- Các thuật toán dựa trên nối nửa
4) Tính bền vững
1.5.5. Mô hình khóa đọc và khóa gh
Trong mô hình khoá cơ bản, ta giả sử rằng khi khoá một mục có thể thay đổi mục đó. Trên thực tế, có những trường hợp một giao dịch truy cập một mục theo nghĩa chỉ đọc giá trị của mục đó không thay đổi giá trị của mục đó. Vì vậy nếu ta phân biệt hai loại truy cập: chỉ đọc (read giấy) và đọc ghi (read write), thì ta có thể tiến hành được một số thao tác đồng thời bị cấm trong mô hình khoá cơ bản. Khi đó, ta phân biệt hai loại khoá như sau:
Khoá đọc (read lock or shared lock) ký hiệu Rlock hoạt động như sau: một giao dịch T chỉ muốn đọc một mục A sẽ thực hiện lệnh Rlock A, ngăn không cho bất kỳ giao dịch khác ghi giá trị mới vào A trong khi T gã khoá A, nhưng các giao dịch khác vẫn có thể giữ một khoá đọc trên A cùng lúc với T.
Khoá ghi (write lock) ký hiệu Wlock hoạt động như trong mô hình khoá cơ bản, nghĩa là một giao dịch muốn thay đổi giá trị của mục A sẽ thực hiện lệnh Wlock A. Khi đó không một giao dịch nào được lấy khoá đọc hoặc khoá ghi trên mục đó.
Cả khoá đọc và khoá ghi đều được mở bằng lệnh Unlock. Ngoài các giả lịnh như mô hình khoá cơ bản, ta có thêm giả định rằng một giao dịch có thế yêu cầu một khoá ghi trên mục mà nó đang giữ khoá đọc.
Hai lịch biểu là tương đương nếu:
- Chúng sinh ra cùng một giá trị cho mỗi mục, và
Mỗi khoá đọc được áp dụng bởi một giao dịch xảy ra trong cả hai lịch biểu vào những lúc mục bị khoá có cùng giá trị.
Thuật toán 2.2: Kiểm tra tính khả tuần tự của các lịch biểu với các khoá
đọc / ghi
Nhập: Một lịch biểu S cho một tập các giao dịch Tl, T2,…, Tk
Xuất: Khẳng định S có khả tuần tự hay không? Nếu có thì đưa ra một lịch biểu tuần tự tương đương với S.
Phương pháp:
hoá), có các nút là các giao dịch. Các cung của đồ thị được xác định bằng quy tắc sau:
Giả sử trong S, Ti nhận khoá đọc hoặc khoá ghi mục A, Ti là giao dịch kế tiếp khoá ghi A, và i ≠ j, thì ta sẽ đặt một cung từ Ti → Tj.
Giả sử trong S, giao dịch Ti khoá ghi A, Tm là khoá đọc A sau khi Ti mở khoá A nhưng trước các giao dịch khác khoá ghi A, và i ≠ m, thì ta sẽ đặt một cung từ Ti → Tm
Bước 2: Kiểm tra, nếu G có chu trình thì S bất khả tuần tự. Nếu G không có chu trình thì một sắp xếp tổng của G là thứ tự tuần tự của các giao dịch này.
Ví dụ 2.5: Một lịch biểu của bốn giao dịch : (1) T2 : RLOCK A (2) T3 : RLOCK A (3) T2 : Wlock B (4) T2 : Unlock A (5) T3 : Wlock A (6) T2 : Unlock B (7) Tl : RLOCK B (8) T3 : Unlock A (9) T4 : Rlock B (10) Tl : RLOCK A (11) T4 : Unlock B (12) Tl : Wlock C (13) Tl : Unlock A (14) T4 : Wlock A (15) T4 : Unlock A (16) Tl : Unlock B (17) Tl : Unlock C
Đồ thị tuần tự hoá của lịch biểu này được trình bày trong hình 2.6.
Các nút là bốn giao dịch Tl, T2, T3, T4, các Cung được Xác định như sau: Ở bước (4) T2 mở khoá mục A
Bước (5) T3 khoá ghi mục A, T3 phải đi sau T2, có một cung từ T2 đến T3. Ở bước (6) T2 mở khoá mục B
sau T3, có một cung từ T2 đến các nút này. Ở bước (8) T3 mở khoá mục A,
Bước (10) Tl là khoá đọc mục A và khoá ghi mục A của T4 ở bước (14) . Như vậy Tl và T4 Phải đi sau T3, có một cung từ T3 đến các nút này.
Ở bước (13) Tl mở khoá mục A, bước (14) T4 khoá ghi mục A , T4 phải đi sau Tl, có một cung từ Tl đến T4
Sắp xếp topo cho đồ thị ta được thứ tự các giao dịch là: T1→T2→T3 →T4 Giao thức hai pha của mô hình trước cũng có thể áp dụng cho mô hình này. Các khoá đọc và khoá ghi đều đi trước bước mở khoá, và điều đó sẽ đảm bảo tính khả tuần tự của lịch biểu.
Trong mô hình này ta cũng rút ra được qui tắc liên quan đến việc trao khoá như sau:
Một khoá đọc trên một mục có thể được trao cho một giao dịch nếu không có khoá ghi nào đang được một giao dịch khác giữ trên nó.
Một khoá ghi trên một mục chỉ có thể được trao cho một giao dịch nếu không có khoá đọc hoặc khoá ghi nào đang được một giao dịch khác giữ trên mục đó.