Prüfung auf Serialisierbarkeit (3)

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Synchronisation mit Zeitmarken (1) Zeitmarken-Synchronisation = einfaches, aber ineffizientes Verfahren zur Gewinnung konfliktserialisierbarer Schedules.
Serialisierbarkeitsprinzip Isolationsprinzip scheint zunächst streng serielle Abwicklung der Transaktionen zu fordern: r 1 (x) r 1 (y)... w 1 (z) c 1 r.
 Präsentation transkript:

Prüfung auf Serialisierbarkeit (3) Aufbau des Serialisierbarkeitsgraphen für Beispiel-Schedule: T2 T1 T3 Zeit Daten- elemente a b c d e f g h i Schreibzugriff durch T2 Schreibzugriff durch T3 Lesezugriff durch T2 Lesezugriff durch T3 Legende: Schreibzugriff durch T1 Lesezugriff durch T1

Prüfung auf Serialisierbarkeit (4) Frühere Schedules: S1: r1(B) r2(B) r2(T) w2(T) w2(B) c2 r1(T) c1  S2: r2(B) r2(T) r1(B) r1(T) w2(T) w2(B) c2 c1  S3: r2(B) r2(T) w2(T) r1(B) r1(T) w2(B) c2 c1  S4: r2(B) r2(T) w2(T) w2(B) r1(B) r1(T) a2 c1 nur T1 in CP! S5: r3(T) w3(T) r2(B) r2(T) w2(T) w2(B) c2 r3(B) w3(B) c3  S6: r2(B) r2(T) r3(T) w3(T) r3(B) w3(B) c3 w2(T) w2(B) c2  T1 T2 S1: T1 T2 S2: T1 T2 S3: T2 T3 S5: T2 T3 S6:

Prüfung auf Serialisierbarkeit (5) Neuer Schedule: S7: r1(B) r2(B) r2(T) r1(T) w2(T) r3(T) w3(T) w2(B) r3(B) w3(B) c1 c2 c3 T1 T2 S7: T3 Äquivalenter serieller Schedule: T1 T2 T3 Betrachte: S8: r2(B) r3(T) w2(B) r1(B) w3(T) r1(T) c1 c2 c3 T1 T2 S8: T3 Äquivalenter serieller Schedule: T2 T3 T1 und T3 T2 T1