在某些情况下，遵循 thomas 写入规则的时间戳协议是否允许不可视图序列化的计划？

Question

我在教科书（Avi Silberschatz、Henry F. Korth 和 S. Sudarshan $6e$ 的《数据库系统概念教科书》）中遇到了以下行。686：

Thomas 的写入规则允许不可冲突序列化但仍然正确的调度。那些允许的非冲突可序列化调度满足视图可序列化调度的定义（参见示例框）。

我从上面几行中了解到，遵循 Thomas 的写入规则的时间戳协议生成的每个时间表都是视图可序列化的。

现在让我们采用以下小时间表：$S：R_1(X)、W_2(X)、W_1(X)$。

这个时间表 $S$ 在时间戳协议下是允许的，该协议遵循 Thomas 的写入规则。

并且序列化顺序是 $R_1(X), W_1(X).$

但我无法证明它是视图可序列化的。

其实我认为它是非视图可序列化的，因为，

考虑串行顺序为 $T_1, T_2$

现在 $X$ 的最终值由 $T_2$ 写入。所以不等价。
下一个替代序列是 $T_2, T_1$

在这里，$R_1(X)$ 将读取由 $T_1$ 写入的 $X$ 的值，而不是在两个事务开始之前存在的原始值。所以这也不是视图等价的。

这里出了什么问题？请帮我解决这个问题。

Answer 1

给定的调度 S 是：

T1    T2
----  -----
R(X)
      W(X)
W(X)

要成为视图可序列化的 W2(X) 必须在 R1(X) 之前或 W1(X) 之后移动。但是，第一个会违反“初始读取”规则，第二个会违反“最后写入”规则。

T2 在 T1 之后开始，因此具有更高的时间戳。当 T1 开始写入 X 时，它会看到 T2 的时间戳。根据 Thomas 的写入规则，T1 的写入是无效的，可以删除。给定的时间表然后变成

T1    T2
----  -----
R(X)
      W(X)

现在 T2 的所有操作都发生在所有 T1 之后 - 计划被序列化。

（你在你的问题中反过来说，删除 W2(X)。我认为这是一个错误。）

为了证明一个调度是可序列化的，只需要表明至少有一个等价的调度是连续的。没有必要证明每一个可能的串行计划都是可以实现的。我同意 T2,T1 由于读/写依赖性而不是按原始时间表查看可序列化。但是，T1,T2 在 Thomas 写入规则下是可序列化的。