如何确定事务是否可冲突序列化？

Question

我有以下question：

read(T1, x)
read(T2, x)
write(T1, x)
write(T2, x)
commit(T1)
commit(T2)

说明调度是否可冲突序列化、可恢复并避免级联中止？

我这样处理问题：

----------------------
|   T1    |   T2     |
----------------------
| read(x) |          |
----------------------
|         | read(x)  |
----------------------
| write(x)|          |
----------------------
|         | write(x) |
----------------------
| commit  |          |
----------------------
|         | commit   |
----------------------

我想，由于优先图中没有循环（非循环），因此它是可冲突序列化的。还可以通过交换将事务T1 转换为事务T2：

----------------------
|   T1    |   T2     |
----------------------
| read(x) |          |
----------------------
| write(x)|          |
----------------------
| commit  |          |
----------------------
|         | read(x)  |
----------------------
|         | write(x) |
----------------------
|         | commit   |
----------------------

• 可以恢复吗？我认为是的，因为T1 在写入后提交，T2 读取、写入和提交。

• 它是无级联的吗？我认为没有，因为T1 和T2 在写完之后没有提交。

• 是否避免级联中止？我认为是的，因为它是可恢复的。

但是，答案是：

• 不冲突可序列化

• 可恢复

• 避免级联中止

现在，为什么这个冲突是严重的？

• 答案很可能是T2 read(x) -> T1 write(x) -> T2 write(x) 之间的循环。

• 如果我是对的，那么为什么调度 3 是可冲突序列化的？

问候

Answer 1

我想，由于优先图中没有循环（非循环），它是可冲突序列化的。

错误的假设。如果我们绘制优先图：

日程不是conflict-serializable

• 可以恢复吗？

  • 是的。 T1 首先写入 X 并首先提交 T1。

• 是无级联的吗？

  • 没有。 T2 不会读取提交的数据。

• 是级联的吗？

  • 是的。如果出现故障X 可以恢复到原来的值。