分布式数据库答案

分布式计算与分布式系统

No.1：

1．分布式数据库的特点：

*物理分布性：分布式数据库中的数据是分散存储在计算机网络中的多个站点上的。

*逻辑整体性：数据逻辑上是互相联系的。

*站点自治性：各站点上的数据由本地的数据库管理系统管理，完成本站点的应用。

2.分布式数据库和集中式数据库的差别：

*在集中式数据库中，数据独立性指数据的逻辑独立性与物理独立性。在分布式数据库中，还增加了数据分布独立性，即分布透明性。

*在集中式数据库中，对共享数据库的控制是集中的，在分布式数据库中，数据可以局部共享或全局共享。

*在集中式数据库中，尽量减少冗余度是系统目标之一，在分布式数据库中却希望增加冗余数据，存储同一数据的多个副本

*分布式数据库中各局部数据库应满足集中式数据库的一致性、可串行性和可恢复性。除此以外还应保证数据库的全局一致性、并行操作的可串行性和系统的全局可恢复性。

3.分片的正确性判据：若R={R1，R2，…，Rn},满足：

●完整性：如果a∈R,则必有a∈Ri，i=1，2，…,n

●可重构性：R=∪Ri（水平分片），或R=∞Ri（垂直分片）

●不可相交性：Ri∩Rj=空集，i≠j，i，j=1，2，…,n（水平分片）

Ri∩Rj=主键属性，i≠j，i，j=1，2，…,n（垂直分片）

No.2：

1. create View v(name) as

select name from proj where pname = “CAD”

2. create View v(name) as

select name from proj1

No.3:

1.

Student1=SL dno=1 Student

Student2=SL dno=2 Student

Student3=SL dno=3 Student

*完整性：

∵{dno=1}∈{dno={1,2,3}},{dno=2}∈{dno={1,2,3}},{dno=3}∈{dno={1,2,3}}

∴Student中有且只有{dno=1}，{dno=2}和{dno=3}三个元素，满足完备性。

*可重构性：

∵{dno={1,2,3}}={dno=1}∪{dno=2}∪{dno=3}

∴满足可重构性。

*不可相交性：

∵{dno=1}∩{dno=2}={dno=1}∩{dno=3}={dno=2}∩{dno=3}=空集

∴满足不可相交性。

No.4

1.（a）

LEVEL 1: read(terminal,$sno)

Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Student

where sno=$sno

write(terminal, $sname, $age, $dno, $type)

LEVEL2: read(terminal,$sno)

Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Student1

where sno=$sno

if not #FOUND then

Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Student2

where sno=$sno

write(terminal, $sname, $age, $dno, $type)

LEVEL3:read(terminal, $sno)

Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type

from Student1 at site1

where sno=$sno

if not #FOUND then

Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type

from Student1 at site2

where sno=$sno

if not #FOUND then

Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type

from Student2 at site3

where sno=$sno

if not #FOUND then

Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type

from Student2 at site4

where sno=$sno

write(terminal, $sname, $age, $dno, $type)

1.（b）

LEVEL 1:Update Student

Set dno=2 Where sno=060138

LEVEL 2: Select sname into $SNAME from student1Where sno=060138

If #FOUND then

Update student1

Set dno=2 Where sno=060138

Else

Update student2

Set dno=2 Where sno=060138

LEVEL 3: Select sname into $SNAME from student1 at site1 Where sno=060138

If #FOUND then

Update student1 at site1

Set dno=2 Where sno=060138

Else

Select sname into $SNAME from student1 at site2 Where sno=060138 If #FOUND then

Update student1 at site2

Set dno=2 Where sno=060138

Else

Select sname into $SNAME from student2 at site3 Where sno=060138 If #FOUND then

Update studen2 at site3

Set dno=2 Where sno=060138

Else

Select sname into $SNAME from student2 at site4 Where sno=060138

2．

分片原则：完备性：P1 v P2 =true；不相交性：P1=！P2

这两个断言可能不满足上述原则，因为不能保证职位就只有manager和programmer，所以修改为P1：title=“manager”P2：title≠“manager”。

No.5：

Emp1

Emp2 pay1

Emp3 pay2

Emp4

可采用半连接方式进行查询优化，减少站之间的数据输出量，但同时要增加通信次数和本地处理时间。

No.6：

1.

Create view vemp (eno,ename,pno,resp) as

select eno,ename,pno,resp from emp,resp

where emp.eno =resp.eno and resp.dur >=36

2.

Create view Vemp1 (eno,ename) as select eno,ename from emp1

Create view Vemp2 (eno,ename) as select eno,ename from emp2

Create view Vresp1 (eno,pno,resp) as select eno,pno,resp from resp1 where dur >=36

Create view Vresp2 (eno,pno,resp) as select eno,pno,resp from resp2

Site1: select eno,ename,pno,resp into $eno,$ename,$pno,$resp from Vemp1at home, Vresp1at home, Vemp2at site2, Vresp2at site3 where and Vemp.eno=Vresp.eno

Site2: select eno,ename,pno,resp into $eno,$ename,$pno,$resp from Vemp2at home, Vemp1at site1, Vresp1at site1, Vresp2at site3 where Vemp.eno= Vresp.eno

Site3:select eno,ename,pno,resp into $eno,$ename,$pno,$resp from Vemp2at site2, Vemp1at site1, Vresp1at site1, Vresp2at home where Vemp.eno= Vresp.eno

3.

Select ename,resp from vemp,proj where vemp.pno=proj.pno and proj.pname=”e-commerce”Select ename,resp from vemp,proj1 where vemp.pno=proj1.pno

No.7：

1．集中式目录：

全局系统采取集中式存放方式，具体又分为：

（1）单一主目录方式：系统将全局目录只存放在某一站点上。缺点是系统过分依赖存放主目录的站点，易形成瓶颈。

（2）分组主目录：将系统站点分为若干组，每一组设置一个主目录，形成系统分组主目录方式。

2．局部式目录

每个站点只为存放在本站点的数据保留一份（局部目录），系统的整体目录是所有这些不相交的局部目录的集合。利于站点的自制性，容易进行目录的更新。但如果不采用目录定位表，则需要较高的通信代价和使目录查询响应时间延长

3．全复制式目录

在每个站点上都存放一个完整的全局目录，但目录的更新必须传播到每一个站点。这种方式不存在目录查询的通讯开销，查询响应速度最高，系统的可靠性也较高，但这种方式的目录冗余太多，使得目录更新开销过

No.8：

8.设：C0 = 0, C1 = 1。

所有可选的Semi-Join：

P1: R NSJ B=B U

；Benefit=0.6*(3+4+25)*5,000 = 96,000；Cost=4*20 = 80 P2: R NSJ A=A S

；Benefit=0.8*(3+4+25)*5,000 = 128,000；Cost=3*20 = 60 P3: U NSJ B=B R

；Cost=4*50 = 200

P4: U NSJ C=C S

；Benefit=0.5*(4+2+20)*100 = 1,300；Cost=2*5 = 10

P5: S NSJ A=A R

；Cost=3*100 = 300

P6: S NSJ C=C U

；Cost=2*10 = 20

∴选P2，对R的影响：card(R) = 0.2*5,000 = 1,000

n =5,000 r = 1,000 m B

剩下的Semi-Join：

P1: R NSJ B=B U

；Benefit=0.6*(3+4+25)*1,000 = 192,000；Cost=4*20 = 80 P3: U NSJ B=B R

；Cost=4*50 = 200

P4: U NSJ C=C S

=0.5；Benefit=0.5*(4+2+20)*100 = 1,300；Cost=2*5 = 10

P5: S NSJ A=A R

；Cost=3*20 = 60

P6: S NSJ C=C U

；Cost=2*10 = 20

∴选P1，对R的影响：card(R) = 0.4*1,000 = 400

n = 1,000 r = 400

剩下的Semi-Join：

P3: U NSJ B=B R

；Cost=4*20 = 80

P4: U NSJ C=C S

；Benefit=0.5*(4+2+20)*100 = 1,300；Cost=2*5 = 10

P5: S NSJ A=A R

；Cost=3*20 = 60

P6: S NSJ C=C U

；Cost=2*10 = 20

∴选P4，对U的影响：card(U) = 0.5*100 = 50

n = 100 r = 50

剩下的Semi-Join：

P3: U NSJ B=B R

；Cost=4*20 = 80

P5: S NSJ A=A R

；Cost=3*20 = 60

P6: S NSJ C=C U

；Cost=2*5 = 10

只有Cost没有Benefit，故停止。

选择收集数据的站点：

cost(Site 1) = (3+2)*20+(4+2+20)*50 = 1,400

cost(Site 2) = (3+4+25)*400+(4+2+20)*50 = 14,100

cost(Site 3) = (3+4+25)*400+(3+2)*20 = 12,900

所以，选择Site 1收集数据。

No.9：

S1:W2(x)

S3:W2(x)

No.10：

Execution 1：

S1：Ri(x)Rj(x)Wj(y)Wi(x) 可串行化为：Tj Ti

S2：Ri(w)Rj(z)Wj(w)Wi(w)

∵S2中Ti、Tj为互相冲突的事务对，且在两个本地调度中的序不一致

∴execution 1 是不可串行的。

Execution 2：

S1：Ri(x)Rj(x)Wj(y)Wi(y) 可串行化为：Tj Ti

S2：Wi(z) 即为：Ti

∴execution 2可串行化为：Rj(x)Wj(y)Ri(x)Wi(z)Wi(y)

Execution 3：

S1：Ri(x)Rj(x)Wi(x)Wj(y) 可串行化为：Tj Ti

S2：Ri(z)Rj(z)Wj(z)Wi(w) 可串行化为：Ti Tj

∴execution 3可串行为：Rj(x)Wj(y)Ri(x)Wi(x)Ri(z)Wi(w)Rj(z)Wj(z) Execution 4：

S1：Ri(y)Rj(x)Wj(x) 可串行化为：Ti Tj 或者Tj Ti （选择后者）S2：Wi(z)Ri(w)Rj(w)Wi(w) 可串行化为：Tj Ti

∴execution 4可串行化为： Ri(y)Rj(x)Wj(x)Rj(w)Ri(w)Wi(z)Wi(w)

Rj(w)Rj(x)Wj(x)Ri(w)Ri(y)Wi(z)Wi(w)

Rj(x)Rj(w)Wj(x)Ri(y)Ri(w)Wi(z)Wi(w)

Rj(x)Rj(w)Wj(x)Ri(w)Ri(y)Wi(z)Wi(w)

No.11：

ROOT_AGENT:

Read (Terminal, $AMOUNT, $FROM_ACC, $TO_ACC);

Write (log, trsID, “begin_transaction”);

Begin_transaction;

Select AMOUNT into $FROM_AMOUNT

From ACCOUNT

Where ACCOUNT_NUMBER = $FROM_ACC;

If $FROM_AMOUNT-$AMOUNT < 0 then

Begin

Write (log, trsID,”abort”);

abort;

end;

Else

Begin

Update ACCOUNT

Set AMOUNT=AMOUNT-$AMOUNT

Where ACCOUNT_NUMBER=$FROM_ACC;

Create Agent1;

Send (trsID, Agent1, $AMOUNT, $TO_ACC);

Write (log, trsID, ”prepare”);

Send (trsID, Agent1, “prepare”);

Receive (trsID, Agent1, message, timeout, ok);

If ok = false or message = “abort” then

Begin

Write (log, trsID, “glbal_abort”);

Send (trsID, Agent1, “abort”);

End;

Else begin

Write (log, trsID, “global_commit”);

Send (trsID, Agent1,”commit”);

Receive (trsID, Agent1, message, timeout, ok);

Write (log, trsID, “complete”);

Commit;

End;

End;

Agent1:

Receive (trsID, ROOT_AGENT, $AMOUNT, $TO_ACC);

Receive (trsID, ROOT_AGENT, message , timeout, ok);

Lock (trsID, tupleID, exclusive, timeout, ok);

If ok = true then

Begin

Write (log, trsID, “begin_transaction”);

Write (log, trsID,”ready”);

Send (trsID, ROOT_AGENT, “ready”);

End;

Else begin

Write (log, trsID, “abort”);

Send (trsID, ROOT_AGENT, “abort”);

Abort;

End;

Receive (trsID, ROOT_AGENT, message, timeout, ok);

If message = “abort” then

Begin

Write (log, trsID, “abort”);

Send (trsID, ROOT_AGENT, “ack”);

Abort;

End;

Else if message = “commit” then

begin

write (log, trsID, “commit”);

send (trsID, ROOT_AGENT, “ack”);

Update ACCOUNT

Set AMOUNT = AMOUNT + $AMOUNT

Where ACCOUNT_NUMBER = $TO_ACC;

Unlock (trsID, tupleID);

End;

No.12：

1.

∵Ts(Ti)

∵Ts(Ti)>WTM(x) 所以Ri(x) 且RTM(x)=35

∵Ts(Ti)>=WTM(x) 且Ts(Ti)>=RTM(x) 所以Wi(x) 且WTM(x)=35 ∵Ts(Ti)>WTM(y) 所以Ri(y) 且RTM(y)=35

∵Ts(Ti)>=WTM(y) 且Ts(Ti)>=RTM(y) 所以Wi(y) 且WTM(y)=35 再执行事务Tj

∵Ts(Tj)>WTM(x) 所以Rj(x) 且RTM(x)=40

∵Ts(Tj)>=WTM(x) 且Ts(Tj)>=RTM(x) 所以Wj(x) 且WTM(x)=40 ∵Ts(Tj)>WTM(y) 所以Rj(y) 且RTM(y)=40

∵Ts(Tj)>=WTM(y) 且Ts(Tj)>=RTM(y) 所以Wj(y) 且WTM(y)=40

2.

∵Ts(Ti)

∵Ts(Ti)

再执行事务Tj

∵Ts(Tj)>WTM(x) →Rj(x) 且RTM(x)=40

∵Ts(Tj)>=WTM(x) 且Ts(Tj)>=RTM(x) →Wj(x) 且WTM(x)=40

∵Ts(Tj)>WTM(y) →Rj(y) 且RTM(y)=40

∵Ts(Tj)>=WTM(y) 且Ts(Tj)>=RTM(y) →Wj(y) 且WTM(y)=40

3.

∵Ts(Ti)>Ts(Tj) →先执行事务Tj

∵Ts(Tj)>WTM(x) →Rj(x) 且RTM(x)=35

∵Ts(Tj)>=WTM(x) 且Ts(Tj)>=RTM(x) →Wj(x) 且WTM(x)=35

∵Ts(Tj)>WTM(y) →Rj(y) 且RTM(y)=35

∵Ts(Tj)>=WTM(y) 且Ts(Tj)>=RTM(y) →Wj(y) 且WTM(y)=35

再执行事务Ti

∵Ts(Ti)>WTM(x) →Ri(x) 且RTM(x)=40

∵Ts(Ti)>=WTM(x) 且Ts(Ti)>=RTM(x) →Wi(x) 且WTM(x)=40

∵Ts(Ti)>WTM(y) →Ri(y) 且RTM(y)=40

∵ Ts(Ti)>=WTM(y) 且 Ts(Ti)>=RTM(y) Wi(y) 且 WTM(y)=40

No.14： 1.

规则：

(SL f1 R) DF (SL f2 R) SL f1 and not f2 R

PJname,tax DF JNdeptnum=deptnum JNdeptnum=deptnum EMP SLarea=”north ” EMP SLdeptnum<10 DEPT DEPT PJname,tax SLarea=”north ” JNdeptnum=deptnum EMP DEPT SLdeptnum<10

2.:

规则：

(SL f1 R) DF (SL f2 R) ? SL f1 and not f2 R (SL f1 R) NJN (SL f2 R) ? SL f1 and f2 R R NJN SL f R ? SL f R

NJN

SLdeptnum=10 SLpnum=”p1”

DEPT SUPPLY

UN NJN NJN SLdeptnum=10 DFpnum=”p2” SLdeptnum=10 SLpnum=”p1”

DEPT SLpnum=”p1” SUPPLY SUPPLY

DEPT SUPPLY