多版本时间戳排序

在多版本时间戳排序技术中，对于系统中的每个事务，在事务开始执行之前分配一个唯一的时间戳。事务 T 的时间戳记为 TS(T)。对于每个数据项 X，一系列版本 1 , X ₂ , X ₃ ,……X _K > 相关联。

对于数据项（X）的每个版本 X _i ，系统维护以下三个字段：

• 版本的值。
• Read_TS (X _i )：X i的读取时间戳是任何成功读取版本 X _i的事务的最大时间戳_。
• Write_TS(X _i )：X i的写入时间戳是任何成功写入版本 X _i的事务的最大时间戳_。

为确保可序列化，使用以下两条规则：

假设事务 T 对数据项 X 发出读取请求和写入请求。设 X _i为 X 的所有版本中具有最大 Write_TS(X _i ) 的版本，该版本也小于或等于 TS(T) .

• 规则一：假设事务 T 发出 Read(X) 请求，如果 Read_TS(X _i )i的值返回给事务 T 并更新 Read_TS(X _i ) 的值到 TS(T)
• 规则 2：假设事务 T 发出 Write(X) 请求 TS(T) < Read_TS(X)，则系统中止事务 T。另一方面，如果 TS(T) = Write_TS(X)，则系统覆盖X的内容；如果 TS(T)>Write_TS(X) 它创建一个新版本的 X。

例子：

考虑以下时间表

让事务 T1 和 T2 的时间戳分别为 5 和 10。这些事务对数据项 X 执行读写操作。

• 最初假设数据项X的状态是X ₀并且Read_TS(X ₀ )=Write_TS(X ₀ )=0
• T1 执行 Read(X)，因为 Read_TS(X ₀ )0的值并设置 Read_TS(X ₀ )=TS(T1)=5，
• T1 执行 Write(X)，因为 Write_TS(X ₀ )1并设置 Read_TS(X ₁ )=Write_TS(X ₁ )=TS(T1)=5。
• T2 执行 Read(X)，因为 Read_TS(X ₁ )1的值并设置 Read_TS(X ₁ )=TS(T2)=10。
• T2 执行 Write(X)，因为 Write_TS(X ₁ )2并设置 Read_TS(X ₂ )=Write_TS(X ₂ )=TS(T2)=10。
• T1 执行 Read(X)，在正常的时间戳排序中，这将中止 T1（以及随后的 T2），因为 T2 已经覆盖了 X。由于我们保留了以前的版本，我们读取 X ₁而不是 X ₂并且读取成功。
• T1 执行 Write(X)，因为 TS(T1)1 )（即 T2 已经读取了 T1 尚未产生的 X 版本） 系统中止 T1。
• 由于 T2 在 T1 中止时已读取 X ₁ ，因此它级联到 T2 并且 T2 中止。

优点：

• 事务的读取请求永远不会失败，也永远不会等待。
• 它在读取请求比写入请求更频繁的数据库系统中找到了应用。

缺点：

• 读取数据项需要更新读取时间戳字段，从而导致两次潜在的磁盘访问，而不是一次。
• 事务之间的冲突是通过回滚解决的，而不是通过等待。这种替代方案可能很昂贵。
• 多版本时间戳排序方案不能确保可恢复性和级联性。