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双重数据库的维护( 二 )

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数据库
本文讨论的数据库类型以一个实体----（选择项,值）的集合形式出现 。每个选择项是唯
一的 ， 值对于处理器DBMP而言是原子实体 。提出的这种机制可以扩展用来处理有更复杂
结构的数据库----其中的值本身可以是（选择项,值）的集合形式----但这种扩展将在此不进行
进一步的讨论 。
答应对数据库进行的四种操作：
1）选择：给定一个选择项,返回与之匹配的值 。
2）赋值：给定一个选择项和值 ， 这个给定的值替代与这个给定的选择项相关的以前的值 。
3）创建：一个新的选择项和一个初始的值 ， 然后一个新的实体（选择项,值）加入到数据库
中 。
4）删除：给定一个选择项 ， 已经存在的实体(选择项,值)从数据库中移除 。
注重值的修改局限于赋值操作 。函数修改请求----例如“把X置换成Factorial(X)“----
就超出规则之外了 。假如答应这些请求将强制使用系统同步互锁 。
一致性
另一个必须考虑的问题是数据库拷贝的一致性程度 。由于处理器DBMP之间相互通信
的延迟 ， 所以不可能保证数据库在任何时候都完全相同 。我们的目标不是保证拷贝之间的完
全相同 ， 而是保证拷贝之间的一致性 。这样的话 ， 我们可以认为假设当停止任何一个入口的
修改操作时 ， 处理器DBMP之间有足够的通信时间 ， 则那个入口的状态(它的存在和值)在所
有的数据库中的拷贝都相同 。
时间戳
我们答应任何一个创建和维护数据库的处理器DBMP对数据库进行修改 。当然 ， 一个
处理器DBMP进行一些改变必须与其它的处理器DBMP通信 。为了确保一致性 ， 所有的处
理器DBMP必须做出相同的决定 ， 即对特定的某个入口的哪个修改将是最后结果 。我们希
望选择最迟的改变 ， 然而 ， 由于没有通用的经常可以存取的序列号发生器（一个网络时间标
准就足够了） ， 也就没有绝对的方法来决定在分布式系统中事件的时间顺序 ， ,所以“最迟“只
能是近似的 。我们通过给每个入口的每次修改附上一个时间戳来获得这种近似 。修改操作的
较迟的时间戳将设置成为当前的时间戳（1） 。
---------说明：
（1）时间在前后关系中是很有用的 ， 因为它具有所希望的单调增加的属性和准确性的合理
程度的有效性 。任何其它的具有这些属性的排序方法也可以使用 ， 可以选择“天天的时间“ ，
因为它轻易取得 。它的主要缺陷是它经常是手工设置（因而轻易产生错误） ， 并且它在系统
服务中断时会停止 。随着计算机系统会调整来适应网络环境 ， 使用一个独立的时间源将变得
更加普遍 。这已经在ARPANET的TENEX站点出现了 。
由于多于一个处理器DBMP上的时间戳的唯一性不能保证 ， 所以一个“源处理器DBMP
“包含在每个时间戳中 。通过（武断地）排列处理器DBMP ， 我们因而有唯一有序的时间
戳 。每个时间戳用（T,D）表示：T是时间 ， D是处理器DBMP的标识符 。对于两个时间戳
(T1,D1)和(T2,D2),我们可得
（T1,D1）>(T2,D2)<=>(T1>T2)或者(T1=T2和D1>D2)
(T1,D1)可以被认为比(T2,D2)在时间上更迟一些 。
假如D1=D2和T1=T2 ， 则认为这两个修改是对同一个修改请求的两个拷贝 。
为了确保时间戳的唯一性 ， 每个独立的处理器DBMP对不同的修改操作附上不同的时
间 。这当然是可能的 ， 即使时间单元的优点会限制在单一DBMP站点上的修改操作的频率 。
现在数据库的每一入口是一步：
E::=(S,V,T),

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