《分布式数据库系统及应用》知识总结.docx

《《分布式数据库系统及应用》知识总结.docx》由会员分享，可在线阅读，更多相关《《分布式数据库系统及应用》知识总结.docx（7页珍藏版）》请在淘文阁 - 分享文档赚钱的网站上搜索。

1、精品名师归纳总结可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结1、 懂得分布式数据库系统的特点：第一章分布式数据库系统概述可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结（1） 物理分布性：数据不是存放在一个站点上（2） 规律整体性：是与分散式数据库系统的区分（3） 站点自治性：是与多处理机系统的区分（4） 数据分布透亮性（5） 集中与自治相结合（6） 存在适当的数据冗余度（7） 事务治理的分布性2、 能够依据不同标准描述分布式数据库系统的分类：（1） 按局部 DBMS 的数据模型分类1 同构型 DDBSa) 同构同质型（同一个公司的同一种模式）b) 同构异质型（不同公司不同模式）2 异构型

2、 DDBS（2） 按 DDBS的全局掌握类型分类1 全局掌握集中型 DDBS：全局掌握机制和全局数据词典位于中心站点2 全局掌握分散型 DDBS：全局掌握机制和全局数据词典分散在网络的各个站点上。3 全局掌握可变型 DDBS：也称主从型 DDBS。分成两组站点,一组包含全局掌握机制和全局掌握词典,另外一组不包含。3、懂得分布式数据库中数据的独立性和分布透亮性： 规律独立性物理独立性（表示用户程序与数据的全局规律结构和数据的物理结构无关）分布独立性（用户不必关怀全局数据的分布情形,包括规律分片、物理位置安排情形以及各站点数据库的数据模型等）分三个层次：分片透亮性 （完全分布透亮性） ：位于全局概

3、念模式与分片模式之间,用户编写应用程序只对全局关系进行操作,不必考虑数据的规律分片位置透亮性（中级分布透亮性） ：位于分片模式和安排模式之间。包括两情形各片段被复制情形和片段及其各副本的站点位置安排情形。局部数据模型透亮性（低级分布透亮性）：需要知道数据的分片情形和站点安排情形其次章分布式数据库系统设计1、懂得分布式数据库的设计目标：（1） 本的性或近的性1 尽量削减通信次数和通信量,90/10 准就2 分片和分布方案（本的和远程拜访次数）择优（2） 掌握数据适当冗余1 冗余增加了牢靠性、可用性,提高了效率2 保护数据一样性开销增加（3） 工作负荷分布1 各站点可以分担整个工作任2 本的性降低

4、（4） 储备才能和费用2、懂得水平分片的定义、分类和应用：定义：水平分片是对全局关系执行“挑选 ”操作,把具有相同性质的元祖进行分组,构成如干个不相交可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结的子集。可以分为两类：初级分片、导出分片（应用看课件_分布式数据库系统设计1,15 页开头）。3、 懂得垂直分片的定义和应用定义：垂直分片通过 “投影 ”操作把一个全局关系的属性分成如干组,基本目标是将使用频繁的属性集合在一起。（应用看课件 _分布式数据库系统设计2, 9 页开头）4、 能够描述分片的基本原就：原就：完整性、不相交性、可重构性5、把握数据片段安排的分类和常用方法： 分类：水平、垂直安

5、排方法：（ 1）非冗余安排设计方法1 正确适应法2 分片和分布方案（本的和远程拜访次数）择优（ 2）冗余安排的设计方法1 全部得益站点法2 附加复制法6、把握正确适应法和全部得益站点法的基本特点：（1） 正确适应法特点：对每一种安排都进行估算,然后挑选正确站点。（2） 全部得益站点法特点：确定非复制问题的解确定一组站点安排副本。7、能够描述 DATAID-D方法设计分布式数据库的各个阶段：（1） 分片设计（2） 非冗余安排（3） 冗余安排（4） 局部模式的重新构造8、能够依据给出的条件对关系进行具体分片,给出正确的限定关系（见课后题67 页 2.9,2.10）第三章分布式数据库系统中的查询处理

6、和优化（连接与等值连会见课件3.1）1、把握分布式数据库查询的分类局部查询：只涉及本的单个站点的数据, 优化同集中式。远程查询：也只涉及单个站点的数据, 但要远程通讯 , 挑选站点。全局查询：涉及多个站点数据, 优化复杂。2、懂得关系代数运算的交换率（书上83 页）3、把握直接连接优化算法的分类利用站点依靠信息的算法分片与复制算法站点依靠和数据复制结合算法Hash 划分算法4、把握半连接运算（课件3.2 ）5、把握半连接和直接连接查询优化算法的区分1) 取决于数据传输和局部处理的相对费用2) 假如传输费用是主要的,采纳半连接,SDD-13) 假如本的费用是主要的,采纳直接连接,System R

7、* 6、懂得 Hash 划分算法的特点1) 数据传送量是 R2) 索引方面 ,比片段复制算法更低3) 每个站点的连接数据量同站点依靠算法7、能够描述基于半连接算法查询优化的基本原理和步骤可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结基本原理1) 通常有两次传输2) 但是传输的数据量和传输整个关系相比,要远远少3) 一般有： T 半card（ R）,可削减站点间的数据传输量5) 半连接的缺失：传输B S =C0+C1* size B* val BS6) 基本原理是在传到另一个站点做连接前,排除与连接无关的数据,削减做连接操作的数据量,从而减小传输代价采纳半连接优化算法的步骤1) 运算每种半连接

8、方案的代价,并从中挑选一种正确方案2) 挑选传输代价最小的站点,运算采纳全连接的方案的代价3) 比较两种方案,确定最优方案8、能够描述基于关系代数等价变换的查询优化算法原理、算法实现步骤基本原理1) 查询问题关系代数表达式（是转变的意思）2) 分析得到查询树3) 进行全局到片段的变换得到基于片段的查询树4) 利用关系代数等价变换规章的优化算法,尽可能先执行挑选和投影操作实现步骤和方法1) 转换一： 查询问题 关系代数表达式（ 是转换的意思）2) 转换二： 关系代数表达式 查询树3) 转换三： 全局查询树分拆成片段查询树4) 优化： 利用关系代数等价变换规章的优化算法,优化查询树,进而优化查询9

9、、能够依据供应的条件完成分片和复制算法应用,通过运算判定哪个关系保持分片最优（课件3.3 习题,书本 88 页）可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结1、把握事务的四大特性第四章分布式数据库中的事务治理和复原可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结特性：原子性、一样性、长久性、隔离性。2、能够描述两阶段提交协议的工作流程表决阶段可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结执行阶段目的是形成一个共同的打算第一,和谐者给全部参加者发送“预备”消息,进入等待状态 其次,参加者收到“预备”消息后,检查是否能够提交本的事务.如能,给和谐者发送“建议提交”消息,进入就绪状态.如不能,

10、给和谐者发送“建议撤销”消息,可以单方面撤销 第三,和谐者收到全部参加者的消息后,他就做出是否提交事务的打算,.只要有一个参加者投了反对票,就打算撤销整个事务,发送“全局撤销”消息给全部参加者,进入撤销状态.否就,就打算提交整个事务,发送“全局提交”消息给全部参加者,进入提交状态实现表决阶段的打算,提交或者撤销可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结3、把握事务故障的分类站点故障1) 介质故障：2) 事务故障可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结3) 系统故障通讯故障4) 报文故障5) 网络分割故障4、把握分布式数据库事务执行的掌握模型的分类主从模型三角模型层次掌握模型5、懂

11、得日志文件的特点Log：记录全部对 DB 的操作事务标识：每个事务给定一个具有惟一性的标识符Log 记录项start_transaction, Twrite_item, T, x,旧值,新值 read_item, T, xcommit, T abort, T写动作：写 Log 比写数据优先Log 储备：一般存在盘上 , 仍会定期备份到磁带上6、懂得分布式数据库数据更新常见方法多站点数据更新1) 方法：站点 A 上有事务 T 对 X 更新, X 在 B1,Bn 和 C1, Cm 上有副本 , 就也要对这些副本更新主文本更新2) 指定主副本 , 修改只对主副本进行, 修改帮助副本时 , 也按在主副

12、本上执行的更新次序执行快照方法3) 与视图相像 , 是导出的关系。快照的数据是实际存放在数据库中的,视图不是。周期的更新。用于某些需要“冻结”数据的应用。7、懂得故障复原时检查点学问设置一个周期性（时间 / 容量）操作点1) Log Buffer 内容写入 Log 数据集2) 写检查点 Log 信息：当前活动事务表 , 每个事务最近一次 Log 记录在 Log 文件中的位置3) DBBuffer 内容写入 DB4) 将本次检查点 Log 项在 Log 文件中的的址记入“重启动文件” 8、能够描述两阶段提交协议的特点答应参加者单方面撤销事务一旦参加者确定了提交或撤销协议,它就不能再更换它的提议当

13、参加者处于就绪状态时,依据和谐者发出的消息种类,它可以转换为提交状态或者撤销状态和谐者依据全局提交规章做出全局终止打算和谐者和参加者可能进入相互等待对方消息的状态,使用定时器,保证退出消息等待状态第五章分布式数据库中的并发掌握1、懂得封锁的基本准就事务 T 在执行任何 read_item （ x）操作之前,必需先执行read_lockx或者 write_lockx 操作事务 T 在执行任何 write_item （x）操作之前,必需先执行write_lockx 操作假如事务 T 执行 read_lockx操作 ,数据项 x 必需没有加锁或者已经加了读锁,否就事务T 的这个操作不能进行假如事务

14、T 执行 write_lockx 操作,数据项 x 必需没有加锁,否就事务T 的这个操作不能进行可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结事务 T 在完成全部 read_item （ x）和 write_item （ x）操作之后,必需执行 unlockx 操作假如事务 T 已经持有数据项 x 上的一个读锁或者一个写锁,那么它不能再执行 read_lockx 操作假如事务 T 已经持有数据项 x 上的一个读锁或者一个写锁,那么它不能再执行 write_lockx 操作假如事务 T 没有持有数据项 x 上的一个读锁或者一个写锁,那么它不能执行 unlockx 操作2、懂得基于时标的并发掌握

15、方法（是挑选一个事先的串行次序依次执行事务） 每个事务赋一个唯独的时标,事务的执行等效于按时标次序串行执行假如发生冲突,是通过撤销并重新启动一个事务来解决事务重新启动时,就给予新的时标优点是没有死锁,不必设置锁封锁和死锁检测引起的通信开销也防止了但要求时标在全系统中是唯独的3、把握死锁检测的方法分类集中式死锁检测法层次式死锁检测法分布式死锁检测法4、懂得一样性调度和可串行化调度的特点一样性调度1调度可以使得数据库从一个一样性状态转变为另一个一样性状态,就称调度为一样性调度可串行化调度1) 假如一个调度等价于某个串行调度,就该调度称为可串行化调度。2) 也就是说,该调度可以通过一系列非冲突动作的

16、交换操作使其成为串行调度串行调度（1） 一个事务的第一个动作是在另一个事务的最终一个动作完成后开头. 即调度中事务的各个操作不会交叉 , 每个事务相继执行5、能够描述死锁发生的四个必要条件互斥条件：事务恳求对资源的独占掌握等待条件：事务已持有安排给它的资源, 又去申请并等待别的资源非抢占条件：直到资源被持有它的事务释放前, 不行能将资源强制从持有它的事务夺去循环等待条件：存在事务相互等待的等待圈6、能够列举并发掌握算法算法：丢失更新、不一样性分析、读脏数据第六章分布式数据库中的牢靠性1、懂得牢靠性和可用性的含义与关系牢靠性可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结可用性指数据库在一给定时

17、间间隔内不产生任何失败的概率。它强调数据库的正确性,要求数据库正确运行。通常用来描述不行修复的系统。强调的是当需要拜访数据库时,它是可用的。指在给定的时间点系统可以正常运行的概率。通常用于描述那些可以修复的系统。可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结两者关系通常认为构建可用性的系统比牢靠性的系统简单 两者是统一的,牢靠性高的系统可用性自然是好的两者又是冲突的,增加错误风险的情形下,可提高可用性;采纳太谨慎的策略会降低可用性2、懂得两阶段提交协议如何转为三阶段提交协议可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结提交协议是非阻断的充要条件是, 在其状态转换图中不存在 :没有状态是既与

18、提交又与撤销状态“相邻” 不存在不行提交状态是与提交状态“相邻”相邻从一个状态直接转换到另一个状态2PC中的状态C提交 状态是可提交状态 , 其它为不行提交状态.Ready 状态是不行提交状态。 Wait 状态是不行提交状态它们都侵害了非阻断协议的充要条件, 从而考虑转变 2PC, 使其满意非阻断协议条件在 Wait 和 Commit 之间,或者在 Ready和 Commit 之间加入另一种状态作为缓冲状态,从而有了 3PC 3、把握分布式牢靠性协议的组成牢靠性协议组成：提交协议、终结协议、复原协议提交和复原协议具体说明提交命令和复原命令是如何执行的终结协议是分布式系统特有的协议。在执行一个分

19、布式事务时,如一个Site 故障,期望其它 Site 也停止该事务。处理这种情形的技术就称为终止协议。终结协议与复原协议的比较假如一个 Site 失效.终结协议确定了未失效Site 如何处理该失效大事.复原协议确定失效 Site 重启动后,进程（和谐者,参加者）复原它的状态的过程网络分割时.终结协议实行必要的措施来终结在不同网络区间执行的活动事务.当网络重新连接后,复原协议保证使各个冗余DB 相互一样4、懂得发生网络分割时冗余分布式数据库和非冗余数据库采纳的处理协议非冗余数据库处理网络分割的终结协议集中式协议,基于集中式并发掌握算法主站点法和主副本法 基于表决的协议冗余数据库处理网络分割的终结

20、协议复制掌握协议5、能够描述三阶段提交协议中事务和谐者和参加者的状态转换6、能够采纳版本号法进行不一样性检测,并且应用于实际需求处理故障的策略有可能牺牲正确性来提高可用性,因此接受了不一样性的风险在这种情形下,监测这些不一样性,并尽可能的加以解决是很有用的概念需要第一发觉哪些数据部分已经不一样（不一样性检测）可编辑资料 - - - 欢迎下载精品名师归纳总结然后依据发生的情形,给这些部分给予一个最合理的值（不一样性的解法） 提出问题假设网络分割期间 , 在两个或多个站点组中已执行了如干事务, 可能对同一数据片断的不同副本进行了独立更新检测方法一种比较自然的方法.比较各副本的内容 , 检查其是否相

21、同,但是这种方法不仅效率低,一般也是不正确的。检测方法采纳版本号.答应对数据项操作的站点的副本是主副本,其它是孤立或隔离的副本.正常工作期间 ,全部副本都是主副本 , 并且相互一样 ,每份副本保护一个原版号和一个当前版本号.网络分割时 ,每个孤立副本的原版本号被置为当前版本号值,并且,直到分割修复为止 ,此原版号不会转变例子已知前提.数据项 x 的副本 x1, x2, x3 储备在三个不同站点.V1, V2, V3 分别是 x1, x2, x3 的版本号初始时 , 三份副本一样 , 所以有 :.V1=0, 2,V2 =0, 2,V3=0, 2,假设经过了两次更新.（原版本号,当前版本号）发生一

22、次分割 , 把 x3 从其它两个副本分开, 多数法挑选 x2 和 x1 为主副本 , 版本号变为.V1=0, 2,V2 =0, 2, V3=2, 2网络分割期间 , 假设只更新主副本 , 版本号为.V1=0, 3,V2 =0, 3 ,V3=2, 2.修复后 , 可以看出 x3 未曾修改,更新 x3 即可假设分割时 ,只更新 x3,版本号为.V1=0, 2V2 =0, 2V3=2, 3.此时如没有其它孤立副本, 就可以用 x3 的更新施加到主副本.但如仍有 x4, V4=2,3, 就即使 x3 与 x4 版本号相同也不能说其是一样的如主副本与孤立副本都更新过, 版本号为.V1=0, 3V2 =0

23、, 3V3=2, 3.那么,此孤立副本的原版本号和当前版本号是不同的,而且此孤立副本的原版本号也与主副本的当前版本号不同网络分割已修复和不一样性已检测出来后,必需给同一数据项的全部拷贝给予一共同的值,不一致性解法的问题是如何打算这个值不一样的解决方法与应用相关航空订票系统.暂停订票 , 收集旅客恳求 , 网络修复后再集中订票.给予各订票点的订票数小于总数7、判定（一但与参加者确定了提交或撤销协议,它就不能在更换它的协议）第七章分布式数据库的安全性与目录治理1、懂得分布式数据库的动态授权语句的形式授权语句 GRANT（权限撤销使用 REVOKE语句）。GRANT语句语法如下： GRANT privilege_list ON object TO user_list WITH GRANT OPTION2、懂得数据库的安全性含义：保证数据库数据的完整性、保密性及可用性可编辑资料 - - - 欢迎下载