Rút gọn phép chọn cho phân mảnh ngang nguyên thuỷ:

Phân mảnh dọc (vertical fragmentation) là một kỹ thuật trong cơ sở dữ liệu phân tán, trong đó một bảng được chia thành nhiều bảng nhỏ hơn theo cột. Mục tiêu là để mỗi mảnh chứa chỉ những cột cần thiết cho một ứng dụng hoặc vị trí cụ thể. Rút gọn cho phân mảnh dọc thường được thực hiện bằng cách tối ưu hóa các truy vấn liên quan đến các phép toán đại số quan hệ.

* Đáp án A: Hoán vị phép chiếu và phép kết nối không trực tiếp liên quan đến việc rút gọn phân mảnh dọc.
* Đáp án B: Hoán vị phép chọn và phép kết nối cũng không phải là phương pháp chính để rút gọn phân mảnh dọc.
* Đáp án C: Phân phối các phép kết nối dưới các phép giao không phải là một kỹ thuật phổ biến hoặc trực tiếp liên quan đến rút gọn phân mảnh dọc.
* Đáp án D: Hoán vị phép chiếu và phép chọn là một kỹ thuật quan trọng để rút gọn phân mảnh dọc. Phép chiếu (project) chọn các cột, và phép chọn (select) chọn các hàng. Việc hoán vị chúng có thể giúp giảm thiểu lượng dữ liệu cần xử lý, đặc biệt khi một số cột không cần thiết cho một số truy vấn nhất định.

Do đó, đáp án đúng là D.

Câu hỏi liên quan đến việc tối ưu hóa truy vấn trên các mảnh dữ liệu được phân mảnh hỗn hợp (kết hợp cả phân mảnh ngang và phân mảnh dọc).

- Phân mảnh ngang chia một bảng thành nhiều bảng con (mảnh) theo hàng.
- Phân mảnh dọc chia một bảng thành nhiều bảng con (mảnh) theo cột.
- Phân mảnh hỗn hợp kết hợp cả hai kỹ thuật trên.

Để rút gọn các truy vấn trên các mảnh hỗn hợp, chúng ta cần kết hợp các quy tắc phân mảnh của cả phân mảnh ngang và phân mảnh dọc để xác định vị trí dữ liệu cần thiết và loại bỏ các mảnh không liên quan khỏi quá trình truy vấn.

Trong các lựa chọn:
- A. "Kết hợp các quy tắc trong phân mảnh ngang và phân mảnh dọc" là chính xác vì nó bao quát cả hai loại phân mảnh.
- B. "Kết hợp các quy tắc trong phân mảnh ngang nguyên thuỷ và phân mảnh dọc" chính xác hơn vì phân mảnh ngang có thể là nguyên thuỷ hoặc dẫn xuất, và việc kết hợp với phân mảnh ngang nguyên thuỷ sẽ mang lại kết quả tối ưu nhất.
- C. "Kết hợp các quy tắc trong phân mảnh ngang dẫn xuất và phân mảnh dọc" không phải lúc nào cũng tối ưu vì phân mảnh ngang có thể là nguyên thuỷ.
- D. "Bằng các quy tắc trong phân mảnh ngang nguyên thuỷ" là không đầy đủ vì nó bỏ qua yếu tố phân mảnh dọc.

Vì vậy, đáp án chính xác nhất là B. Kết hợp các quy tắc trong phân mảnh ngang nguyên thuỷ và phân mảnh dọc.

Đáp án đúng là C. Trong một lịch trình có thể phục hồi, sẽ không có giao dịch nào bị hủy bỏ vì một giao dịch mà nó đọc từ đó đã bị huỷ bỏ.

Giải thích:
* Lịch trình có thể phục hồi (Recoverable Schedule): Một lịch trình được coi là có thể phục hồi nếu, đối với mỗi giao dịch *Tj* đọc dữ liệu đã được ghi bởi giao dịch *Ti*, thì thao tác commit của *Ti* phải xuất hiện trước thao tác commit của *Tj*. Điều này đảm bảo rằng nếu *Tj* commit, thì *Ti* cũng đã commit và dữ liệu mà *Tj* đọc là hợp lệ, ngay cả khi có sự cố xảy ra.
* Tại sao đáp án A sai: Không phải mọi lịch trình có thể phục hồi đều có thể tuần tự hóa được. Tính có thể phục hồi và tính tuần tự hóa là hai thuộc tính độc lập của một lịch trình.
* Tại sao đáp án B sai: Phát biểu này mô tả một lịch trình tránh cascade abort (ACA), mạnh hơn lịch trình có thể phục hồi. Trong lịch trình có thể phục hồi, giao dịch T chỉ cần commit trước giao dịch đọc dữ liệu của T, không nhất thiết phải thực hiện trước.
* Tại sao đáp án C đúng: Nếu một giao dịch *Tj* đọc dữ liệu từ *Ti* và *Ti* bị hủy bỏ, thì *Tj* cũng phải bị hủy bỏ trong lịch trình cascade abort (ACA). Tuy nhiên, lịch trình có thể phục hồi không cho phép tình huống một giao dịch bị hủy bỏ do đọc dữ liệu từ giao dịch đã bị hủy bỏ, do giao dịch ghi dữ liệu (Ti) phải commit trước giao dịch đọc (Tj). Do đó, sẽ không có giao dịch nào bị hủy bỏ vì một giao dịch mà nó đọc từ đó đã bị huỷ bỏ.
* Tại sao đáp án D sai: Lịch trình phục hồi tồn tại.

Giao dịch T1 bị huỷ bỏ, vì vậy chúng ta cần khôi phục lại trạng thái trước khi T1 thực hiện các thao tác của nó. Trong chuỗi hành động, T1 đã thực hiện W1(A) và W1(B).

- W1(A) ảnh hưởng đến R2(A), vì T2 đọc A sau khi T1 đã ghi, do đó T2 cần được khôi phục (rollback).
- W1(B) ảnh hưởng đến R3(B), vì T3 đọc B sau khi T1 đã ghi, do đó T3 cần được khôi phục (rollback).
- R4(C) không bị ảnh hưởng bởi T1.

Vậy, các giao dịch cần được khôi phục là T2 và T3.

Để xác định khả năng tuần tự hóa của lịch trình, ta cần tìm các xung đột ghi-ghi (Write-Write - WW), đọc-ghi (Read-Write - RW) và ghi-đọc (Write-Read - WR) giữa các giao dịch. Lịch trình đã cho là: R1(A) R2(B) W1(A) W2(B) R1(B) R2(C) W1(B) W1(C).

1. R1(A) ... W1(A): Giao dịch 1 đọc A, sau đó ghi A. Không có xung đột với giao dịch khác ở đây.
2. R2(B) ... W2(B): Giao dịch 2 đọc B, sau đó ghi B. Không có xung đột với giao dịch khác ở đây.
3. W1(A): Giao dịch 1 ghi A.
4. W2(B): Giao dịch 2 ghi B.
5. R1(B): Giao dịch 1 đọc B.
6. R2(C): Giao dịch 2 đọc C.
7. W1(B): Giao dịch 1 ghi B.
8. W1(C): Giao dịch 1 ghi C.

Bây giờ, ta xem xét xung đột giữa các giao dịch:

* Giao dịch 1 và 2:
* R2(B) ... W1(B): Giao dịch 2 đọc B trước khi giao dịch 1 ghi B (RW conflict).
* W2(B) ... R1(B): Giao dịch 2 ghi B trước khi giao dịch 1 đọc B (WR conflict).

Vì có các xung đột, ta cần kiểm tra xem có thể tạo ra một đồ thị ưu tiên (precedence graph) hay không. Các cạnh trong đồ thị sẽ chỉ ra thứ tự các giao dịch phải được thực hiện để duy trì tính tuần tự hóa.

Từ các xung đột trên, ta có:

* Từ R2(B) ... W1(B): Giao dịch 2 phải xảy ra trước giao dịch 1 (T2 -> T1).
* Từ W2(B) ... R1(B): Giao dịch 2 phải xảy ra trước giao dịch 1 (T2 -> T1).

Không có chu trình trong đồ thị ưu tiên (chỉ có T2 -> T1), do đó lịch trình này là tuần tự hóa được (serializable).