45802 (Версионность в Yukon), страница 3

Таким образом, чтение при уровне изоляции snapshot в Yukon практически ничем не отличается от обычного версионного. Оно работает по тем же принципам, и «внешний» эффект точно такой же. Транзакция получает согласованный срез данных, начиная с первого обращения к данным, и все последующие изменения ее не касаются.

Все это очень хорошо работает при читающих запросах, однако при записи могут возникать конфликты. Если при выполнении обновления snapshot-транзакция доберется до записи, заблокированной другой транзакцией, то, возникнет конфликт версий. Если блокирующая транзакция успешно фиксируется, в чистом версионнике snapshot-транзакция откатывается, поскольку если она изменит данные более «молодой» транзакции и продолжит работу, вполне возможен феномен утерянного обновления. Сместить эти транзакции друг относительно друга во времени и считать snapshot-транзакцию более «молодой» тоже не получится, так как блокирующая транзакция могла добавить записи, удовлетворяющие условию выборки snapshot-транзакции, а значит, все snapshot-запросы должны были эти записи увидеть. То есть snapshot-транзакция все равно должна выполниться заново, с более поздней временной меткой, чтобы увидеть все изменения, внесенные блокирующей транзакцией.

И в данном случае Yukon мало чем отличается от версионника. Если при уровне изоляции read committed в случае изменения он может себе позволить вести себя как блокировочник, то при уровне изоляции snapshot такой фокус не пройдет. Как минимум при этом snapshot скатится все до того же read committed. Дело в том, что блокировочник уровни изоляции выше read committed обеспечивает удержанием коллективных (share) блокировок при запросах на чтение до конца транзакции. Версионник же подобных блокировок для обеспечения уровня изоляции snapshot не использует, у него принцип совсем другой. А поскольку к моменту конфликта snapshot-транзакция уже могла выполнить несколько версионных чтений, то поступать как блокировочник уже поздно, поэтому Yukon, так же как и версионник, в случае конфликта откатывает snapshot-транзакцию.

Если продолжить издевательства над таблицей tst, и изменить в ней какую-нибудь запись, не фиксируя транзакцию:

а потом попробовать изменить ту же запись из snapshot-транзакции:

То snapshot-транзакция повиснет в задумчивости. При взгляде на блокировки, наложенные на таблицу tst, можно наблюдать картину, характерную для обычного блокировочика.

Таблица 3

Snapshot-транзакция (spid 52) ожидает на блокировке (U – WAIT), пока освободится нужная запись (RID 1:1357:2), заблокированная другой транзакцией (spid 51) монопольно (X - GRANT).

Если сейчас вернуться в первое окно и откатить блокирующую транзакцию, то snapshot совершенно спокойно выполнит свое обновление и зафиксируется. Однако если блокирующую транзакцию зафиксировать, то, в отличие от блокировочного поведения, snapshot-транзакция будет отменена, и клиентское приложение получит сообщение об ошибке:

Более того, для отката snapshot-транзакции ей даже не нужно ожидать снятия блокировки. Чтобы избежать несогласованного изменения, необходимо производить откат даже в том случае, если после старта snapshot-транзакции одна из записей, необходимых для пишущего запроса, была изменена другой транзакцией, успевшей зафиксироваться.

Если в одном из подключений начать snapshot-транзакцию, сделав простую выборку:

Затем в другом подключении изменить какую-нибудь запись:

А потом попытаться изменить эту же запись из snapshot-транзакции:

То snapshot транзакция успехом не увенчается, а будет отменена по причине конфликта версий.

Дело в том, что если существует транзакция, зафиксированная после начала работы snapshot-транзакции, и изменения этой транзакции попадают в условия выборки, сделанной snapshot-транзакцией, то вполне могут существовать записи, которые были изменены этой транзакцией после того, как snapshot-запрос их просмотрел, таким образом, что они стали удовлетворять условию snapshot-выборки. То есть получается, что snapshot-транзакция может увидеть только часть изменений, сделанных другой транзакцией, а этого допустить нельзя.

В данном случае поведение Yukon очень похоже на версионное. Но на самом деле он все равно ведет себя немного «по-блокировочному». Проявляется это, например, все в той же ситуации с отсутствием индексов.

Если еще раз выполнить блокирующую транзакцию, не фиксируя ее:

А потом попробовать изменить другую запись из snapshot транзакции:

То snapshot транзакция все равно окажется заблокированной.

Таблица 4

И, что характерно, блокировка произойдет на той же самой записи. Иными словами, в отсутствии индексов Yukon осуществляет поиск по таблице как самый обычный блокировочник, даже при уровне изоляции snapshot. Версионник в данной ситуации сначала сканирует всю таблицу обычным версионным запросом, выясняя нужные записи, а потом обращается с обновлением только к тем, которые подходят под условие выборки, поэтому подобного там не происходит. Yukon же сканирует таблицу, накладывая блокировку обновления на каждую запись, и снимая ее, если запись не удовлетворяет условию выборки, или конвертируя в эксклюзивную, если удовлетворяет. Таким образом, даже если заблокированная запись не удовлетворяет условию выборки обновляющего оператора snapshot-транзакции, в случае отсутствия индексов транзакция все равно застрянет на блокировке.

Результат подобного ожидания snapshot-транзакции вполне закономерен. Если блокирующую транзакцию зафиксировать, то snapshot-транзакция будет отменена, несмотря на то, что формально измененная запись ни до, ни после запроса под условия выборки не попадала. Оборачивается это тем, что если в момент изменения записей в таблице без индексов из snapshot-транзакции будет изменена любая запись, то snapshot-транзакция не выполнится.

Судя по всему, сделать согласованное неблокирующее сканирование при обновлении записей – задача нетривиальная. Поэтому все сделано единообразно, «по-блокировочному». С одной стороны, подобное блокировочное сканирование обещает довольно мрачные перспективы попыткам записи из snapshot-транзакций в неиндексированные таблицы. Но, с другой стороны, это предотвращает некоторые экзотические случаи фантомов, которые пропускает классический snapshot.

Serializable

Несмотря на то, что версионный snapshot помогает избавиться от большинства побочных эффектов, связанных с параллельным выполнением транзакций, вероятность появления некоторых феноменов по-прежнему остается. Чтобы избавиться от подобных эффектов, при работе с классическим версионником и некоторыми гибридами приходится предпринимать дополнительные меры в виде фиктивных изменений или специальных блокировок некоторых записей.

Но Yukon, как и предыдущие версии SQL Server от Microsoft, поддерживает уровень изоляции serializable, который по определению не допускает никаких феноменов. По механизму этот уровень изоляции является чисто блокировочным и никакие версионные запросы, даже на чтение, здесь не поддерживаются, если конечно, не давать специальных указаний оптимизатору.

Заключение

Новая функциональность, безусловно, окажется очень полезной. Самый заметный эффект – это отсутствие блокировок между читающими и пишущими запросами. То есть читающие запросы не блокируют пишущие, и наоборот. Собственно, вся версионность ради этого и затевалась.

У чистых блокировочников, каковым до недавнего времени являлся и Microsoft SQL Server, при наступлении того печального момента, когда читающие запросы начинают довольно сильно конфликтовать с пишущими, используется стандартный архитектурный прием. Механизм работы с данными делится на две составляющие, OLAP и OLTP. OLTP реализует работу пишущих транзакций на относительно небольшом объеме актуальных данных, а OLAP содержит основные данные, доступные только для чтения, причем в силу того, что каждый механизм оптимизирован исключительно под свои задачи, подобное решение, как правило, оказывается очень эффективным. При этом совершенно необязательно сразу строить большую систему и покупать дополнительное оборудование. Если задача не требует излишней громоздкости, то начинается все обычно с построения промежуточных агрегирующих таблиц и материализованных представлений, в дальнейшем возможен перенос одной из составляющих в отдельную базу, экземпляр сервера и, наконец, если в том возникнет необходимость, на отдельный сервер или даже группу серверов.

Может показаться, что класс задач, для которых реально нужна версионность, достаточно узок. С одной стороны, использование версионности имеет смысл, если в блокировочнике конфликт читающих и пишущих запросов начинает оказывать заметное влияние на производительность. Но с другой стороны, при дальнейшем увеличении нагрузки, производительность версионного механизма довольно быстро начнет снижаться из-за частых обновлений по причине больших накладных расходов на поддержку версионности, она ведь тоже обходится не даром.

Но тут можно вспомнить, что существуют задачи, где необходимо выполнять большое количество малопрогнозируемых запросов (ad-hoc queries). В этом случае конфликты читающих и пишущих запросов выходят на первое место, поскольку в подобной ситуации очень высока вероятность возникновения взаимоблокировок.

Также стоит заметить, что, несмотря на всю полезность агрегатных таблиц, они обладают одним большим недостатком, сильно сужающим область их применения. Если в исходной таблице активность запросов можно физически разнести по разным страницам данных, то в агрегатной таблице большое количество изменений создаст совершенно ненужный ажиотаж в очень маленьком объеме.

Немаловажно также и то, что писать приложения для БД с поддержкой версионности попросту удобнее. Отсутствие необходимости отслеживать возможные конфликты читающих и пишущих запросов здорово облегчает жизнь, особенно не слишком опытным разработчикам, и повышает масштабируемость системы (хотя в этом случае выше вероятность появления некоторых неочевидных эффектов).

И наконец, введенная поддержка версионности позволит легче адаптироваться к новому серверу тем, кто привык работать с подобной функциональностью.

Преимущества версионности.

Читающие запросы не блокируют пишущие, и наоборот.

Уменьшатся вероятность возникновения взаимоблокировок.

Есть возможность выполнять большие согласованные чтения, не предусмотренные структурой базы (ad-hoc queries), без риска сильного падения производительности остальных запросов.

Можно выполнять согласованные агрегатные запросы без повышения уровня изоляции.

Во что обходится версионность.