В [1] описывается класс многоуровневых алгоритмов замещения , которые поз­воляют решить эту проблему. Они зависят от конечного числа параметров и при адап­тивном подборе этих параметров соединяют свойство быстрого обновления части ОП со свойством сохранения в ОП тех объектов, которые наиболее часто запра­ши­ва­ются.

В дипломной работе решено использовать алгоритм замещения из класса , при следующих параметрах: лимит времени нахождения объекта в ОП отсутствует, размеры подсписков на всех уровнях одинаковы, параметр l=1 (это соответствует алгоритму замещения НДИ для объектов всех подсписков; если i – положение объекта в подсписке, и i l, то при обращении к нему применяется алгоритм РПРУ, иначе НДИ).

Неэффективным является подход простого освобождения от объектов, которые стоят в конце списка кэша, поскольку они могут быть малы по размеру, а требуется загрузить объект, который занимает значительное количество памяти. В этом случае, пришлось бы ради одного объекта выгружать значительное количество других. Что при­вело бы к значительным потерям времени при их повторной загрузке.

Для определения подмножества объектов кэша, подлежащих вытеснению, можно применить алгоритм решения задачи о рюкзаке. Если бы все объекты имели одинаковую длину, без этого можно было бы обойтись. Хотя алгоритм решения задачи о рюкзаке NP-сложен, решение можно компактно записать в виде рекурсивного алгоритма, нахо­дя­ще­го решение за счет применения принципа динамического программирования Беллмана. Такой способ наиболее эффективен, когда размер кэша составляет 32 объекта, посколь­ку множество выбранных объектов можно представить битовыми полями в длинном слове. При большем размере кэша возрастают потери памяти и быстродействия, и во­зникает вопрос о месте расположения данных промежуточных вызовов. Рекурсивный вызов в среде ДССП требует малых затрат ресурсов, а время расчета окупается за счет времени обмена с внешней памятью, работа с которой много медленнее, чем с оператив­ной.

3.5 Система управления журнализацией и восстановлением

Журнализация предназначена во-первых, для обеспечения возможности отката некорректных действий транзакций, и, во-вторых, для восстановления базы данных после аппаратного сбоя. В ООБД журнализацию можно проводить на трех уровнях: инфологическом, даталогическом и физическом. На инфологическом уровне журнал фиксирует сообщения, циркулирующие в системе. На даталогическом уровне фик­си­руется какие примитивы были вызваны на выполнение сообщениями. На физи­че­ском уровне фиксируются низкоуровневые операции: по какому адресу в какой вирту­альной памяти производилась запись, как изменились границы виртуальной памяти.

Обычные БД хранят мгновенный снимок модели предметной области. Любое изменение в момент времени t некоторого объекта приводит к недоступности состояния этого объекта в предыдущий момент времени. Интересно, что при этом в большинстве развитых СУБД предыдущее состояние объекта сохраняется в журнале изменений, но возможность доступа к этим данным для пользователей закрыта.

Для журнализации избран подход, примененный в СУБД Postgres, разработанной в университете г.Беркли, Калифорния под руководством М.Стоунбрейкера, как наиболее простой в реализации и предоставляющий полезные возможности, недоступные в базах данных с обычным типом журнализации (см. [23]). В этой системе, во-первых, не ведется обычная журнализация изменений базы данных, и мгновенно обеспечивается корректное состояние базы данных после перевызова системы с утратой состояния оперативной памяти. Во-вторых, система управления памятью поддерживает истори­ческие данные. Запросы могут содержать временные характеристики интересующих объектов. Реализационно эти два аспекта связаны.

СУБД, имеющие такой вид журнализации, называются темпоральными СУБД. Основной тезис темпоральных систем состоит в том, что для любого объекта данных, созданного в момент времени t1 и уничтоженного в момент времени t2, в БД сохраняются (и доступны пользователям) все его состояния во временном интервале [t1, t2). Система не только хранит информацию о прошлых состояниях объекта, но и предоставляет пользователю доступ к ней через язык запросов.

Т.е. журнал состоит из меток времен и значений объектов. СУБД POSTGRES является экспериментальной и, в частности, предполагается, что она функционирует на вычислительной аппаратуре, оснащенной статической оперативной памятью, не теряющей информации при отключении внешнего питания. Впрочем, затраты на ста­ти­ческую память компенсируются быстродействием СУБД и дополнительными возмож­нос­тями, приобретаемыми при таком подходе, а именно: возможность получить значение объекта в произвольный момент времени.

Вообще говоря, каждый объект в системе состоит из трех частей: Заголовка объекта, данных и истории. В заголовке объекта имеется поле VALUE, которое содержит ссылку на начало расположения внутри объекта данных о его состоянии. Объект, с которым пользователь хочет работать, автоматически загружается системой в кэш, где ему выделяются 4 канала:

1. Канал объекта в кэше

2. Канал объекта на диске

3. Канал данных объекта в кэше

4. Канал истории изменений объекта на диске

Прикладной программист не работает напрямую с каналами. С каналами работают примитивы доступа к содержимому объекта. Прикладной программист рабо­тает с объектами только через их идентификаторы. А идентификаторам объектов ста­вятся в соответствие каналы в системе кэширования объектов.

3.6 Принципы реализации механизма согласованного управления

Область действия операции

Каждый объект обладает поведением, реализуемым через методы (операции). Если операция работает только с внутренними данными объекта, то она является локальной, если же она посылает сообщения другим объектам, то – глобальной. Посланное к другому объекту сообщение порождает на нем выполнение соответствующей операции. Через транзитивное замыкание можно представить процесс порождения отношением предок – потомок.

Областью действия операции на объекте являются:

Данные состояния объекта, входные параметры операции, системные объекты, а также все объекты, обладающие определенным поведением, если это поведение является объектом, над которым выполняется операция.

Воздействие операции

Все воздействия любой операции на объекте, попадают под одну из четырех категорий: запрос, создание, модификация, удаление. Для каждой операции на объекте определяются соответствующие множества.

Множество запросов QS(op_i(O)) определяется рекурсивно как QS(op_i(O)) = LocalQS(op_i(O)) GlobalQS(op_i(O)), где

• LocalQS = , если нет собственных iv_j из O "запрошенных" операцией op_i. {O}, иначе.

• GlobalQS =

{O_gq | op_i , посылает сообщение к O_s для выполнения метода op_j, где O_s Scope(op_i(O)), и O_gqQS(op_j(O_s))}.

Аналогично определяются можества создания модификации и удаления операции op_i на объекте O.

Множество замен определяется как объединение множеств создания, модифи­ка­ции и удаления. Конфликт операций – выполнение одного из следующих условий:

1. US(op_i(O)) US(op_j(O'))

2. QS(op_i(O)) US(op_j(O'))

3. US(op_i(O)) QS(op_j(O'))

Пользовательские транзакции можно рассматривать как операции над специ­альным объектом базы данных.

Пользовательские операции могут быть разбиты на ряд шагов, каждый из которых выполняет некоторую логическую единицу работы. Шаги эти также можно считать едиными операциями. Такое разбиение позволяет ввести понятие точки раз­рыва. Точка разрыва ставится между двумя шагами на одном уровне любой операции.

Объектно-ориентированное расписание

Для увеличения производительности СУБД, некоторые операции могут взаимодействовать друг с другом в базе данных. Некоторые из этих операций могут выполняться на одном объекте. Совместное выполнение многих операций (псевдо­параллельность) может приводить к произвольному чередованию операций (или их шагов). Порядок чередования называется объектно-ориентированным расписанием. Так как "пользовательские транзакции" являются только операциями на специальном объекте, ОО-расписание можно определить на этом объекте как пару (S,<_расп), где S – множество всех шагов (как локальных, так и глобальных), а <_расп – частичный порядок на множестве шагов в S. Глобальные шаги в S – это результат обращения операций к другим объектам, и шаги основанные на результате этих обращений также включаются в расписание.

Различные пользовательские транзакции могут вызвать один и тот же метод, и одновременно будут выполняться несколько копий одной и той же операции.

В работе [19] утверждается, что расписание Sch для T на специальном объекте является корректным объектно-ориентированным расписанием, если:

1. Расписание состоит только из шагов операций, порожденных воздействием T, и каждый из этих шагов выполняется точно раз в Sch.

2. В расписании сохраняется отношение порядка выполнения шагов операций для всех транзакций.

3. Если порожденная от T транзакция имеет две операции над одним объектом, находящиеся в методе на одном уровне вложенности, то времена выполнения этих операций не пересекаются; все вызванные подоперации одной операции завершаются до начала выполнения другой операции. Очередность выполнения задается системой управления транзакциями.

Таким образом, корректное объектно-ориентированное расписание гарантирует, что спецификации точек разрыва для операций будут соблюдаться должным образом, т.е. другие кооперативные (взаимодействующие) операции не могут видеть никаких промежуточных результатов, кроме описанных спецификацией точки разрыва.

Этот критерий корректности заменяет собой критерий сериализуемости в ООБД.

Эквивалентность расписаний

Для определения эквивалентности расписаний: вводится следующее правило: если результат одной операции получается на основе результата другой операции, то в любом корректном расписании порядок следования конфликтующих операций одинаков. Если конфликта нет, то допустимым является любой порядок следования операций. Если при этом получаются разные результаты, то каждый из них, тем не менее, является пра­виль­ным. Этот парадокс можно проиллюстрировать на следующем примере:

Положим, имеются две операции: увеличить сумму на счете вдвое и увеличить сумму на счете на 10%. Очевидно, что результат будет разным в зависимости от порядка следования операций. Но, поскольку операции независимы, в любом случае он считается правильным.

Влияние наличия позднего связывания на составление расписания операций в ООБД

Если объекты, которые доступны различным транзакциям, заранее известны, задача механизма согласованного управления относительно проста. Априорная инфор­мация облегчает статичное определение конфликтующих операций; следовательно, стра­тегия управления чередованием операций может быть сформулирована. Однако, позд­нее связывание (late binding), характерная черта объектно-ориентированных систем, приводит к трудности предварительного определения объектов доступа. При отсутствии такого знания, одним из выходов является блокировка некоторых транзакций до тех пор, пока вид объектов доступа не станет известен. Однако, для продолжительных (long-duration) транзакций (например, запись звука в мультимедийной БД) , такая блокировка может привести к слишком большому времени ожидания.

Протокол использует оптимистический подход, при котором априорные знания недоступны. Когда протокол использует оптимистичный подход, некорректное выпол­нение обнаруживается только когда все объекты доступа известны. При обнаружении некорректного чередования, для одной или более транзакций (операций) должен быть произведен обрыв (aborted) или откат (rolled back) к моменту перед некорректным выполнением. Это хорошо зарекомендовавший себя подход, но для продолжительных транзакций откат или обрыв приведет к значительной потери системных ресурсов, которые были использованы и времени, потраченного на бесполезные вычисления.

Одним из методов решения этой проблемы состоит в том, чтобы ограничить сумму откатов. Для этого используется идея точек проверки, ограничивающих глубину отката. Если происходит событие приводящее к обрыву или откату, эффект, произведенный действиями за точкой проверки должен быть отменен. Это минимизирует потери ресур­сов и в то же время сокращает продолжительные ожидания.

Спецификация точки проверки

Идея точки проверки используется для минимизации глубины отката в случае обрыва транзакций. Эти точки могут быть описаны пользователем. Точки проверки свя­заны с операциями на объектах и могут быть описаны как шаг операции. Нет необ­хо­димости иметь спецификацию точки проверки для каждого объекта в системе. Одна­ко пользователь может описать точки проверки в некоторых операциях на некоторых объ­ектах, так, что каждая точка представляет логическую единицу работы. Идея уста­новки точек проверки предоставляет базе данных возможность определять, находится ли она в согласованном состоянии. Точка проверки служит как механизмом синхро­низации, так и заботой о связности базы данных. Любая пользовательская транзакция может иметь зависимость от результатов других транзакций. Таким образом, точка проверки в транзакции имеет значение только если все другие активные операции также согласны с тем, что состояние базы данных в этой точке является непротиворечивым состоянием (consistent state). При этом точка проверки действует как точка встречи, в которой все активные транзакции системы фиксируют (commit) свою, возможно, частично сделан­ную, до этой точки работу.

Приложение базы данных предполагает значительную известность относительно семантики операций в базе данных. Семантика знаний может быть использована для установки точек проверки в транзакциях в точках, которые соответствуют логическому завершению некоторой части работы. В традиционных базах данных с быстро выпол­няющимися транзакциями сама транзакция является логической единицей работы. Однако в крупных приложениях нельзя трактовать транзакцию целиком как логическую единицу работы. В этом и состоит полезность идеи точек проверки.

Состояние пользовательских транзакций на объектах

Каждый объект O в системе хранит состояние каждой пользовательской транзакции в системе. Состояние пользовательской транзакции (т.е. операции на DBIO) может принимать одно из следующих значений:

Никогда не активировалась (Never Activated)
Любая пользовательская транзакция, которая не воздействовала на O прямо или косвенно, находится в этом состоянии на O. Это эквивалентно тому, что не имеется никакой информации о пользовательской транзакции в O.

Завершена (Completed)
Пользовательская транзакция находится в состоянии Завершена на O, если операция вызванная ей на O закончила выполнение всех своих шагов.

Находится в точке проверки (Chekpoint)
Пользовательская транзакция не произвела никаких действий с тех пор, как оказалась в точке проверки.

Задержана для проверки (BlockedForCheckPoint)
Пользовательская транзакция ожидает выполнения условий, которые будут удовлетворять переводу ее в Точку проверки.

Выполняется (Executing)
Пользовательская транзакция выполняется на O, если операция op(O), вызванная этой транзакцией выполняется.

Рис 4: Диаграмма переходов транзакции из состояния в состояние

Таблица 4: Пример изменения состояния транзакции при ее выполнении

Действия	Новое состояние транзакции
	Никогда не активировалась
Объект O получил запрос на выполнение op(O) впервые для транзакции Tr(op(O)) и op(O) начинает выполняться	Выполняется
Операция транзакции достигла описанной для нее точки проверки, все остальные активные операции на O "никогда не активировались" в точке проверки	Находится в точке проверки
Операция транзакции достигла описанной для нее точки проверки, но активные операции не находятся в своих точках проверки	Блокирована для точки провер­ки
Tr(op(O)) закончила все свои шаги	Завершена

Таким образом, если объект имеет точки проверки, описанные для своих операций, то операции встречаются (рандеву) в точке проверки. Если операции в точке проверки произведены успешно, то в будущем нет необходимости любой операции откатываться (rollback) за точку проверки.

Шаги протокола согласованного управления

1. Операция запрошена (requested)

2. Операция вызывает другую операцию

3. Вызванная операция возвращается

4. Операция завершена

5. Точка разрыва (breakpoint) достигнута

6. Точка проверки (checkpoint) достигнута

7. В точке проверки получено сообщение

Детально алгоритм выполнения шагов описан в [19].

4. Представление данных в ООБД

4.1 Базовые объекты системы

Системе известны следующие базовые объекты: ROOT, FAIL, NULL, SAME, ATOMIC, INT, STR, DATIME, BIO, AGG, SET, SEQ.

1. ROOT – корень – предок всех объектов. Данных не имеет.

2. FAIL, копия ROOT – возвращается, если при воздействии произошла ошибка.

3. NULL, копия ROOT – объект-заменитель при отсутствующем значении. Эта проблема возникла недавно, но в теории реляционных баз данных пока не нашла приемлемого решения. Суть проблемы заключается в том, что при вводе данных, некоторые из них могут отсутствовать (например, не известен год рождения), поэтому нельзя сказать, чему они в точности равны. В некоторых случаях нуль может являться значением, для этого и вводится специальное обозначение (NULL).

4. SAME, копия ROOT – объект, позволяющий создавать копии. Он означает, что для взаимодействующего с ним объекта создается копия.

5. ATOMIC – предок всех атомарных объектов. Задает для них основные методы поведения.

6. INT – целое.

7. STR – строка.

8. DATIME – дата и время

9. BIO – условный объект

10. AGG – агрегат

11. SET – множество

12. SEQ – последовательность

4.2 Строение объекта

Каждому объекту выделяется персональное виртуальное пространство. Объект предваряется заголовком. За заголовком следуют виртуальные пространства данных и журнала. Каждый объект имеет уникальный идентификатор в пределах системы.

Таблица 5: Заголовок объекта (все поля 32-битные)

Поле	Семантика
OID	Идентификатор объекта (уникальный в пределах системы)
OBJBHR	Идентификатор объекта-поведения (методы)
OBJKH	Идентификатор объекта-действия
TRCOOBJ	Идентификатор транзакционного сообъекта
VALUE	Адрес заголовка вложенного канала, хранящего значение
HISTORY	Адрес заголовка вложенного канала, хранящего историю изменений

Блок данных объекта

Атомарный объект хранит внутри блока данных свое значение.

Объект-условие хранит внутри блока данных три идентификатора в следующем порядке: идентификатор метода условия, идентификатор метода, выполняемого, если условие выполнено («истина») и идентификатор метода, выполняемого, если условие не выполнено ( «ложь»).