Основы современных баз данных. С.Д. Кузнецов (лекции) (1122309), страница 17

Просмтор этого файла доступен только зарегистрированным пользователям. Но у нас супер быстрая регистрация: достаточно только электронной почты!

Текст из файла (страница 17)

Тогда, если происходит мягкий сбой, все сегменты автоматически переходят в состояние, соответствующее последней системной контрольной точке, т.е. изменения, произведенные позже момента установления этой контрольной точки, в них просто не содержатся.

Это достаточно сильно упрощает процедуру восстановления после мягкого сбоя. Система вообще не должна предпринимать никаких действий по отношению к изменениям транзакций типа Т5: этих изменений нет во внешней памяти. При восстановлении достаточно выполнить обратные изменения транзакций типа Т3 (undo в терминологии System R), повторно выполнить изменения транзакций типа Т2 (redo в терминологии System R; заметим, кстати, что эти изменения можно теперь выполнять безусловно, не заботясь о том, что они, возможно, и так содержатся во внешней памяти). Кроме того, нужно просто повторить изменения транзакций типа Т4. Естественно, что начинать действия по журналу следует с записи о последней контрольной точке.

Справедливости ради отметим, что на самом деле теневой механизм используется в System R главным образом не для упрощения процедуры восстановления после мягкого сбоя. Как мы уже отмечали, без этого можно обойтись. Главная причина в другом, а именно, в том, что восстановление базы данных можно начинать только от ее физически согласованного состояния. Дело в том, что в журнал помещается информация об изменении объектов базы данных, а не страниц. Например, в журнале может находиться информация о модификации кортежа в виде триплета <tid, старое состояние кортежа, новое состояние кортежа>. Реально же при выполнении операции модификации изменяются несколько страниц: исходная страница; возможно, страница замены, если кортеж не поместился в исходную страницу; страницы индексов. И так происходит при выполнении любой операции изменения базы данных. Поскольку буфера страниц выталкиваются во внешнюю память по отдельности, то к моменту мягкого сбоя во внешней памяти может возникнуть набор физически рассогласованных страниц, не соответствующий никакой журнализуемой операции. При таком состоянии внешней памяти восстановление по журналу невозможно.

Когда выполняется операция установки системной контрольной точки, то до насильственного выталкивания буферов страниц система дожидается завершения всех операций всех транзакции и до окончания выталкивания не допускает выполнения новых операций. Поэтому теневое состояние всех сегментов базы данных физически согласовано и может служить основой восстановления по журналу.

При жестких сбоях утрачивается содержимое всех или части сегментов базы данных. Для восстановления базы данных используются журнал и ранее произведенная копия базы данных. В System R допускается посегментное восстановление. Для этого копия сегмента переписывается с архивного носителя на заново выделенный рабочий носитель, а затем по журналу повторяются все изменения, производившиеся в объектах этого сегмента после момента копирования. Поскольку в момент жесткого сбоя содержимое оперативной памяти не утрачивается, то возможно продолжение выполнения транзакций после завершения восстановления. Более того, если авария коснулась только части сегментов базы данных, то транзакции на фоне процесса восстановления могут продолжать работу с объектами базы данных, расположенными в неповрежденных сегментах.

Единственным требованием к архивной копии сегмента является то, что она должна находиться в согласованном состоянии (поскольку восстановление ведется в терминах записей журнала). Поэтому для создания архивной копии сегмента достаточно лишь дождаться конца выполнения операций над объектами данного сегмента и запретить начало новых операций до конца копирования. Тем самым, выполнение архивной копии не требует перевода системы в какой-либо особый режим работы и только незначительно тормозит нормальную работу транзакций.

В заключение данного подраздела заметим, что в первых версиях System R в качестве архивного носителя использовались магнитные ленты. Однако со временем стало ясно, что во-первых, надежность магнитных лент существенно меньше надежности магнитных дисков, а во-вторых, они стали уступать и в емкости. Поэтому в последних версиях системы использовалась только дисковая память.

И последнее замечание. Журнал System R располагается в файле большого, но постоянного размера. Он используется в циклическом режиме. Когда записи журнала достигают конца файла, они начинают помещаться в его начало. Поскольку переход на начало файла можно считать утратой предыдущего журнала, этот переход сопровождается копированием сегментов базы данных. В некоторых других системах используется архивизация самого журнала.

Лекция 8. Ingres: общая организация системы, основы языка Quel

8.1. История СУБД Ingres

По своей значимости для развития и распространения реляционного подхода к управлению базами данных СУБД Ingres (Interactive Graphics and Retrieval System) находится близко к System R, хотя история и организация этой системы во многом отличается от System R. Для начала коротко рассмотрим историю Ingres.

Проект и экспериментальный вариант СУБД Ingres были разработаны в университете Беркли под руководством одного из наиболее известных в мире ученых и специалистов в области баз данных Майкла Стоунбрейкера (Michael Stonebraker). С самого начала СУБД Ingres разрабатывалась как мобильная система, функционирующая в среде ОС UNIX. Первая версия Ingres была рассчитана на 16-разрядные компьютеры и работала главным образом на машинах серии PDP. Это была первая СУБД, распространяемая бесплатно для использования в университетах. Впоследствии группа Стоунбрейкера перенесла Ingres в среду ОС UNIX BSD, которая также была разработана в университете Беркли. Семейство СУБД Ingres из университета Беркли принято называть "университетской Ingres".

В начале 80-х была образована компания RTI (Relational Technology Inc.) для доведения университетских прототипов до уровня коммерческих продуктов. С этого момента стали различать университетскую и коммерческую СУБД Ingres. В настоящее время коммерческая Ingres поддерживается, развивается и продается компанией Computer Associates. Сейчас это одна из развитых коммерческих реляционных СУБД.

Хотя во многих отношениях коммерческие варианты Ingres являются более развитыми, чем университетские, в учебных целях гораздо интереснее говорить про университетские разработки. Во-первых, как в случае любого коммерческого продукта, информация о внутренней организации коммерческой Ingres в основном носит закрытый характер. В то же время, по поводу университетской Ingres имеется много высококачественных публикаций. Во-вторых, университетскую Ingres можно опробовать на практике и даже посмотреть ее исходные тексты. Наконец, в-третьих, именно в университетской Ingres были опробованы многие оригинальные идеи, используемые в настоящее время во многих других системах. С использованием этой системы в университете Беркли (и других университетах) проводились многие учебные и исследовательские работы.

Поэтому в данной лекции мы будем рассматривать организацию университетской версии СУБД Ingres, которая тесно связана с особенностями языка QUEL (в такой же степени, в какой System R тесно связана с особенностями языка SQL). Далее, говоря о СУБД Ingres, мы будем в этой лекции иметь в виду университетскую Ingres.

8.2. Ingres как UNIX-ориентированная СУБД. Динамическая структура системы: набор процессов

СУБД Ingres проектировалась в расчете на использование в среде ОС UNIX. Эта система играла роль своего рода виртуальной машины. Ориентация на использование UNIX наложила существенный отпечаток на общую организацию Ingres, на статическую и динамическую структуру СУБД.

Прежде всего, все базы данных, обслуживаемые СУБД Ingres на данном UNIX-компьютере, хранятся в одном поддереве файловой системы. Каждой базе данных соответствует отдельный справочник, каждое отношение базы данных (включая служебные отношения) хранится в отдельном файле ОС UNIX. Защита программных компонентов системы от несанкционированного выполнения и баз данных от несанкционированного доступа основывается главным образом на общем механизме защиты файлов ОС UNIX. При установке СУБД Ingres автоматически заводится специальный "пользователь" ОС UNIX с именем Ingres, от имени которого работают все системные процессы Ingres, и только ему разрешается запускать эти системные процессы и обращаться к файлам баз данных. Более точное управление доступом берет на себя Ingres.

Существуют две возможности вызова Ingres - в интерактивном режиме командой языка Shell или из прикладной программы, написанной на языке EQUEL и преобразованной прекомпилятором языка EQUEL к программе на языке Си. В первом случае создается следующая структура процессов:

Во втором случае структура процессов выглядит следующим образом:

Процесс 1 - это интерактивный терминальный монитор, позволяющий пользователю формулировать, редактировать и выполнять наборы команд Ingres (операторов языка QUEL).

В процессе 2 выполняется лексический и синтаксический анализ операторов QUEL, модификация операторов с целью обеспечения целостности баз данных, контроля доступа, подстановки представлений, а также синхронизация параллельного доступа к базе данных.

Процесс 3 является ответственным за выполнение операторов выборки, занесения и удаления кортежей. В нем выполняется оптимизация запросов на основе техники декомпозиции сложных запросов. Кроме того, для операторов модификации кортежей производится предварительная выборка модифицируемых кортежей и подготовка их новых образов для реального выполнения модификации в процессе 4.

Наконец, в процессе 4 выполняются так называемые команды-утилиты - создания и уничтожения отношений, индексов и т.д., а также упомянутая отложенная модификация кортежей.

Процессы связаны программными каналами (pipes) ОС UNIX. Прямая информация при обработке операторов передается по каналам A, B и C. Результаты, включая сообщения об ошибках, передаются по обратным каналам D, E и F. Процессы работают строго синхронно: после посылки прямого сообщения каждый процесс дожидается получения ответного сообщения, а после посылки ответного сообщения - ждет получения очередного прямого.

Как видно, динамическая структура системы примерно одинакова в случаях интерактивного использования системы и в случае обращения к системе из прикладной программы. В последнем случае по естественным причинам отсутствует лишь процесс 1, осуществляющий функции терминального монитора.

Следует отметить, что на описанную структуру оказал большое влияние тот факт, что первый вариант Ingres реализовывался для 16-разрядных компьютеров, в которых размер виртуальной памяти процесса был весьма ограничен. Поскольку процессы системы функционировали синхронно, принципиальной выгоды от наличия нескольких процессов не было. Но подход к разбиению системы на несколько процессов позволил выработать разумную статическую структуризацию системы, в ряде компонентов которой не используются общие данные. Кроме того, с развитием системы стали использоваться и реальные возможности распараллеливания.

8.3. Структуры данных, методы доступа, интерфейсы доступа к данным

Организация данных в базе данных Ingres отличается от организации данных в System R прежде всего тем, что на логическом уровне поддерживаются только отношения. Для каждого отношения может быть создано несколько индексов, но для индексов не поддерживаются какие-либо специальные структуры данных; они представляются также в виде отношений (для которых, правда, уже нельзя создавать индексы).

Как мы уже отмечали, каждое отношение базы данных Ingres хранится в отдельном файле ОС UNIX. Поддерживается несколько способов организации таких файлов: неключевая, основанная на хэшировании и индексно-последовательная. При любой организации кортежи отношения хранятся в специальных "первичных" страницах файлов в том же стиле, что и в System R. Соответственно, каждый кортеж обладает уникальным и не изменяемым во все время существования кортежа идентификатором (tid), который "почти напрямую" адресует кортеж.

При неключевой организации отношения файл состоит только из первичных страниц. Для поиска кортежей, удовлетворяющих условию выборки, требуется последовательный просмотр всех первичных страниц файла. При организации на основе хэширования файл также состоит только из первичных страниц, но расположение кортежей в страницах определяется значением функции хэширования в зависимости от установленного ключа (части кортежа). Наконец, при индексно-последовательной организации кортежи отношения заносятся в файл в порядке возрастания установленного ключа. Для прямого доступа по ключу в том же файле поддерживается специальная индексная таблица. Заметим, что в начальных вариантах Ingres упорядоченность кортежей не поддерживалась в динамике, т.е. могла нарушаться при вставке новых или модификации существующих кортежей. Структура отношения может быть изменена в динамике путем выполнения специального оператора языка QUEL.

Для каждого из трех видов организации отношений поддерживался набор функций доступа (методов доступа) с фиксированным интерфейсом. Это позволяло добавлять новые методы доступа без требования переделки частей системы, которые ими пользовались.

Каждый набор функций включал следующие функции:

1) openr(descriptor, mode, relation-name)

Эта функция открывает отношение как файл ОС UNIX в режиме, определяемом значением параметра mode (на чтение или на чтение и модификацию). Кроме того, в выходной параметр descriptor заносится информация, характеризующая указанное отношение на основе системных каталогов. После выполнения функции openr параметр descriptor является обязательным входным параметром для всех прочих функций.

2) get(descriptor, tid, limit_tid, tuple, next_flag)

Если функция вызывается в режиме прямой выборки кортежа (значение параметра next_flag есть false), то в выходной параметр tuple заносится кортеж с идентификатором tid. При вызове в режиме сканирования (next_flag = true) функция выполняет при каждом вызове последовательную выборку кортежей начиная с кортежа с идентификатором tid и кончая кортежем с идентификатором limit_tid. Начальные установки tid и limit_tid производятся функцией find.

3) find(descriptor, key, tid, match_mode)

Функция устанавливает в выходной параметр tid идентификатор первого или последнего кортежа отношения, который соответствует значению заданного ключа в соответствие с режимом, задаваемым входным параметром match_mode. Если отношение имеет неключевую структуру, или если заданное значение ключа не соответствует типу ключевого атрибута отношения, в tid записывается идентификатор физически первого (или последнего) кортежа отношения.

4) paramd(descriptor, access_characteristics_structure)

5) parami(descriptor, access_characteristics_structure)

Эта пара функций позволяет узнать о ключевых атрибутах отношения, использование которых может оптимизировать доступ к этому отношению. Соответствующая информация записывается в выходной параметр access_characteristics_structure и используется системой для выбора значения параметра match_mode при последующих вызовах функции find.

6) insert(descriptor, tuple)

Характеристики

Список файлов лекций