Спец часть (часть 1) (3 поток) (2015) (by Кибитова) (1161601), страница 16
Текст из файла (страница 16)
Чтобыизбежать ситуации чтения "грязных" данных, до завершения транзакции 1, изменившейобъект A, никакая другая транзакция не должна читать объект A (минимальнымтребованием является блокировка чтения объекта A до завершения операции егоизменения в транзакции 1).3. Третий уровень - отсутствие неповторяющихся чтений.
Рассмотрим следующий сценарий.Транзакция 1 читает объект базы данных A. До завершения транзакции 1 транзакция 2изменяет объект A и успешно завершается оператором COMMIT. Транзакция 1повторно читает объект A и видит его измененное состояние. Чтобы избежатьнеповторяющихся чтений, до завершения транзакции 1 никакая другая транзакция недолжна изменять объект A. В большинстве систем это является максимальнымтребованием к синхронизации транзакций, хотя, как мы увидим немного позже,отсутствие неповторяющихся чтений еще не гарантирует реальной изолированностипользователей.Заметим, что существует возможность обеспечения разных уровней изолированности дляразных транзакций, выполняющихся в одной системе баз данных.
Как мы уже отмечали, дляподдержания целостности достаточен первый уровень. Существует ряд приложений, длякоторых первого уровня достаточно (например, прикладные или системные статистическиеутилиты, для которых некорректность индивидуальных данных несущественна). При этомудается существенно сократить накладные расходы СУБД и повысить общую эффективность.К более тонким проблемам изолированности транзакций относится так называемая проблемакортежей-"фантомов",вызывающаяситуации,которыетакжепротиворечатизолированности пользователей.
Рассмотрим следующий сценарий. Транзакция 1 выполняетоператор A выборки кортежей отношения R с условием выборки S (т.е. выбирается частькортежей отношения R, удовлетворяющих условию S). До завершения транзакции 1транзакция 2 вставляет в отношение R новый кортеж r, удовлетворяющий условию S, иуспешно завершается. Транзакция 1 повторно выполняет оператор A, и в результатепоявляется кортеж, который отсутствовал при первом выполнении оператора.
Конечно, такаяситуация противоречит идее изолированности транзакций и может возникнуть даже натретьем уровне изолированности транзакций. Чтобы избежать появления кортежей-фантомов,требуется более высокий "логический" уровень синхронизации транзакций. Идеи такойсинхронизации (предикатные синхронизационные захваты) известны давно, но в большинствесистем не реализованы.Понятно, что для того, чтобы добиться изолированности транзакций, в СУБД должныиспользоваться какие-либо методы регулирования совместного выполнения транзакций.План (способ) выполнения набора транзакций называется сериальным, если результатсовместного выполнения транзакций эквивалентен результату некоторого последовательноговыполнения этих же транзакций.Сериализация транзакций - это механизм их выполнения по некоторому сериальному плану.Обеспечение такого механизма является основной функцией компонента СУБД,ответственного за управление транзакциями.
Система, в которой поддерживаетсясериализация транзакций обеспечивает реальную изолированность пользователей.Основная реализационная проблема состоит в выборе метода сериализации набора транзакций,который не слишком ограничивал бы их параллельность. Приходящим на ум тривиальнымрешением является действительно последовательное выполнение транзакций. Но существуютситуации, в которых можно выполнять операторы разных транзакций в любом порядке ссохранением сериальности. Примерами могут служить только читающие транзакции, а такжетранзакции, не конфликтующие по объектам базы данных.Между транзакциями могут существовать следующие виды конфликтов:W-W - транзакция 2 пытается изменять объект, измененный не закончившейся транзакцией 1;R-W - транзакция 2 пытается изменять объект, прочитанный не закончившейся транзакцией 1;транзакцией T1 (наличие такого конфликта может привести к возникновениюситуации «грязного» чтения).Практические методы сериализации транзакций основываются на учете этихконфликтов.W-R - транзакция 2 пытается читать объект, измененный не закончившейся транзакцией 1.Практические методы сериализации транзакций основывается на учете этих конфликтов.Наиболее распространенным в централизованных СУБД (включающих системы,основанныена архитектуре в«клиент-сервер»)являетсяоснованныйна основанныеНаиболеераспространеннымцентрализованныхСУБД подход,(включающихсистемы,соблюдениидвухфазногопротоколасинхронизационныхзахватовобъектовбазна архитектуре «клиент-сервер») является подход, основанный на соблюдении двухфазногоданных(Two-PhaseLockingProtocol,2PL).Вобщихчертахподходсостоитвтом,чтопротокола синхронизационных захватов объектов баз данных (Two-Phase Lockingперед выполнениемлюбойоперациитранзакцииT надбазы данныхo отProtocol,2PL).
В общихчертахподходвсостоитв том,чтообъектомперед выполнениемлюбойименитранзакцииTзапрашиваетсясинхронизационнаяблокировкаобъектаоперации в транзакции T над объектом базы данных o от имени транзакции T o всоответствующемрежиме (в зависимостиот видаоперации).запрашиваетсясинхронизационнаяблокировкаобъектаo в соответствующем режиме (взависимости от вида операции).Основными режимами синхронизационных блокировок являются следующие:Основными режимами синхронизационных блокировок являются следующие:•совместный режим – S (Shared), означающий совместную (по чтению)совместный(Shared), означающийсовместную(почтению)блокировкублокировку режимобъекта– иS требуемыйдля выполненияоперациичтенияобъекта;объектаитребуемыйдлявыполненияоперациичтенияобъекта;•монопольный режим – X (eXclusive), означающий монопольную (по записи)блокировку объекта и требуемый для выполнения операций вставки, удаления имонопольный– X (eXclusive), означающий монопольную (по записи)модификации режимобъекта.блокировкуобъектавыполненияоперацийтранзакциямивставки, удаления иБлокировкиоднихи тех ижетребуемыйобъектов дляпо чтениюнесколькимисовместимы,т.е.
несколькиммодификацииобъекта. транзакциям допускается одновременно читать одини тот же объект. Блокировка объекта одной транзакцией по чтению не совместимас блокировкойдругойже объектапо записи,т.е. никакойБлокировкиоднихи техтранзакциейже объектов тогопо чтениюнесколькимитранзакциямисовместимы,транзакциинельзяизменятьобъект,читаемыйнекоторойтранзакцией(кромет.е.
нескольким транзакциям допускается одновременно читать один и тот же объект.самой этой транзакции),и никакойтранзакциинельзячитать объект,изменяемыйдругойБлокировкаобъекта однойтранзакциейпо чтениюне совместимас блокировкойнекоторойтранзакцией(кромесамойэтойтранзакции).Блокировкиодногои тоготранзакцией того же объекта по записи, т.е. никакой транзакции нельзя изменятьже объекта по записи разными транзакциями не совместимы, т.е. никакойобъект, читаемый некоторой транзакцией (кроме самой этой транзакции), и никакойтранзакции нельзя изменять объект, изменяемый некоторой транзакцией (кроме самойтранзакции нельзя читать объект, изменяемый некоторой транзакцией (кроме самойэтой транзакции).
Правила совместимости захватов одного объекта разнымиэтой транзакции). Блокировки одного и того же объекта по записи разнымитранзакциями приведены в таблице 10.1.транзакциями не совместимы, т.е. никакой транзакции нельзя изменять объект, изменяемыйнекоторой транзакцией (кроме самой этой транзакции).
Правила совместимости захватовВ первомстолбцеприведенывозможныесостоянияобъекта9.1.с точкизренияодногообъектаразнымитранзакциямиприведеныв таблицеВ первомстолбце приведенысинхронизационныхзахватов.Приэтом"-"соответствуетсостояниюобъекта,возможные состояния объекта с точки зрения синхронизационных захватов. Придляэтом "-"которого не установленТранзакция,запросившаясоответствуетсостоянию никакойобъекта,захват.для которогоне установленникакой захват. Транзакция,синхронизационныйзахват объектаБД, ужезахваченныйдругой транзакциейзапросившаясинхронизационныйзахватобъектаБД, уже захваченныйдругой внесовместимомрежиме, блокируетсятех пор, показахватэтогозахватобъектанетранзакциейв несовместимомрежиме, доблокируетсядо техпор,с покас этогобудетснят.объекта не будет снят. Таблица9.1.9.1.СовместимостьСовместимостьблокировокблокировокS Sи иXXТаблица XS-дадаXнетнетSнетдаЗаметим, что слово «нет» (отсутствие совместимости блокировок) в этой таблицесоответствует описанным ранее возможным случаям конфликтов транзакций поДля обеспечения сериализации транзакций (третьего уровня изолированности)доступу к объектам базы данных (W/W, R/W, W/R).
Совместимость S-блокировоксинхронизационные захваты объектов, произведенные по инициативе транзакции, можносоответствует тому, что конфликт R/R не существует.снимать только при ее завершении. Это требование порождает двухфазный протоколсинхронизационных захватов - 2PL. В соответствии с этим протоколом выполнениеДля обеспечениясериализациитранзакций (третьего уровня изолированности)транзакцииразбиваетсяна две фазы:синхронизационныеблокировкиобъектов,произведенные по инициативепервая фаза транзакции - накоплениезахватов;транзакции,можно сниматьтолькопри ее завершении.Это требование порождаетвтораяфаза (фиксацияили откат)- освобождениезахватов.двухфазныйпротоколсинхронизационныхзахватов–2PL.В соответствиис этимДостаточно легко убедиться, что при соблюдении двухфазного протоколасинхронизационныхпротоколомвыполнение обеспечиваетсятранзакции разбиваетсяна две фазы:захватовдействительносериализациятранзакций на третьем уровнеизолированности.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
