Спец часть (часть 1) (3 поток) (2015) (by Кибитова) (1161601), страница 17
Текст из файла (страница 17)
Основная проблема состоит в том, что следует считать объектом для•первая фазазахвата?транзакции (выполнение операций над базой данных) – накоплениесинхронизационногоблокировок;В контекстереляционных баз данных возможны следующие альтернативы:• - втораяфаза (фиксацияоткат)– снятие• файлфизический(с точки илизрениябазыданных)блокировок.объект, область хранения несколькихДостаточнолегкочто при соблюдении двухфазного протоколаотношенийи, убедиться,возможно, индексов;синхронизационныхблокировокдействительнообеспечиваетсясериализация• отношение- логическийобъект,соответствующиймножествукортежей данноготранзакцийна третьем уровне изолированности. Также легко видеть, что дляотношения;обеспеченияотсутствияпотерянныхобъект,данных достаточнов режиме• страницаданных- физическийхранящий блокироватькортежи одногоили Xнесколькихизменяемыеобъектыбазы данныхи удерживатьэти блокировки до конца транзакции, аотношений,индекснуюили служебнуюинформацию;для обеспеченияотсутствиячтения «грязных»данныхдостаточно блокировать в• кортеж- элементарныйфизическийобъект базыданных.Нарежимесамом Xделе,когда мыговоримпро операциинади блокироватьобъектами базыданных,изменяемыеобъектыдо концатранзакциив режимеS то любаяоперациянадобъектыкортежем,фактически,являетсяи операциейчитаемыена времявыполненияоперациичтения.
над страницей, в которой этоткортеж хранится, и над соответствующим отношением, и над файлом, содержащемотношение.выборсчитатьуровня объектомобъекта захвата.ОсновнаяПоэтомупроблемадействительносостоит в том,имеетсячто следуетдляПонятно,чточемкрупнееобъектсинхронизационногозахватакакой природы этотсинхронизационного захвата? В контексте реляционных баз(неважно,данных возможныобъект- логическийили физический), тем меньше синхронизационных захватов будетследующиеальтернативы:поддерживаться в системе, и на это, соответственно, будут тратиться меньшие накладныерасходы.Более(сегменттого, есливыбратьв качествеуровня объектовдля захватовфайл или•файлв терминахSystemR) – физический(с точки зрениябазы данных)отношение,тобудетрешенадажепроблемафантомов.объект, область хранения нескольких таблиц и, возможно, индексов;Но всяв том,что при объект,использованиидля захватовкрупныхобъектоввозрастает• бедатаблица– логическийсоответствующиймножествукортежейданнойвероятностьконфликтовтранзакцийитемсамымуменьшаетсядопускаемаястепеньихтаблицы;параллельноговыполнения.укрупненииобъектасинхронизационногозахвата•страницаданных Фактически,– физическийприобъект,хранящийкортежиодной илимы умышленноогрубляемситуациюивидимконфликтывтехситуациях,когданасамомделенескольких таблиц, индексную или служебную информацию;конфликтовнет.
– элементарный физический объект базы данных.•кортежГранулированныесинхронизационныеНа самом деле, любаяоперация над объектомзахватыбазы данных фактически воздействует иПри применении этого подхода синхронизационные захваты могут запрашиваться пона объемлющие его объекты. Например, операция над кортежем является и операциейотношению к объектам разного уровня: файлам, отношениям и кортежам. Требуемый уровеньнад страницей, в которой этот кортеж хранится, и над соответствующей таблицей, и надобъекта определяется тем, какая операция выполняется (например, для выполнения операциифайлом, содержащим таблицу. Поэтому действительно имеется выбор уровня объектауничтожения отношения объектом синхронизационного захвата должно быть все отношение,блокировки.а для выполнения операции удаления кортежа - этот кортеж).
Объект любого уровня можетбыть захвачен в режиме S или X.Понятно,что дляподдержкиблокировоктребуютсясистемныересурсы,и что чем захватовТеперьнаиболееважноеотличие,на котором,собственно,держитсясоответствиекрупнееобъектсинхронизационногозахвата (неважно,какой природыэтотиобъектразногоуровня.Вводитсяспециальные протоколгранулированныхзахватовновые –типылогическийилифизический),темменьшесинхронизационныхблокировокбудетзахватов: перед захватом объекта в режиме S или X соответствующий объект более верхнегоподдерживаться в системе, и на это, соответственно, будут тратиться меньшиенакладные расходы. Более того, если устанавливать блокировки на уровне файловили таблиц, то будет решена даже проблема фантомов (если это не ясно сразу,уровня должен быть захвачен в режиме IS, IX или SIX. Что же из себя представляют этисовместномрежиме (режиме S). Например, при намерении читать кортежи из таблицырежимызахватов?эта таблицадолжнабытьрежиме IS (адо этого в такомже O означаетIS Tab(Intentedfor Sharedlock)по заблокированаотношению к внекоторомусоставномуобъектурежиме долженбытьзаблокированфайл,ввOкоторомнамерениезахватитьнекоторыйвходящийобъект располагаетсяв совместном таблицарежиме.Tab).Например, принамерении читать кортежи из отношения R это отношение должно быть захвачено в режимеIS (адо этого в такомже режимедолжензахваченБлокировкав режимеIX (IntentedforбытьeXclusivelock)файл).некоторого составного объекта oIX базы(IntentedforeXclusivelock)поотношениюкнекоторомуобъекту Oв означаетданных означает намерение заблокировать некоторый составномуобъект o', входящийo, внамерениезахватитьнекоторыйв O объектв монопольномНапример,монопольномрежиме(режимевходящийX).
Например,для удалениякортежейрежиме.из таблицыTab принамеренииудалятькортежииз отношения Rв режимеэто отношениев режимеэта таблицадолжнабыть заблокированаIX (а додолжноэтого в бытьтакомзахваченоже режимеIX должен(а до этогов такомже режимедолженбыть располагаетсязахвачен файл).бытьзаблокированфайл,в которомтаблица Tab).SIX (Shared, Intented for eXclusive lock) по отношению к некоторому составному объекту Oозначаетсовместныйзахватэтогообъектас намерениемвпоследствиизахватыватьБлокировкав режимеSIXвсего(Shared,Intentedfor eXclusivelock) некоторогосоставногокакие-либов негообъектыв монопольномрежиме.еслисвыполняетсяобъекта oвходящиебазы данныхозначаетсовместнуюблокировкувсегоНапример,этого объектадлиннаяоперацияпросмотраотношениясвозможностьюудалениянамерением впоследствии блокировать какие-либо входящие в него объекты в некоторыхпросматриваемыхкортежей,то экономичнеевсегоэто отношениев режиме SIX (амонопольном режиме(режимеX).
Например,еслизахватитьвыполняетсядлинная операциядо этогозахватитьфайлврежимеIS).просмотра таблицы Tab с возможностью удаления некоторых просматриваемыхДовольнотрудноописать словамивозможные ситуации.Мывограничимсякортежей,то экономичнеевсеговсезаблокироватьтаблицу Tabрежиме SIX приведением(а до этогополнойтаблицысовместимостизахватов,анализируякоторуюможновыявитьзаблокировать в режиме IS файл, в котором располагается таблица Tab). все случаи:Совместимость блокировок S, X, IS, IX и SIX XSIXISSIX-дададададаXнетнетнетнетнетSнетданетданетIXнетнетдаданетISнетдадададаSIXнетнетнетданетВ таб.
9.2 приведена таблица совместимости блокировок S, X, IS, IX и SIX. Немногопоясним правила совместимости. Должно быть понятно, что для атомарных объектовразумны только блокировки в режимах S и X, для которых правила совместимостиостаются такими же, как были показаны в таб. 9.1. Пусть теперь o – это некоторыйсоставной объект.
Тогда блокировка объекта o в режиме X в транзакции T1 не совместима с блокировкойэтого объекта в режимах X, S, IX, IS или SIX в транзакции T2. Действительно,блокировка объекта o в режиме X в транзакции T1 направлена на то, чтобы изменятьобъект o целиком. Несовместимость блокировки объекта o в режиме X в транзакцииНесмотря на привлекательность метода гранулированных синхронизационных захватов,следует отметить что он не решает проблему фантомов (если, конечно, не ограничитьсяиспользованием захватов отношений в режимах S и X).
Давно известно, что для решения этойпроблемы необходимо перейти от захватов индивидуальных объектов базы данных, к захватуусловий (предикатов), которым удовлетворяют эти объекты. Проблема фантомов невозникает при использовании для синхронизации уровня отношений именно потому, чтоотношение как логический объект представляет собой неявное условие для входящих в негокортежей. Захват отношения - это простой и частный случай предикатного захвата.Поскольку любая операция над реляционной базой данных задается некоторым условием (т.е.в ней указывается не конкретный набор объектов базы данных, над которыми нужновыполнить операцию, а условие, которому должны удовлетворять объекты этого набора),идеальным выбором было бы требовать синхронизационный захват в режиме S или X именноэтого условия. Но если посмотреть на общий вид условий, допускаемых, например, в языкеSQL, то становится абсолютно непонятно, как определить совместимость двух предикатныхзахватов.
Ясно, что без этого использовать предикатные захваты для синхронизациитранзакций невозможно, а в общей форме проблема неразрешима.К счастью, эта проблема сравнительно легко решается для случая простых условий. Будемназывать простым условием конъюнкцию простых предикатов, имеющих видимя-атрибута { = > < } значениеВ типичных СУБД, поддерживающих двухуровневую организацию (языковой уровень иуровень управления внешней памяти), в интерфейсе подсистем управления памятью (котораяобычно заведует и сериализацией транзакций) допускаются только простые условия.Подсистема языкового уровня производит компиляцию исходного оператора со сложнымусловием в последовательность обращений к ядру СУБД, в каждом из которых содержатсятолько простые условия.
Следовательно, в случае типовой организации реляционной СУБДпростые условия можно использовать как основу предикатных захватов.Для простых условий совместимость предикатных захватов легко определяется на основеследующей геометрической интерпретации. Пусть R отношение с атрибутами a1, a2, ..., an, а m1,m2, ..., mn - множества допустимых значений a1, a2, ..., an соответственно (все эти множества конечные). Тогда можно сопоставить R конечное n-мерное пространство возможных значенийкортежей R.
Любое простое условие "вырезает" m-мерный прямоугольник в этомпространстве (m <= n).Тогда S-X, X-S, X-X предикатные захваты от разных транзакций совместимы, еслисоответствующие прямоугольники не пересекаются.Это иллюстрируется следующим примером, показывающим, что в каких бы режимах нетребовала транзакция 1 захвата условия (1<=a<=4) & (b=5), а транзакция 2 - условия(1<=a<=5) & (1<=b<=3), эти захваты всегда совместимы.Пример: (n = 2)Заметим, что предикатные захваты простых условий описываются таблицами, немногимотличающимися от таблиц традиционных синхронизаторов.Тупики, распознавание и разрушениеОдним из наиболее чувствительных недостатков метода сериализации транзакций на основесинхронизационных захватов является возможность возникновение тупиков (deadlocks) междутранзакциями.
Тупики возможны при применении любого из рассмотренных нами вариантов.Вот простой пример возникновения тупика между транзакциями T1 и T2:транзакции T1 и T2 установили монопольные захваты объектов r1 и r2 соответственно;после этого T1 требуется совместный захват r2, а T2 - совместный захват r1;ни одна из транзакций не может продолжаться, следовательно, монопольные захваты не будутсняты, а совместные - не будут удовлетворены.Поскольку тупики возможны, и никакого естественного выхода из тупиковой ситуации несуществует, то эти ситуации необходимо обнаруживать и искусственно устранять.Основой обнаружения тупиковых ситуаций является построение (или постоянноеподдержание) графа ожидания транзакций. Граф ожидания транзакций - это ориентированныйдвудольный граф, в котором существует два типа вершин - вершины, соответствующиетранзакциям, и вершины, соответствующие объектам захвата.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
