|
Неповторяющиеся чтения возникают тогда, когда одна транзакция читает какой-либо объект базы данных, а другая до завершения первой его изменяет и успешно фиксируется. Если при этом первой, еще не завершенной, транзакции требуется повторно прочитать данный объект, то она "видит" его в другом состоянии, т.е. чтение не повторяется. Способом недопущения подобных ситуаций в противоположность предыдущему случаю является запрет изменения объекта любой другой транзакцией, когда первая транзакция на чтение еще не завершена.
Механизм изоляции транзакций и преодоления ситуаций несогласованной обработки данных в общем виде основывается на технике сериализации транзакций. План (способ) выполнения совокупности транзакций называется сериальным, если результат совместного выполнения транзакций эквивалентен результату некоторого последовательного их выполнения. Сериализацией транзакций в этом смысле является организация их выполнения по некоторому сериальному плану. Существуют два различных подхода сериализации транзакций:
синхронизационные захваты (блокировки) объектов базы данных; временные метки объектов базы данных.
В первом подходе определяется два основных режима захватов – совместный режим (Shared) и монопольный режим (eXclusive). При совместном режиме осуществляется разделяемый захват, требующий только операций чтения. Поэтому такой захват еще называют захватом по чтению. При монопольном режиме осуществляется неразделяемый захват, требующий операций обновления данных. Такой захват, соответственно, еще называют захватом по записи.
Наиболее распространенным вариантом первого подхода является реализация двухфазного протокола синхронизационных захватов (блокировок) объектов базы данных – 2PL (Two–Phase Locks). В соответствии с данным протоколом выполнение транзакции происходит в два этапа. На первом этапе (первая фаза) перед выполнением любой операции транзакция запрашивает и накапливает захваты необходимых объектов в соответствующем режиме. После получения и накопления необходимых захватов (блокировок) осуществляется вторая фаза – фиксация изменений (или откат по соображениям целостности данных) и освобождение захватов.
При построении сериальных планов допускается совмещение только захватов по чтению. В остальных случаях, транзакции должны "ждать" когда необходимые объекты разблокируются (освободятся). Более изощренные стратегии сериализации транзакций основываются на "гранулировании" объектов захвата (файл базы данных, отдельная таблица, страница файла данных, отдельная запись–кортеж). Соответственно при этом расширяется номенклатура синхронизационных режимов захватов, например, в совместном режиме (по чтению) может быть захвачен и в целом файл и отдельные его страницы, или в другом случае обеспечивается совместный режим захвата файла с возможностью монопольного захвата отдельных его объектов – таблиц, страниц или записей–кортежей). Грануляция синхронизационных блокировок позволяет строить более эффективные планы сериализации транзакций.
Существенным недостатком синхронизационных захватов является возможность возникновения тупиковых ситуаций (Deadlock). Предположим, одна транзакция на первой фазе установила монопольный захват одного объекта, а другая транзакция монопольный захват второго объекта. Для осуществления полного набора своих операций первой транзакции еще требуется совместный захват второго объекта, а второй транзакции, соответственно, совместный захват первого объекта. Ни одна из транзакций не может закончить первую фазу, т.е. полностью накопить все необходимые захваты, т.к. требуемые объекты уже монопольно захвачены, хотя были свободны к моменту начала осуществления транзакций.
Непростой проблемой является автоматическое обнаружение (распознавание) таких тупиковых ситуаций и их разрешение (разрушение). Распознавание тупиков основывается на построении и анализе графа ожидания транзакций, состоящего из вершин–транзакций и вершин– объектов захвата. Исходящие из вершин–транзакций дуги к вершинам– объектам соответствуют требуемым захватам, а дуги, исходящие из вершин–объектов к вершинам–транзакциям соответствуют полученным захватам. При тупиковых ситуациях в графе ожидания транзакций наблюдаются петли (циклы), обнаружение которых обеспечивается специальным алгоритмизируемым механизмом редукции графа, подробное изложение которого можно найти в специальной литературе по теории графов. Отметим только, что применение подобного механизма распознавания тупиков требует построения и постоянного поддержания (обновления) графа ожидания транзакций, что увеличивает накладные расходы при выполнении транзакции и снижает производительность обработки данных.
Еще одной проблемой является технология, или лучше сказать, алгоритм разрушения тупиков. В общем плане такие алгоритмы основываются на выборе транзакции–жертвы, которая временно откатывается для предоставления возможности завершения выполнения операций другим транзакциям, что, конечно же, в определенной степени нарушает принцип изолированности пользователей. В качестве "жертвы" выбирается или самая "дешевая" транзакция в смысле затрат на выполнение, или транзакция с наименьшим приоритетом.
Более простой альтернативой технике синхронизационных захватов является техника временных меток. Суть этого метода заключается в том, что каждой транзакции приписывается временная метка, соответствующая моменту начала выполнения транзакции. При выполнении операции над объектом транзакция "помечает" его своей меткой и типом операции (чтение или изменение). Если при этом другой транзакции требуется операция над уже "помеченным" объектом, то выполняются действия по следующему алгоритму:
проверяется, не закончилась ли транзакция, первой "пометившая" объект;
если первая транзакция закончилась, то вторая транзакция помечает его своей меткой и выполняет необходимые операции;
если первая транзакция не закончилась, то проверяется конфликтность операций (напомним, что конфликтно любое сочетание, кроме "чтение– чтение");
если операции неконфликтны, то они выполняются для обеих транзакций, а объект до завершения операций помечается меткой более поздней, т.е. более молодой транзакции;
если операции конфликтны, то далее происходит откат более поздней транзакции и выполняется операция более ранней (старшей) транзакции, а после ее завершения, объект помечается меткой более молодой транзакции и цикл действий повторяется.
В результате того, что при таком алгоритме конфликтность транзакций определяется более грубо, чем при синхронизационных блокировках, реализация метода временных меток вызывает более частые откаты транзакций. Несомненным же достоинством метода временных меток является отсутствие тупиков, и, следовательно, отсутствие накладных расходов на их распознавание и разрушение.
Do'stlaringiz bilan baham: |
