Учебное пособие 800353

Таблица 42

Т.е. вместо commit в Т1 делается откат. Транзакция Т2 уже считала измененное значение счета а1, записанное транзакций Т1, выполнила обновление и зафиксировала результаты в БД. Строго говоря, следовало бы отменить результаты выполнения Т2, поскольку она использовала значение, которое должно быть отменено. Т.е. этот график не обладает свойством восстанавливаемости и поэтому является некорректным.

Восстанавливаемый график – это график, в котором для каждой пары транзакций Тi и Tj выполняется следующее правило: если транзакция Тj считывает элемент данных, предварительно записанный транзакцией Ti, то фиксация результатов транзакции Ti должна выполняться до фиксации результатов транзакции Tj.

6.3 Методы управления параллельностью

Существует два основных метода управления параллельностью, позволяющих организовать одновременное безопасное выполнение транзакций при соблюдении определенных ограничений: метод блокировки и метод временных меток.

По своей сути, и блокировка, и использование временных

пессимистическими) подходами, поскольку они откладывают выполнение транзакций, способных в будущем в тот или иной момент времени войти в конфликт с другими транзакциями. Оптимистические методы строятся на предположении, что вероятность конфликта невысока, поэтому они допускают асинхронное выполнение транзакций, а проверка на наличие конфликта откладывается на момент их завершения и фиксации в БД.

Блокировка – это процедура, используемая для управления параллельным доступом к данным. Когда некоторая транзакция получает доступ к БД, механизм блокировки позволяет (с целью исключения получения некорректных результатов) отклонить попытки получения доступа к этим данным со стороны других транзакций.

Существует несколько различных вариантов этого механизма, однако, все они построены на одном и том же фундаментальном принципе: транзакция должна потребовать выполнить блокировку для чтения или для записи некоторого элемента данных перед тем, как она сможет выполнить в базе данных соответствующую операцию чтения или записи. Установленный блок препятствует модификации элемента данных другими транзакциями или даже считыванию его, если этот блок был установлен для записи. Реально блокировка может осуществляться посредством установки некоторого бита в соответствующий элемент данных, означающего, что этот фрагмент базы данных является заблокированным.

Блокировка для чтения – если транзакция установила блокировку элемента данных для чтения, она сможет считать его, но не сможет обновить.

Блокировка для записи – если транзакция остановила блокировку элемента данных для записи, она может как читать, так и обновлять этот элемент.

181

До тех пор, пока транзакция будет удерживать некоторый элемент заблокированным для записи, никакая другая транзакция не сможет ни считать, ни обновить его.

Помимо этих правил, в некоторых системах транзакциям разрешается устанавливать блокировку для чтения, которая позже может расширяться и преобразовываться в блокировку для записи. Такой подход повышает эффективность работы, позволяя транзакциям вначале проанализировать данные, а затем принять решение, следует ли их изменять. По этой же причине в некоторых системах транзакциям разрешается устанавливать блокировку элемента данных для записи, с последующим сужением ее до уровня блокировки для чтения.

Использование в транзакциях блокировок само по себе не гарантирует упорядоченности получаемых графиков, что может быть продемонстрировано на том же примере.

Пример неверного графика с использованием блокировок.

Таблица 43

Допустимый график, построенный на основе описанных выше правил, может иметь следующий вид.

S={блокировка записи(Т1, а1), чтение (Т1, а1), запись(Т1, а1), снятие блокировки (Т1, а1),

182

блокировка записи (Т2, а1), чтение (Т2, а1), запись(Т2, а1), снятие блокировки (Т2, а1),

блокировка записи (Т2, в1), чтение (Т2, в1), запись(Т2, в1), снятие блокировки (Т2, в1), commit (Т2),

блокировка записи (Т1, в1), чтение (Т1, в1), запись(Т1, в1), снятие блокировки (Т1, в1), commit (Т1) }

Результат выполнения графика может быть различным: если Т1 выполняется до Т2, то а1 =220, в1 = 400 если Т2 выполняется до Т1, то а1 =210, в1 = 340.

Отсюда видно, что график не является упорядоченным.

Вэтом примере проблема состоит в том, что в графике установленная транзакциями блокировка снимается, как только соответствующая операция чтения/записи будет выполнена и доступ к блокируемому элементу данных уже больше не потребуется. однако, сама транзакция продолжает блокировать другие элементы данных и после того, как блокировка элемента будет отменена. Хотя подобные действия внешне способствуют повышению уровня параллельности обработки в системе, они позволяют транзакциям оказывать влияние на работу друг друга, что может послужить причиной потери полной изолированности и атомарности транзакций.

Для обеспечения упорядоченности следует использовать дополнительный протокол определяющий моменты установки

иснятия блокировки для каждой из транзакций. Самым известным из таких протоколов является метод двухфазной блокировки.

Двухфазная блокировка – транзакция выполняется по протоколу двухфазной блокировки, если в ней все операции блокирования предшествуют первой операции разблокирования.

Всоответствии с основным правилом этого протокола, каждая транзакция может быть разделена на две фазы: фазу нарастания, в которой выполняются все необходимые блокировки и не освобождается ни одного из элементов

183

данных; и фазу сжатия, в которой освобождаются все выполненные ранее блокировки и не может быть затребовано ни одной новой. Как правило, транзакция устанавливает некоторые блокировки. выполняет, определенную обработку, после чего может затребовать установку дополнительных необходимых ей блокировок. Однако, она не может освободить ни одного из блоков, пока не достигнет той стадии, на которой ей уже не потребуется установка новых блокировок.

Если СУБД поддерживает операции расширения уровня блокировки, то их выполнение допускается только на фазе нарастания. Подобные действия могут перевести транзакцию в состояние ожидания на то время, пока другие транзакции отменят установленные ими блокировки для чтения данного элемента. Снижение уровня блокировки допускается только в фазе сжатия.

Чтобы избежать потери выполненного обновления, транзакция Т2 должна предварительно установить блокировку счета а1 для записи. В момент запуска Т1 также потребует установить блокировку а1 для записи. Однако, поскольку этот элемент уже будет заблокирован, запрос Т1 удовлетворить не

184

удастся, поэтому данная транзакция будет переведена в состояние ожидания освобождения Т2 необходимого ей элемента. Однако это произойдет только после фиксации результатов транзакции Т2 в БД.

Пример использования протокола двухфазной блокировки для устранения проблемы зависимости от нефиксированных результатов.

Во избежании возникновения данной ошибки Т4 должна предварительно установить блокировку а1 для записи. После выполнения отката этой транзакции выполненное ею обновление а1 будет отменено и этому элементу данных будет возвращено прежнее значение (100). В момент начала Т3 она тоже потребует блокировку для записи, но ее можно будет выполнить только после снятия блокировки Т4, поэтому Т3 переводится в состояние ожидания.

185

Пример использования протокола двухфазной блокировки для устранения проблемы несогласованной обработки.

Таблица 47

Здесь транзакция Т14 выполняет блокировку счета а1 для записи, после чего суммирует его текущее значение с текущим значением в1, для которого устанавливается блокировка для чтения. Полученное новое значение заносится в БД на счет а1, после чего блокировка а1

188

отменяется. Затем Т15 устанавливает блокировку а1 для записи, считывает его текущее значение, изменяет и записывает новое значение, после чего отменяет блокировку а1. Наконец, Т16 устанавливает блокировку счета а1 для чтения и считывает его текущее значение. В этот момент происходит отказ в работе Т14, в результате которого происходит ее откат. Однако, поскольку Т15 зависит от результатов Т14, для нее также необходимо выполнить откат. Аналогично - для Т16.

Подобная ситуация, в которой отмена единственной транзакции приводит к целой серии откатов зависящих от нее транзакций, называется каскадным откатом.

Каскадные откаты – явление нежелательное, поскольку потенциально они способны привести к потере большого объема выполненной работы. Очевидно, что было бы очень полезно разработать протокол, исключающий возникновение каскадных откатов.

Одним из возможных вариантов является дополнение обычного двухфазного протокола блокировки требованием откладывать выполнение отмены всех установленных блокировок до конца транзакции – как в предыдущих примерах. В подобном случае продемонстрированная в последнем примере проблема никогда не возникнет, поскольку Т15 не сможет установить требуемую ей блокировку для записи, пока Т14 не завершит свою работу тем или иным образом. Этот вариант протокола называется строгим 2PL. Может быть доказано, что при использовании строгого протокола двухфазной блокировки транзакции могут быть расположены в том порядке, в котором они завершают свою работу.

Другой вариант протокола 2PL, называемый ограниченным 2PL, предусматривает откладывание до конца транзакции освобождение только блокировок для записи. В большинстве СУБД реализуется один из этих двух вариантов протокола 2PL.

189