Протокол двухфазной блокировки

Важную роль в обеспечении корректной параллельной обработки транзакций играет «протокол двухфазной блокировки» (Two Phase Locking – 2PL). Существует соответствующая теорема, что сериализуемость транзакций заведомо гарантируется, если блокировки, относящиеся к одновременно выполняемым транзакциям, удовлетворяют правилу: "Ни одна блокировка от имени какой-либо транзакции не должна устанавливаться, пока не будет снята ранее установленная блокировка". Это правило известно под названием двухфазовое блокирование.

Суть 2PL в том, что нельзя снять однажды наложенную блокировку до тех пор, пока не наложены все блокировки, необходимые транзакции. Таким образом, работа с блокировками в транзакции делится на две фазы: фаза наложения блокировок и фаза снятия. В практических реализациях, как правило, применяется строгий протокол двухфазной блокировки – Strict 2PL. Его особенность в том, что фаза снятия блокировок наступает после фиксации транзакции.

Взаимоблокировка

Большинство способов обеспечения параллелизма, хотя бы отчасти основанных на блокировках, подвержено взаимоблокировкам (deadlock).

Взаимоблокировка, как можно понять из названия – это ситуация, когда транзакции блокируют друг друга таким образом, что дальнейшее выполнение невозможно. В силу протокола двухфазной блокировки ни одна из участвующих во взаимоблокировке транзакций не может отпустить уже захваченные ей ресурсы до того, как наложит блокировки на все, что ей необходимо. А получить все необходимые ресурсы мешают уже наложенные блокировки. Таким образом, получается замкнутый круг. Естественно, и транзакций, и объектов в общем случае может быть сколь угодно много. Разорвать такую блокировку без внешнего вмешательства невозможно, и если не предпринимать специальных усилий, то транзакции будут находиться в состоянии ожидания бесконечно долго. Разрешить подобную ситуацию можно лишь путем отмены хотя бы одной из транзакций.

Встроенные способы определения взаимоблокировок

Timeout based

Самый простой способ – это ввести некоторое фиксированное время ожидания (timeout), и если транзакция оказалась заблокированной больше этого времени, то считать, что она вошла в тупиковую ситуацию и отменять ее. Недостатки– нет гарантии, что отмененная транзакция была одной из участниц взаимоблокировки.

Wait-for graph based

Существуют и более удачный способ определения взаимоблокировок. Для этого менеджер блокировок строит направленный граф, который называется «графом ожидания». В вершинах этого графа находятся транзакции, а в ребрах – зависимости. Если в графе ожидания возникает цикл (T1->T2->…->Tn->T1), то T1 ждет сама себя, как и все остальные n транзакций в цикле, следовательно, транзакции заблокированы намертво. Сложность лишь в том, как часто менеджер блокировок должен проверять граф ожидания на наличие циклов. Но здесь, в отличие от предыдущего способа, гарантируется, что будет найдена именно мертвая блокировка, а также, что мы обнаружим все мертвые блокировки, а не только те, которые продержались достаточно долго.

Timestamp based

Существуют механизмы, позволяющие вообще не допускать тупиковых ситуаций при использовании протокола двухфазной блокировки, например, на основе временных меток Каждой транзакции присваивается временная метка, а далее возможно два варианта развития событий в зависимости от конкретной реализации.

1. «ожидание-гибель» (wait-die). Если транзакция T1 «старше» Т2, тогда транзакции Т1 разрешается пребывать в состоянии ожидания на блокировке. Если же Т1 «младше» T2, тогда Т1 откатывается.

2. «ранение-ожидание» (wound-wait). Если транзакция T1 «старше» T2, тогда T1 «ранит» T2; ранение обычно носит «смертельный» характер – транзакция Т2 откатывается, если только к моменту получения «ранения» T2 не оказывается уже завершенной. В этом случае Т2 «выживает» и отката не происходит. Если же Т1 «младше» Т2, тогда Т1 разрешается находиться в состоянии ожидания на блокировке.

Преимущества этого способа заключаются в первую очередь в том, что взаимоблокировки не допускаются в принципе. Этот способ несколько проще в реализации, нежели построение и отслеживание графа ожидания. И, наконец, отсутствует вероятность циклического рестарта отмененной транзакции, так как при откате временная метка сохраняется, и любая транзакция со временем гарантировано станет самой «старшей», а значит, ее не откатят.

Недостаток же этого способа заключается в том, что число откатов здесь гораздо больше, чем в реализации на основе графа ожидания.

Методы ведения журналов.

Одним из основных требований к СУБД является надежность хранения данных во внешней памяти. Под надежностью хранения понимается то, что СУБД должна быть в состоянии восстановить последнее согласованное состояние БД после любого аппаратного или программного сбоя.

Бывают:

1. Мягкие сбои. Мягкие сбои можно трактовать как внезапную остановку работы компьютера (например, аварийное выключение питания). Примерами программных сбоев могут быть: аварийное завершение работы СУБД (по причине ошибки в программе или в результате некоторого аппаратного сбоя).

2. Жесткие сбои. Характеризуются потерей информации на носителях внешней памяти. Примерами программных сбоев могут быть: аварийное завершение пользовательской программы, в результате чего некоторая транзакция остается незавершенной. В этом случае требуется ликвидировать последствия только одной транзакции.

Для восстановления БД нужно располагать некоторой дополнительной информацией. Поддержание надежности хранения данных в БД требует избыточности хранения данных, причем та часть данных, которая используется для восстановления, должна храниться особо надежно. Наиболее распространенным методом поддержания такой избыточной информации является ведение журнала изменений БД.

Журнал - это особая часть БД, недоступная пользователям СУБД и поддерживаемая с особой тщательностью, в которую поступают записи обо всех изменениях основной части БД. В разных СУБД изменения БД журналируются на разных уровнях: иногда запись в журнале соответствует некоторой логической операции изменения БД (например, операции удаления строки из таблицы реляционной БД), иногда - минимальной внутренней операции модификации страницы внешней памяти; в некоторых системах одновременно используются оба подхода.

Во всех случаях придерживаются стратегии "упреждающей" записи в журнал (протокола Write Ahead Log - WAL). Эта стратегия заключается в том, что запись об изменении любого объекта БД должна попасть во внешнюю память журнала раньше, чем измененный объект попадет во внешнюю память основной части БД. Если в СУБД корректно соблюдается протокол WAL, то с помощью журнала можно решить все проблемы восстановления БД после любого сбоя.

Самая простая ситуация восстановления - индивидуальный откат транзакции. Для этого не требуется общесистемный журнал изменений БД. Достаточно для каждой транзакции поддерживать локальный журнал операций модификации БД, выполненных в этой транзакции, и производить откат транзакции путем выполнения обратных операций, следуя от конца локального журнала. В некоторых СУБД так и делают, но в большинстве систем локальные журналы не поддерживают, а индивидуальный откат транзакции выполняют по общесистемному журналу, для чего все записи от одной транзакции связывают обратным списком (от конца к началу).

При мягком сбое во внешней памяти основной части БД могут находиться объекты, модифицированные транзакциями, не закончившимися к моменту сбоя, и могут отсутствовать объекты, модифицированные транзакциями, которые к моменту сбоя успешно завершились (по причине использования буферов оперативной памяти, содержимое которых при мягком сбое пропадает). При соблюдении протокола WAL во внешней памяти журнала должны гарантированно находиться записи, относящиеся к операциям модификации обоих видов объектов. Целью процесса восстановления после мягкого сбоя является состояние внешней памяти основной части БД, которое возникло бы при фиксации во внешней памяти изменений всех завершившихся транзакций и которое не содержало бы никаких следов незаконченных транзакций. Для того, чтобы этого добиться, сначала производят откат незавершенных транзакций (undo), а потом повторно воспроизводят (redo) те операции завершенных транзакций, результаты которых не отображены во внешней памяти. Этот процесс содержит много тонкостей, связанных с общей организацией управления буферами и журналом.

Для восстановления БД после жесткого сбоя используют журнал и архивную копию БД. Архивная копия - это полная копия БД к моменту начала заполнения журнала. Восстановление БД состоит в том, что исходя из архивной копии по журналу воспроизводится работа всех транзакций, которые закончились к моменту сбоя.

Файл журнала.

В файл журнала может помещаться следующая информация:

- Записи о транзакциях, включающие идентификатор транзакции;

- тип записи журнала (начало транзакции, операции вставки, обновления или удаления, отмена или фиксация транзакции);

- идентификатор элемента данных, вовлеченного в операцию обработки базы данных (операции вставки, удаления и обновления);

- копию элемента данных до операции, т.е. его значение до изменения (только операции обновления и удаления);

- копию элемента данных после операции, т.е. его значение после изменения (только для операций обновления и вставки);

- служебную информацию файла журнала, включающую указатели на предыдущую и следующую записи журнала для этой транзакции (все операции).

- Записи контрольных точек.

Очень часто файл журнала используется и для других целей, отличных от задач восстановления (например, для сбора сведений о текущей производительности, для аудита и т.д.). В этом случае в файл журнала может помещаться множество дополнительной информации (например, сведения об операциях чтения, о регистрации пользователей, завершении сеансов пользователей и т.д.).

Поскольку файл журнала транзакций имеет большое значение для процессов восстановления, он может создаваться в двух и даже в трех экземплярах, которые автоматически поддерживаются системой. В случае повреждения одной копии при восстановлении будет использоваться другая.

Один из подходов к автономной обработке файла журнала состоит в разделении оперативного файла журнала на две независимые части, организованные в виде файлов с произвольным доступом. Записи журнала помещаются в первый файл до тех пор, пока он не будет заполнен до установленного уровня (например, на 70%). Затем открывается второй файл, и все записи журнала для новых транзакций записываются уже в него. Сведения о старых транзакциях продолжают записывать в первый файл до тех пор, пока обработка всех старых транзакций не будет завершена. В этот момент первый файл закрывается и переводится в автономное состояние. Подобный подход упрощает восстановление отдельных транзакций, поскольку записи о каждой отдельной транзакции всегда содержатся в одном фрагменте файла журнала — либо в оперативном, либо в автономном. Следует отметить, что файл журнала потенциально является узким местом с точки зрения производительности любых систем, поэтому скорость записи информации в файл журнала может оказаться одним из важнейших факторов, определяющих общую производительность системы с базой данных.

Операционные системы: