Модели транзакций

Для повышения параллельности выполнения транзакций используется комбинирование разных типов синхронизационных захватов.

Рассматривают два типа блокировок (синхронизационных захватов):

• совместный режим блокировки — нежесткая, или разделяемая, блокировка, обозначаемая как S (Shared). Этот режим обозначает разделяемый захват объекта и требуется для выполнения операции чтения объекта. Объекты, заблокированные таким образом, не изменяются в ходе выполнения транзакции и доступны другим транзакциям также, но только в режиме чтения;
• монопольный режим блокировки — жесткая, или эксклюзивная, блокировка, обозначаемая как X (eXclusive). Данный режим блокировки предполагает монопольный захват объекта и требуется для выполнения операций занесения, удаления и модификации. Объекты, заблокированные данным типом блокировки, фактически остаются в монопольном режиме обработки и недоступны для других транзакций до момента окончания работы данной транзакции.

Захваты объектов несколькими транзакциями по чтению совместимы, то есть нескольким транзакциям допускается читать один и тот же объект, захват объекта одной транзакцией по чтению не совместим с захватом другой транзакцией того же объекта по записи, и захваты одного объекта разными транзакциями по записи не совместимы. Правила совместимости захватов одного объекта разными транзакциями изображены на рис. 11.7:

Рис. 11.7. Правила применения жесткой и нежесткой блокировок транзакций

В примере, представленном на рис. 11.7 считается, что первой блокирует объект транзакция А, а потом пытается получить к нему доступ транзакция В.

На рис. 11.8 приведен ранее рассмотренный пример с выполнением транзакций 1 и 2, но с учетом разных типов блокировки. На рисунке видно, что, применив нежесткую блокировку к таблице 2 со стороны транзакции 1, мы обеспечили существенное уменьшение времени выполнения транзакции 2. Теперь транзакция 2 не ждет окончания транзакции 1, и поэтому завершает свою работу намного раньше.

Рис. 11.8. Использование жесткой и нежесткой блокировки

К сожалению, применения разных типов блокировок приводит к проблеме тупиков. Эта проблема не нова. Проблема тупиков возникла при рассмотрении выполнения параллельных процессов в операционных средах и также была связана с управлением разделяемыми (совместно используемыми) ресурсами.

Действительно, рассмотрим пример. Пусть транзакция А сначала жестко блокирует таблицу 1, а потом жестко блокирует таблицу 2. Транзакция B, наоборот, сначала жестко блокирует таблицу 2, а потом жестко блокирует таблицу 1. Если обе эти транзакции начали работу одновременно, то после выполнения операций модификации первыми объектами каждой транзакции они обе окажутся в бесконечном ожидании: транзакция А будет ждать завершения работы транзакции B и разблокировки таблицы 2, а транзакция В также безрезультатно будет ждать окончания работы транзакции А и разблокировки таблицы 1 (см. рис. 11.9).

Рис. 11.9. Взаимная блокировка транзакций

Ситуации могут быть гораздо более сложными. Количество взаимно заблокированных транзакций может оказаться гораздо больше. Эту ситуацию каждая из транзакций обнаружить самостоятельно не может. Ее должна разрешить СУБД. И действительно, в большинстве коммерческих СУБД существует механизм обнаружения таких тупиковых ситуаций.

Основой обнаружения тупиковых ситуаций является построение (или постоянное поддержание) графа ожидания транзакций. Граф ожидания транзакций может строиться двумя способами. В книге К. Дж. Дейта граф ожидания — это направленный граф, в вершинах которого расположены имена транзакций. Если транзакция А ждет окончания транзакции В, то из вершины А в вершину В идет стрелка. Дополнительно стрелки могут быть помечены именами заблокированных объектов и типом блокировки. Пример такого графа ожиданий приведен на рис. 11.10.

Этот граф ожиданий построен для транзакций Т1, Т2,___,Т12, которые работают с объектами БД A, В, ..., Н.

Перечень действий, которые совершают транзакции над объектами, приведен в табл. 11.1.

Рис. 11.10. Пример графа ожиданий транзакций

На графе объекты блокировки помечены типами блокировок, S — нежесткая (разделяемая) блокировка, X — жесткая (эксклюзивная) блокировка.

На диаграмме состояний ожидания видно, что транзакции Т9, Т8, Т2 и Т3 образуют цикл. Именно наличие цикла и является признаком возникновения тупиковой ситуации. Поэтому в момент 3 перечисленные транзакции будут заблокированы.

Разрушение тупика начинается с выбора в цикле транзакций так называемой транзакции-жертвы, то есть транзакции, которой решено пожертвовать, чтобы обеспечить возможность продолжения работы других транзакций.

Критерием выбора является стоимость транзакции; жертвой выбирается самая дешевая транзакция. Стоимость транзакции определяется на основе многофакторной оценки, в которую с разными весами входят время выполнения, число накопленных захватов, приоритет.

После выбора транзакции-жертвы выполняется откат этой транзакции, который может носить полный или частичный характер. При этом, естественно, освобождаются захваты и может быть продолжено выполнение других транзакций.

В лекциях профессора С. Д. Кузнецова приводится несколько иной принцип построения графа ожидания. В этом случае граф ожидания транзакций строится в виде ориентированного двудольного графа, в котором существует два типа вершин — вершины, соответствующие транзакциям, и вершины, соответствующие объектам захвата. В этом графе существует дуга, ведущая из вершины- транзакции к вершине-объекту, если для этой транзакции существует удовлетворенный захват объекта. В графе существует дуга из вершины-объекта к вершине-транзакции, если транзакция ожидает удовлетворения захвата объекта.

Для распознавания тупика здесь, так же как и в первом методе, производится построение графа ожидания транзакций и в этом графе ищутся циклы. Традиционной техникой (для которой существует множество разновидностей) нахождения циклов в ориентированном графе является редукция графа.

Не вдаваясь в детали, редукция состоит в том, что прежде всего из графа ожидания удаляются все дуги, исходящие из вершин-транзакций, в которые не входят дуги из вершин-объектов. (Это как бы соответствует той ситуации, что транзакции, не ожидающие удовлетворения захватов, успешно завершились и освободили захваты.) Для тех вершин-объектов, для которых не осталось входящих дуг, но существуют исходящие, ориентация исходящих дуг изменяется на противоположную (это моделирует удовлетворение захватов). После этого снова срабатывает первый шаг, и так до тех пор, пока на первом шаге не прекратится удаление дуг. Если в графе остались дуги, то они обязательно образуют цикл.

Естественно, такое насильственное устранение тупиковых ситуаций является нарушением принципа изолированности пользователей.

Заметим, что в централизованных системах стоимость построения графа ожидания сравнительно невелика, но она становится слишком большой в по-настоящему распределенных СУБД, в которых транзакции могут выполняться в разных узлах сети. Поэтому в таких системах обычно используются другие методы сериализации транзакций.

Для обеспечения сериализации транзакций синхронизационные захваты объектов, произведенные по инициативе транзакции, можно снимать только при ее завершении. Это требование порождает двухфазный протокол синхронизационных захватов — 2PL(two phase lock) или 2PC (two phase commit). В соответствии с этим протоколом выполнение транзакции разбивается на две фазы:

• первая фаза транзакции — накопление захватов;
• вторая фаза (фиксация или откат) — освобождение захватов.

В языке SQL введен оператор явной блокировки таблицы, который позволяет точно задать тип блокировки для всей таблицы. Синтаксис операции блокировки имеет вид:

LOCK TABLE имя_таблицы IN {SHARED | EXCLUSIVE} MODE

Имеет смысл блокировать таблицу полностью, когда выполняется операция множественной модификации одной таблицы, то есть когда в ней изменяется большое количество строк. Эта операция иногда называется пакетным обновлением.

Конечно, у блокировки таблицы есть тот недостаток, что все остальные транзакции должны ждать окончания обновления таблицы. Но режим пакетного обновления одной таблицы работает достаточно быстро, и общая производительность выполнения множества транзакций может даже повыситься в этом случае.