03 Управление транзакциями.ppt

из одного непротиворечивого состояния в другое непротиворечивое состояние

Необходимость в достоверности

и согласованности
При наличии отказов оборудования и программ
При эксплуатации БД в многопользовательской среде

От СУБД требуется
Поддержка транзакций
Поддержка параллельной обработки данных
Восстановление БД

e.reader_id = r.reader_id

BEGIN TRAN

UPDATE Exemplars SET reader_id = 2
WHERE inv

= 2

SELECT * FROM Exemplars e JOIN Readers r ON e.reader_id = r.reader_id

ROLLBACK TRAN /*COMMIT TRAN*/

SELECT * FROM Exemplars e JOIN Readers r ON e.reader_id = r.reader_id

различных операций с БД, гарантирующий исключение взаимного влияния этих операций

нефиксированных результатов (Проблема «грязного» чтения). Uncommitted Dependency (Dirty Read)
Проблема несогласованной

обработки (Проблема неповторяемого чтения). Inconsistent Analysis (Nonrepeatable Read)
Проблема чтения фантомов. Phantom Reads

добавить 100
Ожидаемый результат: 100+100-10=190
Решение проблемы: T1 не должна читать данные

до того, как они будут зафиксированы

снять 10
T2 – попытка добавить 100, но без фиксации результата
Ожидаемый

результат: 100-10=90

Решение проблемы: T1 не должна читать данные до того, как они будут зафиксированы

– снять 10 с bal1 и поместить в bal3
T2 –

Вычислить сумму bal1, bal2, bal3 Ожидаемый результат: 175

База данных – в непротиворечивом состоянии, но sum - некорректная

до того, как завершится T2
T1 – удалить строку из таблицы
T2

– найти сумму по столбцу P

незавершенное чтение. Гарантируется только физическая целостность БД. Изоляция отсутствует
READ COMMITED

– Решается проблема «грязного чтения», но остается неповторяемость чтения. Это уровень изоляции по умолчанию
REPEATABLE READ – повторяемое чтение. Решается проблема неповторяемого чтения, но проблема фантомов остается. Снижается степень параллелизма
SERIALIZABLE – сериализуемость. Полная изоляция транзакций, параллельность выполнения транзакций почти исключается

Пример:
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITED

конфликт между транзакциями
Метод выявления взаимных блокировок
Метод временных отметок
Оптимистический подход –

все транзакции выполняются асинхронно и после завершения транзакции принимается решение о корректности ее выполнения

Блокировка (lock) – это временно накладываемое ограничение на выполнение операции над ресурсом (ресурс – строка, столбец, таблица, БД)

блокировка. Запрещает изменение объекта, но чтение объекта разрешается любой транзакции.

Снять блокировку может только та транзакция, которая ее установила.
X-блокировка (Exclusive Lock) – монопольная (жесткая, эксклюзивная) блокировка. Позволяет изменять объект только той транзакции, которая наложила эту блокировку. Другие транзакции не могут ни читать, ни изменять объект.

устанавливает блокировки на необходимые ресурсы. Ресурсы не освобождаются, даже если

они не будут использованы транзакцией
Фаза сжатия: транзакция только снимает блокировки с ресурсов

тогда, когда две или более транзакции находятся в бесконечном ожидании

освобождения ресурса, занимаемого каждой из них

T1: bal1=bal1-10, потом bal2=bal2-10
T2: bal2=bal2+100, потом bal1=bal1+100

27
Transaction (Process ID 55) was deadlocked on lock resources with

another process and has been chosen as the deadlock victim. Rerun the transaction.

ALTER PROCEDURE [dbo].[P2]
AS
BEGIN
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE
BEGIN TRAN

DECLARE @i INT
DECLARE @id INT
SET @i=1

DELETE FROM T2

WHILE @i < 1000
BEGIN
INSERT INTO T2 (data) VALUES(@i)
SET @i = @i+1
END

WHILE (SELECT COUNT(*) FROM T1) > 0
BEGIN
SET @id = (SELECT TOP 1 id FROM T1);
DELETE T1 WHERE id = @id
END

COMMIT TRAN
END

ALTER PROCEDURE [dbo].[P1]
AS
BEGIN
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE
BEGIN TRAN

DECLARE @i INT
DECLARE @id INT
SET @i=1

DELETE FROM T1

WHILE @i < 10000
BEGIN
INSERT INTO T1 (data) VALUES(@i)
SET @i = @i+1
END

WHILE (SELECT COUNT(*) FROM T2) > 0
BEGIN
SET @id = (SELECT TOP 1 id FROM T2);
DELETE T2 WHERE id = @id
END

COMMIT TRAN
END

Tj
T1
T2
T3
X
Y
Y
петля в графе – взаимная блокировка
T1
T2
X
Y
T3
Z

определенные промежутки времени
Если в графе ожидания имеются петли, то делается

вывод о наличии взаимных блокировок. В петле выбирается транзакция жертва (по некоторому критерию стоимости) и происходит откат транзакции-жертвы. Петля разрывается и остальные транзакции продолжают выполнение.

Недостаток: построение графа ожиданий загружает СУБД

порядок выполнения транзакций на основе временных отметок ресурсов. Если попытка

транзакции использовать ресурс нарушает заданный порядок, то она откатывается и перезапускается снова. В результате взаимные блокировки не могут возникнуть.

Недостатки:
Более частые откаты транзакций, чем в методе выявления взаимных блокировок
В распределенных системах сложно генерировать временные метки с отношением полного порядка

Если более новая транзакция вынуждена ожидать освобождения блокировки, то она

откатывается и запускается заново. В результате наиболее старая транзакция проходит без отката, а более новая транзакция со временем становится наиболее старой.
Алгоритм 2. «Отмена-ожидание»:
Только более новые транзакции могут ожидать заверения более старой транзакции. Если более старая транзакция вынуждена ожидать освобождения блокировки, то она откатывается.

(используется ID строки)
Page – блокировка на уровне страницы
Table – блокировка

таблицы
DB – блокировка базы данных
Чем крупнее элементы блокируемых данных, тем ниже уровень параллельности выполнения транзакций.

Если устанавливается блокировка страницы, то должны блокироваться все записи на странице (вниз по иерархии). При этом другим должны быть ограниченны действия других транзакций с таблицей, для этого предназначены блокировки намерения (вверх по иерархии).

блокируемого элемента для того, чтобы запретить другим транзакциям накладывать конфликтующие

блокировки на верхнем уровне. Поэтому при выполнении другой транзакции оказывается достаточным проверить блокировку намерения на верхнем уровне без проверки блокировок вниз по иерархии
Назначение: повышение производительности параллельной обработки данных и уменьшение вероятности возникновения взаимных блокировок.

Страница1

Таблица

Страница2

T1 (S)

T2 (X)

T2 (X)

не будет конфликта

будет конфликт

по иерархии. Устанавливается для чтения данных
X – монопольная блокировка. Автоматически

распространяется вниз по иерархии. Устанавливается для изменения данных
IS – блокировка намерения для разделяемой блокировки. Автоматически распространяет вверх по иерархии.
IX – блокировка намерения для монопольной блокировки. Автоматически распространяется вверх по иерархии
SIX – разделяемая блокировка намерения для монопольной блокировки. Устанавливается явным образом на верхнем уровне иерархии при намерении читать все данные вниз по иерархии и изменять часть данных внизу иерархии. В один момент времени на ресурс может быть наложена только одна блокировка SIX.

Пример: на строку установлена X, на страницу таблицы установлена IX, а на таблицу установлена SIX. Другие транзакции могут установить на таблицу IS для чтения тех страниц, для которых не установлена IX, но установить IX или X они не могут.

нельзя
S можно
Пример 1

SIX на верхнем уровне)
S можно
X нельзя
S нельзя
Trans2 (S)
можно
SIX
IS
IS
Пример 2

каждая команда – отдельная транзакция
SET IMPLICIT_TRANSACTION OFF
Неявные транзакции: до ROLLBACK

TRAN или COMMIT TRAN. Началом транзакции является одна из команд: ALTER TABLE, CREATE, DELETE, DROP, INSERT, SELECT и некоторые другие
SET IMPLICIT_TRANSACTION ON

данных в корректное состояние, утраченное в результате отказа

Причины отказов:
Аварийное прекращение

работы системы (сбой аппаратуры)
Ошибки прикладных программ
Стихийные бедствия, небрежность пользователя, диверсия

Следствия отказов:
Утрата содержимого оперативной памяти
Утрата базы данных на внешнем носителе

БД
Создание контрольных точек (перенос изменений данных во вторичную память)

Резервное копирование:

сохранение базы данных целиком, либо сведений об изменениях (инкрементный режим) на автономных носителях большого объема

на момент сбоя
2) Журнал содержит подтверждение фиксации данных.
3) До

любой попытки изменить данные, в журнал записывается это намерение, и только после этого данные изменяются. Поэтому на момент сбоя можно выявить следующие ситуации, имевшие место на момент сбоя:
изменений нет
есть запись о намерения, но изменения не выполнены
выполнено все

транзакции, завершение транзакции, обновление данных, удаление данных, вставка данных)
Идентификатор элемента

данных
Копия элемента данных ДО операции
Копия элемента данных ПОСЛЕ операции
Журнал содержит записи о контрольных точках. Контрольная точка – момент синхронизации оперативной памяти с журналом транзакций и основной областью (если фиксация). Все буферы СУБД принудительно записываются во вторичную память)

tс – контрольная точка (3-4 в час)
tf – момент сбоя
T1 – не завершена. Откат.
T2 – завершена и зафиксирована.
T3 – записана в журнал, но не полностью в основную область. Прогнать (повторно выполнить)
T4 – возможно не все данные попали в журнал. Откат
T5 – не завершена. Откат

отложенным обновлением, нормальная работа СУБД выполняется следующим образом: информация об

изменениях записывается сначала в журнал транзакций, обновления не заносятся в БД до тех пор, пока транзакция не выдаст команду фиксации результатов:
1) При запуске транзакции в журнал помещается запись «начало транзакции».
2) При выполнении любой операции записи, в журнал помещается информация об операции: тип операции, идентификатор изменяемого элемента, копия элемента ПОСЛЕ операции (копия элемента до операции не используется).
3) При завершении транзакции в журнал запись «транзакция завершена»
4) Если транзакция завершена с командой фиксации результатов, то данные из оперативной памяти переносятся на диска. Если транзакция завершается с откатом транзакции, то изменения на диск не переносятся.

Через определенные промежутки времени формируются контрольные точки.

памяти
Транзакция
«Начало транзакции»
«Конец транзакции»
Операции
«Начало транзакции»
«Конец транзакции»
Операции
Фиксация изменений
t1, t2, t3, t4 -

требуется откат

t1

t2

t3

t4

t5

t6

«Контрольная точка»

t5, t6 - требуется прогон

Сбой

t7

t7 – результаты фиксации гарантировано на диске

сбоя:
Журнал просматривается в обратном направлении до последней контрольной точки.
Если

для транзакции имеются обе записи «начало» «конец», то выполняется прогон транзакции. Т.е. изменения из записей об операциях переносятся в БД без повторных вычислений.
Если есть запись «начало», но нет записи «конец», то требуется откат и повторное выполнение. Откат, в данном случае, не требует никаких действий, т.к. данные в БД еще не попадали.
Если есть запись «начало транзакции» и «откат транзакции», то никакие действия не выполняются.

БД без ожидания завершения транзакции. Для законченных транзакций нужен прогон,

для не закончившихся – откат.

В журнал записывается следующая информация:
При запуске транзакции – запись «начало транзакции»
При выполнении операции – информация об операции, включая копию данных ДО выполнения и ПОСЛЕ выполнения.
Как только информация об операции помещается в журнал транзакций, изменения заносятся в буферы оперативной памяти.
Изменения в файлах происходят при разгрузке буферов.
При завершении транзакции в журнал помещается запись «конец транзакции»

Важно: строка об изменении данных помещается в журнал до физического изменения данных (протокол предварительной записи журнала).

При прогоне транзакции используются значения «после операции»
При откате транзакции в БД записываются значения из записи «до операции»