Управление транзакциями и синхронизация

Выполнение транзакции в распределенной системе управления базами данных System R*, естественно, является распределенным. Транзакция начинается в главном узле при обращении к какой-либо секции ранее подготовленного (на этапе компиляции) модуля доступа. Как и в System R, модуль доступа загружается в виртуальную память задачи, обращение к секции модуля доступа - это вызов подпрограммы. Однако, в отличие от System R, эта подпрограмма, кроме своего локального программного кода и вызовов функций RSS, содержит еще и вызовы удаленных подсекций модуля доступа. Эти вызовы интерпретируются в духе вызовов удаленных процедур. Тем самым выполнение одной транзакции, инициированной в некотором узле сети A влечет, вообще говоря, инициирование транзакций в дополнительных узлах. Основной новой по сравнению с System R проблемой является проблема согласованного завершения распределенной транзакции, чтобы результаты ее выполнения во всех затронутых ею узлах были либо отображены в состояние локальных баз данных, либо полностью отсутствовали.

Для достижения этой цели в System R* используется двухфазный протокол завершения распределенной транзакции. Этот протокол является общеупотребимым в распределенных системах баз данных и описан во многих литературных источниках. Поэтому мы здесь опишем его очень кратко и неформально.

Для описания протокола используется следующая модель. Имеется ряд независимых транзакций-участников распределенной транзакции, выполняющихся под управлением транзакции-координатора. Решение об окончании распределенной транзакции принимается координатором. После этого выполняется первая фаза завершения транзакции, когда координатор передает каждому из участников сообщение "подготовиться к завершению". Получив такое сообщение, каждый участник переходит в состояние готовности как к немедленному завершению транзакции, так и к ее откату. В терминах System R* это означает, что буфер журнала с записями об изменениях базы данных участника выталкиваются на внешнюю память, но синхронизационные захваты не снимаются. После этого каждый участник, успешно выполнивший подготовительные действия, посылает координатору сообщение "готов к завершению". Если координатор получает такие сообщения ото всех участников, то он начинает вторую фазу завершения, рассылая всем участникам сообщение "завершить транзакцию", и это считается завершением распределенной транзакции. Если не все участники успешно выполнили первую фазу, то координатор рассылает всем участникам сообщение "откатить транзакцию", и тогда эффект воздействия распределенной транзакции на состояние баз данных отсутствует.

По отношению к особенностям реализации двухфазного протокола завершения транзакции в System R* заметим еще следующее. В качестве координатора выступает транзакция, выполняющаяся в главном узле, т.е. та, по инициативе которой возникли дополнительные транзакции. Тем самым, наличие центрального координирующего узла не требуется, что соответствует требованию автономности узлов. Для откатов транзакций используется базовый механизм точек сохранения System R. Наконец, классический протокол двухфазного завершения оптимизирован, чтобы сократить число необходимых сообщений.

Как и в System R, согласованность состояния баз данных при параллельном выполнении нескольких транзакций в System R* обеспечивается на основе механизма синхронизационных захватов объектов базы данных при соблюдении двухфазного протокола захватов. Напомним, что это означает разбиение каждой транзакции с точки зрения синхронизации на две фазы - рабочую фазу, на которой захваты только устанавливаются, и фазу завершения, когда все захваты объектов базы данных, произведенные данной транзакцией, снимаются. Синхронизация производится в точности так же, как и в System R: каждая транзакция-участник обращается к локальной базе данных через RSS своего узла. Основной новой проблемой является проблема возможных распределенных тупиков, которые могут возникнуть между несколькими распределенными транзакциями, выполняющимися параллельно. (Тупики между транзакциями - участниками одной распределенной транзакции невозможны, поскольку все участники получают один общий идентификатор транзакции и не конфликтуют по синхронизации). Для обнаружения распределенных синхронизационных тупиков в System R* применяется оригинальный распределенный алгоритм, не нарушающий требования автономности узлов сети и минимизирующий число передаваемых по сети сообщений и необходимую процессорную обработку.

Основная идея алгоритма состоит в том, что в каждом узле периодически производится анализ на предмет существования тупика с использованием информации о связях транзакций по ожиданию ресурсов, локальной в данном узле и полученной от других узлов. При проведении этого анализа обнаруживаются либо циклы ожиданий, что означает наличие тупика, либо потенциальные циклы, которые необходимо уточнить в других узлах. Эти потенциальные циклы представляются в виде специального вида строк. Строка представляет собой по сути дела список транзакций. Все транзакции упорядочены в соответствии со значениями своих идентификаторов ("номеров транзакций"). Строка передается для дальнейшего анализа в следующий узел (узел, в котором выполняется самая правая в строке транзакция) только в том случае, если номер первой транзакции в строке меньше номера последней транзакции. (Это оптимизация, уменьшающая число передаваемых по сети сообщений). Этот процесс продолжается до обнаружения тупика.

Если обнаруживается наличие синхронизационного тупика, он разрушается за счет уничтожения (отката) одной из транзакций, входящей в цикл. В качестве жертвы выбирается транзакция, выполнившая к этому моменту наименьший объем работы. Эта информация также передается по сети вместе со строками, описывающими связи транзакций по ожиданию.