На рис. 15.8, рис. 15.9 приведены в измененном виде примеры, показанные ранее на рис. 15.3 и рис. 15.4 соответственно. Они демонстрируют чередующееся выполнение операций согласно описанному выше протоколу блокировки. Операция для транзакции A в момент времени t2 (извлечение на рис. 15.8 и обновление на рис. 15.9) не будет выполнена. Дело в том, что она является неявным запросом с заданием блокировки для кортежа р, а этот запрос вступает в конфликт с Х-блокировкой, уже заданной транзакцией B. Таким образом, транзакция A переходит в состояние ожидания до тех пор, пока не будет прекращено выполнение транзакции B (до операции окончания или отмены выполнения транзакции B). Тогда заданная транзакцией B блокировка будет снята и транзакция A может быть выполнена. Причем транзакция A будет иметь дело с некоторым фиксированным значением (либо существовавшим до выполнения транзакции B при отмене ее выполнения, либо полученным после выполнения транзакции B). В любом случае транзакция A больше не зависит от незафиксированного обновления.
| Транзакция A | Время | Транзакция B |
| – | t1 | Обновление кортежа р (задание X-блокировки для p) |
| Извлечение кортежа р (задание S-блокировки для p) | t2 | – |
| Ожидание | t3 | Отмена выполнения транзакции (снятие X-блокировки для p) |
| Итог: Извлечение кортежа р (задание S-блокировки для p) | t4 |
рис. 15.8. Транзакция A предохраняется от выполнения операций с незафиксированным изменением в момент времени t2.
| Транзакция A | Время | Транзакция B |
| – | t1 | Обновление кортежа р (задание X-блокировки для p) |
| Обновление кортежа р (задание X-блокировки для p) | t2 | – |
| Ожидание | t3 | Отмена выполнения транзакции (снятие X-блокировки для p) |
| Итог: Обновление кортежа р (задание X-блокировки для p) | t4 |
рис. 15.9. Транзакция A предохраняется от выполнения операций с незафиксированным изменением в момент времени t2.
На рис. 15.10 приведена измененная версия отношения (рис. 15.5) с перечислением чередующихся транзакций согласно протоколу блокировки. Операция обновления для транзакции B в момент времени t6 не будет выполнена. Дело в том, что она является неявным запросом с заданием Х-блокировки для кортежа СЧЕТ 1, а этот запрос вступает в конфликт с S-блокировкой, уже заданной транзакцией A. Таким образом, транзакция B переходит в состояние ожидания. Точно так же операция извлечения для транзакции A в момент времени t7 не будет выполнена. Дело в том, что она является неявным запросом с заданием S-блокировки для кортежа СЧЕТ 3, а этот запрос вступает в конфликт с Х‑блокировкой, уже заданной транзакцией B. Таким образом, транзакция A переходит в состояние ожидания. Следовательно, блокировка хотя и помогает решить одну проблему (а именно проблему несовместимого анализа), но приводит к необходимости решения другой проблемы (а именно проблемы возникновения тупиковой ситуации).
| СЧЕТ 1 40 | СЧЕТ 2 50 | СЧЕТ 3 30 |
| Транзакция A | Время | Транзакция B |
| Извлечение кортежа СЧЕТ 1: (задание S-блокировки для СЧЕТ 1) СУММА = 40 | t1 | – |
| Извлечение кортежа СЧЕТ 1: (задание S-блокировки для СЧЕТ 2) СУММА = 90 | t2 | – |
| – | t3 | Извлечение кортежа СЧЕТ 3: (задание S-блокировки для СЧЕТ 3) |
| – | t4 | Обновление кортежа СЧЕТ 3: (задание X-блокировки для СЧЕТ 3) 30 ® 20 |
| – | t5 | Извлечение кортежа СЧЕТ 1: (задание S-блокировки для СЧЕТ 1) |
| – | t6 | Обновление кортежа СЧЕТ 1: (задание X-блокировки для СЧЕТ 1) 40 ® 50 |
| – | t7 | Ожидание |
| Извлечение кортежа СЧЕТ 3: (задание S-блокировки для СЧЕТ 3) | t8 | Ожидание |
| Ожидание | Ожидание |
рис. 15.10. Проблема несовместимого анализа разрешается, но в момент времени t7 возникает тупиковая ситуация.
Как было показано выше, блокировку можно использовать для разрешения трех основных проблем, возникающих при параллельной обработке кортежей. К сожалению, использование блокировок приводит к возникновению другой проблемы – тупиковой ситуации. На рис. 15.11 показан обобщенный пример этой проблемы, в котором p1 и p2 представляют любые блокируемые объекты, необязательно кортежи базы данных, а выражения типа "блокировка ... без взаимного доступа" представляют любые операции с наложением блокировки без взаимного доступа, заданные как явно, так и неявно.
| Транзакция A | Время | Транзакция B |
| Блокировка р1 без взаимного доступа | t1 | – |
| – | t2 | Блокировка р2 без взаимного доступа |
| Блокировка р2 без взаимного доступа | t3 | – |
| Ожидание | t4 | Блокировка р1 без взаимного доступа |
| Ожидание | Ожидание |
рис. 15.11. Пример тупиковой ситуации.
Тупиковая ситуация возникает тогда, когда две или более транзакции одновременно находятся в состоянии ожидания, причем для продолжения работы каждая из транзакций ожидает прекращения выполнения другой транзакции.
Для обнаружения тупиковой ситуации следует обнаружить цикл в диаграмме состояний ожидания, т.е. в перечне "транзакций, которые ожидают окончания выполнения других транзакций" Поиск выхода из тупиковой ситуации состоит в выборе одной из заблокированных транзакций в качестве жертвы и отмене ее выполнения. Таким образом, с нее снимается блокировка, а выполнение другой транзакции может быть возобновлено.
На практике не все системы в состоянии обнаружить тупиковую ситуацию. Например, в некоторых из них используется хронометраж выполнения транзакций, и сообщение о возникновении тупиковой ситуации поступает, если транзакция не выполняется за некоторое предписанное заранее время.
Следует обратить внимание на то, что транзакция-жертва признается "некорректной" и отменяется "не из-за собственной некорректности". В некоторых системах предусмотрен автоматический перезапуск транзакции с самого начала при условии, что обстоятельства, которые привели к тупиковой ситуации, не повторятся вновь. A в других системах в программу, связанную с данной транзакцией, просто посылается сообщение о "вызвавшей тупиковую ситуацию транзакции-жертве" для обработки этой ситуации в самой программе С точки зрения программирования приложений предпочтительнее первый из этих подходов. Но несмотря на это, всегда рекомендуется решать данную проблему с точки зрения пользователя.
Чередующееся выполнение заданного множества транзакций будет верным, если оно упорядочено, т.е. при его выполнении будет получен такой же результат, как и при последовательное выполнении тех же транзакций. Обосновать это утверждение помогут следующие замечания:
1. Отдельные транзакции считаются верными, если при их выполнении база данных переходит из одного непротиворечивого состояния в другое непротиворечивое состояние.
2. Выполнение транзакций одна за другой в любом последовательном порядке также является верным. При этом под выражением "любой последовательный порядок" подразумевается, что используются независимые друг от друга транзакции.
3. Чередующееся выполнение транзакций, следовательно, является верным, если оно эквивалентно некоторому последовательному выполнению, т.е. если оно подлежит упорядочению.
Возвращаясь к приведенным выше примерам (рис. 15.2 – рис. 15.5), можно отметить, что проблема в каждом случае заключалась в том, что чередующееся выполнение транзакций не было упорядочено, т.е. не было эквивалентно выполнению либо сначала транзакции A, а затем транзакции B, либо сначала транзакции B, а затем транзакции A.
Для заданного набора транзакций любой порядок их выполнения (чередующийся или какой-либо другой) называется графиком запуска. Выполнение транзакций по одной без их чередования называется последовательным графиком запуска, а непоследовательное выполнение транзакций – чередующимся графиком запуска или непоследовательным графиком запуска. Два графика называются эквивалентными, если при их выполнении будет получен одинаковый результат, независимо от исходного состояния базы данных. Таким образом, график запуска является верным (т.е. допускающим возможность упорядочения), если он эквивалентен некоторому последовательному графику запуска.
При выполнении двух различных последовательных графиков запуска, содержащих одинаковый набор транзакций, можно получить совершенно различные результаты. Поэтому выполнение двух различных чередующихся графиков запуска с одинаковыми транзакциями может также привести к различным результатам, которые могут быть восприняты как верные.
Теорема двухфазной блокировки (не имеет отношения к протоколу двухфазной фиксации), которая может быть сформулирована следующим образом:
Если все транзакции подчиняются "протоколу двухфазной блокировки", то для всех возможных чередующихся графиков запуска существует возможность упорядочения.