Распределенные базы данных

При выполнении такого предложения также образовывался набор подотношений с помощью проекции заданного отношения на атрибуты из заданного списка. Каждое полученное подотношение затем посылалось для хранения в сегменте с указанным именем в соответствующий узел. После этого система ответственна за поддержание согласованного состояния образованных разделов.

Горизонтальное и вертикальное разделение отношений реально не используются в System R*, хотя очевидно, что выполнение собственно оператора DISTRIBUTE никаких технических трудностей не вызывает. Трудности возникают при обеспечении согласованности разделов (смотри ниже). Кроме того, разделенные отношения очень трудно использовать. В соответствии с идеологией системы учет наличия разделов отношения в разных узлах сети должен производить оптимизатор, т.е. количество потенциально возможных планов выполнения запросов, которые должны оцениваться оптимизатором, еще более возрастает. При том, что в распределенной системе число возможных планов и так очень велико, и оптимизатор работает на пределе сложности, разумным образом использовать разделенные отношения невозможно. Разработчики оптимизатора System R* не были в состоянии учитывать разделенность отношений. Поэтому и вводить в систему разделенные отношения пока бессмысленно.

Для задания требования поддержки копий отношения в нескольких узлах сети предлагалось использовать новую конструкцию SQL

DISTRIBUTE TABLE REPLICATED INTO
IN SEGMENT
.
.
IN SEGMENT

При выполнении такого предложения должна была производиться рассылка копий указанного отношения для хранения в именованных сегментах указанных узлов сети. Система должна автоматически поддерживать согласованность копий.

Как и в случае разделенных отношений, кроме существенных проблем поддержания согласованности копий, проблемой является и разумное использование копий, наличие которых должно было бы учитываться оптимизатором.

Создание мгновенного снимка состояния баз данных в соответствии с заданным запросом на выборку должно было производиться с использованием новой конструкции SQL.

DEFINE SNAPSHOT ()
AS
REFRESHED EVERY

При выполнении предложения фактически производится выполнение указанного в нем запроса на выборку, а результирующее отношение сохраняется под указанным в предложении именем в локальной базе данных в том узле, в котором выполняется предложение. После этого мгновенный снимок периодически обновляется в соответствии с запомненным запросом.

Можно обновить мгновенный снимок, не дожидаясь истечения временного интервала, указанного в определении, путем выполнения предложения REFRESH SNAPSHOT .

Разумное использование мгновенных снимков более реально, чем использование разделенных отношений и копированных отношений, поскольку их можно в некотором смысле рассматривать как материализованные представления базы данных. Имя мгновенного снимка можно было бы использовать прямо в запросе на выборку там, где можно использовать имена базовых отношений или представлений. Большие проблемы связаны с обновлением отношений через их мгновенные снимки, поскольку в момент обновления содержимое мгновенного снимка может расходиться с текущим содержимым базового отношения.

По отношению к мгновенным снимкам проблем поддержания согласованного состояния мгновенного снимка и базовых отношений не существует, поскольку автоматическое согласование не требуется. Что же касается разделенных отношений и раскопированных отношений, то для них эта проблема общая и достаточно трудная. Во-первых, согласование разделов и копий вызывает существенные накладные расходы при выполнении операций модификации хранимых отношений. Для этого требуется выработка и соблюдение специальных протоколов модификации.

Во-вторых, введение копированных отношений обычно производится не столько для увеличения эффективности системы, сколько для увеличения доступности данных при нарушении связности сети. В системах, в которых применяется этот подход, при нарушении связности сети работа с распределенной базой данных обычно продолжается только в одной из образовавшихся подсетей. При этом для выбора подсети используются алгоритмы голосования; решение принимается на основе учета количества связных узлов сети. Применяются и другие подходы, но все они очень дорогостоящие, а самое главное, они плохо согласуются с базовым подходом System R* по поводу выбора способа выполнения запроса на стадии его компиляции. Поэтому, как нам кажется, в System R* никогда не будут реализованы средства, позволяющие тем или иным способом поддерживать копии отношений в нескольких узлах сети.

Далее мы рассмотрим аспекты проекта System R*, которые нашли отражение в ее реализации и являются на наш взгляд наиболее интересными: средства именования объектов и организацию распределенного каталога баз данных; подход к распределенным компиляции и выполнению запросов; особенности использования представлений; средства оптимизации запросов; особенности управления транзакциями; средства синхронизации и распределенный алгоритм обнаружения синхронизационных тупиков.

20.2.1. Именование объектов и организация распределенного каталога

Напомним прежде всего, что полное имя отношения (базового или представления) в базе данных System R имеет вид имя-пользователя.имя-отношения, где имя-пользователя идентифицирует пользователя - создателя отношения, а имя-отношения - это то имя, которое было указано в предложениях CREATE TABLE или CREATE VIEW. В запросах можно указывать либо это полное имя отношения, либо его локальное имя. Во втором случае при компиляции используются стандартные правила дополнения локального имени до полного с использованием в качестве составляющей имя-пользователя идентификатора пользователя, от имени которого выполняется компиляция.

В System R* используется развитие этого подхода. Системное имя отношения включает четыре компонента: идентификатор пользователя-создателя отношения; идентификатор узла сети, в котором выполнялась операция создания отношения; локальное имя отношения, присвоенное ему при создании; идентификатор узла, в котором отношение располагалось непосредственно после своего создания (напомним, что отношение может перемещаться из одного узла в другой при выполнении операции MIGRATE).

В запросе на SQL можно использовать системные имена объектов, но разрешается использовать и короткие локальные имена (либо локальное имя, квалифицированное именем пользователя). При этом возможны две интерпретации локального имени. Оно может интерпретироваться как часть системного имени, и в этом случае по умолчанию дополняется до системного, исходя из идентификатора узла, в котором производится компиляция, и идентификатора пользователя, от имени которого она производится (если имя пользователя не указано явно). Вторая возможная интерпретация локального имени заключается в рассмотрении его как имени ранее определенного синонима системного имени.

Для определения синонимов SQL расширен оператором вида

DEFINE SYNONYM AS .

При выполнении такого предложения в локальный каталог заносится соответствующая информация.

Таким образом, при компиляции запроса всегда можно определить системные имена всех употребляемых в нем отношений: либо они явно указаны, либо могут быть получены на основе информации из локальных отношений-каталогов.

Концепция распределенного каталога System R* основана на наличии у каждого объекта распределенной базы данных уникального системного имени. Принято следующее соглашение: информация о размещении любого объекта базы данных (идентификатор текущего узла, в котором размещен объект) сохраняется в локальном каталоге того узла, в котором объект располагался непосредственно после создания (родового узла).

Следовательно, для получения полной информации об отношении в общем случае необходимо сначала воспользоваться локальным каталогом узла, в котором происходит компиляция, затем обратиться к удаленному каталогу родового узла данного отношения и в заключение воспользоваться каталогом текущего узла. Таким образом, для получения точной системной информации о любом отношении распределенной базы данных может потребоваться самое большее два удаленных доступа к отношениям-каталогам.

Применяется некоторая оптимизация этой процедуры. В локальном каталоге узла могут храниться копии элементов каталога других узлов (своего рода кэш-каталог). Согласованность копий элементов каталога не поддерживается. Эта информация используется на первой стадии компиляции запроса (мы рассматриваем распределенную компиляцию в следующем подразделе), а затем, на второй стадии, если информация, касающаяся некоторого объекта, оказалась неточной, она уточняется на основе локального каталога того узла, в котором объект хранится в настоящее время. Обнаружение некорректности копии элемента каталога производится за счет наличия при каждом элементе каталога номера версии. Если учесть достаточную инерционность системной информации, эта оптимизация может оказаться существенной.

20.2.2. Распределенная компиляция запросов

Как мы уже отмечали, запросы на языке SQL до своего реального выполнения подвергаются компиляции. Как и в случае System R компиляция запроса может производиться на стадии прекомпиляции прикладной программы, написанной на традиционном языке программирования (PL/1, Cobol, ассемблер) с включением предложений SQL, или в динамике выполнения транзакции при выполнении предложения PREPARE. С точки зрения пользователей процесс компиляции в System R* приводит к тем же результатам, что и в System R: для каждого предложения SQL образуется программа к машинных кодах (секция модуля доступа), вызовы которой помещаются в текст исходной прикладной программы.

Однако, в действительности процесс компиляции запроса в System R* намного более сложен, чем в System R, что и естественно по причине гораздо более сложных сетевых взаимодействий, которые потребуются при реальном выполнении транзакции. Распределенная компиляция запросов в System R* включает множество технических ухищрений и тонкостей. Мы не будем касаться их всех в этой статье по причинам недостатка информации и ограниченности объема. Рассмотрим только общую схему распределенной компиляции.

Будем называть главным узлом тот узел сети, в котором инициирован процесс компиляции предложения SQL, и дополнительными узлами - те узлы, которые вовлекаются в этот процесс в ходе его выполнения. На самом грубом уровне процесс компиляции можно разбить на следующие фазы:

1. 
   В главном узле производится грамматический разбор предложения SQL с построением внутреннего представления запроса в виде дерева. На основе информации из локального каталога главного узла и удаленных каталогов дополнительных узлов производится замена имен объектов, фигурирующих в запросе, на их системные идентификаторы.
   
2. 
   В главном узле генерируется глобальный план выполнения запроса, в котором учитывается лишь порядок взаимодействий узлов при реальном выполнении запроса. Для выработки глобального плана используется расширение техники оптимизации, применяемой в System R. Глобальный план отображается в преобразованном соответствующим образом дереве запроса.
   
3. 
   Если в глобальном плане выполнения запроса участвуют дополнительные узлы, производится его декомпозиция на части, каждую из которых можно выполнить в одном узле (например, локальная фильтрация отношения в соответствии с заданным в условии выборки предикате ограничения). Соответствующие части запроса (во внутреннем представлении) рассылаются в дополнительные узлы.
   
4. 
   В каждом узле, участвующем в глобальном плане выполнения запроса (главном и дополнительных) выполняется завершающая стадия выполнения компиляции. Эта стадия включает, по существу, две последние фазы процесса компиляции запроса в System R: оптимизацию и генерацию машинных кодов. Производится проверка прав пользователя, от имени которого производится компиляция, на выполнение соответствующих действий; происходит обработка представлений базы данных (здесь имеются тонкости, связанные с тем, что представления могут включать удаленные отношения; ниже мы еще остановимся на этом, а пока будем считать, что в запросе употребляются только имена базовых отношений); осуществляется локальная оптимизация обрабатываемой части запроса в соответствии с имеющимися индексами; наконец, производится генерация кода.
   

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.

20.3. Интегрированные или федеративные системы и мультибазы данных

Направление интегрированных или федеративных систем неоднородных БД и мульти-БД появилось в связи с необходимостью комплексирования систем БД, основанных на разных моделях данных и управляемых разными СУБД.

Основной задачей интеграции неоднородных БД является предоставление пользователям интегрированной системы глобальной схемы БД, представленной в некоторой модели данных, и автоматическое преобразование операторов манипулирования БД глобального уровня в операторы, понятные соответствующим локальным СУБД. В теоретическом плане проблемы преобразования решены, имеются реализации.

При строгой интеграции неоднородных БД локальные системы БД утрачивают свою автономность. После включения локальной БД в федеративную систему все дальнейшие действия с ней, включая администрирование, должны вестись на глобальном уровне. Поскольку пользователи часто не соглашаются утрачивать локальную автономность, желая тем не менее иметь возможность работать со всеми локальными СУБД на одном языке и формулировать запросы с одновременным указанием разных локальных БД, развивается направление мульти-БД. В системах мульти-БД не поддерживается глобальная схема интегрированной БД и применяются специальные способы именования для доступа к объектам локальных БД. Как правило, в таких системах на глобальном уровне допускается только выборка данных. Это позволяет сохранить автономность локальных БД.

Как правило, интегрировать приходится неоднородные БД, распределенные в вычислительной сети. Это в значительной степени усложняет реализацию. Дополнительно к собственным проблемам интеграции приходится решать все проблемы, присущие распределенным СУБД: управление глобальными транзакциями, сетевую оптимизацию запросов и т.д. Очень трудно добиться эффективности.

Как правило, для внешнего представления интегрированных и мульти-БД используется (иногда расширенная) реляционная модель данных. В последнее время все чаще предлагается использовать объектно-ориентированные модели, но на практике пока основой является реляционная модель. Поэтому, в частности, включение в интегрированную систему локальной реляционной СУБД существенно проще и эффективнее, чем включение СУБД, основанной на другой модели данных.

жүктеу/скачать 1.63 Mb.

Достарыңызбен бөлісу: