Предыдущая страница реферата | 7  8  9  10  11  12  13  14  15  16  17 | Следующая страница реферата

Process 51 acquiring U lock on RID: 6:1:17495:2 (class bit0 ref1) result: OKWAIT

Это ожидание длится до фиксации или, как в нашем случае, до отмены T1. Дальнейшие записи уже относятся к состоянию, когда T1 отменена, и в них нет ничего интересного, такой же последовательный перебор записей входящих в таблицу.

Теперь переключимся в первое окно к T1 и посмотрим, что происходило после старта второй части этой транзакции:

Process 53 acquiring IU lock on PAG: 6:1:17495 (class bit0 ref1) result: OK Process 53 acquiring U lock on RID: 6:1:17495:0 (class bit0 ref1) result: OK Process 53 releasing lock on RID: 6:1:17495:0 Process 53 acquiring U lock on RID: 6:1:17495:1 (class bit0 ref1) result: TIMEDOUT Process 53 sleeping for lock Process 53 acquiring U lock on RID: 6:1:17495:1 (class bit0 ref1) result: DEADLOCK

Запрашивается IU на страницу и U на первую запись, все для того же самого – чтобы убедиться, подходит запись или нет. Первая запись не подходит, и блокировка снимается. А вторая запись уже эксклюзивно заблокирована транзакцией T2, которая успела влезть между двумя Update'ами. Вот тут-то и происходит взаимоблокировка.

Рисунок 2. Взаимоблокировка из-за многократного перебора записей.

Без излишних подробностей можно описать происходящее примерно так:

T1 перебирает все записи по очереди, сначала блокируя их (U), убеждается, что запись не нужна и снимает блокировку, до тех пор пока не найдет нужную (x = 4), после чего, поднимает блокировку до X и производит запись. И, что важно, эта блокировка уже не снимается, а висит до конца транзакции.

T2 делает тоже самое. Она начинает перебирать записи, ставя и снимая блокировки, пока не находит нужную (x = 2). После этого она выполняет те же самые действия, что и первая транзакция - конвертацию блокировки в X, а затем запись. Опять-таки, эта блокировка (X) (и только эта) удерживается до фиксации или отмены T2. После этого перебор записей продолжается, так как не известно, все ли подходящие записи выбраны. Рано или поздно T2 натыкается на запись, уже заблокированную T1 (x=4), и вынуждена ждать либо фиксации, либо отмены T1.

Стартует второй оператор T1, со своим перебором, и натыкается на запись, уже заблокированную эксклюзивно (X) транзакцией T2 (x = 2).

Таким образом, T1 ждет T2, которая ждет T1 – взаимоблокировка.

Примечательно, что если на втором шаге T2 наткнется на запись, заблокированную T1, раньше чем найдет хотя бы одну запись, удовлетворяющую ее условию, то никакой мертвой блокировки не случится, так как все блокировки обновления (U), снимаются тут же, не дожидаясь конца транзакции. А значит, T2 ничего не удерживает, и не сможет выполняться дальше, пока T1 не завершиться.

Убедиться в этом можно, поменяв UPDATE в T2 таким образом:

UPDATE Tbl SET X=10 WHERE X=10

и запустив заново скрипты. Перебирая записи по очереди, T2 раньше доберется до x=4, чем до x=10, и не сможет заблокировать x=10, а будет ждать, пока освободится x=4.

С другой стороны, если и T1 и T2 нашли нужную запись и успешно сконвертировали блокировку, то, что найдет раньше второй оператор в T1, уже значения не имеет. Он все равно вынужден перебрать все записи, и рано или поздно вынужден будет ожидать T2, которая уже ждет T1.

Способы устранения

Здесь опять-таки причина взаимоблокировки заключается в нарушении порядка доступа. Первая транзакция обращается дважды к одним и тем же записям, отпуская и снова накладывая блокировку. Если другая транзакция успевает захватить любой ресурс, вступив при этом в конфликт с первой, происходит взаимоблокировка. Это диктует способ лечения. Надо либо запретить второй транзакции втискиваться между первыми двумя, либо сделать так, чтобы они вообще не пересекались. В данном случае возможны следующие варианты:

Повысить уровень изоляции до SERIALIZABLE. При этом уровне изоляции все блокировки держатся до конца транзакции, таким образом, первый оператор T1 заблокирует до фиксации или отмены даже те записи, которые отбирались просто для проверки и под условие поиска не подпадали. Транзакция T2 будет вынуждена ждать в самом начале, не успев наложить ни одной блокировки, и не сможет помешать второму обновлению T1. А значит, сначала отработает T1 целиком, а потом уже T2.

Рекомендуем скачать другие рефераты по теме: урок изложение, диплом разработка.



Предыдущая страница реферата | 7  8  9  10  11  12  13  14  15  16  17 | Следующая страница реферата

Поделитесь этой записью или добавьте в закладки