14.3. Индивидуальный откат транзакции

Для обеспечения возможности индивидуального отката транзакции по общему журналу все записи в журнале от данной транзакции связываются в обратный список. В начале списка для незавершенных транзакций находится запись о последнем изменении базы данных, произведенном данной транзакцией. Заметим, что в этом случае хронологически последние записи могут быть еще не вытолкнуты во внешнюю память журнала и могут находиться в буфере основной памяти. Для закончившихся транзакций (индивидуальные откаты которых уже невозможны) началом списка является запись о конце транзакции, которая обязательно вытолкнута во внешнюю память журнала, т.е. весь список находится во внешней памяти. Концом списка всегда служит первая запись об изменении базы данных, произведенном данной транзакцией. Обычно в каждой записи проставляется уникальный идентификатор транзакции, чтобы можно было восстановить прямой список записей об изменениях базы данных данной транзакцией.

Итак, индивидуальный откат транзакции (еще раз подчеркнем, что это возможно только для незавершенных транзакций) выполняется следующим образом:

• Выбирается очередная журнальная запись из списка данной транзакции.

• Выполняется противоположная по смыслу операция: вместо операции INSERTвыполняется соответствующая операцияDELETE, вместо операцииDELETEвыполняетсяINSERT, и вместо прямой операцииUPDATE– обратная операцияUPDATE, восстанавливающая предыдущее состояние объекта базы данных.

• Любая из этих обратных операций также журнализуется. Собственно для индивидуального отката это не нужно, но при выполнении индивидуального отката транзакции может произойти мягкий сбой, при восстановлении после которого потребуется откатить транзакции, для которых не полностью выполнен индивидуальный откат.

• При успешном завершении отката в журнал заносится запись о конце транзакции. С точки зрения журнала такая транзакция является зафиксированной.

14.4. Восстановление после мягкого сбоя

К числу основных проблем восстановления после мягкого сбоя относится то, что одна логическая операция изменения базы данных может изменять несколько физических блоков базы данных, например, блок данных и несколько блоков индексов. Блоки базы данных буферизуются в оперативной памяти и выталкиваются независимо. После мягкого сбоя набор блоков внешней памяти базы данных может оказаться несогласованным, т.е. часть блоков внешней памяти соответствует объекту до изменения, часть – после изменения. Например, в результате выполнения операции UPDATEсоответствующий кортеж мог переместиться в другой блок. В этом случае (см. лекцию 12) изменяются два блока: в описатель кортежа в его исходном блоке записывается его новый tid, а в новом блоке размещается сам модифицированный кортеж. Очевидно, что если хотя бы один из этих блоков не попал во внешнюю память базы данных к моменту мягкого сбоя, то при восстановлении не удастся вернуть кортеж на его прежнее место. Другими словами, к такому состоянию внешней памяти базы данных не применимы операции логического уровня.

Состояние внешней памяти базы данных называется физически согласованным, если наборы страниц всех объектов согласованы, т.е. соответствуют состоянию любого объекта либо после его изменения, либо до изменения.