Объектно-ориентированная СУБД прототип (стр. 7 из 12)

Рис 3: Связь каналов с хранилищами объектов

Таблица 2: Параметры канала

Параметр канала	Семантика
NCHAN	Номер текущего канала
LOWCH	Нижний канал; в него вложен этот канал
CHGCTX	Признак изменения данных заголовка фрагмента
TEKADR	Текущая позиция для чтения/записи
SYNCADDR	Адрес начала заголовка текущего сегмента в нижнем канале
TEKADR0	Позиция, соответствующая началу данных фрагмента
PREDADDR	Адрес заголовка предыдущего фрагмента (–1, если его нет)
NEXTADDR	Адрес заголовка следующего фрагмента (–1, если его нет)
BUSYLEN	Занятая длина
LEN	Выделенная длина

Таблица 3: Операции доступа к данным виртуальной памяти

Операция	Семантика (все операции работают с текущим каналом)
IBS	Чтение байта из канала
OBS	Запись байта в канал
GOTO	Переход по адресу в канале
@GOTO	Переход по смещению в канале
UPSIZE	Выделить доп. память в конце канала и встать на ее начало
DEFRAG	Сделать виртуальную память непрерывной на уровне нижнего канала (т.е. однофрагментной)

Начало виртуальной памяти соответствует нулевому значению TEKADR. Доступ осуществляется через операции позиционирования (GOTO и @GOTO), чтения байта (IBS) и записи байта (OBS). Остальные функции, реализуются через них (например, чтение длинного слова). К памяти может быть применена функция UPSIZE с аргументом, содержащим необходимое количество байт для выделения. Память может гарантированно выделяться до заполнения всей выделенной длины. При исчерпании выделенной длины, делается запрос к нижестоящему уровню о выделении дополнительной памяти. Если такой запрос применяется к каналу ниже 5-го, соответствующего дисковому файлу, файл увеличивается в размере, если его выделенная длина исчерпана. Если увеличение размера файла невозможно из-за нехватки дискового пространства, то, в случае невозможности выделения памяти за счет упаковки, возбуждается ситуация NOMEMORY. При попытке доступа за пределы определенной виртуальной памяти (например, чтение после расположения данных), возникает ситуация OUTDATA.

3.4 Система управления кэшированием объектов

Самостоятельное кэширование данных – неотъемлемая черта любой СУБД. Кэш состоит из двух частей: очереди кэшируемых объектов и памяти для кэшируемых объектов. Память для кэшируемых объектов – это оперативная память, в которую объект загружается. В этой памяти могут располагаться только те объекты, идентификаторы которых находятся в очереди кэшируемых объектов. Удаляемый из очереди объект выгружается в дисковую память. В данной дипломной работе все создаваемые объекты являются стабильными (Persistent), т.е. они обязательно сохраняются на диске и могут быть использованы после открытия базы данных для использования.

Задача управления кэшированием объектов подобна задаче управления памятью в операционной системе. В операционной системе для организации процесса обмена между оперативной и внешней памятью информация представлена набором сегментов (блоки переменной длины) или страниц (блоки фиксированной длины). Способ управления памятью называется алгоритмом замещения, который определяет состав сегментов или страниц в более быстродействующей основной памяти. Таким образом, частота обращений к внешней памяти, а, следовательно, и быстродействие двухуровневой памяти (уровень внешней памяти и уровень оперативной памяти) в целом, существенно зависят от выбранного алгоритма замещения. Наибольшее распространение получила страничная структура памяти.

В дипломной работе роль страницы играет объект. Минимальную частоту обращений к ВП (внешней памяти) давал бы алгоритм, замещающий те объекты в ОП (оперативной памяти), обращение к которым в будущем произойдет через максимально долгое время. Однако реализовать такой алгоритм невозможно, поскольку заранее неизвестна информация о будущих обращениях к объектам программой.

Наиболее популярны следующие пять алгоритмов замещения:

1. Случайное замещение (СЗ): с равной вероятностью может быть замещен любой объект,

2. Раньше пришел – раньше ушел (РПРУ, или FIFO): замещается объект дольше всех находившийся в оперативной памяти,

3. Замещение наиболее давно использовавшегося объекта (НДИ),

4. Алгоритм рабочего комплекта (РК): хранятся в памяти только те объекты, к которым было обращение в течении времени t, назад от текущего момента,

5. Лестничный алгоритм (ЛЕСТН): в списке объектов при обращении к объекту он меняется местами с объектом, находящемся ближе к голове списка. При обращении к отсутствующему в ОП объекту объект, находящийся в последней позиции вытесняется.

Для алгоритма замещения желательно, чтобы он обладал двумя отчасти противоречивыми свойствами: с одной стороны, он должен сохранять в ОП объекты к которым обращения происходят наиболее часто, с другой – быстро обновлять содержимое ОП при смене множества рабочих объектов.

Например, алгоритм РПРУ эффективен только в отношении быстрого обновления ОП, он не выделяет в списке объектов объекты, обращения к которым происходят чаще, чем к остальным. Алгоритм НДИ также позволяет быстро обновлять содержимое ОП. Однако последовательность одиночных обращений достаточной длины к объектам, находящимся во ВП, вытеснит из ОП все объекты, к которым, в среднем, обращения происходят чаще всего.

В [1] описывается класс многоуровневых алгоритмов замещения c, которые позволяют решить эту проблему. Они зависят от конечного числа параметров и при адаптивном подборе этих параметров соединяют свойство быстрого обновления части ОП со свойством сохранения в ОП тех объектов, которые наиболее часто запрашиваются.

В дипломной работе решено использовать алгоритм замещения из класса c, при следующих параметрах: лимит времени нахождения объекта в ОП отсутствует, размеры подсписков на всех уровнях одинаковы, параметр l=1 (это соответствует алгоритму замещения НДИ для объектов всех подсписков; если i– положение объекта в подсписке, и i £l, то при обращении к нему применяется алгоритм РПРУ, иначе НДИ).

Неэффективным является подход простого освобождения от объектов, которые стоят в конце списка кэша, поскольку они могут быть малы по размеру, а требуется загрузить объект, который занимает значительное количество памяти. В этом случае, пришлось бы ради одного объекта выгружать значительное количество других. Что привело бы к значительным потерям времени при их повторной загрузке.

Для определения подмножества объектов кэша, подлежащих вытеснению, можно применить алгоритм решения задачи о рюкзаке. Если бы все объекты имели одинаковую длину, без этого можно было бы обойтись. Хотя алгоритм решения задачи о рюкзаке NP-сложен, решение можно компактно записать в виде рекурсивного алгоритма, находящего решение за счет применения принципа динамического программирования Беллмана. Такой способ наиболее эффективен, когда размер кэша составляет 32 объекта, поскольку множество выбранных объектов можно представить битовыми полями в длинном слове. При большем размере кэша возрастают потери памяти и быстродействия, и возникает вопрос о месте расположения данных промежуточных вызовов. Рекурсивный вызов в среде ДССП требует малых затрат ресурсов, а время расчета окупается за счет времени обмена с внешней памятью, работа с которой много медленнее, чем с оперативной.

3.5 Система управления журнализацией и восстановлением

Журнализация предназначена во-первых, для обеспечения возможности отката некорректных действий транзакций, и, во-вторых, для восстановления базы данных после аппаратного сбоя. В ООБД журнализацию можно проводить на трех уровнях: инфологическом, даталогическом и физическом. На инфологическом уровне журнал фиксирует сообщения, циркулирующие в системе. На даталогическом уровне фиксируется какие примитивы были вызваны на выполнение сообщениями. На физическом уровне фиксируются низкоуровневые операции: по какому адресу в какой виртуальной памяти производилась запись, как изменились границы виртуальной памяти.

Обычные БД хранят мгновенный снимок модели предметной области. Любое изменение в момент времени t некоторого объекта приводит к недоступности состояния этого объекта в предыдущий момент времени. Интересно, что при этом в большинстве развитых СУБД предыдущее состояние объекта сохраняется в журнале изменений, но возможность доступа к этим данным для пользователей закрыта.

Для журнализации избран подход, примененный в СУБД Postgres, разработанной в университете г.Беркли, Калифорния под руководством М.Стоунбрейкера, как наиболее простой в реализации и предоставляющий полезные возможности, недоступные в базах данных с обычным типом журнализации (см. [23]). В этой системе, во-первых, не ведется обычная журнализация изменений базы данных, и мгновенно обеспечивается корректное состояние базы данных после перевызова системы с утратой состояния оперативной памяти. Во-вторых, система управления памятью поддерживает исторические данные. Запросы могут содержать временные характеристики интересующих объектов. Реализационно эти два аспекта связаны.