Logo Море(!) аналитической информации!
IT-консалтинг Software Engineering Программирование СУБД Безопасность Internet Сети Операционные системы Hardware
2006 г.

Oracle latches – механизм последовательного доступа

Ю.Пудовченко, к.ф.-м.н., “Открытые технологии”

Источник: "Oracle Magazine/Русское издание"

Введение и основные понятия

Экземпляр Oracle состоит из ряда процессов, обращающихся к общим сегментам памяти (SGA и другие общедоступные ресурсы). Поэтому они могут испортить информацию друг друга. Следовательно, во многих случаях требуется обеспечить механизм, который при использовании одним процессом общедоступных ресурсов (например, участки памяти) запрещает другим процессам изменять эти данные. Таким механизмом в СУБД Oracle являются блокировки, то есть специальные переменные, показывающие, занят или свободен некоторый ресурс.

Обычно под понятием “блокировки” в сервере Oracle понимаются две сущности:

  • механизм управления одновременным доступом к таблицам и строкам данных (DML locks, DDL locks);
  • внутренние блокировки сервера (enqueues, internal locks, latchs (защелки)), то есть механизм защиты сервером своих внутренних структур данных и блокирования общедоступных ресурсов.

В данной статье под блокировками будем понимать внутренние блокировки сервера и защелки.

В СУБД Oracle блокировки делятся на два непересекающихся класса: защелки (latch) и очереди (enqueues).

Защелки - это двоичные переменные, фактически переключатели-триггеры, которые применяются на короткое время и защищают структуры памяти. Защелка имеет только два состояния – занята или свободна. Наиболее известные из защелок – shared pool latch, library cache pin, library cache lock, cache buffer chains, redo allocation latch, redo copy.

Защелки в СУБД Oracle могут запрашиваться в двух режимах: “willing-to-wait” и “no-wait” (= immediate). Если процесс имеет возможность продолжать работу, не получив запрашиваемую защелку, то это запрос no-wait (например, redo copy latch). Если процесс не может продолжать работу, не получив запрашиваемую блокировку, то это режим willing-to-wait.

Среди процессов, запрашивающих защелку, не поддерживается очередность. Множество процессов, пытающихся получить защелку, образуют толпу процессов, запрашивающих защелку в случайные моменты времени. Вот как это происходит:

  1. Если защелка свободна, то запрос на нее удовлетворяется. Конец.
  2. Если защелка занята, то процесс циклично повторяет запросы на защелку _spin_count раз. Если запрос удовлетворен, то Конец.
  3. Если запрос на защелку не удовлетворен, то процесс “засыпает” на 1/100 секунды, после чего переходит к п.2. Если запрос опять не удовлетворен, то в каждом следующем цикле длительность интервала удваивается, после чего следует переход к п.2.

В отличие от защелок, очереди запросов (enqueue) действительно образуют упорядоченную очередь FIFO. Каждый запрос в очереди, кроме порядкового номера, отражает еще и режим запроса (share, exclusive). Например, запросы на чтение могут выполняться одновременно, не блокируя друг друга. Если запрос на блокировку enqueue не может быть удовлетворен, то он ставится в очередь. Порядковые номера в очереди запрашиваются через системные вызовы ОС (семафоры).

С блокировками типов enqueues и latches всегда связана процедура, которая возвращает блокировку к предыдущему состоянию, если процесс, удерживающий блокировку, зависнет или аварийно завершится. В СУБД Oracle эту функцию выполняет процесс PMON.

Проблема

В общем случае блокировка - это некая булевская переменная, которая показывает, что ресурс свободен или занят. Если значение переменной 0 (false), то это означает, что блокировка свободна и любой процесс может изменить ее значение на 1 (true), а затем обращаться к защищаемому ресурсу. Если значение блокировки true, то процессу следует подождать, поскольку кто-то еще пользуется этим ресурсом.

Вопрос: можно ли программным путем гарантированно заблокировать ресурс?

Ответ: нет, невозможно! Например, два процесса могут одновременно опросить одну и ту же переменную и, убедившись, что ее значение равно 0, установят ее значение в 1. Такой сценарий не редкость в многопроцессорных ЭВМ.

Возможен и другой сценарий. Допустим, что один процесс считывает значение переменной блокировки и обнаруживает, что она равна 0. Но прежде, чем первый процесс успевает изменить ее на 1 (отвлекся на обработку прерывания или был снят с процессора по истечении отведенного ему кванта времени), управление получает второй процесс, который тоже считывает значение переменной блокировки и изменяет ее на 1. Когда первый процесс снова получит управление, он тоже заменит переменную блокировки на 1, и оба процесса будут считать себя исключительными владельцами ресурса.

Таким образом, надежного программного решения, которое исключало бы одновременный доступ, не существует.

Механизмы блокирования

Искомое решение требует участия аппаратного обеспечения. Процессоры многопроцессорных ЭВМ имеют специальную команду, которая в разных источниках называется TSL (Test and Set Lock), CAS (Compare and Swap) или LL/SC (Load Link /Store Conditions).

Процессор, выполняющий эту команду, блокирует шину памяти так, чтобы остальные процессоры не могли обратиться к оперативной памяти, и затем выполняет команду ‘test’, читая соответствующую ячейку памяти. Если возвращаемое значение равно нулю (false), то это значит, что переменная свободна, и процессор выполняет команду ‘set’, которая записывает в эту переменную значение 1 (true), и шина памяти разблокируется. Освобождение блокировки выполняется путем записи 0 (false) в переменную блокировки.

Если другой процессор позже попытается запросить блокировку, то команда ‘test’ возвратит ему значение 1 (true), означающее, что блокировка уже установлена. В этом случае второму процессу придется подождать некоторое время, а затем снова запросить блокировку. При выполнении каждой TSL-команды происходит блокирование шины ЭВМ.

Таким образом, команда типа TSL аппаратно обеспечивает неделимость обращения к переменной блокировки, ибо процесс может быть снят с выполнения либо до начала команды, либо после ее окончания. В результате чего блокировки СУБД ORACLE спускаются на уровень аппаратного обеспечения и блокируют шину ЭВМ. Блокирование шины сервера означает, что во время выполнения команды TSL все остальные процессоры и процессы не могут получить доступ к оперативной памяти и вынуждены ждать завершения операции (однако они могут обращаться к данным в своем локальном кеше).

В общем, блокировки представляют собой чрезвычайно затратный механизм поддержания целостности и непротиворечивости системы, но другого механизма поддержки непротиворечивости пока не существует.

Механизм разблокировки

Поскольку блокирующий процесс не оповещает остальные процессы об освобождении блокировки, то ожидание освобождения блокировки может происходить только двумя способами:
  • непрерывно выполнять команду TSL в цикле с тем, чтобы непрерывно опрашивать значение переменной;
  • с помощью системного вызова sleep(time) процесс может на некоторое время “заснуть” и тем самым освободить процессор, отдав управление в ОС, чтобы она “разбудила” этот процесс по истечении периода time. Sleep() – это системный вызов, в результате которого вызывающий процесс снимается с процессора и переводится в неактивное состояние на время указанное в параметре этой команды. Wakeup(pid) – обратная к sleep команда, которой на вход передается один параметр – pid процесса, который следует запустить на ЦПУ.

Первый способ, очевидно, является достаточно затратным, с точки зрения потребления ресурсов ЦПУ, потому что он загружает холостой работой все процессоры, на которых выполняются процессы, запрашивающие блокировку. Достоинство spin-подхода в том, что в этом случае отсутствует простой процесса (процесс получает блокировку сразу же, как только она освободится). Кроме того, отсутствует переключение контекста (переключение процессора с одного процесса на другой). Переключение контекста является длительной операцией, поскольку требует сохранения контекста текущего процесса (сохранение регистров процессора в стеке), загрузки нового контекста (загрузки в регистры процессора значений нового процесса). Кроме того, новый процесс начнет выполнение с непопадания в кеш, потому что кеш хранит данные старого процесса.

Второй способ является более экономным для ЦПУ, но время ожидания освобождения блокировки здесь будет больше. Достоинство второго подхода в том, что занятый процессор освобождается и может быть загружен полезной работой, но взамен происходит переключение контекста, что долго и дорого.

В общем, жертвовать придется всегда, либо общей производительностью ЭВМ, либо временем отдельного процесса, и главная задача здесь оптимальным образом сбалансировать запросы на блокировки, выполняемые тем или другим способом.

Влияние на производительность

О необходимости борьбы с hard & soft parse и использования связываемых переменных написаны сотни статей. Мотивировка: в ожидании блокировки сессии выстраиваются в очередь и простаивают до ее освобождения. А также: использование литералов приводит к конкуренции пользовательских сессий за shared pool latch и library cache latch. Однако негативные последствия процесса hard & soft parse на этом не заканчиваются.

Механизм блокирования системной шины фактически замораживает функционирование сервера на короткий период времени. А это означает, что если теоретически в одном часе имеется 3600 секунд, то в результате блокирования шины сервер фактически функционирует не 3600 секунд в час, а 3599, 3598, … и, возможно, менее. То есть, слишком часто блокируемый сервер работает не все отведенное для работы время. Причем частота блокирования растет пропорционально количеству процессоров и процессов. В результате чего добавление очередного процессора может не приводить к увеличению производительности всего сервера в целом.

Блокировки используются в СУБД Oracle во многих случаях, например:

  • для управления буферным кешем. Блокировки вызываются при вставке/удалении/перемещении блока в кеше. Если учесть, что кешей может быть пять штук (2k,4k,8k,16k,32k), в каждом по три типа (Default, Keep,Recycle), поэтому для всех 15 областей памяти потребуется до 30 блокировок, по две блокировки на кеш;
  • для управления журнальным буфером: минимум по две блокировки на каждый log_buffer (2*log_parallelism);
  • для управления Library Cache & Shared Pool: 16 блокировок на library cache lock + 26 блокировок на library cache pin. (В одном отчете Statspack мне пришлось увидеть такую картину “Hard parses: 12.48/секунду” - очевидно, что высокой производительности от такой системы ждать не приходится). Особенно стоит отметить блокировки на library cache pin. Эта блокировка вызывается при каждом выполнении PL/SQL;
  • 26 блокировок для выполнения операций над Row Cache;
  • блокировка на SCN;
  • блокировка на SMON;
  • блокировки на обращение к файлам БД (по одной блокировке на файл данных);
  • блокировка на транзакцию над контрольным файлом;
  • блокировка, управляющая job (работами);
  • блокировка на выделение/удаление сегментов в табличных пространствах TEMP и UNDO;
  • блокировка на выполнение действий над файлом паролей и файлом инициализации (ALTER SYSTEM SET …).

Для полноты картины попробуем численно оценить влияние блокировок на производительность сервера, для чего рассмотрим типичный отчет Statspack, секцию “Latch Activity for DB”. Понятно, что этот расчет довольно приблизительный, но, на мой взгляд, довольно показательный.

У меня в наличии есть подходящий отчет для 16-процессорного сервера, частота каждого процессора которого составляет 1200МГц. Из отчета Statspack для этого сервера следует, что СУБД Oracle выполняет более 650 тысяч блокировок в секунду (точное значение 651801,9). По справочникам можно уточнить, что команды типа TSL для процессора UltraSparcIII - CASA и CASXA – требуют для своего выполнения 32 цикла. Тогда доля времени, в течение которого системная шина заблокирована, составит 651802*32/1200МГц = 0,0174, то есть 1,74% всего рабочего времени, другими словами 62,64 секунды в час.

Управление поведением

Поведением процесса, запрашивающего блокировку, управляет параметр _spin_count. Если запрашиваемая блокировка занята, то процесс повторяет запросы на защелку в цикле _spin_count раз, после чего засыпает на 1/100 секунды, после чего опять опрашивает и опять засыпает и т.д., причем в каждом следующем периоде длительность интервала удваивается.

Документация по СУБД Oracle не дает информации о вычислении значения _spin_count. Для версий 8, 9 и 10 это значение равно 2000. Интересно, как получено это значение?

Методики анализа блокировок могут быть статическими (анализ кода), либо динамическими (анализ работы программы).

С точки зрения исследования исполняемого кода, если разработчики СУБД Oracle знают, что процесс, работающий под защитой блокировки, в среднем выполняет не более Х команд, то и параметр _spin_count можно было бы установить в значение, покрывающее этот промежуток. Однако реально сложно однозначно сказать, сколько времени займет выполнение 2000 команд. Команды процессора различаются по длительности, иногда довольно сильно, от нескольких тактов, например, инкремент – 1 такт, до нескольких десятков – деление требует 42 такта.

Удовлетворительный результат можно получить только в том случае, если только код, выполняющийся под блокировкой, специально написан так, чтобы он выполнялся за время, не большее, чем _spin_count. А еще и прерывания оказывают свою роль. В общем, статический механизм дает очень приблизительное значение для _spin_count.

Перейдем к динамике. Если установить для этой переменной слишком высокое значение, то процессоры сервера будут перегружены холостой работой. Если _spin_count установить слишком низким, например 1, то после одной неуспешной попытки процессы, запрашивающие защелку, будут приостанавливаться (уходить в сон), и в результате процесс потеряет много времени на ожидание.

Очевидными границами здесь являются переключение контекста и среднее время использования защелки. Для того чтобы снять процесс с процессора, а затем возвратить процесс на процессор, требуется некоторое количество команд и соответствующее для их выполнения время. Поэтому _spin_count можно безопасно выставить на время, которое меньше или равно длительности двух переключений контекста. Если среднее время ожидания защелки меньше, чем два переключения контекста, то для сервера дешевле выполнить spin. Если среднее время ожидания освобождения защелки больше, чем два переключения контекста, то дешевле снимать процесс с процессора, а затем вернуть обратно.

Насколько я понимаю, СУБД Oracle исходит из той предпосылки, что защелки захватываются ненадолго. Поэтому факторами, отрицательно сказывающимися на успешном получении защелки, являются:

  • высокая загрузка сервера. Если процесс, завладевший защелкой, выполняется на загруженном процессоре и снимается с процессора, не освободив ее, то конкуренция за такую защелку будет весьма высокой.
  • продолжительный захват защелки. Чаще всего это происходит из-за того, что структура памяти (связный список), защищенный конкретной защелкой, стал слишком длинным. Пример – список свободных участков памяти внутри buffer cache, shared pool.

Способы оптимизации

По большому счету, присутствие блокировок в программном обеспечении – это дань одномерной архитектуре и однопроцессорному мышлению. Принципиально изменить ситуацию может только изобретение новых принципов функционирования и архитектуры ЭВМ. Возможно ЭВМ, специализированных под обработку баз данных и конкретные СУБД. Идея аппаратного ускорителя для СУБД Oracle уже назрела и требует своей реализации.

Возможно, в будущем мы можем стать свидетелями появления нового процесса в Oracle типа “прогнозировщик блокировок”, а также нового узла в ЦПУ, целью которого является динамически идентифицировать начало и конец критической секции кода, выполняемой под блокировкой. Идея этого метода в том, продолжать вычисления, не обращая внимания на блокировку. Ключевым моментом здесь является то, что значительная часть исполнимого кода может не зависеть от значения этой переменной блокировки. И после каждой выполненной команды (или после каждой сотни команд) можно будет опрашивать переменную блокировки. Таким образом, запрашивающий процесс будет выполнять не холостой цикл, а полезную работу. В результате влияние блокировок на производительность будет минимальным. Главная задача при этом состоит в определении в исполнимом коде процесса максимально длинной последовательности команд, которые можно безопасно выполнить независимо от значения блокировки.

Поскольку за каждым запросом блокировки следует ее отмена по тому же адресу, то команды запроса блокировки и ее отмены всегда существуют парами и обращаются к одному и тому же адресу. Таким образам эта пара:

  • идентифицирует диапазон команд, которые выполняются под блокировкой. Эти команды могут быть выполнены в другом месте и проверены позднее, чтобы гарантировать их неизменность;
  • идентифицирует набор команд, выполняющихся независимо от значения переменной блокировки. Эти команды могут быть выполнены вообще независимо от значения блокировки.

Таким образом, узел ЦПУ - “прогнозировщик блокировок” будет динамически идентифицировать начало и конец критической секции с целью оптимизации блокирования.

Вторым по порядку и простейшим “тупым” методом повышения быстродействия, на мой взгляд, является создание отдельной быстрой шины и выделенной только под переменные блокировки памяти. Тогда блокировки можно будет быстро ставить и быстро снимать, а все остальные процессоры будут обращаться к общей памяти по неблокируемой шине.

В ОС Solaris, начиная с 7 версии, появилось понятие adaptive mutex. В этом случае процесс, прежде чем запросить блокировку, проверяет, удерживает ли ее какой-нибудь другой процесс, и если да, то первый процесс проверяет, находится ли удерживающий процесс на процессоре или нет. Если процесс, удерживающий блокировку, выполняется на процессоре, то запрашивающий процесс переходит к стандартному алгоритму – в цикле выполняет TSL. Если удерживающий процесс не находится на процессоре, то запрашивающий процесс освобождает свой процессор и переходит в состояние ожидания.

В качестве еще одной оптимизации в ОС Solaris процессу, удерживающему блокировку, дается дополнительный квант процессорного времени, чтобы он как можно быстрее освободил эту блокировку. Используются ли эти технологии в СУБД Oracle мне пока не известно.

Справедливым возражением, относительно единого и универсального параметра _spin_count будет сказать, что не все блокировки одинаково длительны. Для того чтобы правильно настроить ожидание за защелку, следует знать особенности каждой конкретной защелки, то есть разные защелки могут иметь существенно разное среднее время удержания. В связи с этим вызывает сомнение, что один единственный параметр будет достаточным для всех защелок в СУБД. На месте разработчиков Oracle я бы, вероятно, для каждой защелки (или для каждого класса защелок с похожим поведением) определил свой параметр _spin_count.

Заключение

В процессе работы над этой статьей мне попало в руки исследование Лаборатории Компьютерных Архитектур университета Карнеги Мелон [8], в котором сравниваются СУБД Oracle и DB2 по активности блокировок, которая возникает в процессе работы. И в этом состязании СУБД Oracle показывает относительно неплохой результат: при одинаковой нагрузке в БД дополнительная активность, создаваемая блокировками в СУБД DB2, составляет 40% от системной (system) нагрузки и 18% от пользовательской (user), а в СУБД Oracle системное время выполнения только 20% и пользовательское время 12%.

Автор выражает благодарность сотруднику компании“Открытые технологии” Александру Иванову за внимание и полезные советы при подготовке данной статьи.

Автор будет признателен коллегам за разумные возражения и поправки относительно вопросов, затронутых в данной статье. Все мнения и замечания можно направлять автору на адрес ypudovchenko@ot.ru

Литература

1.Настройка систем баз данных с помощью анализа событий ожидания
2.Стив Адамс, “Отпечатки пальцев”
3.Э.Таненбаум “Современные операционные системы”, СПб., Питер, 2006.
4.Том Кайт, “Oracle для профессионалов”, Киев, Диасофт, 2004.
5.J. Mauro, R. McDougal, Solaris Internals, Sun Microsystems Press, 2000.
6.http://metalink.oracle.com, Note 22908.1, “What are Latches and What Causes Latch Contention”, 2004.
7.Doug Lea, “Cookbook for Compiler Writers”
8.David A. Patterson and John L. Hennessy, “Survey of RISC Architectures”
9.http://www.princeton.edu/~psg/unix/Solaris/troubleshoot/lockcontend.html, Princeton University
10.J. Kim, E. Nurvitadhi, E. Chung, “Opportunity of Hardaware-Based Optimistic Concurency in OLTP”, Computer Architecture Laboratory of Carnegie Mellon University.

Новости мира IT:

Архив новостей

Последние комментарии:

Группа ЕСН купила РБК (1)
Monday 19.06, 11:46
Loading

IT-консалтинг Software Engineering Программирование СУБД Безопасность Internet Сети Операционные системы Hardware

Информация для рекламодателей PR-акции, размещение рекламы — adv@citforum.ru,
тел. +7 985 1945361
Пресс-релизы — pr@citforum.ru
Обратная связь
Информация для авторов
Rambler's Top100 TopList liveinternet.ru: показано число просмотров за 24 часа, посетителей за 24 часа и за сегодня This Web server launched on February 24, 1997
Copyright © 1997-2000 CIT, © 2001-2015 CIT Forum
Внимание! Любой из материалов, опубликованных на этом сервере, не может быть воспроизведен в какой бы то ни было форме и какими бы то ни было средствами без письменного разрешения владельцев авторских прав. Подробнее...