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在 MVCC ,作者可以安装对象的新版本而不影响旧对象版本的读者。但是,如果在具有更高编号时间戳的读取器已经获得对旧版本的引用时,写入器安装对象的新版本,则写入器事务将必须回滚并重试。这是为了保持可序列化的快照隔离(所以就好像所有成功的事务都按时间戳顺序一个接一个地执行)。读者永远不必由于写入而重试,但如果作者的事件会“从下面拉出地毯”,则可能必须回滚并重试具有更高编号时间戳的读者。为了实现此约束,使用了读取时间戳。这个想法是,读取器在获取引用之前将对象的读取时间戳更新为其自己的时间戳,而写入器将检查读取时间戳以查看是否可以继续使用该对象的新版本。
假设有两个事务:T1(写入者)和 T2(读取者),它们在不同的线程中运行。
T1(作者)这样做:
void
DataStore::update(CachedObject* oldObject, CachedObject* newObject)
{
.
.
.
COcontainer* container = oldObject->parent();
tid_t newTID = newObject->revision();
container->setObject(newObject);
tid_t* rrp = &container->readRevision;
tid_t rr = __atomic_load_n(rrp, __ATOMIC_ACQUIRE);
while (true)
{
if (rr > newTID) throw TransactionRetryEx();
if (__atomic_compare_exchange_n(
rrp,
&rr,
rr,
false,
__ATOMIC_RELEASE,
__ATOMIC_RELAXED)
{
break;
}
}
}
CachedObject*
Transaction::onRead(CachedObject* object)
{
tid_t tid = Transaction::mine()->tid();
COcontainer* container = object->parent();
tid_t* rrp = &container->readRevision;
tid_t rr = __atomic_load_n(rrp, __ATOMIC_ACQUIRE);
while (rr < tid)
{
if (__atomic_compare_exchange_n(
rrp,
&rr,
tid,
false,
__ATOMIC_ACQUIRE,
__ATOMIC_ACQUIRE))
{
break;
}
}
// follow the chain of objects to find the newest one this transaction can use
object = object->newest();
// caller can use object now
return object;
}
A B C
<----*----*----*---->
timestamp order
A: old object's timestamp
B: new object's timestamp (T1's timestamp)
C: "future" reader's timestamp (T2's timestamp)
* If T2@C reads object@A, T1@B must be rolled back.
throw TransactionRetryEx()
)?
DataStore::update()
中的推理就是如果打电话到
__atomic_compare_exchange_n()
成功,这意味着“冲突”的读取器线程尚未更新读取时间戳,因此它也没有遍历对象版本链以找到刚刚安装的新可访问版本。
最佳答案
这很复杂,我还不能对 1. 和 2. 说任何话,但是关于 3,我注意到了一些事情:
当 __atomic_compare_exchange_n 返回 false 时,*rrp 的当前值被写入 rr,因此循环中的 __atomic_load() 都是多余的(在 T2 中只是将其扔掉,在 T1 中像在 T2 中那样在循环之前执行一次)。
一般而言,在算法中的其他所有内容完成之前,可能没有必要考虑获取/释放;然后您可以检查“无处不在”需要多强的内存屏障。
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