Микротесты
В нашем микротестовом наборе использовалась простая смесь однораздельных и многораздельных транзакций, поволяющая понять влияние на пропускную способность распределенных транзакций. Мы создали базу данных, состоящую из двух разделов, каждый из которых размещался в отдельной машине. В каждом разделе хранилась половина ключей. От каждого клиента поступали транзакции с операциями чтения и записи значений, связанных с 12 ключами. В этом тесте отсутствовало совместное использование: операции записи каждого клиента затрагивали свой набор ключей. В следующем подразделе описываются эксперименты при наличии совместно используемых данных. Для создания однораздельной транзакции в клиенте случайным образом выбирался раздел, и затем производился доступ к 12 ключам в этом разделе. Для создания многораздельной транзакции ключи делились поровну, чтобы в каждом разделе производился доступ к 6 ключам. С целью полной загрузки процессоров в обоих разделах мы использовали 40 одновременно работающих клиентов. Каждый клиент выдавал один запрос, ждал ответа, после чего выдавал следующий запрос.
Рис. 4. Микротестирование без конфликтов
Мы изменяли долю многораздельных транзакций и измеряли пропускную способность системы. Результаты показаны на рис. 4. С точки зрения приложения многораздельные и однораздельные транзакции выполняют один и тот же объем работы, так в что идеале пропускная способность системы должна была бы оставаться постоянной. Однако накладные расходы на управление параллелизмом отклоняют нас от этого идеала. Производительность системы при использовании блокировок меняется линейно в диапазоне от 16 до 100% многораздельных транзакций. Это объясняется отсутствием конфликтов между этими транзакциями, так что все они могут выполняться одновременно. Небольшое снижение производительности при росте числа многораздельных транзакций связано с тем, что многораздельным транзакциям свойственны дополнительные коммуникационные накладные расходы, и поэтому производительность системы немного падает при росте доли таких транзакций в общей рабочей нагрузке.
Наиболее интересная часть результатов схемы синхронизационных блокировок относится к диапазону между 0 и 16% доли многораздельных транзакций. Как и следовало ожидать, производительность системы с использованием этой схемы очень близка к производительности системы при использовании других схем, поскольку, благодаря нашей оптимизации, при отсутствии многораздельных транзакций синхронизационные блокировки не устанавливаются. Далее производительность резко падает вплоть до правой границы диапазона (16%). При такой доле многораздельных транзакций обычно выполняется по крайней мере одна многораздельная транзакция, и, следовательно, почти все транзакции выполняются с установкой синхронизационных блокировок.
Производительность системы с использованием блокирующей схемы падает достаточно стремительно, так что она никогда не превышает производительность системы со схемой синхронизационных блокировок. Причина состоит в том, что преимущества выполнения транзакций без запросов синхронизационных блокировок перевешиваются потерями, вызываемыми временем простоя в ожидании завершения двухфазной фиксации. В нашей реализации схемы синхронизационных блокировок многие транзакции выполняются без блокировок, если многораздельных транзакций немного, так что у блокирующей схемы нет преимуществ. Если бы мы вынуждали транзакции всегда запрашивать синхронизационные блокировки, то система с применением блокирующей схемой превосходила бы по производительности систему с синхронизационными блокировками, когда доля многораздельных транзакций составляет от 0 до 6%.
При наличии доли многораздельных транзакций в диапазоне от 0 до 50% производительность систем со спекулятивной схемой и синхронизационными блокировками на графике изображается почти параллельными кривыми, хотя производительность системы со спекулятивной схемой примерно на 10% выше. Поскольку рабочая нагрузка в данном случае состоит из одноузловых и простых многоузловых транзакций, для спекулятивного выполнения всех этих транзакций оказывается достаточно одного координатора. Это позволяет выполнять транзакции параллельно, как и при использовании синхронизационных блокировок, но без накладных расходов на отслеживание блокировок. Когда доля многораздельных транзакций составляет более 50%, производительность системы со спекулятивной схемой начинает падать. В этой точке центральный координатор использует 100% ресурсов процессора и не может обрабатывать большее число сообщений. Для масштабирования системы в диапазоне от 50 до 100% доли многораздельных транзакций нужно было бы реализовать распределенное упорядочивание транзакций, как это описывалось в п. 4.2.2.
В этом эксперименте блокирование всегда оказывается хуже спекуляции и синхронизационных блокировок. Производительность системы со спекулятивной схемой превосходит производительность системы с синхронизационными блокировками в лучшем случае на 13%, прежде чем центральный координатор становится узким местом. После этого система с синхронизационными блокировками показывает производительность, на 45% (в лучшем случае) большую производительности системы со спекулятиной схемой.
