9 La actualización temporal (o lectura sucia) T1 actualiza un elemento X de la BD y luego falla, pero antes de que se restaure el valor original de X, T2 tiene acceso al «valor temporal» de X … y problemas de la concurrencia Problemas potenciales provocados por la concurrencia T1 leer_elemento(X); X:= X-N; escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y); … T2
leer_elemento(X); X:= X+M; escribir_elemento(X); T1 falla y debe devolver a X su antiguo valor; pero mientras, T2 ha leído el valor ‘temporal’ incorrecto de X (dato sucio)
10 El resumen incorrecto Otra transacción T3 calcula una función agregada de resumen sobre varios registros (suma las plazas reservadas para todos los vuelos), mientras otras transacciones, como T1, actualizan dichos registros: puede que T3 considere unos registros antes de ser actualizados y otros después … y problemas de la concurrencia Problemas potenciales provocados por la concurrencia T1
leer_elemento(X); X:= X-N; escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y); Y:=Y+N; escribir_elemento(Y); T3 suma:=0; leer_elemento(A); suma:= suma+A; … … …
leer_elemento(X); suma:= suma+X; leer_elemento(Y); suma:= suma+Y; … … … T3 lee X después de restar N, pero lee Y antes de sumar N, así que el resultado es un resumen incorrecto (discrepancia de N)
11 La lectura no repetible T4 lee un elemento X dos veces y otra transacción, como T1, modifica dicho X entre las dos lecturas: T4 recibe diferentes valores para el mismo elemento … y problemas de la concurrencia Problemas potenciales provocados por la concurrencia T1 leer_elemento(X); X:= X-N;
escribir_elemento(X); leer_elemento(Y);
Y:=Y+N; escribir_elemento(Y); T4
leer_elemento(X);
… leer_elemento(X); … T4 lee X antes de restar N T4 lee X después de restar N
12 Objetivo de un protocolo de control de concurrencia: Planificar las transacciones de forma que no ocurran interferencias entre ellas, y así evitar la aparición de los problemas mencionados Solución obvia: no permitir intercalación de operaciones de varias transacciones Serializabilidad Motivación (Gp:) Planificación A (Gp:) T1 leer_elemento(X); X:= X-N; escribir_elemento(X); leer_elemento(Y); Y:=Y+N; escribir_elemento(Y); (Gp:) T2
leer_elemento(X); X:= X+M; escribir_elemento(X);
(Gp:) Planificación B (Gp:) T1
leer_elemento(X); X:= X-N; escribir_elemento(X); leer_elemento(Y); Y:=Y+N; escribir_elemento(Y); (Gp:) T2 leer_elemento(X); X:= X+M; escribir_elemento(X);
13 Pero el objetivo de un SGBD multiusuario también es maximizar el grado de concurrencia del sistema Si se permite la intercalación de operaciones, existen muchos órdenes posibles de ejecución de las transacciones Serializabilidad Motivación ¿Existe algún modo de identificar las ejecuciones que está garantizado que protegen la consistencia de la base de datos? ?Teoría de la Serializabilidad (Gp:) Planificación C: actualización perdida! (Gp:) T1 leer_elemento(X); X:= X-N;
escribir_elemento(X); leer_elemento(Y);
Y:=Y+N; escribir_elemento(Y); (Gp:) T2
leer_elemento(X); X:= X+M;
escribir_elemento(X);
(Gp:) Planificación D: correcta! (Gp:) T1 leer_elemento(X); X:= X-N; escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y); Y:=Y+N; escribir_elemento(Y); (Gp:) T2
leer_elemento(X); X:= X+M; escribir_elemento(X);
14 Cada transacción comprende una secuencia de operaciones que incluyen acciones de lectura y escritura en la BD, que finaliza con una confirmación (commit) o anulación (rollback)
Una planificación P de n transacciones concurrentes T1, T2 … Tn es una secuencia de las operaciones realizadas por dichas transacciones, sujeta a la restricción de que para cada transacción Ti que participa en P, sus operaciones aparecen en P en el mismo orden en el que ocurren en Ti Serializabilidad Planificación de transacciones
15 Para el control de la concurrencia (y recuperación de fallos) interesa prestar mayor atención a estas operaciones:
Ejemplos de planificaciones de transacciones El subíndice de cada operación indica la transacción que la realiza PA: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; PB: l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; PC: l1(X) ; l2(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e2(X) ; c2 ; e1(Y) ; c1 ; PD: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; PE: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; r1 ; Serializabilidad Planificación de transacciones
16 Una planificación serie P es aquella en la que las operaciones de cada transacción se ejecutan consecutivamente sin que se intercalen operaciones de otras transacciones PA: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; PB: l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; Toda planificación serie es correcta ?BD consistente Pero no se garantiza que los resultados de todas las ejecuciones en serie de las mismas transacciones sean idénticos Ejemplo: cálculo del interés de una cuenta bancaria antes o después de realizar un ingreso considerable
en general, son inaceptables en la práctica (ineficiencia) Serializabilidad Planificación serie
17 Una planificación no serie P es aquella en la que las operaciones de un conjunto de transacciones concurrentes se ejecutan intercaladas PC: l1(X) ; l2(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e2(X) ; c2 ; e1(Y) ; c1 ; PD: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ;
Hemos de determinar qué planificaciones no serie permiten llevar la BD a un estado al que pueda llegarse mediante una ejecución en serie Serializabilidad Planificación no serie Este es el objetivo de la Serializabilidad KO
18 Una planificación P (no serie) es serializable si es equivalente a alguna planificación serie de las mismas n transacciones Una planificación que no es equivalente a ninguna ejecución en serie, es una planificación no serializable Toda planificación serializable es correcta Produce los mismos resultados que alguna ejecución en serie Dos maneras de definir la equivalencia entre planificaciones: Equivalencia por conflictos Equivalencia de vistas Serializabilidad Planificación serializable
19 Si dos transacciones únicamente leen un determinado elemento de datos, no entran en conflicto entre sí y el orden de las operaciones no es importante Si hay dos transacciones que leen o escriben elementos de datos independientes, no entran en conflicto entre sí y el orden de las operaciones no es importante Si una de las transacciones escribe un elemento de datos y la otra lee o escribe el mismo elemento, entran en conflicto y el orden de las operaciones sí es importante Serializabilidad Equivalencia por conflictos
20 En una planificación, 2 operaciones están en conflicto si pertenecen a diferentes transacciones, tienen acceso al mismo elemento X, y al menos una de ellas es escribir_elemento(X)
Operaciones en conflicto en las planificaciones PC y PD:
PC: l1(X) ; l2(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e2(X) ; c2 ; e1(Y) ; c1;
PD: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ;
Dos planes son equivalentes por conflictos si el orden de cualesquiera dos operaciones en conflicto es el mismo en ambos planes Serializabilidad Equivalencia por conflictos
21 Una planificación P es serializable por conflictos si equivale por conflictos a alguna planificación serie S Podremos intercambiar cada dos operaciones de P consecutivas de transacciones distintas y sin conflicto, hasta obtener la planificación serie equivalente PD : l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; PD1: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; l1(Y) ; c2 ; e1(Y) ; c1 ; PD2: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c2 ; c1 ; PD3: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; c2 ; PD4: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; l1(Y) ; e2(X) ; e1(Y) ; c1 ; c2 ; PD5: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; e2(X) ; c1 ; c2 ; PD6: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; e2(X) ; c2 ; PD7: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; l2(X) ; e1(Y) ; c1 ; e2(X) ; c2 ; PD8: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; l2(X) ; c1 ; e2(X) ; c2 ; PD9: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; Serializabilidad Planificación serializable por conflictos ¡Es una planificación serie! PD es serializable
22 Construcción del grafo de precedencia (o de serialización) Es un grafo dirigido G = ( N, A ) N es un conjunto de nodos y A es un conjunto de aristas dirigidas Algoritmo: Crear un nodo por cada transacción Ti en P Crear una arista Tj ?Tk si Tk lee el valor de un elemento después de que Tj lo haya escrito Crear una arista Tj ?Tk si Tk escribe el valor de un elemento después de que Tj lo haya leído Crear una arista Tj ?Tk si Tk escribe el valor de un elemento después de que Tj lo haya escrito
Ti Serializabilidad Detección de la serializabilidad por conflictos (Gp:) Tj (Gp:) Tk
23 Una arista Tj ? Tk indica que Tj debe aparecer antes que Tk en una planificación serie equivalente a P, pues dos operaciones en conflicto aparecen en dicho orden en P Si el grafo contiene un ciclo, P no es serializable por conflictos Un ciclo es una secuencia de aristas C=((Tj ?Tk), (Tk ?Tp),… (Ti ?Tj)) Si no hay ciclos en el grafo, P es serializable Es posible obtener una planificación serie S equivalente a P, mediante una ordenación topológica de los nodos Serializabilidad Detección de la serializabilidad por conflictos (y 2) (Gp:) T1 (Gp:) T2 (Gp:) PA
(Gp:) T1 (Gp:) T2 (Gp:) PB
(Gp:) T1 (Gp:) T2 (Gp:) PC
(Gp:) T1 (Gp:) T2 (Gp:) PD
24 Planificación E Serializabilidad Ejemplo de planificación no serializable Transacción T1 leer_elemento(X); escribir_elemento(X); leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y); Transacción T2 leer_elemento(Z); leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y); leer_elemento(X); escribir_elemento(X); Transacción T3 leer_elemento(Y); leer_elemento(Z); escribir_elemento(Y); escribir_elemento(Z); T1
leer_elemento(X); escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y); T2 leer_elemento(Z); leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y);
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X); T3
leer_elemento(Y); leer_elemento(Z);
escribir_elemento(Y); escribir_elemento(Z); (Gp:) T1 (Gp:) T2 (Gp:) Y (Gp:) X (Gp:) T3 (Gp:) Y,Z (Gp:) Y
Hay dos ciclos: T1?T2?T1 y T1?T2?T3?T1
25 Planificación F Serializabilidad Ejemplo de planificación serializable Transacción T1 leer_elemento(X); escribir_elemento(X); leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y); Transacción T2 leer_elemento(Z); leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y); leer_elemento(X); escribir_elemento(X); Transacción T3 leer_elemento(Y); leer_elemento(Z); escribir_elemento(Y); escribir_elemento(Z); T1
leer_elemento(X); escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y); T2
leer_elemento(Z);
leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y); leer_elemento(X); escribir_elemento(X); T3 leer_elemento(Y); leer_elemento(Z);
escribir_elemento(Y); escribir_elemento(Z); (Gp:) T1 (Gp:) T2 (Gp:) X,Y (Gp:) T3 (Gp:) Y,Z (Gp:) Y
La planificación serie equivalente es T3 ? T1 ? T2
26 (Gp:) Es el SO el que distribuye los recursos para los procesos, y determina la intercalación de las operaciones de las transacciones concurrentes (ejecutadas como procesos del SO) (Gp:) Planificación P (ordenamiento de las operaciones) (Gp:) Carga del sistema Momento de introducción de las transacciones Prioridades de los procesos … (Gp:) Planificador deTareas del SO
Serializabilidad Aplicaciones de la serializabilidad Es necesario encontrar técnicas que garanticen la serializabilidad, sin tener que verificar a posteriori ¡¡enfoque muy poco práctico!! (Gp:) Parece, pues, que habría que comprobar si P es serializable una vez ejecutadas las transacciones incluidas en P… (Gp:) Ejecución de Transacciones (Gp:) NO (Gp:) SI (Gp:) OK (Gp:) Cancelar el efecto de P (Gp:) reintentar (Gp:) ¿P serializable?
27 Métodos basados en la teoría de la serializabilidad, que definen un conjunto de reglas (o protocolo) tal que… si todas las transacciones las cumplen, o el subsistema de control de concurrencia del SGBD las impone (automáticamente) … se asegura la serializabilidad de toda planificación de transacciones
Clasificación Métodos de bloqueo Métodos de marca de tiempo Técnicas de multiversión Métodos optimistas Técnicas de control de concurrencia
28 Uso de bloqueos para controlar el acceso concurrente a los elementos de datos almacenados en la base de datos Reglas básicas del bloqueo: Bloqueo compartido: si una transacción tiene un bloqueo compartido sobre un elemento de datos, puede leer el elemento, pero no actualizarlo (escribir) Varias transacciones pueden mantener a la vez bloqueos compartidos sobre el mismo elemento Bloqueo exclusivo: si una transacción tiene un bloqueo exclusivo sobre un elemento de datos, puede leer y actualizar (escribir) el elemento Un bloqueo exclusivo proporciona acceso exclusivo al elemento Técnicas de control de concurrencia Métodos de bloqueo
29 Reglas de uso de los bloqueos 1. T debe emitir bloquear_lectura(X) o bloquear_escritura(X) antes de ejecutar una operación leer_elemento(X) 2. T debe emitir bloquear_escritura(X) antes de realizar una operación escribir_elemento(X) en T 3. T debe emitir desbloquear(X) una vez completadas todas las operaciones leer_elemento(X) y escribir_elemento(X) 4. Si T ya posee un bloqueo, compartido o exclusivo, sobre X no emitirá bloquear_lectura(X) ni bloquear_escritura(X) *esta regla puede permitir excepciones: mejora y reducción de bloqueos* 5. T no emitirá desbloquear(X) salvo si posee un bloqueo, compartido o exclusivo, sobre X Técnicas de control de concurrencia Métodos de bloqueo
30 Cuando una transacción T solicita un bloqueo… Si el elemento no ha sido ya bloqueado por otra transacción, se le concede el bloqueo Si el elemento sí está bloqueado, el SGBD determina si la solicitud es compatible con el bloqueo existente: Si se pide un bloqueo compartido sobre un elemento que ya tiene un bloqueo compartido, el bloqueo será concedido a T En otro caso, T debe esperar hasta que se libere el bloqueo existente Una transacción que obtiene un bloqueo lo mantiene hasta que lo libera explícitamente o termina (commit o rollback) Sólo cuando se libera un bloqueo exclusivo los efectos de la escritura serán visibles para las demás transacciones Técnicas de control de concurrencia Métodos de bloqueo
31 Algunos sistemas permiten la mejora (o promoción) y la reducción (o degradación) de bloqueos Aumenta el nivel de concurrencia del sistema Si T emitió bloquear_lectura(X), más tarde puede mejorarlo a bloqueo exclusivo emitiendo bloquear_escritura(X) Si T es la única que tiene un bloqueo compartido sobre X, se le concede la solicitud En otro caso, T debe esperar Si T emitió bloquear_escritura(X), más tarde puede reducirlo a un bloqueo compartido emitiendo bloquear_lectura(X) Así permite que otras transacciones lean X Técnicas de control de concurrencia Métodos de bloqueo
32 El uso de bloqueos para la programación de transacciones no garantiza la serializabilidad de las planificaciones Técnicas de control de concurrencia Métodos de bloqueo (Gp:) Planificación G (Gp:) T4 bloquear_lectura(Y); leer_elemento(Y); desbloquear(Y);
bloquear_escritura(X); leer_elemento(X); X:=X+Y; escribir_elemento(X); desbloquear(X); (Gp:) T5
bloquear_lectura(X); leer_elemento(X); desbloquear(X); bloquear_escritura(Y); leer_elemento(Y); Y:=X+Y; escribir_elemento(Y); desbloquear(Y);
Transacción T4 bloquear_lectura(Y); leer_elemento(Y); desbloquear(Y); bloquear_escritura(X); leer_elemento(X); X:=X+Y; escribir_elemento(X); desbloquear(X); Transacción T5 bloquear_lectura(X); leer_elemento(X); desbloquear(X); bloquear_escritura(Y); leer_elemento(Y); Y:=X+Y; escribir_elemento(Y); desbloquear(Y); Valores iniciales: X=20, Y=30 Resultados de las planificaciones serie: T4?T5: X=50, Y=80 T5?T4: X=70, Y=50 Resultado de la planificación G: X=50, Y=50 (No serializable!)
33 Es necesario seguir un protocolo adicional que indique dónde colocar las operaciones de bloqueo y desbloqueo dentro de las transacciones El más conocido es el Bloqueo en Dos Fases (B2F) Una transacción T sigue el protocolo de bloqueo en dos fases si todas las operaciones de bloqueo preceden a la primera operación de desbloqueo De este modo, podemos ver T dividida en dos fases: Fase de expansión (o crecimiento) T puede adquirir bloqueos T no puede liberar ningún bloqueo Fase de contracción T puede liberar bloqueos existentes T no puede adquirir ningún bloqueo Técnicas de control de concurrencia Métodos de bloqueo: Bloqueo en dos fases
34 Si el sistema permite mejorar y reducir bloqueos… La mejora sólo puede tener lugar en la fase de expansión La reducción sólo puede realizarse en la fase de contracción En el código de T, un bloquear_lectura(X) puede aparecer en la fase de contracción de T sólo si reduce un bloqueo exclusivo a uno compartido Técnicas de control de concurrencia Bloqueo en dos fases Transacción T4’ bloquear_lectura(Y); leer_elemento(Y); bloquear_escritura(X); desbloquear(Y); leer_elemento(X); X:=X+Y; escribir_elemento(X); desbloquear(X); Transacción T5’ bloquear_lectura(X); leer_elemento(X); bloquear_escritura(Y); desbloquear(X); leer_elemento(Y); Y:=X+Y; escribir_elemento(Y); desbloquear(Y);
35 Si toda transacción de una planificación sigue el protocolo de bloqueo en dos fases, entonces la planificación es serializable Ventaja Ya no es necesario comprobar la serializabilidad de las planificaciones Inconvenientes El B2F puede limitar el grado de concurrencia en un plan Emplear bloqueos puede provocar problemas de … Interbloqueo (bloqueo mortal o abrazo mortal) Bloqueo indefinido (o espera indefinida) Técnicas de control de concurrencia Bloqueo en dos fases
36 T debe bloquear todos los elementos a los que tendrá acceso (lectura o escritura) antes de comenzar a ejecutarse Si no es posible bloquear algún elemento, T no bloqueará ninguno y esperará para reintentarlo más tarde Protocolo libre de interbloqueo Técnicas de control de concurrencia Bloqueo en dos fases conservador o estático Bloqueo en dos fases estricto el más utilizado T no libera ningún bloqueo exclusivo hasta terminar (con COMMIT o ROLLBACK) Ninguna transacción lee o escribe un elemento modificado por T, salvo si T se ha completado?planificación estricta Puede sufrir interbloqueo (salvo si se combina con B2F conservador) Bloqueo en dos fases riguroso más restrictivo que el B2F estricto T no libera ningún bloqueo compartido ni exclusivo hasta terminar (con COMMIT o ROLLBACK) ?planificación estricta
37 Situación en la que cada una de dos (o más) transacciones está esperando a que se libere un bloqueo establecido por la otra transacción Técnicas de control de concurrencia El problema del interbloqueo T6 bloquear_escritura(X); leer_elemento(X); X:=X-10; escribir_elemento(X); bloquear_escritura(Y); [… en espera …] T7
bloquear_escritura(Y); leer_elemento(Y); Y:=Y+100; escribir_elemento(Y); bloquear_escritura(Y); [… en espera …] El SGBD ha de reconocer un interbloqueo y romperlo: Abortar una o más transacciones Se deshacen sus escrituras y se liberan sus bloqueos Así, el resto de transacciones podrá continuar su ejecución Reiniciar automáticamente las transacciones abortadas
38 Hay 3 técnicas generales para gestionar los interbloqueos Temporizaciones de bloqueos Prevención de interbloqueos Detección de interbloqueos Conviene detectar interbloqueos cuando se sabe que hay poca interferencia entre transacciones, es decir si… Las transacciones son cortas y bloquean pocos elementos, o La carga de transacciones es pequeña En otro caso, conviene usar temporizaciones o técnicas de prevención
Es más difícil prevenir que utilizar temporizaciones o que detectarlos y romperlos, por lo que en la práctica los sistemas no suelen emplear las técnicas de prevención Técnicas de control de concurrencia El problema del interbloqueo
39 Una transacción que solicita un bloqueo sólo esperará durante un período de tiempo predefinido por el sistema Si no se concede el bloqueo durante ese tiempo, se producirá un ‘fin de temporización’: el SGBD asumirá que la transacción está interbloqueada (aunque puede que no), la abortará y la reiniciará automáticamente Es una solución muy sencilla y práctica Pero puede hacer que sean abortadas y reiniciadas transacciones que en realidad no están en un interbloqueo
Técnicas de control de concurrencia Temporizaciones de bloqueos
40 Ordenar las transacciones usando marcas temporales de transacción MT(T): Identificador único para T Las MT se ordenan según se inician las transacciones La T más antigua tiene la MT(T) menor
?Sea Tj que intenta bloquear el elemento de datos X , pero X ya está bloqueado por Tk con un candado en conflicto Algoritmo Esperar – Morir si MT(Tj) < MT(Tk) entonces Tj puede esperar si no, se aborta Tj (Tj muere) y se reinicia después con la misma marca de tiempo Una Tj más antigua espera a que termine otra Tk más reciente Una Tj más reciente que solicita un elemento bloqueado por una Tk más antigua, es abortada (muere) y reiniciada Técnicas de control de concurrencia Prevención de interbloqueos
41 Algoritmo Herir – Esperar si MT(Tj) < MT(Tk) entonces se aborta Tk (Tj hiere a Tk) y se reinicia después con la misma MT si no, Tj puede esperar Una Tj más reciente espera a que termine una Tk más antigua Una Tj más antigua que solicita un elemento bloqueado por una Tk más reciente, hace que la más reciente sea abortada (es herida) y reiniciada Inconvenientes Ambos algoritmos hacen que sean abortadas y reiniciadas transacciones que podrían provocar un bloqueo mortal, aunque tal cosa nunca ocurriera! En el algoritmo Esperar-Morir, una Tj podría abortar y reiniciarse varias veces seguidas si Tk más antigua sigue bloqueando el X que Tj solicita Técnicas de control de concurrencia Prevención de interbloqueos
42 Verificación periódica del estado del sistema ¿está en un bloqueo mortal? Creación de un grafo de espera que muestra las dependencias entre transacciones Crear un nodo por cada transacción en ejecución, etiquetado con el identificador de la transacción, T
Si Tj espera para bloquear el elemento X, ya bloqueado por Tk, crear una arista dirigida desde Tj a Tk
Cuando Tk libera el candado sobre X, borrar la arista correspondiente Si existe un ciclo en el grafo de espera, entonces se ha detectado un interbloqueo entre las transacciones Técnicas de control de concurrencia Detección de interbloqueos (Gp:) Tj (Gp:) Tk
(Gp:) X (Gp:) Tj (Gp:) Tk
43 Pero… ¿cuándo hay que verificar el estado del sistema (ejecutar el algoritmo que genera el grafo de espera)? A intervalos uniformes de tiempo, o A intervalos de tiempo desiguales : Iniciar algoritmo de detección con un tamaño de intervalo inicial Cada vez que no se detecta interbloqueo, incrementar el intervalo Por ejemplo, al doble del anterior Cada vez que se detecta interbloqueo, reducir el intervalo Por ejemplo a la mitad Existirán límites superior e inferior del tamaño del intervalo Técnicas de control de concurrencia Detección de interbloqueos
44 Si el sistema está en un estado de interbloqueo, el SGBD necesita abortar algunas transacciones… ¿Cuáles? ? Selección de víctimas Es mejor abortar transacciones que lleven poco tiempo en ejecución Es mejor abortar una transacción que haya hecho pocos cambios en la base de datos Es mejor abortar una transacción que todavía debe hacer muchos cambios en la base de datos Puede que el SGBD no conozca esta información Se trata de abortar las transacciones que supongan el mínimo coste Es necesario evitar la inanición Técnicas de control de concurrencia Detección de interbloqueos
45 Una transacción sufre inanición cuando es seleccionada para ser abortada (víctima) sucesivamente: nunca termina su ejecución Es similar al bloqueo indefinido La solución es asignar prioridades más altas a las transacciones abortadas varias veces, para no ser siempre las víctimas Técnicas de control de concurrencia Detección de interbloqueos: el problema de la inanición
46 El protocolo de control de concurrencia nunca selecciona a una transacción que está esperando para establecer un bloqueo, mientras otras transacciones continúan ejecutándose con normalidad Ocurre si el esquema de espera da más prioridad a unas transacciones que a otras ? esquema de espera injusto Dos algoritmos de prevención de bloqueo indefinido Consiguen un esquema de espera justo El primero que llega, es el primero en ser atendido Las transacciones puede bloquear el elemento X en el orden en que solicitaron su bloqueo Aumento de prioridad en la espera Cuanto más espera T, mayor es su prioridad Cuando T tiene la prioridad más alta de todas, obtiene el bloqueo y continúa su ejecución Técnicas de control de concurrencia El problema del bloqueo indefinido
47 Toda técnica de control de concurrencia supone que la base de datos está constituida por un conjunto de elementos de datos con nombre Normalmente, un elemento de datos será uno de estos: un valor de campo de un registro de la BD un registro de la BD una página (uno o varios bloques de disco) un fichero la BD completa Granularidad = tamaño del elemento de información Granularidad fina ? elementos de tamaño pequeño Granularidad gruesa? elementos grandes Granularidad de datos Elementos de bases de datos y granularidad
48 En el contexto de los métodos de bloqueo, el tamaño del elemento de datos afecta al grado de concurrencia: ? tamaño(elemento) ? ? Grado de concurrencia Y también… ? ? número de elementos en la BD ? ? carga de trabajo para la gestión de bloqueos, y ? ? espacio ocupado por la información de bloqueo Pero… ¿Cuál es el tamaño adecuado para los elementos? Pues depende de la naturaleza de las transacciones: Si una T representativa accede a pocos registros elegir granularidad de registro Si T accede a muchos registros de un mismo fichero elegir granularidad de página o de fichero Granularidad de datos Elección del tamaño adecuado del elemento de datos
49 NIVEL DE ABSTRACCIÓN LÓGICO O CONCEPTUAL: Definición del nivel de aislamiento de cada transacción (por parte del usuario o, por omisión, el propio SGBD) Control explícito de bloqueos (operación LOCK) por parte del usuario, si se permiten niveles de aislamiento inferiores a SERIALIZABLE NIVEL DE ABSTRACCIÓN FÍSICO O INTERNO: El SGBD implementa los niveles de aislamiento definidos por el usuario para las transacciones siguiendo una o varias técnicas o protocolos Por ejemplo el SGBD Oracle usa dos: Bloqueos Multiversión Estos conceptos se tratan en el anexo de este tema Estos conceptos se han estudiado en la teoría de este tema Aclaración …
50 Aspectos de concurrencia en SQL-92 y Oracle SQL-92 Niveles de aislamiento de transacción Oracle Niveles de aislamiento de transacción Técnica multiversión Bloqueos (candados)
51 SQL-92 Definición de características de la transacción que se inicia SET TRANSACTION modoacceso aislamiento Modos de acceso READ ONLY Prohíbe actualizaciones READ WRITE (por defecto) Nivel de aislamiento Grado de interferencia que una transacción tolera cuando se ejecuta concurrentemente con otras READ UNCOMMITED READ COMMITED REPEATABLE READ SERIALIZABLE (por defecto)
52 SQL-92 Si alguna transacción se ejecuta en algún nivel menor al SERIALIZABLE, la seriabilidad puede ser incumplida:
Si el sistema soporta niveles distintos a SERIALIZABLE, debería proporcionar facilidades de control explícito de la concurrencia (sentencias LOCK y UNLOCK…)
53 Oracle Características de la transacción SET TRANSACTION {READ ONLY | READ WRITE} aislamiento
Nivel de aislamiento SERIALIZABLE Si T2 serializable intenta ejecutar una sentencia LMD que actualiza un dato que puede haber sido modificado por T1 no confirmada en el momento de comenzar T2, entonces dicha sentencia LMD falla Una T serializable sólo ve los cambios confirmados en el instante en que se inicia, más los cambios realizados por la propia transacción mediante INSERT, UPDATE, DELETE Nivel de aislamiento READ COMMITED (defecto) Si T2 read-commited intenta ejecutar una sentencia LMD que necesita filas bloqueadas por T1, entonces espera hasta que se liberen los bloqueos de las filas Cada consulta ejecutada por una transacción sólo ve los datos confirmados antes de comenzar la consulta (no la transacción)
54 Oracle Consistencia de lectura Garantiza que el conjunto de datos visto por una sentencia es consistente con respecto del instante en el que comenzó, y que no cambia durante la ejecución de la sentencia Asegura que los lectores no esperan a escritores ni a otros lectores de los mismos datos Asegura que los escritores no esperan a los lectores de los mismos datos Asegura que los escritores sólo esperan a otros escritores si intentan modificar las mismas filas en transacciones concurrentes
55 Oracle Implementación de consistencia de lectura Se asemeja a que cada usuario trabaja con una copia privada de la BD (?multiversión) Cuando ocurre una actualización, los valores originales de los datos afectados, se copian en otra zona del disco (segmentos de rollback) Mientras la transacción T que actualiza no se confirma, cualquier usuario que consulte los datos modificados ve los valores originales Los cambios hechos por T sólo quedan permanentes cuando T es confirmada Las sentencias (de otras transacciones) que comienzan después de que T se confirme ya ven los cambios hechos por T Nunca ocurren lecturas sucias
56 Oracle Bloqueos Gestión Automática de los bloqueos Bloqueos exclusivos y compartidos Permiten a otras transacciones leer los datos bloqueados, pero no modificarlos Bloqueos de tabla o de fila (una o más) Los bloqueos sólo se liberan la finalizar la transacción (COMMIT o ROLLBACK) Gestión Manual Se superpone al bloqueo automático Sentencia LOCK TABLE (no existe UNLOCK)
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