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Transações Atômicas Distribuídas Prof. Alcides Calsavara

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Apresentação em tema: "Transações Atômicas Distribuídas Prof. Alcides Calsavara"— Transcrição da apresentação:

1 Transações Atômicas Distribuídas Prof. Alcides Calsavara

2 2 Conteúdo Armazenamento em memória estável Primitivas de transação Propriedades de transações Implementação de transações Espaço de trabalho privado Log Protocolo de commit em duas fases Controle de concorrência Locking Controle otimista Transações encaixadas e distribuídas Memória estável

3 3 Transações em SD Abstração em alto nível para ocultar: uso de semáforos para controle de concorrência prevenção de deadlocks recuperação de falhas Vantagem: programadores concentram-se nos algoritmos das aplicações. Sinônimos: atomic transaction, transaction, atomic action.

4 4 Exemplo de transação Um cliente, em um PC ligado por modem, faz transferência de fundos de uma conta bancária para outra, em dois passos: (1) Saque(quantia, conta1) (2) Deposite(quantia, conta2) Se a ligação telefônica cair entre os passos (1) e (2) o dinheiro desaparece! Solução: passos (1) e (2) devem ocorrer como uma transação atômica (como se fosse um único passo); se a ligação telefônia cair entre os passos (1) e (2), os efeitos do passo (1) devem ser cancelados.

5 5 Primitivas de transação BEGIN_TRANSACTION: marca o início da transação END_TRANSACTION: termina a transação e tenta fazer o commit ABORT_TRANSACTION: destrói a transação; restaura os valores anteriores (do início da transação) READ: lê dados de um objeto (por exemplo, um arquivo) WRITE: escreve dados em um objeto

6 6 Exemplos de primitivas BEGIN_TRANSACTION reserve São Paulo - Salvador reserve Salvador - Brasília reserve Brasília - São Paulo END_TRANSACTION BEGIN_TRANSACTION reserve São Paulo - Salvador reserve Salvador - Brasília reserve Brasília - São Paulo => ABORT_TRANSACTION

7 7 Propriedades de transações:ACID Atomicidade: para o mundo externo, a transação ocorre de forma indivisível. Consistência: a transação não viola invariantes de sistema. Isolamento: transações concorrentes não interferem entre si (serializable). Durabilidade: os efeitos de uma transação terminada com commit são permanentes.

8 8 Implementação de transações Métodos de controle sobre modificações: Espaço de trabalho privado Log Protocolo de commit em duas fases

9 9 Espaço de trabalho privado Um processo que começa uma transação cria um espaço contendo cópias de todos os objetos manipulados pela transação. Se ocorrer commit, a transação repassa os novos valores dos objetos para os seus originais. Problema: alto custo! Otimização: shadow blocks

10 Private Workspace a) Índice de arquivo e blocos de disco para um arquivo b) Situação após uma transação ter modificar o bloco 0 e adicionado o bloco 3 c) Situação após o commit

11 11 Log Writeahead log ou intentions list Os objetos originais são modificados durante a transação Antes de cada modificação, um registro é escrito em um arquivo de log (em memória estável) Cada registro de log informa o valor anterior e o valor novo de um objeto, além de informar que transação fez a modificação no objeto Se ocorrer commit um registro apropriado é inserido no log Se ocorrer abort todas as operações efetuadas pela transação são desfeitas com base no log, começando pelo último registro (rollback)

12 Writeahead Log a) Um transação b) – d) O log antes da execução de cada comando x = 0; y = 0; BEGIN_TRANSACTION; x = x + 1; y = y + 2 x = y * y; END_TRANSACTION; (a) Log [x = 0 / 1] (b) Log [x = 0 / 1] [y = 0/2] (c) Log [x = 0 / 1] [y = 0/2] [x = 1/4] (d)

13 13 Protocolo de commit em duas fases Two-phase commit protocol: 2PC A ação de commit deve ser “instantânea” e indivisível. Pode ser necessária a cooperação de muitos processos, em máquinas distintas, cada qual com um conjunto de objetos envolvidos na transação. Um dos processos é designado como coordenador (normalmente o próprio cliente que inicia a transação). Os demais processos são designados como participantes. Toda ação é registrada em log, armazenado em memória estável, para o caso de falha durante o protocolo.

14 14 Fases do 2PC Fase 1: Votação O coordenador envia mensagem VOTE_REQUEST para todos os participantes e aguarda as respostas. Cada participante responde VOTE_COMMIT ou VOTE_ABORT para o coordenador. Fase 2: Decisão Se todos os participarem tiverem respondido VOTE_COMMIT, o coordenador envia para todos os participantes um GLOBAL_COMMIT senão envia um GLOBAL_ABORT. Cada participante confirma ou aborta a sua transação local, conforme receba GLOBAL_COMMIT ou GLOBAL_ABORT, respectivamente.

15 Fases do 2PC a) Máquina de estados do coordenador b) Máquina de estados de cada participante

16 Falhas durante o 2PC Coordenador pode ficar bloqueado em WAIT, aguardando os votos dos participantes Decide por abort se todos os votos não chegarem dentro de um certo tempo. Participante pode ficar bloqueado em INIT, aguardando um VOTE_REQUEST do coordenador Vota por abort se o VOTE_REQUEST não chegar dentro de um certo tempo. Participante pode ficar bloqueado em READY, aguardando a decisão do coordenador Se a decisão não chegar dentro de um certo tempo, consulta outros participantes para descobrir qual foi a decisão. Caso um participante consultado esteja bloqueado em INIT, a decisão é por abort. Caso todos os participantes estejam bloqueados em READY, o protocolo bloqueia até que o coordenador se recupere.

17 17 Coordenador escreva INIT no registro local; multicast VOTE_REQUEST para todos os participantes; escreva WAIT no registro local; enquanto nem todos os votos dos participantes chegarem espere algum voto chegar; se temporização esgotar então escreva ABORT no registro local; multicast GLOBAL_ABORT para todos os participantes; termine; senão registre o voto que chegou; se todos os participantes enviaram VOTE_COMMIT e o coordenador vota commit então escreva COMMIT no registro local; multicast GLOBAL_COMMIT para todos os participantes; senão escreva ABORT no registro local; multicast GLOBAL_ABORT para todos os participantes;

18 18 Participante: thread principal escreva INIT no registro local; espere VOTE_REQUEST do coordenador; se temporização esgotar então escreva ABORT no registro local; envie VOTE_ABORT para o coordenador; termine; se o participante vota commit então escreva READY no registro local; envie VOTE_COMMIT para o coordenador; espere decisão do coordenador; se temporização esgotar então multicast DECISION_REQUEST para outros participantes; espere até que uma decisão seja recebida; /* permaneça bloqueado */ se a decisão for GLOBAL_COMMIT então escreva COMMIT no registro local; senão se a decisão for GLOBAL_ABORT então escreva ABORT no registro local; senão escreva ABORT no registro local; envie VOTE_ABORT para o coordenador;

19 19 Participante: thread para atender requisições de decisão vindas de outros participantes faça para sempre espere até receber alguma DECISION_REQUEST; /* permaneça bloqueado */ leia o último estado escrito no registro local; se o estado for COMMIT então envie GLOBAL_COMMIT ao participante requisitante; senão se o estado for ABORT ou INIT então envie GLOBAL_ABORT ao participante requisitante; senão não faça nada /* estado é READY */

20 Controle de concorrência

21

22 22 Isolamento ou serializabilidade BEGIN_TRANSACTION x = 0; x = x + 1; END_TRANSACTION BEGIN_TRANSACTION x = 0; x = x + 2; END_TRANSACTION BEGIN_TRANSACTION x = 0; x = x + 3; END_TRANSACTION

23 23 Escalonamentos (schedules) Escalon. 1Escalon. 2Escalon. 3 x = 0;x = 0;x = 0; x = x + 1;x = 0;x = 0; x = 0;x = x + 1;x = x + 1; x = x + 2;x = x + 2;x = 0; x = 0;x = 0;x = x + 2; x = x + 3;x = x + 3;x = x + 3; LegalLegalIlegal

24 24 Locking Um gerente centralizado ou distribuído registra todos os locks e rejeita pedidos de lock em objetos já alocados a outros processos lock para escrita deve ser exclusivo, mas lock para leitura pode ser compartilhado Quanto menor a granularidade do lock maior a chance de paralelismo, mas também maior é a chance de deadlock Lock em duas fases: growing: todos os locks são adquiridos shrinking: todos os locks são liberados Strict two-phase locking: a fase shrinking ocorre “instantaneamente” (previne cascade aborts)

25 Two-Phase Locking Two-phase locking.

26 Strict Two-Phase Locking

27 27 Controle Otimista Não há locking Os objetos são modificados sem preocupação com concorrência até o fim da transação Quando chegar o momento de commit, a transação verifica se outra transação modificou os mesmos objetos que ela tenha modificado Se não há conflito, então o commit é feito (repasse de objetos do espaço de trabalho privado), senão é feito um abort

28 Transações distribuídas a) A nested transaction b) A distributed transaction

29 29 Transações encaixadas A transação top-level cria sub-transações que executam em paralelo, em processadores distintos: melhor desempenho e programação mais simples. Se uma transação top-level abortar, então todas as suas sub-transações também devem abortar. Uma sub-transação herda todos os objetos controlados pela transação top-level. Uma sub-transação faz cópia local de todos os objetos herdados e só repassa os novos valores destes objetos à transação top-level em caso de commit da sub- transação.

30 30 Memória estável Informação armazenada em RAM é perdida se faltar energia ou se a máquina falhar. Informação armazenada em disco é perdida se a cabeça do disco falhar. Informação armazenada em memória estável sobrevive a tudo, exceto enchentes, terremotos,... Implementação típica: disco replicado.

31 Memória estável (a) Memória estável: unidades 1 e 2 (escritas ocorrem nessa ordem) (b) Crash da unidade 2 após a unidade 1 ser atualizada (c) Bad spot


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