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Transações Controle de Concorrência Serializabilidade.

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Apresentação em tema: "Transações Controle de Concorrência Serializabilidade."— Transcrição da apresentação:

1 Transações Controle de Concorrência Serializabilidade

2 Introdução a Transações SGBD sistema de processamento de operações de acesso ao BD. multi-usuáriosSGBDs são em geral multi-usuários –processam simultaneamente operações disparadas por vários usuários deseja-se alta disponibilidade e tempo de resposta pequeno –execução intercalada de conjuntos de operações exemplo: enquanto um processo i faz I/O, outro processo j é selecionado para execução. transaçõesOperações são chamadas transações

3 Transação Uma transação é uma unidade de execução de programa que acessa e, possivelmente atualiza vários itens de dados. Uma transação geralmente é resultado da execução de um programa de usuário escrito em uma linguagem de manipulação de dados de alto nível ou em uma linguagem de programação (por exemplo, SQL, Cobol, C ou Pascal), e é delimitada por declarações (ou chamadas de funções) da forma Inicio da transação e Final da Transação.

4 Transação De forma abstrata e simplificada, uma transação pode ser encarada como um conjunto de operações de leitura(read) e escrita(write) de dados. Read(x) – transfere o item X do banco de dados para um buffer local alocado a transação que executou a operação de read. Write(x) – transfere o item de dados X do buffer local da transação que executou a write de volta ao banco de dados. TxTx

5 Exemplo Seja T i uma transação que transfere 50 dólares da conta A para conta B. Essa transação pode ser definida como: T I : read(A); A:=A-50; write(A); read(B); B:=B+50; write(B) passo a passo Leitura da Conta A: A:= ; A=950; Leitura da Conta B: B:= ; B=2.050

6 Estados de uma Transação Uma transação é sempre monitorada pelo SGBD quanto ao seu estado que operações já fez? concluiu suas operações? deve abortar? Estados de uma transação Ativa; Em processo de efetivação; Efetivada; Em processo de aborto; Concluída. Respeita um Grafo de Transição de Estados

7 Transição de Estados de uma Transação Ativa Em Processo de Efetivação Efetivada Em Processo de Aborto Concluída iniciar transação finalizar transação transação deve ser desfeita conclusão da transação com sucesso encerramento com sucesso conclusão da transação sem sucesso reads e writes encerramento sem sucesso

8 Ativa Em Processo de Efetivação Efetivada Em Processo de Aborto Concluída iniciar transação finalizar transação transação deve ser desfeita conclusão da transação com sucesso encerramento com sucesso conclusão da transação sem sucesso transação deve ser desfeita estado inicial de toda transação selecionada para execução enquanto ativa, uma transação executa uma ou mais operações read e write reads e writes Transição de Estados de uma Transação

9 encerramento sem sucesso Ativa Em Processo de Efetivação Efetivada Em Processo de Aborto Concluída iniciar transação finalizar transação transação deve ser desfeita conclusão da transação com sucesso encerramento com sucesso conclusão da transação sem sucesso reads e writes entra nesse estado após executar sua última operação (solicitação de COMMIT) neste momento, o SGBD precisa garantir que as suas atualizações sejam efetivadas com sucesso (não sofra falhas) Transição de Estados de uma Transação

10 Ativa Em Processo de Efetivação Efetivada Em Processo de Aborto Concluída iniciar transação finalizar transação transação deve ser desfeita conclusão da transação com sucesso encerramento com sucesso conclusão da transação sem sucesso reads e writes entra nesse estado após o SGBD confirmar que todas as modificações da transação estão garantidas no BD (COMMIT OK) – exemplos: gravação em Log, descarga de todos os buffers em disco encerramento sem sucesso Transição de Estados de uma Transação

11 Ativa Em Processo de Efetivação Efetivada Em Processo de Aborto Concluída iniciar transação finalizar transação transação deve ser desfeita conclusão da transação com sucesso encerramento com sucesso conclusão da transação sem sucesso reads e writes entra nesse estado se não puder prosseguir a sua execução pode passar para esse estado enquanto ativa (I) ou em processo de efetivação (II) – exemplo (I): violação de Informações – exemplo (II): pane no S.O. suas ações já realizadas devem ser desfeitas (ROLLBACK) encerramento sem sucesso

12 encerramento sem sucesso Ativa Em Processo de Efetivação Efetivada Em Processo de Aborto Concluída iniciar transação finalizar transação transação deve ser desfeita conclusão da transação com sucesso encerramento com sucesso conclusão da transação sem sucesso reads e writes estado final de uma transação indica uma transação que deixa o sistema – as informações da transação mantidas em catálogo podem ser excluídas operações feitas, dados manipulados, buffers utilizados,... – se a transação não concluiu com sucesso, ela pode ser reiniciada automaticamente Transição de Estados de uma Transação

13 Propriedades de uma Transação Para assegurar integridade dos dados, exigimos que o sistema de banco de dados mantenham as seguintes propriedades das transações: ACID A A tômicidade: para o mundo externo, a transação ocorre de forma indivisível. C C onsistência: a transação não viola invariantes de sistema. I I solamento: transações concorrentes não interferem entre si ( serializable ). D D urabilidade: os efeitos de uma transação terminada com commit são permanentes. Commit - encerra a transação (solicita efetivação das suas ações)

14 Atomicidade Tudo ou NadaPrincípio do Tudo ou Nada –ou todas as operações da transação são efetivadas com sucesso no BD ou nenhuma delas se efetiva preservar a integridade do BD Responsabilidade do subsistema de recuperação contra falhas do SGBD –desfazer as ações de transações parcialmente executadas

15 Situação Problema Suponhamos que, antes da execução da transação T i os valores das contas A e B sejam e reais, respectivamente. Agora suponha que, durante a execução da transação T i uma falha (falta de energia, falha na máquina e erros de software) aconteceu impedindo T i de se completar com sucesso. Suponha que a falha ocorrida tenha sido depois da operação write(A), mas antes da operação write(B). Nesse caso os valores das contas A e B refletidas no banco são A: 950 e B: 2000 reais. Como resultado da falha sumiram 50 reais. Chamamos esse estado de inconsistente. Devemos assegurar que essas inconsistências sejam imperceptíveis em um banco de dados Se a propriedade de atomicidade for garantida, todas as ações da transação serão refletidas no banco de dados ou nenhuma delas o será.

16 Atomicidade Deve ser garantida, pois uma transação pode manter o BD em um estado inconsistente durante a sua execução. read(A) A.saldo = A.saldo – 50,00 write(A) read(B) B.saldo = B.saldo + 50,00 write(B) T i (transferência bancária) númerosaldo Contas A B falha! execução A idéia básica por trás da garantia da ATOMICIDADE é a seguinte: O SGBD matem um registro (em disco) dos antigos valores de quaisquer dados sobre os quais a transação executa uma gravação e, se a transação não completar, os valores antigos são restabelecidos para fazer com que pareça que nunca foi executada. Assegurar a atomicidade é função do próprio sistema de BD.

17 Consistência Uma transação sempre conduz o BD de um estado consistente para outro estado também consistente Responsabilidade do programador da aplicação que codifica a transação.

18 Isolamento No contexto de um conjunto de transações concorrentes, a execução de uma transação T i deve funcionar como se T i executasse de forma isolada – T i não deve sofrer interferências de outras transações executando concorrentemente A propriedade de isolamento de uma transação garante que a execução simultânea de transação resulte em uma situação no sistema equivalente ao estado obtido caso as transações tivessem sido executadas uma de cada vez em qualquer ordem.

19 Isolamento T1T1 T2T2 read(A) A = A – 50 write(A) read(A) A = A+A*0.1 write(A) read(B) B = B + 50 write(B) read(B) B = B - A write(B) T1T1 T2T2 read(A) A = A – 50 read(A) A = A+A*0.1 write(A) read(B) write(A) read(B) B = B + 50 write(B) B = B - A write(B) escalonamento válidoescalonamento inválido T 1 interfere em T 2 T 2 interfere em T 1

20 Durabilidade ou Persistência Deve-se garantir que as modificações realizadas por uma transação que concluiu com sucesso persistam no BD –nenhuma falha posterior ocorrida no BD deve perder essas modificações

21 Gerência Básica de Transações T 1 inicia Ações da Aplicação ou Usuário Ações do SGBD inicia ações para garantir Atomicidade de T 1 T 1 submete operações DML executa operações DML, garantindo Isolamento de T 1, e testa RIs imediatas, com possível rollback e msg erro, para garantir Consistência de T 1 T 1 termina testa RIs postergadas, com possível rollback e msg erro, para garantir Consistência de T 1 executa ações para garantir Durabilidade de T 1 confirma o término de T 1 para a aplicação/usuário DML (Linguagem de Manipulação dos Dados) Permite ao usuário acessar ou manipular os dados, vendo-os da forma como são definidos no nível de abstração mais alto do modelo de dados utilizado. ROLLBACK - solicita que as ações da transação sejam desfeitas.

22 Controle de Concorrência - Transações SGBD SGBD –sistema multiusuário em geral diversas transações executando simultaneamente isolamentoGarantia de isolamento de Transações –1 a solução: uma transação executa por vez Escalonamento serial Escalonamento serial de transações solução bastante ineficiente! –várias transações podem esperar muito tempo para serem executadas –CPU pode ficar muito tempo ociosa »enquanto uma transação faz I/O, por exemplo, outras transações poderiam ser executadas solução mais eficiente –execução concorrente de transações de modo a preservar o isolamento »escalonamento (schedule) não-serial e íntegro

23 As técnicas de controle de concorrência garantem que várias transações submetidas por vários usuários não interfiram umas nas outras de forma a produzir resultados inconsistentes. scheduleUm schedule (escala) representa uma seqüência de operações realizadas por transações concorrentes. Controle de Concorrência - Transações

24 T1T2 read(A) A = A – 50 write(A) read(B) B = B + 50 write(B) read(A) temp:=A*0,1 A:=A – temp write (A) read(B) B:=B+temp write(B) Controle de Concorrência - Transações Os dois schedules(escalas) apresentados são seriais, ou seja, as transações são executadas de forma seqüencial, uma seguida da outra. Entretanto a execução de schedules seriais limita o acesso concorrente aos dados e, por conseqüência, diminui o throughput (quantidade de trabalho realizado em um intervalo de tempo). T1T2 read(A) A = A – 50 write(A) read(B) B = B + 50 write(B) read(A) temp:=A*0,1 A:=A – temp write (A) read(B) B:=B+temp write(B)

25 Nem todas as execuções concorrentes resultam em um estado correto. inconsistenteEsse estado final é um estado inconsistente, pois a soma de A + B não é preservada na execução das duas transações T1T2 read(A) A = A – 50 read(A) temp:=A*0,1; A := A –temp write(A) read(B) write(A) read(B) B = B + 50 write(B) Escala Concorrente ou execução não-serial Controle de Concorrência - Transações

26 Responsável pela definição de escalonamentos não- seriais de transações Um escalonamento E define uma ordem de execução das operações de várias transações, sendo que a ordem das operações de uma transação T 1 em E aparece na mesma ordem na qual elas ocorrem isoladamente em T 1 Problemas de um escalonamento não-serial mal definido (inválido) –atualização perdida ( lost-update ) –leitura suja ( dirty-read )Scheduler

27 Uma transação T 1 grava em um dado atualizado por uma transação T 2 T1T2 read(A) A = A – 50 read(C) A = D + 10 write(A) read(B) write(A) E = A + 30 write(B) a atualização de A por T1 foi perdida! Atualização Perdida ( lost-update )

28 T 1 atualiza um dado A, outras transações posteriormente lêem A, e depois T 1 falha T1T2 read(A) A = A – 20 write(A) read(A) A = A + 10 write(A) read(Y) abort( ) T2 leu um valor de A que não será mais válido! LeituraSuja dirty-read Leitura Suja ( dirty-read ) Neste ponto, a transação T1 falha e deve retornar o valor de A para o seu valor antigo;

29 O padrão Scheduler (selecionador) (Lea, 1997) tem como objetivo controlar a ordem em que requisições são escalonadas, encadeando a ordem de execução das requisições em um processador. A partir deste padrão, um processador, ao receber uma requisição, não possui mais controle sobre o momento de sua execução. Para isto, esta requisição deve ser repassada a um escalonador que, ao implementar alguma política de controle de execução, determinará o momento apropriado para a execução da requisição no processador.Scheduler

30 Deve evitar escalonamentos inválidos –exige análise de operações em conflito operações que pertencem a transações diferentes transações acessam o mesmo dado pelo menos uma das operações é writeScheduler

31 Scheduler X Recovery Scheduler deve cooperar com o Recovery ! Categorias de escalonamentos considerando o grau de cooperação com o Recovery –recuperáveis X não-recuperáveis –permitem aborto em cascata X evitam aborto em cascata –estritos X não-estritos

32 Transações em SQL Uma linguagem de Manipulação de dados deve possui um construtor para especificar o conjunto de ações que constitui uma transação. Por default, todo comando individual é considerado uma transação –exemplo: DELETE FROM Pacientes exclui todas ou não exclui nenhuma tupla de pacientes, deve manter o BD consistente, etc SQL Padrão (SQL-92) –SET TRANSACTION inicia e configura características de uma transação –COMMIT [WORK] encerra a transação (solicita efetivação das suas ações) –ROLLBACK [WORK] solicita que as ações da transação sejam desfeitas

33 Principais configurações (SET TRANSACTION) –modo de acesso READ (somente leitura), WRITE (somente atualização) ou READ WRITE (ambos - default ) –nível de isolamento indicado pela cláusula ISOLATION LEVEL nível nível para uma transação T i pode assumir –SERIALIZABLE ( T i executa com completo isolamento - default ) –REPEATABLE READ ( T i só lê dados efetivados e outras transações não podem escrever em dados lidos por T i ) – pode ocorrer que T i só consiga ler alguns dados que deseja –READ COMMITTED ( T i só lê dados efetivados, mas outras transações podem escrever em dados lidos por T i ) –READ UNCOMMITTED ( T i pode ler dados que ainda não sofreram efetivação ) Transações em SQL

34 Garante que, se T A realizou commit ( encerra a transação (solicita efetivação das suas ações) ), T A não irá sofrer UNDO (desfazer uma atualização no BD) –o recovery espera sempre esse tipo de escalonamento! Um escalonamento E é recuperável se nenhuma T A em E for concluída até que todas as transações que gravaram dados lidos por T A tenham sido concluídas T1T2 read(A) A = A – 20 write(A) read(A) A = A + 10 write(A) commit( ) abort( ) escalonamento não-recuperável T1T2 read(A) A = A – 20 write(A) read(A) A = A + 10 write(A) commit( ) escalonamento recuperável Escalonamento Recuperável

35 Um escalonamento recuperável pode gerar abortos de transações em cascata – consome muito tempo de recovery ! Um escalonamento E é recuperável e evita aborto em cascata se uma T A em E só puder ler dados que tenham sido atualizados por transações que já concluíram T1T2 read(A) A = A – 20 write(A) read(A) A = A + 10 write(A) abort( )... escalonamento recuperável com aborto em cascata T1T2 read(X) A = A – 20 write(A) commit( ) read(A) A = A + 10 write(A)... escalonamento recuperável sem aborto em cascata Escalonamento sem Aborto em Cascata

36 Garante que, se T A deve sofrer UNDO, basta gravar a before image dos dados atualizados por ela Um escalonamento E é recuperável, evita aborto em cascata e é estrito se uma T A em E só puder ler ou atualizar um dado A depois que todas as transações que atualizaram A tenham sido concluídas T1T2 read(A) A = A – 20 write(A) read(B) A = B + 10 write(A) commit( ) abort( ) escalonamento recuperável sem aborto em cascata e não-estrito T1T2 read(A) A = A – 20 write(A) commit( ) read(B) A = B + 10 write(A) commit( ) escalonamento recuperável sem aborto em cascata e estrito Escalonamento Estrito

37 Um schedule serializável nos traz os benefícios da execução concorrente de transações sem deixar que algum erro possa ser gerado. Na prática, não se testa a serializabilidade de um schedule. Na maioria dos sistemas, o que se faz é determinar métodos que garantam a serializabilidade sem ter que testar a serializabilidade dos schedules depois de eles terem sido executados. Ao projetar esquemas de controle de concorrência, devemos mostrar que as escalas geradas por eles são serializáveis. Teoria da Serializabilidade

38 Garantia de escalonamentos não-seriais válidos Premissa – um escalonamento não-serial de um conjunto de transações deve produzir resultado equivalente a alguma execução serial destas transações T1T2 read(X) X = X – 20 write(X) read(Y) Y = Y + 20 write(Y) read(X) X = X + 10 write(X) T1T2 read(X) X = X – 20 write(X) read(X) X = X + 10 write(X) read(Y) Y = Y + 20 write(Y) execução serial execução não-serial serializável entrada: X = 50 Y = 40 entrada: X = 50 Y = 40 saída: X = 40 Y = 60 saída: X = 40 Y = 60

39 Para que dois schedules sejam equivalentes, as operações aplicadas aos dados envolvidos nos dois schedules devem ser executadas na mesma ordem nos dois schedules. Duas principais técnicas –equivalência de conflito –equivalência de visão Equivalência de Conflito – dado um escalonamento não-serial E para um conjunto de Transações T, E é serializável em conflito se E for equivalente em conflito a algum escalonamento serial E para T, ou seja, a ordem de quaisquer 2 operações em conflito é a mesma em E e E. Verificação de Serializabilidade

40 T1T2 read(X) X = X – 20 write(X) read(Y) Y = Y + 20 write(Y) read(X) X = X + 10 write(X) T1T2 read(X) X = X – 20 write(X) read(X) X = X + 10 write(X) read(Y) Y = Y + 20 write(Y) escalonamento serial E escalonamento não-serial E1 T1T2 read(X) X = X – 20 read(X) X = X + 10 write(X) read(Y) write(X) Y = Y + 20 write(Y) escalonamento não-serial E2 E1 equivale em conflito a E (o resultado final das operações será o mesmo). E2 não equivale em conflito a nenhum escalonamento serial para T1 e T2 E1 é serializável e E2 não é serializável Equivalência de Conflito - Exemplo

41 Construção de um grafo direcionado de precedência –nodos são IDs de transações –arestas rotuladas são definidas entre 2 transações T1 e T2 se existirem operações em conflito entre elas direção indica a ordem de precedência da operação –origem indica onde ocorre primeiro a operação Um grafo com ciclos indica um escalonamento não-serializável em conflito! Verificação de Equivalência em Conflito

42 T1T2 read(X) X = X – 20 write(X) read(X) X = X + 10 write(X) read(Y) Y = Y + 20 write(Y) escalonamento serializável E1 T1T2 read(X) X = X – 20 read(X) X = X + 10 write(X) read(Y) write(X) Y = Y + 20 write(Y) escalonamento não-serializável E2 T1 T2 T1 T2 Grafo de Precedência

43 dado um escalonamento não-serial E para um conjunto de Transações T, E é serializável em visão se E for equivalente em visão a algum escalonamento serial E para T, ou seja: – para toda operação read(X) de uma Tx em E, se X é lido após um write(X) de uma Ty em E (ou originalmente lido do BD), então essa mesma seqüência deve ocorrer em E; – se uma operação write(X) de uma Tk for a última operação a atualizar X em E, então Tk também deve ser a última transação a atualizar X em E. Equivalência de Visão

44 Idéia básica –enquanto cada read(X) de uma Tx ler o resultado de uma mesmo write(X) em E e E, em ambos os escalonamentos, Tx tem a mesma visão do resultado –se o último write(X) é feito pela mesma transação em E e E, então o estado final do BD será o mesmo em ambos os escalonamentos Exemplo H serial = r1(X) w1(X) c1 w2(X) c2 w3(X) c3 H exemplo = r1(X) w2(X) w1(X) w3(X) c1 c2 c3 H exemplo não é serializável em conflito, mas é serializável em visão. Serializabilidade de Visão

45 A serializabilidade de visão é menos restritiva que a serializabilidade em conflito. –um escalonamento E serializável em conflito também é serializável em visão, porém o contrário nem sempre é verdadeiro. A serializabilidade de visão é muito mais complexa de verificar que a serializabilidade em conflito. Serializabilidade em Conflito de Visão

46 Técnicas propostas (em conflito e de visão) são difíceis de serem testadas –exige que se tenha um conjunto fechado de transações para fins de verificação. Na prática –conjunto de transações executando concorrentemente é muito dinâmico! novas transações estão sendo constantemente submetidas ao SGBD para execução –logo, a serializabilidade é garantida através de técnicas (ou protocolos) de controle de concorrência que não precisam testar os escalonamentos Verificação de Serializabilidade


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