Controle distribuído de concorrência

Apresentação em tema: "Controle distribuído de concorrência"— Transcrição da apresentação:

1 Controle distribuído de concorrência
Dennis Williams e Wanderson de Lima

2 Roteiro Introdução Três problemas de concorrência
Teoria da Serializabilidade Taxonomia dos mecanismos de controle de concorrência Bloqueios Algoritmos baseados em TO Algoritmos otimistas Gerenciamento de impasses Controle de concorrência Relaxado Conclusão Bloqueios são algoritmos que se baseiam em acesso mutuamente exclusivo em um dado compartilhado Timbre de hora são protocolos(conjunto de regras) que tentam ordenar a execução de transações Gerenciamento vai falar da prevenção, anulação, detecção e resolução de impasses

3 Introdução Os SGBDs permitem que muitas transações tenham acesso ao mesmo banco de dados ao mesmo tempo Através da concorrência, é possível obter uma melhor vazão do SGBD É necessário um mecanismo para garantir o isolamento das transações e a consistência do BD As medidas mais usadas para avaliar o desempenho de um SGBD são a vazão e o tempo de resposta. A vazão (throughput) é uma medida de produtividade que corresponde à quantidade de trabalho executada pelo sistema durante um dado período de tempo. O tempo de resposta é o tempo de processamento das requisições submetidas ao sistema.

4 Três problemas de concorrência
Atualização perdida T1 T2 Read(X) X=X-M X=X+M Write(X) O elemento X tem um valor incorreto porque sua atualização por T1 se perdeu Tempo

5 Três problemas de concorrência
Leitura Suja T1 T2 Read(X) X=X-M Write(X) X=X+M Rollback A transação T1 falha e deve voltar o valor de X ao seu valor antigo, porém T2 já leu o valor incorreto de X Tempo

6 Três problemas de concorrência
Análise inconsistente T1 T2 Soma=0 Read(A) Soma=Soma+A Read(X) X=X-N Write(X) Soma=Soma+X Read(Y) Soma=Soma+Y Y=Y+N Write(Y) T1 lê X depois de subtrair de N e lê Y depois de somar N, portanto efetuou uma análise inconsistente Tempo

7 Teoria da Serializabilidade
Um escalonamento S de n transações T1,T2,..,TN é um ordenamento para as operações das transações sujeito a restrição de que, para cada transação Ti que participe em S, as operações de Ti em S devem aparecer na mesma ordem que ocorrem em em Ti. As operações de outras transações Tj podem se intercalar com as operações de Ti em S Se, em um escalonamento S, as operações de todas as transações não estão intercaladas, então o escalonamento é serial Serial -> (isto é, as operações de cada transação ocorrem consecutivamente) Serial -> limita a concorrência e e correta

8 Teoria da Serializabilidade
Considere as três transações a seguir: T1: T2: T3: Read(X) Write(X) Read(X) Write(X) Write(Y) Read(Y) Commit Read(Z) Read(Z) Commit Commit O escalonamento S = {W2(X), W2(Y), R2(Z), C2, R1(X), W1(X), C1, R3(X), R3(Y), R3(Z), C3} é serial É serial, pois toda operação de T2 é executada antes de todas as operações de T1, e todas as operações de T1 são executadas antes de todas as operações de T3 Existem n! escalonamentos possiveis de n transações

9 Teoria da Serializabilidade
Duas operações Oij(X) e Okl(X) estão em conflito se tem acesso a mesma entidade de banco de dados X e se uma das operações é uma operação de gravação Dois escalonamentos S1 e S2 definidos sobre o mesmo conjunto de transações são ditos equivalentes em conflito se, para cada par de operações conflitantes Oij(X) e Okl(X) (i≠k) sempre que Oij <1 Okl então Oij <2 Okl

10 Teoria da Serializabilidade
Considere os dois escalonamentos a seguir: S = {W2(X), W2(Y), R2(Z), C2, R1(X), W1(X), C1, R3(X), R3(Y), R3(Z), C3} S’ = {W2(X), R1(X), W1(X), C1, R3(X), W2(Y), R3(Y), R2(Z), C2, R3(Z), C3} S e S’ são equivalentes em conflito 5 conflitos

11 Teoria da Serializabilidade
Um escalonamento é serializável se e somente se ele é equivalente de conflitos com um escalonamento serial A principal função de um controle de concorrência é gerar um escalonamento serializável para a execução de transações pendentes Como S é serial e S’ é equivalente de conflitos a S, então S’ é serializável

12 Teoria da Serializabilidade
O escalonamento da execução da transação em cada site é chamando escalonamento local Em BDD não replicados, se cada escalonamento local for serializável, sua união (chamada escalonamento global) é serializável, desde que as ordens de serialização local sejam idênticas Se o BDD for replicado é possível que os escalonamentos locais sejam serializáveis, mas a consistência mútua do BD pode estar comprometida

13 Teoria da Serializabilidade
Considere dois sites e um item de dado (X) que é duplicado em ambos os sites. Além disso, considere as transações a seguir: T1: T2: Read(X) Read(X) X = X + 5 X = X * 10 Write(X) Write(X) Commit Commit S1 = {R1(X), W1(X), C1, R2(X), W2(X), C2} S2 = {R2(X), W2(X), C2, R1(X), W1(X), C1} Os dois escalonamentos são seriais. Se X=1, então S1 gera como saída 60 e S2 gera como saída 15 e a consistência mútua dos dois BDs é violada

14 Teoria da Serializabilidade
Os escalonamentos que podem manter a consistência mútua são chamados serializáveis de cópia única e atendem às seguintes condições: Cada escalonamento local deve ser serializável Duas operações conflitantes devem estar na mesma ordem relativa em todos os escalonamentos locais em que elas aparecem juntas Nos BDD que estão replicados, a tarefa de assegurar a serializabilidade de cópia única em geral é do protocolo de controle de réplicas

15 Taxonomia dos mecanismos de controle de concorrência

16 Taxonomia dos mecanismos de controle de concorrência
Algoritmos pessimistas sincronizam a execução concorrente mais cedo em seu ciclo de execução A visão pessimista é a de que muitas transações entrarão em conflito entre si Algoritmos otimistas atrasam a sincronização das transações até seu término A visão otimista é a de que não haverá um número muito de transações que entram em conflito entre si

17 Bloqueios A ideia de bloqueio é que quando uma transação necessita de uma garantia que um objeto no qual está interessada não mudará de algum modo enquanto a transação estiver ativa, então a transação adquire um bloqueio sobre o objeto Desse modo, a transação é capaz de executar seu processamento tendo a certeza de que o objeto adquirido permanecerá em um estado estável durante o tempo que a transação desejar

18 Bloqueios Bloqueio de modo múltiplo Tipos de bloqueio Operações
Bloqueio de leitura(rl – read lock) Bloqueio de gravação(wl – write lock) Operações read_lock(x) write_lock(x) unlock(x)

19 Bloqueios Regras: Se uma transação A mantiver um bloqueio de gravação sobre uma unidade de bloqueio X, então uma solicitação de bloqueio de uma transação distinta B sobre X será negada Se uma transação A mantiver um bloqueio de leitura sobre uma unidade de bloqueio X, então: Uma solicitação de uma transação distinta B de bloqueio de gravação sobre X será negada Uma solicitação de uma transação distinta B de bloqueio de leitura sobre X será concedida

20 Bloqueios As regras podem ser resumidas por meio de uma matriz de compatibilidade de tipos de bloqueio Dois modos de bloqueios são compatíveis se duas transações que acessam o mesmo item de dados podem obter esses bloqueios sobre esse item de dados ao mesmo tempo RLi(X) WLi(X) COMPATÍVEL NÃO COMPATÍVEL

21 Bloqueios Protocolo de acesso a dados
Uma transação que deseja ler um item de bloqueio X tem de adquirir um bloqueio de leitura sobre X Uma transação que deseja gravar um item de bloqueio X deve adquirir um bloqueio de gravação sobre X

22 Bloqueios O SGBD deve se encarregar de gerenciar os bloqueios. Assim, o usuário não precisa especificar quando e como os dados devem ser bloqueados Em sistemas baseados em bloqueio, o escalonador é um gerenciador de bloqueio e ele se comunica com o gerenciador de transação para estabelecer ou não o bloqueio e passar a operação ao processador de dados Gerenciador de transação informa se o bloqueio é de leitura ou gravação, item acessado, ID da transação

23 Bloqueios Considere as duas transações e um escalonamento gerado pelo bloqueio descrito anteriormente: T1: T2: Read(X) Read(X) X=X+1 X=X*2 Write(X) Write(X) Read(Y) Read(Y) Y=Y-1 Y=Y+2 Write(Y) Write(Y) Commit Commit Se X=50 e Y=20, então S gera como saída X=102 e Y=38 se T1 for executada antes de T2 e X=101 e Y=39 se T2 for executada antes de T1 S = {wl1(X), R1(X), W1(X), lr1(X), wl2(X), R2(X), W2(X), lr2(X), wl2(Y), R2(Y), W2(Y), lr2(Y), C2, wl1(Y), R1(Y), W1(Y), lr1(Y), C1} S não é um escalonamento serializável

24 Bloqueios Como as operações de bloqueio e liberação não são coordenadas, ele pode gerar escalonamentos não serializáveis Para garantir a serializabilidade é necessário usar o bloqueio de duas fases ou 2PL(two-phase locking) A regra do bloqueio de duas fases é que nenhum bloqueio deve ser adquirido pela transação após ela liberar um de seus bloqueios

25 Bloqueios As duas fases do 2PL são:
Fase de crescimento ou expansão Fase de contração ou encolhimento Pode sofrer deadlock ou rollback em cascata

26 Bloqueios Bloqueio de duas fases com rollback em cascata
Se T5 for abortada depois do passo read(A) da transação T7 ocasiona o rollback em cascata de T6 e T7

27 Bloqueios Bloqueio de duas fases sofrendo deadlock
T3 já mantém um bloqueio de gravação sobre B e T4 solicita um bloqueio de leitura sobre B. Analogamente, T4 já mantém um um bloqueio de leitura sobre B e T3 está solicitando um bloqueio de gravação sobre A

28 Bloqueios Bloqueio de duas fases estrito
Libera todos os bloqueios juntos quando a transação termina(consolida ou aborta) Evita rollbacks em cascata, mas pode sofrer deadlock

29 Bloqueios Refinamento no bloqueio de duas fases
Conversão de bloqueio de leitura para escrita Chamado de promoção ou upgrade Só pode ocorrer durante a fase de crescimento Conversão de bloqueio de escrita para leitura Chamado de rebaixamento ou downgrade Só pode ocorrer durante a fase de contração

30 Bloqueios Considere o escalonamento abaixo:
S = {W1(X), R2(X), R3(Y), W1(Y)} S não é permitido pelo 2PL, pois T1 precisaria obter um bloqueio de gravação sobre Y depois de liberar seu bloqueio de gravação sobre X Portanto, o 2PL ele não permite obter todos os escalonamentos que são serializáveis de conflito

31 Bloqueios 2PL centralizado
Um dos sites é designado como site primário é ele responsável pelo armazenamento das tabelas de bloqueio para todo o banco de dados, assim como concessão de bloqueios as transações Os gerenciadores de transação dos outros sites se comunicam com o gerenciamento de bloqueio centralizado Gargalo em torno do site central, menor confiabilidade devido a falha no site central Algoritmos baseados em bloqueios podem ser divididos de acordo com os locais em que as atividades de gerenciamento de bloqueios são executadas Apenas o centralizado tem gerenciador de bloqueio

32 Bloqueios 2PL centralizado

33 Bloqueios 2PL de cópia primária
Uma das cópias(se houver várias) é escolhida como cópia primária e essa cópia tem de ser bloqueada para propósito de acessar essa unidade específica Por exemplo, se a unidade de bloqueio X é replicada nos sites 1,2,3 e 1 é o site primário para X, a transação deve obter bloqueio em 1 para poder acessar uma cópia de x Se x não tiver cópia, então a responsabilidade pelo gerenciamento de bloqueio fica entre diversos sites Em relação ao 2PL centralizado, a única mudança é que os locais de cópias primárias têm de ser definidas para cada item de dados, antes de se enviar uma solicitação de bloqueio ou desbloqueio ao gerenciador de bloqueio

34 Bloqueios 2PL distribuído
A tarefa de gerenciamento de bloqueio é compartilhada por todos os sites de uma rede Cada escalonador local é responsável pelas unidades de bloqueio locais a esse site Em relação ao 2PL centralizado, a primeira mudança é que as solicitações de bloqueios são solicitadas aos gerenciadores de bloqueio de todos os sites participantes A segunda mudança é que as operações são repassadas pelos gerenciadores de bloqueio participantes No exemplo anterior, as entidades que acessam X tem de obter bloqueios em todos os três sites

35 Bloqueios 2PL distribuído

36 Algoritmos Baseados em TO
Algoritmos que tentam não manter a serializabilidade baseada em exclusão mútua. Atribuição de um timbre de hora (timestamp) ts(Ti) a cada transação Ti. Timbre de Hora: Identificador de cada transação de forma exclusiva. Propriedades: exclusividade e caráter monotônico.

37 Algoritmos Baseados em TO
Atribuição de timbres de hora: Uso de contadores globais. Uso de contadores locais. Identificação por: <contador local, identificador de site>. Clock do sistema. Regra de TO: “Dada duas operações conflitantes Oij e Okl, que pertencem respectivamente às transações Ti e Tk, Oij só será executada antes de Okl se e somente se ts(Ti) < ts(Tk)”.

38 Algoritmos Baseados em TO
Um escalonador que impõe a regra de TO verifica cada nova operação que chega. Pode existir uma situação em que as operações chegam ao escalonador numa sequência desordenada. Atribuir a cada item de dados dois timbres de hora: Leitura (rts(x)) Gravação (wts(x))

39 Algoritmos Baseados em TO
Algoritmo Básico de TO: O gerenciador de transações fica no aguardo Se aparece uma operação do BD, verifica se: Está no início de uma transação Atribui um timbre de hora à transação. É leitura/escrita Envia a operação e seu timbre de hora ao escalonador do site. É abort/commit Envia a operação ao escalonador. Se a operação foi rejeitada pelo escalonador: Aborta a transação, reinicia e atribui um novo timbre de hora a ele. Se a operação foi realizada com sucesso, informar ao usuário.

40 Algoritmos Baseados em TO
Algoritmo do Escalonador: O escalonador fica no aguardo Armazena os valores de rts(x) e wts(x) iniciais. Se aparece uma operação, verifica se: É leitura, verifica se ts(T) > rts(x): Envia ao processador de dados e atribui rts(x) <= ts(T). É escrita, verifica se ts(T) > wts(x) e se ts(T) > wts(x): Envia ao processador de dados. Atribui rts(x) <= ts(T) e wts(x) <= ts(T). É commit: É abort: Identifica os itens de dados acessados por T. Redefine os valores inicias de rts(x) e wts(x).

41 Algoritmos Baseados em TO
O escalonador garante que a transação pode ser executada em outra oportunidade, caso tenha sido rejeitada anteriormente. Isso pode ocorrer muitas vezes. Podem ocorrer em sites que estão desativados há muito tempo. Pode-se usar contadores sincronizados ou clocks como alternativas.

42 Algoritmos Baseados em TO
Algoritmos de TO Conservadores: Usados para reduzir essas probabilidades de reinicializações. Atrasam as operações até que nenhuma das operações do escalonador tenham um timbre de hora menor do que o da transação. Abordagem: Cada escalonador possui uma fila para cada gerenciador de transações do sistema. O escalonador de um site i pode armazenar operações que recebe do gerenciador de transações do site j.

43 Algoritmos Baseados em TO
Algoritmos de TO Conservadores:

44 Algoritmos Baseados em TO
Algoritmos de TO Conservadores: Esse esquema reduz o número de reinicializações, mas não garante a eliminação delas. Existem algoritmos extremamente conservadores que só admitem uma operação no processador de dados se em todas as filas de cada escalonador houvesse ao menos uma operação.

45 Algoritmos Baseados em TO
Algoritmo de TO de várias versões: Cada operação de gravação cria uma versão do item de dados. Cada versão do item de dados é marcada pelo timbre de hora da transação que a cria. Ele processa cada transação em um estado do banco de dados.

46 Algoritmos Otimistas Algoritmos pessimistas: Algoritmos otimistas:

47 Algoritmos Otimistas Nos algoritmos otimistas, os timbres de hora estão associados apenas as transações e não a itens de dados. Os timbres de hora são atribuídos no início da validação. O algoritmo que será discutido foi proposto em [Kung e Robinson, 1981] e estendido para SGBD's distribuídos [Ceri e Owicki, 1982].

48 Algoritmos Otimistas Cada transação é subdividida em várias subtransações. Seja Tij uma subtransação de Ti executada no site j. A validação local de Tij é feita de acordo com as regras a seguir, que são mutuamente exclusivas: Se todas as transações Tk tal que ts(Tk) < ts(Tij) tiverem completado a fase de gravação antes de Tij iniciar sua fase leitura: A validação terá sucesso porque estarão em ordem sequencial. Se houver qualquer transação Tk tal que ts(Tk) < ts(Tij) que complete a fase de gravação antes de Tij concluir sua fase leitura: A validação terá sucesso se ws(Tk)^rs(Tij) = 0. Se houver qualquer transação Tk tal que ts(Tk) < ts(Tij) que complete a fase de leitura antes de Tij concluir sua fase leitura: A validação terá sucesso se ws(Tk)^rs(Tij) = 0 e ws(Tk)^ws(Tij) = 0

49 Algoritmos Otimistas

50 Algoritmos Otimistas É preciso assegurar a consistência global, para garantir a regra de consistência mútua. Não há um algoritmo otimista para isso. A transação é validada em termos globais se todas as transações a precedem numa ordem terminam.

51 Algoritmos Otimistas Vantagens: Desvantagens:
Quando os conflitos são raros, o algoritmo otimista comporta-se melhor que o algoritmo de bloqueio. Possibilitam alto nível de concorrência. Desvantagens: Alto custo de armazenamento. Uma transação pode falhar repetidamente na validação.

52 Gerenciamento de Impasses
Ocorrem em situações de exclusão mútua ao acesso de recursos compartilhados. E as transações podem esperar em bloqueios. É uma situação permanente. WFG (Wait for Graph). Grafo orientado que representa o relacionamento entre as transações. Os nós desse grafo representam as relações concorrentes do sistema.

53 Gerenciamento de Impasses
Formação de um WFG é mais complicada em sistemas distribuídos. LWFG e GWFG.

54 Gerenciamento de Impasses
Métodos para tratamento de Impasses: Prevenção Anulação Detecção e Resolução de Impasses

55 Gerenciamento de Impasses
Prevenção: O gerenciador de transações verifica da possibilidade de um impasse por uma transação. Para executar essa verificação é preciso que os itens de dados sejam declarados previamente. Vantagens: Redução de sobrecarga na avaliação de uma transação. Útil para sistemas que não desfazem processos. Desvantagens: É difícil saber com exatidão quais itens de dados serão acessados por uma transação.

56 Gerenciamento de Impasses
Anulação: São métodos mais adequados que a prevenção. Envolve técnicas de controle de concorrência ou exigem que os escalonadores detectem a possibilidade do impasse. A forma mais simples de resolver impasses: ordenar os recursos e insistir que cada processo solicite acesso aos recursos nessa ordem. Unidades de bloqueio são ordenadas. Pode haver ordenação local ou global.

57 Gerenciamento de Impasses
Anulação: Uma abordagem é utilizar timbres de hora. Se a transação Ti é negada, então o gerenciador de bloqueio não força Ti a esperar. Mas aplica um teste de prevenção na transação que solicita (Ti) e na transação que mantém bloqueio (Tj). Se aprovada Ti, espera por Tj, senão será abortada.

58 Gerenciamento de Impasses
Detecção e Resolução de Impasses: É feita pela seleção de transações que serão abortadas para romper os ciclos GWFG. É preciso avaliar alguns fatores: A quantidade de esforço investido na transação. O custo de abortar uma transação. A quantidade de esforço necessária para concluir a execução da transação. O número de ciclos que contém a transação.

59 Gerenciamento de Impasses
Detecção e Resolução de Impasses: Detecção Centralizada: Um site é o responsável por detectar os impasses para todo o sistema. Cada site envia seu LWFG ao detector de impasses, que forma os GWFG e procura os ciclos nesse grafo. Comunicação x atraso. Detecção Hierárquica: Os sites são dispostos em níveis. Cada site envia seu LWFG ao nível superior, até o nó raiz.

60 Gerenciamento de Impasses
Detecção e Resolução de Impasses: Detecção Distribuída: Cada site será responsável por detectar os impasses. No entanto, cada um deles comunica os WFG locais. Como cada site recebe os ciclos de impasses potenciais de outros sites, as arestas responsáveis são adicionadas aos WFG locais. As arestas representam que as transações locais estão esperando por transações remotas e vice-versa. Ciclos envolvendo as arestas externas deverão ser comunicadas aos outros detectores de impasses.

61 Gerenciamento de Impasses
Detecção e Resolução de Impasses:

62 Controle de Concorrência Relaxado
Algoritmos que não usam da serializabilidade como critério de correção. Escalonamento não serializável Transações Aninhadas

63 Controle de Concorrência Relaxado
Escalonamento não serializável: Utilizado em casos onde o escalonamento é restrito para certas aplicações. Baseia-se no uso da observação intuitiva. Atomicidade Semântica Relativa: Agrupar transações em classes, baseado em suas etapas. As transações de mesma classe são compatíveis e podem ser intercaladas.

64 Controle de Concorrência Relaxado
Transações Aninhadas: Fechadas: O controle de concorrência de transações aninhadas é muito similar a da baseada em bloqueios. As transações aninhadas "relaxam" a durabilidade e o isolamento. Abertas: Os bloqueios mantidos por uma subtransação são liberados logo que ela se consolida ou aborta.

65 Conclusão O mecanismo distribuído do controle de concorrência de um SGBD distribuído deve garantir a consistência do banco. Os algoritmos de controle de concorrência visam tornar o SGBD distribuído em uma ferramenta confiável em um ambiente não confiável. No geral, os algoritmos de controle de concorrência são de difícil implementação na prática. O estudo de desempenho dos algoritmos estudados é algo que carece de maiores aprofundamentos.