Controle de Concorrência Serializabilidade Transações Controle de Concorrência Serializabilidade

Introdução a Transações SGBD  sistema de processamento de operações de acesso ao BD. SGBDs 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. Operações são chamadas transações

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”.

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. Tx

Exemplo Seja Ti uma transação que transfere 50 dólares da conta A para conta B. Essa transação pode ser definida como: TI: read(A); A:=A-50; write(A); read(B); B:=B+50; write(B) passo a passo Leitura da Conta A: 1.000 A:=1000-50; A=950; Leitura da Conta B: 2.000 B:=2.000+50; B=2.050

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

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

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

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

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

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

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

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 tômicidade: para o mundo externo, a transação ocorre de forma indivisível. C onsistência: a transação não viola invariantes de sistema. I solamento: transações concorrentes não interferem entre si (serializable). D urabilidade: os efeitos de uma transação terminada com commit são permanentes. Commit - encerra a transação (solicita efetivação das suas ações)

Atomicidade Princípio 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

Situação Problema Suponhamos que, antes da execução da transação Ti os valores das contas A e B sejam 1.000 e 2.000 reais, respectivamente. Agora suponha que, durante a execução da transação Ti uma falha (falta de energia, falha na máquina e erros de software) aconteceu impedindo Ti 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.

Atomicidade Deve ser garantida, pois uma transação pode manter o BD em um estado inconsistente durante a sua execução. Ti (transferência bancária) Contas read(A) A.saldo = A.saldo – 50,00 write(A) read(B) B.saldo = B.saldo + 50,00 write(B) número saldo 100 1.000 200 2.000 . . . A falha! B 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.

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.

Isolamento No contexto de um conjunto de transações concorrentes, a execução de uma transação Ti deve funcionar como se Ti executasse de forma isolada Ti 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.

Isolamento T1 interfere em T2 T2 interfere em T1 escalonamento válido read(A) A = A – 50 write(A) A = A+A*0.1 read(B) B = B + 50 write(B) B = B - A T1 T2 read(A) A = A – 50 A = A+A*0.1 write(A) read(B) B = B + 50 write(B) B = B - A T1 interfere em T2 T2 interfere em T1 escalonamento válido escalonamento inválido

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

Gerência Básica de Transações Ações da Aplicação ou Usuário Ações do SGBD T1 inicia inicia ações para garantir Atomicidade de T1 T1 submete operações DML executa operações DML, garantindo Isolamento de T1, e testa RIs imediatas, com possível rollback e msg erro, para garantir Consistência de T1 T1 termina testa RIs postergadas, com possível rollback e msg erro, para garantir Consistência de T1 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. executa ações para garantir Durabilidade de T1 ROLLBACK - solicita que as ações da transação sejam desfeitas. confirma o término de T1 para a aplicação/usuário

Controle de Concorrência - Transações SGBD sistema multiusuário em geral diversas transações executando simultaneamente Garantia de isolamento de Transações 1a solução: uma transação executa por vez 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

Controle de Concorrência - Transações 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. Um schedule (escala) representa uma seqüência de operações realizadas por transações concorrentes.

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). T1 T2 read(A) A = A – 50 write(A) read(B) B = B + 50 write(B) temp:=A*0,1 A:=A – temp write (A) B:=B+temp T1 T2 read(A) A = A – 50 write(A) read(B) B = B + 50 write(B) temp:=A*0,1 A:=A – temp write (A) B:=B+temp

Controle de Concorrência - Transações Nem todas as execuções concorrentes resultam em um estado correto. Esse estado final é um estado inconsistente, pois a soma de A + B não é preservada na execução das duas transações T1 T2 read(A) A = A – 50 temp:=A*0,1; A := A –temp write(A) read(B) B = B + 50 write(B) Escala Concorrente ou execução não-serial

Scheduler 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 T1 em E aparece na mesma ordem na qual elas ocorrem isoladamente em T1” Problemas de um escalonamento não-serial mal definido (inválido) atualização perdida (lost-update) leitura suja (dirty-read)

Atualização Perdida (lost-update) Uma transação T1 grava em um dado atualizado por uma transação T2 T1 T2 read(A) A = A – 50 read(C) A = D + 10 write(A) read(B) E = A + 30 write(B) a atualização de A por T1 foi perdida!

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

Scheduler 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 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 write

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

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

Transações em SQL 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 Ti pode assumir SERIALIZABLE (Ti executa com completo isolamento - default) REPEATABLE READ (Ti só lê dados efetivados e outras transações não podem escrever em dados lidos por Ti) – pode ocorrer que Ti só consiga ler alguns dados que deseja READ COMMITTED (Ti só lê dados efetivados, mas outras transações podem escrever em dados lidos por Ti) READ UNCOMMITTED (Ti pode ler dados que ainda não sofreram efetivação)

Escalonamento Recuperável Garante que, se TA realizou commit (encerra a transação (solicita efetivação das suas ações)), TA não irá sofrer UNDO (desfazer uma atualização no BD) o recovery espera sempre esse tipo de escalonamento! Um escalonamento E é recuperável se nenhuma TA em E for concluída até que todas as transações que gravaram dados lidos por TA tenham sido concluídas T1 T2 read(A) A = A – 20 write(A) A = A + 10 commit( ) T1 T2 read(A) A = A – 20 write(A) A = A + 10 commit( ) abort( ) escalonamento recuperável escalonamento não-recuperável

Escalonamento sem Aborto em Cascata 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 TA em E só puder ler dados que tenham sido atualizados por transações que já concluíram T1 T2 read(A) A = A – 20 write(A) A = A + 10 abort( ) . . . T1 T2 read(X) A = A – 20 write(A) commit( ) read(A) A = A + 10 . . . escalonamento recuperável com aborto em cascata escalonamento recuperável sem aborto em cascata

Escalonamento Estrito Garante que, se TA 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 TA em E só puder ler ou atualizar um dado A depois que todas as transações que atualizaram A tenham sido concluídas T1 T2 read(A) A = A – 20 write(A) commit( ) read(B) A = B + 10 T1 T2 read(A) A = A – 20 write(A) read(B) A = B + 10 commit( ) abort( ) escalonamento recuperável sem aborto em cascata e não-estrito escalonamento recuperável sem aborto em cascata e estrito

Teoria da Serializabilidade 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 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” entrada: X = 50 Y = 40 T1 T2 read(X) X = X – 20 write(X) read(Y) Y = Y + 20 write(Y) X = X + 10 entrada: X = 50 Y = 40 T1 T2 read(X) X = X – 20 write(X) X = X + 10 read(Y) Y = Y + 20 write(Y) execução serial execução não-serial serializável saída: X = 40 Y = 60 saída: X = 40 Y = 60

Verificação de Serializabilidade 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.”

Equivalência de Conflito - Exemplo escalonamento serial E escalonamento não-serial E1 escalonamento não-serial E2 T1 T2 read(X) X = X – 20 write(X) read(Y) Y = Y + 20 write(Y) X = X + 10 T1 T2 read(X) X = X – 20 write(X) X = X + 10 read(Y) Y = Y + 20 write(Y) T1 T2 read(X) X = X – 20 X = X + 10 write(X) read(Y) Y = Y + 20 write(Y) 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

Verificação de Equivalência em Conflito 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!

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

Equivalência de Visão “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.”

Serializabilidade de Visão 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 Hserial = r1(X) w1(X) c1 w2(X) c2 w3(X) c3 Hexemplo = r1(X) w2(X) w1(X) w3(X) c1 c2 c3 Hexemplo não é serializável em conflito, mas é serializável em visão.

Serializabilidade em Conflito de Visão 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.

Verificação de Serializabilidade 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