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7. Control de la concurrencia. Objetivos Conocer la problemática asociada a la concurrencia de transacciones en los sistemas de bases de datos Entender el significado de la serializabilidad y su aplicación al control de la concurrencia - PowerPoint PPT Presentation
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Tema 7. Control de la concurrencia 1
7. Control de la concurrencia
Objetivos
•Conocer la problemática asociada a la concurrencia de transacciones en los sistemas de bases de datos
•Entender el significado de la serializabilidad y su aplicación al control de la concurrencia
•Comprender algunas técnicas para el control de la concurrencia empleadas por los sistemas gestores de bases de datos
Tema 7. Control de la concurrencia 2
7. Control de la concurrencia
Contenidos
1. Introducción y problemas de la concurrencia2. Serializabilidad 3. Técnicas de control de la concurrencia4. Granularidad de datos
Tema 7. Control de la concurrencia 3
Bibliografía
[CB 2005] Connolly, T.; Begg C.: Sistemas de bases de datos. 4ª Edición. Pearson Educación. Addison Wesley. (Cap. 20)
[EN 2002] Elmasri, R.; Navathe, S.B.: Fundamentos de Sistemas de Bases de Datos. 3ª Edición. Addison-Wesley. (Cap. 19 y 20)
[EN 1997] Elmasri, R.; Navathe, S.B.: Sistemas de bases de datos. Conceptos fundamentales. 2ª Edición. Addison-Wesley Iberoamericana. (Cap. 17 y 18)
7. Control de la concurrencia
Tema 7. Control de la concurrencia 4
• Los sistemas de bases de datos, según el número de usuarios que pueden utilizarlos de forma concurrente, se clasifican en sistemas monousuario y multiusuario
• Varios usuarios pueden usar un mismo equipo a la vez gracias a la multiprogramación: el computador puede procesar al mismo tiempo varias transacciones– Si el equipo tiene varias CPU, es posible el procesamiento
simultáneo (paralelo) de transacciones
– Si sólo hay una CPU, el SO de multiprogramación reparte el tiempo de CPU entre las transacciones: ejecución concurrente intercaladamodelo que supondremos
7.1 Introducción…
Tema 7. Control de la concurrencia 5
• Varias transacciones introducidas por usuarios, que se ejecutan de manera concurrente, pueden leer/modificar los mismos elementos almacenados en la base de datos
• Razones para permitir la concurrencia:– Aumentar la productividad: número de transacciones
ejecutadas por minuto.– Aumentar la utilización de la CPU (menos tiempo ociosa) y
Control del disco.– Reducir el tiempo medio de respuesta de transacciones (las
‘pequeñas’ no esperan a las ‘grandes’).
7.1 Introducción…
Tema 7. Control de la concurrencia 6
• ... porque pueden surgir problemas si las transacciones concurrentes se ejecutan de manera no controlada
• Ejemplo sencillo:sistema de bases de datos que permite hacer y anular reservas de plazas en vuelos de diferentes compañías aéreas.– Se almacena un registro por cada vuelo, que incluye,
entre otras cosas, el número de asientos reservados en el vuelo
– Sean dos transacciones T1 y T2 concurrentes: T1 transfiere N reservas realizadas en un vuelo X a otro
vuelo Y
T2 reserva M plazas en el vuelo X
7.1 … y problemas de la concurrencia
¿Por qué es necesario el control de la concurrencia?
Tema 7. Control de la concurrencia 7
7.1 … y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrenciaTransacción T1
leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
Transacción T2leer_elemento(X);X:= X+M;escribir_elemento(X);
• Aunque las transacciones pueden ser perfectamente correctas en sí mismas, la ejecución concurrente de T1 y T2 puede producir un resultado incorrecto, debido a la intercalación de sus operaciones, poniendo en cuestión la integridad y la coherencia de la base de datos
Tema 7. Control de la concurrencia 8
• La actualización perdida– T1 y T2 que acceden a los mismos datos, tienen sus
operaciones intercaladas de modo que hacen incorrecto el valor de algún dato
7.1 … y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
T1leer_elemento(X);X:= X-N;
escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);X:= X+M;
escribir_elemento(X);
El elemento X tiene un valor incorrecto porque su
actualización por T1 se ‘perdió’ (se sobreescribió)
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.1 … y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
T1leer_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)
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.1 … 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);
T3suma:=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)
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.1 … y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
T1leer_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
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 Serializabilidad
Motivación
Planificación A
T1leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);X:= X+M;escribir_elemento(X);
Planificación B
T1
leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
T2leer_elemento(X);X:= X+M;escribir_elemento(X);
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 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
Planificación C: actualización perdida!
T1leer_elemento(X);X:= X-N;
escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);X:= X+M;
escribir_elemento(X);
Planificación D: correcta!
T1leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);X:= X+M;escribir_elemento(X);
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 Serializabilidad
Planificación de transacciones
Tema 7. Control de la concurrencia 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 ;
7.2 Serializabilidad
Planificación de transacciones
operación abreviatura
leer_elemento l
escribir_elemento e
commit c
rollback r
Tema 7. Control de la concurrencia 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 transaccionesPA: 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)
7.2 Serializabilidad
Planificación serie
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 Serializabilidad
Planificación no serie
Este es el objetivo de la Serializabilidad
KO
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 Serializabilidad
Planificación serializable
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 Serializabilidad
Equivalencia por conflictos
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 Serializabilidad
Equivalencia por conflictos
Tema 7. Control de la concurrencia 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 ;
7.2 Serializabilidad
Planificación serializable por conflictos
¡Es una planificación serie! PD es serializable
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 Serializabilidad
Detección de la serializabilidad por conflictos
Tj Tk
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.2 Serializabilidad
Detección de la serializabilidad por conflictos (y 2)
T1 T2PA
T1 T2PB
T1 T2
PC
T1 T2PD
Tema 7. Control de la concurrencia 24
Planificación E
7.2 Serializabilidad
Ejemplo de planificación no serializableTransacción T1leer_elemento(X);escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);escribir_elemento(Y);
Transacción T2leer_elemento(Z);leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y);leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
Transacción T3leer_elemento(Y);leer_elemento(Z);escribir_elemento(Y);escribir_elemento(Z);
T1
leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);escribir_elemento(Y);
T2leer_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);
T1 T2
Y
X
T3
Y,ZY
Hay dos ciclos:T1→T2→T1 y
T1→T2→T3→T1
Tema 7. Control de la concurrencia 25
Planificación F
7.2 Serializabilidad
Ejemplo de planificación serializableTransacción T1leer_elemento(X);escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);escribir_elemento(Y);
Transacción T2leer_elemento(Z);leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y);leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
Transacción T3leer_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);
T3leer_elemento(Y);leer_elemento(Z);
escribir_elemento(Y);escribir_elemento(Z);
T1 T2X,Y
T3
Y,ZY
La planificación serie
equivalente es T3 → T1 → T2
Tema 7. Control de la concurrencia 26
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)
Planificación P (ordenamiento de las operaciones)
• Carga del sistema• Momento de introducción de las transacciones• Prioridades de los procesos ...
Planificador deTareas del SO
7.2 Serializabilidad
Aplicaciones de la serializabilidad
Es necesario encontrar técnicas que garanticen la serializabilidad, sin tener que verificar a posteriori
¡¡enfoque muy poco práctico!!
Parece, pues, que habría que comprobar si P es serializable una vez ejecutadas las transacciones incluidas en P...Ejecución de
Transacciones
NOSI
OK
Cancelar el efecto de P
reintentar
¿P serializable?
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Tema 7. Control de la 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
Tema 7. Control de la concurrencia 29
Reglas de uso de los bloqueos1. 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 T3. 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
Tema 7. Control de la concurrencia 32
• El uso de bloqueos para la programación de transacciones no garantiza la serializabilidad de las planificaciones
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
Planificación G
T4bloquear_lectura(Y);leer_elemento(Y);desbloquear(Y);
bloquear_escritura(X);leer_elemento(X);X:=X+Y;escribir_elemento(X);desbloquear(X);
T5
bloquear_lectura(X);leer_elemento(X);desbloquear(X);bloquear_escritura(Y); leer_elemento(Y);Y:=X+Y;escribir_elemento(Y);desbloquear(Y);
Transacción T4bloquear_lectura(Y);leer_elemento(Y);desbloquear(Y);bloquear_escritura(X);leer_elemento(X);X:=X+Y;escribir_elemento(X);desbloquear(X);
Transacción T5bloquear_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=30Resultados de las planificaciones serie:T4→T5: X=50, Y=80T5→T4: X=70, Y=50
Resultado de la planificación G:X=50, Y=50 (No serializable!)
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo: Bloqueo en dos fases
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 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);
Tema 7. Control de la concurrencia 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)
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Bloqueo en dos fases
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 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 completadoplanificación 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
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
El problema del interbloqueo
T6bloquear_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 bloqueosAsí, el resto de transacciones podrá continuar su ejecución
– Reiniciar automáticamente las transacciones abortadas
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
El problema del interbloqueo
Tema 7. Control de la concurrencia 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 prácticaPero puede hacer que sean abortadas y reiniciadas
transacciones que en realidad no están en un interbloqueo
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Temporizaciones de bloqueos
Tema 7. Control de la concurrencia 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 - Morirsi MT(Tj) < MT(Tk) entonces Tj puede esperarsi 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Prevención de interbloqueos
Tema 7. Control de la concurrencia 41
• Algoritmo Herir - Esperarsi 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Prevención de interbloqueos
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos
Tj Tk
XTj Tk
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos: el problema de la inanición
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.3 Técnicas de control de concurrencia
El problema del bloqueo indefinido
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.4 Granularidad de datos
Elementos de bases de datos y granularidad
Tema 7. Control de la concurrencia 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
7.4 Granularidad de datos
Elección del tamaño adecuado del elemento de datos
Tema 7. Control de la concurrencia 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 ...
Tema 7. Control de la concurrencia 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)
Tema 7. Control de la concurrencia 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)
Tema 7. Control de la concurrencia 52
SQL-92
• Si alguna transacción se ejecuta en algún nivel menor al SERIALIZABLE, la seriabilidad puede ser incumplida:
Nivel de aislamientoLectura sucia
Lectura norepetible
Lecturafantasma
READ UNCOMMITED Sí Sí Sí
READ COMMITED No Sí Sí
REPEATABLE READ No No Sí
SERIALIZABLE No No No
Si el sistema soporta niveles distintos a SERIALIZABLE, debería proporcionar facilidades de control explícito de la concurrencia (sentencias LOCK y UNLOCK…)
Tema 7. Control de la concurrencia 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)
Tema 7. Control de la concurrencia 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
Tema 7. Control de la concurrencia 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
Tema 7. Control de la concurrencia 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)