Transações Controle de Concorrência Serializabilidade

TransaçõesTransaçõesControle de Concorrência

Serializabilidade

Introdução a TransaçõesIntrodução a Transações

• SGBD sistema de processamento de operações de acesso ao BD.

• SGBDs são em geral multi-usuáriosmulti-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 transaçõestransações

TransaçãoTransação

• 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”.

TransaçãoTransação

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

ExemploExemplo

• 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 passoLeitura 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 TransaçãoEstados 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 Transição de Estados de uma TransaçãoTransação

Ativa

Em Processo de Efetivação

Efetivada

Em Processo de Aborto

Concluída

iniciartransação

finalizartransação

transação deveser desfeita

conclusãoda transaçãocom sucesso

encerramentocom sucesso

conclusãoda transaçãosem sucesso

reads e writes

encerramentosem sucesso

Ativa


Efetivada


Concluída

iniciartransaçã

ofinalizar

transação





transação deveser desfeita• estado inicial de toda

transação selecionada para execução• enquanto ativa, uma transação executa uma ou mais operações read e write

reads e writes


encerramentosem sucessoAtiva


Efetivada


Concluída

iniciartransação






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)


Ativa


Efetivada


Concluída

iniciartransação






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 buffersem disco




Ativa


Efetivada


Concluída

iniciartransação


transação deve

ser desfeita conclusãoda transaçãocom sucesso



reads e writes

• entra nesse estado se não puderprosseguir 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)


encerramentosem sucessoAtiva


Efetivada


Concluída

iniciartransação






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


Propriedades de uma TransaçãoPropriedades de uma Transação

• Para assegurar integridade dos dados, exigimos que o sistema de banco de dados mantenham as seguintes propriedades das transações: ACID

• AA tômicidade: para o mundo externo, a transação ocorre de forma indivisível.

• CC onsistência: a transação não viola invariantes de sistema.

• II solamento: transações concorrentes não interferem entre si (serializable).

• DD urabilidade: os efeitos de uma transação terminada com commit são permanentes.

Commit - encerra a transação (solicita efetivação das suas ações)

AtomicidadeAtomicidade

• Princípio do “Tudo ou Nada”“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 ProblemaSituação 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.

AAtomicidadetomicidade

• Deve ser garantida, pois uma transação pode manter o BD em um estado inconsistente durante a sua execução.

read(A)A.saldo = A.saldo – 50,00write(A)read(B)B.saldo = B.saldo + 50,00write(B)

Ti (transferência bancária)

número

saldo

100 1.000

200 2.000

. . .

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.

CConsistênciaonsistência

• Uma transação sempre conduz o BD de um estado consistente para outro estado também consistente

• Responsabilidade do programador da aplicação que codifica a transação.

IIsolamentosolamento

• 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.

IIsolamentosolamento

T1 T2

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)

T1 T2

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 válido escalonamento inválido

T1 interfere em T2

T2 interfere em T1

DDurabilidade ou urabilidade ou PersistênciaPersistência

• 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 Gerência Básica de TransaçõesTransações

T1 inicia

Ações da Aplicação ou Usuário Ações do SGBD

inicia ações paragarantir Atomicidade de T1

T1 submeteoperações 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

executa ações paragarantir Durabilidade de T1confirma o término de T1

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.

Controle de Concorrência - Controle de Concorrência - TransaçõesTransações

• SGBDSGBD– sistema multiusuário em geral

• diversas transações executando simultaneamente

• Garantia de isolamentoisolamento de Transações– 1a solução: uma transação executa por vez

• EscalonamentoEscalonamento serialserial 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

• 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 scheduleschedule (escala) representa uma seqüência de operações realizadas por transações concorrentes.


T1 T2

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)


• 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)

read(A)

temp:=A*0,1

A:=A – temp

write (A)

read(B)

B:=B+temp

write(B)

• Nem todas as execuções concorrentes resultam em um estado correto.

• Esse estado final é um estado inconsistenteinconsistente, pois a soma de A + B não é preservada na execução das duas transações

T1 T2

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 Escala Concorrente ou execução não-serialnão-serial


• 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)

SchedulerScheduler

• 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)

write(A)

E = A + 30

write(B)

a atualização de A por T1 foi perdida!

Atualização PerdidaAtualização Perdida ((lost-lost-updateupdate))

• T1 atualiza um dado A, outras transações posteriormente lêem A, e depois T1 falha

T1 T2

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!

LeituraLeitura SujaSuja (dirty-readdirty-read)

Neste ponto, a transação T1 falha e deve retornar o valor de A para o seu valor antigo;

• 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.

SchedulerScheduler

• 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

SchedulerScheduler

Scheduler X RecoveryScheduler 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 SQLTransações 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

• 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)

Transações em SQLTransações em SQL

• 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)

read(A)

A = A + 10

write(A)

commit( )

abort( )

escalonamento

não-recuperável

T1 T2

read(A)

A = A – 20

write(A)

read(A)

A = A + 10

write(A)

commit( )

commit( )

escalonamentorecuperável

Escalonamento RecuperávelEscalonamento Recuperável

• 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)

read(A)

A = A + 10

write(A)

abort( ) . . .


com aborto emcascata

T1 T2

read(X)

A = A – 20

write(A)

commit( )

read(A)

A = A + 10

write(A)

. . .


sem aborto emcascata

Escalonamento sem Aborto em Escalonamento sem Aborto em CascataCascata

• 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 concluídasT1 T2

read(A)

A = A – 20

write(A)

read(B)

A = B + 10

write(A)

commit( )

abort( )


sem aborto emcascata e

não-estrito

T1 T2

read(A)

A = A – 20

write(A)

commit( )

read(B)

A = B + 10

write(A)

commit( )


sem aborto emcascata e

estrito

Escalonamento EstritoEscalonamento Estrito

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 daTeoria da SerializabilidadeSerializabilidade

Teoria daTeoria da SerializabilidadeSerializabilidade• 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”

T1 T2

read(X)

X = X – 20

write(X)

read(Y)

Y = Y + 20

write(Y)

read(X)

X = X + 10

write(X)

T1 T2

read(X)

X = X – 20

write(X)

read(X)

X = X + 10

write(X)

read(Y)

Y = Y + 20

write(Y)

execuçãoserial

execuçãonão-serial

serializável

entrada:X = 50Y = 40

entrada:X = 50Y = 40

saída:X = 40Y = 60

saída:X = 40Y = 60

• 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 deVerificação de SerializabilidadeSerializabilidade

T1 T2

read(X)

X = X – 20

write(X)

read(Y)

Y = Y + 20

write(Y)

read(X)

X = X + 10

write(X)

T1 T2

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

T1 T2

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 - Equivalência de Conflito - ExemploExemplo

• 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 Verificação de Equivalência em Conflito Conflito

T1 T2

read(X)

X = X – 20

write(X)

read(X)

X = X + 10

write(X)

read(Y)

Y = Y + 20

write(Y)

escalonamento serializável E1

T1 T2

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 Grafo de Precedência

• “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 Equivalência 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

• ExemploHserial = 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 de Visão Serializabilidade 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.

Serializabilidade em Conflito Serializabilidade em Conflito de Visão de Visão

• 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 Verificação de SerializabilidadeSerializabilidade

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