1
Procesamiento de Transacciones
Competencias específicas
• Explicar el concepto, propiedades y estados de las transacciones en sistemas de bases de datos.
• Identificar los problemas asociados a la concurrencia de transacciones en los sistemas de bases de datos.
• Controlar la concurrencia de transacciones mediante la aplicación de técnicas• Controlar la concurrencia de transacciones mediante la aplicación de técnicas apropiadas.
• Aplicar el concepto de seriabilidad a un plan de transacciones.
1Tema 6. Procesamiento de Transacciones
Contenidos
Procesamiento de Transacciones
6.1 Conceptos básicos de transacciones
6.2. Concurrencia de transacciones
6.3 Gestión y control de concurrencia de transacciones en SQL-92
2Tema 6. Procesamiento de Transacciones
2
Procesamiento de Transacciones
Bibliografía más relevante
• [EN 2007] capítulos 17 y 18;
• [CBS 2005] capítulo 20.;
• [SKS 2002] capítulos 15 y 16
3Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Unidad lógica de procesamiento– Secuencia de operaciones que implican accesos a la base de datos– ejemplo: transferencia de dinero entre dos cuentas bancarias
Pero también se considera
Concepto de transacción
• Pero también se considera... – Unidad lógica de integridad– Unidad lógica de concurrencia– Unidad lógica de recuperación
Una transacción es atómicaO se ejecutan todas las operaciones
que componen la transacción,o no se realiza ninguna
4
3
• Inicio de una transacción– Sentencia SQL (LDD o LMD) interactiva– Sentencia SQL incluida en un programa (si no tiene ya transacción en progreso)
• Fin de una transacción
Concepto de transacción
• Fin de una transacción– Confirmar (COMMIT) xor Anular (ROLLBACK)– Ambas operaciones pueden ser de tipo explícito o implícito
T1Fin OK
COMMIT T1
BDT2 KO ROLLBACK T2
SGBD
5Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Atomicidad– Todo o nada
• Conservación de la Consistencia– T lleva la BD de un estado de consistencia a otro
Propiedades de una transacciónSubSistema deRecuperación
SS de Integridad+ P d– T lleva la BD de un estado de consistencia a otro
– No necesariamente se mantiene la consistencia “a mitad de T”
• Aislamiento (Isolation)– T no muestra los cambios que produce hasta que finaliza– Puede no imponerse de forma estricta (niveles de aislamiento)
• Durabilidad
+ Programadores
SS de Control deConcurrencia
– Una vez que T finaliza con éxito y es confirmada, los cambios perduran aunque el sistema falle después
Conocidas como propiedades ACID
SubSistema deRecuperación
6Tema 6. Procesamiento de Transacciones
4
LEER / ESCRIBIR
Diagrama de Transición de Estados de la ejecución de una transacción
Operaciones y Estados de una transacción
Verificaciones para control de concurrencia
y recuperación
ACTIVAPARCIALMENTE CONFIRMADA CONFIRMADA
ESCRIBIRINICIO DETRANSACCIÓN
FIN DE TRANSACCION CONFIRMAR
ABORTAR
ABORTAR
TERMINADAFALLIDA
Otras:
* DESHACER una operación
* REHACER (algunas operaciones de) una transacción
7Tema 6. Procesamiento de Transacciones
Inicio de transacción– Cuando no hay ya una transacción en progreso, y se ejecuta una sentencia
LDD o LMD (interactivamente o dentro de una aplicación)– Cada sentencia LDD es tratada como una transacción – No existe sentencia de tipo BEGIN TRANSACTION
Control de transacciones en Oracle
p
Fin de transacción• COMMIT ☺
– Finaliza la transacción actual y hace permanentes (confirma) los cambios realizados
– COMMIT implícito (por parte del SGBD)• El programa finaliza de forma normal• Se sale de la herramienta (SQL*Plus ) correctamente• Se sale de la herramienta (SQL Plus, ...) correctamente• Se ejecuta una sentencia LDD
– Oracle realiza COMMIT antes y después (si tiene éxito) de ejecutarla
– COMMIT explícito (por parte del programador/usuario)COMMIT [WORK] ;
8Tema 6. Procesamiento de Transacciones
5
Fin de transacción (cont.)
• ROLLBACK– Finaliza la transacción actual y deshace los cambios realizados– ROLLBACK implícito (por parte del SGBD)
Control de transacciones en Oracle (2)
• La aplicación finaliza de forma anormal• Se sale de la herramienta (SQL*Plus, ...) cerrando la ventana
– ROLLBACK explícito (por parte del programador/usuario)ROLLBACK [WORK] [TO SAVEPOINT savepoint];
9Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Los sistemas de bases de datos, según el número de usuarios que pueden utilizarlos de forma concurrente, se
Introducción a la concurrencia de transacciones
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 q p , p p
simultáneo (paralelo) de transacciones– Si sólo hay una CPU, el SO de multiprogramación reparte el
tiempo de CPU entre las transacciones: ejecución concurrente intercalada
modelo que supondremos
10Tema 6. Procesamiento de Transacciones
6
• Varias transacciones introducidas por usuarios, que se ejecutan de manera concurrente, pueden leer/modificar
Introducción a la concurrencia de transacciones
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’).
11Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• ... porque pueden surgir problemas si las transacciones concurrentes se ejecutan de manera no controlada
Problemas de la concurrencia
¿Por qué es necesario el control de la concurrencia?
• 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
12Tema 6. Procesamiento de Transacciones
7
Problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
Transacción T1leer_elemento(X);X: X N;
Transacción T2leer_elemento(X);X: X+M;X:= X-N;
escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
X:= X+M;escribir_elemento(X);
• Aunque las transacciones pueden ser perfectamente correctas en sí mismas, la ejecución concurrente de T1 y T2
d d i l d i d bid lpuede producir un resultado incorrecto, debido a la intercalación de sus operaciones, poniendo en cuestión la integridad y la coherencia de la base de datos
13Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• 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
Problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
intercaladas de modo que hacen incorrecto el valor de algún dato
T1leer_elemento(X);X:= X-N;
escribir_elemento(X);leer elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);X:= X+M;
escribir elemento(X);leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
escribir_elemento(X);
El elemento X tiene un valor incorrecto porque su actualización por T1 se ‘perdió’ (se sobreescribió)
14Tema 6. Procesamiento de Transacciones
8
• 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»
Problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
se restaure el valor original de X, T2 tiene acceso al valor temporal de X
T1leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);
T2
leer_elemento(X);X:= X+M;
leer_elemento(Y);…
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)
15Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• El resumen incorrecto– Otra transacción T3 calcula una función agregada de resumen sobre
varios registros (suma las plazas reservadas para todos los vuelos), mientras
Problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
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
T1
leer_elemento(X);X:= X-N;escribir elemento(X);
T3suma:=0;leer_elemento(A);suma:= suma+A;……… T3 lee X después de
t N l Y escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
leer_elemento(X);suma:= suma+X;leer_elemento(Y);suma:= suma+Y;………
restar N, pero lee Y antes de sumar N, así que el resultado es un resumen incorrecto (discrepancia de N)
16Tema 6. Procesamiento de Transacciones
9
• 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
Problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
dicho X entre las dos lecturas: T4 recibe diferentes valores para el mismo elemento
T1leer_elemento(X);X:= X-N;
escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);
T4
leer_elemento(X); T4 lee X antes de restar N
_ ( );
Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
…leer_elemento(X);…
T4 lee X después de restar N
17Tema 6. Procesamiento de Transacciones
Resumen
• Qué es una transacciónQué es una transacción
• ACID
• Commit Vs Rollback
• Qué problemas plantea la concurrencia de transacciones
18Tema 6. Procesamiento de Transacciones
10
• 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
Serializabilidad
Motivación
interferencias entre ellas, y así evitar la aparición de los problemas mencionados
• Solución obvia: no permitir intercalación de operaciones de varias transacciones
T1leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);leer elemento(Y);
T2 T1
leer elemento(X);
T2leer_elemento(X);X:= X+M;escribir_elemento(X);
Planificación A
leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
leer_elemento(X);X:= X+M;escribir_elemento(X);
Planificación B
leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
19Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• 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
Serializabilidad
Motivación
p pposibles de ejecución de las transacciones
T1leer_elemento(X);X:= X-N;
escribir_elemento(X);leer_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);X:= X+M;
escribir_elemento(X);
T1leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);X:= X+M;escribir_elemento(X);
¿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!
Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
esc b _e e e to( );
Planificación D: correcta!
( );Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);
20Tema 6. Procesamiento de Transacciones
11
• Cada transacción comprende una secuencia de operaciones que incluyen acciones de lectura y escritura en la BD, que fi li fi ió l ió
Serializabilidad
Planificación de transacciones
finaliza con una confirmación (commit) o anulación (rollback)
• Una planificación P de n transacciones concurrentesT1, 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, isus operaciones aparecen en Pen el mismo orden en el que ocurren en Ti
21Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Para el control de la concurrencia (y recuperación de fallos) interesa prestar mayor atención a estas operaciones:
Serializabilidad
Planificación de transacciones
ó
• Ejemplos de planificaciones de transacciones– El subíndice de cada operación indica la transacción que la realizaP l (X) (X) l (Y) (Y) l (X) (X)
operación abreviatura
leer_elemento lescribir_elemento ecommit crollback r
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 ;
22Tema 6. Procesamiento de Transacciones
12
• Una planificación serie P es aquella en la que las operaciones de cada transacción se ejecutan consecutivamente sin que se intercalen operaciones de
Serializabilidad
Planificación serie
consecutivamente sin que se intercalen operaciones de otras transacciones
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 ;
• 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 idé tiidénticos– Ejemplo: cálculo del interés de una cuenta bancaria antes o después de realizar
un ingreso considerable
en general, son inaceptables en la práctica (ineficiencia)
23Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Una planificación no serie P es aquella en la que las operaciones de un conjunto de transacciones
t j t i t l d
Serializabilidad
Planificación no serie
concurrentes se ejecutan intercaladasPC: 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
KO
permiten llevar la BD a un estado al que pueda llegarse mediante una ejecución en serie
Este es el objetivo de la Serializabilidad
24Tema 6. Procesamiento de Transacciones
13
• Una planificación P (no serie) es serializable si es equivalente a alguna planificación serie de las
i i
Serializabilidad
Planificación serializable
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:q p– Equivalencia por conflictos– Equivalencia de vistas
25Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Si dos transacciones únicamente leen un determinado elemento de datos, no entran en conflicto entre sí y el
d d l i i
Serializabilidad
Equivalencia por conflictos
orden de las operaciones no es importante
• Si hay dos transacciones que leen o escriben elementosde 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 y ,conflicto y el orden de las operaciones sí es importante
26Tema 6. Procesamiento de Transacciones
14
• En una planificación, 2 operaciones están en conflicto si – pertenecen a diferentes transacciones,– tienen acceso al mismo elemento X
Serializabilidad
Equivalencia por conflictos
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
27Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• 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
Serializabilidad
Planificación serializable por conflictos
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 ; P : l (X) ; e (X) ; l (X) ; l (Y) ; e (Y) ; e (X) ; c ; c ; 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 ;
¡Es una planificación serie! PD es serializable
28Tema 6. Procesamiento de Transacciones
15
• Construcción del grafo de precedencia (o de serialización)– Es un grafo dirigido G = ( N, A )
Serializabilidad
Detección de la serializabilidad por conflictos
– 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 Tjlo haya leído
ib l l d l d é d
Ti
• Crear una arista Tj →Tk si Tk escribe el valor de un elemento después de que Tjlo haya escrito
Tj Tk
29Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Una arista Tj → Tk indica que Tj debe aparecer antes que Tken una planificación serie equivalente a P, pues dos
i fli t di h d P
Serializabilidad
Detección de la serializabilidad por conflictos (y 2)
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 serializableEs posible obtener una planificación serie S equivalente a P, mediante unaEs posible obtener una planificación serie S equivalente a P, mediante una ordenación topológica de los nodos
T1 T2PA
T1 T2PB
T1 T2
PC
T1 T2PD
30Tema 6. Procesamiento de Transacciones
16
Serializabilidad
Ejemplo de planificación no serializableTransacción T1leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
Transacción T2leer_elemento(Z);leer_elemento(Y);
Transacción T3leer_elemento(Y);leer_elemento(Z);;
leer_elemento(Y);escribir_elemento(Y);
;escribir_elemento(Y);leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
;escribir_elemento(Y);escribir_elemento(Z);
T1 T2leer_elemento(Z);leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y);
T3
leer_elemento(Y);leer elemento(Z);
T1 T2
Y
XY ZY
Planificación E
leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);escribir_elemento(Y);
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Z);
escribir_elemento(Y);escribir_elemento(Z);
T3
Y,ZY
Hay dos ciclos:T1→T2→T1 yT1→T2→T3→T1
31Tema 6. Procesamiento de Transacciones
Serializabilidad
Ejemplo de planificación serializableTransacción T1leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
Transacción T2leer_elemento(Z);leer_elemento(Y);
ibi l (Y)
Transacción T3leer_elemento(Y);leer_elemento(Z);;
leer_elemento(Y);escribir_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
;escribir_elemento(Y);escribir_elemento(Z);
T1
leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
T2 T3leer_elemento(Y);leer_elemento(Z);
escribir elemento(Y);
T1 T2X,Y
Y ZY
Planificación F
leer_elemento(Y);escribir_elemento(Y);
leer_elemento(Z);
leer_elemento(Y); escribir_elemento(Y);leer_elemento(X);escribir_elemento(X);
escribir_elemento(Y);escribir_elemento(Z);
T3
Y,ZY
La planificación serie equivalentees T3 → T1 → T2
32Tema 6. Procesamiento de Transacciones
17
• Carga del sistemaPlanificador deTareas del SO
7.2 Serializabilidad
Aplicaciones de la serializabilidad
Parece, pues, que habría que comprobar si P es serializable una vez ejecutadas las transacciones incluidas en P...
Es el SO el que distribuye los recursos
Planificación P (ordenamiento de las operaciones)
Carga del sistema• Momento de
introducción de lastransacciones
• Prioridades de losprocesos...
Ejecución de Transacciones
NOSI
Cancelar el efecto de P
reintentar
¿P serializable?
para los procesos, y determina la intercalación de las operaciones de las transacciones concurrentes(ejecutadas como procesos del SO)
Es necesario encontrar técnicas que garanticen la serializabilidad, sin tener que verificar a posteriori
¡¡enfoque muy poco práctico!!
NOSIOK
33Tema 6. Procesamiento de Transacciones
Ejercicios de serializabilidad
34Tema 6. Procesamiento de Transacciones
18
• 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
l b i t d t l d i d l SGBD l
Técnicas de control de concurrencia
– 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
35Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Uso de bloqueos para controlar el acceso concurrente a los elementos de datos almacenados en la base de datos
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
• 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
36Tema 6. Procesamiento de Transacciones
19
Reglas de uso de los bloqueos1. T debe emitir bloquear_lectura(X) o bloquear_escritura(X) antes de
ó
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
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
áno 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
37Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Cuando una transacción T solicita un bloqueo…– Si el elemento no ha sido ya bloqueado por otra transacción, se le concede
el bloqueo
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
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 TEn otro caso, T debe esperar hasta que se libere el bloqueo existente
U ió b i bl l i h l lib• 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
38Tema 6. Procesamiento de Transacciones
20
• Algunos sistemas permiten la mejora (o promoción) y la reducción (o degradación) de bloqueos
A t l i l d i d l i t
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
– 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• 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
39Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• El uso de bloqueos para la programación de transacciones no garantizala serializabilidad de las planificaciones
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
T4bloquear_lectura(Y);leer_elemento(Y);desbloquear(Y);
T5
bloquear_lectura(X);leer_elemento(X);desbloquear(X);bloquear_escritura(Y); leer_elemento(Y);Y:=X+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);
Planificación G
bloquear_escritura(X);leer_elemento(X);X:=X+Y;escribir_elemento(X);desbloquear(X);
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!)
40Tema 6. Procesamiento de Transacciones
21
Es necesario seguir un protocolo adicional que indique dónde colocar las operaciones de bloqueo y desbloqueodentro de las transacciones
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo: Bloqueo en dos fases
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 desbloqueoDe este modo, podemos ver T dividida en dos fases:– Fase de expansión (o crecimiento)ase de e pa s ó (o c ec e o)
T puede adquirir bloqueos T no puede liberar ningún bloqueo
– Fase de contracciónT puede liberar bloqueos existentesT no puede adquirir ningún bloqueo
41Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Si el sistema permite mejorar y reducir bloqueos…– La mejora sólo puede tener lugar en la fase de expansión
L d ió ól d li l f d t ió
Técnicas de control de concurrencia
Bloqueo en dos fases
– La reducción sólo puede realizarse en la fase de contracciónEn 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
Transacción T4’bloquear_lectura(Y);leer_elemento(Y);bloquear_escritura(X);desbloquear(Y);
Transacción T5’bloquear_lectura(X);leer_elemento(X);bloquear_escritura(Y); desbloquear(X);desbloquear(Y);
leer_elemento(X);X:=X+Y;escribir_elemento(X);desbloquear(X);
desbloquear(X); leer_elemento(Y);Y:=X+Y;escribir_elemento(Y);desbloquear(Y);
42Tema 6. Procesamiento de Transacciones
22
• Si toda transacción de una planificación sigue el protocolode bloqueo en dos fases, entonces la planificación es serializable
Técnicas de control de concurrencia
Bloqueo en dos fases
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)
43Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• 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
Técnicas de control de concurrenciaBloqueo en dos fases conservador o estático
Si no es posible bloquear algún elemento, T no bloqueará ninguno y esperará para reintentarlo más tarde
– Protocolo libre de interbloqueo
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 completado planificación estrictaha completado planificación 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 COMMITo ROLLBACK) planificación estricta
44Tema 6. Procesamiento de Transacciones
23
• Situación en la que cada una de dos (o más) transacciones está esperando a que se libere un bloqueo establecido por la otra transacción
Técnicas de control de concurrencia
El problema del interbloqueo
otra transacciónT6bloquear_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 abortadas45Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Hay 3 técnicas generales para gestionar los interbloqueos– Temporizaciones de bloqueos– Prevención de interbloqueos
Técnicas de control de concurrencia
El problema del interbloqueo
– 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 pprevención
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
46Tema 6. Procesamiento de Transacciones
24
• Una transacción que solicita un bloqueo sólo esperará durante un período de tiempo predefinido por el sistema
Técnicas de control de concurrencia
Temporizaciones de bloqueos
• 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 práctica
Pero puede hacer que sean abortadas y reiniciadasPero puede hacer que sean abortadas y reiniciadas transacciones que en realidad no están en un interbloqueo
47Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Ordenar las transacciones usando marcas temporales de transacción MT(T):
Identificador único para T
Técnicas de control de concurrencia
Prevención de interbloqueos
pLas MT se ordenan según se inician las transaccionesLa 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 esperari b t T (T )si 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 recienteUna Tj más reciente que solicita un elemento bloqueado por una Tkmás antigua, es abortada (muere) y reiniciada
48Tema 6. Procesamiento de Transacciones
25
• Algoritmo Herir - Esperarsi MT(Tj) < MT(Tk) entonces se aborta Tk (Tj hiere a Tk) y
se reinicia después con la misma MTi T d
Técnicas de control de concurrencia
Prevención de interbloqueos
si no, Tj puede esperar
Una Tj más reciente espera a que termine una Tk más antiguaUna Tj más antigua que solicita un elemento bloqueado por una Tkmás reciente, hace que la más reciente sea abortada (es herida) y reiniciada
• Inconvenientes– Ambos algoritmos hacen que sean abortadas y reiniciadas transacciones que g q y q
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
49Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Verificación periódica del estado del sistema¿está en un bloqueo mortal?
ó
Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos
• 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
Tj Tk
XTj 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
Tj Tk
50Tema 6. Procesamiento de Transacciones
26
• Pero... ¿cuándo hay que verificar el estado del sistema (ejecutar el algoritmo que genera el grafo de espera)?
Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos
– 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 anteriorCada vez que se detecta interbloqueo reducir el intervaloCada vez que se detecta interbloqueo, reducir el intervalo
– Por ejemplo a la mitadExistirán límites superior e inferior del tamaño del intervalo
51Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Si el sistema está en un estado de interbloqueo, el SGBD necesita abortar algunas transacciones...
Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos
• ¿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
52Tema 6. Procesamiento de Transacciones
27
• Una transacción sufre inanición cuando es seleccionada para ser abortada (víctima) sucesivamente: nunca termina su
ó
Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos: el problema de la inanición
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
53Tema 6. Procesamiento de Transacciones
Ejercicios
54Tema 6. Procesamiento de Transacciones
28
• El protocolo de control de concurrencia nunca selecciona a una transacción que está esperando para establecer un bloqueo mientras otras transacciones continúan
Técnicas de control de concurrencia
El problema del bloqueo indefinido
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 bloqueoAumento 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 ejecución55Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Toda técnica de control de concurrencia supone que la base de datos está constituida por un conjunto de elementos de d t b
Granularidad de datos
Elementos de bases de datos y granularidad
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
l BD l t– la BD completa
• Granularidad = tamaño del elemento de información– Granularidad fina elementos de tamaño pequeño– Granularidad gruesa elementos grandes
56Tema 6. Procesamiento de Transacciones
29
• En el contexto de los métodos de bloqueo, el tamaño del elemento de datos afecta al grado de concurrencia:
tamaño(elemento) Grado de concurrencia
Granularidad de datos
Elección del tamaño adecuado del elemento de datos
tamaño(elemento) Grado de concurrencia
Y también...número de elementos en la BDcarga de trabajo para la gestión de bloqueos, yespacio ocupado por la información de bloqueo
• Pero... ¿Cuál es el tamaño adecuado para los elementos?Pues depende de la naturaleza de las transacciones: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
57Tema 6. Procesamiento de Transacciones
NIVEL DE ABSTRACCIÓN LÓGICO O CONCEPTUAL:
• Definición del nivel de
NIVEL DE ABSTRACCIÓN FÍSICO O INTERNO:
• El SGBD implementa los niveles
Aclaración ...
• 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
• El SGBD implementa los niveles de aislamiento definidos por el usuario para las transacciones siguiendo una o varias técnicaso protocolos
• Por ejemplo el SGBD Oracle usa dos:– Bloqueosaislamiento inferiores a
SERIALIZABLEBloqueos
– MultiversiónEstos conceptos se tratan en
el anexo de este temaEstos conceptos se han estudiado
en la teoría de este tema
58Tema 6. Procesamiento de Transacciones
30
Aspectos de concurrencia en SQL-92 y Oracle
• SQL-92• SQL-92– Niveles de aislamiento de transacción
• Oracle– Niveles de aislamiento de transacción– Técnica multiversión– Bloqueos (candados)
59Tema 6. Procesamiento de Transacciones
SQL-92• Definición de características de la transacción que se inicia
– SET TRANSACTION modoacceso aislamientoModos de acceso• 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– REPEATABLE READ– SERIALIZABLE (por defecto)
60Tema 6. Procesamiento de Transacciones
31
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 SíREAD COMMITED No Sí SíREPEATABLE READ No No SíSERIALIZABLE No No No
Si el sistema soporta niveles distintos a SERIALIZABLE, debería proporcionar facilidades de control explícito de la concurrencia (sentencias LOCK y UNLOCK…)
61Tema 6. Procesamiento de Transacciones
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, DELETEDELETE
• 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)
62Tema 6. Procesamiento de Transacciones
32
Oracle• Consistencia de lectura
– Garantiza que el conjunto de datos visto por una sentenciaGarantiza 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 escritoresAsegura que los escritores sólo esperan a otros escritores si intentan modificar las mismas filas en transacciones concurrentes
63Tema 6. Procesamiento de Transacciones
Oracle• Implementación de consistencia de lectura
– Se asemeja a que cada usuario trabaja con una copia privada de j q j p pla 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 TNunca ocurren lecturas sucias
64Tema 6. Procesamiento de Transacciones
33
Oracle • Bloqueos
G tió A t áti d l bl– 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)
65Tema 6. Procesamiento de Transacciones
• Qué provoca un interbloqueo
• En qué se diferencias las distintas
Resumen
• En qué se diferencias las distintas técnicas de prevención de interbloqueos
• Qué mecanismos de gestión de bloqueos incorpora Oraclebloqueos incorpora Oracle
66Tema 6. Procesamiento de Transacciones