transacciones y bloqueos

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



Contenidos

1. Introducción y problemas de la concurrencia2. Serializabilidad 3. Técnicas de control de la concurrencia4. Granularidad de datos


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)



• 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…


• 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…


• ... 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?



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


• 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 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)


• 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



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)


• 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



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)


• 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






T4

leer_elemento(X);

…leer_elemento(X);…

T4 lee X antes de restar N

T4 lee X después de restar N


• 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


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);


• 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


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!




T2

leer_elemento(X);X:= X+M;


Planificación D: correcta!

T1leer_elemento(X);X:= X-N;escribir_elemento(X);

leer_elemento(Y);Y:=Y+N;escribir_elemento(Y);

T2



• 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


Planificación de transacciones


• 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 ;


Planificación de transacciones

operación abreviatura

leer_elemento l

escribir_elemento e

commit c

rollback r


• 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)


Planificación serie


• 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


Planificación no serie

Este es el objetivo de la Serializabilidad

KO


• 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


Planificación serializable


• 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


Equivalencia por conflictos


• 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


Equivalencia por conflictos


• 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 ;


Planificación serializable por conflictos

¡Es una planificación serie! PD es serializable


• 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


Detección de la serializabilidad por conflictos

Tj Tk


• 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


Detección de la serializabilidad por conflictos (y 2)

T1 T2PA

T1 T2PB

T1 T2

PC

T1 T2PD


Planificación E


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);


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


Planificación F


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


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


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?


• 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


• 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


Métodos de bloqueo


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


Métodos de bloqueo


• 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


Métodos de bloqueo


• 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


Métodos de bloqueo


• El uso de bloqueos para la programación de transacciones no garantiza la serializabilidad de las planificaciones


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!)


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


Métodos de bloqueo: Bloqueo en dos fases


• 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


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);


• 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)


Bloqueo en dos fases


• 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


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


• Situación en la que cada una de dos (o más) transacciones está esperando a que se libere un bloqueo establecido por la otra transacción


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


• 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


El problema del interbloqueo


• 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


Temporizaciones de bloqueos


• 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


Prevención de interbloqueos


• 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


Prevención de interbloqueos


• 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


Detección de interbloqueos

Tj Tk

XTj Tk


• 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




• 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




• 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


Detección de interbloqueos: el problema de la inanición


• 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


El problema del bloqueo indefinido


• 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


• 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


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– MultiversiónEstos conceptos se tratan en

el anexo de este temaEstos conceptos se han

estudiado en la teoría de este tema

Aclaración ...


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)


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)


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…)


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)


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


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


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)

transacciones y bloqueos

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