Procesamiento de
Transacciones
Material basado en los capítulos 12 y 13 del libro: Sistemas Distribuidos. CyD. G. Coulouris, J. Dollimore and T. Kindberg.
Transacciones Planas
Concurrencia
Bloqueos
Dur
ab
ilid
ad
Consistencia
Tr
an
sac
cio
ne
s D
ist
rib
uid
as
Two phase commit
Gestor de Transacciones
Roll Back
Aislamiento
Commit
Ato
mic
idad
Contenido
Definiciones Básicas
Transacciones
Problemas del Control de Concurrencia
Equivalencia Secuencial
Operaciones Conflictivas
Problemas causados por el aborto de las
transacciones
Contenido
Mecanismos de Control de Concurrencia
Control de Concurrencia a través de bloqueos
Control Optimista de la Concurrencia
Ordenación por marcas de tiempo
Contenido
Transacciones Distribuidas
Sistema Manejador de Transacciones
Transacciones Planas y Anidadas
Commit y Abort en un Sistema Distribuido
Control de Concurrencia
Por Bloqueo
Optimista
Marcas Temporales
Exclusión mutua
Comunicación entre hilos
Java
Wait: Un hilo llama a wait en un objeto para suspenderse él mismo y permitir a otro hilo ejecutar un método en ese objeto.
Notify: Un hilo llama a notify en un objeto para informar a cualquier hilo que esta esperando en el objeto que ha cambiado alguno de sus datos.
- Uso eficiente de los recursos (CPU)
- Polítcasjustas que eviten starvation
Transacciones
Una transacción es una colección de acciones que hacen transformaciones de los estados de un sistema preservando la consistencia del sistema
Una transacción indica una operación atómica exitosa, tal como por ejemplo la transferencia de dinero de una cuenta a otra.
Trasferencia:
1) Débito, 2) Crédito
Ya sea una operación compuesta o no.
Definiciones Consiste en una secuencia de operaciones que
se ejecuta en forma atómica (indivisible)
Todo o Nada
Aislamiento
Transacciones
Solicitudes atómicas:
Aislamiento
Efectos intermedios no visibles
Todo o Nada
Todas las operaciones o ninguna Atomicidad de fallo, durabilidad. Objetos Recuperables
Propiedades ACID de las
Transacciones
Atomicidad (Atomicity): todo o nada.
Consistencia (Consistency): una transacción hace pasar el sistema de un estado consistente a otro. Es generalmente responsabilidad de los programadores de servidores y clientes el asegurar que los datos queden en un estado consistente.
Aislamiento (Isolation) efecto equivalente a una ejecución secuencial.
Durabilidad (Durability) los efectos de una transacción consumada no se pierden, perduran.
Implementación de las
Transacciones
El aislamiento se garantiza por protocolos
de control de concurrencia
La atomicidad y durabilidad se garantizan
mediante protocolos de recuperación.
Modelo de fallo para
Transacciones Lampson propuso un modelo de fallos para transacciones distribuidas que considera los fallos en: Discos, Servidores y Comunicación. En el modelo se intenta que los algoritmos trabajen correctamente en presencia de fallos predecibles, pero no se hacen consideraciones cuando ocurre un desastre. El modelo establece lo siguiente:
– Las escrituras pueden fallar (no se escribe nada, o se escribe un valor incorrecto). En este caso las lecturas al disco pueden detectar (mediante una suma de comprobación) cuando un bloque de datos es incorrecto.
Modelo de fallo para
Transacciones – Los servidores pueden fallar ocasionalmente. Cuando
el servidor se reemplaza por otro, el nuevo proceso
debe realizar un proceso de recuperación utilizando
la memoria permanente y la información que le
puedan suministrar otros procesos. Las fallas
pueden ocurrir en cualquier instante de tiempo,
incluso durante un proceso de recuperación.
– Puede existir un retardo arbitrario antes de que llegue
un mensaje. Un mensaje se puede perder, duplicar o
modificar. Se pueden detectar mensajes modificados.
Los mensajes falsificados y corruptos que no se
puedan detectar se les considera como desastres.
C C C
Transaction
Manager
scheduler
TPS
Recovery
Manager
Cache
Manager
Data Manager
Estructura de un Sistema de
Manejo de Transacciones
En los servidores se puede
añadir manejo transaccional,
mediante un SMT. Este
Coordinador o manejador ,
provee operaciones para el
manejo de las transacciones.
Estructura de un Sistema de Manejo de
Transacciones
El manejador de transacciones (Coordinador) dá a cada transacción un identificador TID
Operaciones disponibles al Cliente:
tid BeginTransaction() para el comienzo de una
transacción, devuelve el TID
EndTransaction(tid), devuelve abort o commit dependiendo
si la transacción
se ha podido o no realizar
Abort(tid): El cliente puede abortar la transacción y
todas las actualizaciones deben eliminarse.
Historia de vida de una
Transacción
Con éxito Abortado por el cliente Abortado por el servidor
AbreTransacción AbreTransacción AbreTransacción Operación Operación Operación
Operación Operación Operación
El servidor aborta
la transacción
Operación Operación ERROR en la operación
informado al cliente CierraTransacción AbortaTransacción
Condiciones de Terminación Una transacción siempre termina, aun en la
presencia de fallas. Si una transacción termina de manera exitosa se dice que la transacción hace un commit (consumación)
Si la transacción se detiene sin terminar su tarea, se dice que la transacción aborta. Cuando la transacción es abortada, su ejecución se detiene y todas las acciones ejecutadas hasta el momento se deshacen (undone) regresando a la base de datos al estado antes de su ejecución. A esta operación también se le conoce como rollback.
Condiciones de Terminación
Las versiones provisionales se transfieren
a los objetos sólo cuando una transacción
hace commit; en este caso se transfieren
también a memoria permanente.
Cuando una transacción aborta, sus
versiones provisionales se borran.
Historia de vida de una
Transacción
• Ruptura de un proceso:
– Acciones en el servidor: (Falla en un
Servidor) se reemplaza, se abortan todas las
transacciones que no han finalizado, usa un
procedimiento de recuperación para obtener
los valores de transacciones consumadas.
(Falla en un Cliente): los servidores dan un
tiempo de expiración y abortan las
transacciones que no hayan finalizado en ese
tiempo.
Historia de vida de una
Transacción
• Ruptura del proceso:
– Acciones en el cliente: Si falla el servidor, al
cliente, después de un tiempo se le devolverá
un código de error. El cliente debe tener un
plan para reintentar la operación o abandonar
la tarea que estaba realizando.
Estructura de las Transacciones
Planas: consisten de una secuencia de
operaciones primitivas encerradas entre
las palabras clave Begin Transaction y
End Transaction. Por ejemplo,
Begin_transaction Reservación
. . .
End transaction
Estructura de las Transacciones Anidadas: las operaciones de una
transacción pueden ser transacciones
. Por ejemplo,
Begin_transaction Reservación
. . .
Begin_transaction Vuelo
. . .
end. {Vuelo}
. . .
Begin_transaction Hotel
end {Hotel}
End_transaction Reservación
T: Transacción de Nivel Superior
T2: T1:
T11 T12 T21
T211
Commit provisional Commit provisional
Commit provisional
Commit provisional
Commit provisional Abort
Commit subtransacción
Transacciones anidadas Subtransacción Atómica
Subtransacciones del mismo nivel
concurrentes pero sus accesos a objetos
comunes son secuencializados.
Pueden consumar o abortar
independientemente
http://sistemas-distribuidos.wikispaces.com/3.8.+Transacciones+distribuidas.
Transacciones Anidadas
Una transacción anidada dentro de otra transacción conserva las mismas propiedades que la de sus padres, esto implica, que puede contener así mismo transacciones dentro de ella.
Existen restricciones obvias para una transacción anidada: Debe empezar después que su padre y debe
terminar antes que él.
El commit de una subtransacción es condicional al commit de su padre, en otras palabras, si el padre de una o varias transacciones aborta, las subtransacciones hijas también serán abortadas.
Transacciones Anidadas
Las transacciones anidadas proporcionan un
nivel más alto de concurrencia entre
transacciones. Las transacciones de un mismo
nivel se pueden ejecutar en forma concurrente
pero sus accesos se deben secuencializar.
Transacciones Anidadas
Las transacciones pueden hacer commit o
abort de forma independiente. Cuando
una subtransacción aborta, la transacción
padre puede elegir una sub-transacción
alternativa para completar su tarea.
Transacciones Anidadas
Reglas para el commit de transacciones anidadas:
Una transacción puede hacer commit o abort sólo después que han terminado las transacciones hijas.
Cuando una subtransacción finaliza, decide de forma independiente si hace un commit provisional o aborta. Una decisión de abortar es definitiva.
Transacciones Anidadas Reglas para el commit de transacciones
anidadas (cont): Cuando un padre aborta, todas las subtransacciones
abortan (aún cuando éstas hayan realizado un commit provisional)
Cuando una subtransacción aborta, el padre puede decidir abortar o no.
Si las transacciones de alto nivel hacen COMMIT, se pueden consumar también todas las subtransacciones que hayan realizado un COMMIT provisional. Los efectos de una subtransacción no son permanentes hasta que no se consuma la transacción de nivel superior
T: Transacción de Niver Superior
T2: T1:
T11 T12 T21
T211
Commit provisional Commit provisional
Commit provisional
Commit provisional
Commit provisional Abort
Commit
Problemas de la Concurrencia
Las aplicaciones de BD manejan una gran cantidad de datos “persistentes”, es decir datos almacenados en dispositivos de memoria secundaria.
Un usuario típico de una BD, realiza “queries” sobre los datos, como por ejemplo: cuál es el saldo actual de mi cuenta bancaria??
Necesidad de Concurrencia
En algunos sistemas no es crítico que los datos estén actualizados al instante; dichas actualizaciones pueden diferirse y hacerse en batch. Este enfoque simplifica enormemente el manejo de los datos.
Por ejemplo algunos Bancos a finales de los noventa, hacían las actualizaciones en las cuentas de los usuarios por la noche
La tendencia actual en los bancos es la de mantener información actualizada al instante.
Necesidad de Concurrencia
En algunos sistemas las actualizaciones no pueden diferirse: por ejemplo un sistema de reserva de líneas aéreas o de compra de entradas al teatro. Se necesita saber inmediatamente si se ha podido reservar el asiento.
En este tipo de aplicaciones pueden llegar requerimientos simultáneos de muchos clientes: Necesidad de concurrencia y de los problemas que esto acarrea.
La concurrencia, permite también realizar procesos más eficientes.
Propiedades ACID Un servidor que soporta transacciones debe
sincronizar las operaciones para asegurar que se satisface el requisito de aislamiento. Una forma de hacerlo es serializando o secuencializando las operaciones. Esto puede ser inaceptable desde el punto de vista del desempeño.
La idea de los servidores es maximizar la concurrencia, se permitirá entonces que se entremezclen las transacciones (o sus componentes), si el efecto es el mismo que si se ejecutarán secuencialmente. Es decir son secuencialmente equivalentes.
Recuperaciones Inconsistentes
Actualizaciones perdidas
Solución: equivalencia secuencial
Problemas que trae la Concurrencia
Problemas que trae el aborto de las transacciones Lecturas sucias
Escrituras prematuras
Abortos en Cascada
Los protocolos tratarán de
evitar estos problemas
Actualizaciones Perdidas:
T:
balance = b.obtenBalance();
b.crédito(balance*1.1)
a.debito(balance/10)
U:
balance = b.obtenBalance();
b.crédito(balance*1.1)
c.debito(balance/10)
balance = b.obtenBalance(); 200$
b.crédito(balance*1.1) 220$
a.débito(balance/10) 80$
balance = b.obtenBalance(); 200$
b.crédito(balance*1.1) 220$
c.débito(balance/10) 280$
El valor final de B ha debido ser 242$, no 220$. U leyó un valor antes de que T
lo actualizara.
Los balances iniciales de A, B y C son 100$, 200$ y 300$
El problema viene por paralelizar, o
pretender que las 2 transacciones se
ejecuten concurrentemente cuando deben
ejecutarse en forma secuencial.
Recuperaciones Inconsistentes
V:
a.débito(100)
b.crédito(100)
/* El valor inicial de ambas cuentas es
200 */
W:
Unasucursal.totalSucursal();
a.débito(100) $100
b.crédito(100) $300
Total = a.obtenbalance();
total = total + b.balance(); // total=300
total = total + c.balance():
W vé el valor nuevo de a y el valor viejo de b. No se está cumpliendo la
propiedad de aislamiento.
Los balances iniciales de A, B son de
200$
Control de Concurrencia:
Solución al problema de actualizaciones
perdidas.
balance = b.obtenBalance(); 200$
b.Crédito(balance*1.1) 220$
a.Débito(balance/10)
balance = b.obtenBalance(); 220$
b.Crédito(balance*1.1) 242$
c.Débito(balance/10)
-Se puede conseguir serialización o algo equivalente (equivalencia
secuencial) secuenciando el acceso al objeto.
-La tabla es un ejemplo de secuenciación + cierto grado de concurrencia.
Serialización de Transacciones y Equivalencia
Secuencial
Operaciones conflictivas: 2 operaciones son conflictivas
cuando sus efectos combinados dependen del orden en el cual
fueron ejecutadas.
•Se consideran conflictivas las siguientes operaciones:
read read no conflictivas
read write conflictivas
write write conflictivas
• Cuando dos o más transacciones son conflictivas es necesario
su serialización para asegurar la consistencia de los datos
después de su ejecución.
Operaciones Conflictivas (no
conmutativas)
En el caso de un objeto bancario:
Crédito y débito a una cuenta son
conmutativas? (el valor final es el mismo)
crédito y crédito son conmutativas
débito y débito son conmutativas
read-balance y crédito no son conmutativas
read-balance y débito no son conmutativas.
Control de Concurrencia
Equivalencia secuencial:
Para cualquier par de transacciones es posible
determinar un orden de operaciones conflictivas
sobre objetos accedidos por ambas. La
equivalencia secuencial se logra de la siguiente
forma:
a. - Todos los accesos de una transacción a un objeto particular (operaciones conflictivas) deben secuenciarse con respecto a su acceso por otras transacciones.
Control de Concurrencia
Equivalencia secuencial:
b. Todos los pares de operaciones conflictivas de dos transacciones se deben ejecutar en el mismo orden sobre los objetos a los que ambas acceden. Si las transacciones T y U acceden a los objetos i y j en forma conflictiva, Se requiere:
T acceda i antes que U y T accede j antes que U
U acceda a i antes que T y U acceda a j antes que T
A B
C
D T
U
Todos los objetos sobre los cuales existan operaciones conflictivas tienen que ser accedidos por
las transacciones en el mismo orden.
i: T luego U
j: U luego T
Control de Concurrencia
Transacciones
Operaciones compuestas
B A C A B C
Serialización de operaciones
conflictivas
Operaciones conflictivas
Delay Ejecución
Control de Concurrencia
T: x=lee(i); escribe(i,10); escribe(j,20)
U: y=lee(j); escribe(j,30); z=lee(i)
x = lee(i)
escribe(i,10)
escribe(j,20)
y = lee(j)
Escribe(j,30)
Z=lee(i)
No es secuencialmente equivalente porque los pares de operaciones conflictivas
No se hacen en el mismo orden en todos los objetos. Aunque si se cumple la
Primera condición.
T U
T lee i antes que U lo acceda, T no escribe j antes de que U la acceda
i: T luego U
j: U luego T
Control de concurrencia
Ejercicio 12.9 del libro:
Un servidor gestiona los objetos a1, a2, … an. El
servidor proporciona dos operaciones a sus
clientes:
lee(i) devuelve el valor de ai
escribe (i, valor) asigna Valor a ai
Las transacciones T y U se definen de la siguiente
forma:
T: x=lee(j), escribe(j,44); U: x=escribe(i,55); escribe (j,66);
Control de concurrencia
Un servidor gestiona los objetos a1, a2, … an. El
servidor proporciona dos operaciones a sus
clientes:
lee(i) devuelve el valor de ai
escribe (i, valor) asigna Valor a ai
Las transacciones T y U se definen de la siguiente
forma:
T: x=lee(j); y=lee(i); escribe(j,44); escribe (i,33); U: x=lee(k); escribe(i,55); y=lee(j); escribe (k,66);
Proporcione tres solapamientos serialmente equivalentes de las transacciones T y U
Control de Concurrencia: Problemas que
generan las operaciones conflictivas Recuperaciones Inconsistentes
V:
a.Débito(100)
b.Crédito(100)
/* El valor inicial de ambas cuentas es
200 */
W:
Unasucursal.totalSucursal();
a.Débito(100) $100
b.Crédito(100) $300
Total = a.obtenbalance();
total = total + b.balance;
total = total + c.balance():
V accede a «a» antes que W. V no accede a b antes de W.
a: V, W
b: W, V
Solución al problema de
Recuperaciones Inconsistentes. V:
a.extrae(100) $100
b.Deposita(100) $300
W:
Total = a.obtenbalance();
total = total + b.balance;
total = total + c.balance():
Solución: Ejecución Secuencial
a: V,W
b: V, W
Recuperaciones Inconsistentes
Actualizaciones perdidas Problemas que trae la Concurrencia
Problemas que trae el aborto de las transacciones Lecturas sucias
Escrituras prematuras
Abortos en Cascada
Los protocolos trataran de
evitar estos problemas
Control de Concurrencia: Abortos,
más sobre la propiedad de
aislamiento.
No obstante pueden aparecer problemas aún en
presencia de ejecuciones secuencialmente
equivalentes. Esto es porque no hemos
considerado que una transacción puede abortar.
Se ha demostrado que la ejecución
secuencialmente equivalente es necesaria pero
no suficiente para la ejecución concurrente de
transacciones.
Control de Concurrencia Las transacciones pueden abortar, ante esta situación
surgen otros problemas: lecturas sucias y escrituras prematuras
Lecturas Sucias Transacción T Transacción U
a.getBalance() (100$)
a.crédito(+10) (110$)
a.getBalance() (110$)
a.crédito(+20) (130$)
commit
aborta
Se restaura el valor de a a 100. U tomó el valor 110$ que ahora no es válido.
- La estrategia para la recuperación es retrasar la acción de
commit de U hasta que T finalice
- Esto conlleva a la posibilidad de Abortos en Cascada (si T
aborta, U debe abortar también)
Lectura Sucia
Control de Concurrencia
Una forma de evitar abortos en cascada
es permitir a las transacciones únicamente
leer objetos que fueron escritos por
transacciones consumadas. Es decir,
implementar de forma estricta la
propiedad de aislamiento.
Control de Concurrencia Escrituras Prematuras
T:
a.crédito(+5)
U:
b.crédito(+5)
a= 100$
a. Crédito(+5) 105$
a= 105$
a.Crédito(+5) 110$
Algunos sistemas de BD implementan la acción Abort restaurando las
imágenes Anteriores.
Si U aborta y T se consuma el balance debe ser de 105$. Correcto.
U se consuma y T Aborta: El balance debería estar en 105$, pero se coloca
la imagen anterior a T que es 100$. La escritura de U es prematura, antes
de que T haga su commit.
Control de Concurrencia
Para garantizar resultados correctos en un
esquema de recuperación que utiliza
imágenes anteriores, las operaciones de
escritura se deben atrasar hasta que las
transacciones anteriores que actualizaron
los mismos objetos hayan hecho commit o
abort (U no debería escribir)
Control de Concurrencia
La ejecución de las transacciones se llama estricta si las lecturas o escrituras de los objetos se retrasa hasta que todas las transacciones que previamente escribieron el objeto hayan hecho commit o abort. La ejecución estricta de las transacciones hace cumplir la propiedad de aislamiento.
Control de Concurrencia Para que un servidor está en capacidad de
deshacer cambios si una transacción aborta, debe diseñarse de forma que las actualizaciones puedan ser eliminadas.
Todas las operaciones de actualización se hacen sobre versiones provisionales de los objetos en memoria volátil.
A cada transacción se le proporciona su conjunto privado de versiones provisionales de los objetos que ha alterado.
Cuando una transacción se consuma, las VP se llevan a almacenamiento permanente.
C C C
Transaction
Manager
scheduler
TPS
Recovery
Manager
Cache
Manager
Data Manager
Estructura de un Sistema de
Manejo de Transacciones
El Manejador de Transacciones
valida las peticiones de los
clientes y pasa la transacción al
planificador.
El Planificador usa alguna
estrategia para permitir una
ejecución concurrente que sea
secuencialmente equivalente.
Manejador de Datos: transferir
los datos a memoria principal,
escribir actualizaciones,
recuperarse ante fallas.
Contenido
Mecanismos de Control de Concurrencia
Control de Concurrencia a través de bloqueos
Control Optimista de la Concurrencia
Ordenación por marcas de tiempo
Comparación de métodos.
Control de Concurrencia: Bloqueos
balance = b.obtenBalance(); 200$
b.ponBalance(balance*1.1) 220$
a.Extrae(balance/10)
balance = b.obtenBalance(); 220$
b.ponBalance(balance*1.1) 242$
c.Extrae(balance/10)
-Se puede conseguir equivalencia secuencial secuenciando el acceso al objeto.
-La tabla es un ejemplo de secuenciamiento + cierto grado de concurrencia.
-Una forma sencilla de serializar es a través del uso de bloqueos exclusivos.
- El acceso a un objeto puede ser restringido mediante un lock. Sólo la transacción
que tenga el lock sobre el objeto podrá hacer operaciones sobre él.
Control de Concurrencia: Bloqueos
Exclusivos
T:
balance = b.obtenBalance();
b.ponBalance(balance*1.1)
a.Extrae(balance/10)
U:
balance = b.obtenBalance();
b.ponBalance(balance*1.1)
c.Extrae(balance/10)
BeginTransaction
balance = b.obtenBalance(); Bloquea B
b.crédito(balance*1.1)
a.débito(balance/10) Bloquea A
End Transaction Desbloquea A,B
Begin Transaction
balance = b.obtenBalance(); Espera por B
Concedido B b.obtenBalance();
b.crédito(balance*1.1)
c.débito(balance/10) Bloquea C
End Transaction Desbloquea B,C
Control de Concurrencia:
Bloqueos
Cada vez que una transacción necesita leer o escribir en un objeto, solicita un “lock” sobre el mismo hasta que la transacción culmine exitosamente (commit). Cualquier otra transacción que desee hacer alguna operación sobre dicho objeto tendrá que esperar hasta que el mismo sea desbloqueado.
Control de Concurrencia:Bloqueos
Para lograr la equivalencia secuencial, todos los pares de operaciones conflictivas se deben hacer en el mismo orden.
Para asegurar esto, no está permitido a una transacción adquirir un nuevo bloqueo después de que ha liberado alguno.
Existen dos fases: Adquirir bloqueos (Fase de crecimiento)
Liberar bloqueos (Fase de Acortamiento)
Algoritmo de locking o bloqueo
Two Phase Locking: “obtención” y “liberación”
Durante la fase de “obtención”, la transacción trata de obtener
todos los locks que necesite. Si no es posible obtener alguno,
entonces espera.
La segunda fase comienza cuando la transacción libera alguno
de los locks, a partir de ese momento no podrá solicitar ningún
otro lock (si lo hace, será abortada).
Desventaja: si una transacción en la fase de liberación había
desbloqueado algunos objetos y los mismos habían sido
accedidos por otras transacciones antes de que la primera
hiciera commit, entonces las demás transacciones deberían
abortar (esto es abortos en cascada). Pudiera ocurrir: lecturas
sucias o escrituras prematuras.
Algoritmo de locking o bloqueo
Para evitar esto, se mantienen todos los
bloqueos aplicados a los objetos hasta que la
transacción que los posee se consuma (commit)
o aborte. Esto se llama Bloqueo en dos fases
estricto.
La fase de “liberación” se realiza sólo cuando la
transacción hace commit
Ventaja: evita los abortos en cascada
Desventajas:
El nivel de paralelismo se degrada
En algunos casos es inadmisible.
Algoritmo de locking o bloqueo
Two Phase Locking Strict Two Phase Locking
num
ber o
f lock
s
Time
Fase de crecimiento Fase de liberación
num
ber o
f lock
s
Time
Fase de crecimiento Fase de liberación
Se liberan todos los locks
Control de Concurrencia: Bloqueos
Para mejorar la concurrencia:
la porción de objetos a la que se
debe secuenciar el acceso debe ser
tan pequeño como sea posible.
Problema de los lectores y
escritores: podemos tener muchos
lectores accediendo
concurrentemente a los datos.
Control de Concurrencia: Bloqueos
Nivel de granularidad: tiene que ver con el tamaño del
objeto o dato que se está bloqueando. A mayor
granularidad (mayor fineza del grano), más pequeño es el
tamaño del objeto: ejm: tabla, registro, campo, etc.
Mientras mayor sea la fineza del grano, mejor será el
grado de paralelismo/concurrencia, pero mayor será la
complejidad del sistema.
El bloqueo puede ser a nivel de item, página, archivo, base
de datos (donde item representa el grano más fino y base
de datos corresponde al grano más grueso)
Algoritmo de locking o bloqueo
lock otorgado lock solicitado
Ninguno read -> OK - write -> OK
read read -> OK - write -> Espera
write read -> Espera - write -> Espera
• Una mejora: utilizar locks de escritura y locks de lectura para
ofrecer mayor paralelismo al permitir que se realicen
concurrentemente transacciones que realizan operaciones no
conflictivas.
• Los bloqueos de lectura se llaman también bloqueos
compartidos.
Bloqueos • Reglas de conflicto
– Si una transacción T ha realizado una operación de lectura en un objeto, entonces una transacción concurrente U no debe escribir ese objeto hasta la consumación de T, o que aborte.
– Si una transacción T ha realizado una operación de escritura en un objeto, entonces una transacción concurrente U no debe leer o escribir ese objeto hasta la consumación de T, o que aborte.
Bloqueos Uso de bloqueos en un sistema de bloqueos de dos fases estricto.
1. Cuando una operación accede a un objeto en una transacción: a) Si el objeto no estaba bloqueado, se bloquea y comienza la operación.
b) Si el objeto tiene activado un bloqueo conflictivo con otra transacción, la transacción debe esperar hasta que esté desbloqueado.
c) Si el objeto tiene activado un bloqueo no conflictivo de otra transacción, se comparte el bloqueo y comienza la operación.
d) Si el objeto ya ha sido bloqueado en la misma transacción, el bloqueo será promovido si es necesario y comienza la operación. (Donde la promoción
está impedida por un bloqueo conflictivo, se utiliza la regla (b)).
2. Cuando una transacción se consuma o aborta, el servidor desbloquea todos los objetos bloqueados por la transacción.
Algoritmo de locking o bloqueo
Para asegurar que se sigan las reglas de solicitud de locks para los objetos , el cliente no tiene acceso a las operaciones de bloqueo. Los locks son adquiridos y liberados por el administrador de transacciones. Todo lo concerniente al control de concurrencia es transparente para el programador.
Implementación de Bloqueos
• La concesión de bloqueos será implementado por un objeto separado del servidor que llamaremos gestor de bloqueos.
• El Gertor de Bloqueos mantiene en una estructura de datos los locks concedidos.
• Cada bloqueo es una instancia de la clase Bloqueo que mantiene la siguiente información: – El identificador del objeto bloqueado.
– Los identificadores de las transacciones que mantienen actualmente el bloqueo
– Un tipo de bloqueo.
Bloqueos public class Bloqueo {
private Object objeto; // El objeto que es protegido por el bloqueo
private Vector propietarios; // las TID de los propietarios
private TipoBloqueo tipoBloqueo; // el tipo actual
public synchronized void adquiere(IDTrans trans, TipoBloqueo unTipoBloqueo){
while(/* otra transacción posea el bloqueo en modo conflictivo */) {
try {
wait( );
}catch (InterruptedException e) {/*...*/ }
}
if (propietarios.estaVacio( )) { // ningún TID posee un bloqueo
propietarios.agregaElemento(trans);
tipoBloqueo = unTipoBloqueo;
} else if (/*otra transacción posee el bloqueo, lo comparte*/ ) ) {
if (/*esta transacción no es un poseedor*/) propietarios.agregaElemento(trans);
} else if (/* esta transacción es un poseedor pero necesita más de un bloqueo
exclusivo*/)
tipoBloqueo.promueve( );
}
}
Bloqueos
public synchronized void libera (IDTrans trans ){
holders.removeElement(trans); // elimina este poseedor
// establece el tipo de bloqueo a ninguno
notifyAll( );
}
}
Bloqueos public class GestorBloqueo {
private Hashtable losBloqueos;
public void ponBloqueo(Object objeto, IDTrans trans, TipoBloqueo
tipoBloqueo){
Bloqueo bloqueoEncontrado;
synchronized (this){
// busca el bloqueo asociado con el objeto
// si no hay ninguno, lo crea y lo agrega a la tabla de dispersión
}
bloqueoEncontrado.agrega(trans, tipoBloqueo);
}
//sincroniza este dado que queremos eliminar todas las entradas
public synchronized void desBloqueo(TransID trans) {
Enumeration e = losBloqueos.elements( );
while(e.hasMoreElements( )){
Bloqueo unBloqueo = (Bloqueo)(e.nextElement());
if(/* trans is a holder of this lock*/ ) unBloqueo.libera(trans);
}
}
}
Bloqueo para Transacciones
Anidadas
El propósito de un esquema de bloqueo es
serializar el acceso a los objetos de modo que:
1. Cada conjunto de transacciones anidadas sea la
única entidad a la que se debe impedir ver los efectos
de otro conjunto de transacciones anidadas
2. Se debe impedir que cada transacción en un
conjunto de transacciones anidadas observe los
efectos parciales de otras transacciones del conjunto.
Bloqueo para Transacciones
Anidadas
La primera regla se logra disponiendo que
cada bloqueo que adquiere una
subtransacción es heredado por su padre
cuando esta finaliza (herencia del hijo al
Padre). Esto garantiza que puedan
mantenerse los bloqueos hasta que se
haya consumado o abortado la
transacción a nivel superior.
Bloqueo para Transacciones
Anidadas
La segunda regla se hace cumplir así: No se permite la ejecución concurrente de padre e
hijos. Si una transacción padre tiene un bloqueo sobre el objeto, retiene el bloqueo mientras el hijo se ejecuta. La transacción hijo adquiere temporalmente el bloqueo.
Se permite la ejecución concurrente de transacciones al mismo nivel, por lo que cuando éstas accedan a los mismos objetos el esquema de bloqueo debe secuenciar el acceso.
Bloqueos (transacciones anidadas)
• Reglas que describen la adquisición y
liberación del bloqueo:
– Para que una subtransacción adquiera un
bloqueo de lectura sobre un objeto, ninguna
transacción activa puede tener un bloqueo de
escritura sobre ese objeto, y los únicos que
retienen un bloqueo de escritura son sus
ascendientes.
Bloqueos (transacciones anidadas)
– Para que una subtransacción adquiera un bloqueo de escritura sobre un objeto, ninguna otra transacción activa puede tener un bloqueo de lectura o escritura sobre ese objeto, y los únicos que retienen los bloqueos de lectura y escritura en ese objeto son sus ascendientes.
– Cuando se consuma una transacción, sus bloqueos son heredados por su padre, permitiendo al padre retener los bloqueos del mismo modo que el hijo.
– Cuando una subtransacción aborta, sus bloqueos son eliminados. Si el padre todavía continúa manteniendo los bloqueos puede continuar haciéndolo.
Las transacciones al mismo nivel que acceden a los mismos objetos realizan
turnos para adquirir los objetos retenidos por sus padres.
T: Transacción de Niver Superior
T2: T1:
T11 T12 T21
T211
Commit provisional Commit provisional
Commit provisional
Commit provisional
Commit provisional Abort
Commit
Desean bloqueo
T: Transacción de Niver Superior
T2: T1:
T11 T12 T21
T211
Commit provisional Commit provisional
Commit provisional
Commit provisional
Commit provisional Abort
Commit
Adquiere bloqueo que le pasa a T11 para su ejecución. T11
Lo devuelve cuando finaliza. Cuando T1 finaliza devuelve el bloqueo a T
Y es en ese momento cuando T2 lo puede adquirir.
Algoritmo de locking o bloqueo
El problema del algoritmo de bloqueo es que puede ocasionar deadlocks o Interbloqueos.
T U
a.Crédito() bloqueo de escritura para A
b.Débito Espera por U
Bloqueo en B
b.Crédito() bloqueo de escritura para B
a.Débito(200) Espera por T.
Bloquea en A
Interbloqueos Condiciones para un bloqueo:
1.- Condición de exclusión mutua. Cada recurso está asignado a un único proceso o está disponible.
2.- Condición de posesión y espera (Hold and Wait).Los procesos que tienen, en un momento dado, recursos asignados con anterioridad, pueden solicitar nuevos recursos.
3.- Condición de no apropiación. Un proceso no puede ser forzado a dejar los recursos otorgados con anterioridad. El proceso que los posee debe liberarlos en forma explícita.
4.- Condición de espera circular.Debe existir una cadena circular de dos o más procesos , cada uno de los cuales espera un recurso poseído por el siguiente miembro de la cadena.
T T
R1
R2
Espera por
Espera por
Poseído por
Poseído por
Grafo de Espera Circular: Si hay un ciclo en el grafo significa
que hay interbloqueo (deadlock).
Tratamiento de Interbloqueos
Políticas frente a los bloqueos:
1.- Detectar: dejar que suceda y luego recuperarse.
3.- Evitar que estructuralmente sea posible el deadlock, es decir, asegurar que al menos una de las cuatro condiciones no se cumpla. (EM, N Apropiación, H and W, Circular Wait)
4.- Predecir: Algoritmo del Banquero: Se necesita conocer los requerimientos de recursos del proceso. (No es aplicable en sistemas distribuidos por su complejidad de conocer los requerimientos de recursos de los procesos con anterioridad).
Tratamiento de Interbloqueos
Políticas frente a los bloqueos:
1.- Detectar:
Se pueden detectar a través de los grafos.
Una vez detectado el ciclo se debe escoger una transacción y abortarla. La elección de la transacción a abortar no es sencilla. Un factor que puede ser tomado en cuenta es su edad.
La presencia de ciclos en el grafo se puede detectar cada vez que se añade un arco o cada cierto tiempo para disminuir el overhead.
• Se basan en asignar a cada transacción un timeout:
• A cada bloqueo se le proporciona un tiempo limitado en el que es invulnerable. •Después de ese tiempo es vulnerable. •Si ninguna transacción está compititnedo por el objeto, un objeto con bloqueo vulnerable continua bloqueado. •Sin embargo, si cualquier otra transacción está esperando por acceder a un objeto con un bloqueo vulnerable, se rompe el bloqueo y se reanuda la transacción que esperaba. La transacción cuyo bloqueo se ha roto, normalmente aborta.
Algoritmos de Prevención
Serialización de Transacciones a
través de locks.
El manejo de bloqueos (asignación, liberación)
causan un overhead adicional, lo mismo que
los algoritmos de prevención o detección
Disminuyen la concurrencia.
EJERCICIO T U V W
a.deposita(100)
b.deposita(100)
b.extrae(100)
c.extrae(100)
a.extrae(100)
c.deposita(100)
d.deposita(100)
b.deposita(100)
d.Deposita(100)
¿Bloqueo
indefinido?
Incrementando la concurrencia en
esquemas de bloqueo
Bloqueos de dos versiones La activación de bloqueos exclusivos se retrasa hasta que
una T se
consuma
Bloqueos jerárquicos
Bloqueos de granularidad mixta
Incrementando la concurrencia en
esquemas de bloqueo
Bloqueos de dos versiones
• Esquema optimista que permite que una transacción escriba versiones tentativas.
• Las operaciones de lectura sólo esperan si otra transacción se está consumando actualmente sobre el mismo objeto.
• Tres tipos de bloqueo: – Bloqueo de lectura – Bloqueo de escritura – Bloqueo de consumación
Incrementando la concurrencia en
esquemas de bloqueo
Bloqueos de dos versiones
Para un objeto Bloqueo que se establece
Lectura Escritura Consumación
Bloqueo ya establecido Ninguno Bien Bien Bien
Lectura Bien Bien Espera
Escritura Bien Espera
Consumación Espera Espera
Incrementando la concurrencia en
esquemas de bloqueo
Bloqueos Jerárquicos
• En algunas aplicaciones la granularidad adecuada
para una operación no es apropiada para otra.
• Para reducir la sobrecarga, se permiten que
coexistan bloqueos de granularidad mezclados.
• Propuesta de Gray: La activación de un bloqueo
padre tiene el mismo efecto que la activación de
todos los bloqueos hijo equivalentes. Intención de
bloqueo
Incrementando la concurrencia en
esquemas de bloqueo Bloqueos Jerárquicos
Sucursal
Cuenta A B C
Semana
Lunes Martes Miércoles Jueves Viernes
9:00–10:00
Intervalos de tiempo
10:00–11:00 11:00–12:00 12:00–13:00 13:00–14:00 14:00–15:00 15:00–16:00
Incrementando la concurrencia en
esquemas de bloqueo Bloqueos Jerárquicos
Tabla de compatibilidad para bloqueos jerárquicos.
Para un objeto Bloqueo que se va a activar Lectura Escritura I-Lectura I-Escritura
Bloqueo ya activado Ninguno Bien Bien Bien Bien
Lectura Bien Espera Bien Espera
Escritura Espera Espera Espera Espera
I-Lectura Bien Espera Bien Bien
I- Escritura Espera Espera Bien Bien