Procesamiento de Transacciones

Transcripción

1 Contenido Procesamiento de ransacciones Material basado en los capítulos 12 y 13 del libro: Sistemas Distribuidos. CyD. G. Coulouris, J. Dollimore and. Kindberg. Definiciones Básicas Sincronización ransacciones Control de Concurrencia:Problemas Equivalencia Secuencial Operaciones Conflictivas Contenido Mecanismos de Control de Concurrencia Control de Concurrencia a través de bloqueos Control Optimista de la Concurrencia Ordenación por marcas de tiempo Contenido ransacciones Distribuidas Sistema Manejador de ransacciones ransacciones Planas y Anidadas Commit y Abort en un Sistema Distribuido Control de Concurrencia Por Bloqueo Optimista Marcas emporales Contenido Recuperación de ransacciones ransacciones En algunas situaciones, los clientes necesitan que una secuencia de solicitudes separadas al servidor: buscarcuenta, deposita, extrae, obtenerbalance sean atómicas: Estén libres de interferencia por operaciones de otros clientes odas las operaciones se deben completar con éxito o no tener ningún efecto si el servidor falla. 1

2 ransacciones Provienen de los sistemas de Gestión de BD. En este contexto una transacción es la ejecución de un programa que accede a las BD. Fueron introducidas en los sistemas distribuidos en la forma de servidores de archivos transaccionales (secuencia de operaciones sobre archivos) ransacciones Una transacción es una colección de acciones que hacen transformaciones de los estados de un sistema preservando la consistencia del sistema El manejo de transacciones puede venir como parte del middleware. Por ejemplo, CORBA, proporciona la especificación para un servicio de transacciones sobre objetos. ransacciones Una transacción aplica a datos recuperables, puede estar formada por operaciones simples o compuestas y su intención es que sea atómica. Hay dos aspectos que se deben cumplir para lograr la atomicidad: 1. odo-o-nada: si una transacción termina exitosamente, los efectos de todas sus operaciones son registrados en los objetos, o si falla o es abortada deliberadamente, no tiene ningún efecto. ransacciones La propiedad todo-o-nada tiene otros dos aspectos en sí misma: Atomicidad ante fallas: los efectos son atómicos aun cuando el servidor falla. Los datos que se mantienen en disco deben sobrevivir ante la falla del servidor. Durabilidad: después que una transacción ha terminado exitosamente, todos sus efectos son salvados en almacenamiento permanente. ransacciones 2. Aislamiento: cada transacción debe ser ejecutada sin interferencias de otras transacciones, es decir, los resultados intermedios de una transacción no deben ser visibles a otras transacciones. Estas propiedades también son conocidas como propiedades ACID Propiedades ACID 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) Durabilidad (Durability) 2

3 Propiedades ACID Para soportar la atomicidad ante fallas y la durabilidad, los objetos de datos deben ser recuperables (estar disponibles en almacenamiento permanente). Cuando cae un servidor (falla de hardware o software) los cambios de todas las transacciones que culminaron deben estar disponibles en el almacenamiento permanente. Cuando el servidor sea reemplazado se recuperarán los objetos para reflejar ODO o NADA. 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. Condiciones de erminación 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. C C C PS ransaction Manager scheduler Data Manager Recovery Manager Cache Manager Estructura de un Sistema de Manejo de ransacciones El Manejador de ransacciones 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. Estructura de un Sistema de Manejo de ransacciones El manejador de transacciones (Coordinador) dá a cada transacción un identificador ID Operaciones disponibles al Cliente: tid Beginransaction() para el comienzo de una transacción, devuelve el ID Endransaction(tid), devuelve abort o commit dependiendo si la transacción se ha podido o no realizar Abort(tid): El cliente puede abortar la transacción. Estructura de las ransacciones Planas: consisten de una secuencia de operaciones primitivas encerradas entre las palabras clave Begin ransaction y End ransaction. Por ejemplo, Begin_transaction Reservación... End transaction 3

4 Estructura de las ransacciones Anidadas: las operaciones de una transacción pueden ser transacciones. Por ejemplo, Begin_transaction Reservación... Begin_transaction Vuelo... end. {Vuelo}... Begin_transaction Hotel end {Hotel} : ransacción de Niver Superior Commit 1: 2: Commit provisional Abort Commit provisional Commit provisional Commit provisional 211 Commit provisional End_transaction Reservación ransacciones 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. ransacciones Anidadas Las transacciones anidadas proporcionan un nivel más alto de concurrencia entre transacciones. Ya que una transacción consiste de varios transacciones, es posible tener más concurrencia dentro de una sola transacción. Las transacciones de un mismo nivel se pueden ejecutar en forma concurrente pero sus accesos se deben secuencializar. ransacciones 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. ransacciones 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. 4

5 ransacciones Anidadas Reglas para el commit de transacciones anidadas: 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 COMMI, se pueden consumar también todas las subtransacciones que hayan realizado un COMMI provisional. Los efectos de una subtransacción no son permanentes hasta que no se consuma la transacción de nivel superior : ransacción de Niver Superior Commit 1: 2: Commit provisional Abort Commit provisional Commit provisional Commit provisional 211 Commit provisional Control de Concurrencia 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. Control de Concurrencia: Problemas que generan las operaciones conflictivas ejecutándose concurrentemente Actualizaciones Perdidas : balance = b.obtenbalance(); b.ponbalance(balance*1.1) a.extrae(balance/10) balance = b.obtenbalance(); 200$ b.ponbalance(balance*1.1) 220$ a.extrae(balance/10) U: balance = b.obtenbalance(); b.ponbalance(balance*1.1) c.extrae(balance/10) balance = b.obtenbalance(); 200$ b.ponbalance(balance*1.1) 220$ c.extrae(balance/10) El valor final de B ha debido ser 242$, no 220$. U leyó un valor antes de que lo actualizara. Recuperaciones Inconsistentes El problema viene por paralelizar o pretender que las 2 transacciones se ejecuten concurrentemente cuando deben ejecutarse en forma secuencial. V: a.extrae(100) b.deposita(100) /* El valor inicial de ambas cuentas es 200 */ a.extrae(100) $100 b.deposita(100) $300 W: Unasucursal.totalSucursal(); otal = a.obtenbalance(); total = total + b.balance(); // total=300 total = total + c.balance(): W ve el valor nuevo de a y el Valor viejo de b. No se está cumpliendo la propiedad de isolation. 5

6 Control de Concurrencia: Sol. a actualizaciones perdidas. 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. Control de Concurrencia 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. 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. - odos los accesos de una transacción a un objeto particular (operaciones conflictivas) deben secuencializarse con respecto a su acceso por otras transacciones. Control de Concurrencia Equivalencia secuencial: b. odos los pares de operaciones conflictivas de dos transacciones se deben ejecutar en el mismo orden sobre los objetos a los que ambas acceden. Se requiere: acceda i antes que U y accede j antes que U U acceda a i antes que y U acceda a j antes que ransacciones Control de Concurrencia Control de Concurrencia A B C A B C Operaciones conflictivas Delay Ejecución : 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) y = lee(j) Escribe(j,30) Operaciones compuestas escribe(j,20) Z=lee(i) Serialización de operaciones conflictivas 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. 6

7 Control de Concurrencia: Problemas que generan las operaciones conflictivas Recuperaciones Inconsistentes V: a.extrae(100) b.deposita(100) /* El valor inicial de ambas cuentas es 200 */ a.extrae(100) $100 b.deposita(100) $300 W: Unasucursal.totalSucursal(); otal = a.obtenbalance(); total = total + b.balance; total = total + c.balance(): Sol. Del problema de Recuperaciones Inconsistentes. V: a.extrae(100) $100 b.deposita(100) $300 W: otal = a.obtenbalance(); total = total + b.balance; total = total + c.balance(): W ve el valor nuevo de a y el Valor viejo de b. No se está cumpliendo la propiedad de isolation. V accede a antes que W. V accede a b después de W. Control de Concurrencia: Accesos secuencialmente equivalentes. Los protocolos intentan secuencializar los accesos. Se utilizan tres aproximaciones: Bloqueo. Control de Concurrencia Optimista Ordenación por marcas de tiempo. No obstante pueden aparecer problemas aún en presencia de ejecuciones secuencialmente equivalentes. Control de Concurrencia Las transacciones pueden abortar, ante esta situación surgen otros problemas: lecturas sucias y escrituras prematuras Lecturas Sucias ransacción ransacción U a.getbalance() (100$) Lectura Sucia a.depositar(10) (110$) a.getbalance() (110$) a.deposita(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 finalice - Esto conlleva a la posibilidad de Abortos en Cascada (si aborta, U debe abortar también) Control de Concurrencia Una forma de evitar abortos en cascada es sólo permitir a las transacciones leer objetos que fueron escritos por transacciones consumadas. Control de Concurrencia Escrituras Prematuras : a.ponbalance(105) 100$ a.ponbalance(105) 105$ U: b.ponbalance(110) 105$ a.ponbalance(110) 110$ Algunos sistemas de BD implementan la acción Abort restaurando las imágenes Anteriores. Si U aborta y se consuma el balance debe ser de 105$. Correcto. U se consuma y Aborta: El balance debería estar en 110$, pero se coloca la imagen anterior a que es 100$. La escritura de U es prematura, antes de que haga su commit. 7

8 Control de Concurrencia 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) 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. odas 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. 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. Recuperación de ransacciones 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 secuenciar es a través del uso de bloqueos exclusivos. 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. 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) 8

9 Control de Concurrencia: Bloqueos Cada vez que un proceso necesita leer o escribir en un objeto como parte de una transacción, el objeto se bloquea hasta que la transacción culmine exitosamente (commit). Cualquier otra transacción que desee hacer alguna operación sobre dicho objeto tendrá que esperar hasta que él sea desbloqueado. Control de Concurrencia: Problemas que generan las operaciones conflictivas Para lograr equivalencia secuencial, todos los pares de operaciones conflictivas se deben hacer en el mismo orden. Para asegurar esto, no está permitido a una transacción ningún nuevo bloqueo después que ha liberado alguno. Existen dos fases: Adquirir bloqueos (Fase de crecimiento) Liberar bloqueos (Fase de Acortamiento) Algoritmo de locking o bloqueo wo 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 wo Phase Locking Strict wo Phase Locking Control de Concurrencia: Bloqueos number of locks Fase de crecimiento Fase de liberación number of locks Fase de crecimiento Fase de liberación Se liberan todos los locks 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 o escritores. ime ime 9

10 Algoritmo de locking o bloqueo 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 un mejor paralelismo al permitir que se realicen concurrentemente transacciones que hagan operaciones no conflictivas. Se toma un lock de lectura, y se promueve a un bloqueo de escritura cuando se va a escribir sobre el mismo objeto. Cuando una transacción posterior desea leer, debe esperar hasta que se libere el lock de escritura. Algoritmo de locking o bloqueo Para asegurar que se sigan las reglas de solicitud de bloqueos para los objetos, el cliente no tiene acceso a las operaciones de bloqueo. Los locks son adquiridos y liberados por el administrador de transacciones. odo lo concerniente al control de concurrencia es transparente para el programador. Bloqueo para ransacciones Anidadas El proposito 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 ransacciones Anidadas La primera regla se logra disponiendo que cada bloqueo que adquiere una subtransacción es heredado por su padre cuando esta finaliza. Esto garantiza que puedan mantenerse los bloqueos hasta que se haya consumado o abortado la transacción a nivel superior. Bloqueo para ransacciones 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. 10

11 Algoritmo de locking o bloqueo El problema del algoritmo de bloqueo es que puede ocasionar deadlocks o Interbloqueos. a.deposita() b.extrae bloqueo de escritura para A Espera por U Bloqueo en B U b.deposita() bloqueo de escritura para B a.extrae(200) Espera por. 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.los procesos que tienen, en un momento dado, recursos asignados con anterioridad, pueden solicitar nuevos recursos. 3.- Condición de no apropiación. Los recursos otorgados con anterioridad no pueden ser forzados a dejar un proceso. 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. Poseído por R1 U U Espera por R2 Espera por Poseído por Grafo de Espera Circular: Si hay un ciclo en el grafo significa que hay interbloqueo. ratamiento 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, NApropiación, 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). ratamiento 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. Algoritmos de Prevención 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. 11

12 Bloqueos Causan overhead en el manejo de bloqueos y en los algoritmos de prevención o deteccción Disminuyen la concurrencia. Otros esquemas (Ver en el material de apoyo) Bloqueo de Versiones Jerárquico 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. Recuperación de ransacciones Algoritmo Optimista Se permite que las transacciones procedan como si no hubiera posibilidad de conflicto con otras transacciones hasta que el cliente complete su tarea y solicite un Endransaction. Cuando aparece un conflicto se abortará la transacción. Las modificaciones/accesos se hacen sobre espacios privados y se lleva registro de los datos que han sido modificados/accedidos. Al momento del commit, se chequea que los espacios privados sean válidos, de no serlos, se aborta la transacción. A toda transacción se le asigna un identificador (orden secuencial ascendente). Algoritmo Optimista Cada transacción cumple tres fases: rabajo:odos los reads se ejecutan inmediatamente sobre la última versión consumada del dato. Los writes crean versiones tentativas. Se mantiene un conjunto de lectura (datos leídos) y un conjunto de escritura (versiones tentativas de los datos). No hay posibilidad de lecturas sucias, sólo se leen valores consumados. Validación: Ante la solicitud de un commit, se valida si la transacción realizó operaciones conflictivas con otras transacciones. Si la validación tiene éxito se puede hacer COMMI. Si falla, se debe usar alguna forma de resolución de conflictos (abortar alguna de las transacciones) Algoritmo Optimista Escritura: Si la transacción es validada, todos los cambios hechos sobre los espacios privados se actualizan en las versiones originales. Algoritmo Optimista Fase de validación: Ante el End_transaction, a cada transacción se le asigna un número (secuencial ascendente, i) que define su posición en el tiempo. 12

13 Algoritmo Optimista Fase de validación: La validación se basa en las siguientes reglas : v i Regla (i<v) 1. write read i no debe leer datos escritos por v 2. read write v no debe leer datos escritos por i 3. write write i no debe escribir datos que está escribiendo o haya escrito v y v no debe escribir datos que está escribiendo o haya escrito i Simplificación: fases de validación y escritura son secciones críticas (muy cortas), se supondrá que no pueden solaparse 2 transacciones en estas fases; se satisface la regla 3. Sólo hay que validar las reglas 1 y 2 Algoritmo Optimista Validación hacia atrás: Los reads de las i se realizaron antes que la validación (por tanto escritura) de v, entonces se cumple la regla 1. Sólo se valida la regla 2 para cada i: valid= true; for (i=startn+1;i<=finishn,i++) { if ( read_set of v intersects write_set i) valid=false; } Algoritmo Optimista Validación hacia atrás: startn: i más grande asignado a una transacción committed al momento que i entra a su fase de trabajo. finishn: i más grande asignado al momento que i entra a su fase de validación Sólo es necesario validar los conjuntos de lectura. Las transacciones que sólo hacen escritura no se validan (lo queellaescribalo validaránotrastransaccionesmayores posteriormente). Si v no es válida, se aborta Algoritmo Optimista Validación hacia atrás: ransacción en validación v activa1 activa2 rabajo Validación Escritura ransacciones anteriores committed Algoritmo Optimista Validación hacia atrás: precisa que los conjuntos de escritura de las versiones antiguas de los objetos ya consumadas sean retenidas hasta que no hayan transacciones solapadas, aún no validadas, con la que pudieran entrar en conflicto. En un entorno con transacciones largas, el mantener estos conjuntos puede ser un problema. Algoritmo Optimista Validación hacia adelante: el conjunto de escritura de v se compara con el conjunto de transacciones activas que se solapan, aquellas que están aún en su fase de trabajo. 13

14 Algoritmo Optimista Fase de validación: La validación se basa en las siguientes reglas : v i Regla (v<i) 1. write read i no debe leer datos escritos por v 2. read write v no debe leer datos escritos por i 3. write write i no debe escribir datos que está escribiendo o haya escrito v y v no debe escribir datos que está escribiendo o haya escrito i Algoritmo Optimista Validación hacia adelante: Se satisface la regla 2 porque las transacciones activas no escriben mientras que v no se ha completado. Sólo se valida la regla 1 para cada i: se compara el conjunto de escritura de v con los conjuntos de lectura de las transacciones activas. valid= true; for (id=activa1;id<=activan,id++) { if ( write_set of v intersects read_set of i) valid=false; } Algoritmo Optimista Validación hacia delante: activax: Representan transacciones que aún no han entrado a la fase de validación Las transacciones que sólo hacen lecturas no requieren ser validadas Si v no es válida: Abortar las activas y consumar v Abortar v Algoritmo Optimista Validación hacia adelante: ransacción en validación v activa1 activa2 rabajo Validación Escritura ransacciones anteriores committed Algoritmo Optimista Desventajas: Hay posibilidad se inanición: una transacción puede abortar indefinidas veces y no se contempla un mecanismo para evitarlo. Este algoritmo no serviría para nada en sistema con transacciones largas, muchas transacciones en conflicto. Algoritmo por Marcas de iempo Las operaciones se validan al momento de ser ejecutadas. Cuando una transacción comienza, se le asigna un timestamp La regla de ordenación básica por marca de tiempo está basada en los conflictos de operación: Una solicitud de una transacción para escribir un objeto es válida sólo si ese objeto fue leído y escrito por última vez por transacciones anteriores en el tiempo. Una petición de lectura a un objeto es válida sólo si el objeto fue escrito por última vez por una transacción anterior. 14

15 Algoritmo por Marcas de iempo Se trabaja con versiones tentativas. Las versiones tentativas de los objetos son consumadas en el orden determinado por las marcas de tiempo de las transacciones que las realizaron. Cada item de datos tiene asociado: Un timestamp de escritura (write_commit), un timestamp de lectura (read) y un conjunto de versiones tentativas con su propio timestamp Un write aceptado genera una versión tentativa Un read se dirige a la versión con el máximo timestamp menor que el timestamp de la transacción Algoritmo por Marcas de iempo Para saber cuando una operación de escritura es válida se aplica el siguiente algoritmo: Sea j una transacción que desea hacer una operación de escritura sobre el objeto D. If ((j >= Max (read en D)) && (j > write_commit en D)) Proceder con el write sobre una versión tentativa nueva, con marca de tiempo j else // write is too late Abortar j; Algoritmo por Marcas de iempo Regla de escritura (No se muestran las marcas de lectura) a) 3->write b) 3-> write antes 2 después 2 3 antes c) 3->write d) 3-> write antes 1 4 antes 4 3 Aborta después después 4 1 después Versión committ Versión tentativa Algoritmo por Marcas de iempo Para saber cuando rechazar o aceptar inmediatamente una operación de lectura Sea j una transacción que desea hacer un read sobre el objeto D. If ((j > Max (Write_Commit en D)) Sea Ds la versión de D con la máxima marca de tiempo de escritura menor a j (commited o no) Si se ha consumado Ds: realiza la operación de lectura. Si no, espera hasta que la transacción que hizo la versión Ds haga commit o abort. else // write is too late Abortar j; Algoritmo por Marcas de iempo Regla de lectura a) 3->read b) 3-> read read se ejecuta inmediatamente Seleccionado (Ds) Seleccionado (Ds) read se ejecuta inmediatamente c) 3->read d) 3-> read 1 2 read espera 4 3 Aborta Versión committ Versión tentativa Algoritmo por Marcas de iempo Las versiones commit (consumadas) de cada objeto deben crearse en el orden de las marcas de tiempo. Un coordinador necesita esperar, a veces, que se completen las transacciones anteriores antes de escribir todas las versiones consumadas de los objetos. Seleccionado (Ds) 15

16 La última marca de lectura Corresponde a la transacción U a b c Ejercicio begin Bal=b.obtenBalance() b.ponbalance(bal*1.1) a.extrae() Commit Begin Bal=b.obtenBalance() Espera por. Bal=b.obtenBalance() b.ponbalance() c.extrae() ML ME {} S S, ML ME {} S {} S, {U},U ML ME {} S S < < U. En negritas se colocan las operaciones ya consumadas Algoritmo por Marcas de iempo S,U Begin X=lee(i) Escribe(j,44) U Begin escribe(i,55) escribe(j,66) Commit Begin X=lee(i) Escribe(j,44) U Begin Escribe(i,55) Escribe(j,66) commit Corra el algoritmo de secuenciación por marcas de tiempo. Las marcas de tiempo iniciales de lectura y escritura son t0. Begin y = lee(k) x = lee(i) Escribe(j,44) Commit U Begin Escribe(i,55) Escribe(j,66) Commit Qué pasa cuándo va a terminar la transacción si corremos el algoritmo Optimista con validación hacia atrás, hacia adelante??? Ejercicio Un servidor gestiona los objetos a1, a2, an. El servidor proporciona a sus clientes Dos operaciones: Lee(i) devuelve el valor de ai Escribe(i,valor) asigna el valor valor a ai Las transacciones y U se definen como sigue: : x= lee(i); escribe(j,44) U: escribe(i,55); escribe(j,66) 1. Cómo funciona o escriba una secuencia de ejecución con bloqueo estricto de dos fases. 2. Describa un solapamiento de las transacciones y U en el que los bloqueos se Liberan prontamente y se obtiene un efecto que no es secuencialmente equivalente. Contenido ransacciones Distribuidas ransacciones Distribuidas ransacciones Planas y Anidadas Commit y Abort en un Sistema Distribuido Control de Concurrencia Por Bloqueo Optimista Marcas emporales Recuperación 16

17 ransacciones Distribuidas Sus actividades involucran múltiples servidores. Se usa el término transacciones distribuidas para referirse a transacciones planas o anidadas que acceden a objetos administrados por múltiples servidores. Las transacciones distribuidas pueden ser planas o anidadas. Cliente: ransacción Plana: Un cliente realiza peticiones a más de un servidor. cliente Las peticiones son secuenciales begin_transaction call X.x call Y.y call Z.z end_transaction X Y Z ransacciones Distribuidas Cliente X 1 Y 2 ransascción distribuida anidada: las transacciones del mismo nivel son concurrentes. Si están en Servidores distintos pueden ejecutarse en paralelo. M 11 N P 22 ransacciones Anidadas Sea una transacción distribuida donde el cliente transfiere $10 de la cuenta A a C y $20 de B a D. Las cuentas A y B están separadas en servidores X e Y y las cuentas C y D están en el servidor Z. Si la transacción se estructura como un conjunto de cuatro transacciones anidadas, los cuatro requerimientos ( dos depósitos y dos retiros) pueden correr en paralelo y el efecto total es lograr mayor rendimiento que una transacción simple ejecutando las cuatro operaciones secuencialmente. Procesamiento de transacciones distribuidas Un cliente comienza una transacción enviando un begin_transaction a cualquier servidor PS. Éste se convierte en el coordinador y los que se tengan que contactar a partir de aquí se convierten en participantes. 17

18 beginransaction endransaction Cliente Coord. Unirse b.extrae(,3) Unirse Unirse A SucursalX B SucursalY a.extrae(4) b.extrae(3) Procesamiento de transacciones distribuidas El coordinador que inició la transacción es el responsable final de consumarla o abortarla. Durante el progreso de una transacción el coordinador registra la lista de referencias de participantes, y cada participante registra una referencia hacia el coordinador. Nota: el coordinador está en uno de los Servidores, por ejemplo SucursalX C D SucursalZ c.deposita(4) d.deposita(3) Procesamiento de transacciones distribuidas La operación Beginransaction devuelve el ID. Los identificadores de las transacciones deben ser únicos dentro del sistema distribuido. Una forma sencilla de obtener identificadores únicos esto es que cada ID tenga dos partes: el identificador del servidor (e.g. dirección IP) y un número único dentro del servidor. Procesamiento de transacciones distribuidas Existen dos aspectos importantes a considerar en las transacciones distribuidas: La consumación de una transacción Control de concurrencia Se supone que existe una comunicación entre PSs a través de un protocolo de aplicación. Estos protocolos se implementan sobre RPC o pase de mensajes. ransacciones Distribuidas Cuando una transacción distribuida termina, la propiedad de atomicidad exige que todos los servidores acuerden lo mismo (commit) o todos aborten (abort). Existen protocolos para llegar a compromisos (wo-phase-commit) Las transacciones distribuidas deben ser globalmente serializadas. Existen protocolos de control de concurrencia distribuida. Protocolos de Consumación Atómica Cuando el coordinador recibe un requerimiento Commit de una transación, tiene que asegurar: Atomicidad: odos los nodos se comprometen con los cambios o ninguno lo hace y cualquier otra transacción percibe los cambios en todos los nodos o en ninguno. Aislamiento:Los efectos de la transacción no son visibles hasta que todos los nodos hayan tomado la decisión irrevocable commit o abort. 18

19 Consumación en una fase Consumación en Dos Fases Commit de una fase atómico Una manera simple de completar una transacción en forma atómica por el coordinador es comunicar el requerimiento de commit o abort (por parte del cliente) a todos los participantes de la transacción y mantenerse enviando el requerimiento hasta que todos ellos respondan con un ACK indicando que han realizado la tarea. El protocolo no contempla que la decisión de abortar venga de uno de los participantes. Sólo puede venir del cliente. Permite que cualquier participante aborte su parte de la transacción. En la primera fase del protocolo cada participante vota para que la transacción sea consumada o abortada. Una vez que el participante ha votado commit, no se le permite que aborte. Por lo tanto, antes de un participante votar por commit debe asegurarse que será capaz de llevar a cabo su parte del protocolo de consumación, incluso si falla. Se dice que un participante está en estado preparado si finalmente será capaz de consumar la transacción en proceso. Consumación en Dos Fases En la segunda fase: El coordinador recoge el resultado de las votaciones. Si alguno de los participantes vota por abortar, la decisión es abortar. Si todos los participantes votan consumar, esta será la decisión. Consumación en Dos Fases Si uno de los participantes o el Cliente decide abortar (antes de la solicitud del coordinador) se le informa al resto. No se activa el protocolo de consumación. Protocolo de Consumación en dos Fases Fase 1 (votación) 1. El Coordinador envía una petición (commit?) a cada participante en la transacción 2. Cuando un participante recibe una petición commit? Responde al Coordinador con su voto (si o no). Antes de votar Sí se prepara para hacer commit guardando los objetos en almacenamiento permanente. Si el voto es No. El participante aborta de forma inmediata. Protocolo de Consumación en dos Fases Fase 2 (finalización en función del resultado de la votación) 3. El coordinador recoge los votos (incluyendo el propio) Si no hay fallos y todos los votos son Sí, el coordinador decide consumar la transacción y envía peticiones de COMMI a cada uno de los participantes. En otro caso, el Coordinador decide abortar la transacción y envía peticiones Aborta a todos los que votaron Sí. 4. Los participantes que han votado Sí están esperando por una petición de Commit o Abort por parte del Coordinador. Cuando se reciben uno de estos mensajes, se actúa en función de ellos. En caso de COMMI se retorna al servidor:havecommied. 19

20 Protocolo de Consumación en dos Fases El protocolo podría fallar debido a la caída de uno o más servidores o debido a un corte en la comunicación. Para cubrir la posibilidad de caidas, cada servidor guarda la información correspondiente al protocolo en un dispositivo de almacenamiento permanente. Esta información la puede recuperar un nuevo proceso que se inicie para reemplazar al servidor caído. Situación en la que un participante ha votado Sí y está esperando para que el coordinador le informe el resultado de la votación Fallas en la Comunicación Situación en la que un participante ha votado Sí y está esperando para que el coordinador le informe el resultado de la votación: El participante está incierto frente al resultado y no puede seguir adelante hasta que obtenga los resultados de la votación por parte del coordinador. No puede decidir unilateralmente, debe mantener los objetos. Envía un mensaje al Coordinador de DameDecision. Cuando obtiene la respuesta continua en el paso 4 del protocolo. Si el Coordinador ha fallado el participante no podrá obtener una decisión hasta que el servidor sea reemplazado. Acciones frente a un timeout El participante ha realizado todas sus tareas y aún no ha recibido el llamado Puede Consumar?? (primera comunicación) En este caso, como no se ha tomado ninguna decisión el participante puede decidir unilateralmente abortar. Acciones frente a un timeout El coordinador puede sufrir retrasos cuando está esperando por los votos de los participantes. Dado que no está decidido el destino de la transacción, tras cierto periodo de tiempo puede abortar. En ese momento, el Coordinador anuncia su decisión a todos los participantes que ya habían votado. Algunos participantes retrasados pudieran votar Sí, sin haber recibido el último mensaje del coordinador. El coordinador ignora este Sí y el participante pasa al estado incierto. 20

21 ransacciones Anidadas 11 Aborta en M Cliente X 1 Y 2 11 M N Cons. Provisional (en X) 12 Cons. Provisional (en N) 21 Cons. Provisional (en N) Abortado (en M) 22 Cons. Provisional (en P) P 22 ransacciones Anidadas Cuando finaliza una subtransacción toma una decisión independiente sobre si consumarse de forma provisional (no es lo mismo que estar preparado) o abortar. Una consumación provisional es simplemente una decisión local y no se guarda copia en un dispositivo de almacenamiento permanente. Las transacciones trabajan y, cuando terminan, el servidor donde se encuentran registra información sobre si se han consumado provisionalmente o han abortado. ransacciones Anidadas Cuando una transacción anidada se consuma en forma provisional informa de su estado y del estado de sus descendientes a su madre. Cuando una transacción aborta, simplemente informa de haber abortado a su madre. Al final, la transacción a nivel superior recibe una lista de todas las subtransacciones en el árbol junto con el estado de cada una de ellas. ransacciones Anidadas ransacciones Anidadas La transacción a nivel superior juega el papel de Coordinador en el protocolo de consumación en 2 fases Aborta en M Cons. Provisional (en X) 12 Cons. Provisional (en N) 21 Cons. Provisional (en N) Abortado (en M) 22 Cons. Provisional (en P) La lista de participantes consta de los servidores de todas las subtransacciones que se hayan consumado provisionalmente pero no tienen ascendentes que hayan abortado:, 1, 12 21

22 ransacciones Anidadas La transacción a nivel superior debe intentar consumar lo que quede del árbol. A 1 y 12 se les pedirá que voten para obtener el resultado. Si votan consumar deben preparar las transacciones guardando el estado de los objetos en el dispositivo de almacenamiento permanente. La segunda fase es idéntica: se recogen los votos y se informa a los participantes en función del resultado. Control de Concurrencia: Bloqueos En una transacción distribuida los bloqueos se mantienen localmente (en el mismo servidor). El administrador local de bloqueos puede decidir si otorga un bloqueo o hace que la transacción que lo requirió espere. Sin embargo no puede liberar ningún bloqueo mientras la transacción que los tiene no haya terminado (commit o abort) en todos los servidores involucrados en la transacción. Cuando se usa el bloqueo para control de concurrencia, los objetos permanecen bloqueados y no están disponibles para otras transacciones durante el protocolo de commit atómico, aunque una transacción abortada libere sus bloqueos durante la primera fase del protocolo. Bloqueos Dado que los administradores de bloqueos en diferentes servidores otorgan bloqueos independiente de los demás, es posible que diferentes servidores impongan diferente orden sobre las transacciones. Considérese el siguiente entrelazado de las transacciones y U en los servidores X e Y: U Write(A) en X lock A Write(B) en Y lock B Read(B) en Y espera U Read(A) en X espera por Bloqueos Se tiene antes que U en un servidor y U antes que en el otro. Cuando se detecta una condición de interbloqueo las transacciones son abortadas. En este caso el coordinador será informado y abortará las transacciones en los participantes involucrados. El objeto A está en el servidor X y el objeto B en el servidor Y Algoritmos de Detección 1.- Centralizado: basado en grafos de espera Máquina 0 Máquina 1 Coordinador ransacciones Recursos A R B S S C Cómo se mantiene el grafo en el coordinador? Cada vez que ocurra una variación en su grafo notifica al coordinador. Periodicamente cada máquina notifica sus últimos cambios. Periodicamente el coordinador solicita la información. Problema: Los 3 casos pueden conducir a un Deadlock falso. Ejemplo: Si se pierden mensajes A R B S C Algoritmo Distribuido (Caza de Arcos) En esta aproximación el grafo no se construye en forma global, sino que cada uno de los servidores implicados posee información sobre alguno de sus arcos. Los servidores intentan encontrar ciclos mediante el envío de mensajes denominados sondas. Si B solicita a y C libera a y llega primero el mensaje de B al coordinador, entonces el cree que hay deadlock. 22

23 Pasos del Algoritmo Iniciación: Cuando un servidor percibe que una transacción, espera por un recurso que tiene una transacción U (que está en otro servidor), inicia el algoritmo enviando una sonda que contiene el arco <->U> al servidor que contiene el objeto por el cual está bloqueada la transacción U. Si U está compartiendo el bloqueo (varias transacciones acceden al mismo objeto), se envía la sonda a los servidores responsables de estas transacciones Pasos del Algoritmo Detección: consiste en recibir sondas y decidir si se ha producido inter-bloqueo. Por ejemplo, si un servidor recibe la sonda <- >U> ( espera por U, que tiene el bloqueo de un objeto local), comprueba si U está también esperando. Si es así, se añade a la sonda la transacción por la que está esperando, ej, V. <->U->V>, y si V está esperando por un objeto en otro sitio se vuelve a reenviar la sonda. Pasos del Algoritmo Detección: Antes de reenviar la sonda, el servidor comprueba si la transacción que ha sido añadida, ej, <->U->V->> Ha ocasionado un ciclo, si es así se ha detectado un interbloqueo. Pasos del Algoritmo Resolución: cuando se detecta un ciclo, se aborta una transacción en el ciclo para romper el interbloqueo. Algoritmo de Detección de Bloqueos Distribuido El coordinador de una transacción es responsable de registrar si la transacción está activa o está esperando por un objeto concreto, y los participantes pueden obtener esta información desde su coordinador. Los gestores de bloqueos informan a los coordinadores cuando las transacciones comienzan a esperar por objetos, y en el momento que adquieren dichos objetos para comenzar a estar activas. Algoritmo de Detección de Bloqueos Distribuido Cuando se aborta una transacción para romper un inter-bloqueo, el coordinador informará a los participantes y se eliminarán todos sus bloqueos, con el efecto de que todos los arcos relacionados con esta transacción se eliminarán de los grafos espera-por locales. 23

24 Control de Concurrencia Optimista Recordar: Cada transacción se valida antes de que se le permita consumarse. Se asignan unos números de transacción al comienzo de la validación y se establece un orden o secuencia de acuerdo a estos números. Control de Concurrencia Optimista Una transacción Distribuida es validada por una colección de servidores independientes, cada uno de los cuales valida las transacciones que acceden a sus propios objetos. La validación de todos los servidores tiene lugar durante la primera fase del protocolo de consumación de dos fases. Control de Concurrencia Optimista En el caso de transacciones distribuidas optimistas, cada servidor aplica en paralelo un protocolo de validación. Esta es una extensión de la validación hacia delante o hacia atrás para permitir que varias transacciones estén en la fase de validación (por lo que pueden tardar estas fases en un entorno distribuido). En esta extensión se debe comprobar tanto la regla 3 como la regla 2 ó 1. Control de Concurrencia Optimista Sean las transacciones y U entrelazadas, las cuales acceden a los objetos A y B en los servidores X e Y respectivamente: Read(A) en X Write(A) Read(B) en Y Write(B) U Read(B) en Y Write(B) Read(A) en X Write(A) Control de Concurrencia Optimista Control de Concurrencia Optimista Las transacciones acceden a los objetos en el orden antes que U en el servidor X y U antes que en el servidor Y. Si se supone que y U empiezan la validación al mismo tiempo, el servidor X valida primero y el servidor Y valida U primero. No se cumple la equivalencia secuencial Los servidores de transacciones distribuidas deben evitar que suceda antes que U en un servidor y U antes que en otro. Sol: después de una validación local, se llevará a cabo una validación global (antes de la consumación). La validación global comprueba que el orden en los servidores sea secuencialmente equivalente. 24

25 Control de concurrencia con ordenación de Marcas emporales. En transacciones distribuidas se requiere que cada coordinador genere una única marca de tiempo global. Se consigue la equivalencia secuencial consumando las versiones de los objetos en el orden de las marcas temporales de las transacciones que acceden a ellos. Se requiere que cada coordinador genere marcas temporales que sean globalmente únicas. Esta marca de tiempo es dada al cliente por el primer coordinador accedido por la transacción. ime Stamps La marca de tiempo de la transacción se pasa al coordinador de cada servidor en los cuales se realizan operaciones de la transacción. Una marca temporal consta de: <marca temporal local, identificador local del servidor> ime Stamps Se requiere que las marcas de tiempo proporcionadas por un coordinador estén aproximadamente sincronizadas con aquellas que emiten otros coordinadores. Las marcas se pueden mantener sincronizadas mediante la utilización de algoritmos de sincronización de relojes. Recuperación Distribuida Hemos supuesto que: Cuando un servidor está en funcionamiento, mantiene todos sus objetos en la memoria volátil y registra sus objetos consumados en un archivo o archivos de recuperación. La recuperación consiste en restaurar el servidor a partir de los dispositivos de almacenamiento permanente y dejarlo con las últimas versiones consumadas de los objetos. Recuperación Distribuida Recuperación Distribuida Los requisitos de persistencia y atomicidad ante fallos se tratan mediante un único mecanismo: el gestor de recuperación. Las tareas de un gestor de recuperación son: Guardar los objetos de todas las transacciones consumadas en dispositivos de almacenamiento permanente. Restaurar los objetos del servidor tras una caída. Reorganizar el archivo de recuperación para mejorar el rendimiento de la recuperación. Reclamar espacio de almacenamiento. Se requiere que el gestor de recuperación sea resistente a los fallos en los medios (discos, etc). Se debe manejar al menos una copia del archivo de recuperación. 25