Procesamiento de Transacciones

Transcripción

1 Procesamiento de Transacciones Material basado en los capítulos 12 y 13 del libro: Sistemas Distribuidos. CyD. G. Coulouris, J. Dollimore and T. Kindberg.

2 Transacciones Distribuidas Atomicidad Durabilidad Gestor de Transacciones Consistencia Commit Aislamiento Concurrencia Two phase commit Bloqueos Transacciones Planas Roll Back

3 Contenido Definiciones Básicas Transacciones Problemas del Control de Concurrencia Equivalencia Secuencial Operaciones Conflictivas Problemas causados por el aborto de las transacciones

4 Contenido Mecanismos de Control de Concurrencia Control de Concurrencia a través de bloqueos Control Optimista de la Concurrencia Ordenación por marcas de tiempo

5 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

6 Contenido Recuperación de Transacciones

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8 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

9 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.

10 Definiciones Consiste en una secuencia de operaciones que se ejecuta en forma atómica (indivisible) Todo o Nada Aislamiento

11 Transacciones Solicitudes atómicas: Aislamiento Efectos intermedios no visibles Todo o Nada Todas las operaciones o ninguna Atomicidad de fallo, durabilidad. Objetos Recuperables

12 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.

13 Implementación de las Transacciones El aislamiento se garantiza por protocolos de control de concurrencia La atomicidad y durabilidad se garantizan mediante protocolos de recuperación.

14 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.

15 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.

16 C C C TPS Transaction Manager scheduler 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. Data Manager Recovery Manager Cache Manager

17 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.

18 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

19 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.

20 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.

21 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.

22 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.

23 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

24 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

25 T: Transacción de Nivel Superior subtransacción T1: Commit provisional Commit Abort T2: T11 T12 T21 Commit provisional Commit provisional T211 Commit provisional Commit provisional

26 Transacciones anidadas Subtransacción Atómica Subtransacciones del mismo nivel concurrentes pero sus accesos a objetos comunes son secuencializados. Pueden consumar o abortar independientemente

27 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.

28 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.

29 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.

30 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.

31 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

32 Commit T: Transacción de Niver Superior T1: Commit provisional Abort T2: T11 T12 T21 Commit provisional Commit provisional T211 Commit provisional Commit provisional

33 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??

34 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.

35 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.

36 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.

37 Problemas que trae la Concurrencia Actualizaciones perdidas Recuperaciones Inconsistentes Solución: equivalencia secuencial Problemas que trae el aborto de las transacciones Lecturas sucias Escrituras prematuras Abortos en Cascada Los protocolos tratarán de evitar estos problemas

38 Los balances iniciales de A, B y C son 100$, 200$ y 300$ 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.

39 El problema viene por paralelizar, o pretender que las 2 transacciones se ejecuten concurrentemente cuando deben ejecutarse en forma secuencial.

40 Los balances iniciales de A, B son de 200$ Recuperaciones Inconsistentes V: a.débito(100) b.crédito(100) W: Unasucursal.totalSucursal(); /* El valor inicial de ambas cuentas es 200 */ 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.

41 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.

42 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.

43 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.

44 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.

45 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

46 T U A B C D 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

47 Control de Concurrencia Transacciones A B C A B C Operaciones conflictivas Delay Ejecución Operaciones compuestas Serialización de operaciones conflictivas

48 Control de Concurrencia T T: x=lee(i); escribe(i,10); escribe(j,20) U: y=lee(j); escribe(j,30); z=lee(i) U i: T luego U j: U luego T x = lee(i) escribe(i,10) y = lee(j) Escribe(j,30) escribe(j,20) 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 lee i antes que U lo acceda, T no escribe j antes de que U la acceda

49 Control de concurrencia Ejercicio 12.9 del libro: Un servidor gestiona los objetos a 1, a 2, a n. El servidor proporciona dos operaciones a sus clientes: lee(i) devuelve el valor de a i escribe (i, valor) asigna Valor a a i 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);

50 Control de concurrencia Un servidor gestiona los objetos a 1, a 2, a n. El servidor proporciona dos operaciones a sus clientes: lee(i) devuelve el valor de a i escribe (i, valor) asigna Valor a a i 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

51 Control de Concurrencia: Problemas que generan las operaciones conflictivas Recuperaciones Inconsistentes V: a.débito(100) b.crédito(100) W: Unasucursal.totalSucursal(); /* El valor inicial de ambas cuentas es 200 */ 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

52 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

53 Problemas que trae la Concurrencia Actualizaciones perdidas Recuperaciones Inconsistentes Problemas que trae el aborto de las transacciones Lecturas sucias Escrituras prematuras Abortos en Cascada Los protocolos trataran de evitar estos problemas

54 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.

55 Control de Concurrencia Las transacciones pueden abortar, ante esta situación surgen otros problemas: lecturas sucias y escrituras prematuras Lecturas Sucias Transacción T Transacción U Lectura Sucia 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)

56 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.

57 Control de Concurrencia Escrituras Prematuras T: a.crédito(+5) U: b.crédito(+5) a= 100$ a. Crédito(+5) 105$ a.crédito(+5) 110$ a= 105$ 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.

58 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)

59 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.

60 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.

61 C C C TPS Transaction Manager scheduler Data Manager Recovery Manager Cache 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.

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63 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.

64 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.

65 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

66 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.

67 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)

68 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.

69 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.

70 Algoritmo de locking o bloqueo Two Phase Locking Strict Two Phase Locking Fase de crecimiento Fase de liberación Fase de crecimiento Fase de liberación number of locks number of locks Se liberan todos los locks Time Time

71 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.

72 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)

73 Algoritmo de locking o bloqueo lock otorgado Ninguno read write lock solicitado read -> OK - write -> OK read -> OK - write -> Espera 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.

74 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.

75 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.

76 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.

77 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.

78 Bloqueos public class Bloqueo { private Object objeto; private Vector propietarios; } } // El objeto que es protegido por el bloqueo // 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( );

79 Bloqueos public synchronized void libera (IDTrans trans ){ holders.removeelement(trans); // elimina este poseedor // establece el tipo de bloqueo a ninguno notifyall( ); } }

80 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); } } }

81 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.

82 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.

83 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.

84 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.

85 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.

86 Commit T: Transacción de Niver Superior T1: Commit provisional Abort T2: T11 T12 T21 Commit provisional Commit provisional T211 Commit provisional Commit provisional Desean bloqueo

87 Commit T: Transacción de Niver Superior T1: Commit provisional Abort T2: T11 T12 T21 Commit provisional Commit provisional T211 Commit provisional Commit provisional 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.

88 Algoritmo de locking o bloqueo El problema del algoritmo de bloqueo es que puede ocasionar deadlocks o Interbloqueos. T U a.crédito() b.débito bloqueo de escritura para A Espera por U Bloqueo en B b.crédito() bloqueo de escritura para B a.débito(200) Espera por T. Bloquea en A

89 Condiciones para un bloqueo: Interbloqueos 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.

90 Poseído por R1 Espera por T T Espera por R2 Poseído por Grafo de Espera Circular: Si hay un ciclo en el grafo significa que hay interbloqueo (deadlock).

91 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).

92 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.

93 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.

94 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.

95 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?

96 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

97 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

98 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

99 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

100 Incrementando la concurrencia en esquemas de bloqueo Bloqueos Jerárquicos Sucursal A B C Cuenta Semana Lunes Martes Miércoles Jueves Viernes Intervalos de tiempo 9:00 10:00 10:00 11:00 11:00 12:00 12:00 13:00 13:00 14:00 14:00 15:00 15:00 16:00

101 Incrementando la concurrencia en esquemas de bloqueo 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 Tabla de compatibilidad para bloqueos jerárquicos.