7. Transacciones y control de la concurrencia

Transcripción

1 Contendo: 7. Transaccones y control de la concurrenca 7.1. Conceptos báscos Transaccón Propedades ACID Atomcdad Consstenca Aslamento Nveles de aslamento Durabldad Estados de una transaccón Programacón de transaccones Transaccones andadas Elementos Bloqueos Secuencaldad de planfcacones Planfcadores y protocolos 7.2. Modelo transacconal smple Semántca de transaccones Test de secuencaldad 7.3. Protocolo de bloqueo de dos fases 7.4. Protocolos basados en grafos Protocolo de árbol 7.5. Protocolos basados en marcas temporales Marcas temporales Protocolo de ordenacón por marcas temporales 7.6. Protocolos optmstas 7.7. Gestón de fallos de transaccones Compromso de transaccones Datos nseguros Bloqueo de dos fases estrcto 7.8. Recuperacón de caídas Recuperacón basada en el regstro (log) Modfcacón dferda de la base de datos Modfcacón nmedata de la base de datos Fallos de memora permanente 7.9. Bblografía 7. Transaccones y control de la concurrenca Los SGBDs son sstemas concurrentes,.e., admten la eecucón concurrente de consultas. Eemplo: Sstema de venta de blletes de avón. Por tanto, es necesaro: Modelo de procesos concurrentes para admtr operacones concurrentes que preserven la ntegrdad de los datos Conceptos báscos Transaccón Una transaccón es una undad de la eecucón de un programa. Puede consstr en varas operacones de acceso a la base de datos. Está delmtada por constructoras como begntransacton y end-transacton. 7-1

2 Propedades ACID Atomcdad Es la propedad de las transaccones que permte observarlas como operacones atómcas: ocurren totalmente o no ocurren. Casos a consderar: - Consultas untaras. Incluso para consultas untaras hay que preservar la atomcdad: en un sstema operatvo de tempo compartdo, la eecucón concurrente de dos consultas SQL puede ser ncorrecta s no se toman las precaucones adecuadas. - Operacón abortada. Por eemplo, debdo a una dvsón por cero; por prvlegos de acceso; o para evtar bloqueos Consstenca La eecucón aslada de la transaccón conserva la consstenca de la base de datos Aslamento Para cada par de transaccones que puedan eecutarse concurrentemente T y T, se cumple que para los efectos de T: - T ha termnado antes de que comence T - T ha comenzado después de que termne T Las transaccones son ndependentes entre sí Nveles de aslamento Se puede austar el nvel de aslamento entre las transaccones y determnar para una transaccón el grado de aceptacón de datos nconsstentes. A mayor grado de aslamento, mayor precsón, pero a costa de menor concurrenca. El nvel de aslamento para una sesón SQL establece el comportamento de los bloqueos para las nstruccones SQL. Nveles de aslamento: Lectura no comprometda. Menor nvel. Asegura que no se lean datos corruptos físcamente. Lectura comprometda. Sólo se permten lecturas de datos comprometdos. Lectura repetble. Las lecturas repetdas de la msma fla para la msma transaccón dan los msmos resultados. Secuencable. Mayor nvel de aslamento. Las transaccones se aíslan completamente. Comportamento concurrente de las transaccones. Lectura suca. Lectura de datos no comprometdos. (Retrocesos) Lectura no repetble. Se obtenen resultados nconsstentes en lecturas repetdas. Lectura fantasma. Una lectura de una fla que no exstía cuando se ncó la transaccón. Comportamento permtdo Nvel de aslamento Lectura suca Lectura no repetble Lectura fantasma Lectura no comprometda Sí Sí Sí Lectura comprometda No Sí Sí Lectura repetble No No Sí Secuencable No No No SQL Server permte todos estos nveles, Oracle sólo permte la lectura comprometda y secuencable. Los nveles se pueden establecer en ambos SGBD para cada transaccón Durabldad El sstema gestor de bases de datos asegura que perduren los cambos realzados por una transaccón que termna con éxto Estados de una transaccón Actva: Durante su eecucón 7-2

3 Parcalmente comprometda: Después de eecutar su últma nstruccón. Fallda: Imposble de contnuar su eecucón normal. Abortada: Transaccón retrocedda y base de datos restaurada al estado anteror a su eecucón. Se puede rencar o cancelar. Dagrama de estados de una transaccón: Parcalmente comprometda Comprometda Actva Fallda Abortada Retroceso de transaccones: Automátcos y programados Programacón de transaccones Tpos de transaccones: mplíctas (modo de autocompromso) y explíctas (delmtadas). Transaccones explíctas: Oracle Instruccón 1... SAVEPOINT sp... ROLLBACK [TO SAVEPOINT sp]... Instruccón n COMMIT [WORK] SQL Server BEGIN TRAN[SACTION] Instruccón 1... SAVE TRAN[SACTION] sp... ROLLBACK [TRAN[SACTION] sp]... Instruccón n COMMIT [TRAN[SACTION]] Eemplo (SQL Server): Incremento de un 1% de las comsones 15% y 16% de la tabla de comsones roysched. S no exsten estos porcentaes entonces no se eecutará la nstruccón de actualzacón. En este eemplo se deben ncrementar ambos; s uno de ellos no exste, se debe dear sn modfcar. BEGIN TRAN actualza_comsones -- Inco de la transaccón USE pubs IF EXISTS (SELECT ttles.ttle, roysched.royalty FROM ttles, roysched WHERE ttles.ttle_d=roysched.ttle_d AND roysched.royalty=16) UPDATE roysched SET royalty=17 WHERE royalty=16 ELSE ROLLBACK TRAN actualza_comsones IF EXISTS (SELECT ttles.ttle, roysched.royalty FROM ttles, roysched WHERE ttles.ttle_d=roysched.ttle_d AND roysched.royalty=15) BEGIN UPDATE roysched SET royalty=16 WHERE royalty=15 COMMIT TRAN actualza_comsones END ELSE ROLLBACK TRAN actualza_comsones 7-3

4 Transaccones andadas Una transaccón andada o multnvel T consste en un conunto T = {t 1, t 2,..., t n } de subtransaccones y en un orden parcal P sobre T. Cada t de T puede abortar sn oblgar a que T aborte. Puede que T rence t o smplemente no eecute t. S se compromete t, esa accón no hace que t sea permanente, sno que t se compromete con T, y puede que aborte s T aborta. La eecucón de T no debe volar el orden parcal P. Es decr, s aparece un arco t t en el grafo de precedenca, t t no debe estar en el cerre transtvo de P. Eemplo (SQL Server): USE MyDB GO CREATE PROCEDURE Formular_peddo AS --Crea un procedmento almacenado BEGIN TRAN Tran_formular_peddo -- Instruccones SQL para la formulacón del peddo COMMIT TRAN Tran_formular_peddo GO BEGIN TRAN Tran_peddos -- Formular un peddo EXEC Formular_peddo COMMIT TRAN Tran_peddos GO Oracle no admte transaccones andadas, SQL Server sí Elementos Los elementos son las undades de datos para los que se controla el acceso. Por eemplo: relacón, tupla, campos, bloques,... La granulardad es el tamaño de los elementos. Así, se habla de sstemas de grano fno o de grano grueso, para denotar elementos pequeños o grandes, respectvamente. A mayor granulardad, menor concurrenca. No obstante, para determnadas operacones es nteresante bloquear relacones enteras, como con la reunón de relacones (on) Bloqueos Un bloqueo es una nformacón del tpo de acceso que se permte a un elemento. El SGBD mpone los bloqueos necesaros en cada momento. El gestor de acceso a los datos mplementa las restrccones de acceso. En algunos sstemas se permte que el usuaro pueda ndcar el bloqueo más adecuado (lockng hnts). Tpos de bloqueo con respecto a la operacón: read-locks: sólo permte lectura wrte-locks: permte lectura y escrtura El gestor de bloqueos almacena los bloqueos en una tabla de bloqueos: (<elemento>, <tpo de bloqueo>, <transaccón>)=(e,b,t) La transaccón T tene un tpo de bloqueo B sobre el elemento E. Normalmente, E es clave, aunque no sempre, porque varas transaccones pueden bloquear el msmo elemento de forma dferente. Nveles de bloqueo Especfca la granulardad del bloqueo Fla: Fla ndvdual 7-4

5 Clave: Fla de un índce Págna: Págnas (8KB) Extent: Extensón (grupo de 8 págnas contguas de datos o índces) Table: Tabla completa Database: Base de datos completa Modos de bloqueo Especfca el modo en que se bloquea un elemento Compartdo: para operacones sólo de lectura. Se permten lecturas concurrentes, pero nnguna actualzacón. Actualzacón: para operacones que pueden escrbr. Sólo se permte que una transaccón adquera este bloqueo. S la transaccón modfca datos, se converte en exclusvo, en caso contraro en compartdo. Exclusvo. para operacones que escrben datos. Sólo se permte que una transaccón adquera este bloqueo. Intencón: se usan para establecer una erarquía de bloqueo. Por eemplo, s una transaccón necesta bloqueo exclusvo y varas transaccones tenen bloqueo de ntencón, no se concede el exclusvo. Intencón compartdo. Bloqueo compartdo. Intencón exclusvo. Bloqueo exclusvo. Compartdo con ntencón exclusvo. Algunos bloqueos compartdos y otros exclusvos. Esquema. para operacones del DDL. Actualzacón masva. En operacones de actualzacón masva Control de concurrenca P: READ A; A:=A+1; WRITE A; A en la BD T1 READ A A:=A+1 WRITE A T2 READ A A:=A+1 WRITE A A en T A en T P: LOCK A; READ A; A:=A+1; WRITE A; UNLOCK A; A en la BD T1 LOCK A READ A A:=A+ 1 WRITE A UNLOC K A T2 LOCK A LOCK A LOCK A READ A A:=A+ 1 A en T A en T WRITE A UNLOCK A Lvelock Espera ndefnda de una transaccón por un bloqueo que no se llega a conceder porque se cede a otras transaccones. Una solucón (sstemas operatvos): estratega frst-come-frst-served (se atende al prmero que llega). Deadlock T1: LOCK A; LOCK B; UNLOCK A; UNLOCK B; T2: LOCK B; LOCK A; UNLOCK B; UNLOCK A; T1 y T2 bloquean A y B => Espera ndefnda de T1 y T2. Solucones (sstemas operatvos): 1- Concesón smultánea de todos los bloqueos de una transaccón. 2- Asgnar un orden lneal arbtraro a los elementos y requerr que las transaccones pdan los bloqueos en este orden. 7-5

6 3- Permtr los deadlocks y analzar cada certo tempo s exsten Secuencaldad de planfcacones La eecucón concurrente de varas transaccones es correcta <=> su efecto es el msmo s se eecutan secuencalmente en cualquer orden. Una planfcacón para un conunto de transaccones es el orden en el que se realzan los pasos elementales de las transaccones. Una planfcacón es secuencal s todos los pasos de cada transaccón ocurren consecutvamente. Una planfcacón es secuencable s su efecto es equvalente al de la planfcacón secuencal. E: Se transferen 10 undades de A a B y 20 de B a C. T1: READ A; A:=A-10; WRITE A; READ B; B:=B+10;WRITE B; T2: READ B; B:=B-20; WRITE B; READ C; C=C+20; WRITE C; Cualquer planfcacón secuencal preserva A+B+C (Sólo hay dos, T1 antes de T2 o vceversa) T1 T2 T1 T2 T1 T2 READ A READ A READ A A:=A-10 READ B A:=A-10 WRITE A A:=A-10 READ B READ B B:=B-20 WRITE A B:=B+10 WRITE A B:=B-20 WRITE B WRITE B READ B READ B READ B WRITE B B:=B-20 READ C B:=B+10 WRITE B B:=B+10 READ C READ C C=C+20 WRITE B C=C+20 WRITE B C=C+20 WRITE C WRITE C WRITE C Planfcacón secuencal Planfcacón secuencable pero no secuencal Planfcacón no secuencable (B se ncrementa en 10 undades en lugar de decrementarse; problema que se resuelve con bloqueos) Planfcadores y protocolos Un planfcador arbtra los conflctos de acceso. Resuelve los lvelocks con frst-come-frstserved. Puede tambén manear deadlocks y no secuencaldad con: - Espera de transaccones por lberacón de bloqueos - Abortos y rencos de transaccones. La espera produce en general más bloqueos pendentes. Los bloqueos pendentes provocan deadlocks. Los deadlocks se resuelven generalmente abortando al menos una transaccón. Un protocolo es una restrccón sobre la secuenca de pasos atómcos de una transaccón. Por eemplo, el orden mpuesto para prevenr deadlocks. 7-6

7 7.2. Modelo transacconal smple Una transaccón es una secuenca de nstruccones LOCK y UNLOCK. LOCK asume una lectura de un elemento y UNLOCK una escrtura. La secuencaldad en este modelo smple mplca secuencaldad en modelos más compleos Semántca de transaccones Es el sgnfcado de la eecucón de la transaccón (qué hace). Para dseñar protocolos y planfcadores es necesaro relaconar la semántca (nformal) de las transaccones con un test que determne s una secuenca de pasos de transaccones entrelazadas es secuencable. Prmero: ver que la semántca es apropada (conservadora: puede prohbr planfcacones que sean secuencables pero no permte las que no lo sean). Segundo: se hace corresponder la semántca con un grafo de eecucón que permte decdr s una planfcacón es secuencable. Se asoca una funcón f al par LOCK A y UNLOCK A. Argumentos: todos los elementos bloqueados anterormente a UNLOCK A. A 0 es el valor ncal de A. Los valores de A son fórmulas que se construyen aplcando estas funcones a los valores ncales. Se asume que fórmulas dferentes tenen valores dferentes. Dos planfcacones son equvalentes s sus fórmulas para el valor fnal de cada elemento son guales. T1 T2 T3 LOCK A LOCK B LOCK A LOCK B LOCK C LOCK C UNLOCK A f ( A, ) UNLOCK B f ( B, ) UNLOCK C f ( A, ) 1 B 3 C 6 C UNLOCK B f ( A, ) LOCK A UNLOCK A f ( A, ) 2 B UNLOCK C f 4( A, B, C) UNLOCK A f ( A, B, ) 5 C 7 C 7-7

8 La planfcacón no es secuencable: S T1 precede a T2 en la planfcacón secuencal, el valor fnal de B es f 3( f2( A0, B0 ), C0) en lugar de f 2( A0, f3( B0, C0)). S T2 precede a T1, el valor fnal de A aplcaría f 1 a una expresón con f 5. En la fgura anteror esto no sucede, por tanto, T2 no puede preceder a T1 en una planfcacón secuencal equvalente. T1 no puede preceder a T2 n T2 puede preceder a T1 en una planfcacón secuencal equvalente => no exste dcha planfcacón secuencal equvalente Test de secuencaldad Para determnar s un planfcador es correcto, se demuestra que cada planfcacón que admte es secuencable. Se examna la planfcacón con respecto al orden en que se bloquean elementos. Este orden debe ser consstente con la planfcacón secuencal equvalente. S hay dos secuencas con órdenes dferentes de transaccones, estos dos órdenes no son consstentes con una planfcacón secuencal. El problema se reduce a la búsqueda de cclos en un grafo drgdo. Algortmo: Entrada: Una planfcacón S para las transaccones T1,..,Tk. Salda: Determna s S es secuencable y, s lo es, produce una planfcacón secuencal equvalente a S. Método: Creacón de un grafo de secuencalzacón G cuyos nodos son transaccones. S=a1;a2;..;an 7-8

9 a es T: LOCK Am o T: UNLOCK Am Dado a= T: UNLOCK Am se busca ap= Ts: LOCK Am en el orden de S tal que s<>. Entonces, el arco <T,Ts> pertenece a G. Intutvamente: en cualquer planfcacón secuencal equvalente a S, T debe preceder a Ts. S G tene un cclo, S no es secuencable. S G no tene cclos, se produce una secuenca de transaccones medante la ordenacón topológca (tambén determna s no hay cclos): 1. Encontrar un nodo T sn arcos de entrada (s no se encuentra, hay un cclo). 2. Lstar T y elmnarlo. 3. S quedan nodos, r a 1. E. del caso anteror: (4) T2: UNLOCK B (5) T1: LOCK B T2 T1 (6) T1: UNLOCK A (7) T2: LOCK A T1 T2 (8) T2: UNLOCK C (11) T3: LOCK C T2 T3 (9) T2: UNLOCK A (1) T1: LOCK A (10) T3: LOCK A T1 T2 T3 En defntva: T1 T2 T3 Teorema 6.1: El algortmo determna correctamente s una planfcacón es secuencable. Demostracón: Eercco Protocolo de bloqueo de dos fases Requsto: todos los bloqueos preceden a los desbloqueos. Prmera fase: bloqueos. Segunda: desbloqueos. Propedad: según este requsto no exsten planfcacones no secuencables legales. Teorema 9.2: S S es cualquer planfcacón de transaccones de dos fases, S es secuencable. Demostracón: Supongamos que no sea secuencable. Entonces, por el teorema 9.1, el grafo de secuencalzacón de G para S tene un cclo: T1 T 2 L Tp T1 Por tanto, algún bloqueo de T 2 sgue a un desbloqueo de T 1 ; algún bloqueo de T 3 sgue a un desbloqueo de T 2,..., algún bloqueo de T 1 sgue a un desbloqueo de T p. Por tanto, algún bloqueo de T 1 sgue a un desbloqueo de T 1, contradcendo la suposcón de que T 1 es una transaccón de dos fases. El protocolo de dos fases no asegura ausenca de nterbloqueos: T1= LOCK B; LOCK A; UNLOCK A; UNLOCK B; T2= LOCK A; LOCK B; UNLOCK B; UNLOCK A; T1 LOCK B T2 LOCK A LOCK B LOCK A Interbloqueo! 7-9

10 7.4. Protocolos basados en grafos A menudo es útl observar el conunto de elementos de datos de la base de datos como una estructura de grafo. Por eemplo: 1. Organzacón lógca o físca de los elementos. 2. Defncón de elementos de varos tamaños, donde los grandes engloban a los pequeños. E: relaconal: tupla bloque relacón base de datos. 3. Control de concurrenca efectvo. Se pueden dseñar protocolos que no sean de dos fases pero que aseguren la secuencaldad. En general, sea D = { d1, d 2, K, d n} el conunto de todos los elementos de datos de la base de datos dotado de un orden parcal. S en el grafo exste un arco d d, entonces la transaccón que acceda tanto a d como a d debe acceder prmero a d y después a d Protocolo de árbol Caso partcular de protocolo basado en grafos, grafos que sean árboles con raíz. Reglas: 1. Cada transaccón T bloquea al menos un elemento. 2. El prmer bloqueo de T puede ser sobre cualquer elemento. 3. Sucesvos bloqueos de T sólo pueden ser sobre elementos cuyo padre haya bloqueado T. 4. Los elementos se pueden desbloquear en cualquer momento. 5. T no puede bloquear de nuevo un elemento que haya bloqueado y desbloqueado anterormente. E: T 1 : LOCK B; LOCK E; LOCK D; UNLOCK B; UNLOCK E; LOCK G; UNLOCK D; UNLOCK G; T 2 : LOCK D; LOCK H; UNLOCK D; UNLOCK H; T 3 : LOCK B; LOCK E; UNLOCK E; UNLOCK B; T 4 : LOCK D; LOCK H; UNLOCK D; UNLOCK H; Planfcacón secuencable: T 1 T 2 T 3 T 4 LOCK B LOCK D LOCK H UNLOCK D LOCK E LOCK D UNLOCK B 7-10

11 UNLOCK E LOCK G UNLOCK D UNLOCK H LOCK B LOCK E UNLOCK E UNLOCK B LOCK D LOCK H UNLOCK D UNLOCK H UNLOCK G Se puede demostrar que el protocolo de árbol no sólo asegura la secuencaldad en cuanto a conflctos, sno que tambén asegura la ausenca de nterbloqueos. El protocolo de bloqueo de árbol tene la ventaa sobre el protocolo de bloqueo de dos fases de que los desbloqueos se pueden dar antes. El hecho de desbloquear antes puede llevar a unos tempos de espera menores y a un aumento de la concurrenca. Adconalmente, debdo a que el protocolo está lbre de nterbloqueos, no se necestan retrocesos. Sn embargo, el protocolo tene el nconvenente de que, en algunos casos, una transaccón puede que tenga que bloquear elementos de datos a los que no accede. Por eemplo, una transaccón que tenga que acceder a los elementos de datos A y J en el eemplo anteror, debe bloquear no sólo A y J sno tambén los elementos de datos B, D y H. Estos bloqueos adconales producen un aumento del coste de los bloqueos, la posbldad de tempos de espera adconales y un descenso potencal de la concurrenca. Además, sn un conocmento prevo de los elementos de datos que es necesaro bloquear, las transaccones tenen que bloquear la raíz del árbol y esto puede reducr consderablemente la concurrenca. Pueden exstr planfcacones secuencables que no se pueden obtener por medo del protocolo de árbol. Hay planfcacones que son posbles por medo del protocolo de bloqueo de dos fases que no son posbles por medo del protocolo de árbol y vceversa. Algortmo para construr un orden secuencal de las transaccones: 1. Crear un nodo por cada transaccón. 2. Sean T y T transaccones que bloquean el msmo elemento, y FIRST(T) el prmer elemento bloqueado por T. 3. S FIRST( T ) es ndependente de FIRST( T ) (no son parentes =pertenecen a árboles dsuntos), el protocolo garantza que T y T no bloquearán un nodo en común, por lo que no se traza un arco entre ellas. 4. S FIRST( T ) es antepasado de FIRST( T ) entonces s T bloquea FIRST( T ) antes que T, se dbua un arco T T ; s sucede al contraro se dbua un arco T T. Se puede demostrar que el grafo resultante es acíclco y que cualquer ordenacón topológca del grafo es un orden secuencal para las transaccones. [Ullman] 7.5. Protocolos basados en marcas temporales Se usan cuando no se mponen bloqueos pero se sgue asegurando secuencaldad Marcas temporales Transaccones: Cada T lleva asocada una marca temporal fada MT ( T ). 7-11

12 S T se seleccona antes que T, entonces MT ( T ) < MT ( T ). El valor de MT ( T ) puede extraerse del relo del sstema o con contadores lógcos de transaccones. Elementos: Cada elemento de datos D lleva asocado dos marcas temporales: MTR( D ): mayor marca temporal de todas las transaccones que eecutan con éxto READ D; MTW( D ): mayor marca temporal de todas las transaccones que eecutan con éxto WRITE D; Protocolo de ordenacón por marcas temporales Asegura que todas las operacones leer y escrbr conflctvas se eecutan en el orden de las marcas temporales. 1. Supóngase que la transaccón T eecuta READ(D). a. S MT(T ) < MTW(D) entonces T necesta leer un valor de D que ya se ha sobrescrto. Por tanto se rechaza la operacón READ y T se retrocede. b. S MT(T ) MTW(D) entonces se eecuta la operacón READ y MTR(D) se asgna al máxmo de MTR(D) y de MT(T ). 2. Supóngase que la transaccón T eecuta WRITE(D). a. S MT(T ) < MTR(D) entonces el valor de D que produce T se necesta prevamente y el sstema asume que dcho valor no se puede producr nunca. Por tanto, se rechaza la operacón WRITE y T se retrocede. b. S MT(T ) < MTW(D) entonces T está ntentando escrbr un valor de D obsoleto. Por tanto, se rechaza la operacón WRITE y T se retrocede. c. En otro caso se eecuta la operacón WRITE y MT(T ) se asgna a MTW(D). Eemplo: T 1 : READ B; READ A; PRINT A + B. La transaccón T 2 transfere pts. de la cuenta A a la B y muestra después el contendo de ambas: T 2 : READ B; B := B ; WRITE B; READ A; A := A ; WRITE A; PRINT A + B. T 1 T 2 READ B READ B B := B WRITE B READ A READ A PRINT A + B A := A WRITE A PRINT A + B 7-12

13 El protocolo de ordenacón por marcas temporales asegura la secuencaldad. Esta afrmacón se deduce del hecho de que las operacones conflctvas se procesan durante la ordenacón de las marcas temporales. El protocolo asegura la ausenca de nterbloqueos, ya que nnguna transaccón tene que esperar. 7-13

14 7.6. Protocolos optmstas Cuando los conflctos entre las transaccones son raros se pueden aplcar técncas optmstas, evtando los protocolos anterores (más costosos). Estas técncas asumen que no habrá conflctos en las planfcacones y evtan los costosos bloqueos. Cuando se ntente comprometer una transaccón se determnará s ha exstdo conflcto o no. En su caso, la transaccón se retrocederá y volverá a ncarse. S los conflctos son raros tambén lo serán los retrocesos, con lo que el nvel de concurrenca aumentará, aunque tambén hay que tener en cuenta el coste de los posbles retrocesos en térmnos de tempo (todas las actualzacones se hacen en memora, no hay retrocesos en cascada porque los cambos no se hacen en la base de datos). Fases de un protocolo de control de concurrenca optmsta: Fase de lectura. Desde el nco de la transaccón hasta usto antes de su compromso. Las actualzacones se realzan en memora, no en la propa base de datos. Fase de valdacón. Es la sguente a la de lectura. Se comprueba que no se vola la secuencaldad. Casos: Transaccones sólo de lectura. Se reduce a comprobar que los valores actuales en la base de datos son los msmos que se leyeron ncalmente. Transaccones con actualzacones. Se determna s la transaccón dea a la base de datos en un estado consstente. En ambos casos, s la secuencaldad no se conserva, la transaccón se retrocede y se renca. Fase de escrtura. Es posteror a la fase de valdacón cuando se mantene la secuencaldad. Consste en escrbr en la base de datos los cambos producdos en la copa local. Fase de valdacón: Cada transaccón T recbe una marca temporal (Inco(T)) al ncar su eecucón, otra al ncar su fase de valdacón (Valdacón(T)) y otra al termnar (Fn(T)). Para pasar el test de valdacón debe ser certo uno de: 1) Para todas las transaccones S con marcas temporales anterores a T => Fn(S) < Inco(T). 2) S la transaccón T empeza antes de que acabe otra S anteror, entonces: a) Los elementos escrtos por S no son los leídos por T, y b) La transaccón S completa su fase de escrtura antes de que T comence su fase de valdacón, es decr, Inco(T) < Fn(S) < Valdacón(T) 7.7. Gestón de fallos de transaccones Causas de aborto: 1. Fallo de la transaccón: nterrupcón por el usuaro, fallo artmétco, prvlegos de acceso Deadlock->aborto de una transaccón 3. Algortmos de secuencaldad. 4. Error software o hardware Fácl: 1, 2 y 3. Dfícl: 4. Puntos de recuperacón por copas de segurdad Compromso de transaccones Transaccones actvas. En eecucón Transaccones completadas. Sólo pueden abortar por causa grave: 4. Punto de compromso: COMMIT. Momento a partr del cual se entenden completadas. Las transaccones comprometdas n se retroceden n se rehacen Datos nseguros T1 1 LOCK A 2 READ A T2 7-14

15 3 A:=A-1 4 WRITE A 5 LOCK B 6 UNLOCK A 7 LOCK A 8 READ A 9 A:=A*2 10 READ B 11 WRITE A 12 COMMIT 13 UNLOCK A 14 B:=B/A 15 Fallo! (dvsón por 0)-> abortar T1 Accones después del fallo de T1: 1. UNLOCK B 2. UNDO (4) (de un regstro que se verá posterormente) 3. ROLLBACK T2, porque manea valores de A nseguros 4. ROLLBACK T, para todo T que haya usado el dato A nseguro a partr de 14: Retroceso (rollback) en cascada Bloqueo de dos fases estrcto Se usa para soluconar el problema anteror. 1. Una transaccón no puede escrbr en la base de datos hasta que se haya alcanzado su punto de compromso. (Evta los retrocesos en cascada) 2. Una transaccón no puede lberar nngún bloqueo hasta que haya fnalzado de escrbr en la base de datos,.e., los bloqueos no se lberan hasta después del punto de compromso Recuperacón de caídas Tpos de caídas: Error de memora volátl. Error de memora permanente. Problema: asegurar la atomcdad de las escrturas de las transaccones. Puede haber una caída del sstema antes de que se hayan escrto todos los datos modfcados por una transaccón Recuperacón basada en el regstro (log) Es la técnca más habtual. Almacena consecutvamente los cambos de la base de datos y el estado de cada transaccón. Las tuplas de cuatro elementos sgnfcan: (Transaccón, Elemento, Valor nuevo, Valor anteror) Accón Entrada del regstro begn-transacton (T,begn) T: WRITE A (A=v) (T,A,v,A 0 ) T: COMMIT (T, commt) Abortar T (T, abort) Eemplo anteror: Paso Entrada del regstro Antes de 1 (T1,begn) 4 (T1,A,9,10) Antes de 7 (T2,begn) 7-15

16 11 (T2,A,18,9) 12 (T2, commt) Después de 14 (T1, abort) Es fundamental que el regstro de escrtura se cree antes de modfcar la base de datos. Generalmente el regstro hstórco se mplementa en almacenamento estable. Hay dos técncas prncpales de mplementar este tpo de recuperacón: modfcacón dferda e nmedata de la base de datos Modfcacón dferda de la base de datos Pasos: Todas las operacones de escrtura se anotan en el regstro hstórco. Cuando la transaccón está comprometda parcalmente (se han realzado todas sus operacones pero aún no se ha modfcado la base de datos) se llevan a cabo las escrturas pendentes examnando el regstro hstórco. A contnuacón se puede anotar la transaccón como comprometda. S ocurre una caída entre las escrturas, la transaccón se puede deshacer Modfcacón nmedata de la base de datos Pasos: Todas las operacones de escrtura se anotan en el regstro hstórco. Después de cada operacón de escrtura se realza la escrtura (modfcacones no comprometdas). Fnalmente, se anota la transaccón como comprometda. S ocurre una caída entre las escrturas, la transaccón se puede deshacer Fallos de memora permanente Solucones: 1) Salvados peródcos de la nstalacón. 2) Salvados peródcos de la base de datos Bblografía ULLMAN, J.D. "Prncples of Databases and Knowledge Base Systems", Vol. I, Computer Scence Press, 1998 SILBERSCHATZ, A., KORTH, H.F., SUDARSHAN, S. "Fundamentos de bases de datos", 3ª edcón, McGraw-Hll, ATZENI, P., STEFANO, C., PARABOSCHI, S., TORLONE, R., Database Systems. Concepts, Languages and Archtectures, McGraw-Hll, CONNOLLY, T., BEGG, C., STRACHAN, A., "Database Systems. A Practcal Approach to Desgn, Implementaton, and Management", 2 nd edton, Addson-Wesley,1998. GARCIA, M.F., REDING, J., WHALEN, E.,DeLUCA, S.A., "Mcrosoft SQL Server 2000 Admnstrator's Companon", Mcrosoft,