Bases de Dados 2012/2013 Gestão de Recuperação. Helena Galhardas. Sumário

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1 Bases de Dados 2012/2013 Gestão de Recuperação Helena Galhardas Sumário Classificação de Falhas Estrutura de Armazenamento Recuperação e Atomicidade Recuperação Baseada em Diário O Algoritmo do Sistema ARIES 1

2 Referências Raghu Ramakrishnan, Database Management Systems, 3ª ed: cap 18 Classificação de Falhas em SGBD Falha da Transação: Erro Lógico: a transação não pode ser concluída devido a um erro interno (por ex: violação de regra de integridade) Erro de Sistema: o SGBD tem de terminar uma transação activa devido a um erro (por ex: deadlock) Falha de Sistema: falta de energia ou de hw/sw causa crash do sistema. Fail-stop assumption: conteúdo de memória não volátil não é corrompido por uma falta do sistema SGBD realizam testes de integridade que impedem a corrupção dos dados. Falha de Disco rígido: cabeça de leitura/escrita aterra sobre superfície do disco ou falta semelhante Supõe-se que a falha é detetável: discos usam mecanismos como checksums para detetar existência de falhas. 2

3 Necessidade de Recuperação No passo 5 sistema já executou write(a) sistema sofre um crash antes de write(b) Estas estratégias de recuperação não funcionam: não fazer nada falta somar 50 a B fazer tudo outra vez subtrai outros 50 a A T 1 : read(a) A := A 50 write(a) read(b) B := B + 50 write(b) Recuperação A - Atomicidade Atomicity C - Coerência (Integridade) Consistency I - Isolamento (Serializabilidade) Isolation D - Durabilidade (Persistência) Durability 3

4 O Problema Atomicidade: Transacções podem abortar (Rollback) Durabilidade: SGBD pode parar de se executar Comportamento desejável depois do re-arranque: T1, T2 & T3 duráveis T4 & T5 abortadas (s/ qq efeito). T1 T2 T3 T4 T5 crash! Algoritmos de Recuperação Há dois tipos de acção a tomar: 1. Durante o processamento normal, recolher informação que permita recuperar em caso de falha 2. A seguir a uma falha, recuperar o conteúdo da base de dados num estado que assegure atomicidade e durabilidade (e coerência) 4

5 Estrutura de Armazenamento" Armazenamento Volátil: Dados não sobrevivem a falhas de sistema Ex: memória central (RAM), memória cache Armazenamento Não Volátil: Sobrevive a falhas de sistema, mas pode perder dados Ex: discos rígidos, fitas, memórias flash, RAM com bateria de backup Armazenamento Estável: Forma mítica de armazenamento que sobrevive a todas as falhas Aproxima-se mantendo várias cópias em meios de armazenamento não voláteis distintos (raid: mirror, ou em sistema remoto) Gestão da buffer pool Force: Forçar escritas em disco? Esquema fácil de obter durabilidade mas com tempo de resposta muito baixo Steal: Possível roubar e guardar em disco páginas escritas por transacções não comprometidas (not commited)? Se não, pouco útil Se sim, como garantir atomicidade? No Steal Steal Force Trivial No Force Desejado 5

6 Atomicidade e Durabilidade Porque é difícil garantir Atomicidade (steal)? Se uma frame tem de ser guardada em disco, que acontece se a transacção com lock em P aborta? Há que memorizar o valor antigo da página, quando se guarda a página em disco, de forma a suportar o desfazer (UNDO) da escrita Porque é difícil garantir a Durabilidade (no force)? Que acontece em caso de crash antes de uma página ter sido escrita em disco? Escrever o mínimo de informação possível, no instante do commit, para suportar a repetição (REDO) das modificações. Sumário Classificação de Falhas Estrutura de Armazenamento Recuperação e Atomicidade Recuperação Baseada em Log O Algoritmo do Sistema ARIES Conceitos básicos Recuperação de falhas 6

7 Ideia base: Logging Registar num log informação de REDO e UNDO, para cada actualização Escritas sequenciais no log (colocá-lo num disco separado) Minimizar informação escrita no log, para que múltiplas actualizações caibam numa única página do log Log: Lista ordenada de acções REDO/UNDO <XID, pageid, offset, length, old data, new data>! E informação adicional de controlo Registos do Log Cada registo do log tem um número: Log Sequence Number (). s são crescentes Cada página de dados na BD tem um page : do registo do log mais recente que descreve uma modificação da página Sistema mantém flushed O máximo salvaguardado até ao momento Falamos mais tarde page Registos do Log salvaguradados em disco cauda do Log em RAM 7

8 Buffering de registos de log" Log record buffering: os registos de log encontram-se no buffer em memória principal, em vez de serem logo escritos para memória estável" São escritos para memória estável quando uma página de registos de log no buffer está cheia ou quando uma operação de forçar os registos é executada." Forçar a escrita de registos de log em memória estável é efectuado quando uma transacção faz commit e todos os seus registos de log (incluindo o de commit) são escritos para memória estável" Vários registos de log podem assim ser escritos ao mesmo tempo reduzindo custo E/S" Campos: Apenas em registos de update Apenas no registo CLR Registos do Log (cont) prev XID type pageid length offset before-image after-image undonext Tipos de registo: Update! Commit! Abort! End significa fim de commit ou abort Compensation Log Records (CLRs)! Usados nas acções de UNDO das actualizações 8

9 Sumário Classificação de Falhas Estrutura de Armazenamento Recuperação e Atomicidade Recuperação Baseada em Log O Algoritmo do Sistema ARIES Conceitos básicos Recuperação de falhas ARIES Processamento de uma falha (crash) Análise : identifica as páginas sujas na buffer pool e as transacções activas no momento do crash Redo : repete todas as acções a partir de um ponto do log, e repõe o estado da BD no momento do crash Undo : desfaz as acções de todas as transacções que não tinham ainda efectuado commit no momento do crash 9

10 Log Seq Nr LOG 10 Update: T1 writes P5 20 Update: T2 writes P3 30 T2 commit 40 T2 End 50 Update: T3 writes P1 60 Update: T3 writes P3 CRASH, RESTART Exemplo Análise No momento do crash T1 e T3 activas (a ser desfeitas); T2 commited (a escrever em disco); P1, P3, P5 páginas potencialmente dirty REDO Todas as actualizações repetidas (incluindo as de T1 e T3) UNDO Acções de T1 e T3 desfeitas por ordem contrária (60, 50, 10) ARIES : príncipios básicos Write ahead logging (WAL): qq modificação na BD é registada num registo de log, escrito para memória estável antes da modificação da BD Repeat History (REDO) : reposição do estado da BD no momento do crash; e depois undo das transacções não commited Log durante Undo: log das acções de Undo para garantir que uma acção não é repetida no caso de recuperações sucessivas. 10

11 Write-Ahead Logging (WAL) Protocolo: 1. Forçar (flush) escrita do registo do log de uma actualização em disco antes da página de dados correspondente ser escrita em disco Garante atomicidade Estar no log não quer dizer que já tenha sido feito 2. Escrever todos os registos do log de uma transacção antes do commit Garante durabilidade Ainda o Protocolo WAL Antes de escrever página para disco, registo de log descrevendo actualização à página tem que ser forçado para memória estável page <= flushed Todos os registos do log até aquele (e incluindo) com igual ao page são também forçados para disco Fundamental para garantir que um registo log para cada actualização à BD está disponível quando se tenta recuperar de um crash Transacção committed: aquela cujos registos de log, incluindo um commit, foram escritos para memória estável A cauda do log é forçada para memória estável na altura do commit page flushed Registos do Log salvaguradados em disco cauda do Log em RAM 11

12 Estruturas de dados adicionais Tabela de Transacções (Transaction Table): Uma entrada por cada Xact activa. Contém: XID, status (running, committed, aborted), last! last do registo de log mais recente para esta transacção Tabela de Páginas Sujas (Dirty Page Table - DPT): Uma entrada por página suja na buffer pool. Contém: rec - do registo do log que alterou a página em 1º lugar tornando-a numa Dirty Page; identifica o registo de log mais antigo que pode ter que ser refeito para esta página durante a fase de redo Estruturas mantidas pelo gestor de transacções e gestor de buffer durante o funcionamento normal; são reconstruídas na fase de Análise durante a recuperação a uma falha DTP Tabela Páginas Sujas Page ID P500 P600 P505 Rec TTA Tabela Transacções AcUvas Trans ID T T Last Ficheiro de log Exemplo Prev XID type Page ID leng Off set Old value New value 1 null T1000 upd P ABC DEF 2 null T2000 upd P HIJ KLM 3 2 T2000 upd P GDE QRS 4 1 T1000 upd P WXZ WXZ 12

13 Checkpointing Periodicamente, o SGBD cria um checkpoint (ponto de salvaguarda), de forma a minimizar o tempo de recuperação em caso de crash do sistema. Escrita no log: Registo begin_checkpoint: indica início Registo end_checkpoint: contém tabelas de transacções e de páginas sujas Guardar do registo de checkpoint em lugar seguro e conhecido (master record) É um fuzzy checkpoint: Outras Xacts continuam execução; tabelas são actuais relativamente ao instante de início do checkpoint O processo de recuperação de uma falha começa por localizar o registo checkpoint mais recente Ex de Utilização de Checkpoints checkpoint crash!! t T 1 T 2 T3 T 4 T 1 pode ser ignorada (resultados foram já escritos no checkpoint) T 2 e T 3 têm de ser repetidas T 4 tem de ser anulada 13

14 Execução Normal de Transacções Séries de leituras/escritas, seguidas de commit ou abort Supõe-se que escrita no disco é atómica. Na prática, há um detalhe adicional com as escritas (logged write em disco) Bi-faseamento estrito de locks (strict 2PL) Garante serializabilidade Gestão da Buffer Pool Escrita de frames em disco (STEAL) Sem forçar escritas (NO-FORCE) Write-Ahead Logging Resumo: o que está armazenado e onde LOG LogRecords prev XID type pageid length offset before-image after-image BD Páginas de Dados cada uma com um page Master record ( registo checkpoint) RAM Xact Table last status Dirty Page Table rec flushed 14

15 Sumário Classificação de Falhas Estrutura de Armazenamento Recuperação e Atomicidade Recuperação Baseada em Diário O Algoritmo do Sistema ARIES Conceitos básicos Recuperação de falhas Recuperação: Operações a Analisar Funcionamento Normal Cancelamento de Transacção Commit de Transacção Falha do Sistema ( Crash ) Recuperação da BD 15

16 Cancelamento de Transacção (sem crash) Há que fazer o play back do log por ordem inversa, desfazendo as actualizações (UNDO) Obter last da transacção da Tabela de Transacções Seguir cadeia de registos do log para trás através do campo prev Antes da operação UNDO, escrever registo de Abort no diário. Para recuperação, se houver nova falha do sistema durante UNDO! Cancelamento de Transacção Para fazer UNDO, é necessário ter lock sobre os dados. Antes de colocar dados antigos na página, escrever CLR: Continua-se a escrever no diário durante UNDO! CLR tem campo extra: undonext Refere o seguinte a desfazer (i.e. o prev do registo que estamos a desfazer). CLRs nunca são desfeitos, mas podem ser refeitos quando se repete uma história, para garantir a Atomicidade No fim de UNDO, escreve-se um registo de end 16

17 Commit de Transacção 1. Escrever registo commit no log 2. Todos os registos do log até ao last da transacção são escritos em disco (flushed). Garante que flushed last. O flush do log consiste em escritas sequenciais e síncronas para disco Muitos registos do log por página. 3. Commit() retorna 4. Escrita de registo end no log Recuperação de Crash (ideia registo log mais antigo das Xact activas menor rec na tabela de páginas sujas depois da Análise Último chkpt CRASH geral) Iniciar a partir de checkpoint encontrá-lo a partir do registo master 3 Fases: Análise: determinar as Xacts desde o checkpoint que falharam e as que fizeram commit REDO todas as acções : Repetir história UNDO dos efeitos das transacções que A R U falharam. 17

18 Fase de Análise Determinar o ponto do log no qual a fase de REDO se inicia Determinar um (super-)conjunto das páginas na buffer pool que estavam sujas na altura do crash Identificar as transacções activas na altura do crash e que precisam ser anuladas Fase de Análise (cont.) 1. Reconstruir estado no momento do checkpoint através do registo end_checkpoint Inicializa a tabela de transacções activas e a de páginas sujas com seu estado na altura do checkpoint 2. Varrimento do log para a frente, a partir do checkpoint Se registo end: Retirar Xact da tabela de transacções activas Se outros registos: Juntar Xact à tabela de transacções activas; last= actual; modificar estado de Xact ao encontrar registo commit (status = C ), senão status = U Se registo update: Se página P não está na Tabela de Páginas Sujas, juntar P a essa tabela e colocar rec=. 18

19 Exemplo fase análise DTP Tabela Páginas Sujas Page ID P500 P600 P505 Rec TTA Tabela Transacções AcUvas Trans ID T T Last Ficheiro de log Prev XID type Page ID T2000 commit T1000 update P700 CRASH! leng Off set Old value New value 1 null T1000 upd P ABC DEF 2 null T2000 upd P HIJ KLM 3 2 T2000 upd P GDE QRS 4 1 T1000 upd P WXZ WXZ chk 5 3 T2000 comm P600 pode ter sido escrita para disco antes do crash mas ainda conunuar na DTP Fase REDO Repete-se a História para reconstruir estado no momento do crash: Re-aplicar todos as actualizações (mesmo das transacções abortadas) e refazer CLRs Varrer o log a partir do registo contendo o menor rec na tabela de páginas sujas Para cada CLR ou registo de update, refazer a acção a não ser que possamos verificar a escrita para disco, i.e.: 1. Página afectada não está da Tabela de Páginas Sujas (DPT), ou 2. Página afectada está na DPT, mas tem rec >, ou 3. page (na BD) (corrente) 19

20 Exemplos em que REDO não é necessário 1. Página NOT IN DTP => todas as modificações à página já foram escritas para disco P100 modified by T200 Frame da buffer pool que contém P100 é escolhida pela política de substituição de páginas para ser escrita em disco => P100 é forçada para disco e entrada de P100 na DTP é removida Crash do sistema Fase REDO: P100 não pertence à DTP logo a actualização não precisa de ser repetida Exemplos em que REDO não é necessário 1. Página IN DTP e rec > corrente => actualização descrita no corrente foi de facto propagada para disco porque rec refere o registo de log que descreve a primeira actualização à página que pode não ter sido escrita em disco P100 modificado por T200 e rec = 10 Frame da buffer pool que contém P100 é forçada para disco => entrada de P100 é removida da DTP P100 modificada novamente por T200 e rec = 30 Adicionada P100 à DTP CRASH! Fase REDO: quando se analisa o registo de log =10, rec > e a actulaização não necessita de ser repetida. 20

21 Para REDO de uma Acção Re-aplicar a acção registada no log. Fazer page = (Sem logging adicional) No fim da fase REDO, são escritos registos END para todas as transacções com estado C na tabela de transacções activas e estas são removidas desta tabela DTP Tabela Páginas Sujas Page ID P500 P600 P505 Rec TTA Tabela Transacções AcUvas Trans ID T Last Exemplo fase REDO Ficheiro de log Prev XID type Page ID leng Off set Old value New value 1 null T1000 upd P ABC DEF 2 null T2000 upd P HIJ KLM 3 2 T2000 upd P GDE QRS 4 1 T1000 upd P WXZ WXZ 5 3 T2000 comm Rec 1. = 1: P500 IN DTP e rec = corrente, logo lê P500 do disco e verifica que page (P500) < 1 ( corrente) => página não escrita para disco => REDO update 1 e page (P500) = 1 2. =2: P600 IN DTP e rec = corrente, logo lê P600 do disco. Como já foi escrita page(p600) = 2 ( corrente) => página escrita para disco => NO REDO, etc 21

22 Fase UNDO Objectivo : anular as acções de todas as transacções activas no momento de uma falha (identificadas na tabela de transacções construída na fase de Análise) ToUndo = { l l é last de Xact falhada }! Algoritmo: Repetir! R = maior em ToUndo (mais recente)! Se R é CLR e UndoNext==NULL! Escrever registo End para esta Xact! Se R é um CLR, e UndoNext!= NULL! Juntar UndoNext a ToUndo! Senão, R é um registo de update. Desfazer operação, escrever um CLR, juntar prev a ToUndo! Até que ToUndo = vazio.! TTA Tabela Transacções AcUvas Trans ID T Last ToUndo = {=4} Anular update P505 como indicado no = 4 Adicionar CLR ToUndo = {=1} Anular update P500 como indicado no = 1 Adicionar CLR ToUndo = {null} Exemplo fase UNDO Ficheiro de log Prev XID type Page ID leng Off set Old value New value 1 null T1000 upd P ABC DEF 2 null T2000 upd P HIJ KLM 3 2 T2000 upd P GDE QRS 4 1 T1000 upd P WXZ WXZ 5 3 T2000 comm Prev XID type Page ID 6 4 T1000 CLR P505 1 undon ext 7 6 T1000 CLR P500 null 8 7 T1000 COMM 22

23 Exemplo de Recuperação LOG Xact Table last status Dirty Page Table rec flushed begin_checkpoint end_checkpoint update: T1 writes P5 update T2 writes P3 T1 abort CLR: Undo T1 10 T1 End update: T3 writes P1 update: T2 writes P5 CRASH, RESTART prevs Exemplo: Crash durante Rearranque! Xact Table last status Dirty Page Table rec flushed ToUndo {60-T2, 50- T3} 00, , ,85 90,95 LOG begin_checkpoint, end_checkpoint update: T1 writes P5 update T2 writes P3 T1 abort CLR: Undo T1 10, T1 End update: T3 writes P1 update: T2 writes P5 CRASH, RESTART CLR: Undo T2 60 CLR: Undo T3 50, T3 end CRASH, RESTART CLR: Undo T2 20, T2 end UndoNext Undonext (null) ToUndo {T2-70} 23

24 Outros problemas O que acontece em caso de crash na Análise? (perde-se a análise realizada) E durante REDO? (aproveitam-se eventuais escritas para disco) Como limitar o processamento durante REDO? Flush assíncrono em background Como limitar o processamento durante UNDO? Evitar transacções longas Sumário Gestão de recuperação Próximas aulas: Recuperação de informação e dados XML Sistemas de Suporte à Decisão e Data Mining 47 24

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