GBC043 Sistemas de Banco de Dados Transações, Controle de Concorrência e Recuperação de Dados

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1 GBC043 Sistemas de Banco de Dados Transações, Controle de Concorrência e Recuperação de Dados Ilmério Reis da Silva UFU/FACOM

2 Introdução Sistemas multiusuário Def. em um sistemas multiusuário vários usuários podem utilizar o sistema ao mesmo tempo e, portanto, muitos usuários podem acessar o banco de dados simultaneamente. Página:2

3 Introdução - Arquitetura de um SGBD Página:3

4 Introdução - Estado Consistente de um BD Def Estado Consistente de um BD é o estado do BD que atende a todas as restrições definidas sobre ele Obs: deve refletir a realidade que representa. Página:4

5 Definição de Transação Def. Transação é a execução de um programa(conjunto de ações) que acessa o BD formando uma unidade lógica de processamento. Pode incluir operações de inserção, exclusão, modificação ou recuperação de dados. Página:5

6 Execução intercalada x paralela Processos A e B: intercalados Processos C e D: paralelos Página:6

7 Operações de leitura e gravação As operações básicas de acesso ao banco de dados que uma transação pode incluir são as seguintes: read_item(x) ou r(x). Lê um item do banco de dados chamado X para uma variável do programa também chamada X. write_item(x) ou w(x). Grava o valor da variável de programa X no item de banco de dados chamado X. Página:7

8 Exemplos de transações Página:8

9 Problemas em execuções concorrente O problema da atualização perdida. O problema da atualização temporária (ou leitura suja). O problema do resumo incorreto. O problema da leitura não repetitiva. Página:9

10 Exemplos de problemas em execuções concorrente Página:10

11 Definição de consistência de transação Def. Consistência da Transação é a garantia de consistência do BD mesmo havendo concorrência e/ou falhas Obs.: - A recuperação ao estado inicial é necessária em caso de falha - Falhas podem ser de transação, sistema ou mídia Página:11

12 Controle de transação Página:12

13 Diagrama de estados de uma transação Página:13

14 Propriedades de Transações Página:14

15 Atomicidade em Transações Tudo ou nada Se for interrompida, resultados parciais devem ser desfeitos(undo) A preservação de atomicidade em abort devido a erros de entrada, sobrecarga do sistema ou deadlock, é controlado por processo chamado transaction recovery A preservação de atomicidade na presença de falhas do sistema(crash) é chamada crash recovery Página:15

16 Consistência em Transações Interna Execução sem concorrência ou falhas sempre leva a estados consistentes Obs: os programas são corretos Def Dirty Data É um dado atualizado por uma transação que ainda não foi consolidada Página:16

17 Consistência de transação Grau 0 Grau 0 T não sobrescreve(dirty data) de outra transação T Página:17

18 Consistência de transação Grau 1 T não sobrescreve dirty data de outra transação T T não consolida qualquer gravação até concluir todas suas tarefas (EOT) Página:18

19 Consistência de transação Grau 2 T não sobrescreve dirty data de outra transação T T não consolida qualquer gravação até concluir todas suas tarefas (EOT) T não lê dirty data de outra transação T Página:19

20 Consistência de transação Grau 3 T não sobrescreve dirty data de outra transação T T não consolida qualquer gravação até concluir todas suas tarefas (EOT) T não lê dirty data de outra transação T Outras transações T não escrevem(dirty) dados lidos por T, antes de T terminar(eot). Página:20

21 Isolamento de Transações- Schedule Def Um schedule (ou histórico) S de n transações T1, T2,..., Tn é uma ordenação das operações das transações. As operações das diferentes transações podem ser intercaladas no schedule S. Página:21

22 Isolamento de Transações- Representação de Schedules * somente operações read e write, identificando o número da transação no schedule e o item de dado; Exemplo: Sa: r1(x); r2(x); w1(x); r1(y); w2(x); w2(y); Página:22

23 Isolamento - Schedule seriais e intercalados Página:23

24 Isolamento de Transações- Representação de Schedules seriais e intercalados Seriais: Sa: r1(x); w1(x); r1(y); w1(y); r2(x); w2(x); Sb: r2(x); w2(x); r1(x); w1(x); r1(y); w1(y); Intercalados Sc: r1(x); r2(x); w1(x); r1(y); w2(x); w1(y); Sd: r1(x); w1(x); r2(x); w2(x); r1(y); w1(y); Página:24

25 Isolamento de Transações- Conflito Def. Operações conflitantes: duas operações incompatíveis, por exemplo read e write, são conflitantes se acessam o mesmo dado Def. Transações conflitantes: duas transações são conflitantes se possuem operações conflitantes Página:25

26 Isolamento de Transações- Schedule Completo Def. Um schedule completo S sobre um conjunto de transações T={T1,..., Tn} é uma ordem parcial onde - as operações em S são exatamente as de T, incluindo uma última operação de cancelamento ou confirmação para cada transação - a ordem de qualquer oi(x) em Ti é a mesma em S - duas operações conflitantes oi(x), oj(x), devem ocorrem uma antes da outra, ou seja, oi(x) < oj(x) ou oj(x) < oi(x) Obs.: em um sistema em operação geralmente trabalhamos com projeção confirmada de schedules Página:26

27 Isolamento de Transações- Classificação de Schedules quanto à facilidade de recuperação Página:27

28 Isolamento de Transações- Schedule Recuperável Def. Um schedule S é recuperável se nenhuma transação Ti em S for confirmada até que todas as transações Tj em S que tiverem gravado algum item X que Ti lê sejam confirmadas Exemplos: Recuperável: Não recuperável: Página:28

29 Isolamento Transações-Schedule sem cascata (evita rollback em cascata) Uma transação Ti não pode revelar seus resultados a qualquer outra transação Tj antes de se consolidar, pois, caso isso aconteça, se Ti for cancelada Tj também terá que ser cancelada. Def. Um schedule S evita rollback em cascata se cada tansação nele ler apenas itens que foram gravados por transações confirmadas Página:29

30 Isolamento Transações-Schedule estrito Def. Um schedule S é estrito se nenhuma transação le ou grava X até que a última transação que gravou X seja consolidada. Página:30

31 Isolamento Transações- Relação entre tipos de Schedule Estritos Sem_Cascata Recuperáveis Página:31

32 Isolamento de Transações Classificação de Schedule quanto à facilidade de Serialização Página:32

33 Isolamento de Transações- Serializabilidade Def Serializabilidade: se várias transações são executadas concorrentemente, o resultado final deve ser igual a alguma execução serial das mesmas transações. Obs.: isso define a equivalência de resultado. Página:33

34 Equivalência de Conflito Def Equivalência de Conflito: dois schedules são considerados equivalentes de conflito se a ordem de quaisquer duas operações em conflito for a mesma nos dois schedules Página:34

35 Serializabilidade de Conflito Def um schedule é serializável de conflito se ele for equivalente de conflito a algum schedule serial Página:35

36 Teste de Serializabilidade de Conflito Página:36

37 Teste de Serializabilidade de ConflitoExemplo Página:37

38 Equivalência de visão (menos restritiva) Def Equivalência de visão: dois schedules são considerados equivalentes de visão se: Página:38

39 Serializabilidade de Visão Def um schedule é serializável de visão se ele for equivalente de visão a algum schedule serial Página:39

40 Serializabilidade de Visão x de Conflito Um schedule serializável de visão mas não serializável de conflito: Página:40

41 Níveis de Isolamento do Padrão SQL92 Página:41

42 Isolamento no Padrão SQL92Fenômenos a serem evitados Dirty data: itens alterados de transações não encerradas Leitura não repetível: T le x; T modifica x e termina; T le x atualizado por T Fantasma: T le usando predicado p; T insere dados que satisfazem p; T le novamente incluindo dados inseridos po T Página:42

43 Níveis de Isolamento do Padrão SQL92 Página:43

44 Durabilidade em Transações Assegura permanência de dados alterados por transações consolidadas Recuperação de banco de dados (forward recovery) Página:44

45 Transações - Exercícios Página:45

46 GBC043 Sistemas de Banco de Dados Controle de Concorrência

47 Inrodução - Arquitetura de um SGBD Página:47

48 Introdução Protocolos O objetivo das técnicas ou protocolos de controle de concorrência é garantir o isolamento de transações ou a serialização e recuperabilidade de schedules Um recurso importante para alguns protocolos é o bloqueio de itens de dado, por exemplo o bloqueio binário que caracteriza o item como bloqueado ou desbloqueado. Página:48

49 Introdução Bloqueio binário Página:49

50 Introdução Regras de bloqueio binário Página:50

51 Regras de bloqueio compartilhado (read_lock e write_lock) Página:51

52 Página:52

53 Protocolo de Bloqueio em duas fases (2PL) Todas as operações de bloqueio (read_lock, write_lock) precedem a primeira operação de desbloqueio na transação. As duas fases: fase de expansão: desbloqueio novos bloqueios, mas nenhum fase de encolhimento: bloqueios liberados, mas nenhum novo bloqueio Página:53

54 Página:54

55 Página:55

56 Garantindo a serialização pelo 2PL O bloqueio em duas fases pode limitar a quantidade de concorrência passível de ocorrer em um schedule, POIS, uma transação T pode não ser capaz de liberar um item X depois de usá-lo se T tiver de bloquear um item adicional Y depois; OU T precisa bloquear um item adicional Y antes que precise dele, de modo que pode liberar X. MAS, o uso de bloqueios, combinado com o protocolo 2PL, garante a serialização de schedules ENTRETANTO, podem ocorrer deadlocks Página:56

57 Deadlock em 2PL Página:57

58 Tratamento de Deadlock Espera cuidadosa: Ti tenta bloquear X que está bloqueado por Tj ENTÃO se Tj estiver bloqueada aborte Ti caso contrário bloqueie Ti; Detecção de deadlock: ciclo em grafo de espera; Timeouts: limita o tempo de espera independente de haver deadlock; Página:58

59 Inanição em 2PL Def. a inanição ocorre quando uma transação espera por longo período e outras prosseguem normalmente. Obs.: Geralmente ocorre em protocolos com prioridades de liberação. A solução é não haver prioridade. Página:59

60 2PL e schedule equivalente - O uso de bloqueios, combinado com o protocolo 2PL, garante a serialização de schedules. - Os schedules serializáveis produzidos pelo 2PL têm seus schedules seriais equivalentes com base na ordem em que as transações em execução bloqueiam os itens que elas adquirem. Página:60

61 Rótulo de tempo (timestamp) Def. rótulo de tempo(timestamp) é um identificador exclusivo criado pelo SGBD para identificar uma transação. O algoritmo de ordenação de rótulo de tempo ordena as transações com base em seus rótulos de tempo conforme mostrado a seguir Página:61

62 Rótulos de tempo em read e write Página:62

63 Controle de concorrência baseado na ordenação de rótulo de tempo (timestamp) Página:63

64 Técnicas de controle de concorrência multiversão - No controle de concorrência baseado em multiversão versões de um item são mantidas - Quando uma transação requer acesso a um item, uma versão apropriada é escolhida para manter a serialização do schedule em execução, se possível. Página:64

65 Técnicas de controle de concorrência multiversão baseada na ordenação de rótulo Sejam X1, X2,..., Xk as versões mantidas para X Para cada versão mantêm-se um valor Xi e dois rótulos de tempo, a saber: Página:65

66 Técnicas de controle de concorrência multiversão baseada na ordenação de rótulo Página:66

67 Controle de concorrência - Exercícios Página:67

68 GBC043 Sistemas de Banco de Dados Recuperação de Dados

69 Introdução Recuperação - Objetivo O objetivo das técnicas de recuperação de falha é restaurar o BD para o estado consistente mais recente antes da falha. O sistema precisa manter dados sobre as mudanças realizadas por várias transações Página:69

70 Introdução - Arquitetura de um SGBD Página:70

71 Backup e Forward Recovery Se houver falha catastrófica no disco restaura-se a cópia mais recente do BD Então, refaz-se as transações confirmadas até o momento da falha com base nos dados existentes no log (forward recovery) Página:71

72 Falhas específicas Se houver falha específica, identifique mudanças que causaram inconsistência e aplique uma das seguintes técnicas Atualização adiada nada a desfazer (NOUNDO/REDO); Atualização imediata desfazer (UNDO/NOREDO); Operações de UNDO e REDO devem ser idempotentes, ou seja, executá-las várias vezes é equivalente a executá-las uma vez. Página:72

73 Buffering de blocos de disco O sistema operacional mantêm um bufferpoll(cache)com itens de dados que são atualizados em memória volátil antes de persistidos em disco. - o bufferpool é uma estrutura com vários dados, por exemplo: - Dirty-bit: indica se a versão no buffer foi modificada - Bit preso-solto: indica se o dado pode ser gravado em disco Página:73

74 Atualização de blocos de disco e o Log Versões do dado: BFIM(before image) - usada para UNDO AFIM(after image) usada para REDO Atualização no local grava o buffer modificado no mesmo local da versão anterior exige armazenamento de BFIM e AFIM em log que registra as alterações em memória durável; Atualização por sombreamento grava o buffer modificado em outros local e não será necessário uso de log, pois BFIM e AFIM estarão no BD Página:74

75 Log e write-ahead write-ahead: BFIM é gravada no log antes da modificação do BD (recuperação com UNDO) Página:75

76 Log, write-ahead com UNDO e REDO Página:76

77 Técnicas steal/no-steal e force/no-force Quando uma página do buffer pode ser escrita no disco? No-steal: uma página atualizada por uma transação não pode ser escrita no disco antes que a transação se efetive (NO-UNDO) N o-force: uma página atualizada por uma transação efetivada não é imediatamente escrita no disco (REDO) Página:77

78 Log, steal/no-steal e force/no-force Página:78

79 Steal/No-force Steal/No-force é a técnica tipicamente empregada por SGBDs atuais. Steal: diminui a necessidade de buffer No-force: páginas atualizadas no buffer podem ser reutilizadas, diminuindo operações de I/O Página:79

80 Check-point (o que é) Um registro [checkpoint, lista de transações ativas] no log, indica um ponto em que todos os buffers do SGBD que foram modificados estão gravados no banco de dados em disco Um check point é gravado periodicamente em intervalos de tempo em minutos (m) ou de número de transações confirmadas (t) desde o último check point m ou t são parâmetros do sistema Página:80

81 Check-point (como fazer) Página:81

82 Recuperação em Cascata pois T2 le de T3 Página:82

83 Recuperação com atualização adiada (NOUNDO/REDO) Página:83

84 RDU_M(NO-UNDO/REDO - Checkpoint) Página:84

85 Página:85

86 Recuperação baseada em atualização imediata UNDO/NO-REDO ou UNDO/REDO Página:86

87 Página:87

88 Recuperação baseada em atualização imediata A Figura 23.4 ilustra os conceitos de diretórios de sombra e atual. Para as páginas atualizadas pela transação, duas versões são mantidas. A versão antiga é referenciada pelo diretório de sombra e a nova versão, pelo diretório atual. Página:88

89 Recuperação baseada em atualização imediata cont.. Página:89

90 FIM- Transações, Controle de Concorrência e Recuperação de Dados FIM- Transações, Controle de Concorrência e Recuperação de Dados Página:90

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