Procesamiento de Transacciones - …mcuriel/ProcesamientoTrans2013I.pdf · del libro: Sistemas...

Procesamiento de

Transacciones

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

Transacciones Planas

Concurrencia

Bloqueos

Dur

ab

ilid

ad

Consistencia

Tr

an

sac

cio

ne

s D

ist

rib

uid

as

Two phase commit

Gestor de Transacciones

Roll Back

Aislamiento

Commit

Ato

mic

idad

Contenido

Definiciones Básicas

Transacciones

Problemas del Control de Concurrencia

Equivalencia Secuencial

Operaciones Conflictivas

Problemas causados por el aborto de las

transacciones

Contenido

Mecanismos de Control de Concurrencia

Control de Concurrencia a través de bloqueos

Control Optimista de la Concurrencia

Ordenación por marcas de tiempo

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

Contenido

Recuperación de Transacciones

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

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.

Definiciones Consiste en una secuencia de operaciones que

se ejecuta en forma atómica (indivisible)

Todo o Nada

Aislamiento

Transacciones

Solicitudes atómicas:

Aislamiento

Efectos intermedios no visibles

Todo o Nada

Todas las operaciones o ninguna Atomicidad de fallo, durabilidad. Objetos Recuperables

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.

Implementación de las

Transacciones

El aislamiento se garantiza por protocolos

de control de concurrencia

La atomicidad y durabilidad se garantizan

mediante protocolos de recuperación.

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.

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.

C C C

Transaction

Manager

scheduler

TPS

Recovery

Manager

Cache

Manager

Data Manager

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.

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.

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

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.

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.


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.


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.

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

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

T: Transacción de Nivel Superior

T2: T1:

T11 T12 T21

T211

Commit provisional Commit provisional

Commit provisional

Commit provisional

Commit provisional Abort

Commit subtransacción

Transacciones anidadas Subtransacción Atómica

Subtransacciones del mismo nivel

concurrentes pero sus accesos a objetos

comunes son secuencializados.

Pueden consumar o abortar

independientemente

http://sistemas-distribuidos.wikispaces.com/3.8.+Transacciones+distribuidas.

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.


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.


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.


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.

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

T: Transacción de Niver Superior

T2: T1:

T11 T12 T21

T211


Commit provisional

Commit provisional


Commit

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??

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.

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.

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.

Recuperaciones Inconsistentes

Actualizaciones perdidas

Solución: equivalencia secuencial

Problemas que trae la Concurrencia

Problemas que trae el aborto de las transacciones Lecturas sucias

Escrituras prematuras

Abortos en Cascada

Los protocolos tratarán de

evitar estos problemas

Actualizaciones Perdidas:

T:

balance = b.obtenBalance();

b.crédito(balance*1.1)

a.debito(balance/10)

U:



c.debito(balance/10)

balance = b.obtenBalance(); 200$

b.crédito(balance*1.1) 220$

a.débito(balance/10) 80$


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.

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

El problema viene por paralelizar, o

pretender que las 2 transacciones se

ejecuten concurrentemente cuando deben

ejecutarse en forma secuencial.


V:

a.débito(100)

b.crédito(100)

/* El valor inicial de ambas cuentas es

200 */

W:

Unasucursal.totalSucursal();

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.

Los balances iniciales de A, B son de

200$

Control de Concurrencia:

Solución al problema de actualizaciones

perdidas.


b.Crédito(balance*1.1) 220$

a.Débito(balance/10)


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.

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.

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.


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.


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

A B

C

D T

U

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


Transacciones

Operaciones compuestas

B A C A B C

Serialización de operaciones

conflictivas

Operaciones conflictivas

Delay Ejecución


T: x=lee(i); escribe(i,10); escribe(j,20)

U: y=lee(j); escribe(j,30); z=lee(i)

x = lee(i)

escribe(i,10)

escribe(j,20)

y = lee(j)

Escribe(j,30)

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 U

T lee i antes que U lo acceda, T no escribe j antes de que U la acceda

i: T luego U

j: U luego T

Control de concurrencia

Ejercicio 12.9 del libro:

Un servidor gestiona los objetos a1, a2, … an. El

servidor proporciona dos operaciones a sus

clientes:

lee(i) devuelve el valor de ai

escribe (i, valor) asigna Valor a ai

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);

Control de concurrencia

Un servidor gestiona los objetos a1, a2, … an. El

servidor proporciona dos operaciones a sus

clientes:

lee(i) devuelve el valor de ai

escribe (i, valor) asigna Valor a ai

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

Control de Concurrencia: Problemas que

generan las operaciones conflictivas Recuperaciones Inconsistentes

V:

a.Débito(100)

b.Crédito(100)

/* El valor inicial de ambas cuentas es

200 */

W:

Unasucursal.totalSucursal();

a.Débito(100) $100

b.Crédito(100) $300


total = total + b.balance;


V accede a «a» antes que W. V no accede a b antes de W.

a: V, W

b: W, V

Solución al problema de

Recuperaciones Inconsistentes. V:

a.extrae(100) $100

b.Deposita(100) $300

W:


total = total + b.balance;


Solución: Ejecución Secuencial

a: V,W

b: V, W


Actualizaciones perdidas Problemas que trae la Concurrencia

Problemas que trae el aborto de las transacciones Lecturas sucias

Escrituras prematuras

Abortos en Cascada

Los protocolos trataran de

evitar estos problemas

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.

Control de Concurrencia Las transacciones pueden abortar, ante esta situación

surgen otros problemas: lecturas sucias y escrituras prematuras

Lecturas Sucias Transacción T Transacción U

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)

Lectura Sucia


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.

Control de Concurrencia Escrituras Prematuras

T:

a.crédito(+5)

U:

b.crédito(+5)

a= 100$

a. Crédito(+5) 105$

a= 105$

a.Crédito(+5) 110$

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.


Para garantizar resultados correctos en un

esquema de recuperación que utiliza

imágenes anteriores, las operaciones de

escritura se deben atrasar hasta que las

transacciones anteriores que actualizaron

los mismos objetos hayan hecho commit o

abort (U no debería escribir)


La ejecución de las transacciones se llama estricta si las lecturas o escrituras de los objetos se retrasa hasta que todas las transacciones que previamente escribieron el objeto hayan hecho commit o abort. La ejecución estricta de las transacciones hace cumplir la propiedad de aislamiento.

Control de Concurrencia Para que un servidor está en capacidad de

deshacer cambios si una transacción aborta, debe diseñarse de forma que las actualizaciones puedan ser eliminadas.

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.

C C C

Transaction

Manager

scheduler

TPS

Recovery

Manager

Cache

Manager

Data 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.

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.

Control de Concurrencia: Bloqueos


b.ponBalance(balance*1.1) 220$

a.Extrae(balance/10)


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.


Exclusivos

T:


b.ponBalance(balance*1.1)

a.Extrae(balance/10)

U:


b.ponBalance(balance*1.1)

c.Extrae(balance/10)

BeginTransaction

balance = b.obtenBalance(); Bloquea B


a.débito(balance/10) Bloquea A

End Transaction Desbloquea A,B

Begin Transaction

balance = b.obtenBalance(); Espera por B

Concedido B b.obtenBalance();


c.débito(balance/10) Bloquea C

End Transaction Desbloquea B,C

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.

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)

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.


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.


Two Phase Locking Strict Two Phase Locking

num

ber o

f lock

s

Time

Fase de crecimiento Fase de liberación

num

ber o

f lock

s

Time

Fase de crecimiento Fase de liberación

Se liberan todos los locks


Para mejorar la concurrencia:

la porción de objetos a la que se

debe secuenciar el acceso debe ser

tan pequeño como sea posible.

Problema de los lectores y

escritores: podemos tener muchos

lectores accediendo

concurrentemente a los datos.


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)


lock otorgado lock solicitado

Ninguno read -> OK - write -> OK

read read -> OK - write -> Espera

write read -> Espera - write -> Espera

• Una mejora: utilizar locks de escritura y locks de lectura para

ofrecer mayor paralelismo al permitir que se realicen

concurrentemente transacciones que realizan operaciones no

conflictivas.

• Los bloqueos de lectura se llaman también bloqueos

compartidos.

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.

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.


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.

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.

Bloqueos public class Bloqueo {

private Object objeto; // El objeto que es protegido por el bloqueo

private Vector propietarios; // 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( );

}

}

Bloqueos

public synchronized void libera (IDTrans trans ){

holders.removeElement(trans); // elimina este poseedor

// establece el tipo de bloqueo a ninguno

notifyAll( );

}

}

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);

}

}

}

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.


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.


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.

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.

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.


T2: T1:

T11 T12 T21

T211


Commit provisional

Commit provisional


Commit

Desean bloqueo


T2: T1:

T11 T12 T21

T211


Commit provisional

Commit provisional


Commit

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.


El problema del algoritmo de bloqueo es que puede ocasionar deadlocks o Interbloqueos.

T U

a.Crédito() bloqueo de escritura para A

b.Débito Espera por U

Bloqueo en B

b.Crédito() bloqueo de escritura para B

a.Débito(200) Espera por T.

Bloquea en A

Interbloqueos Condiciones para un bloqueo:

1.- Condición de exclusión mutua. Cada recurso está asignado a un único proceso o está disponible.

2.- Condición de posesión y espera (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.

T T

R1

R2

Espera por

Espera por

Poseído por

Poseído por

Grafo de Espera Circular: Si hay un ciclo en el grafo significa

que hay interbloqueo (deadlock).

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).

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.

• 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.

Algoritmos de Prevención

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.

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?

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


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


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


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


esquemas de bloqueo Bloqueos Jerárquicos

Sucursal

Cuenta A B C

Semana

Lunes Martes Miércoles Jueves Viernes

9:00–10:00

Intervalos de tiempo

10:00–11:00 11:00–12:00 12:00–13:00 13:00–14:00 14:00–15:00 15:00–16:00


esquemas de bloqueo Bloqueos Jerárquicos

Tabla de compatibilidad para 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

Procesamiento de Transacciones - …mcuriel/ProcesamientoTrans2013I.pdf · del libro: Sistemas...

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