Gestione delle transazioni. Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 1

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1 Gestione delle transazioni Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 1

2 Transazioni v L esecuzione concorrente dei programmi utente è essenziale per le buone prestazioni del DBMS Poiché gli accessi al disco sono frequenti e relativamente lenti, è importante mantenere la CPU impegnata lavorando su diversi programmi utente concorrenti. v Il programma di un utente può eseguire molte operazioni sui dati letti dalla base di dati, ma al DBMS interessa solo quali dati sono letti/scritti dalla/sulla base di dati v Una transazione è la visione astratta del DBMS di un programma utente: una sequenza di letture e scritture. Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 2

3 Concorrenza in un DBMS v Gli utenti iniziano una transazione, e possono pensare a ciascuna transazione come fosse eseguita da sola La concorrenza viene ottenuta dal DBMS, che alterna le azioni (letture/scritture di oggetti del DB) di varie transazioni Ciascuna transazione deve lasciare la base di dati in uno stato consistente, se il DB era consistente all inizio della transazione Il DBMS garantirà certi VI, a seconda dei VI dichiarati nei comandi CREATE TABLE Oltre a ciò, il DBMS non capisce realmente la semantica dei dati (ad esempio, non capisce come sia calcolato l interesse su un conto bancario) v Argomenti: effetto dell alternanza delle transazioni, e crash Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 3

4 Atomicità delle transazioni v Una transazione può terminare con successo dopo il completamento di tutte le sue azioni, oppure può abortire (o essere abortita dal DBMS) dopo l esecuzione di alcune azioni v Una proprietà molto importante garantita dal DBMS per tutte le transazioni è che esse sono atomiche. Cioè, un utente può pensare a una transazione come se eseguisse tutte le sue azioni in un solo passo, oppure non ne eseguisse alcuna. Il DBMS registra tutte le azioni così da poter annullare le azioni delle transazioni abortite Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 4

5 Esempio Consideriamo due transazioni T1: BEGIN A=A+100, B=B-100 END T2: BEGIN A=1.06*A, B=1.06*B END Intuitivamente, la prima transazione trasferisce 100$ dal conto di B al conto di A. La seconda accredita su entrambi i conti un pagamento di interessi del 6% Non c è garanzia che T1 venga eseguita prima di T2 o viceversa, se entrambe sono lanciate insieme. Però l effetto netto deve essere equivalente al quello delle due transazioni eseguite serialmente in qualche ordine Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 5

6 Esempio (segue) Consideriamo una possibile alternanza (schedule) T1: A=A+100, B=B-100 T2: A=1.06*A, B=1.06*B Questa va bene. Ma che possiamo dire di T1: A=A+100, B=B-100 T2: A=1.06*A, B=1.06*B Il DBMS vede il secondo schedule come T1: R(A), W(A), R(B), W(B) T2: R(A), W(A), R(B), W(B) Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 6

7 Scheduling di transazioni v Scheduling seriale: schedule che non alterna le azioni di transazioni differenti v Schedule equivalenti: per ogni stato della base di dati, l effetto (sull insieme di oggetti nella base di dati) dell esecuzione del primo schedule è identico all effetto dell esecuzione del secondo schedule v Schedule serializzabile: uno schedule che è equivalente a qualche esecuzione seriale delle transazioni (Nota: se ogni transazione conserva la consistenza, ogni schedule serializzabile conserva la consistenza ) Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 7

8 Anomalie con l esecuzione alternata Lettura di dati non completati (conflitti RW, letture sporche ) T1: R(A), W(A), R(B), W(B), Abort T2: R(A), W(A), C Letture non ripetibili (conflitti RW) T1: R(A), R(A), W(A), C T2: R(A), W(A), C Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 8

9 Anomalie (segue) v Sovrascrittura di dati non completati (conflitti WW) T1: W(A), W(B), C T2: W(A), W(B), C Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 9

10 Controllo di concorrenza basato sui lock v Protocollo Strict 2PL: ciascuna transazione deve ottenere un lock C (condiviso) su un oggetto prima di leggere, e un lock E (esclusivo) su un oggetto prima di scrivere Tutti i lock mantenuti da una transazione sono rilasciati quando la transazione termina Variante (non-strict) 2PL: i lock vengono rilasciati in qualunque momento, ma non si possono acquisire lock dopo aver rilasciato dei lock Se una transazione mantiene un lock E su un oggetto, nessuna altra transazione può ottenere un lock (C o E) su quell oggetto v Lo Strict 2PL permette solo schedule serializzabili Inoltre semplifica le interruzioni delle transazioni Anche il (non strict) 2PL permette solo schedule serializzabili, ma coinvolge un processo di abort più complesso Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 10

11 Abortire una transazione v Se una transazione Ti viene abortita, tutte le sue azioni devono essere annullate. Non solo, ma se Tj legge un oggetto che è stato recentemente scritto da Ti, anche Tj deve essere abortita! v La maggior parte dei sistemi evitano queste interruzioni in cascata rilasciando i lock di una transazione solo al momento del completamento Se Ti scrive un oggetto, Tj può leggerlo solo dopo che Ti sia terminata con successo v Per annullare le azioni di una transazione abortita, il DBMS mantiene un log in cui viene registrata ogni scrittura. Questo meccanismo è usato anche per il ripristino dopo un crash del sistema: tutte le transazioni attive al momento del crash vengono abortite quando il sistema ritorna in funzione Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 11

12 Il log v Le azioni seguenti vengono registrate nel log: Ti scrive un oggetto: il vecchio e il nuovo valore Il record del log deve andare sul disco prima della pagina modificata! Ti termina/viene abortita: un record del log indica tale azione v I record del log sono collegati tra loro dall id della transazione, così che sia facile annullare una transazione specifica v Il log è spesso duplicato e archiviato su dispositivi di memoria stabili v Tutte le attività legate ai log (e di fatto tutte le attività collegate al CC quali lock/unlock, gestione dei deadlock etc) sono gestite dal DBMS in maniera trasparente Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 12

13 Recupero dopo un crash v Ci sono 3 fasi nell algoritmo di recupero Aries: Analisi: scansiona il log in avanti (a partire dal più recente checkpoint) per identificare tutte le transazioni che erano attive, e tutte le pagine modificate nel buffer pool al momento del crash Riesecuzione: riesegue tutti gli aggiornamenti sulle pagine modificate nel buffer pool per assicurare che tutti gli aggiornamenti registrati nel log siano di fatto eseguiti e scritti su disco Annullamento: le scritture di tutte le transazioni che erano attive al momento del crash sono annullate (ripristinando il valore precedente l aggiornamento, che è nel record del log relativo all aggiornamento), e lavorando all indietro nel log (bisogna prendere delle precauzioni per gestire il caso di un crash che si verifichi durante la procedura di ripristino!) Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 13

14 Riassunto v Il controllo di concorrenza e il ripristino sono tra le funzioni più importanti fornite da un DBMS v Gli utenti non hanno bisogno di preoccuparsi della concorrenza Il sistema inserisce automaticamente richieste di lock/unlock e gestisce le azioni di transazioni diverse in modo tale da garantire che l esecuzione risultante sia equivalente all esecuzione delle transazioni una dopo l altra in qualche ordine v Il Write-Ahead Logging (WAL) viene usato per annullare le azioni di transazioni abortite e per ripristinare il sistema a uno stato consistente dopo un crash Stato consistente: si vedono solo gli effetti delle transazioni completate con successo Database Management Systems 3ed, R. Ramakrishnan and J. Gehrke 14

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