La gestione della concorrenza in pratica

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1 La gestione della concorrenza in pratica Basi di dati: Architetture e linee di evoluzione - Seconda edizione Capitolo 2 Appunti dalle lezioni Soluzioni possibili Uno scheduling è considerato corretto se è equivalente a UNO dei possibili scheduling sequenziali Soluzioni disponibili in partica: Protocollo 2 phase locking (2PL) Tecnica basata sui timestamps Tecniche multi-versione Tecniche ottimistiche Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 2

2 Lock Dato Un oggetto della base dati Lock L intera base dati, una tabella, una riga, un attributo Una variabile associata ad un dato che ne descrive lo stato con riferimento alle varie operazioni che ad esso possono essere applicate. Lock binari Due stati: locked/unlocked Troppo restrittivo Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 3 Lock Shared/Exclusive lock: Permettere a più transazioni di accedere allo stesso dato per scopi di sola lettura Se una transazione deve modificare un dato, allora deve averne il controllo esclusivo Primitive: r_lock w_lock unlock. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 4

3 La gestione dei lock Stato R_locked W_locked Free R_lock OK / r_locked NO / W_locked OK / r_locked Richiesta W_lock NO/ r_locked NO / w_locked OK / w_locked Unlock OK / dipende OK / free error I lock garantiscono che sui dati si operi in maniera mutuamente esclusiva. n garantiscono in alcun modo la serializzabilità. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 5 Esempio: Perdita di Update T1 BoT RL(x)/r(x)/UL(x) x = x+1 T2 BoT RL(x)/r(x)/UL(x) x = x+1 WL(x)/w(x)/UL(x) commit EoT WL(x)/w(x)/UL(x) commit EoT Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 6

4 Il protocollo 2PL Lo scheduler diventa un lock manager che riceve richieste di lock e decide il da farsi. Transazione ben formata rispetto al locking: ogni operazioni di lettura è preceduta da un r_lock e seguita da un unlock; ogni operazioni di scrittura è preceduta da un w_lock e seguita da un unlock; proprietà garantita di compilatori. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 7 Il protocollo 2PL Una transazione, dopo aver rilasciato un lock, non può acquisirne altri. In una transazione esiste La fase crescente i lock vengono acquisiti la fase calante i lock vengono rilasciati. E concesso l incremento di lock. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 8

5 2PL CSR Se S 2PL S CSR Per assurdo: Sia S: 2PL e CSR S CSR nel grafo dei conflitti esiste un ciclo T1,T2,,TN Esiste una risorsa x su cui opera prima T1 e poi T2 T1 rilascia il lock su x affinché T2 possa procedere Esiste una risorsa y su cui opera prima Tn e poi T1 Tn rilascia un lock che è acquisito da T1 T1 non si comporta secondo il 2PL Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 9 2PL CSR S: r1(x) w1(x) r2(x)w2(x)r3(y)w1(y) S 2PL S CSR T1 T2 T3 Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 10

6 CSR, VSR e 2PL VSR CSR 2PL Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 11 Esempio: Perdita di Update T1 BoT WL(x)/r(x) x = x+1 w(x)/ul(x) T2 BoT WL(x) r(x) x = x+1 w(x)/ul(x) Commit EoT Commit EoT Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 12

7 Letture Sporche non risolte T1 BoT WL(x)/r(x) x=x+1 w(x)/unlock(x) T2 BoT WL(x)/r(x) x=x+1 w(x)/unlock(x) commit EoT abort EoT Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 13 2PL stretto Il problema è legato all ipotesi di Commit Proiezione che è alla base della teoria della concorrenza. Nei sistemi reali tale ipotesi deve, per forza di cose, essere abbandonata. 2PL stretto: al 2PL si aggiunge l ulteriore condizione che le risorse possono essere rilasciate solo dopo il commit/abort. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 14

8 Deadlock Il meccanismo dei lock introduce un problema: siano T1 e T2 due transazioni; supponiamo che entrambe operino in scrittura su 2 oggetti x e y; T1 blocca x in scrittura; T2 blocca y in scrittura; T1 aspetta che T2 liberi y; T2 aspetta che T1 liberi x. La situazione può durare all infinito. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 15 Deadlock: Prevention Tecnica di prevenzione esatta: le transazione acquisiscono le risorse di cui hanno bisogno in un colpo solo; se qualche risorsa non è disponibile, non viene assegnata nessuna risorsa. Problemi: non sempre una transazione sa in partenza ciò di cui avrà bisogno; si rischia di bloccare troppi oggetti inutilmente. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 16

9 Deadlock: Prevention Tecnica approssimata: tutte le transazioni richiedono i lock nello stesso ordine; non sempre la transazione conosce tutto quello di cui avrà bisogno; Tecnica approssimata: ad ogni transazione è associato un timestamp; se un lock non è concesso, la transazione aspetta solo se essa è più giovane della transazione che detiene il lock; i deadlock sono eliminati ma possiamo avere starvation Una transazione viene continuamente uccisa Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 17 Deadlock: Detection n si pongono vincoli alle transazioni. Ad intervalli prefissati il contenuto della tabella dei lock è esaminato e comparato con le richieste pendenti. Si costruisce un grafo delle richieste. Se in tale grafico esiste un ciclo, c è un deadlock. Il ciclo deve essere spezzato uccidendo almeno una transazione. T1 T6 T7 T3 T5 T2 T8 Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 18

10 Deadlock: Time-Out E la tecnica più semplice e più usata. Ad richiesta di lock è associato un tempo massimo di attesa. Scaduto tale tempo, la richiesta si intende rifiutata e la transazione uccisa. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 19 Granularità dei lock I lock entrano in tutti i metodi. E importante gestirli in maniera efficiente. Cosa blocco? Attributo Granularità fine Base Dati Granularità grossa La granularità ottimale dipende dalla transazione che sto eseguendo Un DBMS supporta diverse granularità e la possibilità di scegliere (in maniera più o meno trasparente all utente) cosa bloccare BD Table 1.. Table n Blocco 1.. Tupla 1.. Blocco n Tupla n Attributo 1.. Attributo n Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 20

11 Lock gerarchici IS (Intention Shared) Saranno richiesti uno o più lock condivisi su qualche nodo discendente IX (Intention Exclusive) Saranno chiesti uno o più lock esclusivi su qualche nodo discendente SIX (Shared Intension Exclusive) Si richiede il blocco del nodo corrente in maniera condivisa e si annuncia che qualche nodo discendente sarà bloccato in maniera esclusiva Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 21 Lock gerarchici Stato Richiesta IS IX S SIX X IS OK OK OK OK IX OK OK S OK OK SIX OK X Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 22

12 2PL a granularità multipla Si parte sempre dalla radice dell albero Un nodo N può essere bloccato in modalità S o IS solo se il padre è bloccato in modalità IS o IX Un nodo N può essere bloccato in modalità X o IX solo se il padre è bloccato in modalità IX o SIX Una transazione può bloccare un nodo solo se non ne ha sbloccato altri Una transazione T può sbloccare un nodo N solo se T non blocca nessuno dei figli di N Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 23 Timestamps Timestamp Identificatore numerico assegnato dal DBMS ad ogni transazione TS(T1)<TS(T2) T1 è iniziata prima di T2 Idea base del Timestamp Ordering Ordinare le transazioni in base ai loro timestamps Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 24

13 Basic Timestamp ordering Ad ogni oggetto X del DB vengono associati Read_TS Valore del TS della transazione più giovane (TS più elevato) tra le transazioni che hanno letto X Write_TS Valore del TS della transazione più giovane (TS più elevato) tra le transazioni che hanno modificato X Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 25 Basic Timestamp ordering La transazione T con timestamp TS chiede di leggere X Se Write_TS(X) > TS T vuole leggere qualcosa scritto da una transazione più giovane La transazione viene annullata e risottomessa al sistema con un nuovo timestamp Altrimenti L operazione di scrittura viene concessa Read_TS(X) = max {Read_TS(X),TS} Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 26

14 Basic Timestamp ordering La transazione T con timestamp TS chiede di scrivere X Se Read_TS(X) > TS Il dato è stato già letto da una transazione più giovane La transazione viene annullata e risottomessa al sistema con un nuovo timestamp Se Write_TS(X) > TS Il dato è stato già scritto da una transazione più giovane La transazione viene annullata e risottomessa al sistema con un nuovo timestamp Altrimenti L operazione di scrittura viene concessa Write_TS(X) = TS Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 27 TS: Esempio RTS(x)=UNDEFINED,WTS=UNDEFINED write(x,4) (ok, RTS(x)=UNDEFINED WTS(x)=4) read(x,7) (ok, RTS(x)=7,WTS(x)=4) read(x,6) (ok, RTS(x)=7 WTS(x)=4) read(x,8) (ok, RTS(x)=8 WTS(x)=4) read(x,9) (ok, RTS(x) = 9 WTS(x)=4) write(x,8) (no t8 uccisa) write(x,11) (ok, RTS(x) = 9 WTS(x)=11) read(x,10) no t10 uccisa Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 28

15 TS e CSR Uno schedule in TS ha conflitti tra Ti e Tj se e solo se i < j il grafo dei conflitti è aciclico S TS S CSR S: r1(x) w1(x) r2(x)w2(x)r3(y)w1(y) S TS S CSR T1 T2 T3 Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 29 CSR, VSR e TS VSR CSR TS Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 30

16 TS e 2PL S1: r1(x) w1(x) r2(x) w2(x) r0(y) w1(y) S1 in TS ma non in 2PL S2: r2(x) w2(x)r1(x) w1(x) S2 in 2PL ma non in TS S3: r1(x) r2(y) w2(y) w1(x) r2(x) w2(x) S3: in TS e in 2PL Possiamo solo dire TS e 2PL hanno una intersezione non nulla Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 31 CSR, VSR, 2PL e TS Tutti VSR CSR TS 2PL Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 32

17 Strict Timestamp ordering La versione basic dell algoritmo non ci tutela dai rollback a cascata Versione Strict L operazione di lettura o scrittura di T su X viene ritardata fino a che l ultima transazione T1 che ha scritto X non è terminata (con un commit o con un abort) Tale meccanismo è implementato tramite lock n si generano deadlock in quanto T attende solamente sse TS(T) > TS(T1) Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 33 Tecniche multi-versione (MVCC) Ogni volta che un oggetto X viene aggiornato, si tiene traccia anche del suo vecchio valore. X {X1,X2, Xn} Idea base: Alcune operazioni di lettura rifiutate, ad esempio con una tecnica timestamp, potrebbero essere accettate leggendo una versione più vecchia. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 34

18 MVCC basato su 2PL Il meccanismo di base è lo strict 2PL Qui, se una transazione ha il WL su un oggetto, le altre non possono né leggerlo né scriverlo. Idea: Manteniamo, per ogni oggetto X, due versioni X1: versione scritta da una transazione che ha eseguito il commit (versione committed) X2: create nel momento in cui una transazione T acquisisce il lock in scrittura Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 35 MVCC basato su 2PL Mentre T detiene il lock in scrittura Le altre che vogliono leggere X leggono la versione committed X1 Quando T vuole fare il commit deve ottenere un certify lock su ogni elemento su cui ha un WL. E un lock esclusivo Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 36

19 MVCC basato su timestamps X {X 1,X 2, X n } Alla generica copia X i Read_TS(X i ) TS della transazione più giovane che lo ha letto Write_TS(X i ) TS della transazione che lo ha scritto Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 37 MVCC basato su timestamps T richiede di leggere X Il valore letto è l X i tale che Il suo Write_TS(X i ) è il più grande che sia anche minore o uguale di TS(T) La richiesta è sempre accettata Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 38

20 MVCC basato su timestamps T richiede di scrivere X Sia X i : Il suo Write_TS(X i ) è il più grande che sia anche minore o uguale di TS(T) Se TS(T) < Read_TS(X i ) Abort di T Altrimenti Crea una nuova copia di X (X n+1 ) Read_TS(X n+1 ) = Write_TS(X n+1 ) = TS(T) Ancora una volta si presenta il problema dei rollback a catena per cui bisogna prevedere meccanismi di ritardo. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 39 Tecniche ottimistiche Tecniche di validazione o certificazione. n si attua alcun controllo durante la transazione. Particolarmente efficaci per: Transazioni con basso livello di interferenza. Molte transazioni che leggono soltanto. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 40

21 Tecniche ottimistiche Fase di lettura: Si leggono valori committed e le modifiche vengono applicate a copie locali. Se la transazione chiede il commit: Fase di validazione: Ci si assicura che applicare le modifiche non violi la serializzabilità. Fase di scrittura: Se la validazione è superata, le modifiche vengono riportate alla base dati. Altrimenti le modifiche sono scartate e la transazione è riavviata. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 41 Fase di validazione: esempio Ad ogni transazione viene associato un timestamp. Per ogni transazione si mantiene anche: L istante di inizio e di fine delle tre fasi. Il write-set L elenco degli oggetti che essa vuole scrivere o ha scritto Il read-set L elenco degli oggetti che essa legge Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 42

22 Cioè. t Read Modifiche su copie Locali Validazione Write Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 43 Fase di validazione di T Sia TC l insieme delle transazioni che Ha effettuato il commit E in fase di validazione Entra in validazione TC = TC T T viene confrontata con ogni T j TC: T T j Passare la fase di validazione significa passare la validazione nei confronti di ogni T j Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 44

23 Fase di validazione di T verso T j La validazione di T verso T j è passata se: T j completa la sua fase di scrittura prima che T inizi la sua fase di lettura Se T j completa la sua fase di scrittura prima che T inizi la sua fase di scrittura WS(T j ) RS(T) = Se T j completa la sua fase di lettura prima che T completi la sua fase di lettura WS(T j ) RS(T) = WS(T j ) WS(T) = Altrimenti T viene uccisa e riavviata. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 45 Livello di isolamento delle Transazioni Il livello di isolamento di una transazione determina il comportamento della stessa. Io posso decidere di accettare alcune anomalie per andare più veloce Uncommitted Read Committed Read Repeatable Read Serializable Sono da intendersi come requisiti al negativo Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 46

24 Uncommitted Read La transazione accetta di leggere dati modificati da una transazione che non ha ancora fatto il commit Se usiamo il 2PL: Ignora i lock esclusivi in lettura n acquisisce i lock in lettura. Deve però acquisire i lock in scrittura Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 47 Committed Read La transazione non legge dati cambiati da una transazione che non ha ancora fatto il commit. Se però essa legge due volte lo stesso dato, può trovare dati diversi. n blocca i dati che legge Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 48

25 Repeatable Read Si aggiunge al commited read la caratteristica che, se un dato è letto due volte, si avrà sempre lo stesso risultato. Si applica il 2PL stretto Le righe realmente lette non possono essere modificate o cancellate. Possono però essere aggiunte righe anche nell intervallo specificato nella clausola where della transazione che legge. Tutti i dati letti sono read_locked; Un insert non interferisce con questi lock Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 49 Serializable Si aggiunge al repeatable read la caratteristica che, se una query è fatta due volte, non vengono aggiunte righe. n sono possibili modifiche neanche all interno dell intervallo coperto nella lettura. Il SERIALIZABLE blocca cioè intervalli di dati, inclusi quelli di fatto non esistono, impedendo cioè che vengano effettuati insert. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 50

26 Gestione della concorrenza in PostgreSQL 9.0 Capitolo 13 del manuale Data consistency is maintained by using a multi-version model. This means that while querying a database each transaction sees a snapshot of data (a database version) as it was some time ago, regardless of the current state of the underlying data. This protects the transaction from viewing inconsistent data that could be caused by (other) concurrent transaction updates on the same data rows, providing transaction isolation for each database session. MVCC, by eschewing explicit locking methodologies of traditional database systems, minimizes lock contention in order to allow for reasonable performance in multiuser environments. The main advantage of using the MVCC rather than locking is that in MVCC locks acquired for reading data do not conflict with locks acquired for writing data, and so reading never blocks writing and writing never blocks reading. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 51 Isolation Levels in PostgreSQL 9.0 You can request any of the four standard transaction isolation levels. Internally, there are only two distinct isolation levels, which correspond to the levels Read Committed and Serializable. When you select the level Read Uncommitted you really get Read Committed When you select Repeatable Read you really get Serializable, so the actual isolation level might be stricter than what you select. This is permitted by the SQL standard: the four isolation levels only define which phenomena must not happen, they do not define which phenomena must happen. The reason that PostgreSQL only provides two isolation levels is that this is the only sensible way to map the standard isolation levels to the multiversion concurrency control architecture. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 52

27 Isolation Levels in PostgreSQL 9.0 Read Committed is the default isolation level in PostgreSQL start transaction isolation level read uncommitted; start transaction isolation level read committed; start transaction isolation level read committed; start transaction isolation level read committed; set transaction isolation level read uncommitted; set transaction isolation level read committed; set transaction isolation level read committed; set transaction isolation level read committed; Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 53 Locks in PostgreSQL 9.0 Table- and row-level locking facilities are also available in PostgreSQL for applications that cannot adapt easily to MVCC behavior. However, proper use of MVCC will generally provide better performance than locks. In addition, application-defined advisory locks provide a mechanism for acquiring locks that are not tied to a single transaction. Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 54

28 Locks in PostgreSQL 9.0 Locks a livello di tabella LOCK [ TABLE ] [ ONLY ] name [,...] [ IN lockmode MODE ] [ NOWAIT ] lockmode: ACCESS SHARE ROW SHARE ROW EXCLUSIVE SHARE UPDATE EXCLUSIVE SHARE SHARE ROW EXCLUSIVE EXCLUSIVE ACCESS EXCLUSIVE ACCESS SHARE ACCESS EXCLUSIVE n esiste l Unlock! Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 55 Locks in PostgreSQL 9.0 Locks a livello di riga SELECT FOR SHARE.. SELECT FOR UPDATE. n esiste l Unlock! Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 56

29 Isolation levels in JDBC int Connection.getIsolationLevel(); Void Connection.setIsolationLevel(int) TRANSACTION_NONE TRANSCTION_READ_UNCOMMITTED TRANSCTION_READ_COMMITTED TRANSACTION_REPETEABLE_READ TRANSACTION_SERIALIZABLE Basi di Dati 2 Prof. Antonio d Acierno Isolation: pratica 57