Transactions. Wies law Zielonka. 4 avril 2015

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1 Transactions Wies law Zielonka 4 avril 2015

2 Histoires - plans d exécution d actions Le plan d exécution d actions ou histoire (schedule) une suite d actions ordonnée dans le temps. Les actions READ et WRITE effectuées sur les tampons dans la mémoire (pas sur les disque dur). Deux transactions T 1 et T 2. Les variables t, s sont locales à une transaction, A, B deux tampons contenant des éléments de la BD. T 1 T 2 READ(A,t) READ(A,s) t:=t+100 s:=s*2 WRITE(A,t) WRITE(A,s) READ(B,t) READ(B,s) t:=t+100 s:=s*2 WRITE(B,t) WRITE(B,s) Si la contrainte de consistance est A=B alors les deux transactions exécutée une après l autre préservent la consistance.

3 Histoire séquentielle Une transaction exécutée après une autre, pas de chevauchement, pas de concurrence. T 1 T 2 A B READ(A,t) t:=t+100 WRITE(A,t) 125 READ(B,t) t:=t+100 WRITE(B,s) 125 READ(A,s) t:=s*2 WRITE(A,s) 250 READ(B,s) s:=s*2 WRITE(B,s) 250

4 Histoires sérializables L histoire sérializable si son effet sur la BD est le même qu une histoire séquentielle. T 1 T 2 A B READ(A,t) t:=t+100 WRITE(A,t) 125 READ(A,s) t:=s*2 WRITE(A,s) 250 READ(B,t) t:=t+100 WRITE(B,s) 125 READ(B,s) s:=s*2 WRITE(B,s) 250

5 Notation Les détails des calculs locaux (comme t:=t+100) ne peuvent pas être prise en compte par le scheduler pour ordonner les opérations. On assume que les seules opérations qui peuvent être prises en compte se sont les opération READ et WRITE. On écrit r T (X) w T (X) pour noter que la transaction T lit/écrit une donnée X de la BD. Les transactions de l exemple précédent : T 1 : r 1 (A)w 1 (A)r 1 (B)w 1 (B) T 2 : r 2 (A)w 2 (A)r 2 (B)w 2 (B)

6 Histoires conflit - séralizable Soit T i,tj deux transactions différentes (i j). 1. r i (X) et r j (Y) ne sont jamais en conflit, même si X = Y. 2. r i (X) et w j (Y) ne sont pas en conflit si X Y, 3. w i (X) et r j (Y) ne sont pas en conflit si X Y, 4. w i (X) et w j (Y) ne sont pas en conflit si X Y. Deux actions de la même transactions sont toujours en conflit. Deux écritures par deux transactions différentes du même élément de la BD sont en conflit. READ et WRITE du même élément par deux transactions sont en conflit. Deux histoires h 1 et h 2 sont conflit - équivalentes si en peut obtenir une à partir de l autre par des échanges des actions adjacentes qui ne sont pas en conflit.

7 Sérializable versus conflit-sérializable Une histoire conflit-sérializable : r 1 (A),w 1 (A),r 2 (A),w 2 (A),r 1 (B),w 1 (B),r 2 (B),w 2 (B) r 1 (A),w 1 (A),r 2 (A), w 2 (A),r 1 (B),w 1 (B),r 2 (B),w 2 (B) r 1 (A),w 1 (A), r 2 (A),r 1 (B),w 2 (A),w 1 (B),r 2 (B),w 2 (B) r 1 (A),w 1 (A),r 1 (B),r 2 (A), w 2 (A),w 1 (B),r 2 (B),w 2 (B) r 1 (A),w 1 (A),r 1 (B), r 2 (A),w 1 (B),w 2 (A),r 2 (B),w 2 (B) r 1 (A),w 1 (A),r 1 (B),w 1 (B),r 2 (A),w 2 (A),r 2 (B),w 2 (B)

8 Une histoire séralizable mais qui n est pas conflit-sérializable : h 2 : w 1 (Y),w 2 (Y),w 2 (X),w 1 (X),w 3 (X) équivalent à l histoire séquentielle : h 1 : w 1 (Y),w 1 (X),w 2 (Y),w 2 (X),w 3 (X) dans les deux cas X écrit par T 3 et Y par T 2.

9 Graphes de dépendances et le test de sérializabilité Dans la suite on s intéresse aux histoires conflit-sérializables. Etant donné une histoire h concernée par les transactions T 1 et T 2 (et peut-être d autres) T 2 est postérieur à T 1 (notation T 1 < h T 2 ) s il existe des actions a 1 de T 1 et a 2 de T 2 telles que a 1 précède a 2 dans h, a 1 et a 2 agissent sur le même éléments de la base de donnée, au moins une des actions a 1,a 2 est une action WRITE. Graphe de dépendances : les sommets du graphe : les transactions, les arêtes : T i T j si T i < h T j.

10 Graphes de dépendances h : r 2 (A),r 1 (B),w 2 (A),,r 3 (A),w 1 (B),w 3 (A),r 2 (B),w 2 (B) h : r 2 (A),r 1 (B),w 2 (A),r 2 (B),r 3 (A),w 1 (B),w 3 (A),w 2 (B) L histoire est conflit-sérializable si et seulement si son graphe de dépendances est sans cycles.

11 Verrous La tâche de scheduler : empêcher les histoires non-sérializables. Pour chaque action READ ou WRITE envoyée par les transactions le scheduler décide si elle doit être exécutée immédiatement ou plus tard. Scheduler avec verrouillage : une transaction peut lire ou écrire un élément si elle possède le verrou pour cet élément, une transaction qui verrouille un élément doit le déverrouiller plus tard. deux transactions ne peuvent pas verouiller un élément en même temps.

12 L algorithme de verrouillage en deux phases l i (X) - transaction T i pose le verrou sur X (l - lock) u i (X) - transaction T i enlève le verrou sur X (u - unlock) Dans chaque transaction, toutes les demandes de verrouillage précèdent les demandes de déverrouillage. Si toutes les transactions utilisent l algorithme de verrouillage en deux phases alors toutes les histoires obtenues seront conflit-sérializable.

13 Exemples T 1 : r 1 (A),w 1 (A),r 1 (B),w 1 (B) Verrouillages compatibles avec l algorithme de verrouillage en deux phases : verrouiller le plus tard possible, déverrouiller le plus vite possible (assure le maximum de parallélisme) : l 1 (A),r 1 (A),w 1 (A),l 1 (B),u 1 (A),r 1 (B),w 1 (B),u 1 (B) Verrouiller tout au début de la transaction, déverrouiller tout à la fin (le minimum de parallélisme) : l 1 (A),l 1 (B),r 1 (A),w 1 (A),r 1 (B),w 1 (B),u 1 (B),u 1 (A) verrouiller le plus tard possible, déverrouiller à la fin de la transaction (approprié si les actions arrivent on-line) : l 1 (A),r 1 (A),w 1 (A),l 1 (B),r 1 (B),w 1 (B),u 1 (B),u 1 (A)

14 Risques de deadlock L algorithme de verrouillage en deux phases n empêche pas les blocages : T 1 : l 1 (A),r 1 (A),w 1 (A),l 1 (B),u 1 (A),r 1 (B),w 1 (B),u 1 (B) T 2 : l 2 (B),r 2 (B),w 2 (B),l 2 (A),u 2 (B),r 2 (A),w 2 (A),u 2 (A) l 1 (A), r 1 (A), w 1 (A), l 1 (B) (bloqué) l 2 (B), r 2 (B) w 2 (B) l 2 (A) (bloqué)

15 Verrous de lecture/partagés et écriture/exclusifs sl i (X) demande verrou de lecture/verrou partagé (sl - shared lock) xl i (X) demande verrou d écriture/verrou exclusif (xl exlusive lock) u i (X) déverrouiller (peu importe le verrou) (u unlock) avant READ la transaction doit posséder soit le verrou partagé soit le verrou exclusif sur la donnée, avant WRITE la transaction doit posséder le verrou exclusif sur la donnée, avant terminer la transaction doit libérer tous les verrous qu elle a posé. deux transactions ne peuvent pas posséder des verrous sur la même donnée si un de ces verrous est exclusif, deux transactions peuvent posséder les verrous partagés sur la même donnée.

16 Verrouillage en deux phases pour les verrous partagés/exclusifs Dans chaque transaction, toutes les demandes de verrouillage précèdent les demandes de déverrouillage. La transaction qui possède un verrou sur une donnée peut redemander un verrous : xl i (A),...,xl i (A) deuxième xl i (A) n a aucun effet (T i possède déjà le verrou), sl i (A),...,sl i (A) deuxième sl i (A) n a aucun effet (T i possède déjà le verrou), xl i (A),...,sl i (A) la demande sl i (A) satisfait immédiatement (T i possède déjà le verrou plus fort), sl i (A),...,xl i (A) la demande xl i (A) satisfait uniquement si c est possible (upgrade de verrou).

17 Upgrade de verrou et deadlock T 1 T 2 sl 1 (A) sl 2 (A) xl 1 (A) (blocage) xl 2 (A) (blocage)