De presentatie wordt gedownload. Even geduld aub

De presentatie wordt gedownload. Even geduld aub

Gegevensbanken 2010 Begrippen van transactieverwerking II: technieken voor concurrentiecontrole en herstel Bettina Berendt www.cs.kuleuven.be/~berendt.

Verwante presentaties


Presentatie over: "Gegevensbanken 2010 Begrippen van transactieverwerking II: technieken voor concurrentiecontrole en herstel Bettina Berendt www.cs.kuleuven.be/~berendt."— Transcript van de presentatie:

1 Gegevensbanken 2010 Begrippen van transactieverwerking II: technieken voor concurrentiecontrole en herstel Bettina Berendt

2 2 Concurrentiecontrole en herstel: Motivatie & Samenvatting

3 3 transactions query processing indexing II and higher-dimensional structures Waar zijn we? Les Nr.wiewat 1EDintro, ER 2EDEER 3EDrelational model 4EDmapping EER2relational 5KVrelational algebra, relational calculus 6KVSQL 7KVvervolg SQL 8KVdemo Access, QBE, JDBC 9KV functional dependencies and normalisation 10KV functional dependencies and normalisation 11BBfile structures and hashing 12BBindexing I 13BB 14 BB 15BB 16BBtransactions II: concurrentie & herstel 17BBData mining (and a bit on d. warehousing) 18EDXML, oodb, multimedia db Fysisch model / vragen

4 4 Concurrentiecontrole t reserveer!

5 5 Herhaling: Gewenste eigenschappen van transacties –Atomicity: ondeelbaarheid transactie wordt volledig uitgevoerd, of helemaal niet –Consistency preservation: consistente gegevensbank moet na transactie nog steeds consistent zijn –Isolation: geïsoleerdheid effect van transactie moet zijn alsof het de enige transactie is die uitgevoerd werd (geen interferentie met andere transacties) –er worden meestal 4 isolatieniveaus gedefineerd, naargelang van de graad van isolatie: niveau 0: geen overschrijven van een ‘dirty read’ van een transactie op hoger niveau niveau 1: geen verloren aanpassingen niveau 2: geen verloren aanpassingen en geen ‘dirty reads’ niveau 3: niveau 2 + ‘repeatable reads’ –Durability: duurzaamheid effect van transactie moet persistent zijn, mag niet verloren gaan  concurrentie-controle

6 6 Herhaling: Testen of garanderen van serialiseerbarheid Problemen met testen van serialiseerbaarheid: interleaving van operaties wordt bepaald door het besturingssysteem, niet vooraf te voorspellen transacties worden continu aangeboden –begin en einde van roosters moeilijk te voorspellen Indien rooster niet serialiseerbaar blijkt: –herstel nodig  duur om deze problemen te vermijden: test niet op serialiseerbaarheid gebruik bij opstellen van transacties regels (protocols) om serialiseerbaarheid te verzekeren

7 7 Herstel t (plan: commit) reserveer! rollback

8 8 Herhaling: Gewenste eigenschappen van transacties –Atomicity: ondeelbaarheid transactie wordt volledig uitgevoerd, of helemaal niet –Consistency preservation: consistente gegevensbank moet na transactie nog steeds consistent zijn –Isolation: geïsoleerdheid effect van transactie moet zijn alsof het de enige transactie is die uitgevoerd werd (geen interferentie met andere transacties) –er worden meestal 4 isolatieniveaus gedefineerd, naargelang van de graad van isolatie: niveau 0: geen overschrijven van een ‘dirty read’ van een transactie op hoger niveau niveau 1: geen verloren aanpassingen niveau 2: geen verloren aanpassingen en geen ‘dirty reads’ niveau 3: niveau 2 + ‘repeatable reads’ –Durability: duurzaamheid effect van transactie moet persistent zijn, mag niet verloren gaan  herstel

9 9 Herhaling: Mogelijke falingen –Mogelijke falingen die tijdens de uitvoering van een transactie kunnen optreden 1. computer-crash –inhoud van geheugen kan verloren zijn 2. transactie- of systeemfout –verkeerde parameter, overflow, deling door 0, logische programmeerfout, uitzonderingscondities –bv. bestand kan niet gelezen worden, opgelegd door concurrentiecontrole –bv. transactie afgebroken wegens deadlock 5. schijf-fout –bv. beschadigd spoor 6. fysieke problemen, catastrofes –brand, stroomonderbreking,... –Bij falingen van de types 1 tot 4 moet de oorspronkelijke toestand hersteld kunnen worden  REDOs + UNDOs  Backup + REDOs

10 10 Agenda I Vergrendeling (locking) Tijdstempels Multiversietechnieken Optimistische concurrentiecontrole Granulariteit van items

11 11 Agenda I Vergrendeling (locking) Tijdstempels Multiversietechnieken Optimistische concurrentiecontrole Granulariteit van items

12 12 Vergrendeling grendel (slot, lock) variabele horend bij een gegevenselement in de gegevensbank beschrijft de status van dat element t.o.v. mogelijke bewerkingen die erop kunnen worden uitgevoerd –soorten grendels: binaire grendels: –twee mogelijke toestanden gedeelde / exclusieve grendels (of read / write locks) –drie mogelijke toestanden

13 13 Binaire grendels twee mogelijke toestanden:lock(X) = 1 of 0 –1: X is niet toegankelijk –0: X is toegankelijk twee bewerkingen –lock_item(X): een transactie vraagt toegang tot X –unlock_item(X): een transactie geeft X weer vrij (deze bewerkingen zijn steeds atomair)

14 14 lock_item(X): B: als LOCK(X) = 0 dan LOCK(X) := 1 anders wacht tot LOCK(X) = 0; spring naar B lock_item(X): B: als LOCK(X) = 0 dan LOCK(X) := 1 anders wacht tot LOCK(X) = 0; spring naar B unlock_item(X): LOCK(X) := 0; als er transacties aan het wachten zijn op X: dan maak één van die transacties wakker unlock_item(X): LOCK(X) := 0; als er transacties aan het wachten zijn op X: dan maak één van die transacties wakker Binaire grendels: lock en unlock lock manager van DBMS houdt –status van grendels, –wachtende transacties etc. bij

15 15 Regels voor vergrendeling: Elke transactie T moet volgende regels volgen 1. T moet lock_item(X) uitvoeren voor read_item(X) of write_item(X) 2. T moet unlock_item(X) uitvoeren nadat alle read_item(X) en write_item(X) van T zijn uitgevoerd 3. T mag geen lock_item(X) uitvoeren als het al een grendel op T heeft 4. T mag geen unlock_item(X) uitvoeren als het geen grendel op T heeft

16 16 Lees- / schrijf-vergrendeling –twee soorten grendels: lees-grendels en schrijf-grendels ook gedeelde / exclusieve grendels genoemd –drie toestanden voor gegevenselement: niet vergrendeld (geen grendel) lees-grendel schrijf-grendel –drie bewerkingen: read_lock(X) write_lock(X) unlock_item(X)

17 17 read_lock(X): B: als LOCK(X)="unlocked" dan LOCK(X):="read-locked"; aantal_reads(X) := 1 anders als LOCK(X) = "read-locked" dan aantal_reads(X) := aantal_reads(X)+1 anders wacht tot LOCK(X)="unlocked"; spring naar B read_lock(X): B: als LOCK(X)="unlocked" dan LOCK(X):="read-locked"; aantal_reads(X) := 1 anders als LOCK(X) = "read-locked" dan aantal_reads(X) := aantal_reads(X)+1 anders wacht tot LOCK(X)="unlocked"; spring naar B write_lock(X): B:als LOCK(X)="unlocked" dan LOCK(X) := "write-locked" anders wacht tot LOCK(X)="unlocked"; spring naar B write_lock(X): B:als LOCK(X)="unlocked" dan LOCK(X) := "write-locked" anders wacht tot LOCK(X)="unlocked"; spring naar B

19 19 Regels voor vergrendeling (bij lees / schrijf-vergrendeling): Elke transactie T moet volgende regels volgen: 1. T moet read_lock(X) of write_lock(X) uitvoeren vóór eender welke read_item(X) 2. T moet write_lock(X) uitvoeren vóór write_item(X) 3. T moet unlock(X) uitvoeren nadat alle read_item(X) en write_item(X) uitgevoerd zijn 4. T mag geen read_lock(X) uitvoeren als het al een (lees- of schrijf-) grendel heeft op X (*) 5. T mag geen write_lock(X) uitvoeren als het al een (lees- of schrijf-) grendel heeft op X (*) 6. T mag geen unlock(X) uitvoeren als het geen grendel heeft op X

20 20 Afzwakken van regels –(*) regels kunnen afgezwakt worden: upgrade: –als T al een leesgrendel op X heeft, en het is de enige transactie met een leesgrendel op X, dan kan dit met write_lock(X) in een schrijfgrendel veranderd worden downgrade: –als T een schrijfgrendel op X heeft, kan dat met read_lock(X) verlaagd worden tot een leesgrendel = conversie van grendels

21 21 Lees-/schrijf-vergrendeling  serialiseerbarheid? –Gebruik van bovenstaande regels vermijdt bepaalde problemen maar garandeert geen serialiseerbaarheid –vb: fig (volgende pagina) twee mogelijke seriële uitvoeringen: –1. tel X bij Y op, tel dan Y bij X op –2. tel Y bij X op, tel dan X bij Y op –in een serieel schema zal één van de transacties de originele X/Y gebruiken en de andere de aangepaste –in 18.3c gebruiken beide transacties de originele X/Y probleem: Y is te vroeg vrijgegeven –daarom: strengere set regels (= een protocol) volgen

22 22 Voorbeeld

23 23 Twee-fasen-vergrendeling –protocol van vergrendeling om bepaalde problemen te vermijden: alle vergrendelingen van een transactie gebeuren vóór de eerste ontgrendelbewerking –binnen een transactie gebeurt vergrendeling steeds in twee fasen: "expanding phase": plaatsen van grendels "shrinking phase": vrijgeven van grendels –de fasen zijn strikt gescheiden eens een grendel vrijgegeven is, kunnen er geen nieuwe meer geplaatst worden –twee-fasen-vergrendeling garandeert serialiseerbaarheid maar vermijdt geen deadlock / starvation

24 24 T1 T2 read_lock(Y); read_lock(X); read_item(Y); read_item(X); write_lock(X); write_lock(Y); unlock(Y); unlock(X); read_item(X); read_item(Y); X:=X+Y; Y := X+Y; write_item(X); write_item(Y); unlock(X); unlock(Y); T1:write_lock(x) verschoven tot voor unlock(Y) T2:write_lock(Y) verschoven tot voor unlock(X) Voorbeeld: verschovene operaties

25 25 Voorbeeld: de twee fasen

26 26 Deadlock 2 processen wachten op elkaar –hebben elk een grendel die de ander wil –geven die grendel niet vrij voor ze de andere grendel krijgen

27 27 Varianten van twee-fasen-vergrendeling –basisversie: zoals gezien –conservatieve 2FV: alle grendels plaatsen voor transactie begint vermijdt deadlocks probleem: –niet altijd bekend op voorhand welke grendels nodig zullen zijn –strikte, resp. rigoureuze 2FV: geen enkel schrijfgrendel, resp. grendel vrijgeven voor commit of abort garandeert een strikt rooster is niet deadlock-vrij

28 28 besluit: –twee-fasen-vergrendeling garandeert serialiseerbaarheid van rooster maar vermijdt geen deadlocks of starvation om dit op te lossen nog andere technieken nodig –twee benaderingen van deadlock: vermijden (deadlock prevention) opsporen (deadlock detection)

29 29 Deadlock-vermijdende protocollen alles vooraf vergrendelen (cf. conservatieve 2FV) –grote beperking op concurrentie items steeds in welbepaalde volgorde vergrendelen –programmeur moet deze volgorde kennen: in de praktijk niet wenselijk gebruik van tijdstempels (timestamps)

30 30 Agenda I Vergrendeling (locking) Tijdstempels Multiversietechnieken Optimistische concurrentiecontrole Granulariteit van items

31 31 Deadlock-preventie met tijdstempels –elke transactie T krijgt tijdstempel TS(T) toegekend als T 1 start voor T 2 : TS(T 1 ) < TS(T 2 ) –mogelijke schema’s: stel: –T i wil X vergrendelen maar kan niet omdat T j er een grendel op heeft wait-die schema : –als TS(T i ) < TS(T j ) (T i is ouder dan T j ) dan mag T i wachten tot grendel vrijkomt anders wordt T i afgebroken (= de jongere transactie) en later herstart met dezelfde timestamp wound-wait schema : –als TS(T i ) < TS(T j ) (T i is ouder dan T j ) dan wordt T j (de jongere transactie) afgebroken anders mag T i (de jongere transactie) wachten tot grendel vrijkomt

32 32 Vordelen en nadelen –in beide gevallen wordt jongste transactie afgebroken en later herstart gemiddeld gaat minder werk verloren –voordeel: deadlock-vrij oudere transactie wacht steeds op jongere (wait-die) of omgekeerd (wound-wait) dus nooit lussen in wachtpatroon –nadeel: sommige transacties worden afgebroken zelfs al zouden ze geen deadlock veroorzaken wait-die : T i mogelijk vaak afgebroken en herstart

33 33 Deadlock-preventie zonder tijdstempels verschillende schema’s –niet wachten:"no waiting" schema als een transactie een grendel niet kan krijgen, wordt ze direct afgebroken en na een zekere tijd herstart –voorzichtig wachten:"cautious waiting" schema transactie mag alleen wachten op een grendel als de transactie die die grendel heeft niet zelf aan het wachten is –Stel: T i wil X vergrendelen, T j heeft grendel op X –als T j niet zelf wacht op een grendel dan laat T i wachten anders breek T i af is deadlock vrij! –gebruik van timeouts: als een transactie langer wacht dan een welbepaalde tijd, wordt ze automatisch afgebroken en herstart detecteert niet echt deadlocks

34 34 Deadlock-detectie periodieke controle of systeem in deadlock is enkel interessant wanneer er weinig interferentie tussen transacties is –(korte transacties die slechts weinig items vergrendelen, of weinig transacties) –detectie: op basis van "wacht op"-graaf lus in graaf = deadlock –indien deadlock: kies slachtoffer om af te breken –"victim selection": voorkeur voor jonge transacties die weinig aanpassingen gemaakt hebben of transacties die in meerdere cycles in de graaf betrokken zijn

35 35 Starvation (“verhongeren”) –definitie: een transactie moet steeds maar blijven wachten, terwijl andere transacties vooruitgaan 1. doordat andere wachtende transacties steeds de vrijkomende grendels krijgen, of 2. doordat de "victim selection" steeds deze transactie kiest –oplossingen: 1: te vermijden door eerlijke toekenning van grendels –bv. first come, first serve –verschillende prioriteiten + proces dat lang wacht krijgt steeds hogere prioriteit 2: te vermijden door eerlijke slachtofferselectie –selecteer transactie met laagste prioriteit –bij heropstarten van die transactie krijgt ze automatisch een hogere prioriteit –opmerking: wait-die en wound-wait voorkomen starvation

36 36 Concurrentiecontrole d.m.v. tijdstempels –serialiseerbaarheid garanderen d.m.v. tijdstempels i.p.v. grendels en deadlock-preventie/detectie geen grendels nodig  geen deadlocks mogelijk –er is één tijdstempel per transactie tijdstempels zijn uniek en in chronologische volgorde –T 1 voor T 2 aangeboden  TS(T 1 ) < TS(T 2 ) –tijdstempels ordenen de transacties –het transactierooster met tijdstempelordening is equivalent met het serieel rooster met precies die volgorde van transacties

37 37 –met elk item X worden twee tijdstempelwaarden geassocieerd: read_TS(X) –grootste tiidstempel van alle transacties die met succes X gelezen hebben (  jongste transactie) write_TS(X) –grootste tijdstempel van alle transacties die met succes X geschreven hebben (  jongste transactie) –voor een transactie T die read_item(X) of write_item(X) wil uitvoeren: vergelijk tijdstempels  beslis of T die actie mag uitvoeren –vb: T mag X niet lezen als X door een transactie met latere tijdstempel geschreven is

38 38 –wat als tijdstempels niet kloppen? transactie afbreken, ongedaan maken, en opnieuw aanbieden (nu met latere TS) bij ongedaan maken (rollback): –transacties die iets gelezen hebben dat door deze transactie geschreven werd ook ongedaan maken –  cascading rollback –ordening op basis van tijdstempels garandeert serialiseerbaarheid –maar niet elk serialiseerbaar rooster wordt aanvaard vermijdt deadlock (maar geen starvation)

39 39 Transactie T voert write_item(X) uit: als read_TS(X) > TS(T) of write_TS(X) > TS(T): (write_item komt te laat, jongere transacties hebben intussen al een oudere waarde van X gelezen of een jongere geschreven) breek T af en maak T ongedaan anders write_item(X); write_TS(X) := TS(T) Transactie T voert read_item(X) uit: als write_TS(X) > TS(T): (te lezen waarde is intussen al overschreven door jongere transactie) breek T af en maak T ongedaan anders read_item(X); read_TS(X) := max(TS(T), read_TS(X)) Transactie T voert write_item(X) uit: als read_TS(X) > TS(T) of write_TS(X) > TS(T): (write_item komt te laat, jongere transacties hebben intussen al een oudere waarde van X gelezen of een jongere geschreven) breek T af en maak T ongedaan anders write_item(X); write_TS(X) := TS(T) Transactie T voert read_item(X) uit: als write_TS(X) > TS(T): (te lezen waarde is intussen al overschreven door jongere transactie) breek T af en maak T ongedaan anders read_item(X); read_TS(X) := max(TS(T), read_TS(X)) Basis tijdstempelordeningsalgoritme

40 40 –problemen met het basis tijdstempelordeningsalgoritme: cascading rollbacks niet herstelbaar –reeds gecommitte transacties moeten soms ook ongedaan gemaakt worden –strikte tijdstempelordening: = een variante van het basis algoritme een transactie T –die read_item(X) of write_item(X) doet met TS(T) > write_TS(X) –wacht met deze operatie tot de transactie met timestamp write_item(X) gecommit of afgebroken is garandeert strikt rooster

41 41 Transactie T voert write_item(X) uit: als read_TS(X) > TS(T): (write_item komt te laat) breek T af en maak T ongedaan anders als write_TS(X)>TS(T): (write_item is niet meer relevant) voer de write_item niet uit maar ga gewoon door (evt. problemen hierdoor veroorzaakt worden ontdekt door andere regels) anders write_item(X); write_TS(X) := TS(T) Transactie T voert write_item(X) uit: als read_TS(X) > TS(T): (write_item komt te laat) breek T af en maak T ongedaan anders als write_TS(X)>TS(T): (write_item is niet meer relevant) voer de write_item niet uit maar ga gewoon door (evt. problemen hierdoor veroorzaakt worden ontdekt door andere regels) anders write_item(X); write_TS(X) := TS(T) –Thomas’ schrijfregel: licht gewijzigde versie t.o.v. basis tijdstempelordeningsalgoritme legt geen conflict-serialiseerbaarheid op verwerpt minder write_items wijziging aan write_item procedure:

42 42 Agenda I Vergrendeling (locking) Tijdstempels Multiversietechnieken Optimistische concurrentiecontrole Granulariteit van items

43 43 Multiversie-concurrentiecontrole –er worden meerdere waarden (versies) van een item X door het systeem bewaard: X 1, X 2,..., X k –voor elke versie zijn er twee tijdstempels: read_TS( X i ): –grootste TS van alle T die X i met succes gelezen hebben write_TS( X i ): –TS van de T die X i geschreven heeft –als T een write_item(X) mag uitvoeren: creatie van nieuwe versie X k+1 met –read_TS(X k+1 ), write_TS(X k+1 ) := TS(T) –Als T de waarde van versie X i mag lezen: wordt –read_TS(X i ) := max(read_TS(X i ), TS(T))

44 44 Transactie T wil een write_item(X) uitvoeren: zij X i de versie van X met de grootste write_TS(X i ) <= TS(T) als TS(T) < read_TS(X i ) (d.w.z. versie X i zou dan moeten gelezen zijn nadat T geschreven heeft) dan breek T af en maak T ongedaan anders creëer nieuwe versie X j van X read_TS(X j ) := TS(T) write_TS(X j ) := TS(T) Transactie T wil een read_item(X) uitvoeren: zoek de versie i van X met hoogste write_TS(X i ) <= TS(T) geef de waarde van X i terug aan T Transactie T wil een write_item(X) uitvoeren: zij X i de versie van X met de grootste write_TS(X i ) <= TS(T) als TS(T) < read_TS(X i ) (d.w.z. versie X i zou dan moeten gelezen zijn nadat T geschreven heeft) dan breek T af en maak T ongedaan anders creëer nieuwe versie X j van X read_TS(X j ) := TS(T) write_TS(X j ) := TS(T) Transactie T wil een read_item(X) uitvoeren: zoek de versie i van X met hoogste write_TS(X i ) <= TS(T) geef de waarde van X i terug aan T

45 45 –Er bestaan nog andere multiversie-technieken bv. met grendels i.p.v. tijdstempels...

46 46 Agenda I Vergrendeling (locking) Tijdstempels Multiversietechnieken Optimistische concurrentiecontrole Granulariteit van items

47 47 Optimistische concurrentiecontrole –methode: er gebeurt geen controle terwijl transactie wordt uitgevoerd alle aanpassingen gebeuren in lokale kopies van gegevens op het einde van de transactie: valideringsfase –indien serialiseerbaarheid voldaan: pas gegevensbank aan, commit transactie –indien niet: herstart transactie later –drie fasen: leesfase: –T kan waarden van gegevensbank lezen –aanpasingen gebeuren in lokale kopies valideringsfase –controle op serialiseerbaarheid schrijffase: –als controle positief blijkt, worden aanpassingen in de gegevensbank geschreven

48 48 –voordeel: alle controles voor een transactie in één keer (  weinig last voor en tijdens transactie zelf) –bij kleine interferentie tussen transacties: meeste transacties worden succesvol gevalideerd –bij grote interferentie: veel volledig uitgevoerde transacties moeten herstart worden

49 49 Implementering van optimistische concurrentiecontrole met tijdstempels voor elke transactie: –write_set: verzameling van alle geschreven items –read_set: verzameling van alle gelezen items –start- en eindtijd voor de 3 fasen wordt bijgehouden met tijdstempels valideringsfase controleert of T i niet interfereert met een committed transactie of met een transactie in valideringsfase: –Voor elke T j die gecommit of in valideringsfase is, moet één van volgende eigenschappen gelden: 1. T j beëindigt zijn schrijffase voor T i zijn leesfase begint 2. T i start zijn schrijffase nadat T j zijn schrijffase beëindigt, en read_set(T i )  write_set(T j ) =  3. T j beëindigt leesfase voor T i leesfase beëindigt, en read_set(T i )  write_set(T j ) =  en write_set(T i )  write_set(T j ) =  –Indien OK: succes; zoniet: T i faalt ( later herstarten )

50 50 Agenda I Vergrendeling (locking) Tijdstempels Multiversietechnieken Optimistische concurrentiecontrole Granulariteit van items

51 51 Granulariteit van gegevensitems keuze van een item –read_item, write_item: wat is een "item"? gegevensbank (grove granulariteit) bestand blok op schijf record veld in record (fijne granulariteit) –hoe groter het item, hoe minder concurrentie mogelijk –hoe kleiner het item, hoe meer items  meer grendels, lock/unlock bewerkingen, tijdstempels,...  extra ruimte en verwerkingstijd nodig

52 52 –ideale granulariteit hangt af van soort transactie bv. toegang tot veel records in een bestand: –niveau "bestand" beter toegang tot slechts enkele records –niveau "record" beter –evt. mogelijk om vergrendeling op verschillende niveaus van granulariteit uit te voeren keuze tussen bv. heel bestand vergrendelen, één record in bestand vergrendelen,...

53 53 vergrendeling met meervoudige granulariteitsniveaus een gegevensbanksysteem kan meerdere niveaus van granulariteit ondersteunen –voorbeeld: gegevensbanksysteem met twee bestanden, elk bestand met verscheidene pagina’s, elke pagina met verscheidene records. met grendels die op elk niveau kunnen worden geplaatst

54 54 Intention locks (I) –extra type van grendels nodig: intention locks IS: intention shared locks: –gedeelde grendel(s) zal (zullen) gevraagd worden op lagere niveaus IX: intention exclusive locks: –een exclusieve grendel zal gevraagd worden op een lager niveau SIX: shared-intention-exclusive locks: –het actuele knooppunt is in gedeelde mode vergrendeld, maar een exclusieve grendel zal op een lager niveau gevraagd worden

55 55 Intention locks (II) compatibiliteitsmatrix: Geeft aan of een transactie T een knooppunt kan locken indien daar al een lock op staat S shared lock X exclusive lock

56 56 Meervoudige granulariteitsvergrendelingsprotocol 1.de vergrendeling moet rekening houden met de compatibiliteit 2.de wortel van de boom moet eerst vergrendeld worden 3.een knooppunt N kan slechts vergrendeld worden door een transactie T in S of IS modus indien het ouder knooppunt van N reeds vergrendeld is in IS of IX modus 4.een knoopunt N kan slechts vergrendeld worden door een transactie T in X, IX of SIX modus indien het ouder knooppunt van N reeds vergrendeld is in IX of SIX modus 5.een transactie T kan een knooppunt slechts vergrendelen indien het geen knooppunt ontgrendeld heeft (om aan 2-fase protocol te voldoen) 6.een transactie T kan een knooppunt N enkel ontgrendelen indien geen van de kinderen van N op dat ogenblik vergrendeld zijn door T compatibiliteitsmatrix: S shared lock X exclusive lock IS intention shared lock IX intention exclusive lock SIX shared-intention- exclusive lock

57 57 voorbeeld: 1.T 1 wil record r 111 en record r 211 aanpassen 2.T 2 wil alle records op pagina p 12 aanpassen 3.T 3 wil record r 11j en het volledige bestand f 2 lezen –een serializeerbaar rooster is hiernaast gegeven aanp. r 111 aanp. r 211 aanp. p 12 lees f 2 lees r 11j aanp. r 111 2

58 58 Concurrentiecontrole in indexen index als boom-structuur (b.v. B + ): –elke opdracht begint bij wortel  wortel vergrendelen  concurrentie in hele bestand wordt beperkt –bij lees-grendel:enkel andere lees-opdrachten mogelijk –bij schrijf-grendel:geen andere opdrachten mogelijk –verschillende bewerkingen: enkel lezen: –index zal niet wijzigen aanpassing van velden in records: –index zal niet wijzigen toevoeging of weglating van records: –wijziging van index begint op laagste niveau, en kan zich tot in de wortel naar boven voortplanten

59 59 Mogelijke oplossingen (I) 1.wanneer geen toevoegingen of weglatingen gebeuren: vergrendeling van actuele niveau is voldoende: daarom: –vergrendeling van ouder opgeven zodra naar kind wordt overgegaan

60 60 Mogelijke oplossingen (II) 2.wanneer wel toevoegingen of weglatingen gebeuren: eventueel een beperkt aantal niveaus vergrendelen: –ouder ( en siblings ) van actuele knoop –bv. vergrendeling van grootouder opgeven zodra naar kleinkind wordt overgegaan –dit volstaat dikwijls bij aanpassingen indien niet voldoende niveaus vergrendeld (als aanpassing op hogere dan vergrendelde niveaus effect heeft): –bewerking ongedaan maken en opnieuw aanbieden, ditmaal met vergrendeling op volledige pad zuivere “top-down” algoritmen gebruiken, –die knooppunten die bijna vol zijn reeds splitsen tijdens afdaling –knooppunten die erg leeg zijn reeds samenvoegen tijdens afdaling

61 61 Einde: Agenda I Vergrendeling (locking) Tijdstempels Multiversietechnieken Optimistische concurrentiecontrole Granulariteit van items

62 62 Agenda II Herstel: begrippen Technieken voor uitgestelde aanpassing Technieken voor onmiddellijke aanpassing Schaduwpaginering

63 63 Agenda II Herstel: begrippen Technieken voor uitgestelde aanpassing Technieken voor onmiddellijke aanpassing Schaduwpaginering

64 64 Herstel: begrippen Definitie: –herstellen na een faling = correcte toestand, geldig op een tijdstip vóór de faling, reconstrueren dit vereist: bijhouden van informatie over wijzigingen van gegevensitems, buiten gegevensbank zelf: systeemlog strategie: –bij grote schade (catastrofe): herstel gearchiveerde versie en herdoe de committed transacties –bij kleinere schade: maak een aantal wijzigingen ongedaan ("undo"), herdoe enkele bewerkingen

65 65 Twee soorten hersteltechnieken (bij niet-catastrofale falingen) uitgestelde aanpassing ("deferred update") –wijzigingen in GB pas echt aanbrengen NA het bereiken van een commit point intussen in lokale transactiewerkruimte bewaard –commit plaatst aanpassingen in log en voert ze uit in GB –algoritme: NO-UNDO / REDO onmiddellijke aanpassing ("immediate update") –wijzigingen kunnen aangebracht worden vóór bereiken van commit point –zijn dan ook geregistreerd op log –bij faling vóór commit: wijzigingen ongedaan maken: roll-back –algoritmes: UNDO / REDO of UNDO / NO-REDO

66 66 Cache: DBMS systemen gebruiken cache DBMS cache: –een aantal buffers voor GB (en indexen en log) in het centrale geheugen –een index (directory) houdt bij welke GB items in de cache staan voor elke bewerking op een item: –indien item in cache: voer bewerking uit –indien item niet in cache: haal eerst juiste pagina in cache, voer dan bewerking uit soms pagina's uit cache verwijderen (bv. langst niet gebruikte) om plaats te maken voor andere –indien intussen gewijzigd: schrijf naar schijf naar zelfde locatie ("in-place update")  effectieve wijziging, log aanpassen (pagina moet evt. hersteld kunnen worden) of naar andere locatie ("shadowing")  meerdere versies van pagina blijven beschikbaar

67 67 –Per pagina in de cache: dirty bit: –geeft aan of pagina gewijzigd is pin / unpin bit: –geeft aan of pagina teruggeschreven mag worden naar disk –bv. zolang een transactie nog werk heeft in die pagina: "vastgepind"  moet in cache blijven

68 68 Log –Log inschrijvingen: voor REDO: nieuwe waarde (AFIM: after image) voor UNDO: oude waarde (BFIM) –Write-ahead logging: eerst log naar schijf schrijven, dan pas aanpassing doorvoeren is nodig bij onmiddellijke aanpassing

69 69 Terminologie betreffende schrijven van cache blokken naar schijf ”steal" : –pagina uit cache naar schijf schrijven, zelfs als ze vastgepind is een transactie is nog niet gecommit wordt gebruikt wanneer cache manager het buffer frame nodig heeft voor een andere transactie ”force": –alle gewijzigde pagina's direct naar schijf geschreven na commit vaak "Steal - no force" benadering –voordeel steal: minder intern geheugen nodig –voordeel no-force: kan heel wat I/O besparen, wanneer veel transacties aanpassingen in dezelfde pagina aanbrengen

70 70 Checkpoints en systeemlog –checkpoint in systeemlog schrijven: pauzeer transacties schrijf alle gewijzigde buffers naar schijf schrijf [ checkpoint ] op log hervat transacties –voor transacties met [ commit,T ] voor [ checkpoint ] moet geen enkele write herdaan worden –frequentie van checkpoints schrijven: met intervallen gemeten in tijd of aantal gecommitte transacties –"fuzzy checkpoint": geforceerd schrijven van alle gewijzigde buffers naar schijf kan tijd vragen, daarom “fuzzy checkpointing”: hervat transacties zodra [ checkpoint ] geschreven is op log, maar voor alles naar schijf geschreven is –(vorige checkpoint blijft dan nog een tijd geldig)

71 71 Transactie-rollback Transactie faalt –  het effect van de transactie moet ongedaan worden gemaak (terugrollen) –soms cascade van rollbacks veroorzaakt door terugrollen van een transactie moeten andere ook teruggerold worden; –zie bv. fig kan tijdrovend zijn!  vermijden –cascading rollback is nooit nodig bij cascadeloze (of strikte) roosters de in de praktijk gebruikte technieken garanderen cascadeloze roosters daardoor ook geen read_item inschrijvingen nodig in log (deze zijn enkel nodig i.v.m. cascades)

72 72 COMMIT? Voorbeeld

73 73 Agenda II Herstel: begrippen Technieken voor uitgestelde aanpassing Technieken voor onmiddellijke aanpassing Schaduwpaginering

74 74 Hersteltechnieken gebaseerd op uitgestelde aanpassing –kenmerken van uitgestelde aanpassing: een transactie kan de gegevensbank niet wijzigen vóór het bereiken van haar commit point een transactie bereikt haar commit point niet vooraleer alle aanpassingsopdrachten geregistreerd zijn in de log (en de log geschreven is naar schijf) –dus nooit undo nodig nog-niet-definitieve wijzigingen immers nooit op schijf doorgevoerd (enkel in cache) –  NO-UNDO / REDO herstel-algoritme

75 75 procedure RDU_S: /* Recovery using Deferred Update - Single user */ REDO alle write_items van gecommitte transacties in de volgorde zoals ze in de log staan herstart alle actieve transacties procedure REDO (write_opdracht): lees bijhorende log-inschrijving [write_item, T, X, nieuwe_waarde] en zet item X in de gegevensbank gelijk aan nieuwe_waarde Single-user omgeving procedure RDU_S gebruikt REDO: –opnieuw uitvoeren van een schrijfopdracht houdt 2 lijsten bij: –gecommitte transacties sinds vorig checkpoint –actieve transacties (slechts één voor single user) opmerking: REDO moet idempotent zijn –d.w.z. meerdere keren zelfde REDO heeft zelfde effect als één keer die REDO

76 76 Systeemlog (voorbeeld)

77 77 procedure RDU_M: REDO alle write_items van gecommitte transacties in de volgorde zoals ze in de log staan herstart alle actieve transacties Multi-user omgeving procedure RDU_M –gebruikt weer REDO –houdt 2 lijsten bij: gecommitte transacties sinds vorig checkpoint actieve transacties RDU_M gaat uit van strikte 2-fasen-vergrendeling: –grendels blijven behouden tot commit

78 78 write opdrachten van T 2 en T 3 worden herdaan T 4 en T 5 worden herstart Multi-user omgeving: voorbeeld

79 79 Efficiëntere versie van NO-UNDO / REDO –efficiëntere versie van NO-UNDO / REDO: steeds enkel laatste write van een item doorvoeren –log achterstevoren doorlopen –REDO write_item(X) enkel indien eerder (i.e. verder op de log) nog geen write_item(X) tegengekomen –indien afgebroken (b.v, bij deadlock detectie): herstarten is eenvoudig, er is immers niets gewijzigd

80 80 RDU_M: vordelen en nadelen nadeel: –slechts beperkte concurrentie van transacties mogelijk: alle items blijven vergrendeld tot aan commit point –mogelijk veel bufferruimte nodig: om alle items bij te houden tot de wijzigingen kunnen worden vastgelegd in gegevensbank voordeel: –het is nooit nodig om een transactie terug te rollen wijzigingen worden nooit vastgelegd voor commit bereikt is er worden nooit tijdelijke waarden (geschreven door niet- gecommitte transacties) gelezen (  geen cascades)

81 81 systeemlog Voorbeeld

82 82 Andere transactie-bewerkingen –sommige transactie-bewerkingen hebben geen invloed op gegevensbank zelf bv. rapport genereren gebruiker krijgt liever geen rapport van transactie die achteraf faalde  dit soort bewerkingen wordt pas na commit werkelijk uitgevoerd "batch-jobs"

83 83 Agenda II Herstel: begrippen Technieken voor uitgestelde aanpassing Technieken voor onmiddellijke aanpassing Schaduwpaginering

84 84 Herstel gebaseerd op onmiddellijke aanpassing –aanpassingen gebeuren in gegevensbank zelf, zonder commit af te wachten –wel steeds log-inschrijving vóór aanpassing write-ahead log protocol –effect van aanpassing moet soms ongedaan gemaakt worden

85 85 procedure RIU_S: UNDO alle write_items van de actieve transactie in omgekeerde volgorde van voorkomen in de log REDO alle write_items van gecommitte transacties in de volgorde zoals ze in de log voorkomen procedure UNDO(write_opdracht): bekijk bijhorende log-inschrijving [write_item, T, X, BFIM, AFIM] stel de waarde van X in de gegevensbank gelijk aan BFIM Single-user omgeving: procedure RIU_S maakt weer gebruik van REDO houdt twee lijsten bij: –transacties die gecommit zijn na laatste checkpoint –actieve transacties gebruikt UNDO (schrijfoperatie)

86 86 procedure RIU_M: UNDO alle write_items van de actieve transacties in omgekeerde volgorde van voorkomen in de log REDO alle write_items van gecommitte transacties in de volgorde zoals ze in de log voorkomen Multi-user omgeving procedure RIU_M: –voor strikte roosters (b.v. strikte 2-fase locking) –gebruikt twee lijsten van transacties: transacties gecommit na laatste checkpoint actieve transacties –mogelijke versnelling: alleen laatste aanpassing van elk item herdoen

87 87 Agenda II Herstel: begrippen Technieken voor uitgestelde aanpassing Technieken voor onmiddellijke aanpassing Schaduwpaginering

88 88 Idee –bij begin van transactie: construeer in centraal geheugen een paginatabel ("index") voor de relevante delen van de gegevensbank kopieer paginatabel naar schijf (schaduwindex) –gedurende transactie: "aanpassen" van pagina = aangepaste pagina naar andere lokatie op schijf schrijven + index aanpassen –originele index blijft ongewijzigd (als schaduwindex) –bij commit: laat schaduwindex verdwijnen gewijzigde pagina's worden "echte" pagina's –herstellen van toestand voor transactie : pagina's met wijzigingen weer vrijgeven schaduwindex wordt weer actief

89 89 Voorbeeld

90 90 Voordelen en nadelen –voordelen: effect van transactie ongedaan maken is zeer eenvoudig geen REDO nodig bij single-user: geen log meer nodig –nadelen: aangepaste pagina's wijzigen van locatie op schijf –moeilijk om bij elkaar horende pagina's bij elkaar te houden schrijven van (soms grote) paginatabel kan veel tijd vragen opruimen van overbodige pagina's na commit is nodig ("garbage collection") voor multi-user nog steeds log en checkpoints nodig

91 91 Herstel na een catastrofe catastrofe (bv. brand)  ook bestanden op schijf zijn verloren  log niet meer beschikbaar,... daarom: –regelmatige backups van hele gegevensbank –frequente backups van systeemlog log is kleiner dan hele gegevensbank –na catastrofe: gegevensbank uit laatste backup herstellen wijzigingen door gecommitte transacties uit meest recente beschikbare systeemlog uitvoeren

92 92 Vooruitblik Herstel: begrippen Technieken voor uitgestelde aanpassing Technieken voor onmiddellijke aanpassing Schaduwpaginering Data mining (en 2 woorden over data warehousing)

93 93 Bronnen Deze slides zijn gebaseerd op Henk Olivié‘s slides voor Gegevensbanken 2009 en op Elmasri & Navathe, Fundamentals of Database Systems, Addison Wesley / Pearson, 5e editie Alle kopieën zonder bronspecificatie: Elmasri & Navathe, Fundamentals of Database Systems, Addison Wesley / Pearson, 5e editie p. 41: Robert H. Thomas, in ACM Transactions on Database Systems, 1979 Verdere figuren: bronnen zie “Powerpoint comments field” Bedankt iedereen!


Download ppt "Gegevensbanken 2010 Begrippen van transactieverwerking II: technieken voor concurrentiecontrole en herstel Bettina Berendt www.cs.kuleuven.be/~berendt."

Verwante presentaties


Ads door Google