Zarz

ą

dzanie transakcjami

Wykład

S. Kozielski

Zarz

ą

dzanie transakcjami

Transakcja – jedna lub wi

ę

cej operacji na bazie danych

stanowi

ą

cych pewn

ą

logiczn

ą

cało

ść

.

Przykład transakcji: rezerwacja miejsc

R: begin

znajd

ź

wolne miejsce m;

rezerwuj znalezione miejsce dla

pasa

ż

era p

end;

Przykład transakcji: przeniesienie kwoty K z konta X na konto Y

T: begin

read X;

X:=X-K;

write X;

read Y;

Y:=Y+K;

write Y

end;

Po

żą

dane własno

ś

ci transakcji

1. Atomowo

ść

– transakcja musi zosta

ć

wykonana w

cało

ś

ci, albo wszystkie efekty jej cz

ęś

ciowego

wykonania musz

ą

zosta

ć

wycofane

2. Spójno

ść

– transakcja nie mo

ż

e narusza

ć

wi

ę

zów

spójno

ś

ci

3. Izolacja – transakcja musi działa

ć

w pełnej izolacji od

innych transakcji.

4. Trwało

ść

– wynik zako

ń

czonej transakcji nie mo

ż

e

zosta

ć

utracony.

Ś

rodowisko realizacji transakcji

Serwer

SZBD

Aplikacja 1

BD

Aplikacja 2

Aplikacja 3

stacja 1

stacja 2

stacja 3

Zagro

ż

enia dla poprawnej realizacji transakcji

• Współbie

ż

ne wykonywanie wielu transakcji na tych

samych danych

• Zdarzenia losowe: awaria zasilania, awaria systemu

komputerowego (komputer, sie

ć

), uszkodzenie dysku

z baz

ą

danych

• Bł

ę

dy w oprogramowaniu (aplikacje, SZBD) –

„zawieszanie si

ę

” programów

Harmonogram transakcji

Uszeregowanie (kolejno

ść

wykonania)

wszystkich operacji elementarnych

pewnego zbioru transakcji realizowanych

współbie

ż

nie

Problemy ze współbie

ż

nym wykonaniem transakcji

Współbie

ż

ny harmonogram dwóch transakcji rezerwacji miejsc

rezerwuj miejsce m

0

dla pasa

ż

era p2

rezerwuj miejsce m

0

dla pasa

ż

era p1

znajd

ź

wolne miejsce m

0

znajd

ź

wolne miejsce m

0

R2 - rezerwacja biletu 2

R1 - rezerwacja biletu 1

(H1) Harmonogram szeregowy

write C

Σ

0

=6000

Σ

=6000

C:=C+200

read C

C

0

=3000

C=3200

write B

B

0

=2000

B=1900

B:=B-200

A

0

=1000

A=900

read B

write B

B:=B+100

read B

write A

A:=A-100

read A

T2

T1

(H2) Harmonogram szeregowalny

write C

write B

C:=C+200

B:=B+100

read C

read B

write B

write A

B:=B-200

A:=A-100

read B

read A

T2

T1

(H3) Harmonogram nieszeregowalny

write C

C:=C+200

write B

read C

B:=B+100

write B

read B

B:=B-200

write A

read B

A:=A-100

read A

T2

T1

Mechanizm blokowania dost

ę

pu do danych

LOCK <jednostka danych>

UNLOCK <jednostka danych>

Efekty wykonania

LOCK X

1) sukces (uda

ł

o si

ę

nało

ż

y

ć

blokad

ę

) – transakcja uzyskuje

prawo dost

ę

pu do jednostki X,

2) niepowodzenie (nie uda

ł

o si

ę

nało

ż

y

ć

blokady) – brak prawa

dost

ę

pu:

- zawieszenie transakcji

żą

daj

ą

cej,

lub

- kontynuacja transakcji

żą

daj

ą

cej bez prawa dost

ę

pu do X.

Ziarnisto

ść

(granulacja) blokowania

<jednostka danych>:

- wiersz (rekord),

- ca

ł

a tablica,

- cała baza danych

unlock A

B:=B-200

read B

lock C

write B

C:=C+200

unlock B

lock B

lock A

unlock C

write C

read C

B:=B+100

unlock B

write B

Zawieszenie T1’

lock B

read B

write A

A:=A-100

read A

T2’

T1’

U: begin

V: begin

lock Y;

lock X;

read Y;

read X;

unlock Y;

unlock X;

lock X;

lock Y;

read X;

read Y;

X:=X+Y;

Y:=Y+X;

write X;

write Y;

unlock X

unlock Y

end;

end;

X

0

=20, Y

0

=30

H1: U;V: X=50, Y=80
H2: V;U: X=70, Y=50

lock Y

read Y

lock X

read X

unlock X

lock X

lock Y

H3: X=50, Y=50

write X

X:=X+Y

unlock Y

write Y

Y:=Y+X

unlock X

read X

unlock Y

read Y

V

U

Dwufazowy protokół blokowania

Transakcja wypełnia protokó

ł

dwufazowy, je

ś

li wszystkie

operacje blokowania wyst

ę

puj

ą

przed pierwsz

ą

operacj

ą

odblokowania.

Twierdzenie

Dowolny harmonogram transakcji dwufazowych jest
harmonogramem szeregowalnym.

read X

X:=X+Y

read X

lock Y

Y:=Y+X

write Y

unlock Y

unlock Y

lock Y

H4

≡

H1

read Y

unlock X

unlock X

write X

lock X

Zawieszenie transakcji V’

lock X

read Y

V’

U’

Rozwa

ż

my dwie transakcje

T1:

begin A:=A-100; B:=B+100 end;

T2:

begin A:=1.05*A; B:=1.05*B end;

Niech: A

0

=1000, B

0

=1000

Rozwa

ż

my harmonogramy szeregowe:

H1: T1;T2 wtedy warto

ś

ci ko

ń

cowe wynosz

ą

A=945, B=1155

H2: T2;T1 wtedy warto

ś

ci ko

ń

cowe wynosz

ą

A=950, B=1150

W obu przypadkach bank wpłaca klientom sum

ę

odsetek = 100

Rozwa

ż

my harmonogram H3:

T1: A:=A-100

B:=B+100

T2:

A=1.05*A

B=1.05*B

Wynik jest identyczny z H1

Rozwa

ż

my harmonogram H4:

T1: A:=A-100

B:=B+100

T2:

A:=1.05*A B:=1.05*B

wtedy warto

ś

ci ko

ń

cowe wynosz

ą

A = 945, B = 1150

Czyli bank wpłaca klientom sum

ę

odsetek = 95 – bł

ą

d !

Harmonogram H4 mo

ż

e by

ć

zrealizowany, je

ś

li transakcje

T1 i T2 nie wypełniaj

ą

protokołu dwufazowego.

Przy zachowaniu protokołu dwufazowego otrzymamy

harmonogram H5, który jest równowa

ż

ny H3:

unlock B

lock A

read A

Zawieszenie transakcji T2

read B

unlock B

unlock A

read B

write A

lock A

write B

B:= B * 1.05

write B

B:= B + 100

lock B

write A

A:=A * 1.05

unlock A

lock B

A:= A – 100

read A

T2

T1

Blokada wzajemna (zakleszczenie) transakcji

lock Y

Zawieszenie transakcji V’

lock X

lock Y

Blokada wzajemna (zakleszczenie) transakcji

read X

Zawieszenie transakcji U’

lock X

read Y

V’

U’

Unikanie blokady wzajemnej

• Metoda przydziału globalnego

lock X,Y,Z …

• Metoda blokady hierarchicznej

Ustalenie hierarchii zasobów i nakładanie blokad tylko

w kolejno

ś

ci wyznaczonej przez t

ę

hierarchi

ę

Metoda przydziału globalnego

read X

X:=X+Y

read X

Y:=Y+X

write Y

unlock Y

lock X,Y

read Y

unlock X

unlock X

write X

Zawieszenie transakcji V’

unlock Y

lock X,Y

read Y

V

U

Metoda blokady hierarchicznej

read X

X:=X+Y

read X

lock Y

Y:=Y+X

write Y

unlock Y

lock X

lock X

read Y

unlock X

unlock X

write X

Zawieszenie transakcji V’

unlock Y

read Y

lock Y

V

U

Graf oczekiwania

U’

V’

X

Y

Inny model blokowania

RLOCK (read-lock) – blokowanie do odczytu (blokada

współdzielona - shared),

WLOCK (write-lock) – blokowanie do zapisu (blokada

wył

ą

czna - exclusive).

UNLOCK

Wyró

ż

nianie transakcji w programach

1) Domy

ś

lne

⇒

ka

ż

da instrukcja SQL jest transakcj

ą

,

2) Jawne:

[BEGIN TRANSACTION] - pocz

ą

tek,

COMMIT [TRANSACTION]

- koniec –

zatwierdzenie transakcji,

ROLLBACK [TRANSACTION]

- koniec –

wycofanie transakcji.

Prowadzenie dziennika transakcji

Serwer

SZBD

Mened

ż

er Transakcji

Aplikacja 1

BD

Aplikacja 2

Aplikacja 3

stacja 1

stacja 2

stacja 3

Log

dziennik

transakcji

T:

begin

begin transaction;

find X;

if not found then rollback

else

begin

lock X;

get X;

X:=X-K;

write X;

find Y;

if not found then rollback

else

begin

lock Y;

get Y;

Y:=Y+K;

write Y;

commit

end

end

end;

Model dziennika z bezpo

ś

rednim zapisem do bazy danych

<

T

i

, start>

<T

i

, X

adres

, X

stara_warto

ść

, X

nowa_warto

ść

>

<T

i

, Y

adres

, Y

stara_warto

ść

, Y

nowa_warto

ść

>

<T

i

, commit>

Stan dziennika po wycofaniu transakcji

<

T

i

, start>

<T

i

, X

adres

, X

stara_warto

ść

, X

nowa_warto

ść

>

<T

i

, rollback>

Stan dziennika po awarii

<

T

i

, start>

<T

i

, X

adres

, X

stara_warto

ść

, X

nowa_warto

ść

>

Model dziennika z opó

ź

nionym zapisem do bazy danych

<

T

i

, start>

<T

i

, X

adres

, X

nowa_warto

ść

>

<T

i

, Y

adres

, Y

nowa_warto

ść

>

<T

i

, commit>

Rola bufora w procesie dost

ę

pu do bazy danych

Program

BD

Serwer

X
Y

Y

X

Y

X

Bufor

Punkty kontrolne (CHECKPOINT)

Wykonanie przerwania zwi

ą

zanego z punktem kontrolnym:

– doko

ń

czenie aktualnych operacji na bazie danych i/lub logu

– przej

ś

cie do obsługi przerwania

Obsługa przerwania (obsługa punktu kontrolnego):

– zapis zawarto

ś

ci buforów na dysk (do bazy danych)

– wpis do dziennika transakcji (logu) rekordu <CHECKPOINT>

Punkty kontrolne - przykład

Zawarto

ść

logu:

<T1, start>

<T2, start>

<T3, start>

<T2, commit>

<CHECKPOINT>

<T4, start>

<T1, commit>

<T5, start>

<T4, commit>

-----------awaria

Punkty kontrolne - przykład

Zawarto

ść

logu:

<T1, start>
<T2, start>
<T3, start>
<T2, commit>
<CHECKPOINT>
<T4, start>
<T1, commit>
<T5, start>
<T4, commit>
-----------awaria

Transakcje zako

ń

czone (bezpieczne): T2

Transakcje wymagaj

ą

ce wycofania: T3, T5 (UNDO T3, T5)

Transakcje wymagaj

ą

ce powtórzenia: T1, T4 (REDO T1, T4)

Algorytm odtwarzania spójnego stanu b. d. po awarii

1) Wszystkie transakcje wypełnione przed ostatnim punktem

kontrolnym uznawane s

ą

za zako

ń

czone

2) Wszystkie transakcje wypełnione (COMMIT) pomi

ę

dzy

ostatnim punktem kontrolnym a awari

ą

s

ą

powtarzane

(REDO)

3) Wszystkie transakcje wykonywane do momentu awarii

(brak COMMIT) s

ą

wycofywane (UNDO – ROLLBACK)

Wykorzystanie dziennika do ochrony bazy

danych - podsumowanie

1) Wycofanie transakcji z poziomu programu (aplikacji),

(niedost

ę

pno

ść

danych,...)

2) Wycofanie transakcji z poziomu SZBD,

(zakleszczenie transakcji, zawieszenie transakcji, ...)

3) Odtworzenie spójnego stanu b.d. po awarii i upadku

systemu

4) Odtworzenie b.d. i przywrócenie jej spójnego stanu po

zniszczeniu dysku z baz

ą

danych (dziennik ocalał)

BD

Log

BACKUP

BD

Log

BACKUP

RESTORE

BD

Odtworzenie spójnego stanu b.d. po awarii dysku

BD

Log

BACKUP

RESTORE

ROLLFORWARD

BD

Mechanizmy blokad w SQL-u – poziomy izolacji

Generalna zasada:

- zapis (modyfikacja) – wiersz (rekord) blokowany jest
na wył

ą

czno

ść

do ko

ń

ca transakcji,

- odczyt – wybór rodzaju blokady i zakres
utrzymywania zale

ż

y od poziomu izolacji. Poziom

izolacji mo

ż

e ustala

ć

programista:

SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL <poziom

izolacji>

Poziomy izolacji

SERIALIZABLE

fantom

REPEATABLE READ

niepowtarzalny odczyt

READ COMMITTED

brudny odczyt

READ UNCOMMITTED

Efekt niepo

żą

dany

Poziom izolacji

Brudny odczyt:

T1:

R(A), W(A),

R(B), W(B), Abort

T2:

R(A), W(A), C

T1:

R(A),

R(A), W(A), C

T2:

R(A), W(A), C

Niepowtarzalny odczyt:

Kiedy s

ą

mo

ż

liwe takie sytuacje?

Blokada na A jest zdejmowana zaraz po W(A)

(lub R(A) dla niepowtarzalnego odczytu)

– nie jest utrzymywana do ko

ń

ca transakcji

Tryb dost

ę

pu

Jest ustawiany instrukcj

ą

SET TRANSACTION

Przyjmuje 2 warto

ś

ci:

READ ONLY

READ WRITE

(domy

ś

lna)

Zazwyczaj przyj

ę

cie poziomu izolacji

READ UNCOMMITTED

wymusza tryb dost

ę

pu

READ ONLY