Transakcje

Wykład 11
Prowadzący: dr Paweł Drozda

dr Paweł Drozda

Algorytmy zarządzania współbieżnym

wykonaniem transakcji



blokowanie - uszeregowanie transakcji
wynika z kolejności uzyskiwanych
blokad



znaczników czasowych – uszeregowanie
wynika z wartości znaczników
czasowych związanych z transakcjami



optymistyczne – walidacja poprawności
uszeregowania

dr Paweł Drozda

Metody znaczników czasowych (1)



znacznik czasowy (TS) – unikalny

identyfikator wyznaczający kolejność

transakcji (wg kolejności uruchomienia)



generowane przez zegar bądź przez

licznik (poprzez zwiększenie o jeden)



znaczniki czasowe jednostek danych:



ReadTS(x) – znacznik ostatniej transakcji

czytającej x



WriteTS(x) – znacznik ostatniej transakcji

piszącej do x

dr Paweł Drozda

Metody znaczników czasowych (2)



Algorytm



T chce odczytać x



jeśli TS(T) < WriteTS(x), to T wycofywana i
restartowana z nowym TS(T)



gdy TS(T) >= WriteTS(x), to T czyta x; wartość
ReadTS(x)= max(TS(T),ReadTS(x))



T chce pisać do x



jeśli TS(T) < WriteTS(x) lub TS(T) < ReadTS(x), to
T wycofywana i restartowana z nowym TS(T)



wpp T pisze do x; WriteTS(x)=TS(T)

dr Paweł Drozda

Metody znaczników czasowych (3)



Zasada zapisu Thomasa (modyfikacja

podstawowej metody)



T chce pisać do x



jeśli TS(T) < WriteTS(x) – można pominąć

operację zapisu do x (wartość jest przestarzała –

później uruchomiona transakcja zmodyfikowała

tą wartość)



pozostałe przypadki bez zmian



zapewnia szerszy wielodostęp



nie odrzuca transakcji z niepotrzebnymi

zapisami (tylko nie dokonuje zapisu)

dr Paweł Drozda

Metoda znaczników czasowych –
przykład (1)

t

1

t

2

t

3

t

4

t

5

t

6

t

7

t

8

t

9

t

10

t

11

T

1

T

2

T

3

start

r(x)

x=x+10

w(x)

start

r(y)

y=y+20

w(y) 

start

start

r(y)

y=y+30

w(y)

dr Paweł Drozda

Metoda znaczników czasowych –
przykład (2)

t

12

t

12

t

14

t

15

t

16

t

17

t

18

t

19

T

1

T

2

T

3

z=50

w(z) 
commit

r(y)

y=y+20

w(y)

commit

z=100

w(z)

commit

dr Paweł Drozda

Podstawowa metoda znaczników

czasowych - cechy



gwarantuje szeregowalność transakcji -
transakcje wykonywane według
znaczników czasowych



nie gwarantuje odtwarzalności
harmonogramu
przykład:
H

1

= w

1

(x)r

2

(x)w

2

(x)c

2

a

1,

gdzie

TS(T

1

)< TS(T

2

)

dr Paweł Drozda

Modyfikacja metody



Zapewnienie odtwarzalności – konieczna

modyfikacja metody



główna idea – buforowanie operacji odczytu i

zapisu aż do momentu zatwierdzenia transakcji



T1 zapisuje x: WriteTS(x) – aktualizowany, x –

zmieniony dopiero po zatwierdzeniu transakcji

T1



T2 odczytuje daną x zaktualizowaną przez T1:

gdy warunek odczytu jest spełniony to odczyt

odsunięty do momentu zatwierdzenia T1

dr Paweł Drozda

Algorytmy optymistyczne (1)



Trzy stany:



Faza odczytu – modyfikacje

przechowywane w obszarach roboczych

transakcji



Faza walidacji – badanie uszeregowalności

transakcji; transakcje niespełniające

uszeregowalności wycofywane i

restartowane



Faza zapisu – po pomyślnej walidacji

modyfikacje wprowadzane do bazy

dr Paweł Drozda

Algorytmy optymistyczne (2)



Faza walidacji – określa czy transakcje mogą
spowodować kolizję



znaczniki czasowe dla transakcji:



start(T) – rozpoczęcie transakcji



validation(T) – rozpoczęcie walidacji



finish(T) – po zakończeniu transakcji



walidacja pomyślna gdy:



finish(S)<start(T) – sekwencyjnie lub:



jeśli start(T)<finish(S) to:



dane zapisywane przez wcześniejszą transakcję nie mogą
zawierać danych zapisywanych przez bieżącą transakcję



finish(S)<validation(T)

dr Paweł Drozda

Algorytmy optymistyczne (3)



efektywne – gdy konflikty rzadkie



gdy wycofania częste – algorytm
nieefektywny



szerszy wielodostęp w porównaniu do
blokowania

dr Paweł Drozda

Ziarnistość danych (1)



założenie algorytmów – dostęp
transakcji do pewnej jednostki danych



Elementy bazy danych (ziarnistość):



cała baza



plik



strona (sektor na dysku)



rekord



wartość w polu rekordu

dr Paweł Drozda

Ziarnistość (2) - blokady



Ziarnistość dla blokowania:



czy blokować całą bazę – czy

poszczególne pola rekordów?



im większa część blokowana – większe

prawdopodobieństwo zakleszczenia,

węższy wielodostęp



większa część bazy modyfikowana –

szybsze blokowanie całej bazy niż

poszczególnych rekordów



wybór w zależności od transakcji

dr Paweł Drozda

Hierarchia jednostek blokowania

Plik

1

Baza

danych

Plik

2

Plik

3

Strona

3

Strona

2

Strona

1

Rekord

2

Rekord

1

Pole

2

Pole

1

Poziom 0

Poziom 1

Poziom 2

Poziom 3

Poziom 4

dr Paweł Drozda

Ziarnistość - blokowanie



zablokowany węzeł  zablokowane

następniki (gdy zablokowany rekord1
zablokowane również pole1, pole2)



żądanie zablokowania węzła –
konieczne sprawdzenie czy któryś z
następników nie został zablokowany



efektywne przeszukanie następników –
blokowanie jednostek hierarchicznych

dr Paweł Drozda

Blokowanie jednostek hierarchicznych



blokada intencjonalna – blokada
zakładana na każdy węzeł nadrzędny

np. przy blokowaniu Strona

1

blokada

intencjonalna założona na Plik

2

, baza danych



typy blokad intencjonalnych

intencjonalna do odczytu IR
intencjonalna do zapisu IW
wszystkie elementy do odczytu i intencjonalna

do zapisu RIW

dr Paweł Drozda

Kompatybilność blokad

IR

IW

R

RIW W

IR

Ok.

Ok.

Ok.

Ok.

X

IW

Ok.

Ok.

X

X

X

R

Ok.

X

Ok.

X

X

RIW Ok.

X

X

X

X

W

X

X

X

X

X

dr Paweł Drozda

Szeregowalność blokowania

hierarchicznego



warunki szeregowalności:



transakcja nie może blokować, jeśli coś

odblokowała



transakcji nie wolno zablokować węzła,

jeśli nie zablokuje jego bezpośredniego

poprzednika blokadą intencjonalną



przed odblokowaniem węzła muszą

zostać odblokowani wszyscy poprzenicy



zakleszczenia obsługiwane jak

wcześniej

dr Paweł Drozda

Poziomy izolacji (1)



Większość SZBD nie zapewnia
szeregowalności transakcji



Poziom izolacji wprowadzany do znalezienia
kompromisu pomiędzy współbieżnością a
poprawnością wykonania transakcji



Możliwe poziomy izolacji:



READ UNCOMMITTED



READ COMMITED



REPEATABLE READ



SERIALIZABLE

dr Paweł Drozda

Poziomy izolacji (2)



SERIALIZABLE



Odczytuje wyłącznie dane zatwierdzone



Do momentu zakończenia transakcji żadna dana

nie zostanie zmieniona przez inną transakcje



Blokuje dostęp do tabeli



Zapewnia szeregowalność



REPEATABLE READ



Tak samo jak SERIALIZABLE – tylko, że blokuje

dostęp do danych a nie całej tabeli



Pojawia się problem „fantomów” – gdy jedna

transakcja czyta dane, druga w tym samym czasie

dodaje lub uaktualnia

dr Paweł Drozda

Poziomy izolacji (3)



READ COMMITTED



Odczytuje tylko zatwierdzone dane



Zapisane dane nie zostaną zmienione przez
inną transakcję do momentu zakończenia
transakcji



Brak gwarancji, że dane odczytane nie
zostaną zmienione przez inną transakcję



Problem niepowtarzalnego odczytu – gdy ta
sama dana jest czytana dwa razy a w
międzyczasie inna transakcja ją modyfikuje

dr Paweł Drozda

Poziomy izolacji (4)



READ UNCOMMITTED



Dopuszczenie odczytywania danych, które

zostały zmienione przez niezatwierdzone

transakcje – może czytać dodane wiersze które

później będą wycofane (Czytanie na brudno)



Najniższy poziom izolacji



Poziom izolacji SQL – ustawiany przed

uruchomieniem transakcji

SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL

(SERIALIZABLE | REPEATABLE READ | READ

COMMITTED | READ UNCOMMITTED)

dr Paweł Drozda

Poziomy izolacji - zestawienie

Czytanie na
brudno

Niepowtarzalny
odczyt

Fantom

READ
UNCOMMITED

możliwe

możliwe

możliwe

READ
COMMITED

Nie występuje

możliwe

możliwe

REPEATABLE
READ

Nie występuje

Nie występuje

możliwe

SERIALIZABLE

Nie występuje

Nie występuje

Nie
występuje

dr Paweł Drozda

Transakcje – SQL (1)



Dostępne dla parametru engine

ustawionego na InnoDB (podobnie jak przy

wymuszaniu więzów integralności

referencyjnej)

CREATE TABLE Studenci(…) engine=InnoDB;



Dwa tryby pracy z transakcjami



autocommit – każda operacja od razu zatwierdzana

(chyba, że się zaznaczy transakcje)



Bez autocommit – możliwość grupowania poleceń

w transakcję (konieczność potwierdzania commit

lub wycofania rollback)

dr Paweł Drozda

Transakcje – SQL (2)



Ustawienie autocommit:



SET AUTOCOMMIT =1; - domyślnie



SET AUTOCOMMIT =0; - możliwość

grupowania instrukcji w transakcje



Zmiana ustawienia na stałe:



Zapis w pliku my.ini lub my.cnf w sekcji

[mysqld] init_connect=‘SET AUTOCOMMIT=0’



Sprawdzenie ustawienia trybu

autocommit:



SELECT @@AUTOCOMMIT;

dr Paweł Drozda

Transakcje SQL (3)



Polecenia:



START TRANSACTION – rozpoczyna transakcje



AUTOCOMMIT=0 – START TRANSACTION
niepotrzebne – uruchamiane automatycznie



AUTOCOMMIT=1 – START TRANSACTION
uruchamia transakcje, COMMIT lub ROLLBACK
kończy blok transakcji



COMMIT – zatwierdza wykonanie transakcji



ROLLBACK – wycofuje transakcje

dr Paweł Drozda

Transakcja przykład

Student(id,nazwisko,rok)
SET AUTOCOMMIT=0;
UPDATE Student set rok=rok+1;
INSERT INTO Student VALUES(123,’Nowak’,3);
EXIT; - zmiany niezachowane
COMMIT; EXIT; - zmiany zachowane

SET AUTOCOMMIT=1;

UPDATE Student set rok=rok+1;
START TRANSACTION;
INSERT INTO Student VALUES(123,’Nowak’,3);
ROLLBACK;
insert niezachowany, update zachowany

dr Paweł Drozda

Transakcje SQL (4)



Blokowanie wierszy dla InnoDB:



Blokowanie do aktualizacji:



SELECT … FROM … WHERE … FOR
UPDATE;



Blokowanie do czytania:



SELECT … FROM … WHERE … LOCK IN
SHARE MODE;

dr Paweł Drozda

Transakcje - przykład

AUTOCOMMIT=1;
BEGIN TRANSACTION;
SELECT rok FROM Student FOR UPDATE;
UPDATE Student SET rok=rok+1;
COMMIT;

AUTOCOMMIT=1;
BEGIN TRANSACTION;
SELECT * FROM Student WHERE nazwisko=‘kowal’ LOCK IN SHARE

MODE;

INSERT INTO Oceny VALUES(1,2,4);
COMMIT;

dr Paweł Drozda

Transakcje SQL (5)



Blokowanie tabel – dla parametru
engine ustawionego na MyISAM –
domyślnie



Polecenia:



LOCK TABLES tabela1 typBlokady, …;



typBlokady = READ|WRITE



UNLOCK TABLES; - odblokowuje dostęp
do tabel

dr Paweł Drozda

Transakcje – przykład

Sesja1

sesja2

LOCK TABLES Student READ, Oceny WRITE;

SELECT * FROM Student;
- zostanie wykonana
SELECT * FROM Oceny;
- czeka na odblokowanie tabeli
Oceny

UNLOCK TABLES;

wykonanie zapytania