AA10-Ev2-Manejo de transacciones, bloqueos y control de concurrencia ejecutando la práctica propuesta.
PRESENTADO POR: Yeimmy Paola Camargo Useche
PRESENTADO A:
INGENIERO JORGE AUGUSTO VILLADA VILLADA SUAZA
SERVICIO NACIONAL DE APRENDIZAJE – SENA CENTRO DE PROCESOS INDUSTRIALES Y CONSTRUCCIÓN BOGOTÁ D.C Octubre 10 de 2017
CONTROL DE CONCURRENCIA El control de accesos concurrentes y específicamente de transacciones concurrentes es manejado por un módulo del dbms llamado "scheduler". Muchos de los datos de la base no se encuentran nada más en disco, sino también en los buffers de memoria, de ahí que el scheduler interactúa con ellos y en su defecto solicita la lectura de los datos del disco.
Mecanismo para asegurar la propiedad de aislamiento Protocolo de Bloqueo: Reglas acerca de cómo se deben acceder los recursos para generar planificaciones secuenciales (vistas o conflictos) Inanición: Cuando una transacción debe esperar por siempre (1) Interbloqueos: (dead locks) Perder la concurrencia (Todo secuencial) Largas esperas
CONTROL DE CONCURRENCIA OPTIMISTA El único enfoque consistente con una alta concurrencia y una alta escalabilidad es el control de concurrencia optimista con versiona miento. El chequeo de versión utiliza números de versión, o sellos de fecha (timestamps), para detectar actualizaciones en conflicto y para prevenir la pérdida de actualizaciones. Hibernate proporciona tres enfoques posibles de escribir código de aplicación que utilice concurrencia optimista. Los casos de uso que mostramos se encuentran en el contexto de conversaciones largas, pero el chequeo de versiones tiene además el beneficio de prevenir la pérdida de actualizaciones en tran sacciones individuales de la base de datos.
Livelock Espera indefinida de una transacción por un bloqueo que no se llega a conceder porque se cede a otras transacciones. Una solución (sistemas operativos): estrategia first-come-first-served (se atiende al primero que llega).
Deadlock T1: LOCK A; LOCK B; UNLOCK A; UNLOCK B; T2: LOCK B; LOCK A; UNLOCK B; UNLOCK A; T1 y T2 bloquean A y B => Espera indefinida de T1 y T2. Soluciones (sistemas operativos): 1- Concesión simultánea de todos los bloqueos de una transacción. 2- Asignar un orden lineal arbitrario a los elementos
BLOQUEO PESIMISTA El modelo de bloqueo pesimista impide actualizaciones simultáneas de los registros. Tan pronto como un usuario empieza a actualizar un registro, se coloca un bloqueo sobre el mismo. Se informa a otros usuarios que intentan actualizar este registro de que otro usuario tiene una actualización en curso. Los otros usuarios deben esperar hasta que el primer usuario haya acabado de confirmar los cambios, liberando de esta forma el bloqueo del registro. Sólo entonces puede otro usuario realizar cambios basados en los cambios del usuario anterior. Una ventaja del modelo de bloqueo pesimista es que impide el problema de la resolución de conflictos evitando los conflictos. Las actualizaciones se serializan y cada actualización posterior se inicia con los cambios confirmados del registro del usuario anterior. El bloqueo pesimista es un enfoque útil cuando se pueden retardar actualizaciones posteriores hasta que finalice una actualización anterior. Esto normalmente implica que las actualizaciones se producen en un intervalo corto de tiempo. Serialización de transacciones. Permite el proceso de transacciones asignándoles tiempos de procesamiento el cual permite incrementar el rendimiento del sistema ya que se ejecuta un máximo de procesos en forma concurrente y no a través de una serie. La ventaja es que a un mismo tiempo de reloj se pueden hacer dos operaciones, aunque el proceso de sincronización es mas complicado.
Un aspecto muy importante en el manejo de transacciones es el de mantener y aplicar algoritmos de control sobre los datos o recursos; para ese control también se utilizan protocolos que proporcionen confiabilidad como lo siguientes: < A tomic idad < Protocolos de recuperaci ón total < Protocolos de compromis o g lobal
BLOQUEOS Un bloqueo es una información del tipo de acceso que se permite a un elemento. El SGBD impone los bloqueos necesarios en cada momento. El gestor de acceso a los datos implementa las restricciones de acceso. En algunos sistemas se permite que el usuario pueda indicar el bloqueo más adecuado (locking hints). Tipos de bloqueo con respecto a la operación: read-locks: sólo permite lectura write-locks: permite lectura y escritura
El gestor de bloqueos almacena los bloqueos en una tabla de bloqueos: (, , )=(E,B,T) La transacción T tiene un tipo de bloqueo B sobre el elemento E. Normalmente, E es clave, aunque no siempre, porque varias transacciones pueden bloquear el mismo elemento de forma diferente.
NIVELES DE BLOQUEO Especifica la granularidad del bloqueo • Fila: Fila individual
Clave: Fila de un índice • Página: Páginas (8KB) • Extent: Extensión (grupo de 8 páginas contiguas de datos o índices)
MODOS DE BLOQUEO Especifica el modo en que se bloquea un elemento • Compartido: para operaciones sólo de lectura. Se permiten lecturas concurrentes,
pero ninguna actualización.
• Actualización: para operaciones que pueden escribir. Sólo se permite que una
transacción adquiera este bloqueo. Si la transacción modifica datos, se convierte en exclusivo, en caso contrario en compartido. • Exclusivo. para operaciones que escriben datos. Sólo se permite que una
transacción adquiera este bloqueo. • Intención: se usan para establecer una jerarquía de bloqueo. Por ejemplo, si una
transacción necesita bloqueo exclusivo y varias transacciones tienen bloqueo de intención, no se concede el exclusivo. • Intención compartido. Bloqueo compartido. • Intención exclusivo. Bloqueo exclusivo. • Compartido con intención exclusivo. Algunos bloqueos compartidos y otros
exclusivos. • Esquema. para operaciones del DDL. • Actualización masiva. En operaciones de actualización masiva • Table: Tabla completa • Database: Base de datos completa
BLOQUEO DE DOS FASES ESTRICTO Se usa para solucionar el problema anterior. 1. Una transacción no puede escribir en la base de datos hasta que se haya alcanzado su punto de compromiso. (Evita los retrocesos en cascada) 2. Una transacción no puede liberar ningún bloqueo hasta que haya finalizado de escribir en la base de datos, i.e., los bloqueos no se liberan hasta después del punto de compromiso PROTOCOLOS BASADOS EN GRAFOS A menudo es útil observar el conjunto de elementos de datos de la base de datos como una estructura de grafo. Por ejemplo: 1. Organización lógica o física de los elementos.
2. Definición de elementos de varios tamaños, donde los grandes engloban a los pequeños. Ej: relacional: tupla ⊆ bloque ⊆ relación ⊆ base de datos. 3. Control de concurrencia efectivo. Se pueden diseñar protocolos que no sean de dos fases pero que aseguren la secuencialidad. En general, sea { , , , } 1 2 n D = d d K d el conjunto de todos los elementos de datos de la base de datos dotado de un orden parcial →. Si en el grafo existe un arco i j d →d , entonces la transacción que acceda tanto a i d como a j d debe acceder primero a i d y después a j d .
PROTOCOLO DE ÁRBOL Caso particular de protocolo basado en grafos, grafos que sean árboles con raíz.
REGLAS: 1. Cada transacción i T bloquea al menos un elemento. 2. El primer bloqueo de i T puede ser sobre cualquier elemento. 3. Sucesivos bloqueos de i T sólo pueden ser sobre elementos cuyo padre haya bloqueado i T . 4. Los elementos se pueden desbloquear en cualquier momento. 5. i T no puede bloquear de nuevo un elemento que haya bloqueado y desbloqueado anteriormente.
T 1: LOCK B; LOCK E ; LOCK D; UNLOCK B; UNLOCK E ; LOCK G; UNLOCK D; UNLOCK G; T 2: LOCK D; LOCK H ; UNLOCK D; UNLOCK H ; T 3: LOCK B; LOCK E ; UNLOCK E ; UNLOCK B; T 4: LOCK D; LOCK H ; UNLOCK D; UNLOCK H ;
TRANSACCIONES: Cada i T lleva asociada una marca temporal fijada ( ) i MT T . Si Ti se selecciona antes que Tj , entonces ( ) ( ) i j MT T < MT T . El valor de ( ) i MT T puede extraerse del reloj del sistema o con contadores lógicos de transacciones.
Elementos: Cada elemento de datos D lleva asociado dos marcas temporales: MTR(D): mayor marca temporal de todas las transacciones que ejecutan con éxito READ D; MTW(D ): mayor marca temporal de todas las transacciones que ejecutan con éxito WRITE D; PROTOCOLO DE ORDENACIÓN POR MARCAS TEMPORALES Asegura que todas las operaciones leer y escribir conflictivas se ejecutan en el orden de las marcas temporales. 1. Supóngase que la transacción Ti ejecuta READ(D). a. Si MT(Ti ) < MTW(D) entonces Ti necesita leer un valor de D que ya se ha sobrescrito. Por tanto se rechaza la operación READ y Ti se retrocede. b. Si MT(Ti ) ≥ MTW(D) entonces se ejecuta la operación READ y MTR( D) se asigna al máximo de MTR( D) y de MT(Ti ). 2. Supóngase que la transacción Ti ejecuta WRITE(D). a. Si MT(Ti ) < MTR(D) entonces el valor de D que produce Ti se necesita previamente y el sistema asume que dicho valor no se puede producir nunca. Por tanto, se rechaza la operación WRITE y Ti se retrocede. b. Si MT(Ti ) < MTW(D) entonces Ti está intentando escribir un valor de D obsoleto. Por tanto, se rechaza la operación WRITE y Ti se retrocede. c. En otro caso se ejecuta la operación WRITE y MT( Ti ) se asigna a MTW(D).
Gestión de fallos de transacciones Causas de aborto: 1. Fallo de la transacción: interrupción por el usuario, fallo aritmético, privilegios de acceso... 2. Deadlock->aborto de una transacción 3. Algoritmos de secuencialidad. 4. Error software o hardware Fácil: 1, 2 y 3. Difícil: 4. Puntos de recuperación por copias de seguridad.
COMPROMISO DE TRANSACCIONES Transacciones activas. En ejecución Transacciones completadas. Sólo pueden abortar por causa grave: 4. Punto de compromiso: COMMIT. Momento a partir del cual se entienden completadas. Las transacciones comprometidas ni se retroceden ni se rehacen.
RECUPERACIÓN DE CAÍDAS Tipos de caídas: • Error de memoria volátil. • Error de memoria permanente. Problema: asegurar la atomicidad de las escrituras de las transacciones. Puede haber una caída del sistema antes de que se hayan escrito todos los datos modificados por una transacción.
HERRAMIENTAS PARA EL MONITOREO Y MANEJO DE TRANSACCIONES.
CÓMO MONITOREAR INSTANCIAS Y BASES DE DATOS SQL SERVER Activity Monitor Activity Monitor rastrea solo las métricas de SQL Server más importantes. Para obtenerlas, ejecuta consultas contra su instancia SQL Server anfitrión cada 10 segundos. EL desempeño es monitoreado sólo mientras Activity Monitor está abierto, lo que lo hace una solución ligera con casi ningún costo extra. Las métricas son mostradas en 5 paneles colapsables: Overview, Processes, Resource Waits, Data File I/O, y Recent Expensive Queries. El panel Overview muestra el porcentaje de tiempo del procesador, número de tareas en espera, operaciones I/O en la base de datos en MB/seg, y el número de requerimientos batch.
El panel Processes muestra procesos de SQL Server actualmente funcionando en la instancia. La información mostrada es: Login, aplicación y anfitrión usados, estado de tarea y comando, tiempo de espera, etc. La información en la tabla puede ser filtrada por el valor de la columna específico.
El menú contextual del panel Process provee una característica útil para un análisis más profundo y resolución de problemas. Es el rastreo de procesos seleccionado en SQL Server Profiler. EL panel Resource Waits muestra esperas para diferentes recursos: memoria, compilación, red, etc.
Muestra el tiempo de espera (el tiempo que las tareas de SQL Server están esperando en recursos del sistema), el tiempo de espera reciente, el tiempo acumulativo de espera y el contador de espera promedio. El panel Data File I/O muestra una lista de todos los archivos de base de datos: MDF, NDF y LDF, sus nombres y rutas, actividad reciente de lectura y escritura y tiempo de respuesta. EL panel Recent Expensive Queries muestra las consultas en los últimos 30 segundos que usaron más recursos: procesador, memoria, disco y red. El menú contextual permite abrir la consulta en una pestaña de consultas de SQL Server Management Studio y abrir su plan de ejecución.
Data Collector
Data Collector es otra característica de monitoreo y optimización integrada en SQL Server Management Studio. Colecta métricas de desempeño de instancias SQL Server, lasguarda en un repositorio local de tal manera que puedan ser usadas para un análisis posterior. Usa Data Warehousing, SQL Server Agent e Integration Services. A diferencia de Activity Monitor, Data Collector le permite especificar las métricas que monitoreará. Ofrece tres conjuntos integrados de métricas (colectores de datos) con las métricas de monitoreo de desempeño más importantes y comunes. Para monitorear métricas de desempeño adicionales, colectores de datos personalizados pueden ser creados vía código T-SQL o API.
El reporte integrado Disk Usage está disponible en el menú contextual Data Collection. Muestra el espacio usado por los archivos de la base de datos, las tendencias de crecimiento y el crecimiento promedio diario.
El conjunto de recolectores de datos Query Statistics recolecta código de consultas, estadísticas, actividad y planes de ejecución de consultas para las 10 consultas más costosas.
EL conjunto de recolectores de datos Server Activity recolecta datos acerca del procesador, la memoria, el disco I/O y el uso de red. El reporte muestra la CPU, la memoria, el disco I/O y el uso de la red, las esperas de SQL Server, la instancia de SQL Server y la actividad del sistema operativo.
Bibliografía 1. ULLMAN, J.D. "Principles of Databases and Knowledge Base Systems", Vol. I, Computer Science Press, 1998 2. SILBERSCHATZ, A., KORTH, H.F., SUDARSHAN, S. "Fundamentos de bases de datos", 3ª edición, McGraw-Hill, 1998.
REFERENCIA WEB 1. https://solutioncenter.apexsql.com/es/como-monitorear-sus-instancias-ybases-de-datos-sql-server/ 2. http://dis.unal.edu.co/~icasta/icf_admon_bd.html
