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Gestion des transactions Introduction • Une des fonctions importante des SGBD modernes est d’autoriser les utilisateurs d’effectuer des opérations simultanées (concurrentes) sur des données partagées de la BD. Si ces op ne sont pas sous contrôle, les accès interfèrent tôt ou tard les uns avec les autres et la BD devient incohérente. Pour éviter cela, le SGBD met en place un protocole de contrôle de simultanéité (ou de concurrence) qui empêche les accès à la BD d’interférer. • Une autre fonction est la récupération de la base de données ou sa restitution dans un état correct suite à une défaillance physique ou logiciel. Ces deux fonctions sont mutuellement dépendantes et sont basées sur la notion centrale de transaction.
Transaction • Beaucoup d'opérationssurune BD doiventêtreatomiques: • Transfertd'argent entre les comptes: UPDATE Compte1 Set Val = Val -100; UPDATE Compte2 Set Val = Val + 100; • Si seulementune de cesrequêtesestexécutée, la BD perdsaconsistance
Transactions Une transaction est une action ou suite d’actions demandée par un seul utilisateur ou un programme d’application, qui appliquée à une base de données cohérente, restitue une base de données cohérente
Transactions • action atomique : entièrementou pas du tout • Préservant la consistancede la BD • Commesil'usagerétaitisolésur la BD : ses résultats intermédiaires (état temporairement incohérent) sont masqués aux autres transactions. • A effetdurablesur la BD, unefoisterminéescommeprévu ModèleACIDde transactions
Modélisation • Une transaction T est modélisée comme une suite finie d’actions portant sur des objets. T = < (t, Ai, Oi) >/i = 1, n. • t désigne le nom de la transaction (nom interne au système), Ai une opération et Oi un objet. • Les opérations qui nous intéressent sont : • Begin Transaction : initialiser une nouvelle transaction • Commit : terminer une transaction • Read : lecture de la valeur d’un objet à partir de la base et stockage de cette valeur dans l’espace de travail de la transaction ; • Write : à partir d’une valeur stockée dans l’espace de travail de la transaction, écrire cette valeur dans la base pour l’objet désigné ; • Rollback : annuler une transaction (défaire toutes les mises à jour effectuées par la transaction depuis son début). • En ce qui concerne les objets manipulés, ça peut être une relation, un n-uplet, ou même la valeur d’un constituant (les deux premiers chez Oracles).
Modélisation Lorsqu’un programme émet l’action Begin transaction ceci a pour effet de créer au niveau du SGBD une nouvelle occurrence de transaction à laquelle est associée : • un identificateur interne ; • un espace de travail ; • et un contexte d’exécution formé d’une série de blocs de contrôle.
Exemple de transaction en PL-SQL BEGIN, COMMIT (validée), ROLLBACK (annulée) BEGIN TRANSACTION UPDATE Compte1 SET Val = Val -100 IF SQLCODE <> 0 ROLLBACK ; EXIT ; UPDATE Compte2 SET Val = Val + 100 IF SQLCODE <> 0 ROLLBACK ; EXIT; COMMIT
Nécessité du controle de ConcurrencePb1 : des MAJ perdues Solde= 100 R2(solde) R1(solde) solde:= solde+200 solde:= solde+100 W1(solde) Solde = 200 La base
Exemple solde= 100 R2(solde) R1(solde) solde:= solde+200 solde:= solde+100 solde= 200 W1(solde) W2(solde) Solde = 300 La base Au lieu de 400
Pb2 : dépendance non validée ou dirtyread Temps T1 T2 soldex t1 begin transaction 100 t2 read (soldex) 100 t3 soldex = soldex + 100 100 t4 begin transaction write (soldex) 200 t5 read(soldex) . 200 t6 soldex = soldex – 10 rollback 200 t7 write(soldex) 190 t8 commit 190 Solution évidente : permettre l’exécution que d’une seule transaction à la fois. Or la raison d’être du SGBD est d’atteindre un niveau optimal de simultanéité Au lieu de 90
Pb 3 : analyse incohérente T2 calcule le total des soldes alors qu’en // T1 transfert 10 DA de soldex à soldez Temps T1 T2 soldexsoldeysoldez som t1 begintrans 100 50 25 t2 begintranssom = 0 100 50 25 0 t3 read (soldex) read (soldex) 100 50 25 0 t4 soldex=soldex-10 som=som+soldex 100 50 25 100 t5 write (soldex) read(soldey) 90 50 25 100 t6 read(soldez) som=som+soldey 90 50 25 150 t7 soldez=soldez +10 90 50 25 150 t8 write(soldez) 90 50 35 150 t9 commit read(soldez) 90 50 35 150 t10 som=som+soldez90 50 35 185 t11 commit 90 50 35 185 au lieu de 175
Lecture Fantôme Un autre problème se produit lorsqu’une transaction exécute une requête qui recherche un ensemble de tuples d’une relation satisfaisant un certain prédicat, puis exécute un peu plus tard la même requête pour constater que l’ensemble obtenu contient un tuple supplémentaire ou fantôme inséré entre temps par une autre transaction : lecture fantôme.
Gestion de la concurrence Objectif : planifier les transactions de manière à éviter toute interférence entre elles et, donc d’éviter les problèmes des types précédents tout en gardant un niveau optimal de simultanéité, et de parallélisme dans le système, de sorte que les transactions puissent s’exécuter sans interférence, certes, mais surtout autant que possible en parallèle.
Quelques définitions • Contrôleur (scheduleur) : un module du SGBD chargé de contrôler les accès concurrents aux données. • Planification(schedule) : une séquence d’opérations d’un ensemble de transactions concurrentes qui préserve l’ordre des opérations dans chacune des transactions. • Planification sérielleest une planification où les opérations de chaque transaction sont exécutées de manière consécutive, sans aucun entrelacement avec d’autres transactions (pas de parallélisme). • Ces exécutions sont correctes mais peuvent donner des résultats différents (voir TD). • Planification non sérielle est une planification où les opérations d’un ensemble de transactions sont exécutées de manière entrelacée. • Une planification non sérielle sera correcte si elle produit les mêmes résultats et a les mêmes effets sur la BD qu’une planification série des mêmes transactions et cela quelque soit l’état initial de la base de données.
Principe de sérialisabilité Ne laisser s’exécuter les transactions en parallèle que celles provoquant les mêmes effets sur les données qu’une exécution en séquence de ces mêmes transactions. Définition : Un ordonnancement est correct s’il est sérialisable, c’est-à-dire équivalent à un ordonnancement série formé des mêmes transactions. Quelques résultats : • Si deux transactions ne font que lire des données, elles n’entrent pas en conflit et leur ordre est sans importance. • Si deux transactions soit lisent soit écrivent des données complètement différentes, elles n’entrent pas en conflit et leur ordre est sans importance. • Si une transaction écrit dans des données et si une autre transaction lit ou écrit dans les mêmes données, alors l’ordre de leur exécution importe.
Temps Begin TransactionT1 Read1(soldex) Write1 (soldex) Begin Transaction T2 Read2(soldex) Write2(soldex) Read1(soldey) Write1 (soldey) Commit1 Read2(soldey) Write2(soldey) Commit2 (a) Begin Transaction T1 Read1(soldex) Write1 (soldex) Begin Transaction T2 Read2(soldex) Read1(soldey) Write2(soldex) Write1 (soldey) Commit1 Read2(soldey) Write2(soldey) Commit2 (b) Begin Transaction T1 Read1(soldex) Write1 (soldex) Read1(soldey) Write1 (soldey) Commit1 Begin TransactionT2 Read2(soldex) Write2(soldex) Read2(soldey) Write2(soldey) Commit2 (c) La planification (c) est sérielle et comme (a) et (b) équivalent à (c), (a) et (b) sont des planifications sérialisables. • Une planification de sérialisation (en vue de résoudre) des conflits trie les opérations conflictuelles d’une manière proche de l’exécution sérielle.
Test de conflits de la capacité de sérialisation Sous la règle d’écriture contrainte, un graphe de précédence peut être produit pour tester la sérialisation des conflits. Pour une planification P, un graphe de précédence est un graphe orienté dirigé G = (N, F) Construit comme suit : • Créer un nœud pour chaque transaction. • Créer une flèche dirigée Ti Tj si Tj lit la valeur d’un élément écrit par Ti • Créer une flèche dirigée Ti Tj si Tj écrit une valeur dans un élément après qu’il a été lu par Ti • Créer une flèche dirigée Ti Tj si Tj écrit une valeur dans un élément après qu’il a été écrit par Ti Si une flèche Ti Tj existe dans le graphe de précédence pour P, alors dans toute planification sérielle S’ équivalente à S, Ti doit apparaître avant Tj. Si le graphe de précédence contient un cycle, la planification n’est pas sérialisable en vue de résoudre les conflits.
Planification sans sérialisation des conflitsLa transaction T1 transfère 100 Da d’un compte de solde vers un autre compte de solde, tandis que T2 augmente de 10% le solde de ces deux comptes. Temps T1 t1 Begin Transaction t2 Read (soldex) t3 soldex= soldex- 100 t4 Write(soldex) t5 t6 t7 t8 t9 t10 t11 Read(soldey) t12 soldey= soldey+100 t13 Write(soldey) t14 Commit T2 Begin Transaction Read(soldex) soldex= soldex* 1.1 Write(soldex) Read(soldey) soldey= soldey* 1.1 Write(soldey) Commit
T1 T2 Le graphe de précédence présente un cycle : la planification ne permet pas la sérialisation En pratique, un SGBD ne teste pas l’aspect sérialisable d’une planification. Ce serait irréalisable car les interférences des opérations des transactions concurrentes est surtout dicté par le système d’exploitation. Au lieu de cela, l’approche choisie consiste à faire appel à des protocoles qui selon leur réputation, produisent des planifications sérielles
Récupération La capacité de sérialisation identifie des planifications qui conservent toute sa cohérence à une base de données, en admettant qu’aucune transaction planifiée n’échoue. Si une transaction défaille, la propriété d’atomicité impose que nous annulions les effets de la transaction. En outre, la propriété de durabilité indique qu’une fois qu’une transaction est validée, il n’est plus possible d’annuler les modifications qu ’elle a apportées. Exemple diapos 18 avec un Rollback à la place du commit de la transaction T1. Dans ce cas on doit défaire toutes ce qu’a fait T1. Or T2 a lu la valeur modifiée de soldex fournie par T1 et elle a même modifié soldex, puis validé le changement. A proprement parler, nous devrions défaire la transaction T2 aussi car elle a employé une valeur de soldex qui a été défaite. Or la propriété de durabilité ne nous le permet pas. En fait cette planification est irrécupérable Définition d’une planification récupérable: Une planification où, pour toute paire de transactions Ti et Tj, si Tj lit une donnée provenant d’une écriture préalable de Ti, alors l’opération de validation de Ti précède l’opération de validation de Tj
Techniques de contrôle de concurrence Il existe deux techniques de contrôle de concurrence principales qui permettent d’exécuter des transactions en parallèles en toutes sécurité, à condition de faire appel à certaines contraintes : les méthodes de verrouillage et d’estampillage. Ces méthodes sont fondamentalement conservatrices (ou pessimistes) : elles provoquent un retardement des transactions au cas où elles entreraient en conflit avec d’autres transactions dans un certain délai à venir Les méthodes optimistes reposent sur l’hypothèse que les conflits sont rares, de sorte qu’elles permettent aux transactions d e procéder de manière désynchronisée et ne vérifient la présence de conflits qu’en fin de transactions lors de leur validation.
Verrouillage Une procédure employée pour contrôler les accès concurrents aux données. Lorsqu’une transaction accède à la base de données, un verrou est susceptible de bloquer l’accès à d’autres transactions pour éviter de faux résultats. Les approches de verrouillage sont les plus suivies pour garantir la sérialisation des transactions concurrentes. Il existe plusieurs variantes mais elles partagent toutes la même caractéristique fondamentale : une transaction doit réclamer un verrouillage partagé (en lecture) et exclusif (en écriture) sur la donnée avant d’effectuer réellement l’opération de lecture ou d’écriture sur la base de données correspondante Le verrou empêche une autre transaction de modifier la donnée où même de la lire, dans le cas d’un verrouillage exclusif Le verrou est mis en place en pratique, soit par l’activation d’un bit dans la donnée qui indique qu’une partie de la base de données est verrouillée, soit par le maintien d’une liste des parties verrouillées de la base de données et autres… .
Règles de base du verrouillage Verrou partagé: Si une transaction dispose d’un verrou partagé sur la donnée, elle peut lire la donnée mais pas la modifier. Verrou exclusif : Si une transaction possède un verrou exclusif sur la donnée, elle peut lire et modifier cette donnée. Comme des opérations de lecture ne génèrent aucun conflit, il est possible que plusieurs transactions détiennent simultanément des verrous partagés sur la même donnée Par contre le verrou exclusif sur une donnée accorde à une transaction le monopole d’accès à cette donnée. Dans ce cas aucune autre transaction n’est en mesure de lire ou modifier la donnée.
Utilisation des verrous • Toute transaction devant accéder à une donnée verrouille d’abord la donnée, demandant soit un verrouillage partagé dans le cas d’un accès en lecture, soit un verrouillage exclusif dans le cas d’un accès tant en lecture qu’en modification • Si la donnée n’est pas déjà verrouillée par une autre transaction, le verrou est accordé. • Si la donnée est déjà verrouillée par une autre transaction au moment de la demande, le SGBD détermine si la demande est compatible avec le verrou actuel. Si c’est un verrou partagé que la transaction demande, alors qu’un verrou partagé est déjà placé sur la donnée, la requête peut être satisfaite et le verrou est accordé; dans le cas contraire, la transaction demanderesse doit attendre que le verrou se libère. • Une transaction qui détient un verrou le conserve tant qu’elle ne le libère pas explicitement pendant l’exécution ou implicitement lorsqu’elle se termine (par une annulation ou une validation). Ce n’est que lorsqu’un verrou exclusif est libéré que les effets de l’opération d’écriture qui a motivé le verrou deviennent visibles aux autres transactions.
Cet usage des verrous ne garantit pas la sérialisation des planifications Application des règles à l’exemple de la diapos 18 P = { verrou_écriture (T1, soldex), lecture (T1, soldex), écriture (T1, soldex), déverrouillage(T1, soldex), verrou_écriture (T2, soldex), lecture (T2, soldex), écriture (T2, soldex), déverrouillage(T1, soldex), verrou_écriture (T2, soldey), lecture (T2, soldey), écriture (T2, soldey), déverrouillage(T2, soldey), validation(T2), verrou_écriture (T1, soldey), lecture (T1, soldey), écriture (T1, soldey), déverrouillage(T1, soldey), validation (T1)} Si, préalablement à l’exécution, soldex= 100, soldey= 400, le résultat devrait être • soldex= 220, soldey= 330, si T1 s’exécute d’abord, ou • soldex= 210, soldey= 340, si T2 s’exécute avant. En fait, le résultat de la planification P devrait donner • soldex= 220, soldey= 340. P n’est pas une planification sérialisable.
Pourquoi ça ne marche pas? • Le problème de cet exemple est que la planification libère les verrous détenus par une transaction aussitôt que la lecture ou l’écriture associée a été réalisée et qu’il n’est plus utile d’accéder à l’élément sujet du verrou (par exemple soldex). Néanmoins, la transaction en elle-même verrouille encore des données (soldey) après la libération du premier verrou. • Donc, même si cette approche semble améliorer la simultanéité des transactions, elle permet encore à des transactions d’interférer entre elles, perdant ainsi l’isolation absolue et l’atomicité. Pour régler ce problème d’autres protocoles ont été mis en place par exemple le protocole de verrouillage en deux phases(V2P ou 2PL (two_phaselocking)
Verrouillage en deux phases : V2P Une transaction suit le protocole en deux phases si toutes les opérations de verrouillage précèdent la première opération de déverrouillage dans la transaction. Toute transaction est divisible en deux phases : une première phase dite de croissance où elle acquiert tous les verrous mais ne peut en libérer aucun et une phase de résorption, au cours de laquelle elle libère tous les verrous et ne peut plus en obtenir aucun.
Eviter le problème de la mise à jour perdue à l’aide du V2P Temps T1 T2 solde t1 - begin transaction 100 t2 begin transaction verrou-écriture(solde) 100 t3 verrou-écriture(solde) Read(solde) 100 t4 attente solde = solde +100 100 t5 attente Write(solde) 200 t6 attente commit/déverrouillage(solde) 200 t7 Read(solde) - 200 t8 solde = solde + 200 - 200 t9 Write(solde) - 400 t10 commit/déverrouillage(solde) 400
Eviter le problème de la dépendance non validée à l’aide du V2P Temps T1 T2 soldex t1 begin transaction 100 t2 verrou-écriture( soldex) 100 t3 read (soldex) 100 t4 begin transaction soldex = soldex + 100 100 t5 verrou-écriture( soldex) write (soldex) 200 t6 Attente rollback/ déverrouillage(soldex) 100 t7 read(soldex) . 100 t8 soldex = soldex – 10 100 t9 write(soldex) 90 t10 commit/ déverrouillage (soldex) 90 T1 est obligée d’attendre que le verrou soit libéré par T2. Ceci n’a lieu que lorsque l’annulation de T2 est achevée.
Eviter le problème de l’analyse incohérente grâce au V2P Time T1 T2 soldexsoldeysoldez som t1 begintrans 100 50 25 t2 begintranssom = 0 100 50 25 0 t3 verrou_écriture(soldex) 100 50 25 0 t4 read (soldex) verrou_lecture(soldex) 100 50 25 0 t5 soldex=soldex-10 Attente 100 50 25 0 t6 write (soldex) Attente 90 50 25 0 t7 verrou_écriture(soldez) Attente 90 50 25 0 t8 read(soldez) Attente 90 50 25 0 t9 soldez=soldez +10 Attente 90 50 25 0 t10 write(soldez) Attente 90 50 35 0 t11 commit/ déverrouillage Attente 90 50 35 0 t12 read (soldex) 90 50 35 0 t13 som=som+soldex90 50 35 90 t14 verrou_lecture(soldey) 90 50 35 90 t15 read (soldey) 90 50 35 90 t16 som=som+soldey90 50 35 140 t17 verrou_lecture(soldez) 90 50 35 140 t18 read(soldez) 90 50 35 140 t19 som=som+soldez 90 50 35 175 t20 commit/déverrouillage 90 50 35 175
Il est possible de prouver que si toutes les transactions dans une planification suivent le protocole de verrouillage en deux phases, alors la planification garantit qu’elle est sérialisable pour résoudre les conflit(Eswaran et al.) cependant, le protocole de verrouillage en deux phases ne garantit pas l’aspect sérialisable.
Annulations en cascade Time T1 T2 T3 t1 begin transaction t2 verrou_écriture(soldex) t3 read(soldex) t4 verrou_lecture(soldey) t5 read(soldey) t6 soldex= soldey+ soldex t7 write(soldex) t8 déverrouillage(soldex) begin transaction t9 : verrou_écriture(soldex) t10 : read(soldex) t11 : soldex= soldex + 100 t12 : write(soldex) t13 : déverrouillage(soldex) t14 : : t15 rollback : t16 begin-transaction t17 verrou_lecture(soldex) t18 rollback : t19 rollback
Problème : les annulations en cascade ne sont jamais souhaitables, parce qu’elles induisent potentiellement la destruction d’un volume significatif de travail accompli. Solution : reporter la libération de tous les verrous à la fin des transactions, comme dans les exemples précédents. De cette façon, le problème précédent ne pourrait apparaître , puisque T3 n’obtiendrait pas le verrou exclusif qu’elle exige avant que T1 ait terminé son annulation. C’est le principe même du verrouillage rigoureux en deux phases. Dans ce cas on arrive à montrer que les transactions peuvent être mises en série dans l’ordre de leurs validations. Autre variante, le verrouillage strict en deux phases : ne retient que les verrous exclusifs jusqu’à la fin des transactions. La plupart des SGBD mettent en place une de ces deux variantes du verrouillage en deux phases Autres problème s: • verrous indéfinis (deadlock) : quand les deux transactions attendent l’une des verrous détenus par l’autre et vice versa. Il faut pouvoir les détecter et les résoudre. • Verrou infini (livelock) : quand une transaction est maintenue indéfiniment dans un état d’attente, si l’algorithme d’attente qui régit les transactions est injuste et ne tient pas compte du temps maximum d’attente des transactions Solution : mettre en place un système d’arbitrage des priorités, par lequel, plus le temps d’attente d’une transaction est long, plus forte est la priorité de cette transaction (file d’attente fifo)
Contrôle de concurrence et structures d’index Administration de chaque page d’index comme un élément de donnée et application du protocole v2p. Problème : les niveaux supérieurs d’index sont susceptibles d’accès fréquents (recherche de haut en bas) et les conflits sont quasi systématiques. Observations : • Le chemin de recherche part toujours de la racine de l’arborescence et descend vers les nœuds feuilles de l’arbre sans retour : qd un nœud de niveau inférieur est atteint, les niveaux supérieurs deviennent inutiles. • Qd une nouvelle valeur d’index (une clé et un pointeur) est insérée dans un nœud et si le nœud n’est pas plein, l’insertion ne provoque pas de changement aux nœuds de niveaux supérieurs. Ceci suggère que, dans ce cas, nous n’avons besoin de verrouiller exclusivement que le nœud feuille, et de ne verrouiller exclusivement les nœuds de niveaux supérieurs que quand un nœud est plein et qu’il faut l’éclater.
Contrôle de concurrence et structures d’index Stratégie de verrouillage : • Pour des recherches, demander des verrous partagés sur les nœuds à partir de la racine et de proche en proche en descendant le long du chemin de recherche dans l’arborescence. Libérer le verrou sur un nœud (parent) dès qu’un verrou est obtenu sur un nœud enfant de celui-ci. • Dans les cas d’insertions, une approche conservatrice consiste à demander des verrous exclusifs sur tous les nœuds à mesure que nous descendons vers le nœud feuille à modifier. Ceci garantit qu’un éclatement d’un nœud enfant peut se propager du bas vers le haut, pour remonter jusqu’à la racine c’est nécessaire. Cependant, si un nœud enfant n’est pas plein, le verrou sur son nœud parent peut être libéré. • Une approche plus optimiste consisterait à demander des verrous partagés sur tous les nœuds parcourus pendant la descente jusqu’au nœud feuille à modifier. Pour ce dernier, nous demandons un verrou exclusif sur le nœud feuille même. S’il faut éclater ce nœud, nous demandons l’élévation du verrou partagé en verrou exclusif sur le nœud parent.. Nous poursuivons l’élévation si c’est nécessaire jusqu’à la racine. La probabilité de devoir éclater un nœud est généralement faible, ce qui fait de cette approche la meilleur à adopter. La technique du verrouillage d’un nœud enfant et la libération du verrou sur le parent s’appellent le couplage de verrouillage ou crabbing
Verrou mortel Deadlock C’est l’impasse générée par deux transactions (ou plus) qui attendent l’une, que des verrous se libèrent, alors qu’ils sont détenus par l’autre. Time T1 T2 t1 begin transaction t2 verrou_écriture (soldex) begin transaction t3 read(soldex) verrou_écriture(soldey) t4 soldex= soldex – 10 read(soldey) t5 write(soldex) soldey= soldey+ 100 t6 verrou_écriture(soldey) write(soldey) t7 Attente verrou_écriture(soldex) t8 Attente Attente t9 : : Il faut que le SGBD reconnaisse la présence du verrou indéfini ou motel (deadlock)et qu’il le brise d’une manière ou d’une autre. Il n’existe malheureusement qu’une seule solution pour contrer les deadlocks : abandonner une ou plusieurs des transactions. Ceci suppose de défaire toutes les modifications apportées par la (ou les) transaction(s) annulée(s). Dans notre cas si on annule la transaction T2, les verrous détenus par cette transaction sont libérés, T1 pourra poursuivre son travail.
Verrou mortel Deadlock Le deadlock est transparent à l’utilisateur. Le SGBD relancera lui-même les transactions annulées. Trois techniques permettent de gérer les deadlocks • Délai impartis : c’est l’approche la plus simple et la plus pratique. Elle est utilisée par la plupart des SGBD commerciaux. L’inconvénient est que peut être que la transaction qui a dépassé le temps qui lui a été imparti, n’était pas en deadlock mais simplement en attente d’une donnée qui n’a pas encore été libéré. • Prévention des deadlocks (méthode d’estampillage) ou une variante de V2P ( le V2P conservateur), une transaction demande et obtient tous ses verrous au moment où elle débute et, si elle ne les obtient pas tous, attend qu’ils soient disponibles avant de démarrer effectivement. Ce protocole présente l’avantage que si la lutte est acharnée pour obtenir les verrou, le temps de conservation des verrous se trouve réduit parce que les transactions ne sont jamais bloquées et n’attendent donc pas une fois démarrées. Sauf que s’il n’y a pas beaucoup de conflits, les verrous sont détenus plus longtemps pour rien. De plus la charge de verrouillage/dévérouillage est élevée. Et si elle échoue dans l’obtention d’un verrou, elle doit libérer tous les autres déjà obtenus, puis recommencer. En pratique, une transaction n’est pas en mesure de connaître au départ les verrous dont elle aura réellement besoin et de ce fait, risque de verrouiller plus de données que nécessaire. (protocole rarement utilisé). • Détection des deadlocks.
Détection des deadlocks Construction d’un graphe des attentes indiquant les dépendances des transactions : une transaction Ti dépend d’une transaction Tjqd la transaction Tj détient un verrou sur la donnée que Ti attend. Le graphe G(N,F) est construit comme suit : • Créer un nœud pour chaque transaction. • Créer une flèche Ti Tj quand la transaction Ti attend de verrouiller un élément actuellement verrouillé par Tj Un deadlock existe ssi le graphe des attentes contient un cycle. T1 T2 y x
Fréquence de la détection des deadlocks et choix des victimes Comme un cycle dans le graphe des attentes est une condition nécessaire et suffisante pour qu’un deadlock existe, l’algorithme de détection des deadlocks génère le graphe des attentes à des intervalles réguliers dans le temps et vérifie la présence d’un cycle. Le choix de la longueur de l’intervalle entre les exécutions de l’algorithme est important. Si cet intervalle est trop court, la détection prend beaucoup du temps du processeur; s’il est trop long, les verrous risquent de ne pas être détectés dans un intervalle important. Un algorithme dynamique de détection de deadlock part avec une taille initiale d’intervalle. Chaque fois qu’aucun deadlock n’est détecté, l’intervalle de détection peut être augmenté, et à chaque fois qu’un deadlock est détecté, l’intervalle peut être réduit. Dans le cas d’un deadlock, le choix de la (les) transaction(s) victime(s) dépend : • Du temps depuis lequel la transaction s’exécute (la plus récente est moins coûteuse) • Du nombre de données modifiées par la transaction • Le nombre de données que la transaction doit encore mettre à jour. Malheureusement les SGBD ne peuvent le savoir • La victime doit avoir une priorité lors de sa relance (gestion de la famine)
Estampillage Une autre approche, qui garantit aussi la sérialisation, fait appel à des estampilles de temps, cachetées sur les transactions, de façon à classer l’exécution des transactions dans une planification sérielle équivalente. Comme elles ne font intervenir aucun verrou, elles ne peuvent donner lieu à des deadlocks. Avec ces méthodes il n’y a aucune attente : les transactions qui entrent en conflit sont simplement annulées et redémarrées avec une nouvelle estampille. Les estampilles sont générées simplement à partir de l’horloge système au moment du démarrage des transactions ou plus généralement, par incrémentation d’un compteur logique lors de chaque démarrage de transaction. Estampillage Un protocole de contrôle de concurrence qui classe les transactions dans un ordre tel que les transactions plus anciennes, qui portent les estampilles les plus petites, obtiennent la plus grande priorité dans l’éventualité d’un conflit. En plus des estampilles sur les transactions, il y aussi des estampilles sur les données elles-mêmes. Chaque donnée possède une estampille de lecture indiquant l’estampille de la dernière transaction ayant lu la donnée et une estampille d’écriture indiquant l’estampille de la dernière transaction qui a effectuée une écriture sur cette donnée.
Protocole de classement par ordre d’estampille Soit une donnée A et Ti une transaction qui utilise A : I est l’estampille de T et EL(A) l’estampille de lecture sur A et EE(A) l’estampille d’écriture sur A. Procédure de lecture Si EE(A) i alors ‘’Exécuter la lecture’’ ; EL(A) : = Max (EL(A), i) ; Sinon rejeter ; Finsi Procédure d’écriture Si (EL(A) i) et EE(A) i alors Exécuter l’écriture EE(A) : = i ; Sinon rejeter Finsi
Algorithme avec la règle d’écriture de Thomas : Si EL(A) i alors Si EE(A) i alors Executer l’écriture EE(A) : = i ; Finsi Sinon rejeter ; finsi ; Exemple : soient les transactions T1, T2 et T3 avec les estampilles respectives e(T1), e(T2), e(T3), avec e(T1) < e(T2) < e(T3) Au temps t8, l’opération d’écriture par T2 transgresse la première règle d’écriture, de sorte que T2 est annulée et redémarrée au temps t14 Au temps t14, l’écriture par la transaction T1 peut être ignorée en toute sécurité en respect de la règle d’écriture obsolète ignorée, puisqu’elle aurait été écrasée par l’opération d’écriture de la transaction T3 au temps t12
Time opération T1 T2 T3 t1 begin transaction t2 read(soldex) read(soldex) t3 soldex=soldex+10 soldex=soldex+10 t4 write(soldex) write(soldex) begintansaction t5 read(soldey) read(soldey) t6 soldey=soldey+20 soldey=soldey+20 Begin transaction t7 read(soldey) read(soldey) t8 write(soldey) write(soldey) t9 soldey=soldey+30 soldey=soldey+20 t10 write(soldey) write(soldey) t11 soldez= 100 soldez= 100 t12 write(soldez) write(soldez) t13 soldez= 50 soldez=50 commit t14 read(soldez) read(soldez)begin transaction t15 read(soldey) commit read(soldey) t16 soldey=soldey+20 soldey=soldey+20 t17 write(soldey) write(soldey) t18 commit
Récupération d’une base de données Le processus de restauration de la base de données à un état correct dans l’éventualité d’une défaillance Le stockage des données fait généralement appel à différents types de supports, du moins fiable au plus fiable : la mémoire principale, les disques magnétiques, et les bandes magnétiques. La mémoire principale ou mémoire vive est un système de stockage volatile, qui ne résiste habituellement pas aux plantages du système. Les disques magnétiques fournissent un stockage en ligne non volatile/ à la mem principale ils sont plus fiables et bien meilleurs marché mais ils sont plus lents (environ 100 fois plus lents). La bande magnétique est un support de stockage hors ligne non volatile, beaucoup plus fiable que le disque, un peu moins cher mais beaucoup plus lent puisqu’il ne permet que des accès séquentiels. La mémoire est considérée comme le composant de stockage principal, tandis que les autres forment les périphériques de stockage secondaire. Un stockage stable représente des informations dupliquées sur plusieurs supports de stockage non volatiles (généralement des disques) qui présentent des modes de défaillance différents (exemple la technologie des disques RAID : matrice redondante de disques indépendants).
Défaillances possibles • Les plantages système dus aux erreurs de matériel ou de logiciels, conduisant à la perte de mémoire principale. • Les défaillances de supports de données, telles que cassures de tête de lecture ou les supports illisibles entraînant la perte de parties du stockage secondaire • Les erreurs de logiciel d’application, telles que les erreurs logiques dans un programme qui accède à la base de données, provoquant la défaillance d’une ou plusieurs transactions. • Les catastrophes naturelles, comme les incendies, les inondations, les tremblements de terre ou de coupures d’alimentation électrique • Le manque de soin ou la destruction non intentionnelle des données ou des utilitaires par les opérateurs ou les utilisateurs. • Le sabotage, cad, la corruption ou la destruction intentionnelle des données du matériel ou des utilitaires logiciels. Quelque que soit la cause de la défaillance, nous devons tenir compte de deux de ses effets : la perte de la mémoire principale, y compris des tampons de base de données et la perte de la copie sur disque de la base de données. Objectif : réduire ces effets et récupérer le plus de données possible.
L’objectif de la récupération est de réaliser deux des quatre propriétés ACID soit l’atomicité et la durabilité en présence de défaillances. Le gestionnaire de récupération doit s’assurer de ce que, lors de la récupération après une défaillance, soit tous les effets d’une transaction donnée sont enregistrés de manière permanente dans la base de données, soit aucun d’entre eux. La situation se complique du fait que l’écriture dans la base de données n’est pas une action atomique (en une seule étape) et qu’il se peut donc qu’une transaction ait été validée, mais que ses effets n’aient pas encore été enregistrés dans la base de données, simplement parce qu’ils n’ont pas encore pu atteindre la base de données. Si une défaillance se produit entre le temps de validation et l’écriture proprement dite dans la BD, le gestionnaire de récupération doit déterminer l’état de la transaction ayant effectué l’écriture au moment de la défaillance. Si elle a effectué sa validation alors, pour assurer la durabilité, le gestionnaire de récupération doit refaire (redo) les modifications de cette transaction dans la BD (rollfarward ou annulation vers l’avant). A l’inverse, si la transaction ne s’est pas validée au moment de la défaillance, le gestionnaire de récupération doit défaire (undo) ou annuler(rollback) tous les effets de cette transaction sur la BD, pour assurer l’atomicité de la transaction
Undo/Redo T1 T2 T3 T4 T5 T6 tvalidation tdéfaillance t0
T1 et T6 ne sont pas validées au moment du plantage; de ce fait au redémarrage, le gestionnaire de récupération doit les défaire (undo). • En absence de toute information le gestionnaire de récupération doit imposer le redo des transactions T2, T3, T4 et T5. La raison de cette incertitude réside dans le fait que les tampons de BD volatiles ont peut être été écrits sur le disque ou peut être pas. • La gestion des tampons joue donc un rôle important dans le processus de récupération; • Utilitaires de récupération • Un SGBD doit proposer les utilitaires suivants, destinés à faciliter la récupération : • Un mécanisme de sauvegarde, qui s’occupe des sauvegardes périodiques de copies de la BD. • Des outils de journalisation, qui conservent une trace de l’état actuel des transactions et des modifications de la BD. • Un utilitaire de points de contrôle, qui permet de rendre permanentes des modifications de la BD en cours de progression. • Un gestionnaire de récupération, qui permet de restaurer la BD dans un état cohérent à la suite d’une défaillance.
Mécanisme de sauvegarde Le SGBD doit offrir un mécanisme qui permette de sauvegarder des copies de la BD et du fichier de journalisation à des intervalles réguliers, sans imposer d’arrêt préalable du système. La copie de sauvegarde de la BD peut ensuite servir dans l’éventualité d’une destruction de la BD ou même de simples dégâts ponctuels. La sauvegarde peut porter sur une copie complète de la BD ou, dans le cas d’une sauvegarde incrémentielle, des modifications apportées depuis la dernière sauvegarde complète ou incrémentielle. La copie est généralement conservée sur un périphérique de stockage hors ligne, tel qu’une bande magnétique. Fichier de journalisation Pour garder une trace de toutes les transactions de la base de données, le SGBD entretient un fichier spécial, appelé un journal (ou log) contenant les informations des mises à jour appliquées à la BD. Le journal comporte les données suivantes : • Enregistrements de transactions : • L’idf de la transaction; • Le type d’enrgt de journal (début de trans, ajout, modif, sup, annulation, validation); • L’image avant de la donnée: sa val avant le chgt (seulement pour la modif et la sup) • L’image après de la donnée: sa val après le chgt.(pour l’ajout et la modif.) • Les infos de gestion du journal : un ptr. vers les enrgts de journal précédent et suivant, pour cette transaction (toutes opérations). • Enregistrements des points de contrôles.
Exemple de segment de fichier journal Les colonnes PtrP et PtrS représentent des pointeurs respectivement vers les enregts de journal précédent et suivant pour chaque transaction Etant donné l’importance du fichier journal dans le processus de récupération, celui-ci est parfois duplexé ou triplexé (copies stockées dans des supports fiables et rapides (disques magnétiques)
