Συναλλαγές. Εαρινό Εξάμηνο Τμήμα Μηχανικών Η/Υ και Πληροϕορικής Πολυτεχνική Σχολή, Πανεπιστήμιο Πατρών. Συναλλαγές. Βάσεις Δεδομένων ΙΙ

Μέγεθος: px

Εμφάνιση ξεκινά από τη σελίδα:

Download "Συναλλαγές. Εαρινό Εξάμηνο Τμήμα Μηχανικών Η/Υ και Πληροϕορικής Πολυτεχνική Σχολή, Πανεπιστήμιο Πατρών. Συναλλαγές. Βάσεις Δεδομένων ΙΙ"

Αλθαία Φιλομήλα Δημαράς
8 χρόνια πριν
Προβολές:

1 Τμήμα Μηχανικών Η/Υ και Πληροϕορικής Πολυτεχνική Σχολή, Πανεπιστήμιο Πατρών Εαρινό Εξάμηνο

2 Table of contents 1

3 Table of contents 1 2

4 Table of contents 1 2 3

5 1 2 3

6 T read(a) A -= 30 write(a) read(b) B += 30 write(b) Πότε χρειαζόμαστε συναλλαγές?

7 ACID Atomicity

8 ACID Atomicity Consistency

9 ACID Atomicity Consistency Isolation

10 ACID Atomicity Consistency Isolation Durability

11 ACID Atomicity Consistency Isolation Durability

12 Ατομικότητα Οι λειτουργίες της συναλλαγής πρέπει να γίνουν είτε όλες είτε καμία

13 Ατομικότητα Οι λειτουργίες της συναλλαγής πρέπει να γίνουν είτε όλες είτε καμία Συνέπεια Η εκτέλεση μιας συναλλαγής θα πρέπει να διατηρεί τη συνέπεια της βάσης δεδομένων

14 Ατομικότητα Οι λειτουργίες της συναλλαγής πρέπει να γίνουν είτε όλες είτε καμία Συνέπεια Η εκτέλεση μιας συναλλαγής θα πρέπει να διατηρεί τη συνέπεια της βάσης δεδομένων Απομόνωση Κάθε συναλλαγή δε θα πρέπει να ξέρει για τις άλλες συναλλαγές που εκτελούνται ταυτόχρονα

15 Ατομικότητα Οι λειτουργίες της συναλλαγής πρέπει να γίνουν είτε όλες είτε καμία Συνέπεια Η εκτέλεση μιας συναλλαγής θα πρέπει να διατηρεί τη συνέπεια της βάσης δεδομένων Απομόνωση Κάθε συναλλαγή δε θα πρέπει να ξέρει για τις άλλες συναλλαγές που εκτελούνται ταυτόχρονα Αντοχή Μετά την επιτυχή εκτέλεση μιας συναλλαγής θα πρέπει οι αλλαγές να παραμένουν στην βάση.. δεδομένων....

16 Καταστάσεις Συναλλαγών Ενεργή

17 Καταστάσεις Συναλλαγών Ενεργή Εν μέρη εκτελεσμένη

18 Καταστάσεις Συναλλαγών Ενεργή Εν μέρη εκτελεσμένη Αποτυχημένη

19 Καταστάσεις Συναλλαγών Ενεργή Εν μέρη εκτελεσμένη Αποτυχημένη Διακοπείσα

20 Καταστάσεις Συναλλαγών Ενεργή Εν μέρη εκτελεσμένη Αποτυχημένη Διακοπείσα Εκτελεσμένη

21 Ταυτόχρονη vs Σειριακή Εκτέλεση Για ένα σύνολο συναλλαγών προς εκτέλεση: Σειριακά ή "Παράλληλα"? Σειριακή Η σειριακή εκτέλεση δε δημιουργεί προβλήματα στη συνέπεια, αλλά..

22 Ταυτόχρονη vs Σειριακή Εκτέλεση Για ένα σύνολο συναλλαγών προς εκτέλεση: Σειριακά ή "Παράλληλα"? Σειριακή Η σειριακή εκτέλεση δε δημιουργεί προβλήματα στη συνέπεια, αλλά.. "Παράλληλη" Βελτιωμένη απόδοση και Χρήση Πόρων Περιορισμένος Χρόνος Αναμονής

23 Συνέπεια T 1 T 2 read(a) A = A-50 read(a) A = A -50 write(a) read(b) write(a) read(b) B = B + 50 write(b) B = B + 50 write(b)

24 Σειριακή Διάταξη με Διένεξη Δύο εντολές έρχονται σε διένεξη αν: είναι διαϕορετικών συναλλαγών χρησιμοποιούν τα ίδια δεδομένα μια από αυτές είναι write()

25 Σειριακή Διάταξη με Διένεξη Αν ένα χρονοδιαγράμματα μπορεί να μετασχηματιστεί σε ένα άλλο από μια σειρά εναλλαγών εντολών που δεν έρχονται σε διένεξη, λέμε ότι τα χρονοδιαγράμματα αυτά είναι ισοδύναμα ως προς τις διενέξεις.

26 Σειριακή Διάταξη με Διένεξη Αν ένα χρονοδιαγράμματα μπορεί να μετασχηματιστεί σε ένα άλλο από μια σειρά εναλλαγών εντολών που δεν έρχονται σε διένεξη, λέμε ότι τα χρονοδιαγράμματα αυτά είναι ισοδύναμα ως προς τις διενέξεις. Ένα χρονοδιάγραμμα S είναι σε σειριακή διάταξη αν είναι ισοδύναμο ως προς τις διενέξεις με ένα σειριακό χρονοδιάγραμμα.

27 Σειριακή Διάταξη με Διένεξη Αν ένα χρονοδιαγράμματα μπορεί να μετασχηματιστεί σε ένα άλλο από μια σειρά εναλλαγών εντολών που δεν έρχονται σε διένεξη, λέμε ότι τα χρονοδιαγράμματα αυτά είναι ισοδύναμα ως προς τις διενέξεις. Ένα χρονοδιάγραμμα S είναι σε σειριακή διάταξη αν είναι ισοδύναμο ως προς τις διενέξεις με ένα σειριακό χρονοδιάγραμμα. Ιδιαίτερα αυστηρό κριτήριο

28 Σειριακή Διάταξη με Διένεξη T1 read(a) write(a) read(b) write(b) T2 read(a) write(a) read(b) write(b) Σειριακή διάταξη?

29 Έλεγχος σειριακής διάταξης Γράϕημα Προτεραιότητας κόμβοι: συναλλαγές ακμές: T i T j αν: T i εκτελεί write(a) πριν η T j εκτελέσει read(a) T i εκτελεί write(a) πριν η T j εκτελέσει write(a) T i εκτελεί read(a) πριν η T j εκτελέσει write(a)

30 Έλεγχος σειριακής διάταξης Γράϕημα Προτεραιότητας κόμβοι: συναλλαγές ακμές: T i T j αν: T i εκτελεί write(a) πριν η T j εκτελέσει read(a) T i εκτελεί write(a) πριν η T j εκτελέσει write(a) T i εκτελεί read(a) πριν η T j εκτελέσει write(a) Αν το γράϕημα περιέχει κύκλο, τότε το αντίστοιχο χρονοδιάγραμμα δεν είναι σειριακής διάταξης με διένεξη

31 Παράδειγμα είναι τα παρακάτω σειριοποιήσιμα? S1 = R1(x),R2(y), W2(x), W1(x) S2 = R4(x), R1(x), R2(y), W2(x), R3(y), W3(y), R4(z), W4(x), W2(z), W4(y)

32 1 2 3

33 Πως διασϕαλίζουμε ότι τα χρονοδιαγράμματα μπαίνουν σε σειριακή διάταξη?

34 Καταστάσεις Κλειδώματος Κοινόχρηστη (S) Αποκλειστική (X) S X S True False X Flase Flase Συναρτήσεις lock-s(a) lock-x(a) unlock(a)

35 Πρωτόκολλο κλειδώματος δυο ϕάσεων 2PL κάθε συναλλαγή κλειδώνει και ξεκλειδώνει πόρους σε 2 ϕάσεις: Φάση Ανάπτυξης Φάση Σύμπτυξης Παραλλαγές: Strict 2PL Rigorous 2PL Διασϕαλίζει Σειριακή Διάταξη Διένεξης

36 Παράδειγμα μπορεί το παρακάτω χρονοπρόγραμμα να είναι αποτέλεσμα του 2PL? R1[x], W2[x], R1[x]

37 Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W1[y]; W3[y]; W1[z]; R2[z]; R3[z]

38 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] T 1 T 2 T 3 x y z

39 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] T 1 x y z X T 2 X1[y] R1[y] T 3

40 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] T 1 T 2 x y z S X X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] T 3

41 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] T 1 T 2 x y z S X X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] T 3

42 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] T 1 T 2 x y z X X S X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] X1[z] T 3

43 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] T 1 T 2 x y z X X S X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] X1[z] U1[y] T 3

44 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] X1[z] U1[y] T 1 T 2 T 3 x y z X X S X X3[y] W 3[y]

45 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] X1[z] U1[y] T 1 T 2 T 3 x y z X X S X X3[y] W 3[y] W 1[z]

46 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] X1[z] U1[y] T 1 T 2 T 3 x y z X X S X X3[y] W 3[y] W 1[z] U1[z]

47 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] X1[z] U1[y] T 1 T 2 T 3 x y z X X S S X X3[y] W 3[y] W 1[z] U1[z] S2[z] R2[z]

48 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] X1[z] U1[y] T 1 T 2 T 3 x y z X S X X S S X3[y] W 3[y] W 1[z] U1[z] S2[z] R2[z] S3[z] R3[z]

49 Λύση - Άσκηση 1 R1[y]; R2[x]; W 1[y]; W 3[y]; W 1[z]; R2[z]; R3[z] X1[y] R1[y] S2[x] R2[x] W 1[y] X1[z] U1[y] T 1 T 2 T 3 x y z X S X X S S X3[y] W 3[y] W 1[z] U1[z] S2[z] R2[z] S3[z] R3[z] U1, 2, 3[all]

50 Άσκηση 2 R1(X);R2(Y);W1(X);R2(X);R3(Z);W3(Z);R1(Y);R3(X);W1(Y);

51 1 2 3

52 Abraham Silberschatz, Henry F. Korth and S. Sudarshan, Database System Concepts Fourth Edition, McGraw-Hill, 2002 Raghu Ramakrishnan and Johannes Gehkre, Database Management Systems Second Edition, McGraw Hill, 2000

Σχετικά έγγραφα

Βάσεις Δεδομένων 2. Φροντιστήριο Δοσοληψίες Τεχνικές ελέγχου συνδρομικότητας. Ημερ: 05/5/2009 Ακ.Έτος 2008-09

Βάσεις Δεδομένων 2. Φροντιστήριο Δοσοληψίες Τεχνικές ελέγχου συνδρομικότητας. Ημερ: 05/5/2009 Ακ.Έτος 2008-09 Βάσεις Δεδομένων 2 Φροντιστήριο Δοσοληψίες Τεχνικές ελέγχου συνδρομικότητας Ημερ: 05/5/2009 Ακ.Έτος 2008-09 Θεωρία-Επανάληψη Δοσοληψία-ορισμός Το πρόβλημα της απώλειας των ενημερώσεων Το πρόβλημα της προσωρινής