Contr

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Contrôle de lAccès Simultané

• Chapitre 17

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Plans Sérialisables par Rapport aux Conflits

• Deux actions sont en conflit si
• elles opèrent sur le même élément de la BD,
• elles appartiennent à différentes transactions,
• une delles au moins est une action décriture.
• Deux plans sont équivalents par rapport aux
  conflits si
• Ils contiennent les mêmes actions des mêmes
  transactions.
• Chaque pair dactions conflictuelles est ordonnée
  de la même manière dans les deux plans.
• Un plan S est sérialisable par rapport aux
  conflits ssi S est équivalent par rapport aux
  conflits à un (quelconque) plan séquentiel
  (sériel).
• Rappel
• plan sérialisable
• plan recouvrable
• plan évitant les abandons en cascade

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Exemple

• Le plan suivant nest pas sérialisable p.r.
  conflits
• Le cycle dans ce graphe révèle le problème. Le
  résultat de T1 dépend de T2 et vice-versa.

T1 R(A), W(A), R(B), W(B) T2
R(A), W(A), R(B), W(B)
A
T1
T2
Graphe de dépendance
B
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Graphe de Dépendance

• Graphe de dépendance (précédence) contient
• un nœud par Xact
• une arête de Ti à Tj si une action de Ti précède
  et entre en conflit avec une action de Tj.
• Théorème Un plan est sérialisable p.r. conflits
  si et seulement si son graphe de dépendance est
  acyclique.

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2PL Strict Rappel

• Protocole Strict Two-phase Locking (Strict
  2PL)
• Chaque Xact doit obtenir un verrou (partagé) du
  genre S sur un objet avant de le lire, et un
  verrou (exclusif) du genre X sur un objet avant
  de le lire.
• Tous les verrous sont retenus par une Xact
  jusquà sa fin complète.
• Si une Xact retient un verrou X sur objet,
  aucune autre Xact ne peut obtenir un verrou sur
  cet objet.
• 2PL strict ne permet que des plans dont le graphe
  de dépendance est acyclique.

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2PL

• Protocole Two-phase Locking (2PL)
• Chaque Xact doit obtenir un verrou (partagé) du
  genre S sur un objet avant de le lire, et un
  verrou (exclusif) du genre X sur un objet avant
  de le lire.
• Aucune Xact ne peut obtenir de verrous
  supplémentaires après quelle ait relâché un
  verrou.
• Si une Xact retient un verrou X sur objet,
  aucune autre Xact ne peut obtenir un verrou sur
  cet objet.
• 2PL permet des plans non recouvrables.

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Gestion des Verrous

• Les requêtes pour verrouiller/déverrouiller sont
  traitées par le lock manager.
• Le lock manager maintient une table des verrous,
  i.e. une table de hachage avec lidentité de
  lobjet de la base de données comme clé.
• Une entrée dans la table des verrous contient au
  moins
• de Xacts présentement verrouillant un objet
• Type de verrous (S ou X)
• Pointeur vers la queue des requêtes des verrous
• Verrouiller et déverrouiller doivent être des
  opérations atomiques.
• Promouvoir un verrou transformer un verrou S en
  un verrou X.
• Rétrograder un verrou transformer un verrou X en
  un verrou S. Cette approche est la plus répandue
  dans les systèmes commerciaux.

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Interblockages (Deadlocks)

• Interblockage Cycle des transactions attendant
  que dautres transactions leur passent des
  verrous sur un objet donnée.
• Deux voies de solutions classiques pour traiter
  les interblockages sont
• prévention
• détection

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Prévention des Interblockages

• Assigner des priorités basées sur des estampilles
  (timestamps) lestampille la plus petite a
  la plus grande priorité i.e. les vieilles Xacts
  ont priorité sur les plus jeunes.
• Supposez que Ti veut un verrou retenu par Tj.
  Deux polices sont possibles à ce sujet
• Wait-Die Si Ti a une plus grande priorité,
  Ti attend que Tj finisse sinon Ti est abandonnée
  et recommencée
• Wound-wait Si Ti a une plus grande priorité,
  Tj est abandonnée et recommencée sinon Ti attend
• Si une transaction recommence, elle doit
  reprendre son estampille initiale.
• La prévention est aussi possible en utilisant un
  2PL conservateur chaque Xact obtient à lavance
  tous les verrous dont elle pourrait avoir besoin.

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Détection des Interblockages

• Créer un graphe waits-for
• Les nœuds sont des transactions
• Il y a une arête allant de Ti à Tj si Ti est
  entrain dattendre que Tj relâche un verrou
• Ensuite vérifier périodiquement sil ny a pas de
  cycles dans le graphe waits-for.

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Détection des Interblockages (Suite)

• Exemple
• T1 S(A), R(A), S(B)
• T2 X(B),W(B) X(C)
• T3 S(C), R(C) X(A)
• T4 X(B)

T1
T2
T1
T2
T4
T3
T3
T3
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Contrôle dAccès Simultané Optimiste

• Le verrouillage est une approche conservatrice et
  pessimiste dans laquelle on prévient les
  conflits. Desavantages
• Coût de la gestion des verrous
• Détection/résolution des interblockages
• Congestion pour les objets très utilisés
• Si les conflits sont plutôt rares, on pourrait
  gagner en accès simultané en évitant de
  verrouiller les objets, mais plutôt en vérifiant
  la présence des conflits avant que les Xacts ne
  soient validées.

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Le Modèle de Kung-Robinson

• Dans un protocole optimiste, les Xacts ont trois
  phases
• LECTURE Les Xacts lisent les données de la base
  de données, mais procèdent aux changements sur
  des copies privées des données lues.
• VALIDATION Chercher les conflits.
• ECRITURE Les copies locales modifiées par les
  Xacts validées sont rendues publiques.

ROOT
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Accès Simultané à Base dEstampilles

• Idée Donner à chaque objet une estampille de
  lecture (RTS), une estampille décriture (WTS),
  ainsi quune estampille de base (TS) au moment où
  elle commence
• Si laction ai dune Xact Ti est en conflit avec
  une action aj dune autre Xact Tj, et TS(Ti) lt
  TS(Tj), alors ai doit être exécutée avant aj.
  Sinon, recommencer toute Xact qui violerait cet
  ordre.

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Lorsque une Xact T veut Lire un Objet O

• Si TS(T) lt WTS(O), cela viole lordre des
  estampilles par rapport à la Xact qui a écrit O.
• Ainsi if faut abandonner T et la recommencer avec
  une nouvelle et plus grande estampille TS. (Si T
  est recommencé avec la même TS, T échouera à
  nouveau!)
• Si TS(T) gt WTS(O)
• Permettre à T de lire O.
• RTS(O) devient max(RTS(O), TS(T))
• Les changements faits sur RTS(O) lors des
  lectures doivent être écrits sur disque! Cela
  entraîne des coûts (de même que les incessants
  recommencements des Xacts).

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Lorsquune Xact T veut Écrire un Objet O

• Si TS(T) lt RTS(O), cela viole lordre des
  estampilles par rapport à la Xact qui a écrit O.
  Doù T est abandonnée puis recommencée.
• Si TS(T) lt WTS(O), cela viole lordre des
  estampilles par rapport à la Xact qui a écrit O.
  (Abandonner T ou appliquer la règle de Thomas)
• Règle décriture de Thomas On peut ignorer de
  telles modifications périmées pas besoin de
  recommencer T! (la modification faite par T est
  effectivement suivie par une autre sans lectures
  intercalées.) Ceci permet quelques plans
  sérialisables mais pas sérialisables par rapport
  aux conflits
• Sinon, permettre à T décrire O
• et WST(O) prend la même
• valeur que TS(T).

T1 T2 R(A) W(A)
Commit W(A) Commit
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Estampilles vs.Recouvrabilité

• Malheureusement, les estampilles permettent des
  plans nonrecouvrables

• La méthode des estampilles peut être
• modifiée afin de permettre seulement
• des plans recouvrables 2 stratégies sont
  possibles
• Stocker toute écriture en tampon jusquà la
  validation de la Xact qui écrit (Mais mettre à
  jour la WTS(O) lorsque lécriture est permise.)
• Bloquer toute Xact T qui lit (où TS(T) gt WTS(O))
  jusquà ce que la Xact qui écrit O soit validée.
• Similitude avec 2PL les Xacts qui lisent ne
  relâchent les verrous quaprès validation.

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Résumé

• Plusieurs méthodes de contrôle daccès simultané
  basées sur le verrouillage existent (Strict 2PL,
  2PL). Le graphe de dépendance permet de détecter
  les conflits entre Xacts.
• Le lock manager gère les verrous sur les objets.
  Les interblockages peuvent soit être prévenus ou
  détectés.

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Résumé (Suite)

• Le contrôle daccès simultané optimiste vise à
  minimaliser les coûts dun tels accès dans un
  environnement dit optimiste dans lequel les
  lectures sont répandues et les écritures plutôt
  rares.
• Le contrôle optimiste engendre cependant dautres
  coûts beaucoup de systèmes commerciaux utilisent
  le verrouillage.
• Les estampilles sont une autre alternative à 2PL
  elles permettent certains plans sérialisables que
  2PL ne permettent pas.
• La recouvrabilité avec les estampilles est
  similaire au traitement des écritures dans 2PL.