Synchronisation, Skripte von Semantik

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Mehrbenutzer Synchronisation

Konflikt-Kategorien Serialisierung Historien Sperrungen Verklemmungen Optimistische Synchronisation Synchronisation in SQL

Kapitel 11

Mehrbenutzersynchronisation Ausführung der drei Transaktionen T 1 , T 2 und T 3 : (a) im Einzelbetrieb und(b) im (verzahnten) Mehrbenutzerbetrieb (gestrichelte Linienrepräsentieren Wartezeiten)

Zeitachse

T 1 T 2 T 3 T 1 T 2 T 3

Fehler bei unkontrolliertem Mehrbenutzerbetrieb II Abhängigkeit von nicht freigegebenen Änderungen

read(A,a

1

write(A,a

2

a

2

:= a

2

read(A,a

2

T 2

abort

read(B,b

1

write(A,a

1

a

1

:= a

1

• 300 T 1

Schritt

Fehler bei unkontrolliertem Mehrbenutzerbetrieb III Phantomproblem

from

Konten

select

sum(Kontostand)

values

C,1000,...)

insert into

Konten

from

Konten

select

sum(KontoStand)

T 2 T 1

S erielle Ausführung von T 1 vor T 2 , also T 1 | T 2^ commit

write( A)

read( A)

write( C)

read( C)

BOT

commit

write( B)

read( B)

write( A)

read( A)

BOT

T 2 T 1 Schritt

Nicht serialisierbare Historie commit

write( B)

read( B)

commit

write( B)

read( B)

write( A)

read( A)

BOT

write( A)

read( A)

BOT

T 3 T 1 Schritt

Eine Überweisung ( T 1 ) und eine Zinsgutschrift ( T 3 )

commit

write(

B,b 1

b 1

b 1

read(

B,b 1

commit

write(

B,b 2

b 2

b 2

read

(B,b 2 )

write

(A,a 2 )

a 2

a 2

read(

A,a 2

BOT

write(

A,a 1

a 1

a 1

• 50

read(

A,a 1

BOT

T

3

T

1

Schritt

Dieselbe r/w-Konstellation, diesmalzum Konflikt führend. Die DB greiftzur Kontrolle nur auf die r/w-Struktur zu, nicht auf die Semantikder Anwendung!

Motivation: Zusammenhang ACID – Scheduler Um die Isolation (I in ACID) einer Transaktion zugewährleisten, darf die Datenbank nur serialisierbareHistorien zulassen. Der Scheduler stellt dies sicher, nicht indem er (imNachhinein) schaut, ob die Historie serialisierbar war,sondern indem er nichtserialisierbare Historien gar nichterst zulässt.

Theorie der Serialisierbarkeit Konsistenzanforderung einer Transaktion T i entweder abort oder commit aber nicht beides! Falls T i^ ein abort durchführt, müssen alle anderen Operationen p (A) vori ai ausgeführt werden, also p (A) <i i^ a .i Analoges gilt für das commit , d.h. p (A) <i i^ c i^ falls T i „ committed “. Wenn T i^ ein Datum A liest und auch schreibt, muss die Reihenfolge festgelegt werden, also entweder ri (A) < i^ w (A)i^ oder w (A) <i^ i^ r (A).i

Theorie der Serialisierbarkeit II

Historie

r (A) undi^ r (A): In diesem Fall ist die Reihenfolge der Ausführungenj irrelevant, da beide TAs in jedem Fall denselben Zustand lesen. Diese beidenOperationen stehen also nicht in Konflikt zueinander, so dass in der Historieihre Reihenfolge zueinander irrelevant ist.r (A) undi^ w (A): Hierbei handelt es sich um einen Konflikt, daj T i^

entweder

den alten oder den neuen Wert von

A liest. Es muss also entweder r (A) vori^ w (A) oderj w (A) vor rj (A) spezifiziert werden.i^ w (A) undi r (A): analogj w (A) undi w (A): Auch in diesem Fall ist die Reihenfolge der Ausführungj

entscheidend für den Zustand der Datenbasis; also handelt es sich umKonfliktoperationen, für die die Reihenfolge festzulegen ist.

Beispiel-Historie mit vollständig geordneter Zeit r

(B) w

(A) w

(B) c

w

(C) r

(A) w

(A) c

r

(A) w

(B) c

w

(C) H = t

Historie für drei Transaktionen Beispiel-Historie für 3 TAs r

(B) w

(A) w

(B) c

w

(C) r

(A) w

(A) c

r

(A) w

(B) c

w

(C) H =

r 1

(A)

r 2

(C)

w 1

(A)

w 2

(C)

r 1

(B)

w 1

(B)

c 1

r 2

(A)

w 2

(A)

c 2 r 1

(A)

w 1

(A)

r 2

(C)

w 2

(C)

r 1

(B)

w 1

(B)

c 1

r 2

(A)

w 2

(A)

c 2 r 1

(A)

w 1

(A)

r 1

(B)

r 2

(C)

w 2

(C)

w 1

(B)

c 1

r 2

(A)

w 2

(A)

c 2 r 1

(A)

w 1

(A)

r 1

(B)

w 1

(B)

c 1

r 2

(C)

w 2

(C)

r 2

(A)

w 2

(A)

c 2 commit

write( A)

read( A)

commit

write( B)

read( B)

write( C)

write( A)

read( C)

BOT

read( A)

BOT

T 2 T 1 Schritt (s. Folie 6) (s. Folie 7) commit

write( A)

read( A)

write( C)

read( C)

BOT

commit

write( B)

read( B)

write( A)

read( A)

BOT

T 2 T 1 Schritt

Serialisierbare Historie Eine Historie ist serialisierbar, wenn sie äquivalent zu einer seriellen Historie Hs ist. Historie ... r (A) w

(A) w

(B) r (A) w

(A) c

r (A) w

(B) c

H = c