Concurrencias BD

1. • Los sistemas de bases de datos, según el número de
usuarios que pueden utilizarlos de forma concurrente, se
clasifican en sistemas monousuario y multiusuario
• Varios usuarios pueden usar un mismo equipo a la vez
gracias a la multiprogramación: el computador puede
procesar al mismo tiempo varias transacciones
– Si el equipo tiene varias CPU, es posible el procesamiento
simultáneo (paralelo) de transacciones
– Si sólo hay una CPU, el SO de multiprogramación reparte el
tiempo de CPU entre las transacciones:
ejecución concurrente intercalada
modelo que supondremos
Introducción

2. • Varias transacciones introducidas por usuarios, que se
ejecutan de manera concurrente, pueden leer/modificar
los mismos elementos almacenados en la base de datos
• Razones para permitir la concurrencia:
– Aumentar la productividad: número de transacciones ejecutadas por
minuto.
– Aumentar la utilización de la CPU (menos tiempo ociosa) y Control
del disco.
– Reducir el tiempo medio de respuesta de transacciones (las
‘pequeñas’ no esperan a las ‘grandes’).
Introducción…

3. • ... porque pueden surgir problemas si las transacciones
concurrentes se ejecutan de manera no controlada
• Ejemplo sencillo:
sistema de bases de datos que permite hacer y anular reservas de
plazas en vuelos de diferentes compañías aéreas.
– Se almacena un registro por cada vuelo, que incluye, entre otras
cosas, el número de asientos reservados en el vuelo
– Sean dos transacciones T1 y T2 concurrentes:
 T1 transfiere N reservas realizadas en un vuelo X a otro vuelo Y
 T2 reserva M plazas en el vuelo X
y problemas de la concurrencia
¿Por qué es necesario el control de la concurrencia?

4. y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
Transacción T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;
escribir_elemento(Y);
Transacción T2
leer_elemento(X);
X:= X+M;
escribir_elemento(X);
• Aunque las transacciones pueden ser perfectamente
correctas en sí mismas, la ejecución concurrente de T1 y T2
puede producir un resultado incorrecto, debido a la
intercalación de sus operaciones, poniendo en cuestión
la integridad y la coherencia de la base de datos

5. Tema 7. Control de la concurrencia 5
• La actualización perdida
– T1 y T2 que acceden a los mismos datos, tienen sus operaciones
intercaladas de modo que hacen incorrecto el valor de algún dato
y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;
escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);
X:= X+M;
escribir_elemento(X);
El elemento X tiene un valor
incorrecto porque su
actualización por T1 se
‘perdió’ (se sobreescribió)

6. Tema 7. Control de la concurrencia 6
• La actualización temporal (o lectura sucia)
– T1 actualiza un elemento X de la BD y luego falla, pero antes de que
se restaure el valor original de X, T2 tiene acceso al «valor temporal»
de X
… y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
…
T2
leer_elemento(X);
X:= X+M;
escribir_elemento(X);
T1 falla y debe devolver a X su
antiguo valor; pero mientras, T2
ha leído el valor ‘temporal’
incorrecto de X (dato sucio)

7. 7
• El resumen incorrecto
– Otra transacción T3 calcula una función agregada de resumen sobre
varios registros (suma las plazas reservadas para todos los vuelos), mientras
otras transacciones, como T1, actualizan dichos registros: puede que
T3 considere unos registros antes de ser actualizados y otros después
… y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;
escribir_elemento(Y);
T3
suma:=0;
leer_elemento(A);
suma:= suma+A;
…
…
…
leer_elemento(X);
suma:= suma+X;
leer_elemento(Y);
suma:= suma+Y;
…
…
…
T3 lee X después de
restar N, pero lee Y
antes de sumar N, así
que el resultado es un
resumen incorrecto
(discrepancia de N)

8. Tema 7. Control de la concurrencia 8
• La lectura no repetible
– T4 lee un elemento X dos veces y otra transacción, como T1, modifica
dicho X entre las dos lecturas: T4 recibe diferentes valores para el
mismo elemento
… y problemas de la concurrencia
Problemas potenciales provocados por la concurrencia
T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;
escribir_elemento(Y);
T4
leer_elemento(X);
…
leer_elemento(X);
…
T4 lee X antes de
restar N
T4 lee X después
de restar N

9. • Objetivo de un protocolo de control de concurrencia:
– Planificar las transacciones de forma que no ocurran
interferencias entre ellas, y así evitar la aparición de los
problemas mencionados
• Solución obvia: no permitir intercalación de operaciones de
varias transacciones
Serializabilidad
Motivación
Planificación A
T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;
escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);
X:= X+M;
escribir_elemento(X);
Planificación B
T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;
escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);
X:= X+M;
escribir_elemento(X);

10. • Pero el objetivo de un SGBD multiusuario también es
maximizar el grado de concurrencia del sistema
• Si se permite la intercalación de operaciones, existen
muchos órdenes posibles de ejecución de las transacciones
Serializabilidad
Motivación
¿Existe algún modo de identificar las ejecuciones que está garantizado que
protegen la consistencia de la base de datos?
Teoría de la Serializabilidad
Planificación C: actualización perdida!
T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;
escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);
X:= X+M;
escribir_elemento(X);
Planificación D: correcta!
T1
leer_elemento(X);
X:= X-N;
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+N;
escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(X);
X:= X+M;
escribir_elemento(X);

11. • Cada transacción comprende una secuencia de operaciones
que incluyen acciones de lectura y escritura en la BD, que
finaliza con una confirmación (commit) o anulación (rollback)
• Una planificación P de n transacciones concurrentes
T1, T2 ... Tn es una secuencia de las operaciones realizadas
por dichas transacciones, sujeta a la restricción de que
para cada transacción Ti que participa en P,
sus operaciones aparecen en P
en el mismo orden en el que ocurren en Ti
Serializabilidad
Planificación de transacciones

12. • Para el control de la concurrencia (y recuperación de fallos)
interesa prestar mayor atención a estas operaciones:
• Ejemplos de planificaciones de transacciones
– El subíndice de cada operación indica la transacción que la realiza
PA: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ;
PB: l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ;
PC: l1(X) ; l2(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e2(X) ; c2 ; e1(Y) ; c1 ;
PD: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ;
PE: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; r1 ;
Serializabilidad
Planificación de transacciones
operación abreviatura
leer_elemento l
escribir_elemento e
commit c
rollback r

13. • Una planificación serie P es aquella en la que las
operaciones de cada transacción se ejecutan
consecutivamente sin que se intercalen operaciones de
otras transacciones
PA: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ;
PB: l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ;
• Toda planificación serie es correcta BD consistente
• Pero no se garantiza que los resultados de todas las
ejecuciones en serie de las mismas transacciones sean
idénticos
– Ejemplo: cálculo del interés de una cuenta bancaria antes o después de realizar
un ingreso considerable
en general, son inaceptables en la práctica (ineficiencia)
Serializabilidad
Planificación serie

14. • Una planificación no serie P es aquella en la que las
operaciones de un conjunto de transacciones
concurrentes se ejecutan intercaladas
PC: l1(X) ; l2(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e2(X) ; c2 ; e1(Y) ; c1 ;
PD: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ;
• Hemos de determinar qué planificaciones no serie
permiten llevar la BD a un estado al que pueda
llegarse mediante una ejecución en serie
Serializabilidad
Planificación no serie
Este es el objetivo de la
Serializabilidad
KO

15. • Si dos transacciones únicamente leen un determinado
elemento de datos, no entran en conflicto entre sí y el
orden de las operaciones no es importante
• Si hay dos transacciones que leen o escriben elementos
de datos independientes, no entran en conflicto entre sí y
el orden de las operaciones no es importante
• Si una de las transacciones escribe un elemento de datos y
la otra lee o escribe el mismo elemento, entran en
conflicto y el orden de las operaciones sí es
importante
Serializabilidad
Equivalencia por conflictos

16. • En una planificación, 2 operaciones están en conflicto si
– pertenecen a diferentes transacciones,
– tienen acceso al mismo elemento X,
– y al menos una de ellas es escribir_elemento(X)
Operaciones en conflicto en las planificaciones PC y PD:
PC: l1(X) ; l2(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e2(X) ; c2 ; e1(Y) ; c1;
PD: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ;
• Dos planes son equivalentes por conflictos si el orden
de cualesquiera dos operaciones en conflicto es el
mismo en ambos planes
Serializabilidad
Equivalencia por conflictos

17. • Una planificación P es serializable por conflictos si
equivale por conflictos a alguna planificación serie S
Podremos intercambiar cada dos operaciones de P consecutivas de
transacciones distintas y sin conflicto, hasta obtener la planificación
serie equivalente
PD : l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ;
PD1: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; l1(Y) ; c2 ; e1(Y) ; c1 ;
PD2: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c2 ; c1 ;
PD3: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; e2(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; c2 ;
PD4: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; l1(Y) ; e2(X) ; e1(Y) ; c1 ; c2 ;
PD5: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; e2(X) ; c1 ; c2 ;
PD6: l1(X) ; e1(X) ; l2(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; e2(X) ; c2 ;
PD7: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; l2(X) ; e1(Y) ; c1 ; e2(X) ; c2 ;
PD8: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; l2(X) ; c1 ; e2(X) ; c2 ;
PD9: l1(X) ; e1(X) ; l1(Y) ; e1(Y) ; c1 ; l2(X) ; e2(X) ; c2 ;
Serializabilidad
Planificación serializable por conflictos
¡Es una planificación serie!
PD es serializable

18. • Construcción del grafo de precedencia (o de serialización)
– Es un grafo dirigido G = ( N, A )
– N es un conjunto de nodos y A es un conjunto de aristas dirigidas
– Algoritmo:
 Crear un nodo por cada transacción Ti en P
 Crear una arista Tj Tk si Tk lee el valor de un elemento después
de que Tj lo haya escrito
 Crear una arista Tj Tk si Tk escribe el valor de un elemento
después de que Tj lo haya leído
 Crear una arista Tj Tk si Tk escribe el valor de un elemento
después de que Tj lo haya escrito
Ti
Serializabilidad
Detección de la serializabilidad por conflictos
Tj Tk

19. • Una arista Tj  Tk indica que Tj debe aparecer antes que Tk
en una planificación serie equivalente a P, pues dos
operaciones en conflicto aparecen en dicho orden en P
• Si el grafo contiene un ciclo, P no es serializable por
conflictos
– Un ciclo es una secuencia de aristas C=((Tj Tk), (Tk Tp),... (Ti Tj))
• Si no hay ciclos en el grafo, P es serializable
Es posible obtener una planificación serie S equivalente a
P, mediante una ordenación topológica de los nodos
Serializabilidad
Detección de la serializabilidad por conflictos (y 2)
T1 T2
PA
T1 T2
PB
T1 T2
PC
T1 T2
PD

20. Planificación E
Serializabilidad
Ejemplo de planificación no serializable
Transacción T1
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);
Transacción T2
leer_elemento(Z);
leer_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
Transacción T3
leer_elemento(Y);
leer_elemento(Z);
escribir_elemento(Y);
escribir_elemento(Z);
T1
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(Z);
leer_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
T3
leer_elemento(Y);
leer_elemento(Z);
escribir_elemento(Y);
escribir_elemento(Z);
T1 T2
Y
X
T3
Y,Z
Y
Hay dos ciclos:
T1→T2→T1 y
T1→T2→T3→T1

21. Planificación F
Serializabilidad
Ejemplo de planificación serializable
Transacción T1
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);
Transacción T2
leer_elemento(Z);
leer_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
Transacción T3
leer_elemento(Y);
leer_elemento(Z);
escribir_elemento(Y);
escribir_elemento(Z);
T1
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
leer_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);
T2
leer_elemento(Z);
leer_elemento(Y);
escribir_elemento(Y);
leer_elemento(X);
escribir_elemento(X);
T3
leer_elemento(Y);
leer_elemento(Z);
escribir_elemento(Y);
escribir_elemento(Z);
T1 T2
X,Y
T3
Y,Z
Y
La planificación
serie equivalente
es T3 → T1 → T2

22. Es el SO el que distribuye los recursos
para los procesos, y determina la
intercalación de las operaciones de las
transacciones concurrentes
(ejecutadas como procesos del SO)
Planificación P
(ordenamiento de
las operaciones)
• Carga del sistema
• Momento de
introducción de las
transacciones
• Prioridades de los
procesos
...
Planificador de
Tareas del SO
Serializabilidad
Aplicaciones de la serializabilidad
Es necesario encontrar técnicas que garanticen la
serializabilidad, sin tener que verificar a posteriori
¡¡enfoque muy
poco práctico!!
Parece, pues, que habría que
comprobar si P es serializable
una vez ejecutadas las
transacciones incluidas en P...
Ejecución de
Transacciones
NO
SI
OK
Cancelar el
efecto de P
reintentar
¿P serializable?

23. • Métodos basados en la teoría de la serializabilidad,
que definen un conjunto de reglas (o protocolo) tal que...
– si todas las transacciones las cumplen, o
– el subsistema de control de concurrencia del SGBD las
impone (automáticamente)
... se asegura la serializabilidad de toda planificación
de transacciones
• Clasificación
– Métodos de bloqueo
– Métodos de marca de tiempo
– Técnicas de multiversión
– Métodos optimistas
Técnicas de control de concurrencia

24. • Uso de bloqueos para controlar el acceso concurrente a los
elementos de datos almacenados en la base de datos
• Reglas básicas del bloqueo:
– Bloqueo compartido: si una transacción tiene un bloqueo
compartido sobre un elemento de datos, puede leer el elemento,
pero no actualizarlo (escribir)
 Varias transacciones pueden mantener a la vez bloqueos compartidos
sobre el mismo elemento
– Bloqueo exclusivo: si una transacción tiene un bloqueo exclusivo
sobre un elemento de datos, puede leer y actualizar (escribir) el
elemento
 Un bloqueo exclusivo proporciona acceso exclusivo al elemento
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo

25. Reglas de uso de los bloqueos
1. T debe emitir bloquear_lectura(X) o bloquear_escritura(X) antes de
ejecutar una operación leer_elemento(X)
2. T debe emitir bloquear_escritura(X) antes de realizar una
operación escribir_elemento(X) en T
3. T debe emitir desbloquear(X) una vez completadas todas las
operaciones leer_elemento(X) y escribir_elemento(X)
4. Si T ya posee un bloqueo, compartido o exclusivo, sobre X
no emitirá bloquear_lectura(X) ni bloquear_escritura(X)
*esta regla puede permitir excepciones: mejora y reducción de bloqueos*
5. T no emitirá desbloquear(X) salvo si posee un bloqueo,
compartido o exclusivo, sobre X
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo

26. • Cuando una transacción T solicita un bloqueo…
– Si el elemento no ha sido ya bloqueado por otra transacción, se
le concede el bloqueo
– Si el elemento sí está bloqueado, el SGBD determina si la solicitud
es compatible con el bloqueo existente:
 Si se pide un bloqueo compartido sobre un elemento que ya tiene un
bloqueo compartido, el bloqueo será concedido a T
 En otro caso, T debe esperar hasta que se libere el bloqueo existente
• Una transacción que obtiene un bloqueo lo mantiene hasta
que lo libera explícitamente o termina (commit o rollback)
– Sólo cuando se libera un bloqueo exclusivo los efectos de la escritura
serán visibles para las demás transacciones
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo

27. • Algunos sistemas permiten la mejora (o promoción) y la
reducción (o degradación) de bloqueos
– Aumenta el nivel de concurrencia del sistema
• Si T emitió bloquear_lectura(X), más tarde puede mejorarlo a
bloqueo exclusivo emitiendo bloquear_escritura(X)
– Si T es la única que tiene un bloqueo compartido sobre X, se le
concede la solicitud
– En otro caso, T debe esperar
• Si T emitió bloquear_escritura(X), más tarde puede reducirlo a
un bloqueo compartido emitiendo bloquear_lectura(X)
– Así permite que otras transacciones lean X
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo

28. • El uso de bloqueos para la programación de transacciones
no garantiza la serializabilidad de las planificaciones
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo
Planificación G
T4
bloquear_lectura(Y);
leer_elemento(Y);
desbloquear(Y);
bloquear_escritura(X);
leer_elemento(X);
X:=X+Y;
escribir_elemento(X);
desbloquear(X);
T5
bloquear_lectura(X);
leer_elemento(X);
desbloquear(X);
bloquear_escritura(Y);
leer_elemento(Y);
Y:=X+Y;
escribir_elemento(Y);
desbloquear(Y);
Transacción T4
bloquear_lectura(Y);
leer_elemento(Y);
desbloquear(Y);
bloquear_escritura(X);
leer_elemento(X);
X:=X+Y;
escribir_elemento(X);
desbloquear(X);
Transacción T5
bloquear_lectura(X);
leer_elemento(X);
desbloquear(X);
bloquear_escritura(Y);
leer_elemento(Y);
Y:=X+Y;
escribir_elemento(Y);
desbloquear(Y);
Valores iniciales: X=20, Y=30
Resultados de las planificaciones serie:
T4→T5: X=50, Y=80
T5→T4: X=70, Y=50
Resultado de la planificación G:
X=50, Y=50 (No serializable!)

29. Es necesario seguir un protocolo adicional que indique
dónde colocar las operaciones de bloqueo y
desbloqueo dentro de las transacciones
• El más conocido es el Bloqueo en Dos Fases (B2F)
• Una transacción T sigue el protocolo de bloqueo en dos
fases si todas las operaciones de bloqueo preceden a
la primera operación de desbloqueo
De este modo, podemos ver T dividida en dos fases:
– Fase de expansión (o crecimiento)
 T puede adquirir bloqueos
 T no puede liberar ningún bloqueo
– Fase de contracción
 T puede liberar bloqueos existentes
 T no puede adquirir ningún bloqueo
Técnicas de control de concurrencia
Métodos de bloqueo: Bloqueo en dos fases

30. • Si el sistema permite mejorar y reducir bloqueos…
– La mejora sólo puede tener lugar en la fase de expansión
– La reducción sólo puede realizarse en la fase de contracción
En el código de T, un bloquear_lectura(X) puede aparecer en la fase de
contracción de T sólo si reduce un bloqueo exclusivo a uno compartido
Técnicas de control de concurrencia
Bloqueo en dos fases
Transacción T4’
bloquear_lectura(Y);
leer_elemento(Y);
bloquear_escritura(X);
desbloquear(Y);
leer_elemento(X);
X:=X+Y;
escribir_elemento(X);
desbloquear(X);
Transacción T5’
bloquear_lectura(X);
leer_elemento(X);
bloquear_escritura(Y);
desbloquear(X);
leer_elemento(Y);
Y:=X+Y;
escribir_elemento(Y);
desbloquear(Y);

31. • Si toda transacción de una planificación sigue el
protocolo de bloqueo en dos fases, entonces la
planificación es serializable
• Ventaja
– Ya no es necesario comprobar la serializabilidad de las
planificaciones
• Inconvenientes
– El B2F puede limitar el grado de concurrencia en un plan
– Emplear bloqueos puede provocar problemas de ...
 Interbloqueo (bloqueo mortal o abrazo mortal)
 Bloqueo indefinido (o espera indefinida)
Técnicas de control de concurrencia
Bloqueo en dos fases

32. • T debe bloquear todos los elementos a los que tendrá
acceso (lectura o escritura) antes de comenzar a ejecutarse
– Si no es posible bloquear algún elemento, T no bloqueará
ninguno y esperará para reintentarlo más tarde
– Protocolo libre de interbloqueo
Técnicas de control de concurrencia
Bloqueo en dos fases conservador o estático
Bloqueo en dos fases estricto el más utilizado
• T no libera ningún bloqueo exclusivo hasta terminar (con
COMMIT o ROLLBACK)
– Ninguna transacción lee o escribe un elemento modificado
por T, salvo si T se ha completadoplanificación estricta
– Puede sufrir interbloqueo (salvo si se combina con B2F conservador)
Bloqueo en dos fases riguroso más restrictivo que el B2F estricto
• T no libera ningún bloqueo compartido ni exclusivo hasta
terminar (con COMMIT o ROLLBACK) planificación estricta

33. • Situación en la que cada una de dos (o más)
transacciones está esperando a que se libere un
bloqueo establecido por la otra transacción
Técnicas de control de concurrencia
El problema del interbloqueo
T6
bloquear_escritura(X);
leer_elemento(X);
X:=X-10;
escribir_elemento(X);
bloquear_escritura(Y);
[… en espera …]
T7
bloquear_escritura(Y);
leer_elemento(Y);
Y:=Y+100;
escribir_elemento(Y);
bloquear_escritura(Y);
[… en espera …]
• El SGBD ha de reconocer un interbloqueo y romperlo:
– Abortar una o más transacciones
 Se deshacen sus escrituras y se liberan sus bloqueos
Así, el resto de transacciones podrá continuar su ejecución
– Reiniciar automáticamente las transacciones abortadas

34. • Hay 3 técnicas generales para gestionar los interbloqueos
– Temporizaciones de bloqueos
– Prevención de interbloqueos
– Detección de interbloqueos
• Conviene detectar interbloqueos cuando se sabe que hay
poca interferencia entre transacciones, es decir si...
– Las transacciones son cortas y bloquean pocos elementos, o
– La carga de transacciones es pequeña
• En otro caso, conviene usar temporizaciones o técnicas de
prevención
Es más difícil prevenir que utilizar temporizaciones o que
detectarlos y romperlos, por lo que en la práctica los
sistemas no suelen emplear las técnicas de prevención
Técnicas de control de concurrencia
El problema del interbloqueo

35. • Una transacción que solicita un bloqueo sólo esperará
durante un período de tiempo predefinido por el sistema
• Si no se concede el bloqueo durante ese tiempo, se
producirá un ‘fin de temporización’: el SGBD asumirá que la
transacción está interbloqueada (aunque puede que no),
la abortará y la reiniciará automáticamente
Es una solución muy sencilla y práctica
Pero puede hacer que sean abortadas y reiniciadas
transacciones que en realidad no están en un interbloqueo
Técnicas de control de concurrencia
Temporizaciones de bloqueos

36. • Ordenar las transacciones usando marcas temporales de
transacción MT(T):
 Identificador único para T
 Las MT se ordenan según se inician las transacciones
 La T más antigua tiene la MT(T) menor
Sea Tj que intenta bloquear el elemento de datos X ,
pero X ya está bloqueado por Tk con un candado en conflicto
• Algoritmo Esperar - Morir
si MT(Tj) < MT(Tk) entonces Tj puede esperar
si no, se aborta Tj (Tj muere) y
se reinicia después con la misma marca de tiempo
 Una Tj más antigua espera a que termine otra Tk más reciente
 Una Tj más reciente que solicita un elemento bloqueado por una Tk
más antigua, es abortada (muere) y reiniciada
Técnicas de control de concurrencia
Prevención de interbloqueos

37. • Algoritmo Herir - Esperar
si MT(Tj) < MT(Tk) entonces se aborta Tk (Tj hiere a Tk) y
se reinicia después con la misma MT
si no, Tj puede esperar
 Una Tj más reciente espera a que termine una Tk más antigua
 Una Tj más antigua que solicita un elemento bloqueado por una Tk
más reciente, hace que la más reciente sea abortada (es herida) y reiniciada
• Inconvenientes
– Ambos algoritmos hacen que sean abortadas y reiniciadas
transacciones que podrían provocar un bloqueo mortal, aunque
tal cosa nunca ocurriera!
– En el algoritmo Esperar-Morir, una Tj podría abortar y reiniciarse
varias veces seguidas si Tk más antigua sigue bloqueando el X que
Tj solicita
Técnicas de control de concurrencia
Prevención de interbloqueos

38. • Verificación periódica del estado del sistema
¿está en un bloqueo mortal?
• Creación de un grafo de espera que muestra las
dependencias entre transacciones
– Crear un nodo por cada transacción en ejecución, etiquetado con el
identificador de la transacción, T
– Si Tj espera para bloquear el elemento X, ya bloqueado por Tk, crear
una arista dirigida desde Tj a Tk
– Cuando Tk libera el candado sobre X, borrar la arista
correspondiente
• Si existe un ciclo en el grafo de espera, entonces se ha
detectado un interbloqueo entre las transacciones
Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos
Tj Tk
X
Tj Tk

39. • Pero... ¿cuándo hay que verificar el estado del sistema
(ejecutar el algoritmo que genera el grafo de espera)?
– A intervalos uniformes de tiempo, o
– A intervalos de tiempo desiguales :
 Iniciar algoritmo de detección con un tamaño de intervalo inicial
 Cada vez que no se detecta interbloqueo, incrementar el intervalo
– Por ejemplo, al doble del anterior
 Cada vez que se detecta interbloqueo, reducir el intervalo
– Por ejemplo a la mitad
 Existirán límites superior e inferior del tamaño del intervalo
Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos

40. • Si el sistema está en un estado de interbloqueo, el SGBD
necesita abortar algunas transacciones...
• ¿Cuáles?  Selección de víctimas
– Es mejor abortar transacciones que lleven poco tiempo en
ejecución
– Es mejor abortar una transacción que haya hecho pocos cambios
en la base de datos
– Es mejor abortar una transacción que todavía debe hacer muchos
cambios en la base de datos
 Puede que el SGBD no conozca esta información
Se trata de abortar las transacciones que supongan el
mínimo coste
• Es necesario evitar la inanición
Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos

41. • Una transacción sufre inanición cuando es seleccionada
para ser abortada (víctima) sucesivamente: nunca
termina su ejecución
– Es similar al bloqueo indefinido
• La solución es asignar prioridades más altas a las
transacciones abortadas varias veces, para no ser siempre
las víctimas
Técnicas de control de concurrencia
Detección de interbloqueos: el problema de la inanición

42. • El protocolo de control de concurrencia nunca selecciona
a una transacción que está esperando para
establecer un bloqueo, mientras otras transacciones
continúan ejecutándose con normalidad
– Ocurre si el esquema de espera da más prioridad a unas
transacciones que a otras  esquema de espera injusto
• Dos algoritmos de prevención de bloqueo indefinido
– Consiguen un esquema de espera justo
 El primero que llega, es el primero en ser atendido
• Las transacciones puede bloquear el elemento X en el orden en
que solicitaron su bloqueo
 Aumento de prioridad en la espera
• Cuanto más espera T, mayor es su prioridad
• Cuando T tiene la prioridad más alta de todas, obtiene el bloqueo
y continúa su ejecución
Técnicas de control de concurrencia
El problema del bloqueo indefinido

43. • Toda técnica de control de concurrencia supone que la base
de datos está constituida por un conjunto de elementos de
datos con nombre
• Normalmente, un elemento de datos será uno de estos:
– un valor de campo de un registro de la BD
– un registro de la BD
– una página (uno o varios bloques de disco)
– un fichero
– la BD completa
• Granularidad = tamaño del elemento de información
– Granularidad fina  elementos de tamaño pequeño
– Granularidad gruesa elementos grandes
Granularidad de datos
Elementos de bases de datos y granularidad

44. • En el contexto de los métodos de bloqueo, el tamaño del
elemento de datos afecta al grado de concurrencia:
 tamaño(elemento)   Grado de concurrencia
Y también...
  número de elementos en la BD
  carga de trabajo para la gestión de bloqueos, y
  espacio ocupado por la información de bloqueo
• Pero... ¿Cuál es el tamaño adecuado para los elementos?
Pues depende de la naturaleza de las transacciones:
– Si una T representativa accede a pocos registros
 elegir granularidad de registro
– Si T accede a muchos registros de un mismo fichero
 elegir granularidad de página o de fichero
Granularidad de datos
Elección del tamaño adecuado del elemento de datos

45. NIVEL DE ABSTRACCIÓN
LÓGICO O CONCEPTUAL:
• Definición del nivel de
aislamiento de cada transacción
(por parte del usuario o, por
omisión, el propio SGBD)
• Control explícito de bloqueos
(operación LOCK) por parte del
usuario, si se permiten niveles de
aislamiento inferiores a
SERIALIZABLE
NIVEL DE ABSTRACCIÓN
FÍSICO O INTERNO:
• El SGBD implementa los niveles
de aislamiento definidos por el
usuario para las transacciones
siguiendo una o varias técnicas
o protocolos
• Por ejemplo el SGBD Oracle usa
dos:
– Bloqueos
– Multiversión
Estos conceptos se tratan en
el anexo de este tema
Estos conceptos se han estudiado
en la teoría de este tema
Aclaración ...

46. Aspectos de concurrencia en SQL-92
y Oracle
• SQL-92
– Niveles de aislamiento de transacción
• Oracle
– Niveles de aislamiento de transacción
– Técnica multiversión
– Bloqueos (candados)

47. SQL-92
• Definición de características de la transacción que se inicia
– SET TRANSACTION modoacceso aislamiento
• Modos de acceso
– READ ONLY
 Prohíbe actualizaciones
– READ WRITE (por defecto)
• Nivel de aislamiento
– Grado de interferencia que una transacción tolera cuando se
ejecuta concurrentemente con otras
– READ UNCOMMITED
– READ COMMITED
– REPEATABLE READ
– SERIALIZABLE (por defecto)

48. SQL-92
• Si alguna transacción se ejecuta en algún nivel menor al
SERIALIZABLE, la seriabilidad puede ser incumplida:
Nivel de aislamiento
Lectura
sucia
Lectura no
repetible
Lectura
fantasma
READ UNCOMMITED Sí Sí Sí
READ COMMITED No Sí Sí
REPEATABLE READ No No Sí
SERIALIZABLE No No No
Si el sistema soporta niveles distintos a SERIALIZABLE,
debería proporcionar facilidades de control explícito de
la concurrencia (sentencias LOCK y UNLOCK…)

49. Oracle
• Características de la transacción
– SET TRANSACTION {READ ONLY | READ WRITE} aislamiento
• Nivel de aislamiento SERIALIZABLE
– Si T2 serializable intenta ejecutar una sentencia LMD que actualiza un
dato que puede haber sido modificado por T1 no confirmada en el
momento de comenzar T2, entonces dicha sentencia LMD falla
– Una T serializable sólo ve los cambios confirmados en el instante en que
se inicia, más los cambios realizados por la propia transacción mediante
INSERT, UPDATE, DELETE
• Nivel de aislamiento READ COMMITED (defecto)
– Si T2 read-commited intenta ejecutar una sentencia LMD que necesita
filas bloqueadas por T1, entonces espera hasta que se liberen los
bloqueos de las filas
– Cada consulta ejecutada por una transacción sólo ve los datos
confirmados antes de comenzar la consulta (no la transacción)

50. Oracle
• Consistencia de lectura
– Garantiza que el conjunto de datos visto por una sentencia
es consistente con respecto del instante en el que
comenzó, y que no cambia durante la ejecución de la
sentencia
– Asegura que los lectores no esperan a escritores ni a otros
lectores de los mismos datos
– Asegura que los escritores no esperan a los lectores de los
mismos datos
– Asegura que los escritores sólo esperan a otros escritores
si intentan modificar las mismas filas en transacciones
concurrentes

51. Oracle
• Implementación de consistencia de lectura
– Se asemeja a que cada usuario trabaja con una copia privada de
la BD (multiversión)
– Cuando ocurre una actualización, los valores originales de los
datos afectados, se copian en otra zona del disco (segmentos
de rollback)
– Mientras la transacción T que actualiza no se confirma, cualquier
usuario que consulte los datos modificados ve los valores
originales
– Los cambios hechos por T sólo quedan permanentes cuando
T es confirmada
– Las sentencias (de otras transacciones) que comienzan
después de que T se confirme ya ven los cambios hechos por
T
 Nunca ocurren lecturas sucias

52. Oracle
• Bloqueos
– Gestión Automática de los bloqueos
 Bloqueos exclusivos y compartidos
– Permiten a otras transacciones leer los datos bloqueados,
pero no modificarlos
 Bloqueos de tabla o de fila (una o más)
 Los bloqueos sólo se liberan la finalizar la transacción
(COMMIT o ROLLBACK)
– Gestión Manual
 Se superpone al bloqueo automático
 Sentencia LOCK TABLE (no existe UNLOCK)