Cơ sở dữ liệu - Chapter 15: Transactions

Database System Concepts, 5th Ed. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan See www.db­book.com for conditions on re­use  Chapter 15: Transactions  ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Chapter 15:  Transactions n Transaction Concept n Transaction State n Concurrent Executions n Serializability n Recoverability n Implementation of Isolation n Transaction Definition in SQL n Testing for Serializability. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Transaction Concept n A transaction is a unit of program execution that accesses and   possibly updates various data items. n E.g. transaction to transfer $50 from account A to account B: 1. read(A) 2. A := A – 50 3. write(A) 4. read(B) 5. B := B + 50 6. write(B) n Two main issues to deal with: l Failures of various kinds, such as hardware failures and system  crashes l Concurrent execution of multiple transactions ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Example of Fund Transfer n Transaction to transfer $50 from account A to account B: 1. read(A) 2. A := A – 50 3. write(A) 4. read(B) 5. B := B + 50 6. write(B) n Atomicity requirement  l if the transaction fails after step 3 and before step 6, money will be “lost”  leading to an inconsistent database state  Failure could be due to software or hardware l the system should ensure that updates of a partially executed transaction  are not reflected in the database n Durability requirement — once the user has been notified that the transaction  has completed (i.e., the transfer of the $50 has taken place), the updates to the  database by the transaction must persist even if there are software or hardware  failures. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Example of Fund Transfer (Cont.) n Transaction to transfer $50 from account A to account B: 1. read(A) 2. A := A – 50 3. write(A) 4. read(B) 5. B := B + 50 6. write(B) n Consistency requirement in above example: l  the sum of A and B is unchanged by the execution of the transaction n In general, consistency requirements include   Explicitly specified integrity constraints such as primary keys and foreign  keys  Implicit integrity constraints – e.g. sum of balances of all accounts, minus sum of loan amounts  must equal value of cash­in­hand l A transaction must see a consistent database. l During transaction execution the database may be temporarily inconsistent. l When the transaction completes successfully the database must be  consistent  Erroneous transaction logic can lead to inconsistency ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Example of Fund Transfer (Cont.) n Isolation requirement — if between steps 3 and 6, another  transaction T2 is allowed to access the partially updated database, it  will see an inconsistent database (the sum  A + B will be less than it  should be).          T1                                        T2 1. read(A) 2. A := A – 50 3. write(A)                                       read(A), read(B), print(A+B) 4. read(B) 5. B := B + 50 6. write(B n Isolation can be ensured trivially by running transactions serially l  that is, one after the other.    n However, executing multiple transactions concurrently has significant  benefits, as we will see later. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. ACID Properties n Atomicity.  Either all operations of the transaction are properly reflected  in the database or none are. n Consistency.  Execution of a transaction in isolation preserves the  consistency of the database. n Isolation.  Although multiple transactions may execute concurrently,  each transaction must be unaware of other concurrently executing  transactions.  Intermediate transaction results must be hidden from other  concurrently executed transactions.   l That is, for every pair of transactions Ti and Tj, it appears to Ti that  either Tj, finished execution before Ti started, or Tj started execution  after Ti finished. n Durability.  After a transaction completes successfully, the changes it  has made to the database persist, even if there are system failures.  A  transaction  is a unit of program execution that accesses and possibly  updates various data items.To preserve the integrity of data the database  system must ensure: ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Transaction State n Active – the initial state; the transaction stays in this state while it is  executing n Partially committed – after the final statement has been executed. n Failed ­­ after the discovery that normal execution can no longer  proceed. n Aborted – after the transaction has been rolled back and the  database restored to its state prior to the start of the transaction.   Two options after it has been aborted: l restart the transaction   can be done only if no internal logical error l kill the transaction n Committed – after successful completion. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Transaction State (Cont.) ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Implementation of Atomicity and  Durability n The recovery­management component of a database system  implements the support for atomicity and durability. n E.g. the shadow­database scheme: l all updates are made on a shadow copy of the database   db_pointer is made to point to the updated shadow copy  after –  the transaction reaches partial commit and  – all updated pages have been flushed to disk. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Implementation of Atomicity and Durability  (Cont.) n db_pointer always points to the current consistent copy of the database. l In case transaction fails, old consistent copy pointed to by db_pointer  can be used, and the shadow copy can be deleted.  n The shadow­database scheme: l Assumes that only one transaction is active at a time. l Assumes disks do not fail l Useful for text editors, but   extremely inefficient for large databases (why?) – Variant called shadow paging reduces copying of data, but is  still not practical for large databases l Does not handle concurrent transactions n  Will study better schemes in Chapter 17. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Concurrent Executions n Multiple transactions are allowed to run concurrently in the system.   Advantages are: l increased processor and disk utilization, leading to better  transaction throughput  E.g. one transaction can be using the CPU while another is  reading from or writing to the disk l reduced average response time for transactions: short  transactions need not wait behind long ones. n Concurrency control schemes – mechanisms  to achieve isolation l  that is, to control the interaction among the concurrent  transactions in order to prevent them from destroying the  consistency of the database  Will study in Chapter 16, after studying notion of correctness  of concurrent executions. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Schedules n Schedule – a sequences of instructions that specify the chronological  order in which instructions of concurrent transactions are executed l a schedule for a set of transactions must consist of all instructions  of those transactions l must preserve the order in which the instructions appear in each  individual transaction. n A transaction that successfully completes its execution will have a  commit instructions as the last statement  l by default transaction assumed to execute commit instruction as its  last step n A transaction that fails to successfully complete its execution will have  an abort instruction as the last statement  ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Schedule 1 n Let T1 transfer $50 from A to B, and T2 transfer 10% of the  balance from A to B.   n A serial schedule in which T1 is followed by T2 : ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Schedule 2 • A serial schedule where T2 is followed by T1 ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Schedule 3 n Let T1 and T2 be the transactions defined previously.  The  following schedule is not a serial schedule, but it is equivalent  to Schedule 1. In Schedules 1, 2 and 3, the sum A + B is preserved. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Schedule 4 n The following concurrent schedule does not preserve the  value of (A + B ). ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Serializability n Basic Assumption – Each transaction preserves database  consistency. n Thus serial execution of a set of transactions preserves database  consistency. n A (possibly concurrent) schedule is serializable if it is equivalent to a  serial schedule.  Different forms of schedule equivalence give rise to  the notions of: 1. conflict serializability 2. view serializability n Simplified view of transactions l We ignore operations other than read and write instructions l We assume that transactions may perform arbitrary computations  on data in local buffers in between reads and writes.   l Our simplified schedules consist of only read and write  instructions. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Conflicting Instructions  n Instructions li and lj of transactions Ti and Tj respectively, conflict if  and only if there exists some item Q accessed by both li and lj, and at  least one of these instructions wrote Q.    1. li = read(Q), lj = read(Q).   li and lj don’t conflict.    2. li = read(Q),  lj = write(Q).  They conflict.    3. li = write(Q), lj = read(Q).   They conflict    4. li = write(Q), lj = write(Q).  They conflict n Intuitively, a conflict between li and lj forces a (logical) temporal order  between them.   l  If li and lj are consecutive in a schedule and they do not conflict,  their results would remain the same even if they had been  interchanged in the schedule. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Conflict Serializability n If a schedule S can be transformed into a schedule S´ by a series of  swaps of non­conflicting instructions, we say that S and S´ are  conflict equivalent. n We say that a schedule S is conflict serializable if it is conflict  equivalent to a serial schedule ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Conflict Serializability (Cont.) n Schedule 3 can be transformed into Schedule 6, a serial  schedule where T2 follows T1, by series of swaps of non­ conflicting instructions.  l Therefore Schedule 3 is conflict serializable. Schedule 3 Schedule 6 ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Conflict Serializability (Cont.) n Example of a schedule that is not conflict serializable: n We are unable to swap instructions in the above schedule to obtain  either the serial schedule , or the serial schedule . ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. View Serializability n Let S and S´ be two schedules with the same set of transactions.  S  and S´ are view equivalent if the following three conditions are met,  for each data item Q,  1. If in schedule S, transaction Ti reads the initial value of Q, then in  schedule S’ also transaction Ti  must read the initial value of Q. 2. If in schedule S transaction Ti executes read(Q), and that value  was produced by transaction Tj  (if any), then in schedule S’ also  transaction Ti must read the value of Q that was produced by the  same write(Q) operation of transaction Tj . 3. The transaction (if any) that performs the final write(Q) operation  in schedule S must also perform the final write(Q) operation in  schedule S’. As can be seen, view equivalence is also based purely on reads and  writes alone. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. View Serializability (Cont.) n A schedule S is view serializable if it is view equivalent to a serial  schedule. n Every conflict serializable schedule is also view serializable. n Below is a schedule which is view­serializable but not conflict  serializable. n What serial schedule is above equivalent to? n Every view serializable schedule that is not conflict serializable has  blind writes. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Other Notions of Serializability n The schedule below produces same outcome as the serial  schedule , yet is not conflict equivalent or view  equivalent to it. n Determining such equivalence requires analysis of operations  other than read and write. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Testing for Serializability n Consider some schedule of a set of transactions T1, T2, ..., Tn n Precedence graph — a direct graph where the vertices are  the transactions (names). n We draw an arc from Ti to Tj if the two transaction conflict,  and Ti accessed the data item on which the conflict arose  earlier. n We may label the arc by the item that was accessed. n Example 1 x y ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Example Schedule (Schedule A) + Precedence Graph T1  T2  T3  T4  T5 read(X) read(Y) read(Z) read(V) read(W) read(W) read(Y) write(Y) write(Z) read(U) read(Y) write(Y) read(Z) write(Z) read(U) write(U) T3 T4 T1 T2 T5 ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Test for Conflict Serializability n A schedule is conflict serializable if and only  if its precedence graph is acyclic. n Cycle­detection algorithms exist which take  order n2 time, where n is the number of  vertices in the graph.   l (Better algorithms take order n + e  where e is the number of edges.) n If precedence graph is acyclic, the  serializability order can be obtained by a  topological sorting of the graph.  l  This is a linear order consistent with the  partial order of the graph. l For example, a serializability order for  Schedule A would be T5 → T1 → T3 → T2 → T4  Are there others? ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Test for View Serializability n The precedence graph test for conflict serializability cannot be used  directly to test for view serializability. l Extension to test for view serializability has cost exponential in the  size of the precedence graph. n The problem of checking if a schedule is view serializable falls in the  class of NP­complete problems.  l  Thus existence of an efficient algorithm is extremely unlikely. n However practical algorithms that just check some sufficient  conditions for view serializability can still be used. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Recoverable Schedules n Recoverable schedule — if a transaction Tj reads a data item  previously written by a transaction Ti , then the commit operation of Ti   appears before the commit operation of Tj. n The following schedule (Schedule 11) is not recoverable if T9 commits  immediately after the read n If T8 should abort, T9 would have read (and possibly shown to the user)  an inconsistent database state.  Hence, database must ensure that  schedules are recoverable. Need to address the effect of transaction failures on concurrently  running transactions. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Cascading Rollbacks n Cascading rollback – a single transaction failure leads to a  series of transaction rollbacks.  Consider the following schedule  where none of the transactions has yet committed (so the  schedule is recoverable) If T10 fails, T11 and T12 must also be rolled back. n Can lead to the undoing of a significant amount of work ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Cascadeless Schedules n Cascadeless schedules — cascading rollbacks cannot occur; for  each pair of transactions Ti and Tj such that Tj  reads a data item  previously written by Ti, the commit operation of Ti  appears before the  read operation of Tj. n Every cascadeless schedule is also recoverable n It is desirable to restrict the schedules to those that are cascadeless ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Concurrency Control n A database must provide a mechanism that will ensure that all possible  schedules are  l either conflict or view serializable, and  l are recoverable and preferably cascadeless n A policy in which only one transaction can execute at a time generates  serial schedules, but provides a poor degree of concurrency l Are serial schedules recoverable/cascadeless? n Testing a schedule for serializability after it has executed is a little too  late! n Goal – to develop concurrency control protocols that will assure  serializability. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Concurrency Control vs. Serializability Tests n Concurrency­control protocols allow concurrent schedules, but ensure  that the schedules are conflict/view serializable, and are recoverable  and cascadeless . n Concurrency control protocols generally do not examine the  precedence graph as it is being created l Instead a protocol imposes a discipline that avoids nonseralizable  schedules. l We study such protocols in Chapter 16. n Different concurrency control protocols provide different tradeoffs  between the amount of concurrency they allow and the amount of  overhead that they incur. n Tests for serializability help us understand why a concurrency control  protocol is correct.    ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Weak Levels of Consistency n Some applications are willing to live with weak levels of consistency,  allowing schedules that are not serializable l E.g. a read­only transaction that wants to get an approximate total  balance of all accounts  l E.g. database statistics computed for query optimization can be  approximate (why?) l Such transactions need not be serializable with respect to other  transactions n Tradeoff accuracy for performance ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Levels of Consistency in SQL­92 n Serializable — default n Repeatable read — only committed records to be read, repeated  reads of same record must return same value.  However, a  transaction may not be serializable – it may find some records  inserted by a transaction but not find others. n Read committed — only committed records can be read, but  successive reads of record may return different (but committed)  values. n Read uncommitted — even uncommitted records may be read.  n Lower degrees of consistency useful for gathering approximate information about the database  n Warning: some database systems do not ensure serializable  schedules by default l E.g. Oracle and PostgreSQL by default support a level of  consistency called snapshot isolation (not part of the SQL  standard) ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Transaction Definition in SQL n Data manipulation language must include a construct for  specifying the set of actions that comprise a transaction. n In SQL, a transaction begins implicitly. n A transaction in SQL ends by: l Commit work commits current transaction and begins a new  one. l Rollback work causes current transaction to abort. n In almost all database systems, by default, every SQL statement  also commits implicitly if it executes successfully l Implicit commit can be turned off by a database directive  E.g. in JDBC,     connection.setAutoCommit(false); Database System Concepts, 5th Ed. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan See www.db­book.com for conditions on re­use  End of Chapter ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Schedule 7 ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Precedence Graph for  (a) Schedule 1 and (b) Schedule 2 ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Precedence Graph ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. fig. 15.21 ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Implementation of Isolation n Schedules must be conflict or view serializable, and recoverable,  for the sake of database consistency, and preferably cascadeless. n A policy in which only one transaction can execute at a time  generates serial schedules, but provides a poor degree of  concurrency. n Concurrency­control schemes tradeoff between the amount of  concurrency they allow and the amount of overhead that they  incur. n Some schemes allow only conflict­serializable schedules to be  generated, while others allow  view­serializable schedules that are  not conflict­serializable. ©Silberschatz, Korth and Sudarshan15.Database System Concepts ­ 5th Edition, Sep 12, 2006. Figure 15.6