En años recientes, la disponibilidad de las bases de datos y de las redes de computadoras ha promovido el desarrollo de un nuevo campo denominado bases de datos




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6.2 Seriabilidad en SMBD distribuidos



En bases de datos distribuidas es necesario considerar dos tipos de historia para poder generar calendarizaciones serializables: la calendarización de la ejecución de transacciones en un nodo conocido como calendarización local y la calendarización global de las transacciones en el sistema. Para que las transacciones globales sean serializables se deben satisfacer las siguientes condiciones:


  • cada historia local debe ser serializable, y

  • dos operaciones en conflicto deben estar en el mismo orden relativo en todas las historias locales donde las operaciones aparecen juntas.


La segunda condición simplemente asegura que el orden de serialización sea el mismo en todos los nodos en donde las transacciones en conflicto se ejecutan juntas.
Ejemplo 6.6. Considere las siguientes tres transacciones:


T1: Read( x )

T2: Read( x )

x  x + 5

X x * 5

Write( x )

Write( x )

Commit

Commit


Las siguientes historias locales son individualmente serializables (de hecho son seriales), pero las dos transacciones no son globalmente serializables.
LH1 = { R1(x), W1(x), C1, R2(x), W2(x), C2 }

LH2 = { R2(x), W2(x), C2, R1(x), W1(x), C1 }

6.3 Taxonomía de los mecanismos de control de concurrencia



El criterio de clasificación más común de los algoritmos de control de concurrencia es el tipo de primitiva de sincronización. Esto resulta en dos clases: aquellos algoritmos que están basados en acceso mutuamente exclusivo a datos compartidos (candados) y aquellos que intentar ordenar la ejecución de las transacciones de acuerdo a un conjunto de reglas (protocolos). Sin embargo, esas primitivas se pueden usar en algoritmos con dos puntos de vista diferentes: el punto de vista pesimista que considera que muchas transacciones tienen conflictos con otras, o el punto de vista optimista que supone que no se presentan muchos conflictos entre transacciones.
Los algoritmos pesimistas sincronican la ejecución concurrente de las transacciones en su etapa inicial de su ciclo de ejecución. Los algoritmos optimistas retrasan la sincronización de las transacciones hasta su terminación. El grupo de algoritmos pesimistas consiste de algoritmos basados en candados, algoritmos basados en ordenamiento por estampas de tiempo y algoritmos híbridos. El grupo de los algoritmos optimistas se clasifican por basados en candados y basados en estampas de tiempo (Ver. Figura 6.1).


Figura 6.1. Clasificación de los algoritmos de control de concurrencia.

6.4 Algoritmos basados en candados



En los algoritmos basados en candados, las transacciones indican sus intenciones solicitando candados al despachador (llamado el administrador de candados). Los candados son de lectura (rl), también llamados compartidos, o de escritura (wl), también llamados exclusivos. Como se aprecia en la tabla siguiente, los candados de lectura presentan conflictos con los candados de escritura, dado que las operaciones de lectura y escritura son incompatibles.


 

rl

wl

rl

si

no

wl

no

no


En sistemas basados en candados, el despachador es un administrador de candados (LM).

El administrador de transacciones le pasa al administrador de candados la operación sobre la base de datos (lectura o escritura) e información asociada, como por ejemplo el elemento de datos que es accesado y el identificador de la transacción que está enviando la operación a la base de datos. El administrador de candados verifica si el elemento de datos que se quiere accesar ya ha sido bloqueado por un candado. Si candado solicitado es incompatible con el candado con que el dato está bloqueado, entonces, la transacción solicitante es retrasada. De otra forma, el candado se define sobre el dato en el modo deseado y la operación a la base de datos es transferida al procesador de datos. El administrador de transacciones es informado luego sobre el resultado de la operación. La terminación de una transacción libera todos los candados y se puede iniciar otra transacción que estaba esperando el acceso al mismo dato.

Candados de dos fases (2PL)



En los candados de dos fases una transacción le pone un candado a un objeto antes de usarlo. Cuando un objeto es bloqueado con un candado por otra transacción, la transacción solicitante debe esperar. Cuando una transacción libera un candado, ya no puede solicitar más candados. Así una transacción que utiliza candados de dos fases se comporta como en la Figura 6.2. En la primera fase solicita y adquiere todos los candados sobre los elementos que va a utilizar y en la segunda fase libera los candados obtenidos uno por uno.
La importancia de los candados de dos fases es que se ha demostrado de manera teórica que todos las calendarizaciones generadas por algoritmos de control de concurrencia que obedecen a los candados de dos fases son serializables.
Puede suceder que si una transacción aborta después de liberar un candado, otras transacciones que hayan accesado el mismo elemento de datos aborten también provocando lo que se conoce como abortos en cascada. Para evitar lo anterior, los despachadores para candados de dos fases implementan lo que se conoce como los candados estrictos de dos fases en los cuales se liberan todos los candados juntos cuando la transacción termina (con commit o aborta). El comportamiento anterior se muestra en la Figura 6.3.


Figura 6.2. Gráfica del uso de los candados de dos fases.


Figura 6.3. Comportamiento de los candados de dos fases estrictos.

 
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