Elementos de Bases de Datos Protocolo de Bloqueo de Dos Fases
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Universidad Nacional del Sur – Departamento de Ciencias e Ingeniería de la Computación Elementos de Bases de Datos – 2do. Cuatrimestre de 2004 Protocolo de Bloqueo de Dos Fases Planificación 1 T1.1 Elementos de Bases de Datos T1.2 T2.2 Wlock A2 Unlock A2 Wlock A1 Wlock A2 Unlock A1 Unlock A2 Dpto.Ciencias e Ingeniería de la Computación Universidad Nacional del Sur En S1 Lic. María Mercedes Vitturini [[email protected]] Clase 23 T2.1 Wlock A1 Unlock A1 En S2 • Los elementos que aparecen en una misma línea podrían ocurrir simultáneamente, o en cierto orden. • Según el sitio S1, T1.1 debe preceder a T2.1 (T1 antes que T2). • Según el sitio S2, T2.2 debe preceder a T1.2 (T2 antes que T1). • Por lo tanto, esta planificación no es serializable. 1er. Cuatrimestre de 2004 Elementos de Bases de Datos Clase 23 Serializabilidad en Bases de Datos Distribuidas Protocolo de Compromiso Distribuido En el protocolo de bloqueo de dos fases estricto cada subtransacción debe informar a las otras subtransacciones de que ha requerido todos los bloqueos. Luego de que todas las transacciones completaron su fase 1 (de bloqueo) pueden continuar con las lecturas y escrituras para luego liberar los bloqueos (unlock). El problema de completar la fase 1 se conoce como problema de concordancia distribuida. Para ello las subtransacciones deben llevar adelante el protocolos de compromiso (PC's). Elementos de Bases de Datos Clase 23 Inicial Recibe Dispuesta "commit T" a Cometer Envía o Recibe "no T" "abort T" Recibe "abort T" en varias subtransacciones ejecutandose en diferentes sitios. La subtransacción del sitio S se denomina coordinador y las otras participantes. Cada subtransacción Ti decide si cometer o abortar, y envía al coordinador un mensaje “ready T” o “No T”. El coordinador toma la decisión final en función de las votaciones de todos los participantes. Cuando se presentan fallas en la red, este protocolo puede llevar a estados de bloqueo, esto es, una subtransacción en un sitio que no falló no puede cometer ni abortar hasta que se repare la falla en el sitio de origen. Elementos de Bases de Datos Clase 23 4 Protocolo de Compromiso de 2 Fases Mejora: cada subtransacción mide el tiempo máximo de Cometida espera por una respuesta (timeout). Un participante que alcanza el timeout pasa al estado de Participante intentar recuperse. Abortada Inicial Una transacción T que fue iniciada en un sitio S y dividida 3 Protocolo de Compromiso Distribuido Envía "ready T" 2 Para ello envía un mensaje de ayuda “help me” a los otros Recibe todos "ready T" Debe Cometer Envía "commit T" participantes. Ante el pedido de ayuda, otros participantes según su estado constestan: Cometida Recibe al menos un "no T" Debe Abortar Envía ”abort T" Abortada Coordinador Elementos de Bases de Datos Clase 23 5 Si está en estado cometida, le envía un mensaje “commit”. Si está en estado abortado, le envía un mensaje “abort”. Si está en estado decidiendo (no votó aún) decide abortar y envía “abort T” al coordinador. Si está en estado dispuesta a comenter, no puede ayudar. Elementos de Bases de Datos Clase 23 6 1 Universidad Nacional del Sur – Departamento de Ciencias e Ingeniería de la Computación Elementos de Bases de Datos – 2do. Cuatrimestre de 2004 Protocolo de Compromiso de 2 Fases Protocolo de Compromiso de 2 Fases Coordinador Participante Inicial Recibe "prepare T" Timeout Decidiendo Envía "no T" Envía "ready T" Dispuesta a Cometer Recibe "abort T" Bloqueada Inicial Envía "prepare T" Timeout Recuperar Abortada Recibe "abort T" Recibe "commit T" Esperando Recibe todos "ready T" Debe Cometer Envía "commit T" Cometida Envía "help-me T" Recibe "commit T" Timeout o Recibe al menos un "no T" Cometida Elementos de Bases de Datos Clase 23 7 Un protocolo libre de bloqueos Envía ”abort T" Abortada Elementos de Bases de Datos Clase 23 8 Ejemplo Un ejemplo de bloqueo en C2F: El protocolo de C2F no está libre de bloqueo de transacciones. Ningún protocolo está puede asegurar que esta totalmente libre de bloqueos. Intuitivamente, el protocolo de C2F permite a un participantee cometer tan pronto como sabe que todos los participantes votaron “ready commit”. El protocolo de C3F un participante no cometerá hasta no saber que todos los participantes saben (o pueden saber) que todos están dispuestos a comenter. Elementos de Bases de Datos Clase 23 Debe Abortar 9 Protocolo de Compromiso de 3 Fases Todos los participantes están en el estado “Dispuesta a Cometer”. Un participante Ti envio “ready T” y perdió conexión con el coordinador. El coordinador recibió todos los votos y envió un mensaje “commit” a Tj. Tj y el coordinador fallan (o quedan desconectados). Ahora Ti y los otros participantes activos están bloqueados, (no saben sobre la decisión de Tj) Tj por su parte comete antes de saber que Ti sabe que están todas dispuestas a cometer. Elementos de Bases de Datos Clase 23 10 Protocolo de Compromiso de 3 Fases El protocolo de compromiso de 3 fases evita la posibilidad de bloqueos en para un subconjunto restringido de posibles fallos. El protocolo de compromiso de 3 fases exige que: No ocurran particiones de la red (para que en caso de fallos, se pueda elegir un nuevo coordinador). A lo sumo k sitios participantes pueden fallar mientras se ejecuta el protocolo. k es un parámetro que mide la tolerancia a los fallos. En cualquier momento, debe haber al menos k+1 sitios funcionando correctamente. Fase 1: (de Votación igual al Protocolo de C2F): Ci agrega el registro <prepare T> a la bitácora y lo graba en memoria estable. Ci envía un mensaje “prepare T” a todos los sitios donde se ejecutó T. Cada gestor que recibe el mensaje determina si puede o no cometer su porción de T. Para evitar bloqueos, se agrega una fase en la cual se Respuesta Si: agrega <ready T> a la bitácora, la graba en memoria estable y envía el mensaje “ready T” a Ci. Respuesta No: agrega <no T> a la bitácora, la graba en memoria estable y envía el mensaje “abort T” a Ci. Elementos de Bases de Datos Clase 23 Elementos de Bases de Datos Clase 23 alcanza una decisión preliminar sobre el destino de T. 11 12 2 Universidad Nacional del Sur – Departamento de Ciencias e Ingeniería de la Computación Elementos de Bases de Datos – 2do. Cuatrimestre de 2004 Protocolo de Compromiso de 3 Fases Fase 2: Si Ci recibe un mensaje "no T" de un participante o si no recibe respuesta (en cierto período), decide abortar T y envía el mensaje "abort T" a todos los participantes. Si Ci recibe un mensaje "ready T" de cada sitio participante, toma la decisión preliminar de precompromiso, grabando en bitácora <precommit T> y envía el mensaje "precommit T" a todos los participantes. Cuando un participante recibe el mensaje de aborto o precompromiso graba en bitácora dicho mensaje (<abort> o <precommit>) y envía el mensaje "acknowledge T" al coordinador. Elementos de Bases de Datos Clase 23 Protocolo de Compromiso de 3 Fases Fase 3: Esta fase se ejecuta solamente si la decisión de la Fase 2 fue de precompromiso. Después de que se enviaron los respectivos mensajes "precommit T" a todos los participantes, debe esperar que al menos k sitios envíen el mensaje "acknowledge T". Recien en ese momento, el coordinador decide cometer grabando en bitácora <commit T> y enviando un mensaje "commit T" a cada uno de los participantes. Cuando cada participante recibe ese mensaje, lo graba en su respectiva bitácora. 13 Protocolo de Compromiso de 3 Fases Elementos de Bases de Datos Clase 23 Protocolo de Compromiso de 3 Fases Participante Como en el C2F, un sitio que puede decidir abortar T enviando un mensaje "abort T" antes del "ready T". Mientras que en el C2F el coordinador puede incondicionalmente abortar T antes de enviar el mensaje "commit T", el mensaje "precommit T" es una promesa del coordinador de que eventualmente se cometerá T. La fase 3 de este protocolo lleva a una decisión de commit por lo que parece de poca utilidad práctica. El rol de la fase 3 se justifica en caso de fallos. Elementos de Bases de Datos Clase 23 Coordinador Esperando Envía "commit T" Recibe todos "ready T" Recibe al menos un "no T" Debería Cometer Debe Abortar Envía"precommit T" Envía ”abort T" Elementos de Bases de Datos Clase 23 Recibe "prepare T" Timeout Decidiendo Envía "no T" Envía "ready T" Dispuesta a Cometer Recibe "abort T" Abortada Recibe "precommit T" Timeout Recuperar Timeout Cometida Recibe "commit T" Lista para Cometer Elementos de Bases de Datos Clase 23 16 Protocolo de Compromiso de 3 Fases El protocolo de compromiso de 3 fases evita la posibilidad Cometida Envía "prepare T" Inicial 15 Protocolo de Compromiso de 3 Fases Inicial 14 de bloqueos siempre que se restrinja el número de fallas posibles (algo muy difícil de garantizar). El protocolo de compromiso de 3 fases exige que: No ocurran particiones de la red (para que en caso de fallos, se pueda elegir un nuevo coordinador). A lo sumo k sitios participantes pueden fallar mientras se ejecuta el protocolo. k es un parámetro que mide la tolerancia a los fallos. En cualquier momento, debe haber al menos k+1 sitios funcionando correctamente. Cometerá Para evitar bloqueos, se agrega una fase en la cual se Abortada alcanza una decisión preliminar sobre el destino de T. 17 Elementos de Bases de Datos Clase 23 18 3 Universidad Nacional del Sur – Departamento de Ciencias e Ingeniería de la Computación Elementos de Bases de Datos – 2do. Cuatrimestre de 2004 Manejo de Fallos en C3F C3F - Fallo de un Participante Qué hace el coordinador cuando detecta el Fallo de un participante fallo de un participante. Tareas del coordinador cuando detecta el fallo de un participante. Tareas del participante como parte del proceso de recuperación. Fallo del coordinador Selección de un nuevo coordinador entre los participantes. Tareas del coordinador como parte del proceso de recuperación. Elementos de Bases de Datos Clase 23 19 C3F - Fallo de un participante de recuperación si .... Si contiene un <commit T> en su bitácora, ejecutar Redo(T). Si contiene un <abort T> en su bitácora, ejecutar Undo(T). Si contiene un <precommit T> pero no un <abort T> ni un <commit T> consulta con Ci y ejecuta Undo(T) si recibe el mensaje "abort T" y Redo(T) si recibe un "commit T". Si contiene un <ready T> pero no un <abort T> ni un <precommit T> consulta con Ci Continua ... Elementos de Bases de Datos Clase 23 20 Qué hace un participante como parte del proceso proceso de recuperación. Elementos de Bases de Datos Clase 23 C3F - Fallo de un participante Qué hace un participante como parte del Si Ti falla antes de enviar al coordinador un mensaje Ready T, el coordinador alcanza su timeout y aborta T. Si Ti falla después de enviar al coordinador un mensaje Ready T, el coordinador ignora la falla de Ti 21 C3F - Fallo del coordinador Si contiene un <ready T> pero no un <abort T> ni un <precommit T> consulta con Ci. Si Ci responde que "abort T", ejecuta Undo(T). Si Ci responde que "commit T", ejecuta Redo(T). Si Ci responde que "precommit T", graba el registro <precommit T> en su bitácora y envía un mensaje "acknowledge T" al Ci. Si Ci no responde se ejecuta el protocolo de fallo del Ci. Elementos de Bases de Datos Clase 23 22 C3F - Fallo del Coordinador Si un participante, por cualquier motivo no recibe respuesta del coordinador, dispara el protocolo de fallo de coordinador. El resultado será la selección de un nuevo coordinador. Cuando el coordinador fallado se recupera, seguirá actuando como participante, acatando las decisiones del nuevo coordinador. 1. Los sitios participantes activos seleccionan un nuevo coordinador. 2. El nuevo coordinador Cnew envía un mensaje a cada sitio participante requiriendo el estado local de T. 3. Cada sitio participante (incluyendo Cnew) determina el estado local de T (cometida, abortada, lista, precometida, no lista). 4. Dependiendo de las respuestas recibidas, Cnew decide si cometerá o abortará T. Esta secuencia de pasos se conoce como Protocolo de Fallo del Coordinador. Elementos de Bases de Datos Clase 23 23 Elementos de Bases de Datos Clase 23 24 4 Universidad Nacional del Sur – Departamento de Ciencias e Ingeniería de la Computación Elementos de Bases de Datos – 2do. Cuatrimestre de 2004 C3F - Estado de T ¿Cómo detectar el estado de T en cada sitio? Cometida: la bitácora contiene un registro <commit T>. Abortada: la bitácora contiene un registro <abort T>. Lista: la bitácora contiene un <ready T> pero no contiene un <abort T> ni un <precommit T>. Precometida: la bitácora contiene un registro <precommit T> pero no contiene un registro <abort T> ni un registro <commit T>. No Lista: la bitácora no contiene un <ready T> ni un <abort T>. Elementos de Bases de Datos Clase 23 Elementos de Bases de Datos Clase 23 26 C3F - La decisión de Cnew ¿Qué pasa si ningún sitio activo recibió el mensaje de pre- El nuevo coordinador Cnew puede llegar a conocer el estado del coordinador fallado Ci. Si un sitio activo tiene un <commit T> en su bitácora, entonces Ci tiene que haber decidido cometer T. Si un sitio activo tiene un <precommit T> en su bitácora, entonces Ci alcanzó un estado de precompromiso, lo que implica que todos los sitios alcanzaron el estado de listos. A diferencia del PC de 2 Fases, Cnew no comete T unilateralmente ya que puede producir un bloqueo si Cnew falla. 27 compromiso de Ci? Ci ha decidido cometer antes de fallar. Ci ha decidio abortar antes de fallar. Ci no ha decidido sobre la suerte de T. La primera alternativa no es posible y, por lo tanto, veremos que es seguro abortar. Si Ci decidió cometer, entonces al menos k sitios decidieron precometer T y enviaron un reconocimiento (acknowledge) a Ci. Por lo tanto, existen al menos k sitios activos y al menos uno de ellos debe informar a Cnew que recibió un mensaje de precompromiso. Si ningun sitio activo recibió un mensaje de pre-compromiso, no es posible que Ci haya decidido cometer. Elementos de Bases de Datos Clase 23 28 PC de 2 Fases vs. PC de 3 Fases Comparando C2F y C3F Ambos protocolos buscan satisfacer el principio de atomicidad: una transacción se ejecuta en su totalidad o no se ejecuta por completo. Ambos asumen ciertas condiciones en la red: que no se pierden mensajes y que los mensajes llegan en el mismo orden en que fueron enviados. El PC de 3 Fases exige condiciones adicionales como por ejemplo, que la red no pueda particionarse en dos o más grupos que no se pueden comunicar entre si. El Protocolo de Compromiso de 2 Fases puede dejar bloqueada a una transacción, ya que el destino de una transacción no se conoce hasta que el sitio fallado (coordinador) no se recupera. El Protocolo de Compromiso de 3 Fases evita situaciones de bloqueo pero requiere un mayor tráfico de mensajes. Elementos de Bases de Datos Clase 23 ¿Qué decide hacer el nuevo coordinador Cnew? Si al menos un sitio tiene el estado cometido, entonces Cnew decide cometer T. Si al menos un sitio tiene el estado abortado, entonces Cnew decide abortar T. Si ningún sitio está cometido o abortado pero existe al menos un sitio en estado precometido, Cnew reanuda el protocolo enviando un nuevo mensaje de precompromiso. En otro caso, Cnew aborta T. 25 C3F - La decisión de Cnew Elementos de Bases de Datos Clase 23 C3F - La decisión de Cnew 29 Intuitivamente, el PC de 2 Fases permite que un participante cometa T ni bien descubre que los participantes votaron <commit T>. En cambio, en el PC de 3 Fases un participante comete T no sólo cuando sabe que los participantes han votado <commit T>, sino también cuando conozca que todos los participantes saben eso (si alguno falla, lo deberá saber cuando se recupere). Más allá de eso, el PC de 2 Fases es más comúnmente usado a pesar de sus bloqueos potenciales ya que la probabilidad de que éstos ocurran es suficientemente baja con respecto al costo extra que insume la tercera fase en el PC de 3 Fases. Elementos de Bases de Datos Clase 23 30 5 Universidad Nacional del Sur – Departamento de Ciencias e Ingeniería de la Computación Elementos de Bases de Datos – 2do. Cuatrimestre de 2004 Equivalencias de Mensajes Semejanzas de mensajes en Protocolos de Compromiso: Principles of Database and Knowledge-Base Systems. Jeffrey D. Ullman. Database System Concept. Abraham Silberschatz, Henry F. Korth, S. Sudarshan. Ullman Silberschatz begin-vote vote-commit vote-abort abort commit help-me prepare-commit "prepare T" "ready T" "no T" "abort T" "commit T" Estampillas de Tiempo En un sistema distribuido, cada transacción debe tener una estampilla de tiempo única para usar en la decisión del orden de serializabilidad. Generación de estampillas únicas: – – Modelo Centralizado: un único sitio es encargado de generar y distribuir las estampillas de tiempo. Modelo Distribuido: cada transacción tiene una estampilla de tiempo que surge de concatenar la estampilla de tiempo local con el identificador de sitio. "precommit T" Elementos de Bases de Datos Clase 23 31 Estampillas de Tiempo El problema del modelo distribuido es que un sitio podría generar estampillas de tiempo a mayor velocidad que otros sitios. En ese caso, las estampillas de tiempo generadas por el sitio más rápido serán mayores que las generadas por otros sitios. Esto se evita si cada sitio utiliza un reloj lógico, implementado mediante un contador que se incrementa cada vez que se genera una nueva estampilla de tiempo local. Para sincronizar los relojes lógicos, se requiere que cada sitio Si avance su reloj lógico cuando arriba una nueva transacción a ese sitio. Elementos de Bases de Datos Clase 23 Elementos de Bases de Datos Clase 23 Tratamiento de Deadlocks Al igual que en los sistemas centralizados, tenemos dos formas de tratar deadlocks: Prevención. Detección y Recuperación. Una simple técnica de prevención usando la estrategia write-locks-all es la siguiente: Asumimos un ordenamiento lexicográfico de los items de datos. Si A<B según el orden anterior, entonces una transacción T debe bloquear todas las copias de A antes de bloquear cualquier copia de B. Las copias de cada item A se ordenan y una transacción bloquea todas las copias de A que necesita en ese orden. 33 Detección de Deadlocks 32 Elementos de Bases de Datos Clase 23 34 Ejemplos de grafos de espera Una forma sencilla de detectar deadlocks es utilizando grafos de espera. Un grafo de espera es un grafo en el cual los nodos representan transacciones y los arcos representan esperas por datos requeridos. Cada sitio mantiene su grafo de espera local. Cuando una transacción Ti en un sitio S1 necesita un recurso en el sitio S2, Ti envía un mensaje a S2. Si el recurso lo tiene una transacción Tj, se agrega el arco Ti→Tj al grafo de espera del sitio S2. Cuando el grafo de espera local contiene un ciclo entonces se produjo una situación de deadlock. Elementos de Bases de Datos Clase 23 35 T1 T2 T2 T5 T3 T3 Sitio S1 T4 Sitio S2 Elementos de Bases de Datos Clase 23 36 6 Universidad Nacional del Sur – Departamento de Ciencias e Ingeniería de la Computación Elementos de Bases de Datos – 2do. Cuatrimestre de 2004 Modelo Centralizado Grafo de Espera Global En el modelo centralizado, un mismo sitio se encarga de construir un grafo de espera global. Tal sitio se denomina coordinador de detección de deadlocks. Existen dos tipos de grafos de espera: Grafo Real: que describe el estado real aunque desconocido del sistema. Grafo Construido: es la aproximación generado por el coordinador. El grafo de espera global puede construirse: Cada vez que se inserta o elimina un arco en alguno de los grafos de espera locales. Periódicamente, una vez que se haya efectuado cierto número de cambios en un grafo de espera local. Siempre que el coordinador tenga que invocar al algoritmo de detección de ciclos. Cuando se invoca al algoritmo de detección de ciclos, el coordinador examina su grafo global. Si encuentra un ciclo, se elige una víctima y se realiza Esta diferencia se produce por demoras de comunicación en el sistema y es necesario que, si ocurre un deadlock, el grafo construido sea lo más parecido posible el grafo real. un retroceso de la misma, informando de esto a todas las localidades. Elementos de Bases de Datos Clase 23 Elementos de Bases de Datos Clase 23 37 Grafo de Espera Global T1 Retrocesos Innecesarios T1 T2 T3 T1 T2 S1 T3 T2 S2 T3 Coordinador T1 T2 38 T3 • Supongamos que T2 libera el recurso que estaba ocupando en S1 (se elimina la arista T1→T2) y solicita a T3 el recurso que está ocupando en S2 (se inserta la arista T2→T3). • Si el mensaje de insertar llega antes que el de eliminar se produce un ciclo falso que fuerza iniciar un proceso de recuperación de deadlocks. Coordinador Elementos de Bases de Datos Clase 23 39 Elementos de Bases de Datos Clase 23 Modelo de Distribución Total Retrocesos Innecesarios En el modelo de distribución total, todos los Los retrocesos innecesarios también pueden producirse en casos de deadlock, cuando después de elegir una víctima, al mismo tiempo una de las transacciones involucradas en el deadlock abortó por razones que no tienen nada que ver con el deadlock. Un ejemplo podría darse en el caso anterior. Si S1 decide abortar T2 y el coordinador descubre un ciclo, puede elegir como víctima a T3. T2 y T3 son retrocedidas aunque el retroceso de T3 es innecesario. controladores comparten equitativamente la responsabilidad de detectar deadlocks. Cada sitio contiene un grafo de espera local que representa una parte del grafo de espera global. La idea es que, si existe un deadlock, aparezca un ciclo en al menos uno de los grafos parciales. Cada grafo de espera local agrega un nodo adicional Tex, donde: Elementos de Bases de Datos Clase 23 40 41 Ti→Tex indica que Ti espera un dato usado por una transacción en otra localidad. Tex→Ti indica que una transacción en otra localidad espera por un recurso que tiene asignado Ti. Elementos de Bases de Datos Clase 23 42 7 Universidad Nacional del Sur – Departamento de Ciencias e Ingeniería de la Computación Elementos de Bases de Datos – 2do. Cuatrimestre de 2004 Modelo de Distribución Total Detección de Deadlocks Distribuido Supongamos que en Si existe un ciclo que involucra a una transacción externa Tex en Sj. Existen dos casos posibles: Si un grafo de espera local contiene un ciclo que no involucra a Tex, entonces el sistema se encuentra en deadlock. Si un grafo de espera local contiene un ciclo que involucra a Tex, solamente existe la posibilidad de que se haya producido un deadlock. S1 T5 T3 Tex Tex T2 T4 T3 S2 Elementos de Bases de Datos Clase 23 44 Detección de Deadlocks • S1 detecta el posible deadlock Tex→T2→T3→Tex. • Notemos que T4 es externa para S1, mientras que T1 y T5 son externas para S2. • Como T3 espera un dato de la localidad S2, transmitirá un mensaje a S2. • Cuando S2 recibe el mensaje actualiza el grafo de espera y obtiene el siguiente ciclo: T2→T3→T4→T2. • Luego, se produce un deadlock "local" y se invoca al algoritmo de recuperación de deadlocks. Elementos de Bases de Datos Clase 23 al algoritmo de recuperación. 43 Detección de Deadlocks T2 la información que recibe. Si el grafo de espera actualizado contiene un ciclo que no involucra a Tex, entonces se produce un deadlock y se invoca involucra a una transacción externa Tex en Sk se repetirá el procedimiento, que en algún momento se detiene ya que la red es finita. distribuido de detección de deadlocks. T1 conteniendo información referente al ciclo. Cuando Sj recibe el mensaje actualiza su grafo de espera con Si el grafo de espera actualizado contiene un ciclo que En el último caso, se invoca a un algoritmo Elementos de Bases de Datos Clase 23 Si envía un mensaje de detección de deadlocks a Sj, 45 El resultado anterior hubiera sido el mismo si S2 detectaba el deadlock antes que S1. En el peor de los casos, ambas localidades se enviarían el mensaje al mismo tiempo. Para reducir el tráfico de mensajes, se asigna un identificador único (id) a cada transacción y se asume un orden total entre estos identificadores. Si tenemos un ciclo Tex→Tk1→Tk2→...→Tkn→Tex en Si entonces se enviará un mensaje de detección de deadlocks a otra localidad si id(Tkn) < id(Tk1). De lo contrario, Si continúa su ejecución normal y espera que la detección de deadlocks se inicie en otra localidad. Elementos de Bases de Datos Clase 23 46 Identificador único T1 T2 S1 T5 T3 Tex Tex T2 T4 T3 S2 • Asumamos que en este caso se verifica que id(T1) < id(T2) < id(T3) < id(T4) < id(T5). • S1 detecta el posible deadlock Tex→T2→T3→Tex. • Aquí sucede que id(T3) > id(T2) por lo que S1 no envía un mensaje de detección de deadlocks a S2. • S2 detecta (simultáneamente con el posible deadlock S1) Tex→T3→T4→T2→Tex. • Aquí sucede que id(T2) < id(T3) por lo que S2 si envía un mensaje de detección de deadlocks a S1. • De este modo, se evitan envíos de mensajes innecesarios. Elementos de Bases de Datos Clase 23 47 Temas de la clase de hoy Protocolos de compromiso Protocolo de Compromiso de 3 Fases. Protocolos de estampilla de tiempo. Tratamiento de deadlock en entorno distribuido Bibliografía “Principles of Database and Knowledge Base System” - J. Ullman. Capítulo 10. “Fundamentos de Bases de Datos” – A. Silberschatz. Capítulo 18. Elementos de Bases de Datos Clase 23 48 8
