Transakce, soub eznost a uv aznut v distribuovan em prostred

Transkript

1 Osnova predn asky Transakce, soub eznost a uv aznut v distribuovan em prostred PA 150 Principy operacnch syst em u Jan Staudek Ð Û Å«Æ ±²³ µ ¹º»¼½¾ Ý Distribuovan e transakce Transakce, na jejichz proveden se podl vce nez jeden server (uzel ste, uzel distribuovan eho syst emu) Dvouf azov y protokol dosazen shody o form e proveden (commit/abort) distribuovan e transakce Zamyk an, synchronizace distribuovan ych proces u Uv aznut v distribuovan em syst emu Verze : podzim 016 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 1 Distribuovan a transakce, koncept Distribuovan a transakce zahrnuje operace prov ad en e ve vce serverech (uzlech DS ) formou dlcch subtransakc Uzly DS mohou vz ajemn e komunikovat, obecne { kazd y s kazd ym Mus b yt zachov an b azov y princip transakce { atomicita, A Bud'to se provedou vsechny operace urcen e programovou jednotkou rdic transakci nebo se neprovede z adn a z nich Mus b yt zachov any pochopiteln e i ostatn vlastnosti transakc { CID Subtransakce realizovan e v r uzn ych uzlech DS proto na ukoncov an sv e transakce kooperuj pomoc koordinacnch proces u realizovan ych na urovni middleware (TPM) Distribuovan a transakce, koncept Pouzit a technologie { model klient-server Klient { aplikacn proces bezc v nekter em uzlu DS aktivuje realizaci transakce T z adost zaslanou na koordin atora t eto transakce T (server bezc v nekter em uzlu DS), res program denujc transakci spocvajc ve vol an posloupnost operac rescch transakci (subtransakc) vesmes rozmsten ych v r uzn ych uzlech DS napr. podle jimi spravovan ych objekt u apod. aktivuje krach nebo prohl asen hotov e transakce T za provedenou z adost zaslanou na koordin atora jm spusten e transakce T Server { syst emov y proces bezc v nekter em uzlu DS koordin ator transakce T, je souc ast TPM, middleware zajist'uje start a ukoncen distribuovan e transakce s clem zajistit atomicitu transakce aktivovan e klientem Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 3

2 Transaction Processing Monitors, TPM P uvodn idea vzniku TPM 70./80. XX.stol { teleprocessing monitor podpora velk eho mnozstv termin al u jedn e aplikace (rezervace letenek,... ) Soucasn e pojet funkcionality TPM Transaction Processing Monitor poskytov an API sluzeb pro distribuovan e resen transakc trval e frontov an pozadavk u klient u a reakc server u smerov an klienta na relevantn servery koordinace behu protokolu pro ustanoven n alnho stavu distribuovan e transakce na { proveden a, commited a nebo na { zkrachoval a, aborted tzv. -phase Commit Protocol, PCP Transaction Processing Monitors, TPM Architektura TPM: klient-server Modely TPM process-per-client model single-server model many-server, single-router model many-server, many-router model Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 4 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 5 TPM, process-per-client model TPM, single-server model jeden serverovsk y proces v datab azov em uzlu pro kazd eho jednoho klienta { termin al, libovoln y uzel DS kazd y server komunikuje s jednm termin alem { klientem, res autentizaci klienta a prov ad akce volan e metodami z klienta vysok a pamet'ov a n arocnost, cast e prepn an kontextu mezi procesy zvysuje rezii CPU/OS servery bez na 1 poctaci, nevhodn y model pro distribuovan e transakce pracujc se vzd alen ymi objekty rozlozen ymi ve vce uzlech server je vcevl aknov y, prepn an mezi vl akny res server (ULT) klienti nejsou blokovan, je mens rezie prepn an kontextu autentizaci res server nikoli OS vsechny aplikace jsou resen e vl akny jednoho serveru, ochrana mezi nimi se na urovni serveru nezajist'uje vl akna bez v 1 poctaci, nevhodn y model pro distribuovan e transakce pracujc se vzd alen ymi objekty rozlozen ymi ve vce uzlech Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 6 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 7

3 TPM, many-server, single-router model TPM, many-server, many-router model vce aplikacnch proces u pristupuje do spolecn e (distribuovan e) DB klienti komunikuj s jednm smerovacm procesem (router), kter y je smeruje na relevantn servery nez avisl e aplikace res nez avisl e servery severovsk e procesy jsou vcevl aknov e, obsluhuj soubezne vce klient u model vhodn y pro distribuovan em prostred, typick e resen pro Web servery soudob e univerz aln resen TPM pro distribuovan e transakce souc ast serverovsk ych prostred jsou spr avci rzen soubeznost, obnovy a resen transakc { koordin atori transakc (na urovni TPM) komunikace klient-server { Remote Procedure Call (RPC) Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 8 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 9 Distribuovan a transakce, koncept Pr ub ehy operac subtransakc v jednotliv ych uzlech DS rd spr avci, funkcnosti na urovni TPM Subtransakce n alezejc transakci T jsou spousten e klientem, v uzlech DS jsou aktivovan e dynamicky vol anm metod z klienta spr avci transakc { jsou procesy bezc v uzlech DS, jsou souc ast TPM, middleware { rd validnost soubeznosti (sub)transakc { udrzuj denk pro ucel obnovy po v ypadku { spolupracuj s koordin atorem transakce na rozhodnut zda se transakce prohl as za provedenou nebo zda krachuje algoritmy obnovy i rzen soubeznosti se mus pochopitelne upravit pro distribuovan e prostred Distribuovan a transakce, koncept Klient zahajujc transakci zasl a pozadavek opentransaction (n.b. t begin) koordin atorovi transakc rdcmu chod zahajovan e transakce, C i (sluzba v TPM v urcen em uzlu i) Koordin ator transakc C i klientovi vrac id transakce, T { jednoznacn y identik ator transakce v DS (napr. IP adresa i + poradov e cslo transakce v i) a prebr a roli koordin atora transakce T, kter y opentransaction pro transakci T provede Proces klienta a procesy, resc pozadavky klienta jako c asti distribuovan e transakce, mus b yt schopn s koordin atorem transakce komunikovat, obv. via RPC, aby mohly koordinovat svoje akce pri prechodu transakce do stavu proveden a (commit) nebo zrusen a (abort), Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 10 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 11

4 Distribuovana transakce, koncept Distribuovana transakce, koncept Koordinator transakce T registruje existenci transakce T a posleze i koordinuje jej ukon cen (commit / abort) Uzly zu castn ene na r e sen transakce T tvo r tzv.,,kohortu T", nazyv ame je participuj c uzly na transakci T c asti transakce realizovane v participuj c ch uzlech nazyv ame subtransakce, obvykle se aktivuj volan m metod klientem v participuj c m uzlu transakce T se z rizuje objekt participant, ktery je odpov edny za sledovan stavu obnovitelnych objektu v danem serveru zp r stupnovan ych transakc T a kooperuje s koordinatorem p ri ukon covan transakce T participanti se registruj u koordinator u svych transakc operac join Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soube znost v distribuovanem prost red 1 Koordinator transakce { registruje spu st en transakce, { registruje participanty, p r p. sam d el transakci na subtransakce a { r e s, koordinuje akce p ri ukon covan transakce Spravce transakce v uzlu kohorty, participant { udr zuje den k pro obnovu transakc { participuje na schematu r zen soub ez nosti Ka zdy participant mu ze kdykoliv volat koordinatora po zadavkem aborttransaction, pokud z n ejakeho duvodu nen schopny jeho uzel v r e sen subtransakce pokra covat Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soube znost v distribuovanem prost red koordinator T si udr zuje seznam participantu transakce T participanti (subtransakce) si relevantn slu zbou svych TPM udr zuj referenci na sveho koordinatora a komunikuj s n m p ri ukon covan transakce, commit / abort u cast participanta na transakci: { registrace u koordinatora + { sprava objektu zp r stupnovan ych subtransakc + { kooperace s koordinatorem p ri ukon covan transakce bud'to v sichni participanti sve subtransakce provedou (a potvrd ) { transakce se stane provedenou, commit nebo v sichni participanti zru s akce provedene v ramci subtransakc { transakce zkrachuje (abort) Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soube znost v distribuovanem prost red 13 Konceptualn schema funkcn ch komponent TPM Distribuovana transakce, koncept 14 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soube znost v distribuovanem prost red 15

5 Prklad, distribuovan a bankovn transakce Prklad, distribuovan a bankovn transakce Klientova transakce zahrnuje pr aci s ucty A,B, C a D ucet A spravuje server v pobocce X ucet B spravuje server v pobocce Y ucty C a D spravuje server v pobocce Z transakce { pren as 4 USD z uctu A do do uctu C a { pren as 3 USD z uctu B do uctu D Koordin ator transakce m uze byt situovan y v kter emkoliv serveru napr. v severu pobocky X, kter a je napr. umstena v centr ale banky Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 16 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 17 Prklad, distribuovan a bankovn transakce Prklad, distribuovan a bankovn transakce Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 18 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 19

6 Prklad, distribuovan a bankovn transakce klient otevre transakci a zsk a jej identik ator, T Posl eze klient vyvol av a metody predepsan e programem transakce realizovan e v r amci otevren e transakce napr. b.withdraw (T,3) v serveru Y Invokovan y objekt b v serveru Y informuje objekt participant v tomto serveru o tom, ze n alez transakci T pokud tak objekt participant v serveru Y dosud neucinil, informuje objekt participant koordin atora, ze n alez transakci T po aplikacnm dokoncen transakce, klient nakonec informuje koordin atora transakce o konci transakce pozadavkem closetransaction Resen probl emu ukoncen transakce { Commit protocols Probl em { zajist en atomicity (distribuovan e) transakce Klient poz adal koordin atora o otevren transakce Pot e klient postupne vyz adal prov aden operac na vce serverech Nakonec klient z ad a koordin atora o closetransaction, ukoncen transakce formou commit nebo abort abort { napr. se mu nepodarilo se spojit s nekter ym uzlem nebo zjistil narusen konzistence DB,... Atomick e ukoncen distribuovan e transakce se mus rdit jist ymi pravidly, protokolem Jedn a se o preveden hotov e transakce na provedenou transakci { commit, proto commit protocol Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 0 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 1 Jednoduch y, 1-f azov y, commit protokol O typu ukoncen (proveden / krach) transakce rozhoduje klient, kter y transakci vyvolal Koordin ator postupn e (opakovan e) sd eluje participant um podle pozadavku klienta zda maj prov est commit nebo abort, a to opakovane dokud mu kazd y participant nesdel, ze u sebe provedl commit nebo abort jm resen e subtransakce Pro resen ukoncen distribuovan e transakce je jednoduch y, 1-f azov y, commit protokol nedostatecn y D uvody { viz d ale Jednoduch y, 1-f azov y, commit protokol Pro resen ukoncen distribuovan e transakce je jednoduch y, 1-f azov y, commit protokol nedostatecn y Kdyz klient rozhodne ukoncit transakci r adne, commit, ned av a tm moznost z adn emu participantu ci koordin atorovi aby on jednostranne rozhodl o zkrachov an transakce Napr. dky zamyk an m uze mezi servery vzniknout uv aznut, kter e vede ke zkrachov an transakce, ale o tom se klient nedozv, dokud nevyd a dals pozadavek na server, dokud mu neuplyne time-out,... Napr. pri resen soubeznosti transakc odhalen nevalidnosti pl anu by melo vyvolat krach transakce bez z avislosti na rozhodnut klienta Napr. koordin ator nemus vedet, ze jist y server mel behem resen transakce v ypadek a obnovoval svoji cinnost v pr ubehu distribuovan e transakce a koordin ator by mel tudz transakci abortovat Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 3

7 -f azov y commit protokol Jedn a se o zvl astn prpad probl emu Byzantsk ych gener al u distribuovan a dohoda subtransakc zda transakci koncit r adne ci krachovat v prostred s v ypadky uzl u v distribuovan ych datab azov ych syst emech zajist'uje glob aln atomicitu transakc v prostred v ypadk u uzl u a komunikac za predpokladu, ze v ypadky budou nakonec opraven e a kazd y uzel (participant) zaruc atomicitu sv e subtransakce na sv e lok aln urovni. Lok aln atomicita subtransakce nestac, clem je glob aln atomicita, ta nem uze b yt zarucena implicitne. Glob aln synchronizace distribuovan e transakce m uze skoncit v nekter ych uzlech provedenm subtransakce a v jin ych krachem To ohrozuje glob aln atomicitu a tudz konzistenci DBS Dosazen atomicity na glob aln urovni vyzaduje pouzt synchronizacn protokol, kter y zajist jednoznacn y konecn y v ysledek pro kazdou distribuovanou transakci bez ohledu na v ypadky uzl u. -f azov y commit protokol Two-Phase Commit Protocol, (PCP nebo tak e PCP) synchronizacn protokol, kter y res probl em atomick eho ukoncen umoz nuje kazd emu participantu jednostranne abortovat svoji c ast transakce jestli jedna subtransakce krachuje, krachuje cel a transakce jestlize se r adne ukonc vsechny subtransakce, r adne se ukoncuje cel a transakce Ukoncen transakce pomoc PCP koordinuje koordin ator, v ysledkem rozhodnut koordin atora m uze b yt commit { potvrzen proveden subtransakc ve vsech uzlech S i a preveden transakce do stavu provedn a abort { zrusen ucink u subtransakc ve vsech uzlech S i, pokud alespo n jedna subtransakce zkrachovala, a zrusen transakce Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 4 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 5 -f azov y commit protokol Resen ukoncen transakce, Two-Phase Commit Protocol PCP zajist'uje, ze distribuovan a transakce se bud' r adne ukonc a vsechny jej ucinky se stanou trval e ve vsech participujcch uzlech nebo distribuovan a transakce zkrachuje a vsechny jej ucinky ve vsech uzlech se zrus, jako by se transakce nikdy nevykonala. Spust en PCP Kazd a transakce m a v nekter em uzlu DS koordin atora. Pot e, co transakce z hlediska klienta dokonc vsechny aplikacn operace, klient poz ad a koordin atora o ukoncen transakce koordin ator spoust PCP. detaily behu PCP viz d ale PCP se skl ad a ze dvou f az, jmenovite z hlasovac f aze a z f aze vyd an rozhodnut. Hlasovac f aze Koordin ator z ad a vsechny participanty transakce o z avazek, ze subtransakci r adne ukonc, kdyz ve f azi vyd an rozhodnut k tomu dostanou pokyn { hlasuj ano / ne pro ukoncen transakce Jakmile participant obdrz v yzvu k hlasov an, over na nej nav azanou subtransakci z pohledu konzistence dat. Pokud lze subtransakci r adne ukoncit (tj. prosla validace), hlasuje ano. V opacn em prpade hlasuje ne, subtransakci n asledne bez dalsho cek an krachuje, rus subtransakc zp usoben e ucinky a uvoln se vsechny subtransakc drzen e zdroje (z amky,... ). Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 6 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 7

8 Resen ukoncen transakce, Two-Phase Commit Protocol Resen ukoncen transakce, Two-Phase Commit Protocol Ve f az vyd an rozhodnut koordin ator transakce rozhoduje zda r adne ukoncit transakci, pokud jsou vsichni participanti pripraveni r adne ukoncit transakci (hlasovali ano) nebo zda zkrachovat, pokud se kter ykoliv participant rozhodl transakci zkrachovat (hlasoval ne). V prpad e vyd an rozhodnut r adn e ukoncit transakci, koordin ator vysl a vsem participant um zpr avy commit (r adn e ukoncit), transakce se stane provedenou V prpad e vyd an rozhodnut zkrachovat transakci koordin ator odesl a zpr avy abort (zkrachovat), a to pouze t em participant um, kter jsou pripraveni r adn e ukoncit transakci (hlasovali ano), transakce se stane zkrachovalou Jestlize participant hlasoval ano, nem uze subtransakci jednostrann e ani r adn e ukoncit ani zkrachovat, mus cekat, dokud od koordin atora neobdrz konecn e rozhodnut. Participant je tudz po neurcitou dobu blokovan y (okno nejistoty), cek a na rozhodnut koordin atora. Jakmile participant obdrz n aln rozhodnut koordin atora, rozhodnut respektuje a vykon a odpovdajc akce a uvoln vsechny zdroje, kter e subtransakce drz, a obvykle odesle zp et koordin atorovi potvrzen (ACK) Z amky vyz adan e transakc si transakce mus drzet az do sv eho ukoncen Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 8 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 9 Resen ukoncen transakce, Two-Phase Commit Protocol Resen ukoncen transakce, Two-Phase Commit Protocol Jakmile koordin ator obdrz potvrzen od vsech participant u, pak v prpad e, ze hlasovali ano, zapomene na transakci, vymaze vesker e informace t ykajc se transakce z protokolov e tabulky udrzovan e v hlavn pam eti. Odolnost PCP v uci v ypadk um se dosahuje zaznamen av anm pr ub ehu protokolu do denk u udrzovan ych jak koordin atorem, tak i participanty. Denky se udrzuj ve stabilnch, energeticky nez avisl ych pam etech, v ypadky je neznic. Koordin ator zapisuje z aznam decision do denku prmo (bez vyrovn av an toku dat na urovni OS), jest e pred odesl anm sv eho rozhodnut participant um. Stejn e tak kazd y participant zapisuje do sv eho denku z aznam prepared pred zasl anm hlasu ano a z aznam decision pred zasl anm potvrzen rozhodnut. Kdyz koordin ator protokol ukoncuje, zapisuje uz b ezn ym (vyrovn avan ym) z apisem do denku z aznam end Tento z aznam indikuje, ze vsichni participanti obdrzeli rozhodnut, a ze z adn y z nich se v budoucnosti nebude dotazovat na stav transakce. Po t e koordin ator m uze na transakci z pohledu PCP (trvale) zapomenout Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 30 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 31

9 Two-Phase Commit Protocol (PCP), dlc kroky T i je hotov a, klient poz adal koordin atora koordin atora C i o n aln uzavren T i { zajisten stavu proveden a / zkrachoval a koordin ator C i spoust PCP F aze 1, COMMIT-REQUEST phase, resp. voting phase Koordin ator C i pripravuje kohortu na potvrzen proveden transakce tm, ze zasl a vsem uzl um kohorty z adost o sdelen souhlasu s commit, zpr avu typu cancommit?(t), prp. prepare T apod. C i prid a do logu (denku) ve stabiln pameti z aznam <prepare T> C i posle vsem uzl um kohorty plncm T zpr avu cancommit?(t) Spr avce transakce participanta rozhoduje, zda je pripraven y na commit sv e c asti transakce Two-Phase Commit Protocol (PCP), dlc kroky F aze 1, COMMIT-REQUEST phase, detaily, pokr. pokud je subtransakce v s i ve stavu hotov a, { manazer transakce v s i je pripraven y subtran. potvrdit (commit), { udel a v denku z aznam <ready T> a vse v denku o T zapse do stabiln pameti a odpov koordin atorovi na dotaz cancommit?(t) odpoved Yes { odpoved Yes uzel s i kohorty slibuje koordin atorovi C i, ze bude reagovat ukoncenm ve. f azi PCP, vse m a poznaceno v denku ve stabiln pameti pokud nen subtransakce v s i stavu hotov a, zkrachovala { s i do denku poznac <no T> a koordin atorovi odpov na dotaz cancommit?(t) odpoved No C i cek a na odpoved' od vsech participant u odpoved' nemus b yt okamzit a, pri spusten PCP mohou v nekter ych s i subtransakce jeste bezet Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 3 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 33 Two-Phase Commit Protocol (PCP), dlc kroky Two-Phase Commit Protocol (PCP), dlc kroky F aze 1, COMMIT-REQUEST phase, detaily, pokr. vysl an cancommit?(t) mlccm participant um lze zopakovat pokud participant hlasuje No, s am krachuje okamzite likviduje ucinky transakce, uvol nuje zdroje,... F aze, COMMIT phase, ukoncen podle v ysledku hlasov an C i prijal odpovedi na dotaz cancommit?(t) od vsech participant u nebo uplynul preddenovan y casov y limit po rozesl an cancommit?(t) C i potvrzuje nebo rus transakci ve vsech uzlech kohorty podle zjisten stavu ze zpr av (reakc na cancommit?(t)) zskan ych ve f azi 1 PCP: { vsechny odpovedi rkaj Yes: rozhodnut je T je proveden a (commit) { alespo n jedna odpoved' rk a No, nebo alespo n jeden uzel kohorty neodpovedel: rozhodnut je T zkrachovala (abort) koordin ator prid a do deníku <commit T> nebo <abort T> podle v ysledku rozhodnut a denk zapse do stabiln pameti z aznam ve stabiln pameti je i v prpade poruchy nerevokovateln y, osud transakce je zpeceten Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 34 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 35

10 Two-Phase Commit Protocol (PCP), dlc kroky Stavov y diagram PCP F aze, COMMIT phase, ukoncen podle v ysledku hlasov an, pokr. koordin ator posle kazd emu uzlu kohorty zpr avu s informac o n alnm rozhodnut (docommit (T) / doabort (T)) kazd y uzel kohorty zaznamen a zpr avu (rozhodnut) do sv eho logu a koordin atorovi sdel potvrzujc zpr avu havecommited(t) (ACK) a zpracovan transakce u sebe ukonc Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 36 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 37 Two-Phase Commit Protocol, rekapitulace Prvn f aze { hlasovac f aze koordin ator transakce vyzve participanty ke sdelen zda transakci r adne ukoncit nebo krachovat kazd y participant sdeluje zda transakci ukoncit nebo krachovat jakmile participant rekne ukoncit, nesm posl eze rci krachovat tj. kdyz participant rekne ukoncit, mus si b yt jist y, ze bude schopn y dokoncit svoji c ast commit protokolu, i kdyz mezi tm vypadne a obnov svoji cinnost, denk mus mt zapsan y na disku jakmile participant m a vsechny svoje objekty zmenen e v pr ubehu transakce uchovan e v permanentn pameti, je pripraven y kdykoliv posl eze potvrdit r adn e ukoncen transakce v permamentn pameti mus mt poznacen y i stav pripraven y Two-Phase Commit Protocol, rekapitulace Druh a f aze { vyd an rozhodnut o hlasov an koordin ator sdel participant um rozhodnut, v ysledek hlasov an kazd y participant realizuje rozhodnut jestlize alespo n jeden participant hlasoval abort, krachovat, rozhodnut zn zkrachovat transakci jestlize vsichni participanti hlasovali commit, ukoncit, rozhodnut zn ukoncit transakci { commit Probl emy mus se zajistit, aby hlasovali vsichni participanti mus se zajistit, aby vsichni realizovali spolecn e n aln rozhodnut trivi aln resen techto probl emu je v prostred bez poruch PCP ale mus spr avne pracovat i v prpadech v ypadk u server u, ztr at zpr av nebo docasn ych v ypadk u schopnosti komunikace mezi servery Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 38 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 39

11 Model poruch pro Two-Phase Commit Protocol Model poruch pro Two-Phase Commit Protocol Re aln y distribuovan y syst em = asynchronn distribuovan y syst em Servery mohou vypad avat, zpr avy se mohou ztr acet Podp urn y komunikacn syst em odstra nuje porusen e a duplikovan e zpr avy Nejedn a se o byzantinsk e chyby Server bud'to vypadne nebo se rd zaslan ymi zpr avami Pripomenut { byzantinsk a chyba proces m uze nastavit chybn y obsah zpr avy nebo na z adost vracet chybnou hodnotu, m uze duplikovat odpoved',... byzantinskou chybu nelze detekovat pozorov anm, zda proces odpovedel na invokaci, proces m uze odpoved' vynechat Two-Phase Commit Protocol je prklad protokolu pro dosazen dohody Obecne plat { dosazen dohody nen v plne asynchronnch syst emech mozn e Two-Phase Commit Protocol v asynchronnm prostred dohody dosahuje za omezujc podmnky: v ypadky proces u (server u) jsou maskovan e obnovou vypadl ych proces u nov ymi procesy, jejichz stav je nastaven y podle informac uchov avan ych v permanentn pameti a informac drzen ych jin ymi procesy proces mozn a po jistou dobu nereaguje, ale kdyz reaguje, reaguje validne Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 40 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 41 Model poruch pro Two-Phase Commit Protocol v kazd em uzlu/participantu mus spr avce transakc mus udrzovat denk, write-ahead log aby bylo mozn e pri restartu uzlu po jeho v ypadku ucinky subtransakce zrusit (viz predn aska Transakce): { objekt se modikuje pouze po zaznamen an undo info do logu { pred potvrzenm zmen ze zaznamenaj redo a undo logy do stabiln pameti Prpomnka { protokol PCP je navrzen y s clem umoznit participantu zkrachovat, zrusit svoji c ast transakce (z d uvodu zachov an atomicity krachuje cel a transakce) pro pr aci v asynchronnm (distribuovan em) syst emu, ve kter em mohou vypad avat uzly (servery) a ztr acet se zpr avy { se nejedn a o byzantinsk e (libovoln e) chyby, server bud' vypadne nebo se rd vyslan ymi zpr avami { od podp urn eho syst emu request-reply se ocek av a, ze odstran vsechny porusen e, prp. duplikovan e zpr avy Komunikace v PCP Koordin ator v pr ub ehu transakce, az na sd elen participanta o pripojen k transakci (join), s participanty nekomunikuje Pozadavek na commit nebo abort transakce pred av a koordin atorovi klient Pokud klient z ad a pri ukoncov an transakce aborttransaction nebo kdyz n ekter y participant hl as abort, koordin ator informuje participanty okamzit e Vme jiz, ze PCP nastupuje do sv e role v okamziku, kdy klient pozaduje committransaction (ukoncit transakci) V 1. f azi koordin ator z ad a vsechny participanty, aby rekli, zda jsou pripraveni na commit ve. f azi koordin ator participant um rk a, at' udelaj akce odpovdajc commit nebo abort Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 4 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 43

12 Komunikace v PCP V ypadky pri resen PCP Komunikace mezi koordin atorem a participanty m uze selhat, d uvody { nekter y server vypadne { nebo komunikacn syst em ztrat zpr avu Resitelnost dosazen dohody se podporuje sledov an casov ych v ypadk u (time-outs) { syst em je pseudoasynchronn Slozitost pri N clenech kohorty 3N zpr av, ve 3 casov ych rund ach havecommited (ACK) se nepoct a, PCP funguje i bez n zpr ava slouz k indikaci moznosti odstranit zastaral e informace Po casov em v ypadku mus proces cekajc na ud alost prov est relevantn akci Kazd y krok, ve kter em se cek a na ud alost, mus b yt osetren y hld anm casov eho limitu V asynchronnm syst emu uplynut casov eho limitu nemus implikovat trvalou poruchu serveru Stav neurcitosti v participantu = cek an na n aln rozhodnut Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 44 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 45 Resen ukoncen transakce, Two-Phase Commit Protocol Zotaven ve PCP V ypadky uzl u a komunikac jsou detekovan e timeouty, hld anm uplynut casov ych limit u. Kdyz cinn y uzel detekuje v ypadek evokuje Recovery Manager, jehoz ukolem je v ypadek zvl adnout. V PCP m uze selhat uzel s koordin atorem nebo uzel participanta. V PCP jsou ctyri msta, kde m uze dojt k selh an komunikace. V PCP jsou ctyri msta, kde m uze dojt k selh an komunikace Participant cek a na zpr avu s v yzvou k hlasov an. Participant jest e nehlasoval. V tomto prpad e participant m uze rozhodnout o zkrachov an subtransakce jednostrann e. Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 46 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 47

13 V PCP jsou ctyri msta, kde m uze dojt k selh an komunikace Koordin ator cek a na hlasov an participant u. Vzhledem k tomu, ze koordin ator dosud neucinil konecn e rozhodnut, z adn y participant se nemohl r adn e ukoncit, kordin ator m uze rozhodnout zkrachovat. V PCP jsou ctyri msta, kde m uze dojt k selh an komunikace Participant hlasoval ano, ale neobdrzel rozhodnut ukoncit/zkrachovat. V tomto prpade se participant nem uze rozhodnout jednostranne, protoze nen jasn e, jak e rozhodnut koordin ator vyd a. Participant je v tomto prpade blokov an, dokud znovu nenav aze komunikaci s koordin atorem a pot e, co ji znovu nav aze, participant poz ad a od koordin atora o konecn e rozhodnut, prosad pokracov an protokolu a potvrd koordin atorovi rozhodnut. Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 48 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 49 V PCP jsou ctyri msta, kde m uze dojt k selh an komunikace Resen ukoncen transakce, Two-Phase Commit Protocol Koordin ator cek a na potvrzov an od participant u. V tomto prpad e koordin ator po obnov e komunikace znovu posl a rozhodnut t em participant um, kter rozhodnut dosud nepotvrdili. Pripomenut Koordin ator nem uze jen tak jednoduse vymazat informace t ykajc se transakce z protokolov e tabulky nebo ze sv eho stabilnho denku dokud neobdrz potvrzen od vsech participant u. Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 50 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 51

14 Obnova koordin atora po v ypadku uzlu koordin atora Obnova participanta po v ypadku uzlu participanta koordin ator po restartu cte denk ze stabiln pameti a znovu vytv ar protokol arn tabulku tak, aby zachycovala stav PCP pro vsechny probhajc transakce pred v ypadkem. Transakce, kter e byly aktivn podle koordin atora pred jeho v ypadkem a nemaj v denku z aznam decision, koordin ator krachuje. Transakcm, kter e zacaly PCP a jeste ho nedokoncily pred v ypadkem (tj. transakce, kter e maj v jeho denku z aznamy decision bez odpovdajcch z aznam u end ) koordin ator dokonc protokol zasl anm rozhodnut a vyck a na jejich potvrzen. Jelikoz nekter z participant u jiz mohli obdrzet rozhodnut pred v ypadkem a prosadili ho, mohli tito ucastnci jiz zapomenout, ze tato transakce kdy existovala. Takov ucastnci jednoduse odpov slep ym potvrzenm, kter ym indikuj, ze jiz obdrzeli a prosadili rozhodnut pred v ypadkem. vyhled av a ve sv em denku existenci transakc, kter e jsou ve stavu,,pripraven a na ukoncen" (tj. maj v denku z aznam prepared bez z aznamu decision). Pro vyhledanou transakci participant poz ad a koordin atora o zasl an rozhodnut a pot e co rozhodnut obdrz prosad rozhodnut a potvrd. Koordin ator bude vzdy schopn y reagovat na tyto dotazy, protoze transakci nem uze zapomenout drve, nez obdrz potvrzen vsech participant u. Nicm ene, ex. prpad, kdy participant m uze b yt ve stavu pripraven y na r adn e ukoncen a koordin ator si transakci nepamatuje: Koordin ator selze pot e, co poslal zpr avu vyzadujc hlasovat a tesne pred tm, nez ucinil sv e rozhodnut. V tomto prpade, koordin ator po obnove o transakci nev. Participant pripraven y k ukoncen si vyz ad a stav T od koordin atora, ten predpokl ad a ze transakce zkrachovala, reaguje zpr avou abort. Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 5 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 53 V ypadky pri resen PCP Participant hlasoval v 1. f azi PCP Yes a cek a na sdelen v ysledku dohody { commit / abort Participant je ve stavu neurcitosti (uncertain) netus jak bude znt rozhodnut, nem uze rozhodnout jednostranne Nem uze uvolnit objekty drzen e pro aktu alne resenou transakci pro pouzit jin ymi soubezn ymi transakcemi V ypadek koordin atora v tomto kroku protokolu participant mus cekat na obnovu koordin atora po uplynut casov eho limitu m uze poz adat o zopakov an zpr avy o rozhodnut po x zopakovan takov ych z adost krachuje prpadne se m uze dotazovat ostatnch participant u jak znelo rozhodnut pokud ale tito budou rovnez ve stavu neurcitosti, nedozv se ale nic V ypadky pri resen PCP Participant nedostal po ukoncen sv ych operac dotaz cancommit? Nezb yv a nic jin eho po uplynut casov eho limitu nez jednostranne udelat abort Koordin ator nedostal do uplynut casov eho limitu hlas od n ekter eho participanta Rozhoduje abort transakce Toto rozhodnut rozesle vsem participant um pokud nekter y opozden y participant bude pot e hlasovat commit, z ustane ve stavu neurcitosti (resen viz v yse) Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 54 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 55

15 Zvl ad an poruch v PCP detailne { v ypadek uzlu kohorty Zvl ad an poruch v PCP detailne { v ypadek uzlu kohorty Uzel kohorty obnovil cinnost po sv em v ypadku a rozhoduje podle sv eho logu (denku) o osudu transakc, kter e byly pri v ypadku rozpracovan e Log obsahuje z aznam <commit T> { uzel provede redo(t) Log obsahuje z aznam <abort T> { uzel provede undo(t) Log obsahuje pouze z aznam <ready T> a ne z aznamy <commit T>/<abort T>, { dotazuje se C i a del a redo(t), kdyz se dozv, ze rozhodnut bylo <commit T> undo(t) kdyz se dozv, ze rozhodnut bylo <abort T>. Pokud C i neodpovd a (vypadl), uzel periodicky vysl a ostatnm uzl um v syst emu zpr avu query-status (T)dokud od nekter eho z nich nedostane informaci podle jeho logu zda T byla dokoncena nebo zrusena a del a podle zjisten redo(t) nebo undo(t) dotazuje se periodicky dokud nedostane zpr avu, zdroje drzen e v uzlu pro T jsou po tuto dobu blokovan e Log neobsahuje z adn y z aznam (abort, commit, ready) o T { uzel kohorty vypadl drve nez si pripravil reakci na cancommit?(t) { C i mus T zrusit, abort T uzel kohorty provede undo(t) Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 56 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 57 Zvl ad an poruch v PCP detailne { v ypadek koordin atora Hodnocen PCP Kdyz uzel s koordin atorem vypadne v rozpracovan em PCP o osudu T rozhoduj uzly kohorty. Pokud to nezvl adaj, cek a se na obnovu uzlu s koordin atorem. Pokud aktivn uzel s koordin atorem ve sv em logu obsahuje <commit T>, T se potvrzuje Pokud aktivn uzel s koordin atorem ve sv em logu obsahuje <abort T>, T se rus Pokud aktivn uzel ve sv em logu neobsahuje ani <ready T>, nemohl takov y uzel poslat C i zpr avu ready (T) a vypadl y C i tudz nemohl T potvrdit. { Nez cekat na obnovu C i, je lepsm resenm T zrusit PCP je blokujc protokol, { drz si zamcen e zdroje behem cek an na zpr avu, neuvol nuje je, { ostatn procesy, kter e tyto zdroje pozaduj, cekaj kdyz vypadne uzel s koordin atorem, kohorta sama transakci neukonc, zdroje drzen e v uzlech kohorty budou drzen e do doby dokud uzel s koordin atorem neobnov svoji cinnost PCP je konzervativn, pri nejistot e d av a prednost zrusen (abort) pred dokoncenm (commit) Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 58 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 59

16 Rzen soub eznosti, synchronizace proces u Modikace centralizovan ych synchronizacnch uloh na resen umoz nujc pouzit distribuovanosti transakc B eh transakc (resp. subtransakc), kter e zprstup nuj data v lok ale, koordinuje transakční manažer lok aln transakce (subtransakce) b ez pouze v jedin em uzlu glob aln transakce b ez v n ekolika uzlech Typov e ulohy { b azov e n astroje zamyk an casov e raztkov an Zamykac protokoly dvouf azov y zamykac protokol lze pouzt i v DS p uvodn nedistribuovan y PL protokol: { proces nejprve pouze zamyká objekty, poté pouze uvolňuje objekty { zamyk an res na z adost proces u spolecn y spr avce zamyk an pro distribuovan e prostred se implementace spr avce zamyk an mus zmenit tak, aby respektovala distribuovanost prostred Prklady resen spr avy zamyk an v distribuovan em prostred { viz dals pr usvitky: zamykac spr avci uzl u, data nejsou replikovan a jeden centr aln zamykac spr avce majoritn zamykac protokol (majority protocol) { zamykac spr avci uzl u + moznost pouzv an replikovan ych dat asymetrick y zamykac protokol (biased protocol ) Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 60 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 61 Zamykac spr avci uzl u, data nejsou replikovan a Zamykac protokol s jednm centr alnm zamykacm spr avcem neexistuj replikovan a data ve vce uzlech kazd y uzel provozuje sv eho spr avce zamyk an, kter y zpracov av a pozadavky lock a unlock na data uchov avan a v dan em uzlu jednoduch a implementace vyvol av a vyd an zpr avy na zpracov an pozadavku lock (z adost, povolen) 1 zpr ava na zpracov an pozadavku unlock Zvl adnut uv aznut je dky distribuovanosti prostred slozit ejs V cel em syst emu v jedin em urcen em uzlu p usob jedin y spr avce zamyk an, vsechny pozadavky na zamyk an a uvol nov an jsou smerov any na tohoto spr avce jednoduch a implementace vyvol av a vyd an zpr avy na zpracov an pozadavku lock (z adost, povolen) a 1 zpr avy na zpracov an pozadavku unlock Zvl adnut uv aznut je dky centralizovanosti jednoduch e uzel s koordin atorem a komunikacn cesty k tomuto uzlu mohou b yt uzk ym prolem zranitelnost { v ypadek uzlu s koordin atorem zp usobuje nefunkcnost cel eho syst emu Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 6 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 63

17 Majoritn zamykac protokol Res nedostatky centr alnho rzen, pracuje s replikovan ymi daty, decentralizovan e Modikace sch ematu s uzlov ymi koordin atory V kazd em uzlu bez spr avce zamyk an uzlu Spr avce zamyk an uzlu zamyk a a uvol nuje data nebo repliky dat uchov avan ych ve sv em uzlu Transakce zamykajc replikovan y zdroj dat mus { poslat pozadavek na zamcen vce nez polovin e uzl u, kter e uchov avaj replikaci zamykan ych dat a { zskat od techto uzl u povolen zamknut { informovat stejnou mnozinu uzl u o odemknut Slozit ejs je implementace Majoritn zamykac protokol, ((n/)+1) zpr av na zpracov an pozadavku lock (z adost, povolen) a (n/)+1 zpr av na zpracov an pozadavku unlock Algoritmus pro zvl adnut uv aznut mus b yt modikov an, uv aznut m uze zp usobit i zamyk an pouze jedn e jedin e, ale replikovan e polozky dat T 1 a T zamykaj data Q replikovan a v uzlech S T 1 poz ad a o zamcen u S 1..3 T poz ad a o zamcen u S..4 T 1 uspeje u S 1 a S a T uspeje u S 3 a S 4. Aplikace generujc transakce T 1 a T uv azla. Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 64 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 65 Asymetrick y zamykac protokol (biased) ) Serializace prstup u casov ym raztkov anm V principu majoritn zamykac protokol Pouzv a sdlen e zamyk an pro ctec operace a exkluzivn zamyk an pro z apisy pro sdlen e zamcen je dostatecn e povolen od jedin eho (kter ehokoliv) spr avce pro exklusivn zamcen je nutn e povolen od vsech spr avc u m ene ztr at pro ctec operace, slozitejs je zamyk an pro z apis resen uv aznut je slozit e Razen na b azi TS zn ame resen z predn asky Transakce Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 66 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 67

18 Pripomenut: Zamykac protokol s casov ymi raztky Centralizovan y sc en ar, nedistribuovan e prostred Predem se denuje porad transakc { podle casov ych raztek Casov e raztko T S i se transakci T i prideluje pred jejm spust enm T S i se m uze odvozovat ze syst emov ych hodin z logick eho ctace inkrementovan eho kazd ym spustenm transakce Transakce T i s T S i predch az transakci T j s T S j pokud T S i < T S j Casov a raztka urcuj porad serializovatelnosti pokud T S i < T S j, protokol mus zajistit realizaci pl anu, kter y je ekvivalentn s eriov emu pl anu, ve kter em T i predch az T j Pripomenut: Zamykac protokol s casov ymi raztky, Datov e polozce Q se pridel dve casov a raztka W Q { nejvets casov e raztko z transakc, kter e uspesne provedly write(q) R Q { nejvets casov e raztko z transakc, kter e uspesne provedly read(q) Tato casov a raztka se koriguj pri kazd em read(q) nebo write(q) Protokol zajist'uje, ze koniktn operace read a write se provedou v porad dan em casov ymi raztky transakc Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 68 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 69 Pripomenut: Zamykac protokol s casov ymi raztky, Necht' T i prov ad read(q): Jestlize T S i < W Q, T i potrebuje cst hodnotu Q, kter a uz byla prepsan a, operace read(q) se odmt a a T i se vrac (roll-back) Jestlize T S i W Q, pak se read(q) provede a R Q se nastav na max(r Q, T S i ) Necht' T i prov ad write(q): Jestlize T S i < R Q, hodnota Q vytv aren a v T i byla potrebn a uz drve a T i predpokl ad a, ze tato hodnota uz nem a b yt vytv aren a, operace write se odmt a a T i se vrac (roll back) Jestlize T S i < W Q, pak T i predpokl ad a, ze zapisuje starou hodnotu Q, operace write se odmt a a T i se vrac (roll back) V ostatnch prpadech se write provede a oprav se W Q Vr acen e T i se pridel nov e casov e raztko a spust se znovu Pouzit y algoritmus zarucuje koniktovou serializaci a nezp usobuje uv aznut (z adn a transakce necek a) Serializace prstup u casov ym raztkov anm Probl em { generov an jedinecn eho TS v distribuovan em prostred glob aln jedinecn e TS: kazd y uzel generuje jedinecn e lok aln TS glob aln jedinecn e TS se zsk a retezenm { jedinecn eho lok alnho TS { s jedinecn ym identik atorem uzlu pro spravedliv e generov an TS se pouzij logick e hodiny udrzovan e v kazd em uzlu Pripomenut probl emu razen na b azi TS pokud se ctou hodnoty dat drve nez jsou potvrzeny (commit), ex. hrozba cast eho kask adnho vracen (roll-back) Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 70 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 71

19 Uv aznut Uv aznut Prklad uv aznut zp usoben e exkluzivnm zamyk anm (write locks) Uv aznut zp usoben e exkluzivnm zamyk anm (write locks) v distribuovan em syst emu, kde ucty A a B spravuj servery X a Y, ucty C a D server Z Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 7 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 73 Uv aznut Principy resen uv aznut Wait-for-Graph uv aznut zp usoben eho exkluzivnm zamyk anm v distribuovan em syst emu, kde ucty A a B spravuj servery X a Y, ucty C a D server Z Razenm pouzitelnosti zdroj u { prevence uv aznut denuje se glob aln uspor ad an vsech syst emov ych zdroj u kazd y zdroj obdrz jedinecn e poradov e cslo proces sm pozadovat zdroj s cslem i pouze kdyz nevlastn zdroj s cslem vetsm nez i snadn a implementovatelnost, mozn a neefektivita pouzv an zdroj u Bank er uv algoritmus { obch azen uv aznut jeden z proces u mus hr at roli bank ere { spr avce prostredk u v distribuovan em prostred nesnadno implementovateln y, vets rezie Detekce uv aznut zkoum an stavu interakc mezi procesy a zdroji, vyhled av an cyklick eho cek an efektivn prstup ke zvl ad an uv aznut v distribuovan em prostred Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 74 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 75

20 Probl emy detekce uv aznut Jak udrzovat WFG? Jak vyhledat ve WFG cyklus? Detekce uv aznut, krit eria spr avnosti detekcnho algoritmu Zivost, progress, nez ustne z adn e nedetekovan e uv aznut vsechna existujc uv aznut mus algoritmus detekovat v konecn em case jakmile se uv aznut vyskytne, spusten y algoritmus nesm cekat na z adnou dals ud alost aby uv aznut detekoval Bezpecnost, safety, nedetekuj se falesn a uv aznut algoritmus nesm oznamovat neexistujc, falesn a uv aznut tj. uv aznut detekovan e na z aklade konstrukce nekonzistentnho WFG vytvoren eho dky asynchronn komunikaci a neexist. spolecn e pameti Resen detekovan eho uv aznut jeden nebo vce z uv azl ych proces u se zrus (vr at na poc atek) a jejich zdroje se pridel blokovan ym proces u, kter e pak mohou d ale bezet Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 76 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 77 Detekce uv aznut pomoc,,wait-for"graf u, WFG Predpoklad a d usledek kazd y alokovateln y zdroj ex. v jedin em exempl ari cyklus ve,,wait-for"grafu reprezentuje uv aznut Lok aln,,wait-for"graf, platn y pro odpovdajc uzel st e uzly v lok. WFG odpovdaj jako lok alnm tak i nelok alnm proces um, pokud tyto procesy drz nebo pozaduj zdroje lok aln v dan em uzlu ste Glob aln,,wait-for"graf, platn y pro celou st' sjednocen lok alnch lok alnch,,wait-for"graf u Cyklus v lok alnm,,wait-for"grafu existuje uv aznut Acyklicnost lok alnho,,wait-for"grafu jest e neznamen a neexistenci uv aznut existenci uv aznut indikuje az glob aln,,wait-for"graf Detekce uv aznut pomoc,,wait-for"graf u, WFG Lok aln wait-for grafy neobsahuj cyklus Jestlize P i bezc v S z ad a zdroj drzen y P j bezcm v S 1, posle P i zpr avu do S 1 a v lok. grafu v S 1 se zapse hrana P i P j Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 78 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 79

21 Detekce uvaznut pomoc,,wait-for"grafu, WFG Detekce uvaznut pomoc,,wait-for"grafu, WFG Lokaln wait-for grafy neobsahuj cyklus Lokaln wait-for grafy neobsahuj cyklus Jestli ze Pi b ez c v S z ad a zdroj dr zeny Pj b ez c m v S1, po sle Pi zpravu do S1 a v lok. grafu v S1 se zap s e hrana Pi Pj Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soube znost v distribuovanem prost red Jestli ze Pi b ez c v S z ad a zdroj dr zeny Pj b ez c m v S1, po sle Pi zpravu do S1 a v lok. grafu v S1 se zap s e hrana Pi Pj 80 Jan Staudek, FI MU Brno Detekce uvaznut pomoc,,wait-for"grafu, WFG PA150 { Transakce a soube znost v distribuovanem prost red PA150 { Transakce a soube znost v distribuovanem prost red 81 Detekce uvaznut { Centralizovane r esen Globaln wait-for graf obsahuje cyklus, system je v uvaznut : P c eka na P3, P3 c eka na P4, P4 c eka na P Jan Staudek, FI MU Brno Ka zdy uzel s t e si udr zuje lokaln wait-for graf Globaln wait-for graf udr zuje jeden koordinuj c proces, tento graf je sjednocen m v sech lokaln ch wait-for grafu Existuj 3 mo zne okam ziky kdy lze globaln WFG konstruovat: 1. Kdykoliv se vlo z nova hrana nebo se odstran existuj c hrana v lokaln m wait-for grafu. periodicky, kdy z se vyskytne jisty po cet zm en, ktere se maj prom tnout ve wait-for grafu 3. kdykoliv koordinator pot rebuje vyvolat algoritmus detekce cyklu v grafu (viz dal s prusvitky) Fale sne cykly (v 1. a.) mohou vyvolat nepot rebne navraty 8 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soube znost v distribuovanem prost red 83

22 Falesn e cykly Detekce uv aznut { Centralizovan e resen podle volby 3 falesn e cykly vznikaj pri korekci glob alnho wait-for grafu bez prsn eho dodrzov an casov e posloupnosti jeho uprav volba 3 { aby se falesn e cykly nedetekovaly, pripojuj se k z adostem z r uzn ych uzl u ste jedinecn e identik atory (TS) { kdyz proces P i z uzlu ste A pozaduje prostredek drzen y procesem P j bezcm v uzlu ste B, odesle uzlu ste B zpr avu request s casov ym raztkem TS a hrana P i P j s ohodnocenm TS se vloz do lok alnho wait-for grafu uzlu A a uzlu B pouze tehdy, kdyz uzel B prijal zpr avu request a nem uze pozadovan y prostredek uvolnit ihned. pozadavek P i na P j v jednom uzlu se zpracuje standardne, hrana P i P j se neohodnocuje Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 84 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 85 Detekce uv aznut { Centralizovan e resen podle volby 3 Algoritmus: 1. vsechny uzly v syst emu dostanou od koordin atora iniciacn zpr avu. pri prjmu iniciacn zpr avy uzel posle koordin atorovi sv uj lok aln wait-for graf 3. kdyz koordin ator dostane odpoved' od vsech uzl u, zkonstruuje glob aln wait-for graf n asledujcm zp usobem: a. graf obsahuje uzel pro kazd y proces v syst emu b. graf obsahuje hranu P i P j tehdy a jen tehdy, jestlize i. v jednom z wait-for graf u existuje hrana P i P j nebo ii. ve vce nez jednom wait-for grafu se vyskytne hrana P i P j s jist ym ohodnocenm TS Jestlize zkonstruovan y graf obsahuje cyklus, v syst emu existuje uv aznut. Pokud ho neobsahuje, pak v okamziku zah ajen testu uv aznut neexistovalo. Detekce uv aznut { pln e distribuovan e resen Za detekci uv aznut sdlej odpov ednost vsichni koordin atori. V kazd em uzlu ste se konstruuje lok aln wait-for graf, kter y reprezentuje c ast glob alnho wait-for grafu Do kazd eho lok alnho wait-for grafu se prid av a dodatecn y uzel P ex Hrana P i P ex reprezentuje stav, ve kter em P i cek a na data drzen a procesem ve kter emkoliv jin em uzlu ste Hrana P ex P i reprezentuje stav, ve kter em proces ve kter emkoliv jin em uzlu ste cek a na data drzen a procesem P i v lok alnm uzlu Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 86 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 87

23 Detekce uv aznut { pln e distribuovan e resen Detekce uv aznut { doplnen e,,wait-for"grafy o P ex Jestlize lok aln wait-for grafu obsahuje cyklus, kter y neobsahuje uzel P ex, pak syst em je ve stavu uv aznut Cyklus obsahujc uzel P ex implikuje moznost uv aznut. Pro zjisten, zda syst em uv aznul ci ne, se mus spustit distribuovan y algoritmus detekce uv aznut Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 88 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 89 Detekce uv aznut { doplnen e,,wait-for"grafy o P ex Detekce uv aznut { doplnen e,,wait-for"grafy o P ex Necht' S1 odhal cyklus P 3 -P ex -P -P 3 Protoze P 3 z ad a zdroj z S, posle S 1 do S zpr avu popisujc cyklus v S 1 S koriguje sv uj lok aln graf a odhal existenci uv aznut { cyklus, kter y neobsahuje P ex : Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 90 Jan Staudek, FI MU Brno PA150 { Transakce a soubeznost v distribuovanem prostred 91