Controle de
Concorrência
Locks
Conceito de Transação
• Transações podem ser vistas como um grupo
de operações combinadas em uma unidade
lógica de trabalho.
• São usadas para controlar e manter a
consistência e a integridade de cada ação em
uma transação, a despeito dos erros que
poderão ocorrer no sistema.
Conceito de Transação
• Uma transação define uma sequência de
operações que é garantida por um servidor,
para ser atômica na presença de múltiplos
clientes e na classe de falhas por crash de
processos em servidores.
Atomicidade de Transações
• Atomicidade: “uma transação deve ser tudo ou
nada”.
• Consistência: “uma transação toma o sistema de um
estado consistente para um outro estado
consistente”.
• Isolamento: “cada transação deve ser realizada sem
interferência de outras transações”.
• Durabilidade: “após uma transação ter sido
completada bem sucedida, todos os seus efeitos são
salvos em memória permanente.
Transação
• Do ponto de vista do cliente, uma transação é
uma sequência de operações que formam um
única etapa, transformando os dados de um
servidor de um estado consistente para um
outro estado consistente.
• O cliente é provido com operações para
marcar o início e o fim de uma transação.
Indivisibilidade
• Uma transação de cliente é também
considerada como indivisível do ponto de
vista da transação de outro cliente, no
sentido que as operações de uma transação
não podem observar os efeitos parciais das
operações de uma outra transação.
Primeiro aspecto para a atomicidade
“Tudo ou nada”
Uma transação ou é completada bem
sucedidamente e o efeito de todas as suas
operações é registrado nos objetos, ou se ela falha
ou é deliberadamente abortada, ela não tem
nenhum efeito no todo.
Transaction Life Histories
Figura 1
Successful
Aborted by client
Aborted by server
openTransaction
openTransaction
openTransaction
operation
operation
operation
operation
operation
operation
server aborts
transaction
operation
operation
closeTransaction
abortTransaction
Instructor’s Guide for Coulouris, Dollimore
and Kindberg Distributed Systems:
Concepts and Design Edn. 4
© Addison-Wesley Publishers 2005
operation ERROR
reported to client
Exemplo 1
• Usamos como exemplo, uma aplicação
bancária.
• Cada conta é representada por um objeto
remoto, cuja interface Account provê
operações para fazer depósito, saques,
estabelecer (calcular) saldos e pedir
informações sobre esses.
Operations of the Account
interface
• deposit(amount)
– deposit amount in the account
• withdraw(amount)
– withdraw amount from the account
• getBalance() -> amount
– return the balance of the account
• setBalance(amount)
– set the balance of the account to amount
Exemplo de Transações
• Sejam as contas A, B e C.
• Sejam duas transações T e U sobre as contas
A, B e C.
• Os valores iniciais de balance (saldo) são:
– A igual a $100,
– B igual a $200,
– C igual a $300.
Operações
• Assuminos que cada das operações deposit,
withdraw, getBalance, setBalance, é uma
synchronized operação, isto é, os efeitos sobre
a variável de instância que registra o balance
(saldo) de uma conta é atômico.
Problema de Inconsistência
Lost Update (Atualização Perdida)
Problema no Controle Concorrência
• Como este problema pode ser evitado
usando-se equivalência serial de execuções
de transações ?
O problema “lost update”
• Sejam as contas A, B e C.
• Sejam duas transações T e U sobre as contas
A, B e C.
• Os valores iniciais de balance são:
– A igual a $100,
– B igual a $200,
– C igual a $300.
Transações
• Uma transação é a execução de uma
sequência de solicitações (requests) de um
cliente sobre operações (withdraw, deposit).
O problema “lost update”
• A transação T transfere um valor da conta A
para a conta B.
• A transação U transfere um valor da conta C
para a conta B.
• Em ambos os casos, o valor transferido é
calculado para aumentar o saldo (balance) de
B em 10%.
Sem sincronização
• Um servidor que controle transações, não
cuidadosamente projetado, suas operações de
diferentes clientes podem algumas vezes
interferir com outras operações.
• Tais interferências podem resultar em valores
incorretos nos objetos.
The “lost update” problem
Figura 2
Transaction
:T
Transaction
balance= b.getBalance();
b.setBalance(balance*1.1);
a.withdraw(balance/10)
balance=b.getBalance();
:U
balance= b.getBalance();
b.setBalance(balance*1.1);
c.withdraw(balance/10)
$200
b.setBalance(balance*1.1)
$220
a.withdraw(balance/10)
$80
balance= b.getBalance()
$200
b.setBalance(balance*1.1)
$220
c.withdraw(balance/10)
$280
Instructor’s Guide for Coulouris, Dollimore
and Kindberg Distributed Systems:
Concepts and Design Edn. 4
© Addison-Wesley Publishers 2005
Observações na Figura 2
• Daqui para frente, são mostradas as
operações que afetam a variável balance
(saldo) de uma conta, nas sucessivas linhas
das seguintes figuras.
Observações na Figura 2
• E o leitor da figura 2 deve assumir que uma
operação, numa linha em particular, é
executada num tempo posterior do que a
linha acima.
Resultado Correto!
• O efeito sobre a conta B de executar as
transações T e U, deve ser para aumentar o
balance (saldo) de B em 10%, duas vezes.
Assim, o valor final deveria ser $242.
Resultado Obtido
Figura 2
• Os efeitos de permitir as transações T e U
executarem concorrentemente como na figura
“lost update”, ambas as transações obtém o
balance de B como $200 e então deposit $20.
• O resultado é incorreto, aumentando o
balance de B em $20 ao invés de $42.
Por que ??
Erro !!!
• O “update” de U é perdido porque T
sobrescreve balance de B sem ver o “update”
de U.
• Ambas as transações tem de ler o valor inicial
de balance de B, antes de qualquer delas
escrever o novo valor de balance de B.
The “lost update” problem
• O problema de “lost update” ocorre quando
duas transações T e U lêem o valor “velho” de
uma variável (balance) e então usa ele para
calcular o novo valor dessa variável (balance).
The “lost update” problem
• Isto não pode acontecer, se uma transação é
realizada antes da outra, porque a última
transação lerá o valor escrito pela última
transação.
Intercalação Não-Serialmente Equivalente de
operações de Transações T e U
• Considere a figura 2, com as transações T e U
definidas.
• Então, considere a intercalação de suas
execuções como na figura 2.
• Note que cada acesso de transação à variável
b, não é serializado com respeito a um outro
acesso.
Intercalação Não-Serialmente Equivalente de
operações de Transações T e U
• Porque T não faz todos os seus acessos a b
antes de U fazer, e U não faz todos os seus
acessos a b antes de T fazer.
Ordem Serialmente Equivalente de operações
de Transações T e U
• Ordens serialmente equivalentes requerem
uma das seguintes condições:
– T acessa b antes de U.
ou
– U acessa b antes de T.
Resolvendo “lost update”
• Pode-se resolver o problema “lost update” por
meio de uma equivalência serial de
intercalações de transações T e U.
Uma intercalação serialmente equivalente
de T e U - Figura 3
T Transaction
U Transaction
balance = b.getBalance()
b.setBalance(balance*1.1)
a.withdraw(balance/10)
balance = b.getBalance()
b.setBalance(balance*1.1)
c.withdraw(balance/10)
balance = b.getBalance()
$200
b.setBalance(balance*1.1)
$220
a.withdraw(balance/10)
balance = b.getBalance()
$220
b.setBalance(balance*1.1)
$242
c.withdraw(balance/10)
$278
$80
Instructor’s Guide for Coulouris, Dollimore
and Kindberg Distributed Systems:
Concepts and Design Edn. 4
© Addison-Wesley Publishers 2005
Uma intercalação serialmente equivalente
de T e U
• A figura 3 mostra uma intercalação na qual as
operações que afetam uma conta
compartilhada, B, são realmente seriais.
• Ou seja, a transação T faz todas as suas
operações sobre B e conclui, antes da
transação U começar a acessar B.
Uma intercalação serialmente equivalente
de T e U
• Uma outra intercalação de T e U que tem esta
propriedade é uma na qual a transação U
completa suas operações sobre a conta B,
antes da transação T iniciar.
Equivalência em Série
• Se cada uma das transações tem o efeito
correto quando executada sozinha ...
• Então pode-se inferir que se essas transações
forem executadas uma por vez, em alguma
ordem, o efeito combinado também será
correto.
Equivalência em Série
• Uma intercalação das operações das
transações em que o efeito combinado é igual
ao que seria se as transações tivessem sido
executadas uma por vez, em alguma ordem, é
uma intercalação equivalente em série.
Equivalência em Série
• A figura 4 mostra um exemplo de como a
equivalência serial pode ser obtida com certo
grau de concorrência.
• As transações T e U acessam a conta B, mas T
conclui seu acesso antes que U comece a
acessá-la.
Equivalência Serial
• Muito utilizado em operações de transações.
• Transações devem ser programadas de modo
que seus efeitos sobre dados compartilhados
sejam equivalentes em série.
Equivalência Serial
• Como implementar no computador ???
• Usa-se, para controle de concorrência, o
mecanismo de Locks.
Locks
• Um servidor pode obter equivalência em série
de transações, dispondo em série o acesso aos
dados compartilhados.
Transações T and U com Locks - Figura 4
Transaction : T
balance = b.getBalance()
b.setBalance(bal*1.1)
a.withdraw(bal/10)
Transaction : U
Operations
Operations
Locks
openTransaction
bal = b.getBalance()
closeTransaction
Locks
lock B
openTransaction
b.setBalance(bal*1.1)
a.withdraw(bal/10)
balance = b.getBalance()
b.setBalance(bal*1.1)
c.withdraw(bal/10)
lock A
bal = b.getBalance()
waits for T ’s
unlock on B
unlock A , B
lock B
b.setBalance(bal*1.1)
c.withdraw(bal/10) lock C
closeTransaction
Instructor’s Guide for Coulouris, Dollimore and Kindberg
Distributed Systems: Concepts and Design Edn. 4
© Addison-Wesley Publishers 2005
unlock B C
,
Locks (Travas)
• Um exemplo simples de mecanismo para a
disposição das transações em série, é o uso de
locks (travas) exclusivos.
• Nesse esquema, um Lock tenta impedir o
acesso (travar) a qualquer dado que esteja
para ser usado por qualquer operação da
transação de um cliente.
Locks
• Se um cliente solicitar o acesso a um dado que
já está travado devido a transação de outro
cliente, o pedido será suspenso e o cliente
querendo acessar, deverá esperar até que o
objeto seja destravado.
Locks em Java
import java.util.concurrent.locks.Lock;
import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;
import java.util.concurrent.locks.Condition;
...
// Criação de um objeto acessLock da classe Lock para
// controlar a sincronização de algum objeto
// compartilhado.
Private Lock acessLock = new ReentrantLock;
Locks em Java
// Condições para controlar a leitura e a escrita.
private Condition podeEscrever = acessLock.newCondition();
private Condition podeLer = acessLock.newCondition();
...
// Escreve valor no objeto compartilhado ...
// Para travar o objeto compartilhado, quando o método
// set() for chamado ...
public void set( ... ) {
accessLock.lock();
// chama o método lock e bloqueia (trava) o
objeto compartilhado. Esse método
esperará até que a trava esteja
disponível.
...
// Se o objeto estiver sem condição de escrita ...
podeEscrever.await(); // Espera uma condição ocorrer
...
Locks em Java
// Sinaliza a thread que está esperando para fazer uma
leitura.
podeLer.signal(); // avisa que uma condição ocorreu ...
...
finally
{
accessLock.unlock; // destrava o objeto compartilhado.
}
} // fim do método set.
Locks em Java
// Ler valor no objeto compartilhado ...
// Para travar o objeto compartilhado, quando o método
// get() for chamado.
public void get() {
accessLock.lock()
// chama o método lock e bloqueia (trava) o
objeto compartilhado. Esse método
esperará até que a trava esteja
disponível.
...
// Se o objeto estiver sem condição de ser lido...
podeLer.await(); // Espera uma condição ocorrer
...
Locks em Java
// Sinaliza a thread que está esperando para fazer uma
// leitura.
podeEscrever.signal(); // avisa que uma condição ocorreu
...
finally
{
accessLock.unlock; // destrava o objeto compartilhado.
}
} // fim do método get.
Locks em Java
• Execute os exemplos Deitel 23.11 e 23.12,
aproveitando os códigos em 23.6 (interface
Buffer), 23.7 (Producer) e 23.8 (Consumer),
para o Relacionamento Producer-Consumer
com sincronização usando Locks.