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LO14 : Université Technologique de Troyes4.4 Le protocole à deux phasesS'il est aisé de savoir quand poser les verrous, la levée des verrous est beaucoup plus délicate. En effetd'autres précautions sont encore à prendre. Si on tente d'augmenter le rendement du traitement simultanédes transactions en déverrouillant les données dés que possible, la base peut se trouver en étatinconsistant. Si on ne déverrouille pas un article avant d'en verrouiller un autre, on crée des interblocages. Ilfaut donc imposer aux transactions un protocole de déverrouillage. Le plus fréquent est le protocole deverrouillage à deux phases, qui garantit la sérialisabilité de l'exécution des transactions. Ce protocoleimplique que chacune des transactions émette ses demandes de verrouillage et de déverrouillage en deuxphases distinctes :• Verrouillage croissant. La transaction peut obtenir de nouveaux verrouillages mais pas de nouveauxdéverrouillages• Verrouillage décroissant. La transaction peut obtenir des déverrouillages mais pas de nouveauxverrouillages.Initialement une transaction est en phase de verrouillage croissant. Lorsqu'elle libère un verrou, elle entreen phase de décroissance et aucun verrouillage ne peut plus être demandé.Définition : Une transaction est dite à deux phases si elle n'exécute aucun LOCK après avoir exécuté unUNLOCK.Voici les deux transactions T1 et T3 précédentes transformées pour être compatibles avec le protocole deverrouillage à deux phases.T1'lockX(B)x=read(B)x=x10write(B,x)lockX(A)t=read(A)t=t+10write(A,t)unlock(B)unlock(A)T3'lockS(A)y=read(A)lockS(C)z=read( C)display(y+z)unlock(A)unlock( C)Bien que ce verrouillage à deux phases assure la sérialisabilité il n'évite pas pour autant les interblocages. Ilse peut en effet que plusieurs transactions s'attendent mutuellement. C'est le cas avec la transaction à deuxphases T4 qui fonctionne comme T3' (lui-même transformation deux phases de T3) mais sur la donnée B àla place de la donnée C.T1'lockX(B)x=read(B)x=x10write(B,x)lockX(A)t=read(A)t=t+10write(A,t)unlock(B)unlock(A)T4lockS(A)y=read(A)lockS(B)z=read(B)display(y+z)unlock(A)unlock(B)Avec ces deux transactions à deux phases, des interblocages peuvent se produire. Il y a interblocage siplusieurs transactions s'attendent mutuellement pour accéder aux données. En voici un exemple :70 /98 S. Moutou : Cours
LO14 : Université Technologique de TroyesT1''lockX(B)x=read(B)x=x10write(B,x)lockX(A).....T4lockS(A)y=read(A)lockS(B)....Il existe plusieurs manières d'éviter les verrous mortels :• Obliger les transactions à demander tous les verrous simultanément. Le système les accepte alors tousà la fois ou aucun. Des données peuvent donc être verrouillées longtemps sans être utilisées.• Fixer une relation d'ordre sur les données et obliger les transactions à demander leurs verrous dans cetordre.• Quand une situation d'interblocage se produit, arrêter la transactions incriminée et la réexécuterultérieurement. Pour cela on affecte à chaque transaction une estampille unique et on utilise cesestampilles pour décider si en cas de conflit, une transaction doit être mise en attente ou rejetée. Si elleest rejetée elle reste affectée à la même estampille, ce qui la fait "vieillir''. Deux schémas existent pourrégler les conflits entre transactions plus jeunes et plus vieilles : WaitDie et WoundWait.1. Avec le schéma WaitDie (attendre ou mourir), si une transaction Ta détient unedonnée et que Tb la réclame dans un mode non compatible, on autorise Tb à attendressi Tb est plus vieille que Ta. Dans le cas contraire, Tb est avortée, elle sera relancéeavec la même estampille. Donc plus Tb vieillit plus elle est autorisée à attendre.2. Avec le schéma préemptif WoundWait (Blesser ou attendre) si une transaction Tadétient une donnée et que Tb la réclame dans un mode non compatible, on autorise Tbà attendre si elle est plus jeune que Ta. Dans le cas contraire, Ta est blessée (avortéeet relancée avec la même estampille). Donc plus Tb est vieille plus elle est autorisée àaccéder aux données.Que ce soit dans le schéma WaitDie ou dans le schéma Woundwait, la plus vieille des transactions nepeut être rejetée. Ces deux schémas évitent les situations de deadlock.Prenons l'exemple de 3 transactions Ta, Tb et Tc d'estampilles respectives 5,10 et 15.1. WaitDie :Si Ta réclame un article traité par Tb, Ta attend.Si Tc réclame un article traité par Tb, Tc est rejetée.2. WoundWait :Si Ta réclame un article traité par Tb, Tb est rejetée et Ta prend la donnée.Si Tc réclame un article traité par Tb, Tc attend.Selon les types d'applications gérées par l'entreprise, on préférera soit le schéma par estampillage de typeWoundWait (c'est le cas pour le contrôle de processus ou la gestion bancaire) soit le schéma WaitDie.Pour prendre en compte l'ordonnancement des transactions, la gestion des files d'attentes entretransactions, la pose et la levée des verrous il faut un outil spécial : Le moniteur transactionnel. Le plusconnu est sans doute CICS fourni par IBM pour systèmes MVS.C'est aussi à lui de vérifier et de gérer les points suivants :• Quand une transaction ne peut pas accéder à une donnée à cause d'un verrou, elle est mise en attente.Dés que la transaction concurrente libère les verrous, elle se remet en exécution.• Si une transaction est en attente depuis une durée supérieure à une durée limite, la transaction estrejetée.• Si plusieurs transactions s'attendent mutuellement (deadlock), le système choisit une transaction quisera rejetée.Pour conclure ce chapitre il est important de dire que la manière dont le journal, les verrous etl'ordonnancement des transactions sont effectués restent transparents pour l'utilisateur. Tout se passecomme si l'utilisateur était seul avec sa base de données. Néanmoins la compréhension des mécanismesprofonds permettant l'accès concurrent est important pour écrire des transactions efficaces. On prendragarde notamment et autant que faire se peut à• grouper les lectures ensembles et les écritures ensembles dans la transaction, ou mieux, dans destransactions séparées.• éviter des traitements longs entre les lectures et les écritures.• regrouper les interventions de l'opérateur en début de transaction et les lecturesécritures en fin detransaction.71 /98 S. Moutou : Cours
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