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Universität Karlsruhe (TH) © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel 10 Anfragebearbeitung.

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1 Universität Karlsruhe (TH) © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel 10 Anfragebearbeitung

2 2 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Gegenstand des Kapitels Mengenorientiertes Datenmodell Datenmodell Dateien Dateiverwaltung Geräteschnittstelle Anfragebearbeitung Satzorientiertes Datenmodell Speicherstruktur Schneller Transport zwischen Haupt- und Hintergrundspeicher Hauptspeicherseiten u. Segmente Segment- u. Pufferverwaltung Bevorratung von Daten im Hauptspeicher (rechtzeitige Bereitstellung vor Benutzung) Transparenter homogener Speicher Datentypen: Seite = feste Anzahl von Bytes Segment = var. Anzahl von Seiten Operatoren: Anforderung/Freigabe von Seiten Segmente anlegen/öffnen/schließen Datentypen: Block = feste Anzahl von Bytes Datei = variable Anzahl v. Blöcken Operatoren: Dateien anlegen/öffnen/schließen Lesen/Schreiben von Blöcken Geräte-E/A Satz- u. Satzmengenverwaltung Satzzugriffsstrukturen Zugriffsschicht Vorschau auf zukünftig benötigte Daten Vermeiden nicht aktuell benötigter Daten Datentypen: Sätze und Satzmengen Operatoren: Operatoren auf Sätzen Datentypen: Satzmengen Operatoren: Operatoren auf Mengen Datentypen: phys. Zugriffsstrukturen auf Sätze Operatoren: seq. Durchlauf, gezielte Suche Optimaler Einsatz der logischen Ressourcen Performanz

3 3 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel 10.1 Vorgehensmodell

4 4 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Sehr hohes Abstraktionsniveau der mengenorientierten Schnittstelle (SQL). Anfragen sind deklarativ (nicht-prozedural), d.h. es wird spezifiziert, was man finden möchte, aber nicht wie. Chance und Herausforderung: Das wie bestimmt sich aus der Abbildung der Anfrage auf die Operatoren der internen Ebene. Zu einem was kann es zahlreiche wies geben: Verschiedene Algorithmen (Kapitel 9), die auf unterschiedlichen Abbildungen der Relationen auf interne Dateien und logische Zugriffspfade beruhen. Reihenfolge der Operatoren, um hohe Selektivität zu erreichen. Effiziente Anfrageauswertung durch Anfrageoptimierung. Ziel: Gesucht wird nicht die optimale Auswertungsstrategie, sondern eine einigermaßen effiziente Variante (z.B. avoiding the worst case). Ziel

5 5 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Ablauf der Anfragebearbeitung Anfrage- Übersetzer Sichtauflösung Anfrage- Optimierer Codeerzeugung Ausführung Deklarative Anfrage Algebraischer Ausdruck Auswertungs- Plan (QEP)

6 6 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 LaufzeitÜbersetzungszeit Verfeinerter Ablauf der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Ergebnis Standardisierung Optimierung Ausführung DBS- Laufzeitsystem Planparametri- sierung Code-Erzeugung Anfrage in interner Form algebraischer Ausdruck auf internen Dateien QE P Code Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl

7 7 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Ergebnis Ausführung DBS- Laufzeitsystem Planparametri- sierung Code-Erzeugung QE P Code Verfeinerter Ablauf der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Standardisierung Optimierung Anfrage in interner Form algebraischer Ausdruck auf internen Dateien Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl Traditionelle Übersetzung, Ergebnis ist ein standardisierter algebraischer Ausdruck auf Relationen und mit Annahme NSM damit auch auf internen Dateien

8 8 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Planparametri- sierung QE P Code Verfeinerter Ablauf der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Ergebnis Standardisierung Optimierung Ausführung DBS- Laufzeitsystem Anfrage in interner Form algebraischer Ausdruck auf internen Dateien Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl Code-Erzeugung Umformung zunächst unabhängig und dann abhängig von Zugriffstrukturen, dann Bewertung der Pläne.

9 9 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Optimierung algebraischer Ausdruck auf internen Dateien Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl Verfeinerter Ablauf der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Ergebnis Standardisierung Ausführung DBS- Laufzeitsystem Planparametri- sierung Code-Erzeugung Anfrage in interner Form QE P Code Bei Standardanfragen wird das Ergebnis von Übersetzung und Optimierung gespeichert. Bei Aufruf muss dann der QEP nur noch geeignet parametrisiert werden.

10 10 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Standardisierung Anfrage in interner Form algebraischer Ausdruck auf internen Dateien Logische Optimierung Verfeinerter Ablauf der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Ergebnis Optimierung Ausführung DBS- Laufzeitsystem Planparametri- sierung Code-Erzeugung QE P Code Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl Sofern QEP nicht vom Laufzeitsystem interpretiert wird, muss er in ausführbaren Code übersetzt werden.

11 11 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel 10.2 Anfrageübersetzung

12 12 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Stellung in der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Ergebnis Standardisierung Optimierung Ausführung DBS- Laufzeitsystem Planparametri- sierung Code-Erzeugung Anfrage in interner Form algebraischer Ausdruck auf internen Dateien QE P Code Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl

13 13 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Grundsätze Prinzipielles Vorgehen zur Umsetzung deklarativ imperativ: Definiere Algebra von Operatoren, die einzelne Algorithmen kapseln und als Basis-Bausteine eines imperativen Programms dienen. Als Operator-Algebra dient (zunächst) die relationale Algebra. SQL-Ausdrücke werden zunächst standardisiert (in bestimmte Standardformen überführt). Für die Standardformen erfolgt Übersetzung anhand von Syntaxbaum. Imperative Programme sind dann Bäume von Operatoren. Ordne jeder Grammatikregel der deklarativen Sprache eine Übersetzungsregel zu, die besagt, wie der äquivalente Operatorbaum zu konstruieren ist. Operatorbaum ist Eingabe für die Optimierungsphase.

14 14 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel Standardisierung der SQL-Anfrage

15 15 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Bestandteile der Übersetzung Externes Datenmodell relationaler DBMS bietet: Relation als fundamentalen Datentyp, Sichten, Konsistenzbedingungen, Schutzmechanismen, Anfragesprache SQL. n Übersetzung von SQL-Anfragen in interne Operator-Ausdrücke auf Relationen. n Behandlung von Sichten durch Query modification: Definition wird in Anfrage eingearbeitet. n Überwachung von Konsistenzbedingungen (ggf. zusätzliche Operatoraufrufe) bei Änderungen, gelegentlich Einbau in die Anfrage zur Nutzung bei der Anfragebearbeitung. n Durchsetzung der Schutzmechanismen durch Rechte- Überprüfung bei Übersetzung der Anfrage.

16 16 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Grundmuster der SQL-Übersetzung Select-Ausdruck selectA 1, A 2,..., A n fromR 1, R 2,..., R m whereB wird überführt in: A 1, A 2,..., A n ( B (R 1 R 2... R m )). Wir illustrieren die Vorgehensweise direkt an der SQL-Anfrage. Üblicherweise wird die Transformation an Ausdrücken einer (meist baumartigen) Zwischensprache vorgenommen. Der Select-Ausdruck muss dazu gewissen Standards genügen, die wir nachfolgend entwickeln Schrittweise Transformation der ursprünglichen Anfrage.

17 17 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Transformation (1) Beseitigen konjunktiver Bedingungen: select A 1, A 2,..., A n from R 1,..., R m where B mit B B 1... B k (B in disjunktiver Normalform). Ersetze Anfrage durch (select A 1, A 2,..., A n from R 1,..., R m where B 1 ) union (select A 1, A 2,..., A n from R 1,..., R m where B 2 ) union... union (select A 1, A 2,..., A n from R 1,..., R m where B k ).

18 18 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Transformation (2) Select-Ausdruck selectA 1, A 2,..., A n fromR 1, R 2,..., R m whereB wird überführt in: A 1, A 2,..., A n ( B (R 1 R 2... R m )). Probleme: B kann geschachtelte Anfragen enthalten. R i kann ein Tabellenausdruck sein, der von R 1,..., R i-1 abhängt. group by und having-Klauseln müssen berücksichtigt werden. A 1, A 2,..., A n können Aggregatfunktionen sein.

19 19 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Behandlung geschachtelter Anfragen (1) Rückführung von in/not in auf any bzw. all: Ersetze x in (select A from R 1,..., R m where B) durch x =any (select A from R 1,..., R m where B). Ersetze x not in (select A from R 1,..., R m where B) durch x <>all (select A from R 1,..., R m where B).

20 20 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Behandlung geschachtelter Anfragen (2) Rückführung von any und all auf exists bzw. not exists: Ersetze x any (select A from R 1,..., R m where B) durch exists (select from R 1,..., R m where B and x A). Ersetze x all (select A from R 1,..., R m where B) durch not exists (select from R 1,..., R m where B and not x A).

21 21 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Behandlung geschachtelter Anfragen (3) Rückführung von not exists auf exists: Ersetze select A 1, A 2,..., A n from R 1,..., R m where B and not exists (T) durch selectA 1, A 2,..., A n from((select from R 1,..., R m where B) except (select from R 1,..., R m where B and exists (T)))

22 22 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Behandlung geschachtelter Anfragen (4) Elimination von exists: Ersetze selectA 1, A 2,..., A n fromR 1,..., R m whereB andexists (select from R m+1,..., R k where B') durch selectA 1, A 2,..., A n fromR 1,..., R m, R m+1,..., R k whereB and B'.

23 23 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Transformation (3) Select-Ausdruck selectA 1, A 2,..., A n fromR 1, R 2,..., R m whereB wird überführt in: A 1, A 2,..., A n ( B (R 1 R 2... R m )). Probleme: B kann geschachtelte Anfragen enthalten. R i kann ein Tabellenausdruck sein, der von R 1,..., R i-1 abhängt. group by und having-Klauseln müssen berücksichtigt werden. A 1, A 2,..., A n können Aggregatfunktionen sein.

24 24 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Allgemeiner Tabellenausdruck im Ergebnis Standardisiere select auf Attribute: Ersetze allgemeinen Tabellenausdruck T (z.B. select mit group by/having, join, values etc.) durch select from(T) as R(A 1,A 2,...,A n ), wobei R ein frei gewählter, sonst nirgendwo vorkommender Name ist und A 1, A 2,..., A n Namen für die Spalten von T sind.

25 25 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (1) FLUGZEUGTYP(FtypId, Name, CockpitCrew, First, Business, Economy) FLUG(FlugNr, FtypId, von, nach, Entfernung, Abflugzeit, Ankunftszeit, Tage) BUCHUNG(FlugNr, TicketNr, PlatzNr, Datum) Suche nach Flügen, die an irgendeinem Tag überbucht sind: selectFlugNr fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First + FT.Business + FT.Economy

26 26 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (2) selectFlugNr fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First + FT.Business + FT.Economy

27 27 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (3) selectFlugNr fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First + FT.Business + FT.Economy

28 28 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (4) selectFlugNr fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT whereF.FtypId = FT.FtypId andexists (select from(selectcount (TicketNr) fromBUCHUNG B whereB.FlugNr = F.FlugNr group byDatum) as T(count) whereFT.First+FT.Business+FT.Economy < T.count) Beseitigen von exists: fromR1,..., Rmfrom R1,..., Rm, Rm+1,..., Rk whereBwhere B and B' andexists (select from Rm+1,..., Rk where B')

29 29 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (5) selectFlugNr fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT, (selectcount (TicketNr) fromBUCHUNG B whereB.FlugNr = F.FlugNr group byDatum) as T(count) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < T.count

30 30 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Transformation (4) Select-Ausdruck selectA 1, A 2,..., A n fromR 1, R 2,..., R m whereB wird überführt in: A 1, A 2,..., A n ( B (R 1 R 2... R m )). Probleme: B kann geschachtelte Anfragen enthalten. R i kann ein Tabellenausdruck sein, der von R 1,..., R i-1 abhängt. group by und having-Klauseln müssen berücksichtigt werden. A 1, A 2,..., A n können Aggregatfunktionen sein.

31 31 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Behandlung von from-Abhängigkeiten (1) Komplikation: Tabellenausdrücke in from-Klausel können von weiter links stehenden Tabellenausdrücken abhängen. In diesem Fall kann from-Klausel nicht direkt in kart. Produkt übersetzt werden. fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT, (selectcount (TicketNr) fromBUCHUNG B whereB.FlugNr = F.FlugNr group byDatum) as T(count) Dann sukzessives Eliminieren von Abhängigkeiten wie bei geschachtelten Anfragen.

32 32 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Behandlung von from-Abhängigkeiten (2) Herausfaktorisieren von relationalen Operatoren: Ersetze fromR 1,..., R m, (T 1 union T 2 ) durch from((select from R 1,..., R m, T 1 ) union (select from R 1,..., R m, T 2 )), und analog für intersect, except, join.

33 33 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Behandlung von from-Abhängigkeiten (3) Herausfaktorisieren von select: Ersetze fromR 1,..., R m, (selectE 1,..., E n fromR m+1,..., R k whereB) durch from(selectR 1.,..., R m., E 1,..., E n fromR 1,..., R m, R m+1,..., R k whereB) (ggf. mit Auflösung von Namenskonflikten).

34 34 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Behandlung von from-Abhängigkeiten (4) Ebenso mit Gruppierung: Ersetze fromR 1,..., R m, (selectE 1,..., E n fromR m+1,..., R k whereB group byE n+1,..., E l havingB') durch from(selectR 1.,..., R m., E 1,..., E n fromR 1,..., R m, R m+1,..., R k whereB group byR 1.,..., R m., E n+1,..., E l havingB')

35 35 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (6) selectFlugNr fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT, (selectcount (TicketNr) fromBUCHUNG B whereB.FlugNr = F.FlugNr group byDatum) as T(count) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < T.count Herausfaktorisieren von select mit group by

36 36 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (7) selectFlugNr from(selectF., FT., count (TicketNr) fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT, BUCHUNG B whereB.FlugNr = F.FlugNr group byF., FT., Datum) as DFT(F.,FT.,count) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < DFT.count DFT(F.,FT.,count) ist Abkürzung. Genauer: Anstelle von F.* und FT.* hat man sich die gesamte Folge der Attribute vorzustellen, DFT hat also 15 Attribute.

37 37 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Fazit: Standardisiertes Ergebnis Sukzessive Anwendung vorhergehender Regeln führt schließlich auf einfache Anfragen, d.h. Anfragen der Form: einzelne Basistabelle, einzelnes ungeschachteltes select-Statement (evtl. mit Gruppierung), dessen from-Klausel wieder eine einfache Anfrage ist, relationale Verknüpfung (union, intersect, except, join) einfacher Anfragen.

38 38 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel Übersetzung in Standardform

39 39 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Übersetzungsregeln selectA 1, A 2,..., A n fromR 1, R 2,..., R m whereB R1R1 R2R2 R3R3 RmRm B A 1, A 2,..., A n A 1, A 2,..., A n ( B (R 1 R 2... R m )) Basistabellen werden durch Referenzen auf entsprechende Datenstrukturen ersetzt. Folge einfacher Anfragen in der from-Klausel führt auf kartesisches Produkt. select-Anweisung (evt. mit Gruppierung) wird in Kombination aus Selektions- und Projektionsoperator auf die from-Klausel übersetzt. Gruppierung wird in Operator der erweiterten Algebra übersetzt. Relationale Verknüpfung (union, intersect, except, join) einfacher Anfragen wird in entsprechende relationale Operatoren übersetzt.

40 40 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (8) selectFlugNr from(selectF., FT., count (TicketNr) fromFLUG F, FLUGZEUGTYP FT, BUCHUNG B whereB.FlugNr = F.FlugNr group byF., FT., Datum) as DFT(F.,FT.,count) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < DFT.count Folge einfacher Anfragen in der inneren from-Klausel

41 41 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (9) selectFlugNr from(selectF., FT., count (TicketNr) fromFLUG F FLUGZEUGTYP FT BUCHUNG B whereB.FlugNr = F.FlugNr group byF., FT., Datum) as DFT(F.,FT.,count) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < DFT.count Innere where-Klausel

42 42 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (10) selectFlugNr from(selectF., FT., count (TicketNr) from B.FlugNr = F.FlugNr (FLUG F FLUGZEUGTYP FT BUCHUNG B) group byF., FT., Datum) as DFT(F.,FT.,count) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < DFT.count Gruppierung

43 43 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (11) selectFlugNr from(selectF., FT., count (TicketNr) from F., FT., Datum ( B.FlugNr = F.FlugNr (FLUG F FLUGZEUGTYP FT BUCHUNG B)) ) as DFT(F,FT,count) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < DFT.count Innere select-Klausel

44 44 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (12) selectFlugNr from( F., FT., count (TicketNr) ( F., FT., Datum ( B.FlugNr = F.FlugNr (FLUG F FLUGZEUGTYP FT BUCHUNG B)) )) as DFT(F,FT,count) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < DFT.count Übersetzung der as-Klausel durch Rename-Operator auf die DFT-Attribute

45 45 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (13) selectFlugNr from F.,FT.,count ( F., FT., count (TicketNr) ( F., FT., Datum ( B.FlugNr = F.FlugNr (FLUG F FLUGZEUGTYP FT BUCHUNG B)))) whereF.FtypId = FT.FtypId andFT.First+FT.Business+FT.Economy < DFT.count Verbleibende where-Klausel

46 46 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (14) selectFlugNr from F.FtypId = FT.FtypId FT.First+FT.Business+FT.Economy < DFT.count ( F.,FT.,count ( F., FT., count (TicketNr) ( F., FT., Datum ( B.FlugNr = F.FlugNr (FLUG F FLUGZEUGTYP FT BUCHUNG B))))) Streng genommen stehen hier die umbenannten DFT-Attribute Verbleibende select-Klausel

47 47 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (15) F.FlugNr ( F.FtypId = FT.FtypId FT.First+FT.Business+FT.Economy < count ( F.,FT.,count ( F., FT., count (TicketNr) ( F., FT., Datum ( B.FlugNr = F.FlugNr (FLUG F FLUGZEUGTYP FT BUCHUNG B)))))) Streng genommen steht hier das umbenannte DFT-Attribut

48 48 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel (16) Endergebnis als Operatorbaum: FLUG FFLUGZEUGTYP FTBUCHUNG B F.FlugNr F.FtypId = FT.FtypId FT.First+FT.Business+FT.Economy < count F., FT., count F., FT., count (TicketNr) F., FT., Datum B.FlugNr = F.FlugNr F.FlugNr ( F.FtypId = FT.FtypId FT.First+FT.Business+FT.Economy < count ( F.,FT.,count ( F., FT., count (TicketNr) ( F., FT., Datum ( B.FlugNr = F.FlugNr (FLUG F FLUGZEUGTYP FT BUCHUNG B))))))

49 49 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel 10.3 Logische Anfrageoptimierung

50 50 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Stellung in der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Ergebnis Standardisierung Optimierung Ausführung DBS- Laufzeitsystem Planparametri- sierung Code-Erzeugung Anfrage in interner Form algebraischer Ausdruck auf internen Dateien QE P Code Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl

51 51 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Anordnung der Operatoren gemäß Ziel: Optimizing the average case. Hauptregel: Halte die Zwischenergebnisse so klein wie möglich. Regel kann im Einzelfall auch nachteilig sein. Umsetzung der Hauptregel, vor,,,… ausführen, denn und verringern den Umfang,, … blähen oft die Zwischenrelationen auf. Systematische Vorgehensweise: Anwendung algebraischer Äquivalenzen. Grundgedanke

52 52 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI Konjunktionen im Selektionsprädikat c 1 c 2... c n (R) c 1 ( c 2 (…( c n (R)) …)) 2. ist kommutativ c 1 ( c 2 ((R)) c 2 ( c 1 ((R)) 3. -Kaskaden: Falls L 1 L 2 … L n, dann gilt L 1 ( L 2 (…( L n (R)) …)) L 1 (R) 4. Vertauschen von und Falls die Selektion sich nur auf Attribute A 1, …, A n der Projektionsliste bezieht, können die beiden Operationen vertauscht werden c ( A 1, …, A n (R)) A 1, …, A n ( c (R)) Algebraische Äquivalenzen (1)

53 53 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI Die Operationen,, und sind kommutativ 6. Ein kartesisches Produkt, das von einer Selektions- Operation gefolgt wird, deren Selektionsprädikat Attribute aus beiden Operanden des kartesischen Produktes enthält, kann in eine Joinoperation umgeformt werden. Sei c eine Bedingung der Form A B, mit A ein Attribut von R und B ein Attribut aus S. c (R S) R c S Algebraische Äquivalenzen (2)

54 54 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI Vertauschen von mit oder Falls das Selektionsprädikat c nur auf Attribute der Relation R zugreift, kann man die beiden Operationen vertauschen: c (R p S) c (R) p S c (R S) c (R) S Falls das Selektionsprädikat c eine Konjunktion der Formc 1 c 2 ist und c 1 sich nur auf Attribute aus R und c 2 sich nur auf Attribute aus S bezieht, gilt folgende Äquivalenz: c (R p S) c1 (R) p c 2 (S) c (R S) c1 (R) c 2 (S) Algebraische Äquivalenzen (3)

55 55 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI Vertauschung von mit Die Projektionsliste L sei: L = {A 1,…,A n, B 1,…,B m }, wobei A i Attribute aus R und B i Attribute aus S seien. Falls sich das Joinprädikat c nur auf Attribute aus L bezieht, gilt folgende Umformung: L (R c S) ( A 1, …, A n (R)) c ( B 1, …, B n (S)) Falls das Joinprädikat sich auf weitere Attribute, sagen wir A 1 ', …, A p ', aus R und B 1 ', …, B q ' aus S bezieht, müssen diese für die Join-Operation erhalten bleiben und können erst danach herausprojiziert werden: L (R c S) A 1 ', …, A p ', B 1 ', …, B q ' (( A 1, …, A n, A 1 ', …, A p ' (R)) c ( B 1, …, B n, B 1 ', …, B q ' (S))) Für die -Operation gibt es kein Prädikat, so dass die Einschränkung entfällt. Algebraische Äquivalenzen (4)

56 56 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI Die Operationen,,, sind jeweils assoziativ. Wenn also eine dieser Operationen bezeichnet, so gilt: (R S) T R (S T) 10. Die Operation ist distributiv mit,,. Falls eine dieser Operationen bezeichnet, gilt: c (R S) ( c (R)) ( c (S)) 11. Die Operation ist distributiv mit mit,,. Falls eine dieser Operationen bezeichnet, gilt: L (R S) ( L (R)) ( L (S)) 12. Die Join- und Selektionsprädikate können mittels de Morgan's Regeln umgeformt werden: (c 1 c 2 ) ( c 1 ) ( c 2 ) Algebraische Äquivalenzen (5)

57 57 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 c 1 c 2... c n (R) c 1 ( c 2 (…( c n (R)) …)) c 1 ( c 2 ((R)) c 2 ( c 1 ((R)) L 1 ( L 2 (…( L n (R)) …)) L 1 (R) c ( A 1, …, A n (R)) A 1, …, A n ( c (R)) R S S R (,,, ) c (R S) R c S c (R S) c (R) S (, ) c (R S) c 1 (R) c 2 (S) (, ) L (R c S) ( A 1, …, A n (R)) c ( B 1, …, B n (S)) L (R c S) L (( A 1, …, A n, A 1 ', …, A n ' (R)) c ( B 1, …, B n, B 1 ', …, B n ' (S))) (R S) T R (S T) (,,, ) c (R S) ( c (R)) ( c (S)) (,, ) L (R S) ( L (R)) ( L (S)) (,, ) Anwendung als Transformationsregeln Zerlegen/Zusammenfassen in Kaskaden von -Operationen Beseitigen von (zu ) Projektionsoperationen soweit nach unten wie möglich Zerlegen/Zusammenfassen in Kaskaden von -Operationen Blattknoten so vertauschen, dass der mit dem kleinsten Zwischenergebnis zuerst ausgewertet wird Selektionsoperationen soweit nach unten (so früh) wie möglich

58 58 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispielanfrage (1) EMPLOYEE(Fname, Lname, SSN, Bdate, Address, Sex, Salary, DNO) PROJECT(Pname, Pnumber, Plocation, Dnum) WORKSON(ESSN, PNO, Hours) Finde den Nachnamen der Angestellten, die nach dem geboren wurden und an einem Projekt namens GOM arbeiten. select Lname from Employee, WorksOn, Project where Pname = 'GOM' andPnumber = PNO andESSN = SSN andBdate >

59 59 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Ergebnis der Übersetzung Beispieloptimierung (1) select Lname from Employee, WorksOn, Project where Pname = 'GOM' andPnumber = PNO andESSN = SSN andBdate > Lname Pname=GOM Pnumber = PNO ESSN= SSN Bdate > EMPLOYEEWORKS_ON PROJECT

60 60 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Anwendung der Regeln c 1 c 2... c n (R) c 1 ( c 2 (…( c n (R)) …)) und c (R S) c 1 (R) c 2 (S) um Selektionen an die tiefste Stelle zu verschieben, an denen die für die Auswertung des Selektionsprädikats benötigten Attribute verfügbar sind. Beispieloptimierung (1) Pnumber = PNO EMPLOYEE WORKS_ON PROJECT Pname=GOM ESSN=SSN Bdate> Lname

61 61 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Anwendung der RegelnR S S R und (R S) T R (S T) um restriktivere Join-Operationen vor weniger restriktiven anwenden zu können. Beispieloptimierung (1) PROJECT WORKS_ON EMPLOYEE Lname Pnumber = PNO ESSN=SSN Pname=GOM Bdate>

62 62 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Anwendung der Regel c (R S) R c S Beispieloptimierung (1) PROJECT WORKS_ON EMPLOYEE Lname Pnumber = PNO ESSN=SSN Pname=GOM Bdate>

63 63 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Anwendung der Regel L (R c S) L (( A 1, …, A n, A 1 ', …, A n ' (R)) c ( B 1, …, B n, B 1 ', …, B n ' (S))) um die Operanden frühzeitig auf die oberhalb noch benötigten Attribute einzuschränken. Beispieloptimierung (1) Lname PROJECT WORKS_ON EMPLOYEE Pnumber = PNO ESSN=SSN Pname=GOM Bdate> Pnumber ESSN,PNO SSN,Lname ESSN

64 64 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispielanfrage (2) STUDENTEN(MatrNr, Name, Semester) VORLESUNGEN(VorlNr, Titel, SWS, gelesenVon) PROFESSOREN(PersNr, Name, Rang, Raum) HÖREN(MatrNr, VorlNr) In welchen Semestern sind die Studenten, die Vorlesungen von Sokrates hören? select distinct s.Semester from Studenten s, hören h, Vorlesungen v, Professoren p where p.Name = 'Sokrates' andv.gelesenVon = p.PersNr andv.VorlNr = h.VorlNr andh.MatrNr = s.MatrNr

65 65 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Ergebnis der Übersetzung Beispieloptimierung (2) select distinct s.Semester from Studenten s, hören h, Vorlesungen v, Professoren p where p.Name = 'Sokrates' andv.gelesenVon = p.PersNr andv.VorlNr = h.VorlNr andh.MatrNr = s.MatrNr p.Name = Sokrates v.gelesenVon = p.PersNr v.VorlNr = h.VorlNr h.MatrNr = s.MatrNr s.Semester STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN

66 66 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Anwendung der Regel c 1 c 2... c n (R) c 1 ( c 2 (…( c n (R)) …)) Beispieloptimierung (2) h.MatrNr = s.MatrNr s.Semester STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN v.VorlNr = h.VorlNr p.Name = Sokrates v.gelesenVon = p.PersNr

67 67 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispieloptimierung (2) Anwendung der Regeln c 1 ( c 2 ((R)) c 2 ( c 1 ((R)) und c (R S) c 1 (R) c 2 (S) um Selektionen an die tiefste Stelle zu verschieben, an denen die für die Auswertung des Selektionsprädikats benötigten Attribute verfügbar sind. h.MatrNr = s.MatrNr s.Semester STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN v.VorlNr = h.VorlNr p.Name = Sokrates v.gelesenVon = p.PersNr

68 68 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispieloptimierung (2) h.MatrNr = s.MatrNr s.Semester STUDENTENHÖREN VORLESUNGENPROFESSOREN v.VorlNr = h.VorlNr p.Name = Sokrates v.gelesenVon = p.PersNr Anwendung der Regel c (R S) R c S

69 69 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 STUDENTEN(MatrNr, Name, Semester) VORLESUNGEN(VorlNr, Titel, SWS, gelesenVon) PROFESSOREN(PersNr, Name, Rang, Raum) HÖREN(MatrNr, VorlNr) Beispieloptimierung (2) Anwendung der RegelnR S S R und (R S) T R (S T) um restriktivere Join-Operationen vor weniger restriktiven anwenden zu können (Optimierung der Join-Reihenfolge). h.MatrNr = s.MatrNr s.Semester STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN v.VorlNr = h.VorlNr p.Name = Sokrates v.gelesenVon = p.PersNr

70 70 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 STUDENTEN(MatrNr, Name, Semester) VORLESUNGEN(VorlNr, Titel, SWS, gelesenVon) PROFESSOREN(PersNr, Name, Rang, Raum) HÖREN(MatrNr, VorlNr) Beispieloptimierung (2) Anwendung der Regel L (R c S) L (( A 1, …, A n, A 1 ', …, A n ' (R)) c ( B 1, …, B n, B 1 ', …, B n ' (S))) um frühzeitig die Tupelgröße einzuschränken. h.MatrNr = s.MatrNr s.Semester STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN v.VorlNr = h.VorlNr p.Name =Sokrates v.gelesenVon = p.PersNr h.MatrNr

71 71 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel 10.4 Physische Anfrageoptimierung

72 72 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Stellung in der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Ergebnis Standardisierung Optimierung Ausführung DBS- Laufzeitsystem Planparametri- sierung Code-Erzeugung Anfrage in interner Form algebraischer Ausdruck auf internen Dateien QE P Code Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl

73 73 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel Einige Grundsätze

74 74 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Basisrelationen: 1.Beispielrelationen sind jeweils gemäss dem NSM in einer Datei gespeichert, und 2.es sind zusätzlich Indexdateien eingerichtet (Primärindex: satzschlüsselbasiert, Sekundärindex: Wert nicht satzidentifizierend, Clusterindex: zusätzlich Sätze in geballter Liste), oder 3.gelegentlich ist die Datei nach einem Hashverfahren abgelegt. Zwischenergebnisse: Hier besteht im Grundsatz Wahlfreiheit bei der Dateiorganisation. Daher kann es zum Einfügen weiterer Operatoren wie z.B. Sortierung, Index-Generierung kommen. Somit kann sich der Operatorbaum gegenüber der logischen Optimierung verändern. Spielräume bei den Daten

75 75 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Zuordnen physischer Operatoren: Den Operatoren im Operatorbaum müssen Implementierungen (konkrete Algorithmen) zugeordnet werden. Die Zuordnung richtet sich bei den Operatoren auf den Blättern (den gespeicherten Relationen) nach deren statisch vorgegebener Dateiorganisation. Die freie Wahl der Dateiorganisation bei den Zwischenrelationen spiegelt sich in einer entsprechenden Wahlfreiheit bei der Zuordnung der Algorithmen wider. Spielräume bei den Operatoren

76 76 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Materialisierung: Jeder Knoten wird voll abgearbeitet bevor das Ergebnis weitergereicht wird. Ergebnis muss daher auf Hintergrundspeicher aufgebaut werden. Fließverarbeitung (Pipeline): Ein Operator leitet jedes Ergebnistupel sofort an seinen übergeordneten Operator weiter. Vorteil: Reduktion des Speicherplatzes für die Zwischenergebnisse, verzahnte Ausführung. Probleme: Tupelstrom kann an blockierenden Operatoren (Pipeline Breaker) aufgehalten werden. Das langsamste Glied in der Kette bestimmt die Geschwindigkeit: Pufferung gelegentlich erforderlich. Daher u.U. Ausweichen auf Hintergrundspeicher notwendig. Verarbeitungsvarianten (1)

77 77 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Fließverarbeitung schematisch Verarbeitungsvarianten (2) RS... T

78 78 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Pipeline-Breaker mit Materialisierung Verarbeitungsvarianten (3) RS... T

79 79 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Verarbeitungsvarianten (4) Pipeline-Breaker: Unäre Operationen sort Duplikatelimination (unique,distinct) Aggregatoperationen (min,max,sum,...) Binäre Operationen Mengendifferenz Je nach Implementierung Join Union

80 80 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Einheitliche Behandlung jedes Knotens: Vereinheitlichung der Operatoren (1) Initialisieren, Öffnen der benötigten Eingaben Beschaffen des nächsten Eingabetupels (nutzt scan-Operator) Aufräumen, Schließen der Iteratoren der Eingaberelation, Freigabe von Speicher, bei Blockieren: Weitergabe des kompletten Ergebnisses Angaben zur Selektivität Angaben zu den Kosten Realisiert beispielsweise über Klassen

81 81 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel: Pull-basierte Fließverarbeitung Vereinheitlichung der Operatoren (2) open next Return Ergebnis

82 82 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel Operatorzuordnung

83 83 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 P: Exact Match (Nicht-Schlüssel) oder Range. R mit entspr. Index P: Exact Match (Schlüssel). R mit entspr. Index P: Exact Match oder Range. R mit entspr. Index immer verwendbar Selektion P R LinearSelect R PrimärIndex Select R SekundärIndex Select R ClusterIndex Select R Falls R Zwischenrelation: Ggf. zusätzl. Indexerzeugung

84 84 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Duplikatelim., R unsortiert Duplikatelim., R sortiert Duplikatelim., R mit entspr. Index immer verwendbar Projektion LinearProject R SortProj R IndexProj R Falls R Zwischenrelation: Ggf. zusätzl. Indexerzeugung oder Sortierung L R Sort R

85 85 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 immer verwendbar Falls R und/oder S unsortiert, zunächst sortieren S mit entspr. Index, sonst zunächst Aufbau immer verwendbar Verbindung NestedLoop R S IndexJoin R S Zwischenrelationen müssen ggf. aufbereitet werden HashJoin R S RS R.A=S.B Index RS MergeJoin [Sort R.A ][Sort S.B ] Simple|Grace|Hybrid

86 86 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Beispiel h.MatrNr = s.MatrNr s.Semester STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN v.VorlNr = h.VorlNr p.Name = Sokrates v.gelesenVon = p.PersNr

87 87 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Primärindex auf MatrNr Sekundärindex auf gelesenVon Beispiel STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN LinearSelect (p.Name = Sokrates) IndexJoin ( v.gelesenVon = p.PersNr) Sort(v.VorlNr)Sort(h.VorlNr) MergeJoin ( v.VorlNr = h.VorlNr) IndexJoin( h.MatrNr = s.MatrNr) LinearProject(s.Semester) Sort(s.Semester) SortProject(s.Semester)

88 88 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Gelegentlich lassen sich Materialisierungen auch durch Verschmelzen von Operatoren vermeiden. Beispiele: Kombination von Selektion und Projektion. Kombination einer Selektion mit einer Verbindung, etwa Integration einer Selektion in die äußere Schleife eines Nested-Loop-Join, Integration von Selektionen in den Merge-Join. Kombination von Gruppierung und Aggregierung. Verschmelzen von Operatoren

89 89 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kapitel 10.5 Kostenbasierte Auswahl

90 90 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Stellung in der Anfragebearbeitung Scanner, Parser, Sichtauflösung deklarative SQL-Anfrage Auswertungsplan (Query Evaluation Plan, QEP) auf Satzzugriffsstrukturen Ergebnis Standardisierung Optimierung Ausführung DBS- Laufzeitsystem Planparametri- sierung Code-Erzeugung Anfrage in interner Form algebraischer Ausdruck auf internen Dateien QE P Code Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenbasier- te Auswahl

91 91 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Stellung in der Optimierung (evtl. schrittweises) Aufspannen des Suchraums deklarative SQL-Anfrage Suche Äquivalente Pläne Bester (guter) Plan Logische Optimierung Physische Optimierung Revidierte Ausgangssituation Die Wahl des Auswertungsplans ist ein Optimierungsproblem! Lösungsraum: Mehrere Operatorbäume, um nicht günstige Lösungen vorzeitig auszuschließen. Erweiterung des Lösungsraums: Diverse Zuordnungen von Algorithmen. Kostenbasierte Auswahl: Aufwand richtet sich danach wie häufig die angestrebte Lösung wiederholt wird. Hoher Aufwand lohnt nur bei parametrisierten Standardanfragen.

92 92 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Optimierungskriterien: Für die Optimierung benötigt man eine Kostenfunktion. Sie berechnet die Gesamtkosten der Anfrage aus den Kostenabschätzung für die Einzeloperationen. Grobe Abschätzungen wurden in Kapitel 9 gegeben. In die Kostenabschätzung geht die Größe der Zwischenergebnisse zentral ein. Daher spielen die Selektivitätsabschätzungen (siehe Kapitel 9) eine wichtige Rolle. Optimierung: Für jeden Kandidat-Auswertungsplan müssen dessen Kosten abgeschätzt werden. Gesucht sind daher Optimierungsverfahren, die den Lösungsraum sehr rasch einschränken, ohne dabei allzu viel gute Lösungen zu verlieren. Kostenbasierte Auswahl (1)

93 93 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Kostenbasierte Auswahl (2) (evtl. schrittweises) Aufspannen des Suchraums deklarative SQL-Anfrage Suche Äquivalente Pläne Bester (guter) Plan Logische Optimierung Physische Optimierung Kostenmodell Statistiken/Histogramme Puffergröße Verwendeter Rechner Zielfunktion: Antwortzeit vs. Durchsatz Revidierte Ausgangssituation

94 94 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Schätzung Tupelzahl Schätzung Aufwand Schätzung Tupelzahl Größe(p) Größe(v) Größe(h) Größe(s) Kostenabschätzung (Beispiel) STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN LinearSelect (p.Name = Sokrates) IndexJoin ( v.gelesenVon = p.PersNr) Sort(v.VorlNr)Sort(h.VorlNr) MergeJoin ( v.VorlNr = h.VorlNr) IndexJoin( h.MatrNr = s.MatrNr) LinearProject(s.Semester) Sort(s.Semester) SortProject(s.Semester)

95 95 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Join-Reihenfolge Beobachtung: In allen praktischen Anfragen dominieren die Verbindungsoperationen Optimierung der Reihenfolge dieser Operationen kritisch für die Anfrageoptimierung. Join-Modell (Graphische Veranschaulichung): RS Äußere (Build-) Relation: Wenn immer möglich die kleinere Relation Innere (Probe-) Relation

96 96 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Join-Bäume (1) R1R1 R2R2 R3R3 R4R4 R1R1 R2R2 R3R3 R4R4 R1R1 R2R2 R3R3 R4R4 Links-orientierter Baum Rechts-orientierter Baum Buschiger Baum

97 97 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Join-Bäume (2) R1R1 R2R2 R3R3 R4R4 R1R1 R2R2 R3R3 R4R4 Variantenzahl ( n: Zahl der Relationen ): (2(n-1))! (n-1)! n(2(n-1))!/(n-1)! , , Teilmenge der buschigen Bäume, daher geringere Variantenzahl. Beispiel n=6: Buschige Bäume: Links-orientierte Bäume: 720

98 98 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Join-Bäume (3) R1R1 R2R2 R3R3 R4R4 Links-orientierte Bäume spiegeln das Join-Modell und damit die effizienten Algorithmen wider. Besitzen besondere Tendenz zur Entwicklung effizienter Auswertungspläne! Ausreichend zur Entwicklung des Suchraums!

99 99 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Primärindex auf MatrNr Sekundärindex auf gelesenVon Umformung des Beispiels STUDENTEN HÖREN VORLESUNGEN PROFESSOREN LinearSelect (p.Name = Sokrates) IndexJoin ( v.gelesenVon = p.PersNr) Sort(v.VorlNr)Sort(h.VorlNr) MergeJoin ( v.VorlNr = h.VorlNr) IndexJoin( h.MatrNr = s.MatrNr) LinearProject(s.Semester) Sort(s.Semester) SortProject(s.Semester)

100 100 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Greedy-Suche (1) Konstruiere die Lösung des vollständigen Plans schrittweise, indem mit jedem Schritt der bisher erzeugte Teilplan durch Hinzunahme einer Verbindung so erweitet wird, dass die geringsten Kosten entstehen. Keine Garantie dass der optimale Plan gefunden wird, aber es wird ein guter Plan gefunden. Großer Vorteil: Anzahl der zu betrachtenden Pläne ist gering.

101 101 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Greedy-Suche (2) Beispiel: Verbindung der 4 Relationen KUNDE, PRODUKT, LIEFERANT, BESTELLUNG. Einfache Kostenfunktion: Ergebnisgröße.

102 102 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Greedy-Suche (3) Schritt 1: PlanErgebnisgröße KUNDE PRODUKT KUNDE LIEFERANT KUNDE BESTELLUNG PRODUKT LIEFERANT PRODUKT BESTELLUNG LIEFERANT BESTELLUNG LIEFERANTPRODUKT Schritt 2: PlanErgebnisgröße (PRODUKT LIEFERANT) BESTELLUNG (PRODUKT LIEFERANT) KUNDE BESTELLUNG Schritt 3: KUNDE KUNDE

103 103 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Dynamische Programmierung (1) Prinzip: Zerlege Problem wiederholt in Teilprobleme. Löse jedes Teilproblem optimiert unter Verwendung kleinerer Teilprobleme. Dieselbe Lösung kann mehrfach verwendet werden, d.h. Lösungen werden nur einmal entwickelt. Anwendung auf R 1 R 2... R n : Berechne Lösungen für alle R i und alle Kombinationen R i R j (da es jeweils nur eine gibt, sind sie definitionsgemäß optimal). Erweitere schrittweise von optimierten (k-1)-Kombinationen auf k-Kombinationen (k=3,....n).

104 104 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Dynamische Programmierung (2) Standardverfahren in heutigen relationalen Datenbanksystemen! Jedoch mit effizienter Aufzählung: Anstatt zunächst alle 2-elem, 3-elem,..., n-elem Pläne sequentiell zu enumerieren: Effizientes Verschränken. Frühzeitiges Abschneiden von Lösungswegen. Beispiel: Verbindung der 4 Relationen KUNDE (K), PRODUKT (P), LIEFERANT (L), BESTELLUNG (B). Einfache Kostenfunktion: Ergebnisgröße.

105 105 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Dynamische Programmierung (3) Basis: Menge (k=1)ErgebnisgrößeOpt. Plan {K}1.000K {P}5.000P {L}100L {B}20.000B Menge (k=2)ErgebnisgrößeOpt. Plan {K,P} K P {K,L} L K {K,B} K B {P,L}5.000 L P {P,B} P B {L,B} L B

106 106 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Dynamische Programmierung (4) Menge (k=1)ErgebnisgrößeOpt. Plan {K}1.000K {P}5.000P {L}100L {B}20.000B Menge (k=2)ErgebnisgrößeOpt. Plan {K,P} K P {K,L} L K {K,B} K B {P,L}5.000 L P {P,B} P B {L,B} L B Induktion (links-orientiert): In diesem Beispiel weiter verfolgt

107 107 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Dynamische Programmierung (5) Induktion (links-orientiert): Menge (k=3)ErgebnisgrößeOpt. Plan {K,B,L} (K B) L {K,B,P} (K B) P {P,L,K} (L P) K {P,L,B} (L P) B Summe der bisher in den Zwischenergebnissen aufgelaufenen Kosten. Opt. PlanKosten (K B) L (K B) P (L P) K (L P) B ( (L P) B) K Letzter Schritt: k=4 ({K,P,L,B}), also nur 1 Ergebnisgröße.

108 108 © 2009 Univ,Karlsruhe, IPD, Prof. LockemannDBI 10 Dynamische Programmierung (6) PRODUKTLIEFERANT BESTELLUNG KUNDE ((L P) B) K


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