Basi di Dati e Sistemi Informativi

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Struttura di un DBMS: Gestione delle Transazioni Home page del corso:

Gestione delle Transazioni
Transazione  sequenza di operazioni SQL la cui esecuzione deve avvenire garantendo alcune caratteristiche di correttezza, isolamento e robustezza. Una transazione termina con commit ( “procedi”) o con abort ( “annulla”). Definite dall’utente, tramite comandi SQL: start transaction … end transaction. Definite automaticamente dal sistema.

PROPRIETA’ ACIDE DELLE TRANSAZIONI Atomicita’  La transazione deve essere eseguita con la regola del “tutto o niente”. Consistenza  La transazione deve lasciare il DB in uno stato consistente, eventuali vincoli di integrita’ non devono essere violati. Isolamento  L’esecuzione di una transazione deve essere indipendente dalle altre. Persistenza  L’effetto di una transazione che ha fatto commit non deve essere perso.

Gestore della consistenza  tipicamente implementata dai compilatori del DDL. Prima di eseguire un’istruzione SQL, il suo effetto viene simulato. Si verifica che tutti i vincoli di integrita’ siano rispettati, in caso contrario si genera un errore e si blocca l’esecuzione dell’istruzione corrente.

Memoria secondaria Gestore della memoria secondaria Gestore del buffer Gestore dei metodi d’accesso Gestore di Interrogazioni e aggiornamenti Gestore delle transazioni Gestore della concorrenza affidabilità Gestore delle affidabilita’  garantisce atomicita’ e persistenza delle transazioni. Gestore della concorrenza  garantisce l’isolamento delle transazioni.

Memoria secondaria Gestore della memoria secondaria Gestore del buffer Gestore dei metodi d’accesso Gestore di Interrogazioni e aggiornamenti Gestore delle transazioni Gestore della concorrenza affidabilità Gestore delle affidabilita’  garantisce atomicita’ e persistenza delle transazioni. Gestore della concorrenza  garantiscel’isolamento delle transazioni.

Gestore del’affidabilita’  verifica che siano garantite le proprieta’ di atomicita’ e persistenza delle transazioni. Responsabile di implementare i comandi di: start transaction, commit, rollback Responsabile di ripristinare il sistema dopo malfunzionamenti software (ripresa a caldo) Responsabile di ripristinare il sistema dopo malfunzionamenti hardware (ripresa a freddo)

Il controllore di affidabilita’ utilizza un log, nel quale sono indicate tutte le operazioni svolte dal DBMS. LOG, struttura fisica <10:34, 11/12/2012, Transaction: T1, INSERT(3,Mario, Rossi) INTO IMPIEGATI> <10:35, 11/12/2012, Transaction: T2, DELETE(3,Mario, Rossi) INTO IMPIEGATI> <10:36, 11/12/2012, Transaction: T3, INSERT(6,Maria, Bianchi) INTO IMPIEGATI>

Il controllore di affidabilita’ utilizza un log, nel quale sono indicate tutte le operazioni svolte dal DBMS. LOG, struttura logica 10:34 10:35 10:36 Time T1, INSERT T2, DELETE T3, INSERT Tramite il log, e’ possibile fare do/undo delle transazioni …

Tramite il log, e’ possibile ripristinare lo stato completo del DBMS in caso di malfunzionamenti/guasti … a patto che non siano persi anche i dati del log! Si assume che i dati del log siano memorizzati su memoria stabile (astrazione!). Si possono usare opportune tecnologie per aumentare l’affidabilita’  RAID (Redundant Array of Independent Disks)

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Due tipi di record: Record di transizione  tengono traccia delle operazioni svolte da ciascuna transizione sul DBMS. Record di sistema  tengono traccia delle operazioni di sistema (dump/checkpoint).

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Record di begin, commit, abort: tengono traccia del tipo di operazione e del nome (univoco) della transazione. B(T),C(T),B(T2),C(T2),B(T3),A(T3), etc

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Record di update: tengono traccia del del nome (univoco) della transazione, dell’oggetto modificato (O), dello stato precedente (BS) e dello stato attuale (AS). U(T,O,BS,AS) -> U(T1,”CONTO”,4,5)

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Record di insert: tengono traccia del del nome (univoco) della transazione, dell’oggetto modificato (O), dello stato attuale (AS). I(T,O,AS) -> I(T1,”CONTO”,1000)

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Record di delete: tengono traccia del del nome (univoco) della transazione, dell’oggetto modificato (O), dello stato precedente (BS). D(T,O,BS) -> D(T1,”CONTO”,1000)

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Ricapitolando, i record delle transazioni sono del tipo: B(T), C(T), A(T) U(T, O, BS, AS), I(T, O, AS) D(T,O,BS)

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Due tipi di record: Record di transizione  tengono traccia delle operazioni svolte da ciascuna transizione sul DBMS. Record di sistema  tengono traccia delle operazioni di sistema (dump/checkpoint).

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Record di dump: tengono traccia degli eventi di backup completo della base di dati su memoria stabile. Tali eventi sono effettuati con una certa periodicita’ definita dall’amministratore del sistema. DUMP(DB)

Il log si presenta come un file sequenziale suddiviso in record: Time Record di checkpoint: tengono traccia delle transazioni attive presenti nel sistema. Transazione attiva  transazione che non si e’ ancora conclusa con un’azione di commit o rollback. CK(T1,T2,T3 …, Tn)

Per aumentare l’efficienza prestazionale, tutti i DBMS utilizzano un buffer temporaneo di informazioni in memoria principale, il quale viene periodicamente scritto su memoria secondaria. RS Gestore del buffer (modulo del DBMS) RAM HD Buffer del DBMS DBMS

Quando si effettua un checkpoint: Si sospendono tutte le operazioni in corso sul DBMS. Si rendono effettive anche su memoria secondaria tutte le operazioni effettuate da transazioni che hanno fatto commit, i cui dati si trovino ancora nel buffer (flush). Si scrivono nel record di checkpoint del log tutte le transazioni attive del sistema. Si riprende l’esecuzione delle operazioni.

REGOLE di SCRITTURA del LOG Regola Write Ahead Log  la parte BS (before state) di ogni record di log deve essere scritta prima che la corrispondente operazione venga effettuata nella base di bati. In pratica: I record di log devono essere scritti prima delle corrispondenti operazioni sulla base di dati, in modo da poter fare undo delle operazioni!

REGOLE di SCRITTURA del LOG Regola di Commit Precedence la parte AS (after state) di ogni record di log deve essere scritta nel log prima di effettuare il commit della transazione. In pratica: I record di log devono essere scritti prima di effettuare l’operazione di commit, in modo da poter garantire il redo di una transazione non ancora scritta su memoria secondaria.

ESEMPI di SCHEDULING di OPERAZIONI B(T) I(T,X,AS) I(T,Y,AS) C(T) SCRITTURE SUL LOG SCRITTURE SUL DB Time w(X) w(Y) Regola Write Ahead Log  OK Regola Commit Precedence  OK

ESEMPI di SCHEDULING di OPERAZIONI B(T) I(T,X,AS) I(T,Y,AS) C(T) SCRITTURE SUL LOG SCRITTURE SUL DB Time w(X) w(Y) Regola Write Ahead Log  NO! Regola Commit Precedence  OK

ESEMPI di SCHEDULING di OPERAZIONI B(T) I(T,X,AS) I(T,Y,AS) C(T) SCRITTURE SUL LOG SCRITTURE SUL DB Time w(X) w(Y) Regola Write Ahead Log  OK Regola Commit Precedence  OK

ESEMPI di SCHEDULING di OPERAZIONI B(T) I(T,X,AS) I(T,Y,AS) C(T) SCRITTURE SUL LOG SCRITTURE SUL DB Time w(X) w(Y) Nella pratica: le scritture sulla base di dati possono avvenire in qualsiasi momento a patto di garantire le due regole sui log ..

I guasti possono essere dovuti a: Malfunzionamenti software  perdita del contenuto della memoria principale, nessun danno per la memoria secondaria. Malfunzionamenti hardware (1)  perdita di dati nella memoria secondaria, ma non nella memoria stabile. Malfunzionamenti hardware (2)  perdita di dati nella memoria secondaria e stabile.

Modello di funzionamento (fail-stop) Il DBMS usa tre stati: Normal  esecuzione normale Stop  occorrenza di un guasto Restart  ripristino dai guasti Fail Stop Boot Restart Normal completato

Modello di funzionamento (fail-stop) Due tipi di operazioni di ripristino: Ripresa a caldo  Malfunziomenti software. Ripresa a freddo  Malfunzionamenti hardware (1). Fail Stop Boot Restart Normal completato

La ripresa a caldo si articola in 4 fasi: Si accede al log, lo si scorre fino all’ultimo record di checkpoint. B(T1) B(T2) U(T2,O1,B1,A1), I(T1,O2,A2), B(T3), C(T1), B(T4), U(T3,O2, B3, A3), U(T3,O3, B4, A4) CK(T2,T3,T4) C(T4) B(T5) U(T3,O3,B5,A5) U(T5,O4,B6,A6) D(T3,O5,B7), A(T3), C(T5), I(T2,O6,A8)

Si decidono le transazioni da annullare (undo) o da rifare (redo). Si costruiscono due insiemi: UNDO e REDO. UNDO e’ inizializzato con la lista delle transazioni attive, REDO e’ vuoto. Si aggiungono ad UNDO tutte le transazioni T di cui esiste un record B(T). Si spostano da UNDO a REDO tutte le transazioni di cui esiste un record C(T).

Per il set di UNDO  si ripercorre il file di log, disfacendo tutte le azioni effettuate da ogni transazione T contenuta nel set, dalla piu’ recente alla meno recente. Per il set di REDO  si applicano le azioni affettuate da ogni transazione T contenuta nel set, dalla meno recente alla piu’ recente.

B(T1) B(T2) U(T2,O1,B1,A1), I(T1,O2,A2), B(T3), C(T1), B(T4), U(T3,O2, B3, A3), U(T4,O3, B4, A4) CK(T2,T3,T4) C(T4) B(T5) U(T3,O3,B5,A5) U(T5,O4,B6,A6) D(T3,O5,B7), A(T3), C(T5), I(T2,O6,A8) Transazioni attive all’ultimo CK: {T2, T3, T4}. Costruzione degli insiemi UNDO/REDO UNDO={T2,T3,T4}, REDO={} C(T4)  UNDO={T2,T3} REDO={T4} B(T5)  UNDO={T2,T3,T5} REDO={T4} C(T5)  UNDO={T2,T3} REDO={T4,T5}

B(T1) B(T2) U(T2,O1,B1,A1), I(T1,O2,A2), B(T3), C(T1), B(T4), U(T3,O2, B3, A3), U(T4,O3, B4, A4) CK(T2,T3,T4) C(T4) B(T5) U(T3,O3,B5,A5) U(T5,O4,B6,A6) D(T3,O5,B7), A(T3), C(T5), I(T2,O6,A8) UNDO delle transazioni {T2,T3}: I(T2,O6,A8)  DELETE O6 D(T3,O5,B7)  INSERT (O5=B7) U(T3,O3,B5,A5)  O3=B5 U(T3,O2,B3,A3)  O2=B3 U(T2,O1,B1,A1)  O1=B1

B(T1) B(T2) U(T2,O1,B1,A1), I(T1,O2,A2), B(T3), C(T1), B(T4), U(T3,O2, B3, A3), U(T4,O3, B4,A4) CK(T2,T3,T4) C(T4) B(T5) U(T3,O3,B5,A5) U(T5,O4,B6,A6) D(T3,O5,B7), A(T3), C(T5), I(T2,O6,A8) REDO delle transazioni {T4,T5}: U(T4,O3,B4,A4)  O3=A4 U(T5,O4,B6,A6)  O4=B6

La ripresa a freddo si articola in 4 fasi: Si copia il dump nel DB attuale (cercando di sovrascrivere solo la parte deteriorata). Relativamente alla parte deteriorata, si scorre il log dal dump in poi fino all’ultimo checkpoint, e si effettuano tutte le azioni della transazioni concluse con un commit. Si effettua la ripresa a caldo (con l’algoritmo visto prima).

Memoria secondaria Gestore della memoria secondaria Gestore del buffer Gestore dei metodi d’accesso Gestore di Interrogazioni e aggiornamenti Gestore delle transazioni Gestore della concorrenza affidabilità Gestore delle affidabilita’  garantisce atomicita’ e persistenza delle transazioni. Gestore della concorrenza  garantisce l’isolamento delle transazioni.

In un DMBS, le transazioni vengono eseguite in concorrenza per ragioni di efficienza / scalabilita’ … Tuttavia, l’esecuzione concorrente determina un insieme di problematiche che devono essere gestite … T1= Read(x); x=x+1; Write(x); Commit Work T2= Read(x); x=x+1; Write(x); Commit Work Se x=3, al termine delle transazioni x vale 5 (esecuzione sequenziale) … ma in esecuzione concorrente?

Problema1: Perdita di Aggiornamento Transazione1 (T1) Transazione2 (T2) Read(x) x=x+1 Write(x) Commit work T2 scrive 4 T1 scrive 4

Problema2: Lettura sporca Transazione1 (T1) Transazione2 (T2) Read(x) x=x+1 Write(x) Commit work Rollback work T2 legge 4!

Problema3: Letture inconsistenti Transazione1 (T1) Transazione2 (T2) Read(x) x=x+1 Write(x) Commit work T1 legge 3! T1 legge 4!

Problema4: Aggiornamento Fantasma Vincolo: x+y+z deve essere = a 1000 Transazione1 (T1) Transazione2 (T2) Read(x) Read(y) y=y-100 Read(z) z=z+100 Write(y), Write(z) Commit work s=x+y+z; commit work Vincolo violato!!

Date un insieme di transazioni T1,T2, Tn, di cui ciascuna formata da un certo insieme di operazioni di scrittura (wi) e lettura (ri): Es. T1=r1(x) r1(y) r1(z) w1(y) … Si definisce schedule la sequenza di operazioni di lettura/scrittura di tutte le transazioni cosi’ come eseguite sulla base di dati: r1(x) r2(y) r1(y) w4(y) w2(z) …

Uno schedule S si dice seriale se le azioni di ciascuna transazione appaiono in sequenza, senza essere inframezzate da azioni di altre transazioni. S={T1, T2, … Tn} Schedule seriale ottenibile se: Le transazioni sono eseguite uno alla volta (scenario non realistico) Le transazioni sono completamente indipendenti l’una dall’altra (improbabile)

Uno schedule S si dice serializzabile se produce lo stesso risultato di un qualunque scheduler seriale S’ delle stesse transazioni. CLASSI Schedule Schedule Serializzabili Schedule Seriali

Come implementare il controllo della concorrenza? I DMBS commerciali usano il meccanismo dei lock  per poter effettuare una qualsiasi operazioni di lettura/scrittura su una risorsa (tabella o valore di una cella), e’ necessario aver precedentemente acquisito il controllo (lock) sulla risorsa stessa. Lock in lettura (accesso condiviso) Lock in scrittura (mutua esclusione)

Su ogni lock possono essere definite due operazioni: Richiesta del lock in lettura/scrittura. Rilascio del lock (unlock) acquisito in precedenza. STATO DELLA RISORSA Libero r_locked w_locked r_lock OK/r_locked NO/w_locked w_lock OK/w_locked NO/r_locked unlock errore OK/dipende OK/libero AZIONE

Lock Manager  componente del DBMS responsabile di gestire i lock alle risorse del DB, e di rispondere alle richieste delle transazioni. Per ciascun oggetto x del DBMS: State(x)  stato dell’oggetto (libero/r_locked/w_locked) Active(x)  lista transazioni attive sull’oggetto Queued(x)  lista transazioni bloccate sull’oggetto STRUTTURE DATI del LOCK MANAGER

Lock Manager  componente del DBMS responsabile di gestire i lock alle risorse del DB, e di rispondere alle richieste delle transazioni. Riceve una richiesta (r_lock, w_lock, unlock) da una transazione T, su un oggetto x (oggetto=tabella, colonna, etc). Controlla la tabella stato/azione (slide precedente). Se la risposta e’ OK, aggiorna lo stato della risorsa, e concede il controllo della risorsa alla transazione T. Se la risposta e’ NO, inserisce la transazione T in una coda associata all’oggetto x. AZIONI DEL LOCK MANAGER

RISORSA x T1: r_lock(x) LOCK MANAGER STATO(x): r_locked STATO(x): free ACTIVE(x): {T1} ACTIVE(x): {} QUEUED(x): {} Answer to T1: OK

RISORSA x T2: r_lock(x) LOCK MANAGER STATO(x): r_locked STATO(x): free ACTIVE(x): {T1} ACTIVE(x): {T1,T2} ACTIVE(x): {} QUEUED(x): {} Answer to T2: OK

RISORSA x T3: w_lock(x) LOCK MANAGER STATO(x): r_locked STATO(x): free ACTIVE(x): {T1} ACTIVE(x): {T1,T2} ACTIVE(x): {} QUEUED(x): {T3} QUEUED(x): {} Answer to T3: NO

Two Phase Lock (2PL)  Una transazione, dopo aver rilasciato un lock, non puo’ acquisirne un altro. In pratica, una transazione acquisisce prima tutti i lock delle risorse cui necessita … Fase di Acquisizione Risorse Fase di Rilascio Time

r_lock(x) r(x) unlock(x) r_lock(y) r(y) unlock(y) Commit w_lock(y) w(y) TRANSAZIONI T1= r(x), w(y), Commit T2= r(y), Commit SCHEDULE Q. E’ uno schedule 2PL? A. NO!

r_lock(x) r(x) w_lock(y) r_lock(y) w(y) unlock(y) unlock(x) r(y) Commit TRANSAZIONI T1= r(x), w(y), Commit T2= r(y), Commit SCHEDULE Q. E’ uno schedule 2PL? A. SI!

Two Phase Lock (2PL)  Una transazione, dopo aver rilasciato un lock, non puo’ acquisirne un altro. Ogni schedule che rispetta il 2PL e’ anche serializzabile (perche’ ?). Ogni schedule che rispetta il 2PL non puo’ incorrere in configurazioni erronee dovute a: aggiornamento fantasma, lettura inconsistente, perdita di aggiornamento … che accade in caso di lettura sporca?

r_lock(x) r(x) w_lock(y) r_lock(y) w(y) unlock(y) unlock(x) r(y) Abort Commit TRANSAZIONI T1= r(x), w(y), Commit T2= r(y), Commit SCHEDULE Lettura sporca!

Strict Two Phase Lock (2PL)  I lock di una transazione sono rilasciati solo dopo aver effettuato le operazioni di commit/abort. Variante strict del 2PL, utilizzato in alcuni DBMS commerciali. Uno schedule che rispetta lo S2PL eredita tutte le proprieta’ del 2PL, ed inoltre NON presenta anomalie causate da problemi di lettura sporca.

r_lock(x) r(x) w_lock(y) r_lock(y) w(y) Abort unlock(x) unlock(y) r(y) Commit TRANSAZIONI T1= r(x), w(y), Commit T2= r(y), Commit SCHEDULE Q. E’ uno schedule S2PL? A. SI!

PROBLEMA: I protocolli 2PL e S2PL possono generare schedule con situazioni di deadlock. TRANSAZIONI T1 T2 r_lock(x) r_lock(y) r(x) r(y) w_lock(y) w_lock(x) T1= r(x), w(y), Commit T2= r(y), w(x), Commit SCHEDULE

Per gestire le situazioni di deadlock causate dal Lock Manager, si possono usare tre tecniche: Uso dei timeout  ogni operazione di una transazione ha un timeout entro il quale deve essere completata, pena annullamento (abort) della transazione stessa. T1: r_lock(x,4000), r(x), w_lock(y,2000), w(y), commit, unlock(x), unlock(y)

Per gestire le situazioni di deadlock causate dal Lock Manager, si possono usare tre tecniche: Deadlock avoidance prevenire le configurazioni che potrebbero portare ad un dealock … COME? Lock/Unlock di tutte le risorse allo stesso tempo. Utilizzo di time-stamp o di classi di priorita’ tra transazioni (problema: puo’ determinare starvation!)

Per gestire le situazioni di deadlock causate dal Lock Manager, si possono usare tre tecniche: Deadlock detection utilizzare algoritmi per identificare eventuali situazioni di deadlock, e prevedere meccanismi di recovery dal deadlock Grafo delle richieste/risorse utilizzato per identificare la presenza di cicli (corrispondenti a deadlock) In caso di ciclo, si fa abort delle transazioni coinvolte nel ciclo in modo da eliminare la mutua dipendenza …

Un metodo alternativo al 2PL per la gestione della concorrenza in un DBMS prevede l’utilizzo dei time-stamp delle transazioni (metodo TS). Ad ogni transazione si associa un timestamp che rappresenta il momento di inizio della transazione. Ogni transazione non puo’ leggere o scrivere un dato scritto da una transazione con timestamp maggiore. Ogni transazione non puo’ scrivere su un dato gia’ letto da una transazione con timestamp maggiore.

Un metodo alternativo al 2PL per la gestione della concorrenza in un DBMS prevede l’utilizzo dei time-stamp delle transazioni (metodo TS). Ad ogni oggetto x si associano due indicatori: WTM(x)  timestamp della transazione che ha fatto l’ultima scrittura su x. RTM(x)  timestamp dell’ultima transazione (ultima=con t piu’ alto) che ha letto x.

Lo scheduler di sistema verifica se un’eventuale azione (rt(x) o wt(x)) eseguita da una transazione T con timestamp t puo’ essere eseguita o meno: rt(x)  Se t<WTM(x) allora la transazione viene uccisa. Se t>=WTM(x), la richiesta viene eseguita, ed RTM(x) viene aggiornato al massimo tra il valore precedente di RTM(x) e t stesso.

Lo scheduler di sistema verifica se un’eventuale azione (rt(x) o wt(x)) eseguita da una transazione T con timestamp t puo’ essere eseguita o meno: wt(x)  Se t<WTM(x) oppure t<RTM(x) allora la transazione viene uccisa. Altrimenti, la richiesta viene accettata, e WTM(x) viene posto uguale a t.

ESEMPIO: RTM(x)=6, WTM(x)=3 T5: r5(x)  OK, RTM(x)=6 T9: w9(x)  OK, WTM(x)=9 T6: w6(x)  NO, T6 uccisa T8: r8(x)  NO, T8 uccisa T10: r10(x)  OK, RTM(x)=10

Versione multivalore dell’algoritmo TS-based  per ogni oggetto x, si mantengono N copie (xt), a diversi timestamp t. Ad ogni oggetto x corrispondono: Un RTM(x) globale, per tutte le versioni. Un array WTM(x)N, aggiornato ogni volta che una transazione scrive sull’oggetto x, all’istante N.

Versione multivalore dell’algoritmo TS-based  per ogni oggetto x, si mantengono N copie (xt), a diversi timestamp t. rt(x)  sempre consentita. Se t> WTMN(x), allora si legge xN. Altrimenti, si legge xi, con: WTMi(x)<t<WTMi+1(x) wt(x)  se t<RTM(x), si rifiuta la richiesta. Altrimenti si aggiunge una nuova copia xt e si aggiorna: WTMN(x)=t.

In SQL-3, ed in molti DBMS commerciali (DB2, MySQL, PostgreSQL, Oracle, etc) sono definiti quattro livelli di isolamento tra transazioni: Livello Descrizione read uncommitted (read only) La transazione non emette lock in lettura, e non rispetta lock esclusivi da altre transazioni. read committed Richiede lock condivisi per effettuare le letture. repeteable read Applica il protocollo S2PL anche in scrittura. serializable Applica il protocollo S2PL con lock di predicato. S2PL utilizzato per le operazioni di scrittura, da tutti i livelli.

SINTASSI MySQL Iniziare una transazione e completarla: START TRANSACTION … (Statements SQL) COMMIT/ROLLBACK Configurare livello di isolamento di esecuzione: SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ | READ COMMITTED | READ UNCOMMITTED | SERIALIZABLE

SINTASSI MySQL Le transazioni sono utilizzabili solo su tabelle di tipo InnoDB (ACID-compliant). E’ possibile gestire manualmente le operazioni di lock su tabelle (non consigliabile su tabelle di tipo InnoDB): LOCK TABLES tabella { READ | WRITE }

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