LAPORAN MATA KULIAH Sistem Basis Data Terdistribusi ”Distributed Concurency Control”
Oleh
Ari Dwi Wahyuningsih Fetri Mardyani Salmi Hidayah Tommi Fajerin
PROGRAM STUDI TEKNIK INFORMATIKA FAKULTAS ILMU KOMPUTER UNIVERSITAS SRIWIJAYA 2011
A. CONCURENCY Konkurensi merupakan landasan unum perancangan sistem operasi. Proses-proses disebut konkuren jika proses-proses berada pada saat yang sama. Pada proses-proses konkuren yang berinteraks mempunyai beberapa masalah yang harus diselesaikan: 1. Mutual Exclusion 2. Sinkronisasi 3. Deadlock 4. Startvation Prinsip-prinsip Konkurensi meliputi hal-hal sbb: Alokasi wkatu pemroses untuk proses-proses Pemakaian
bersama
dan
persaingan
untuk
mendapatkan
sumber daya Komunikasi antarproses Sinkronisasi aktivitas banyak proses. Konkurensi dapat muncul pada tiga konteks berbeda, antara lain: Banyak aplikasi (multiple application) Aplikasi terstruktur Struktur sistem operasi Kesulitan-kesulitan yang ditimbulkan konkurensi yaitu kecepatan eksekusi proses-proses di sistem tidak dapat diprediksi. Beragam kemungkinan yang terjadi tidak dapat diprediksi, seperti: 1. Kecepatan proses pada sistem tergantung pada beberapa hal, antara lain: o
Aktivitas proses-proses lain
o
Cara sistem operasi menangani interupsi
o
Kebijaksanaan penjadwalan yang dilakukan oleh sistem operasi. 2. Beberapa kesulitan yang dapat muncul, di antaranya adalah:
o
Pemakaian bersama sumber daya globla
o
Pengelolaan alokasi sumber daya agar optimal
o
Pencarian kesalahan pemrograman. 3. Proses-proses konkuren mengharuskn beberapa hal yang harus ditangani, antara lain: o
Sistem operasi harus mengetahui proses-proses yang aktif
o
Sistem operasi harus mengalokasikan dan mendealokasikan beragam sumber daya untuk tiap proses aktif. Sumber daya yang
harus
dikelola,
antara
lain
waktu
memproses,
memori,berkas-berkas, dan perangkat I/O
o
Sistem operasi harus memproteksi data dan sumber daya fisik masingmasing proses dari gangguan proses-proses lain.
o
Hasil-hasil proses harus independen terhadap kecepatan relatif prosesproses lain dimana eksekusi dilakukan.
Mutual Exclusion Mutual
exclusion
adalah
jaminan
hanya
satu
proses
yang
mengakses sumber daya pada satu interval waktu tertentu. Sering terjadi pada peralatan pencetakan (printer). Daemon printer adalah proses yang melakukan penjadwalan dan pengendalian pencetakan berkas-berkas di printer. Ruang disk ini disebut direktori spooler. Direktori spooler membagi disk menjadi sejumlah slot. Slot-slot diisi berkas yang akan dicetak. Terdapat variabel in yang menunjuk slot bebas pada ruang disk yang akan dipakai untuk menyimpan berkas yang ingin dijadwalkan untuk dicetak. Bagian program yang sedang mengakses memory atau sumber daya yang dipakai bersama disebut critical section. Jika proses pada critical section memblokir prosesproses lain dalam antrian, maka akan terjadi startvation dan deadlock. Kesuksesan
proses-proses
konkurensi
memerlukan
pendefinisian
critical section dan memaksakan mutual exclusion di antara prosesproses konkuren yang sedang berjalan. Pemaksaan mutual exclusion merupakan landasan pemrosesan konkuren. Fasilitas atau kemampuan menyediakan dukungan mutual exclusion harus memenuhi kriteria sbb:
Mutual exclusion harus dijamin, bahwa tidak ada proses lain, kecuali dirinya sendiri. Di sini terjadi proses tunggal.
Proses yang berada di noncritical section, dilarang mem-blocked prosesproses lain yang ingin masuk critical section. Hal ini bisa terjadi startvation.
Harus dijamin bhwa proses yang ingin masuk critical section tidak menunggu selama waktu yang tak terhingga. Ini bisa mengakibatkan masalah deadlock dan antrian proses bertambah panjang.
Ketika tidak ada proses pada critical section, maka proses yang ingin masuk critical section harus ijinkan masuk tanpa waktu tunda. Tidak ada asumsi mengenai kecepatan relatif proses atau jumlah yang ada.
Proses hanya tinggal pada critical section selama satu waktu yang berhingga Beberapa metode yang diusulkan untuk menjamin Mutual Exclusion, antara lain: Metode Variable Lock Metode ini sederhana ketika proses masuk critical section lebih dahulu memeriksa variable lock.
o Jika variable lock bernilai 0, proses men-set variable lockny menjadi 1 kemudian masuk ke dalam critical section.
o Jika variable lock bernilai 1, maka proses menunggu sampai nilai variable lock nya menjadi 0. Metode ini tidak menjamin proses tidak masuk critical section yang telah dimasuki proses lain.
Metode bergantian secara ketat Metode ini mengasumsikan dapat mengalir masuk critical section secara bergantian terus-menerus. Metode ini melakukan refleksi terhadap variabel yang berfungsi untuk memenuhi critical section.
Sinkronisasi Sinkronisasi diperlukan untuk menghindari terjadinya ketidakkonsistenan data akibat adanya akses data secara konkuren. Prosesproses disebut konkuren jika proses-proses itu ada dan berjalan pada waktu yang sama, proses-proses konkuren ini bisa bersifat independen atau bisa juga saling berinteraksi. Proses-proses konkuren yang saling berinteraksi
memerlukan
sinkronisasi
agar
terkendali
dan
juga
menghasilkan output yang benar. Starvation kejadian deadlock yang berlangsung secara terus-menerus dan tiada akhir dapat menyebabkan terjadinya starvation. Akan tetapi, deadlock bukanlah satu-satunya penyebab terjadinya starvation. Lalu lintas yang didominasi oleh kendaraan kendaraan dari satu arah pun dapat menyebabkan terjadinya starvation. Akibat yang terjadi adalah kendaraan dari arah lain menjadi terus menunggu giliran untuk berjalan hingga akhirnya mengalami starvation. Starvation
adalah
kondisi
yang
biasanya
terjadi
setelah
deadlock. Proses yang kekurangan resource (karena terjadi deadlock) tidak akan pernah mendapat resource yang dibutuhkan sehingga mengalami starvation (kelaparan). Namun, starvation juga bisa terjadi tanpa deadlock. Hal ini ketika terdapat kesalahan dalam sistem sehingga terjadi ketimpangan dalam pembagian resouce. Satu proses selalu mendapat resource, sedangkan proses yang lain tidak pernah mendapatkannya. Starvation adalah keadaan dimana satu atau beberapa proses 'kelaparan' karena terus dan terus menunggu kebutuhan sumber dayanya dipenuhi. Namun, karena sumber daya tersebut tidak tersedia atau
dialokasikan
untuk
proses
lain,
akhirnya
proses
yang
membutuhkan tidak bisa memilikinya. Kondisi seperti ini merupakan akibat dari keadaan menunggu yang berkepanjangan.
Contoh ilustrasi sederhana dari starvation adalah suatu client yang sedang berinteraksi dengan sebuah server dalam waktu yang lama mengakibatkan server tersebut tidak dapat melayani client yang lain. B. CONCURENCY CONTROL Concurrency control adalah sistem manajemen database (DBMS) konsep yang digunakan untuk mengatasi konflik dengan serentak mengakses atau mengubah data yang dapat dilakukan dengan sistem multi-user.
Concurrency
control,
bila
diterapkan
ke
DBMS,
dimaksudkan untuk mengkoordinasikan bersamaan saat transaksi melestarikan integritas data Untuk menggambarkan konsep kontrol concurrency misalnya dua wisatawan yang pergi ke kios elektronik pada saat yang sama untuk membeli tiket kereta api untuk tujuan yang sama pada kereta yang sama. Hanya ada satu kursi di kiri pelatih, tetapi tanpa kontrol concurrency, mungkin wisatawan yang baik akan berakhir membeli tiket untuk satu kursi. Namun, dengan kontrol concurrency, database ini tidak akan terjadi.. Kedua wisatawan akan masih dapat mengakses database kereta tempat duduk, tetapi concurrency kontrol akan menjaga keakuratan data dan memungkinkan hanya satu jalan untuk membeli kursi. Terdapat beberapa masalah-masalah umum yang muncul pada DBMS, yaitu: 1. Lost update problem (Masalah hilangnya data yang diupdate). 2. Uncommited
dependency
problem
/
dirty
real
(Masalah
kebergantungan terhadap transaksi yang belum commit).
3. Inconsistent analisys problem (masalah analisa yang tidak konsisten). Tujuan Concurrency Control
Jika sistem yang diberikan belum mengalami kegagalan, semua mekanisme konkurensi
harus menjamin konsistensi dari item data
tetap terpelihara, dan setiap kegiatan dapat diatasi dengan waktu yang terbatas. Mekanisme kontrol konkurensi yang baik untuk DBMS harus : 1. Tahan terhadap kegagalan komunikasi dan lokasi 2. Dapat dilakukannya proses parallel untuk kebutuhan kerja yang maksimal. 3. Menghasilkan proses komputasi yang sederhana dan media penyimpanannya lebih efisien. 4. Memiliki kinerja yang memuaskan pada sebuah lingkungan jaringan karena komunikasi tunda yang sangat baik. 5. Menempatkan beberapa batasan pada struktur dari suatu kegiatan yang beresiko. Concurrency Control Locking Strategi
Pessimistic Locking concurrency kontrol strategi ini melibatkan menjaga sebuah entitas dalam database terkunci seluruh waktu itu ada dalam database memori. Ini mencegah atau membatasi user dari mengubah data entitas yang terkunci. Ada dua jenis kunci yang jatuh di bawah kategori pesimistis penguncian: menulis dan membaca kunci kunci. Dengan
menulis kunci, tetapi semua pemegang kunci dicegah membaca, memperbarui, atau menghapus entitas. Kunci dengan membaca, pengguna lain dapat membaca entitas, tetapi tidak ada seorangpun kecuali
untuk
mengunci
dudukan
dapat
memperbarui
atau
menghapusnya. Penguncian Pesimistis memberikan jaminan bahwa data ada perubahan aman. Namun, ia menjadi kurang bersemangat karena jumlah serentak atau jumlah entitas yang terlibat dalam transaksi meningkat karena memiliki potensi untuk menunggu kunci untuk melepaskan akan meningkat. Optimistic Locking Strategi ini dapat digunakan ketika kejadian yang bersamaan transaksi, atau collisions, diharapkan menjadi jarang. Dalam kontras dengan penguncian pesimis, optimis penguncian tidak mencoba untuk mencegah dari collisions terjadi. Sebaliknya, ini bertujuan untuk mendeteksi collisions tersebut dan mereka pada kesempatan kali ketika terjadi. Penguncian optimis dapat mengatasi masalah yang menunggu kunci untuk melepaskan, tetapi kemudian pengguna memiliki potensi untuk mengalami collisions ketika mencoba untuk meng-update data. Serializability dan Recoverability Tujuan protokol concurrency control adalah untuk menjadwalkan transaksi sedemikian rupa sehingga dapat menghindar dari berbagai gangguan, dan juga mencegah tipe-tipe masalah yang digambarkan pada sesi sebelumnya. Satu solusi yang jelas adalah mengijinkan hanya satu transaksi yang berjalan dalam satu waktu. Satu transaksi berstatus
commit
sebelum
transaksi
berikutnya
diijinkan
mulai.
Namun, tujuan dari DBMS multi user juga untuk memaksimalkan derajat concurrency atau paralelisme dalam sebuah sistem, sehingga transaksi yang dapat berjalan tanpa mengganggu satu sama lain dapat berjalan secara paralel. Contohnya, transaksi yang mengakses bagian berbeda pada database dapat dijadwalkan bersama tanpa gangguan. Dalam bagian ini, kita memeriksa serializability sebagai sebuah cara
untuk membantu mengidentifikasi eksekusi transaksi tersebut yang dijamin untuk memastikan konsistensi. C. TEKNIK CONCURENCY CONTROL Ada dua teknik concurrency control utama yang mengijinkan transaksi untuk berjalan dengan aman dalam subjek paralel untuk constraint tertentu, yaitu locking dan metode timestamp tertentu. Locking dan timestamping adalah pendekatan konservatif karena mereka menyebabkan transaksi ditunda dalam kasus mereka konflik dengan transaksi lain pada beberapa waktu di masa yang akan datang. Metode optimistik, didasarkan pada premis bahwa konflik itu jarang ditemui,
jadi
mereka
mengijinkan
transaksi
untuk
lanjut
tidak
tersinkronisasi dan hanya mengecek konflik di bagian akhir, ketika transaksi melakukan operasi commit.
1. Locking Salah satu cara untuk menjamin terjadi serialisasi adalah dengan menerapkan protocol penguncian (locking protocol) pada tiap data yang akan diakses. Setiap transaksi harus melakukan penguncian pada data yang akan diakses, bergantung pada kebutuhan operasi yang akan dilakukan. A. Lock – Based Protocol Salah
satu
cara
menjamin
serializabiliy
adalah
dengan
mensyaratkan bahwa akses item-item data harus dilakukan dengan menerapkan eksklusivitas. Artinya, selama sebuah transaksi sedang mengakses sebuah item data, maka tidak ada transaksi lain yang boleh melakukan perubahan terhadap item data tersebut. Metode yang umum digunakan untuk mengimplementasikan hal ini adalah dengan kewajiban melakukan penguncian pada suatu item data sebelum data tersebut diakses. 2 jenis mode lock – based protocol yang digunakan dalam mekanismenya : a. Bersama (shared)
Mode ini dilambangkan dengan S. Jika sebuah transaksi dapat melakukan penguncian dengan mode ini pada suatu data item, maka transaksi tersebut hanya dapat melakukan pembacaan tapi tidak dapat melakukan perubahan terhadap nilai item tersebut. b. Tunggal (Exclusive) Mode ini dilambangkan dengan X. Jika sebuah transaksi dapat melakukan penguncian dengan mode ini pada suatu item, maka transaksi tersbut dapat melakukan pembacaan dan perubahan pada nilai item tersebut. Setiap transaksi harus mengajukan permintaan penguncian (locking) dengan mode tertentu terhadap data Q, sesuai jenis operasi yang akan dilakukan transaksi. Permintaan ini akan dilayani oleh modul Concurency-Control dalam sebuah DBMS. Transaksi tersebut baru dapat melanjutkan/mengerjakan operasi terhadap item data Q tersebut, jika modul ini telah menyerahkan hak penguncian terhadap item data Q kepada transaksi tersebut. S X
S True False true
X false false true
true true
Bila suatu transaksi hanya melakukan pembacaan saja, secara otomatis ia memerlukan kunci S " baca (S)
Bila transaksi tersebut ingin memodifikasi record maka secara otomatis ia memerlukan kunci S " memodifikasi (X) Bila transaksi tersebut sudah menggunakan kunci S, setelah itu ia akan memodifikasi record, maka kunci S akan dinaikan ke level kunci X. Kunci X dan kunci S akan dilepaskan pada saat synchpoint (synchronization point).
Synchpoint menyatakan akhir dari suatu
transaksi dimana basis data berada pada state yang konsisten. Bila synchpoint ditetapkan maka:
Semua modifikasi program menjalankan operasi
commit atau rollback. Semua kunci dari record dilepaskan.
Contoh :
Dua buah transaksi T1 dan T2 dimana T1 berfungsi melakukan pentransferan dana dari rekening B ke rekening A sebesar Rp. 100.000,-. Penyelesaian : Dengan menyertakan perintah-perintah penguncian, maka operasi dalam transaksi T1 dapat kita sajikan sbb : T1 : lock-X(B) read(B) B ← B – 100000 write(B) unlock(B) lock-X (A) read(A) A ← A + 100000 write(A) unlock(A) Transaksi
T2 hanya menampilkan total saldo dari kedua
rekening tersebut, A dan B kita nyatakan:
T1
T2 : lock-S(A) r ead(A) unlock(A) lock-S(B) read(B) write(B) display (A+B) T2
Modul Concurrency Control grant-X(B, T1)
lock-X (B) Read(B) B ← B – 100000 Write(B) Unlock (B) Lock-S(A)
grant-S (A, T2) read (A) unlock(A)
lock-S(B) grant-S (B, T2) read(B) unlock(B) display (A+B) Lock-X(A)
grant-X(A, T1)
Read(A) A ← A + 100000 Write(A) Unlock(A)
Keterangan : Schedule di atas menunjukkan aksi-aksi dan juga dilaksanakan oleh kedua transaksi tsb dan juga titik dimana hak penguncian diberikan oleh modul Concurency Control dalam DBMS. Schedule konkuren di atas menghasilkan informasi yang tidak akurat, maka kita akan melakukan perubahan pada letak perintah pelepasan penguncian (unlock) dengan menundanya hingga akhir transaksi. Transaksinya menjadi T3 dan T4 T3 : lock-X(B) read(B) B ← B – 100000 write(B) Lock-X(A) read(A) A ← A + 100000 write (A) unlock (B) unlock (A) T4 : lock-S (A) read (A) lock-S (B) read (B) write (B) unlock (A) unlock (B) display (A+B)
Jika kedua transaksi tersebut dieksekusi secara konkuren dengan potongan schedule sbb: T3 lock-X(B) read(B) B ← B – 100000 write(B)
T4
lock-S (A) read (A) lock-S (B) lock-X (A) Secara teoritis, schedule ini akan memberikan hasil yang akurat sesuai dengan hasil yang diberikan oleh schedule serial. Baik T3 maupun T4 tidak dapat di eksekusi
lock-S(B) mengakibatkan T4
menunggu T3 untuk melepaskan penguncian terhadap B, sementara eksekusi
lock-X(A) mengakibatkan T3
menunggu T4 melepaskan
penguncian terhadap A.Kondisi seperti ini disebut deadlock. Dan untuk mengatasi masalah ini T3 atau T4 harus di roll back dan melepaskan kuncian. B. Locking Protocol Dua Fase Pada
banyak
kasus,
two-phase
locking
protocol
banyak
dipergunakan untuk menjaga sifat serializable dari suatu penjadwalan, namun protokol ini belum dapat menjamin bahwa tidak akan terjadi deadlock karena masih ada transaksi yang berada dalam status menunggu ( wait()). Fase atau tahapan yang harus dilalui transaksi pada protocol ini : a. Fase Pertumbuhan (Growing phase) Fase
dimana
sebuah
transaksi
hanya
boleh
melakukan
penguncian pada data. Pada fase ini, transaksi tidak boleh melakukan
pembebasan
pada
data
lain.Fase
pelepasan
(Shrinking Phase) Sebuah transaksi dapat melepaskan sejumlah penguncian, tetapi belum melakukan penguncian yang baru.
b. Fase Pelepasan (Shrinking Phase) Fase dimana sebuah transaksi melakukan pembebasan pada data. Pada fase ini, transaksi tidak boleh melakukan penguncian pada data lain.
Inti dari protocol ini adalah, suatu transaksi jangan pernah melepaskan kunci sebelum operasi selesai, aturannya :
Satu transaksi harus meminta sebuah kunci untuk suatu iterasi sebelum melaksanakan operasi pada item tersebut. Kunci yang diminta dapat berupa write lock maupun read lock, tergantung kebutuhan. Sekali transaksi melepaskan kunci, maka transaksi tersebut tidak dapat meminta kunci yang baru. Ada 2 jenis mekanisme Locking Protocol 2 fase : a. Locking Protocol Dua Fase yang Ketat (Strict two – phase locking protocol) Semua penguncian dengan metode exclusive dari sebuah transaksi harus tetap dipegang hingga transaksi berada dalam status berhasil sempurna (commited). Ketentuan ini menjamin bahwa setiap data yang ditulis oleh transaksi yang belum berstatus berhasil sempurna (commited) terus dikunci dalam mode exclusive, untuk mencegah transaksi lainnya melakukan pembacaan terhadap item data tersebut.
b. Locking Protocol Dua Fase yang Padat (trigorous phase locking protocol) Jenis mekanisme ini menghendaki semua penguncian (baik yang mode exclusive maupun shared) tetap diterapkan hingga transaksi berstatus berhasil sempurna (commited). Mudah diperiksa, bahwa dengan mekanisme ini, transaksi – transaksi dapat dikerjakan secara serial sesuai urutan yang ditunjukkan oleh perintah commit. Contoh : T5 : read (a1) read (a2) … read (an) write (a1) T6 : read (a1) read (a2) write (a1 +a2) Jika menerapkan Locking Dua fase, maka T5 harus mengunci a1 dalam mode exclusive. Akibatnya semua eksekusi konkuren dari kedua transaksi menjadi eksekusi serial. Jika T5 melakukan penguncian dengan mode exclusive di saat penulisan a1,, maka kondisi konkurensi akan lebih baik, karena T5 dan T6 dapat mengakses a1 dan a2 secara simultan .
T5
T6
Lock-S (a1) Lock-S (a1) Lock-S (a2) Lock-S (a2) Lock-S (a3) Lock-S (a4) Unlock (a1) Unlock (a2) Lock-S (an) Upgdrade (a1)
2. Time Stamp Protocol
Salah
satu
menghilangkan
alternatif
deadlock
concurrency
adalah
time
control
stamping.
yang Secara
dapat umum,
timestamping (TS) adalah penanda waktu saat transaksi terjadi. Hal ini untuk mengurutkan eksekusi transaksi agar sama dengan eksekusi serial. Time stamp dapat berupa: a. waktu sistem saat transaksi dimulai, b. penghitung logik (logical counter) yang terus bertambah nilainya tiap kali terjadi transaksi baru. Jika timestamp transaksi a lebih kecil daripada timestamp transaksi b , atau TS(Ta) < TS(Tb),
maka transaksi a (Ta) selalu
dilaksanakan sebelum transaksi b (Tb). Contoh : Misal
rekaman
pada
basis
data
memuat
TS
168,
yang
mengidentifikasikan transaksi dengn TS 168 adalah transaksi yang terkemudian yang sukses mengupdate rekaman yang bersangkutan. Maka jika ada transaksi dengan TS 170 mencoba mengupdate rekaman yang sama, maka update ini akan diijinkan, karena TS yang dimiliki lebih kemudian dari TS pada rekaman. Saat transaksi ini dilakukan, TS pada rekaman akan diatur menjadi 170.
Sekarang, jika transaksi yang akan mengupdate
rekaman tersebut memiliki TS 165, maka update ditolak karena TS-nya < TS di rekaman. Selain transaksi, item data juga memiliki nilai time stamp. Untuk setiap item data Q, ada 2 nilai time stamp, yaitu: 1.
Read
time
stamp
atau
R-timestamp(Q),
yang
menunjukkan nilai TS terbesar dari setiap transaksi yang berhasil menjalankan operasi read(Q). 2.
Write
time
stamp
atau
W-timestamp(Q),
yang
menunjukkan nilai TS terbesar dari setiap transaksi yang berhasil menjalankan operasi write(Q).
a. Timestamp Ordering Protocol Protokol ini menjamin bahwa tiap operasi read dan write yang memiliki konflik dieksekusi sesuai urutan TS. Untuk transaksi Ta yang menjalankan operasi read(Q) • Jika
TS(Ta)
<
W-TS(Q)
maka
transaksi
Ta
perlu
membaca kembali nilai Q yang telah ditulis dan transaksi Ta akan dibatalkan (rollback).
• Jika TS(Ta) ≥ W-TS(Q) maka operasi read dieksekusi, dan R-TS(Q) diisi dengan nilai terbesar diantara TS(Ta) dan R-TS(Q). Untuk transaksi Ta yang menjalankan operasi write(Q):
•
jika TS(Ta) < R-TS(Q) maka nilai Q yang baru
dihasilkan Ta tidak akan dimanfaatkan lagi, dan sistem berasumsi bahwa nilai tersebut tidak pernah dihasilkan. Karena itu operasi write ditolak, dan transaksi Ta di rollback. TS(Ta) < W-TS(Q) maka itu berarti transaksi Ta sedang berusaha melakukan penulisan nilai Q yang kadaluarsa. Maka operasi wrwite ini akan ditolak dan transaksi Ta akan di rollback. Di luar kondisi a dan b di atas, operasi write dieksekusi dan W-TS(Q) diberi nilai baru yang sama dengan TS(Ta). Terhadap transaksi Ta yang di rollback, akan diberikan sebuah timestamp yang baru dan diulang kembali. Properti timestamp: a. Uniqueness : masing-masing timestamp suatu transaksi adalah unik. b. Monotonicity : 2 timestamp yang dihasilkan transaksi yang sama meningkat secara monoton. Cara pemberian nilai timestamp: a. Global (systemwide) monotonically increasing number b. Local (site) monotonically increasing number.
Untuk
menggambarkan
protokol
ini,
kita
memperhatikan
transaksi T7 dan T8. Transaksi T7 menampilkan nilai saldo rekening A dan B dan didefinisikan sbb: T7 : read (B) read (A) display (A+B) Transaksi T8 yang mentrasfer dari rekening A ke rekening B dan kemudian menampilkan isi keduanya. T8 : read (B) B ← B – 100000 write (B) read (A) A ← A + 100000 write (A) display (A+B) Dalam menentukan schedule dengan protokol timestamp, kita mengasumsikan bahwa sebuah transaksi diberikan sebuah timestamp segera sebelum instruksi pertama. Karena itu, dalam schedule berikut ini, TS(T7) < Ts(T8) dan schedule ini mungkin dieksekusi dengan menggunakan protokol Timestamping Ordering. T7
T8
read (B) read (B) B ← B – 100000 write (B) read (A) read (A) A ←A + 100000 write (A) display (A+B)
Display (A+B) 3. Validation Based Control
3 fase eksekusi yang harus dilalui oleh transaksi :
1. Read dan eksekusi: Transaksi melakukan operasi write hanya
pada
variabel
lokal
temporer
tanpa
melakukanperubahan ke basis data aktual
2. Validasi:
Transaksi
untukmenentukan
membentuk
apkah
transaksi
uji
validasi
tersebutdapat
melakukan penyalinan / pengubahan ke basis data dari variabel lokal temporere yang nilainya diperoleh dari
operasi
write
tanpa
menyebabkan
pelanggaran
serializability.
3. Write : Jika fase validasi transaksi
berhasil, maka
perubahan sesungguhnya dilakukan ke basis data. Jika validasi tidak berhasil, maka Ti akan di-roll back. Semua fase dalam eksekusi transaksi konkuren dapat terjadi pada waktu bersamaan. Setiap transaksi Ti akanmemiliki 3 timestamp
Start(Ti) : wkatu dimana Ti memuliaieksekusinya Validation(Ti): waktu dimana Ti, selesai melakukan Fase pembacaan dan memulai fase validasi
Finish(Ti)
:
waktu
dimana
Ti
menyelesaikan
fase
penulisan Urutan serializability ditentukan dengan teknik pengurutan timestamp dengan menggunakan nilai timestamp validation (Ti ), oleh karena itu nilai TS(Ti) = Validation(Ti). Jika untuk semua transaksi Ti dengan TS (Ti) < TS (Tj) salah satu dari dua kondisi berikut harus dapat dipenuhi :
finish(Ti) < start(Tj) , karena Ti menyelesaikan
eksekusinya sebelum Tj dimulai
start(Tj)
<
finish(Ti)
<
validation(Tj)
dan
thimpunan item data yang ditulis Ti dtidak beririsan dengan himpunan item data yang dibaca oleh Tj. kemudian validasi Tj dikatakan berhasil, jika tidak validasi gagal dan Tj di batalkan. T7 Read (B)
Read(A)
Display (A+B)
T8 Read (B) B ← B 100000 Read (A) A ← A 100000
– +
Write (B) Write(A) D. DEADLOCK Permasalahan deadlock terjadi karena sekumpulan prosesproses yang di-blok dimana setiap proses membawa sebuah sumber daya dan menunggu mendapatkan sumber daya yang dibawa oleh proses lain. Misalnya sistem mempunyai 2 tape drive dan terdapat dua proses P1 dan P2 yang masing masing membawa satu tape drive dan masing-masing memerlukan tape drive yang dibawa proses lain sehingga terjadi keadaan saling menunggu resource dan sistem diblok. Contoh lain, misalnya terdapat semaphore A dan B yang diinisialisasi 1 dan terdapat dua proses P0 dan P1 masing-masing membawa semaphore A dan B. Kemudian P0 dan P1 meminta semaphore B dan A dengan menjalankan operasi wait. Hal ini mengakibatkan proses diblok dan terjadi deadlock. P0
P1
wait (A);
wait(B);
wait (B);
wait(A);
Karakteristik Deadlock Deadlock terjadi bila terdapat empat kondisi berikut ini secara simultan.
a.
Mutual Exclusion : hanya satu proses pada satu waktu yang dapat menggunakan sumber daya.
b.
Genggam dan Tunggu (Hold and Wait) : suatu proses membawa sedikitnya satu sumber daya menunggu mendapatkan tambahan sumber daya baru yang dibawa oleh proses
c.
Non-Preemption : sebuah sumber daya dapat dibebaskan dengan sukarela
oleh
proses
yang
memegangnya
setelah
proses
menyelesaikan task.
d.
Menunggu Secara Sirkuler (Circular Wait) : Terdapat sekumpulan proses {P0, P1, …, P0} yang menunggu sumber daya dimana P0
menunggu sumber daya yang dibawa P1, P1 menunggu sumber daya yang dibawa P2, dan seterusnya, Pn–1 menunggu sumber daya yang dibawa oleh Pn, dan Pn menunggu sumber daya yang dibawa P0. Ketiga syarat pertama merupakan syarat perlu (necessary conditions) bagi terjadinya deadlock. Keberadaan deadlock selalu berarti terpenuhi kondisi-kondisi diatas, tak mungkin terjadi deadlock bila tidak ada ketiga kondisi itu. Deadlock terjadi berarti terdapat ketiga kondisi itu, tetapi adanya ketiga kondisi itu belum berarti terjadi deadlock. Deadlock baru benar-benar terjadi bila syarat keempat terpenuhi. Kondisi keempat merupakan keharusan bagi terjadinya peristiwa deadlock. Bila salah satu saja dari kondisi tidak terpenuhi maka deadlock tidak terjadi. Resource Allocation Graph Deadlock dapat digambarkan lebih presisi dengan menggunakan graph berarah yang disebut resource allocation graph. Graph terdiri dari himpunan titik V dan garis E. Himpunan titik (vertex) V dibagi menjadi dua tipe yaitu himpunan proses yang aktif pada sistem P = {P1, P2, ..., Pn} dan tipe sumber daya pada sistem R = {R1, R2, ..., Rm} Garis berarah dari proses Pi ke tipe sumber daya Rj dinotasikan dengan Pi → Rj artinya proses Pi meminta satu anggota dari tipe sumber daya Rj dan sedang menunggu sumber daya tersebut. Garis berarah dari tipe sumber daya Rj ke proses Pi dinotasikan dengan Rj → Pi artinya satu anggota tipe sumber daya Rj dialokasikan ke proses Pi. Garis berarah Pi → Rj disebut request edge dan garis berarah Rj → Pi disebut assignment edge. Notasi-notasi yang digunakan pada resource allocation graph adalah : Proses
Tipe sumber daya dengan 4 anggota
Pi meminta anggota dari Rj
Pi membawa satu anggota Rj
Contoh resource allocation graph
Resource allocation graph yang tidak terjadi deadlock
Dimana keadaan sistem adalah sebagai berikut : Himpunan P, R dan E :
P = {P1, P2, P3}
R = {R1, R2, R3, R4}
E = {P1 → R1, P2 → R3, R1 → P2, R2 → P2, R2 → P1, R3 → P3} Anggota sumber daya :
Satu anggota dari tipe sumber daya R1. Dua anggota dari tipe sumber daya R2. Satu anggota dari tipe sumber daya R3. Tiga anggota dari tipe sumber daya R4. Status proses :
Proses P1 membawa satu anggota tipe sumber daya R2 dan menunggu satu anggota tipe sumber daya R1.
Proses P2 membawa satu anggota R1 dan R2 dan menunggu satu anggota tipe sumber daya R3.
Proses P3 membawa satu anggota R3.
Fakta dasar dari resource allocation graph menunjukkan bahwa :
Apabila pada graph tidak terdapat siklus maka tidak ada proses dalam sistem yang Deadlock
Apabila pada graph terdapat siklus sistem kemungkinan deadlock dengan ketentuan:
Jika pada setiap tipe sumber daya hanya terdapat satu anggota maka terjadi deadlock
Jika pada setiap tipe sumber daya terdapat beberapa anggota maka kemungkinan terjadi deadlock
Untuk ilustrasi konsep diatas kita lihat kembali resource allocation graph tidak terdapat siklus, jadi tidak terjadi deadlock pada sistem. Misalnya proses P3 meminta satu anggota dari tipe sumber daya R2. Karena tidak tersedia anggota tipe sumber daya tersebut, request edge P3 → R2 ditambahkan ke graph seperti pada tersebut. Pada kasus ini, terdapat dua siklus pada sistem, yaitu : P1 → R1 → P2 → R3 → P3 → R2 → P1 P2 → R3 → P3 → R2 → P2 Proses P1, P2 dan P3 terjadi deadlock. Proses P2 menunggu sumber daya R3 yang dibawa proses P3. Proses P3 sebaliknya menunggu proses P1 atau P2 melepas sumber daya R2. Proses P1 menunggu proses P2 melepas sumber daya R1. Resource allocation graph yang terjadi deadlock
Pada contoh resource allocation graph yang terjadi seadlock terdapat siklus : P1 → R1 → P3 → R3 → P1 Akan tetapi pada sistem tidak terjadi deadlock. Terlihat bahwa proses P4 kemungkinan melepas tipe sumber daya R2. Sumber daya tersebut kemudian dapat dialokasikan untuk P3 dan akan menghapus siklus.
METODE MENANGANI DEADLOCK Terdapat tiga metode untuk menangani permasalahan deadlock yaitu : Menggunakan protocol untuk menjamin bahwa sistem tidak pernah memasuki status deadlock Mengijinkan sistem memasuki status deadlock dan kemudian memperbaikinya. Mengabaikan permasalahan dan seakan-akan deadlock tidak pernah terjadi pada sistem. Model ini yang banyak digunakan pada sistem operasi termasuk UNIX. MENCEGAH DEADLOCK Metode
ini
berkaitan
dengan
pengkondisian
sistem
agar
menghilangkan kemungkinan terjadinya deadlock. Pencegahan merupakan solusi yang bersih dipandang dari sudut tercegahnya deadlock. Metode ini sering menghasilkan utilisasi sumber daya yang buruk. Pencegahan deadlock merupakan metode yang banyak dipakai. Untuk mencegah deadlock dilakukan dengan meniadakan salah satu dari syarat perlu sebagai berikut : Mencegah Mutual Exclusion Mutual exclusion benar-benar tak dapat dihindari. Hal ini dikarenakan tidak ada sumber daya yang dapat digunakan bersama-sama, jadi sistem harus membawa sumber daya yang tidak dapat digunakan bersama-sama. Mencegah Hold and Wait Untuk mencegah hold and wait, sistem harus menjamin bila suatu proses meminta sumber daya, maka proses tersebut tidak sedang memegang sumber daya yang lain. Proses harus meminta dan dialokasikan semua sumber daya yang diperlukan sebelum proses memulai eksekusi atau mengijinkan proses meminta sumber daya hanya jika proses tidak membawa
sumber daya lain. Model ini mempunyai utilitas sumber daya yang rendah dan kemungkinan terjadi starvation jika proses membutuhkan sumber daya yang popular sehingga terjadi keadaan menunggu yang tidak terbatas karena setidaknya satu dari sumber daya yang dibutuhkannya dialokasikan untuk proses yang lain. Mencegah Non Preemption Peniadaan non preemption mencegah proses-proses lain harus menunggu. Seluruh proses menjadi preemption, sehingga tidak ada
tunggu
menunggu.
Cara
mencegah
kondisi
non
preemption :
Jika suatu proses yang membawa beberapa sumber daya meminta sumber daya lain yang tidak dapat segera dipenuhi untuk dialokasikan pada proses tersebut, maka semua sumber daya yang sedang dibawa proses tersebut harus dibebaskan.
Proses yang sedang dalam keadaan menunggu, sumber daya yang dibawanya ditunda dan ditambahkan pada daftar sumber daya.
Proses akan di restart hanya jika dapat memperoleh sumber daya yang lama dan sumber daya baru yang diminta.
Mencegah Kondisi Menunggu Sirkular Sistem mempunyai total permintaan global untuk semua tipe sumber
daya.
Proses
dapat
meminta
proses
kapanpun
menginginkan, tapi permintaan harus dibuat terurut secara numerik. Setiap proses yang membutuhkan sumber daya dan memintanya maka nomor urut akan dinaikkan. Cara ini tidak akan menimbulkan siklus. Masalah yang timbul adalah tidak ada cara pengurutan nomor sumber daya yang memuaskan semua pihak. MENGHINDARI DEADLOCK
Metode alternatif untuk menghindari deadlock adalah digunakan informasi
tambahan
tentang
bagaimana
sumber
daya
diminta.
Misalnya pada sistem dengan satu tape drive dan satu printer, proses P pertama
meminta
tape
drive
dan
kemudian
printer
sebelum
melepaskan kedua sumber daya tersebut. Sebaliknya proses Q pertama meminta printer kemudian tape drive. Dengan mengetahui urutan permintaan dan pelepasan sumber daya untuk setiap proses, dapat diputuskan bahwa untuk setiap permintaan apakah proses harus menunggu
atau
tidak.
Setiap
permintaan
ke
system
harus
dipertimbangkan apakah sumber daya tersedia, sumber daya sedang dialokasikan untuk proses dan permintaan kemudian serta pelepasan oleh proses untuk menentukan apakah permintaan dapat dipenuhi atau harus menunggu untuk menghindari deadlock. Model yang sederhana dan sangat penting dibutuhkan adalah setiap proses menentukan jumlah maksimum sumber daya dari setiap tipe yang mungkin diperlukan. Algoritma deadlock avoidance secara dinamis memeriksa status sumber daya yang dialokasikan untuk menjamin tidak pernah terjadi kondisi menunggu sirkular. Status alokasi sumber daya ditentukan oleh jumlah sumber daya yang tersedia dan yang dialokasikan dan maksimum permintaan oleh proses-proses. Untuk penghindaran deadlock diperlukan pengertian mengenai state selamat (safe state) dan state tak selamat (unsafe state). Ketika suatu proses meminta sumber daya yang tersedia, sistem harus
menentukan
apakah
alokasi
sumber
daya
pada
proses
mengakibatkan sistem dalam state selamat. Sistem dikatakan dalam state selamat jika sistem dapat mengalokasikan sumber daya untuk setiap proses secara berurutan dan menghindari deadlock. Urutan proses selamat jika untuk setiap Pi, sumber daya yang masih diminta Pi masih memenuhi sumber daya yang tersedia dan sumber daya yang dibawa oleh setiap Pj, dimana j < i. Jika sumber daya yang diperlukan Pi tidak dapat segera disediakan, maka Pi dapat menunggu sampai semua Pj selesai. Ketika Pj selesai, Pi dapan
memperoleh
sumber
daya
yang
diperlukan,
mengeksekusi,
mengembalikan sumber daya yang dialokasikan dan terminasi. Ketika Pi selesai, Pi+1 dapat memperoleh sumber daya yang diperlukan dan seterusnya. Jika sistem dalam state selamat maka tidak terjadi deadlock, sedangkan jika sistem dalam state tidak selamat (unsafe state) maka kemungkinan terjadi deadlock seperti Gambar di bawah ini metode menghindari deadlock menjamin bahwa sistem tidak pernah memasuki state tidak selamat.
Untuk menggambarkan sistem dapat berpindah dari state selamat ke state tidak selamat dapat dilihat ilustrasi berikut ini. Misalnya sistem mempunyai 12 magnetic tape drive dan 3 proses P0, P1 dan P2. Proses P0 membutuhkan 10 tape drive, proses P1 membutuhkan 4 dan proses P2 membutuhkan 9 tape drive. Misalnya pada waktu t0, proses P0 membawa 5 tape drive, P1 membawa 2 dan P2 membawa 2 tape drive sehingga terdapat 3 tape drive yang tidak digunakan. Kebutuhan
Maksimum
Kebutuhan Sekarang
P0
10
5
P1
4
2
P2
9
2
Pada waktu t0, sistem dalam state selamat. Urutan < P1, P0, P2> memenuhi kondisi selamat karena P1 dapat segera dialokasikan semua tape drive dan kemudian mengembalikan semua tape drive sehingga
sistem
tersedia
5
tape
drive.
Kemudian
P0
dapat
memperoleh semua tape drive dan mengembalikan semua sehingga
system
tersedia
10
tape
drive
dan
terakhir
proses
P2
dapat
memperoleh semua tape drive dan mengembalikan semua tape drive sehingga system tersedia 12 tape drive. Sistem dapat berubah dari state selamat ke state tidak selamat. Misalnya pada waktu t1, proses P2 meminta tambahan alokasi 1 tape drive. Sistem menjadi tidak selamat. Pada saat ini, hanya proses P1 yang mendapatkan semua tape drive dan kemudian mengembalikan semua tape drive sehingga hanya tersedia 4 tape drive.Karena proses P0 sudah dialokasikan 5 tape drive tetapi membutuhkan maksimum 10 tape drive sehingga meminta 5 tape drive lagi. Karena tidak tersedia, proses P0 harus menunggu demikian juga P2 sehingga system menjadi deadlock. MENDETEKSI DEADLOCK Jika sistem tidak menyediakan algoritma mencegah deadlock dan menghindari deadlock, maka terjadi deadlock. Pada lingkungan ini sistem harus menyediakan :
Algoritma yang menguji state sistem untuk menentukan apakah deadlock telah terjadi.
Algoritma untuk memperbaiki dari deadlock.
1. Satu Anggota untuk Setiap Tipe Sumber Daya Jika semua sumber daya hanya mempunyai satu anggota, kita dapat
menentukan
lgoritma
mendeteksi
deadlock
menggunakan
bentuk resource allocation graph yang disebut wait-for graph. Garis dari Pi → Pj pada wait-for graph menandakan bahwa proses Pi menunggu j melepaskan sumber daya yang dibutuhkan Pi. Garis Pi → Pj terdapat pada wait-for raph jika dan anya jika resource allocation graph berisi dua garis Pi → Rq dan Rq → Pj ntuk beberapa sumber daya Rq seperti Gambar di bawah ini Secara periodik sistem menggunakan algoritma yang mencari siklus pada graph. lgoritma untuk mendeteksi siklus pada graph membutuhkan operasi n2 dimana n dalah jumlah titik pada graph.
2. Beberapa Anggota untuk Setiap Tipe Sumber Daya Untuk
Tipe
sumber
daya
yang
mempunyai
beberapa
anggota
digunakan algoritma yang sejenis dengan algoritma Banker dengan struktur daya seperti di bawah ini : Available : vector panjang m menandakan jumlah sumber daya yang tersedia untuk etiap tipe sumber daya. Allocation : matrik n x m yang mendefinisikan jumlah sumber daya untuk setiap ipe sumber daya yang sedang dialokasikan untuk setiap proses. Request : matrik n x m yang mendefinisikan permintaan setiap proses. Jika Request I, j] = k, maka proses Pi meminta k anggota tipe sumber daya Rj. Algoritma mendeteksi deadlock mempunyai urutan berikut :
1.
Work dan Finish adalah vektor panjang m dan n. Inisialisasi Work = Available. untuk i = 1, 2, …, n, jika Allocationi ≠ 0, maka Finish[i] = false; sebaliknya finish[i] = true.
2.
Cari indeks i yang memenuhi kondisi berikut : (a) Finish[i] == false (b) Requesti ≤ Work Jika tidak terdapat i ke langkah 4.
3. Work = Work + Allocationi Finish[i] = true Ke langkah 2. 4.
Jika Finish[i] == false, untuk beberapa i, 1 ≤ i ≤ n, maka sistem
berada pada state deadlock state. Jika Finish[i] == false, maka Pi deadlock Algoritma ini memerlukan operasi O(m x n2) untuk mendeteksi apakah sistem berada pada state deadlock. Untuk menggambarkan algoritma deteksi, misalnya sistem terdapat 5 proses P0 sampai P4 dan 3 tipe sumber daya A, B dan C. Tipe sumber daya A mempunyai 7 anggota, tipe sumber daya B mempunyai 2 anggota dan tipe sumber daya C mempunyai 6 anggota. Pada waktu T0, state sumber daya yang dialokasikan adalah :
Sistem tidak berada pada state deadlock karena urutan menghasilkan Finish[i] = true untuk semua i. Misalnya saat ini proses P2 membutuhkan tambahan satu anggota tipe sumber daya C. Matrik Request dimodifikasi sebagai berikut
Sistem sekarang berada pada state deadlock. Meskipun proses P0 dapat membawa sumber daya, jumlah sumber daya yang tersedia tidak dapat memenuhi permintaan proses lain. Sehingga terjadi deadlock pada proses P1, P2, P3 dan P4. PERBAIKAN DARI DEADLOCK Terdapat dua pilihan untuk membebaskan deadlock. Satu solusi sederhana adalah dengan menghentikan satu atau beberapa proses untuk membebaskan kondisi menunggu sirkular. Pilihan kedua adalah menunda beberapa sumber daya dari satu atau lebih proses yang deadlock. Terminasi Proses Untuk
memperbaiki
deadlock
dengan
terminasi
proses,
dapat
diguankan salah satu dari dua metode di bawah ini :
Menghentikan (abort) semua proses yang deadlock
Menghentikan satu proses setiap waktu sampai siklus deadlock hilang.
Untuk menentukan urutan proses yang harus dihentikan ada beberapa faktor yang harus diperhatikan :
Prioritas proses.
Berapa lama proses dijalankan dan berapa lama lagi selesai.
Sumber daya yang digunakan proses.
Sumber daya proses yang diperlukan untuk menyelesaikan task.
Berapa proses yang perlu diterminasi.
Apakah proses interaktif atau batch.
Menunda Sumber Daya Untuk menghilangkan deadlock dengan menunda sumber daya, sumber daya dari proses harus ditunda dan memberikan sumber daya tersebut ke proses lain sampai siklus deadlock hilang. Jika penundaan dibutuhkan untuk menghilangkan deadlock, terdapat tiga hal yang perlu diperhatikan :
Pilihlah korban (sumber daya) yang mempunyai biaya minimal.
Lakukan rollback yaitu memulai kembali (restart) proses pada state yang selamat. Harus dijamin starvation tidak akan terjadi karena kemungkinan
beberapa proses selalu terpilih sebagai korban termasuk jumlah rollback sebagai faktor biaya. MANAJEMEN DEADLOCK TERDISTRIBUSI Algoritma beberapa
algoritma
mengharuskan deadlock.
pengendalian
konkurensi
berbasis
transakasi
untuk
berbasis
penandaan
(
menunggu)
kunci
timestamp) akan
(
dan yang
menghasilkan
Didalam lingkungan DDBMS, pendeteksian deadlock akan
lebih rumit lagi jika pengaturan kunci tidak terpusat., seperti contoh berikut Contoh 2.2 Deadlock Terdistribusi Diketahui tiga transaksi T1, T2, dan T3 dengan:
T1 ada pada lokasi S1 dan membuat perantara pada lokasi S2 T2 ada pada lokasi S2 dan membuat perantara pada lokasi S3 T3 ada pada lokasi S3 dan membuat perantara pada lokasi S1 Transaksi – transaksi tersebut melakukan pengaturan penguncian Shared (read / baca) dan Exclusive(write / tulis) seperti digambarkan di bawah, di mana read_lock (Ti,xj) menandakan penguncian baca oleh transaksi Ti pada item data xj dan write_lock
(Ti,xj) menandakan
penguncian tulis oleh transaksi Ti pada item data x j Tim e
S1
S2
S3
t1
read_lock(T1.x1
write_lock(T2.
t2
) y2) write_lock(T1.y1 write_lock(T2.
t3
) y2) write_lock(T3.x1 write_lock(T1.
read_lock(T3. y3)
write_lock(T2.
) y2) y3) wait-for-graphs (WFGs) untuk setiap lokasi, seperti ditunjukkan pada gambar berikut
Gambar 1 Wait-for-graphs untuk lokasi S1, S2, dan S3
Gambar 2 Kombinasi wait-for-graphs untuk lokasi S1, S2, S3 Tidak ada siklus di dalam WFGs yang individu, dan tidak terlihat adanya deadlock pada WFGs individual ini. Namun, jika di lakukan kombinasi WFGs, seperti digambarkan dalam Gambar 2.3 dapat lihat deadlock itu ada: ada suatu siklus dari: Contoh 2.3.1
T3 → T1 → T2 → T3 menunjukkan DDBMS tidak cocok bila setiap lokasi
membangun WFG lokalnya sendiri untuk mengecek suatu deadlock, Hal ini membutuhkan WFG global yang merupakan gabungan dari semua WFG lokal. Ada tiga metode yang digunakan untuk menangani pendeteksian deadlock dalam DDBMSs: pemusatan ( Centralized ) , hirarki ( hierarchi) , dan Pendistribusian pendeteksian deadlock ( distributed). Pendeteksian Detection )
Deadlock
Terpusat
(
Centralized
Deadlock
Dengan Pendeteksian deadlock terpusat, sebuah lokasi ditunjuk sebagai Deadlock Detection Coordinator (DDC) yang bertanggung
jawab atas pembangunan dan pemeliharaan WFG global. Secara berkala, setiap manajer kunci mengirimkan WFG lokalnya ke DDC. DDC kemudian membangun WFG global dan memeriksa apakah ada siklus di
dalamnya.
menghancurkan
Jika
ada
setiap
satu
siklus
atau dengan
lebih
siklus,
memilih
DDC
harus
transaksi
untuk
rolledback (di putar ulang ) dan restarted (kembali ke awal). DDC harus menginformasikan semua lokasi yang terlibat dalam pemrosesan transaksi – transaksi yang di rolledback dan di restarted tersebut. Untuk meminimalkan jumlah data yang dikirim, seorang manajer kunci hanya perlu mengirimkan perubahan yang terjadi di WFG lokal sejak pengiriman data yang terakhir. Perubahan ini akan menyebabkan penambahan atau pengurangan terakhir di WFG lokal. Kekurangan pada pendekatan ini adalah sistem mungkin kurang dapat diandalkan, saat terjadinya kegagalan di lokasi pusat. Pendeteksian Deadlock Hirarki ( Hierarchical Deadlock Detection ) Dengan pendeteksian deadlock hirarki, lokasi – lokasi yang berada dalam jaringan diatur ke dalam suatu bentuk hirarki. Setiap lokasi mengirimkan WFG lokal nya ke lokasi pendeteksian deadlock di atasnya secara hirarki (Menasce dan Muntz, 1979). Gambar 3 menggambarkan suatu hirarki untuk delapan lokasi, S1 sampai dengan S8. Level 1 adalah daun yang merupakan lokasi – lokasi yang tergabung, di mana lokal deteksi deadlock berada. Level 2 yang di variabelkan dengan DDij mendeteksi deadlock yang melibatkan lokasi yang berdekatan dengan i dan j. Level 3 mendeteksi deadlock antara empat lokasi yang bersebelahan. Akar dari pohon hirarki adalah detektor deadlock global yang akan mendeteksi deadlock diantaranya,, sebagai contoh, lokasi S1 dan S8
Gambar 3 Pendeteksian Deadlock Hirarki Pendekatan
ini
mengurangi
ketergantungan
pada
suatu
pemusatan lokasi, yang akan mengurangi biaya komunikasi. Namun hal ini lebih sulit untuk dilaksanakan, di karenakan oleh keberadaan dari suatu lokasi dan juga pada kegagalan komunikasi antar lokasi tersebut. Pendeteksian Deadlock Terdistribusi ( Distributed Deadlock Detection ) Ada
berbagai
macam
algoritma
terdistribusi, tapi ada satu metode
pendeteksian
deadlock
yang paling banyak digunakan
yang telah dikembangkan oleh Obermarck (1982). Pada pendekatan ini, sebuah simpul eksternal Text
ditambahkan ke WFG lokal untuk
mengindikasikan adanya suatu perwakilan transaksi di satu lokasi yang jauh. Saat sebuah Transaksi T1 pada lokasi S1 ,membuat suatu perwakilan transaksi pada lokasi S2 , kemudian akhir dari simpul pada lokasl WFG ditambahkan dari T1 ke simpul Text yang baru, Demikian pun sebaliknya pada lokasi
S2 diakhir simpul ditambahkan pada local
WFGnya yaitu dari Text ke simpul T1 . Sebagai contoh, WFG global yang ditunjukkan dalam Gambar 2.3.4 akan menunjukan WFGs lokal pada S1, S2, dan S3 yang ditunjukkan dalam Gambar 2.5 Sudut WFG lokal yang menghubungkan
ke Text diberi label sesuai dengan site yang terlibat. Sebagai contoh, sudut yang menghubungkan T1 dan Text pada S1 lokasi diberi label S2. Sebagai wakil dari sudut yang diciptakan oleh T 1 transaksi pada lokasi S2. Jika suatu WFG lokal mengandung sebuah siklus yang tidak melibatkan simpul Text maka lokasi dan DDBMS dalam keadaan deadlock. Tetapi keberadaan Text
dapat juga mengakibatkan deadlock pada transaksi
global yaitu pada saat WFG lokal mengandung sebuah siklus yang menyertakan simpul Text.. Namun saat simpul Text
menjadi perwakilan transaksi yang berbeda
keberadaan simpul tersebut tidak mengakibatkan terjadinya deadlock pada transaksi global, tapi siklus dari bentuk tersebut akan muncul pada WFG jika ada sebuah deadlock Untuk menentukan ada atau tidaknya
sebuah
deadlock
,
beberapa
bentuk
graph
harus
di
gabungkan . Jika Lokasi S1 , memiliki potensial untuk terjadinya deadlock , local WFG akan memiliki format: Text →Ti → Tj → …→ Tk → Text Untuk mencegah lokasi saling mengirimkan
WFG mereka
kepada yang lain, sebuah strategi sederhana mengalokasikan sebuah timestamp ke setiap transaksi dan mengharuskan lokasi S 1 melakukan transmisi WFG nya hanya ke lokasi dimana transaksi Tk sedang menunggu, Sk , dinyatakan jika ts(Ti) < ts(Tk). Diasumsikan
bahwa
ts(Ti) < ts(Tk), lalu untuk memeriksa apakah ada deadlock , lokasi S1 akan melakukan transmisi ke WFG lokal di lokasi Sk . Lokasi Sk sekarang menginformasikannya ke lokal WFGnya dan memeriksa apakah ada siklus yang tidak mengikutsertakan Text
dalam graph yang sudah
diperluas. Jika tidak ada siklus maka proses akan dilanjutkan sampai sebuah siklus muncul, misalnya ada sebuah atau beberapa transaksi yang di rolledback atau di restart bersama dengan semua perwakilan transaksinya, atau semua WFG global di bangun dan tidak siklus yang terdeteksi.
Pada kasus ini tidak ada deadlock pada system. Obermack membuktikan jika ada sebuah deadlock global , maka prosedur ini pada akhirnya akan menyebabkan muncul sebuah siklus di beberapa lokasi .
Gambar 4 Pendeteksian Deadlock Terdistribusi Tiga WFGs lokal dalam gambar 20.5 berisi siklus: S1: Text → T3 → T1 → Text S2: Text → T1 → T2 →Text S3: Text → T2 → T3 →Text Dalam contoh ini, dapat dilakukan pengiriman WFG lokal untuk lokasi S1 ke lokasi di mana transaksi T1 sedang menunggu: yaitu lokasi S2. WFG lokal pada S2 diperluas untuk meliputi informasi ini dan menjadi sebagai berikut: S2:
Text →T3 →T1 →T2 →Text
Ini masih berpotensi deadlock, maka dilakukan pengiriman WFG ini ke lokasi di mana transaksi T2 sedang menunggu: yaitu lokasi S3. WGF lokal pada S3 diperluas untuk: S3:
Text →T3→ T1→ T2 →T3→ Text
WFG global ini berisi suatu siklus yang tidak melibatkan simpul T ext, maka dapat disimpulkan bahwa terdapat deadlock dan protocol recovery harus dilibatkan untuk memperbaiki keadaan tersebut. Metode pendeteksian deadlock terdistribusi berpotensi lebih baik dari pada terpusat atau hirarki, namun sejak tak ada satu pun lokasi berisi semua informasi yang diperlukan untuk mendeteksi deadclock, hubung komunikasi antar lokasi sangat di perlukan.
KESIMPULAN Concurrency Control adalah proses pengelolaan operasi-operasi yang berjalan bersamaan
dalam database dengan tidak saling
menggangu satu sama lain. Kebutuhan Concurrency Control dalam management transaksi untuk multiuser menjadi penting, mengingat sistem untuk multiuser memungkinkan terjadinya akses bersama terhadap sebuah database. Akses bersama relative mudah jika seluruh user hanya membaca data, sehingga tidak ada yang melakukan interfensi satu dengan lainnya. Akan tetapi, pada saat dua atau lebih user mengakses database secara simultan dan paling sedikit satu user melakukan
update,
maka
akan
terjadi
interfensi
yang
dapat
mengakibatkan ketidakkonsistenan data pada database. Mekanisme kontrol konkurensi yang baik untuk DBMS harus tahan terhadap kegagalan komunikasi dan lokasi, dapat dilakukannya proses parallel untuk kebutuhan kerja yang maksimal, menghasilkan proses komputasi yang sederhana dan media penyimpanannya lebih efisien, memiliki kinerja yang memuaskan pada sebuah lingkungan jaringan
karena
komunikasi
tunda
yang
sangat
baik,
dan
menempatkan beberapa batasan pada struktur dari suatu kegiatan yang beresiko. Disamping itu, terdapat beberapa masalah umum yang timbul dalam DBMS sehingga dibutuhkan concurrency control. Permasalahan tersebut, yaitu Lost update problem (Masalah hilangnya data yang diupdate), Uncommited dependency problem / dirty real (Masalah kebergantungan terhadap transaksi yang belum commit), Inconsistent analisys problem (masalah analisa yang tidak konsisten). Masalah pada concurrency control didalam lingkungan terdistribusi dapat disolusikan dengan
beberapa
pendekatan,
Timestamping (Penandaan).
yaitu
Locking
(Penguncian),
