I * - . d
,
PERBAIKAN DAN EVALUASI KINERJA ALGORITMA
READ-COMMIT ORDER CONCURRENCY CONTROL
(ROCC)
S U L A S N O
PROGRAM PASCASARJANA
TNSTITUT PERTANIAN BOGOR
BOGOR
2006
1
SURAT PERNYATAAN
Dengan ini menyatakan bahwa tesis saya yang berjudul
:Perbaikan dan Evalusi
Kinerja Algoritma
Rend-commit Order Concurrency Control (ROCC) adalah
merupakan hasil karya saya sendiri dan belum pernah dipublikasikan. Sumber
informasi yang berasal atau dikutip dari karya yang diterbitkan maupuil tidak
diterbitkan dari penulis lain telah disebutkan dalam teks dan dicantumkan dalam
daftar pustaka di bagian akhir tesis ini.
ABSTRAK
SULASNO. Perbaikan dan Evaluasi Kinerja Algoritma Read-comnzit Order
Concurrency Control
(ROCC). Dibiinbing ole11 FAHREN BUKHAFU dan KUDANG
BORO SEMINAR.
Concurrency control
(CC) inerupakan suatu mekanisme untuk mengatur eksekusi
transaksi-transaksi yang terjadi dalam basis data.
CC pada produk komersial
menggunakan
Strict Two Phase Locking (Strict
2PL). Strict 2PL masih mempunyai
masalah yang disebut dengan deadlock.
Read-com~izit Order Concunency Control
(ROCC) merupakan suatu CC baru
yang diharapkan dapat ~nemberikan
kinerja yang tinggi dan memperbaharui
CC yang
telah ada. Namun
ROCC yang telah dikembangkan masih terdzpat kelemahan
terutama yang berkaitan dengan masih terdapatnya
restart terhadap eksekusi
transaksi yang bersifat
seriulizable. Untuk itu pada penelitian ini, teIah dilakukan
perbaikan algoritma
ROCC (ROCCM), serta evaluasi kinerja algoritma ROCC,
ROCCM dan Strict ZPL, melalui simulasi.
Hasil simulasi memperlihatkan bahwa
ROCCM, mempunyai throughput yang
lebih baik, bila dibandingkan dengan
ROCC dan Strict
2PL. Melalui perbaikan
algoritma validasi
intervening yang terdapat pada
ROCC, inaka dihasilkan algoritma
ROCCM yang mempunyai kinerja lebih baik.
ABSTRACT
SULASNO. Revision and evaluation of performance Read-commit Order
Concurrency Control (ROCC) algorithm. Supervised by FAHREN BUKHARI and
KUDANG BORO SEMINAR.
Concurrency control (CC) is
a
mechanism to manage simultaneous operations on
a database. The commercial databases use Strict Two Phase Locking (Strict 2PL) CC
to maintain execution correctness. Unfortunately Strict 2PL cannot meet a very high
performance of a database system, due to Strict 2PL thrashing behavior caused by
blocking.
The Read-commit Order Concurrency Control (ROCC) is a new method of CC
for high performance database systems. Unfortunately ROCC that has been
developed still has weakness, it has a restart for serializable execution. Modified
ROCC (ROCCM) is done by reengineering validation algorithm to minimize restart
to increase throughput.
The
performance of ROCC, ROCCM, and Strict 2PL is analized by a
simulation program. Our simulation result shows that ROCCM produces much
higher system throughput compared with ROCC, and Strict 2PL.
OHak cipta milik Sulasno, tahun 2006
Hak cipta dilindungi
Dilarang rnengutip dun menzperbanyak tanpa ijin tertulis dari
Institut Perlanian Bogor, sebigian atau seluruhnya dalam
v
PERBAIKAN DAN EVALUASI KINERJA ALGORITMA
READ-COMMIT ORDER CONCURRENCY CONTROL
(ROCC)
S U L A S N O
Tesis
Sebagai salah satu syarat untuk memperoleh gelar
Magister Sains pada
Program Studi Ilmu Komputer
PROGRAM PASCASARJANA
INSTITUT PERTANIAN BOGOR
BOGOR
2006
Judul
Nama
NIM
:
Perbaikan dan Evaluasi Kinerja Algoritma
Rearl-comnzit Order Coitcr~rrency
Control (ROCC)
: S u l a s n o
:
G651024074
Ir. Fahren Bukhari, M.Sc.
Ketua
Disetujui,
Konlisi Pembimbing
Anggota
Diketahui,
frida Manuwoto, M.Sc.
vii
PRAKATA
Puji dan Syukur Penulis panjatkan ke Hadirat Allah SWT atas segala karunia-Nya
sehingga karya ilmiah ini berhasil diselesaikan. Tema yang dipilih dalam penelitian
yang dilaksanakan sejak bulan Agustus 2004 ini ialah algoritma concurrency control
dengan judul
:"Perbaikan dan Evaluasi Kineja Algoritma Read-commit Order
Concurrency Control (ROCC)".
Terima kasih penulis ucapkan kepada Bapak Ir. Fahren Bukhari, M.Sc. dan Bapak
Dr. Ir. Kudang Boro Seminar, M.Sc. yang telah banyak memberi saran. Disamping itu
penghargaan disampaikan kepada seluruh staf Bidang Sistem dan Jaringan Komputer,
Pusat Pengembangan Informatika Nuklir, Badan Tenaga Nuklir Nasional Jakarta,
yang telah banyak memberikan semangat dalam melakukan penelitian ini.
Ucapan terima kasih juga disampaikan kepada rekan-rekan mahasiswa program
pascasarjana ilmu komputer IPB, terutama angkatan kedua yang telah memberikan
kerjasama yang baik selama mengikuti kuliah sampai dengan penyusunan tesis ini.
Akhirnya ucapan teriina kasih disampaikan kepada istri tercinta dan putralputriku atas
segala doa dan dukungannya.
Semoga karya ilmiah ini bermanfaat.
Bogor, Pebruari 2006
DAFTAR RIWAYAT HIDUP
Penulis dilahirkan di Kebumen Jawa Tengah pada tanggal 20 Mei 1967 sebagai
anak ke empat dari pasangan Amad Kasim dan Ibu Khosiyah (Alm). Pendidikan
Sarjana ditempuh dari Jurusan Teknik Informatika Universitas Budi L u h u Jakarta,
lulus pada tahun 1996. Kesempatan untuk n~elanjutkan program Pascasarjana pada
program studi Ilmu Kon~puter,
FMIPA, IPB, diperoleh pada tahun 2002 dengan biaya
sendiri.
Penulis bekerja di Pusat Pengembangan Informatika Nuklir, Badan Tenaga Nuklir
Nasional (BATAN) Jakarta sejak tahun 1990. Tanggung jawab yang dipegang
meliputi pengeinbangan dan pengelolan sistem komputer untuk server (hardware dan
sofma~.e),
baik untuk jaringan LAN maupun untuk website.
DAFTAR IS1
Halaman
DAFTAR TABEL
...
xi
DAFTAR GAMBAR
...
xii
...
DAFTAR LAMPIRAN
...
xu1
I
.
PENDAHULUAN
...
1
...
I
.
1
.
Latar Belakang
. .
1.2
Tujuan Penelltian
...
2
1.3. Ruang Linglup
...
2
...
I1
.TINJAUAN PUSTAKA
11.1. Basis Data dan
Dalabase Manageirzent System
(DBMS)
...
...
11.2. Sistem Basis Data
...
113
.
Transaksi
.. ...
11.4.
Serializabzlzly
...
11.5.
Conczrrrency Conll.01
(CC)
...
IL6
.
Two Phase Locking
(2PL)
...
11.7.
Strict Two Phase Locking
(Strict 2PL)
...
11.8.
Read-conznzit Order Concurrel~cy
Control
(ROCC)
111
.
METODE PENELITIAN
...
15
111.1. Metode Perbaikan Algoritma ROCC
...
15
111.2. Metode Evaluasi Kinerja
...
15
IV. HASIL DAN PEMBAHASAN.. ...
IV.1. Algoritina
ROCCM..
...
,.
...
...
IV.2. Pelaltsailaan Simulasi..
.
.
IV.3. I-Ias~l S~~uulasi.
...
...
IV.4. Evaluasi Kineqja Algorit~na
...
V. KESIMPULAN
...
V.
1.
Kesimpula~.
...
V.2. Saran
...
DAFTAR PUSTAKA..
DAFTAR TABEL
Halaman
Tabel
1
.
Ko~npatibilitas
modus
lock
...
7
Tabel 2
.
Parameter-parameter input simulasi
...
16
Tabel 3
.
Nilai parameter input default pada pelaksanaan simulasi
...
26
DAFTAR GAMBAR
...
Gambar 1
.
Komponen sistenl basis data terpusat
Gambar 2
.Contoh eksekusi transaksi secara serial
...
Gainbar 3
.
Coiltoh eksekusi transaksi secara seriulizable
...
Ganlbar 4
.
Grafik Strict
2PL
...
Gambar 5
.
Contoh eksekusi transaksi pada Strict
2PL
...
Gainbar 6
.
Contoh deadlockpada Strict
2PL
...
Gambar
7
.
Format elen~en
RC-queue
...
Ga~nbar
8
.
RC-queue pada ROCC
...
Gan~bar
9
.
Komponen
ROCC
...
Ganlbar 10
.
RC-queue dengan eksekusi serializuble pada ROCC
...
Gambar 11
.
Acyclic SG
...
Gambar 12
.
RC-queue pada algoritma ROCCM
...
Gambar 13
.
Model logical queuing untuk ROCC dan ROCCM pada
simulator
...
...
Gambar 14
.Model logical queuing untuk Strict 2PL pada simulator
. .
DAFTAR LAMPIRAN
Halaman
La~npiran
1
.Hasil uji t-student perbedaan throughput algoritma ROCC
dan
ROCCM
...
32
Lanlpiran 2
.
Listing program roccm.cpp
...
33
La~llpiran
3
.
Listing program roccn1.h
...
47
Latnpiran 4
.
Listing program rocc.cpp
...
49
1.1. L a t a r Belakang
Transaksi dalam suatu sistem basis data merupakan sekumpulan operasi
read
dan
write. Operasi read digunakan untuk membaca data, sedangkan write
merupakan operasi menulis atau mengubah data. Pada basis data dengan
pengguna tunggal
(single tlser), eksekusi transaksi dapat dilakukan tanpa ada
gangguan dari pengguna lain. Na~nun
pada basis data dengan pengguna banyak
(iizulti-user), transaksi harus dapat dieksekusi secara bersamaan dan konflik antar
transaksi yang terjadi harus dapat diatasi. Konflik antar transaksi terjadi jika dua
atau lebih transaksi mangakses item data yang sama, dan paling sedikit satu dari
operasi transaksi tersebut adalah operasi
write.
Concurrency control (CC) merupakan suatu mekanisme untuk mengatur
eksekusi transaksi-transaksi yang terjadi dalam basis data (Connoly
et al. 2002).
Secara umum mekanisme
CC dibagi ~nenjadi 2 jenis yaitu optimistic dan
pessinzistic (Ozsu
&Valduriez
1999). Optiiizistic ~nengasumsikan bahwa konflik
antar transaksi jarang terjadi, sehingga mengijinkan transaksi-transaksi yang
datang dapat langsung diproses tanpa harus nienunggu validasi terlebih dahulu.
Pessinzistic mengasumsikan bahwa konflik antar transaksi sering terjadi, karena
itu setiap transaksi harus melalui validasi terlebih dahulu. Dengan adanya
CC,
diharapkan eksekusi transaksi-transaksi yang ada dalam basis data dapat dikelola,
sehingga konsistensi basis data dapat tetap terjaga.
Menurut Shi dan Perrizo
(2004), CC yang telah banyak digunakan pada produk
komersial adalah
Two Phase Locking (2PL). 2PL merupakan jenis CC yang
pessinzistic. Pada 2PL setiap transaksi harus mendapatkan kunci (lock) untuk item
data yang ingin diakses, dan melepas kembali kunci tersebut apabila transaksi
selesai dilakukan. Dengan demikian sebuah item data tidak dapat diakses oleh
suatu transaksi, jika item data tersebut telah dikunci oleh transaksi lain. Salah satu
jenis dari
2PL yang telah banyak digunakan adalab Stricf Two Phase Locking
(Strict
2PL). Pada Strict 2PL setiap transaksi harus mendapatkan kunci dari item
data yang ingin diakses, dan pelepasan kembali semua kunci dilakukan secara
bersamaan, apabila semua operasi
read atau write pada transaksi tersebut selesai
2
dilakukan. Pada Strict
2PL
masih terdapat masalah yang disebut dengan
deadlock yaitu suatu kondisi yang terjadi jika ada dua atau lebih transaksi saling
menunggu dan saling memblokir.
Shi dan Perrizo (2004), telah mengembangkan C C
optinzistic baru yaitu Read-
conzmit Order Concurrency Control (ROCC) yang diharapkan dapat
memperbaharui C C yang telah ada. Namun R O C C yang telah dikembangkan
masih terdapat kelemahan terutama yang berkaitan dengan masih terdapatnya
restart (eksekusi transaksi yang dihentikan untuk kemudian diproses ulang)
terhadap eksekusi transaksi yang bersifat
serializable. Untuk itu maka pada
penelitian ini, akan dilakukan perbaikan algoritma ROCC, serta evaluasi kinerja
algorittna ROCC, R O C C yang telah diperbaiki (ROCCM), dan Strict
2PL
melalui simulasi
1.2.
Tujuan Penelitian
Penelitian ini bertujuan untuk melakukan perbaikan algoritma ROCC, serta
melakukan evaluasi kinerja. Evaluasi kinerja dilakukan terhadap algoritma
ROCCM, algoritma ROCC, maupun algoritma yang telah banyak dipakai pada
produk komersial yaitu Strict
2PL.
Evaluasi kinerja dilakukan melalui simulator
yang diterapkan pada basis data terpusat. Hal tersebut disesuaikan dengan
karakteristik algoritma yang lebih cocok diaplikasikan pada basis data terpusat.
1.3.
Ruang lingkup
Penelitian perbaikan algoritma ROCC, hanya dilakukan terhadap masalah
reslart, yaitu masih terdapatnya masalah tersebut yang seharusnya tidak dilakukan
terhadap eksekusi
serializable. Disamping itu evaluasi kinerja, hanya dilakukan
melalui pemodelan simulasi pada basis data terpusat. Berdasar hasil sitnulasi,
dilakukan evaluasi terhadap kinerja untuk algoritma-algoritma C C tersebut.
11.
TINJAUAN PUSTAKA
11.1. Basis Data dan Database Mariagentetzf Systet~i
(DBMS)
Menurut Elmasri dan Navathe
(2000),Basis data adalah kumpulan data yang
saling berhubungan, sedangkan database tnanagentent systenzs (DBMS) adalah
suatu kumpulan dari program-program yang memungkinkan para pengguna untuk
membuat dan mengelola sebuah basis data. Oleh karena itu, DBMS merupakan
perangkat lunak sistem yang memberikan fasilitas pendefinisian (dehing),
pengkontruksian (constructing), pemanipulasian (manipulating) basis data untuk
berbagai aplikasi basis data.
Pendefinisian basis data memerlukan tipe data, struktur dan batasan-batasan
untuk sebuah data yang akan disimpan dalam basis data. Pengkonstruksian basis
data adalah proses penyi~npanan
data pada media penyimpanan yang dikendalikan
oleh DBMS. Pemanipulasian basis data diantaranya berisi fungsi-fungsi seperti
querying pada sebuah basis data untuk mengakses ulang data, update basis data,
dan membuat laporan-laporan (reports) dari suatu data.
11.2. Sistem Basis data
Menurut Bernstein el al. (1987), sistem basis data (database system, DBS)
adalah sekumpulan modul hardware dan sofhoare yang mendukung perintah-
perintah untuk mengakses basis data. Perintah-perintah untuk mengakses basis
data meliputi read dan write. Operator read (r(x)) lnerupakan perintah untuk
mengakses item data
x,
sedangkan write (iv(x))
merupakan perintah untuk
~nengubah
nilai item data
x.DBS harus mendukung operasi-operasi transaksi yaitu: start, comn~it, dan
abort. Start adalah permulaan eksekusi suatu transaksi baru. Berhentinya suatu
transaksi ditandai dengan operasi corntnit atau abort. Operasi comnzit
mengindikasikan bahwa suatu transaksi berhasil dieksekusi sampai selesai,
sedangkan abort menunjukkaan bahwa suatu transaksi tidak berhasil dieksekusi
sa~npai
selesai, dan semua operasi yang sudah dieksekusi akan dibatalkan (undo).
Menurut Bernstein et
al.
(1987), sebuah DBS berisi empat komponen yaitu
:4
manager (CM). Model DBS pada basis data terpusat diperlihatkan pada
Gainbar
1. Pada Gambar 1,
TM
berguna untuk menerirna permintaan operasi
basis data dan operasi transaksi yang kemudian akan disampaikan kepada SC,
sedangkan
SC adalah kutilpulan program yang mengendalikan eksekusi transaksi-
transaksi secara
concurrent.
SC
harus bisa mengeksekusi transaksi-transaksi
secara
serializable. RM bertanggung jawab untuk menjamin semua isi basis data
adalah merupakan efek dari transaksi yang telah
contnzil bukan dari efek pada
transaksi yang mengalami
abort. CM berguna untuk mengatur perpindahan data
antara memori dan media penyimpanan
(disk).
Tra,wocrio,? h4anager (TM)
+
Cacite Atorroger (CM)=
Se/>ad?der (SC)I
I Data hfa,o,rager Dotobose (DB) Recovery illo,ioger (RM)Gambar
1Komponen sistem basis data terpusat (Bernstein
et al. 1987).
(DM)11.3. Transaksi
Menurut Bernstein
et a1.(1987) transaksi dalaln basis data merupakan eksekusi
dari satu atau lebih program untuk mengakses atau melakukan perubahan basis
data, termasuk di dalamnya operasi basis data
(readswrite) dan operasi transaksi
(start, conznzit, abort). Menurut Connoly dan Beg (2002) suatu transaksi memiliki
empat karakteristik yaitu
:1.
Atornic
Jika operasi dari transaksi dalam basis data berhasil dieksekusi semuanya,
maka semua perubahan terhadap basis data harus disimpan secara
permanen, tetapi sebaliknya bila terdapat kegagalan pada salah satu
operasi yang terjadi, lnaka semua perubahan yang ada pada basis data akan
dibatalkan.
2. Consistensy
Transaksi yang telah dilakukan, harus menjaga basis data tetap dalaln
kondisi konsisten.
3.
Independency
Setiap transaksi harus bersifat independent dan tidak boleh saling
mempengaruhi.
4. Durability
Perubahan yang berhasil dilakukan oleh sebuah transaksi harus dapat
disi~npan
secara permanen dalam basis data.
Empat Karakteristik tersebut disingkat dengan ACID
11.4. Serializabilily
Menurut Bernstein er al.
(I987), ketika dua atau lebih transaksi yang
dieksekusi secara coiiczrrrent, maka dapat mengakibatkan transaksi satu
mernpengaruhi transaksi lainnya. Hal ini dapat menimbulkan basis data tidak
konsisten.
Salah sat11 cara untuk menghindari ha1 tersebut di atas, maka transaksi-
transaksi tersebut harus dieksekusi setara dengan serial. Sebuah eksekusi
dikatakan serial, jika untuk setiap transaksi, seluruh operasi dari transaksi yang
sama, dieksekusi sebelum operasi dari transaksi yang lain. Dalam pandangan
pengguna (user) eksekusi serial dipandang sebagai operasi transaksi yang diproses
oleh
DBS
secara aton~ic. Proses eksekusi dikatakan serializable apabila
menghasilkan keluaran yang salna dan mempunyai efek yang sama pada basis
data, jika
transaksi-transaksi-tersebut dieksekusi secara serial. Gambar 2 di bawah
ini, memperlihatkan contoh eksekusi transaksi, yang dilakukan secara serial.
Gambar 3 memperIihatkan contoh eksekusi transaksi yang dilakukan secara
serializable. Dari Galnbar 2, terlihat bahwa pada eksekusi serial, transaksi
dieksekusi satu per satu. Dengan de~nikian
transaksi tersebut tidak akan tumpang
tindih, sedangkan pada eksekusi secara serializable (Gambar 3) mempunyai hasil
akhir seperti pada eksekusi yang dilakukan secara serial walaupun transkasi
T,
dan
T2dieksekusi secara bersalnaan (concurrent)
Gambar 2 Contoh eksekusi transaksi setara serial.
Garnbar 3 Contoh eksekusi transaksi se.cara serializable
Concurrency
control
(CC)
rnerupakan
suatu
aktivitas
untuk
mengkoordinasikan proses-proses dala~n
mengakses atau melakukan perubahan
pada basis data yang beroperasi secara bersamaan (Bernstein el 01.
1987). Ozsu
dan Valduriez
(1999)
membagi
CC
rllenjadi
2
jenis yaitu pessifnistic dan
optinzistic. Pada optir~zisfic
transaksi-transaksi yang datang dapat langsung
diproses tanpa harus menunggu validasi terlebil~
dahulu, yang mempunyai urutan
operasinya adalah
read, conrptcte, validate, write. Padapessinzistic setiap transaksi
yang akan melakukan akses basis data harus melalui proses validasi terlebih
dahulu, sehingga urutan operasinya adalah
validate, read, conzpute, dan write.
11.6.
Two Plzuse Locking (2PL)
Two Plrusc Locking (2PL) merupakan jenis CC yang pessi?~zistic. Pada CC
jenis
irli mekanisme perolehan
lock dan pelepasan lock (unlock) untuk suatu item
data dilakukan dalam dua tahap yaitu
:1. Growing phase
:Suatu transaksi boleh mendapatkan
lock tetapi tidak
boleh rnelepaskan
lock yang telah diperoleh.
2. Shringking phase
:Suatu transaksi boleh melepas
lock tetapi tidak
diperbolehkan rnelakukan permintaan
lock baru
Pada saat permulaan eksekusi, suatu transaksi berada dalam
growing phase
Tetapi pada saat transaksi mulai melepas
lock, maka transaksi tersebut berada
dalam
shringkingphase.
Terdapat dua macam modus
lock yaitu
:1.
Shared lock (read lock)
:lock yang diberikan pada transaksi yang
melakukan operasi readterhadap item data dalam basis data.
2.
Exclusive lock (write lock)
:lock yang diberikan pada transaksi yang
melakukan operasi
write terhadap item data dalam basis data.
Dua modus
lock tersebut kompatibel apabila dua atau lebih transaksi bisa
mendapatkan
lock dari item data yang sama dalam waktu yang bersamaan. Jika
modus
lock yang diinginkan oleh suatu transaksi tidak kompatibel maka transaksi
tersebut harus menunggu sampai
lock tersebut dilepas. Tabel 1 di bawah ini
mernperlihatkan kompatibilitas setiap modus
lock
8
11.7. Strict Two Pliuse Loclritzg (Strict 2PL)
Strict 2PL merupakan CC yang menggunakan mekanisme lock, yang banyak
dipakai pada produk komersial. Menurut Elmasri dan Navathe (2000), pada
mekanisme CC menggunakan cara ini, suatu transaksi selama eksekusi akan
nlelakukan permintaan lock suatu item data; dan mengakses atau memodifikasi
data. Hal ini dilakukan berulang-ulang sampai akses atau modifikasi suatu item
data selesai dilakukan pada suatu transaksi.
Pada akhir eksekusi, transaksi
melepas selnua lock untuk semua item data secara bersamaan. Grafik Strict 2PL
diperlihatkan pada Gambar 4. Dari Gambar 4 dapat dijelaskan bahwa release
adalah pelepasan lock untuk suatu item data, locking adalah permintaan lock untuk
suatu item data, execution adalah operasi pada basis data (read atau write)
Locking
4
Gambar 4 Grafik Strict 2PL (Elmasri
&Navathe 2000).
Jika suatu transaksi tidak mendapatkan lock suatu item data, pada saat permintaan
lock,
maka transaksi tersebut akan menunggu (blocked) sampai item data tersebut
bebas dari lock.
Gambar 5 memperlihatkan eksekusi transaksi menggunakan CC ini. Dari
Gambar tersebut dapat dijelaskan bahwa transaksi
TI
akan melepas semua Iock
setelah eksekusi operasi dari transaksi telah diselesaikan semua. Selama lock
suatu item data belum dilepas oleh
TI
maka apabila
Tz
membutuhkan Iock suatu
item data, harus menunggu. Pada Strict 2PL bisa terjadi deadlock, karena suatu
transaksi masih memegang lock suatu item data, setelah proses modifikasi telah
selesai, seperti diperlihatkan pada Gambar
6.
Lock (A) Read (A) - .~ rr'?;le (A) rvr;re (B) Unlock (A) U!rloc!@) Lock (C) Read(C) C:=C+2 IWire (C) Lock(A) R#od/A) A:=A+Z r m e (A) Unlock (C) U,ilock(A)
Gambar
5Contoh eksekusi transaksi pada Strict 2PL.
Wuklu
r,
T:I
Lock (A) Lock (8) Read (A) Read (B) A:=A+lOO B:=B+lOO r%.;1e (4 IWire (B) Lock (B) D i b l a k o l e h T:Lock (A) Diblak oleln T,
Gambar
6
Contoh deadlock pada Strict 2PL.
Dari Gambar
6
dapat dijelaskan bahwa, transaksi
T,
dan transaksi
T 2tidak
dapat diproses, karena masing-masing saling menunggu salah satu dari dua
transaksi tersebut untuk melepas lock. Dalam situasi seperti ini salah satu dari dua
transaksi yang ada
(TI
atau
T2
)harus dipaksa untuk melepas lock. Jika
T,
yang
melepas lock maka transaksi ini harus melakukan roll-back dan memulai operasi
transaksi baru.
11.8.
Read-cor~mzit Order Concurrericy Coriirol
(ROCC)
ROCC
merupakan jenis
CC
yang optitnistic. Pada
ROCC,
suatu transaksi
boleh mengiri~n
lebih dari satu access reguest message
( A R M )
yang berisi satu
atau lebih operasi akses. Ketika sebuah request message datang, maka elemen
10
baru yang berhubungan dengan inforinasi dari request n~essage
tersebut, akan
dibangkitkan dalam RC-quezce.
RC-qtrezre mempunyai elemen yang terdiri dari tujuhfield yaitu
:Tid, validated
(V),
conzmit (C), restart (R), rend, write, dan next, yang diperlihatkan pada
Gambar 7. Tid berisi id dari transaksi. Read berisi nilai itein data yang dibaca.
Write berisi nilai itein data yang ditulis. ValidatedJeld bernilai satu jika suatu
transaksi tidak memerlukan validasi atau telah sukses dari proses validasi, dan
bernilai 0 jika suatu transaksi inemerlukan proses validasi atau belum dilakukan
validasi. Jika cortznzitjield bernilai
1,
mengindikasikan bahwa request message
tersebut bertipe coi~zmit, dan bernilai 0 jika reqzcest rizessage tersebut bukan
bertipe conzi1tit. Restart Jeld akan bernilai 1 , jika transaksi tersebut merupakan
transaksi yang mengalami restart, dan bernilai 0 jika transaksi tersebut bukan atau
belum mengalami restart. Nextpointer akan menunjuk ke eletnen berikutnya yang
merepresentasikan bahwa elemen tersebut datang sebelumnya. Pointer pada-
elemen yang datang pertama kali di set ke NULL. RC-quezre adalah struktur data
yang digunakan oleh
ROCC
untuk melakukan validasi.
I ~ i d
IV
IC
k
keuds I ~ r i t e s
1
Next
I
Ga~nbar
7
Format elemen RC-quezte (Shi
&Perrizo 2004).
11.8.1.
Algoritma validasi intervenitzg
Proses validasi pada algoritma ROCC dimulai ketika ada request message
yang datang bertipe conznzit. Proses penelusuran untuk mencari elemen yang
operasinya konflik pada queue, dimulai dari elemen read pertarna dari transaksi
yang sedang dilakukan validasi ("First'? yang dibandingkan dengan elernen lain
yang terletak diantara "First" sampai elemen dari transaksi yang sama berikutnya
first-down reached element).
Apabila penelusuran dari elemen "First" tidak menemukan operasi elemen
yang konflik (read-write, write-read, write-write), sampai diternukanfilst-down
reached element, maka "First" akan digabungkan dengan first-down reached
element. Gabungan kedua elemen tersebut, dianggap sebagai "First" yang baru.
I
I
Jikafirst-down reached elen~ent
yang ditemukan adalah elemen co~nt~zit
dari
transaksi yang salna, illaka proses validasi dianggap sukses. Tetapi apabila yang
ditemukan bukan elemen cotiltt~it dari transaksi yang sama, maka proses
penelusuran dilakukan terus untuk inenemukan elemen yang operasinya konflik
sampai ditetnukanfirst-down reached elenlent berikutnya.
Apabila penelusuran dari elemen "First" menemukan operasi elelnen yang
konflik, ~ n a k a "First" dipindahkan ke posisi sebelum elemen dari transaksi lain
yang konflik, kemudian "First" yang asli akan dihapus dari RC-queue.
Proses penelusuran selanjutnya dimulai dari elemen comtnit, untuk mencari
elemen dari transaksi lain yang operasinya konflik dengan elemen conznzit
("Second'? sampai ditemukan elemen dari transaksi yang sama @-st-up reached
elernent). Apabila pada saat penelusuran dari "Second" tidak inenemukan elemen
yang konflik sampai ditemukanfirst-zrp reached element, maka "Second" akan
digabungkan dengan first-tip reached elentent. Gabungan kedua elemen tersebut
dianggap sabagai "Second" yang baru. Apabilafirst-up reached eletneprt adalah
"First" maka proses validasi dianggap sukses. Tetapi jika bukan "First", maka
"Second' akan dibandingkan terus sampai menemukanfirst-up reached elernent
berikutnya. Apabila pada saat penelusuran ditemukan operasi elemen yang konflik
maka proses validasi dianggap gagal.
Jika suatu transaksi gagal dalam proses validasi, maka transaksi tersebut akan
dilakukan restart. Scheduler akan menghapus semua elemen dari transaksi
tersebut. Setelah itu akan dibangkitkan sebuah restart eletnent dan menempatkan
di dalam RC-qrtezce. Restart elerttent terdiri dari seinua item data yang akan dibaca
(read) dan semua item data yang akan diubah (write) oleh transaksi yang
mengalami kegagalan dalam proses validasi.
Pseudocode algoritma validasi intervening pada
ROCC,
diuraikan dalam
penjelasan di bawah ini (Shi
&Perrizo 2004). Sebagai inisial "First"
=NULL,
dan"Second"
=NULL.
Algoritma tersebut akan dieksekusi apabila request
niessage yang datang bertipe commit. Setelah pseztdocode algoritma validasi
intervening, di bawah algoritma tersebut, diilustrasikan implementasinya pada
RC-queue yang diperlihatkan pada Gambar
8.
Ilustrasi implementasi algoritma
validasi yang terdapat pada Gambar
8
berakhir dengan restart. Hal tersebut terjadi
karena pada saat penelusuran ditemukan operasi elemen yang konflik baik dari
elemen "First" maupun dari elemen conzntit.
"First"
=XULL; "Second" =NULL;
Locate the transaction'sfirst read eleinent in the RC-quezre;
Iffnot fotmd, return validated =true;
"First"
=the first read ele~lient;
While
(I)
{
Coinpare "First" with aN the elenzents of other transaction behind it until it
reached all elenzent of the sanie transaction first-down-reached eleinent);
If (There is no eleilzent conflict) //inoving doion to look for upper side
conflict
{
Merge the "First" element with the first-down-reached eleniet;
Rei~tove the "First" elenzent front the RC-Queue;
I f f Thejirst-down-reached elentent is the coinniit elentent)
Return validated
=true;
Else "First"
=the
first-do~vn-reached-eletnent;
J
Else
i/There is uper-sided-conflict;
.{
Insert "First" into the RC-queue right before the conflicting element;
Remove the original "First"fi.0111
the RC-qzteue;
"Second"
=Collznzit element;
While
( I )
//i~zoving up to look for the lower-sided conflict;
{Co~npare
"Second" with all the elenzent of other trunsactions before it
zrntil it reaches an ele~i~ent
of the saine transaction
first-trp-reached elenzent);
If(there is no eleinent conflict)
{Merge the "Second" elelllent to the first-up-reached elenzent;
Renzove tile "Secoiid"elen~ent
from the RC-queue;
I f (the first-up-reched elelltent is the first)
Return validated=trzre;
Else "Second"
=first-up-reached eleilzent;
I
Else //there is also Lower-sided-conflict, the validation fails.
{Remove all elentents of the transaction front the RC-queue
Retzrrn validated= false;
I
Pada Gambar
8
diperlihatkan keadaan RC-queue dengan empat transaksi yang
terdapat pada quezre. Transaksi yang terdapat pada urutan pertama adalah TI yang
mengirim readreqzrest untuk melnbaca objekx,
y,z,
(rib), rib), rie)).
Kemudian
disusul dengan transaksi
T2
yang telah berhasil dilakukan validasi dengan operasi
read
untuk item data
v(rz(v)),
operasi read untuk item data
z i(r2(u)),
dan
operasi write untuk item data
x'vz(x)),
berikutnya adalah transaksi T3 juga telah
sukses dilakukan validasi dengan operasi read ontuk item data z (r3(z)), operasi
read
untuk item data
Z L(r3(u)),
dan operasi write untuk item data v (w3(*.
Akhirnya TI mengirirn cottititit request untuk mengubah item data
zyaitu wIk).
Langkah melakukan validasi pada RC-queue Gambar
8,
dimulai dari bagian atas
(front)
yaitu dengan cara mencari transaksi yang operasi elemennya konflik
dengan "First". Penelusuran dari "First" menemukan elemen dari transaksi lain
yang operasinya konflik, yaitu operasi write item data x, dari transaksi T2 (wz(x)).
Kemudian proses validasi dilanjutkan dari elemen commit. "Second" adalah
elemen conzniit. "Second" dibandingkan dengan elemen
-dari transaksi lain.
Penelusuran dari "Second" menemukan operasi item data yang konflik, yaitu
operasi read item data
zdari transaksi T3 (r&)), sehingga proses validasi untuk
transaksi TI padaiiC-queue Gambar
8
dinyatakan gaga].
Gambar
8
RC-queue
pada ROCC.
11.8.2.
Komponen ROCC
ROCC diimple~nentasikan n~enggunakan tiga komponen, yaitu client-side
procedure, schedztler-side procedure,
dan data-ittanager side procedure (Shi
&Perrizo 2004). Pada Gambar
9
ditunjukkan ketiga komponen tersebut Dari
Gambar
9,
dapat dijelaskan bahwa
pengguna melakukan transaksi melalui
transaction manager
( T M ) ,
kemudian diteruskan ke scheduler (SC) untuk
dilakukan penjadwalan dalam mengakses basis data. Apabila berhasil dalam
proses penjadwalan yang telah dilakukan oleh SC, maka permintaan transaksi
akan diteruskan ke
datanlanager
(DM)
untuk membacafmengubah data yang
dimaksud.
Tnnractian Manager SC-Side Procedure DM-Side Procedure Database (DB)111. M E T O D E PENELITIAN
111.1.
Metode Perbaikan Algoritma R O C C
Bernstein et al.
(1987)
menjelaskan cara untuk mengenali himpunan transaksi
yang dieksekusi (history) yang serializable. Jika sebuah history
H
dengan
transaksi
T={T/,
Tz,
...
T,,}
maka serialization graph (SG) dari history
H
(SG(H))
adalah directed graph dengan node adalah transaksi-transaksi dalam
T,
yang
sudah melakukan coiiznzit dalam
H.
Edge adalah
i;+
I;.
jika salah satu dari
operasi-operasi
i;konflik dengan salah satu dari operasi-operasi
2;
dalam
H,
dan
Ti
dieksekusi lebih awal dari
q.
Sebuah history
H
adalah serializable, jika SG(H)
adalah acyclic.
Modifikasi algoritma R O C C dilakukan dengan cara terlebih dahulu mernbuat
SG dari beberapa kondisi RC-qzreue, sehingga ditemukan keadaan dimana
t e r d a p t SG yang acyclic tetapi algoritma validasi intervening ~nelakukan
restart.
111.2. Metode Evaluasi Kinerja
Penelitian untuk mengukur kinerja ROCC, ROCCM, dan Strict 2PL
dilakukan dengan si~iiulasi yang
berbasis pada Shi dan Perrizo (2004).
Pelaksanaan simulasi dilakukan dengan menggunakan simulator. Simulator
dibangun dengan bahasa pemrogra~nan C Builder Version 6.0 dengan cara
~nelakukan modifikasi program simulator dari penelitian sebelumnya yang
dilakukan oleh Shi dan Perrizo (2004). Spesifikasi komputer yang digunakan
pada pelaksanaan simulasi, menggunakan sistem operasi Windows MilIeniurn,
lnemori
=512 Mlyte, prosessor
=Intel Pentiur~z 4 2.66 GHz, serta hardisk
=40
Gbyte.
Silnulasi yang dilakukan dengan parameter-parameter input yang sama pada
ketiga algoritma tersebut. Paremeter-parameter simulasi diperlihatkan pada Tabel
2. Pernberian nilai parameter input untuk simulasi ini, tidak berdasarkan pada data
sesungguhnya, tetapi merupakan asumsi-asumsi yang diambil dari penelitian
sebelumnya yang telah dilakukan oleh Shi dan Perrizo (2004).
Tabel 2. Parameter-parameter input simulasi
~nisialisasi
transaksi baru dari suatu terminal.
Hasil simulasi yang tampil adalah tlzrozcghput, response tinie, dan restart ratio
untuk ketiga algoritma yang dievaluasi. Throughput dalam ha1 ini adalah jumlah
transaksi yang dapat diselesaikan per satuan waktu. Restart ratio adalah jumlah
rata-rata transaksi yang mengalami restart per satuan waktu. Respon tittle adalah
waktu di antara ketika sebuah terminal mengirim sebuah transaksi baru dan ketika
hasil transaksi baru tersebut dike~nbalikan
ke terminal. Hasil simulasi diuji dengan
uji t-stzrdent menggunakan selang kepercayaan (conJidence interval)
95%
(Law
&IV. HASIL DAN PEMBAHASAN
IV.l. Algoritlna R O C C M
Teorema yang diketnukaltan oleh Shi dan Perrizo
(2004), mengungkapkan
bahwa R O C C menghasilkan eksekusi transaksi yang
serializable. Karena jika
terdapat eksekusi yang tidak
serializable, maka ada cycle dalam serialization
graph (SG) dalam RC-queue. Sebagai asumsi, terdapat sebuah cycle dala~n
RC-
qt~ezle yang terdiri dari
TI
3Tz
...
T,,
+TI,
~ n a k a
dalam transaksi-transaksi tersebut,
terdapat konflik antara
TI
darl
T2,
sel-ta terdapat konflik antara
T,
dan
T,.
Algorit~na validasi
illtel-vening yang terdapat pada ROCC, akan ~nembatalkan
transaksi yang lne~npunyai dua elemen yang keduatlya konflik dengan elemen
transaksi lain yang terletak di antara elelnen yang konflik tersebut. Dengall
demikian,
cycle aka11 dihentikan, karena transaksi yang dibatalkan akan dilakukan
restart.
Ga~nbar
10
RC-qztelre dengan eksekusi serializable pada R O C C
Garnbar
1 1Acyclic SG,
Dari hasil penelitian yang telah dilakukan, terdapat keadaan
RC-quetre dengan
eksekusi
serializable, tetapi terdapat transaksi yang Inengalami restart pada saat
dilakukan proses validasi oleh ROCC, seperti yang diilustrasikan pada Gambar
18
10. Pada Gambar 10, transaksi yang datang pertama kali adalah TI yang aka11
~nengakses item data
x
(rl')),
item data y (r,(y), dan item data
z
(rl(z,).
Selanjutnya setelah transaksi TI terdapat transaksi
fi
yang telah dilakukan validasi
dimana transaksi TZ terselmt melakukan perubahan nilai item data
x
yaitu wz6).
Setelah transaksi T2 terdapat transaksi T3 yang hanya ingin mengakses item datay
(r30).
Akhirnya transkasi
TI
akan melakukan perubahan nilai item data
zhv&)).
Proses validasi dimulai dari elemen read pertama kali untuk transaksi TI
("First'?,
yang menemukan operasi elenien yang konflik yaitu item data
x
dari
operasi w&) pada transaksi T2. Kerena ditemukan elemen yang konflik dengan
"First"
dari transaksi Tz, maka proses validasi selanjutnya dimulai dari bagian
bawah dengan membandingkan elemen coniniit ("Second'? dari transaksi TI
dengan transaksi sebelumnya. Penelusuran dari "Second", menemukan elemen
yang konflik, yaitu operasi read untuk item data
z,dari transaksi T3 (I-3(~)).
Pada
kondisi ini transaksi TI mengalami restart, padahal eksekusi transaksi adalah
merupakan eksekusi yang serializable.
SG pada Gambar 11 merupakan ilustrasi dari eksekusi transaksi untuk RC-
queue
pada Gambar 10. Dari Gambar 11 tersebut dapat diketahui bahwa tidak
terdapat cycle dalam SG tersebut, yang menunjukkan bahwa eksekusi
lransaksinya bersifat serializable.
Perbaikan algoritma ROCC menjadi ROCCM, dilakukan dengan mengubah
cara validasi yang dilakukan oleh algoritma validasi intervening. Proses validasi
pada algoritma ROCCM akan diuraikan dalam penjelasan di bawah ini.
"First"
adalah elemen operasi read dari transaksi yang melakukan conimit.
"Conibine"
adalah kumpulan elemen yang operasinya konflik dengan elemen
coninzit ("Second'y maupun operasinya konflik dengan elemen "Combine
"sebelumnya. Sebagai inisialisasi awal "Cornbine"
=(1.
Langkah-langkah untuk
melakukan validasi setelah suahi transaksi mengirimkan coniniit request, pada
ROCCM
selengkapnya adalah sebagai berikut
:1.
Bandingkan "First" dengan elemen dari transaksi lain yang terdapat di
antara "First" sampai elemen contniit. Bila pada saat penelusuran
ditemukan elemen read dari transaksi yang sama (first-down reached
19
elentet~l)
maka gabungkan elemen "Firsi" ke dalam elemen transaksi
yang sama berikutnya. Kemudian bandingkan
"First"
hasil gabungan
tersebut, dengan elemen dari transaksi lain yang terdapat di antara "First"
sampai elemen coninzit. Proses penelusuran dilakukan terus untuk
menemukan elemen yang konflik atau elemen read berikutnya. Bila
transaksi berikutnya yang ditemukan, adalab elemen cor~zn~it
dari transaksi
yang sama, dan tidak terdapat konflik maka validasi dinyatakan sukses.
2.
Jika "First" konflik dengan elemen dari transaksi lain, pindahkan elemen
"First"
ke posisi transaksi sebeluln elemen dari transaksi lain yang
konflik. Hapus elemen "First" yang asli dari RC-qzceue.
3.
Bandingkan "Second" atau "Con~bine
"dengan elemen dari transaksi lain
yang terdapat di antara "Second" sampai ditemukan elemen dari transaksi
yang sama ("First-up reached elenzent'y. Setiap elemen yang konflik,
lakukan insert ke "Con~bine
".
4.
Bandingkan "Conzbine
"dengan "First-zip reached element" Jika terdapat
konflik maka validasi dinyatakan gaga]. Jika tidak terdapat konflik
lakukan pengecekan apakah "First-up reached elenzenl" adalah "First",
jika merupakan "First maka validasi dinyatakan sukses, tetapi jika bukan
elemen "First" lanjutkan langkah 5.
5.
Gabungkan "SeconG' dengan
"First-up reached element"
hapus
"Second"
asli dari RC-quezre. Lanjutkan langkah 3.
Pseudocode
algoritma validasi pada
ROCCM
selengkapnya terdapat pada
urian di bawah ini. Pada algoritma validasi
ROCCM,
tersebut, proses
penelusuran dari elemen "First" sama dengan aigoritma validasi pada
ROCC.
Perbedaannya terdapat pada proses penelusuran dari elemen con~njit
yaitu terdapat
proses membandingkan antara elemen corlzn~it atau elemen "Combine" dengan
elemen yang terdapat di antara elemen commit tersebut sarnpai ditemukan elemen
transaksi yang sama rFirst-up reached elenlent'?. Jika ditemukan elemen yang
konflik dengan elemen conlmit atau "Combine" maka elemen dari transaksi lain
yang terdapat konflik, akan dilakukan insert ke "Conlbine
".
Kemudian dilakukan
pembandingan "Con~bine" dengan "First-up reached element" Jika terdapat
20
konflik maka validasi dinyatakan gagal. Jika tidak terdapat konflik lakukan
pengecekan apakah
"First-zip reached element"adalah
"First",jika merupakan
"First"
maka validasi dinyatakan sukses, tetapi jika bukan elemen
"First",
maka "Second"digabungkan dengan
"First-zip reached elentent" dunproses
penelusuran berjalan terus untuk menemukan elemen yang operasinya konflik
dengan
"Second"atau
"Con~bine",sampai ditemukan elemen dari transaksi yang
sama. Algoritma selengkapnya adalah sebagai berikut
:"First" = NULL; "Second" =NULL; "Conzbine "=NULL; Locate the transaction 'sfirst read element in the RC-queue; If(notfound) return validated =true..
"First" = the first read elentent; While (1)
J Conzpare "First" wifh all the elenzents ofother transaction behind it until it reached an elernent of the sanze transaction first-down-reached elenzent);
If(T1~ere is no elenzent conflict) //nzoving down to look for tipper side conflict {Merge the "First" elenzent with the first-down-reached elemet; .
Rernove the "First" elenzent from the RC-Q~ceue;
If(Tlzefirst-down-reached element is the commit elenzent)
Return validated = true;
Else "First" = the first-down-reached-elert~ent;
I
Else // There is liper-sided-conflict;
{Insert "First" into the RC-queue right before the conflicting element; Rmnove the original "First"fr0rn the RC-queue;
"Second" = Conzmit elenzent;
While (I) /hzzoving up to look for the lower-sided conflict;
{Con~pare "Second" wirfz all the elenlent of other transactions before it until it reaches an elenzent of the same transaction first-lip-reached element); Insert elerncnt conflict with "Second" or Contbine" to "Cotnbine;
{Conzpare first-up-reachen eletizcnt" with "Combirze"; If(There is no elernent co~zflict)
{Merge the "Second" element ~vith the first-up-reached element; Remove the "Second" elementfronz the RC-qzieue;
I f the first-up-reached elenzent is the "First'y Return validated =hue;
Else "Second" = the first-up-reached elernent;
I
Else //there is also Lo)ver-sided-conflict, the validation fails. {Remove all elenzents of the transaction~om the RC-queue
Return validated= false;
I
I
Pada algoritma validasi
ROCCM di atas, yang tercetak tebal merupakan
bagian modifikasi dari algoritma sebelumnya.
Ilustrasi inlplementasi algorit~na
ROCCM, untuk beberapa kondisi RC-queue
diperlihatkan pada Gambar 12.a, 12.b, dan 12.c. Pada Gambar 12.a diperlihatkan
keadaan
RC-queue dengan empat transaksi yang terdapat pada queue. Transaksi
yang terdapat pada urutan pertama adalah
TI dengan operasi rl'),
r,(yl, r&).
Kemudian disusul dengan transaksi
T2 yang telah dilakukan validasi dengan
operasi-operasi
r2(w), r2(u), dan wz(x), berikutnya adalah transaksi T3 juga telah
sukses dilakukan validasi dengan operasi-operasi
r&), I&), w ~ ( v ) .
(c)
Gambar 12
RC-queue pada algoritma ROCCM: (a) hasil validasi tidak restart,
(b) dan (c) hasil validasi
restart.
Akhirnya TI mengirim col~znzit request untuk mengubah item data
zyaitu
wle). Langkah melakukan validasi pada RC-quezie Gambar 12.a, dimulai dari
bagian atas pant) yaitu dengan cara mencari transaksi yang operasi elemennya
konflik dengan "First". Penelusuran dari
"First"menemukan elemen dari
transaksi lain yang operasinya konflik yaitu operasi write item data
x,
dari
transaksi T2 (102()1). Kemudian proses validasi dilanjutkan dari bagian bawah.
"Second" adalah elemen conmit. "Second" dibandingkan dengan elemen dari
transaksi lain, yang menemukan operasi item data yang konflik, yaitu operasi read
item data z dari transaksi T3, sehingga elemen yang disalin ke "Combine" adalah
item data dari operasi readtransaksi T3 yaitu 2,s dan item data pada operasi write
dari transaksi T3 yaitu v, sehingga elemen-elemen serta operasinya yang terdapat
pada "Con7bilie" adalah r3(z),
r3(s),w3(v).
Penelusuran berikutnya metnbandingkan "Second" dengan transaksi di
atasnya, karena tidak ada operasi elemen yang konflik dengan "Second" maka
kemudian dibandingkan dengan "Combine
"yang juga tidak menemukan konflik.
Karena tidak ada operasi elelnen yang konflik berikutnya yang ditemukan, sampai
ditemukan elemen "First", maka akhirnya "Cornbine" dibandingkan dengan
"First" yang juga tidak rnenemukan konflik sehingga proses validasi untuk
keadaan RC-qrtezie Gambar 12.a dinyatakan sukses, dengan
T/
dapat melakukan
operasi perubahan item data z.
Hasil validasi yang dilakukan pada RC-queue Gambar 12.b, berhasil
menemukan konflik dengan "First" untuk transaksi TI, yaitu operasi item data
x(M~(x))
dari transaksi TI. Selanjutnya proses validasi dari elemen cornnzit untuk
transaksi TI, berhasil menemukan konflik yaitu operasi item data y (w4(y)) dari
transaksi T4, sehingga 1v4(yl disalin ke "Conzbine". Terakhir "Combine"
dibandingkan dengan "First" yang berhasil menemukan konflik yaitu operasi
item data y (,vl(y), yang konflik dengan r&),
sehingga transaksi TI mengalami
restart.
Proses validasi pada RC-queue Gambar 12.c dimulai dari "Firsf" yang
dibandingkan dengan elemen dari transaksi lain yang terdapat di antara "First"
sampai elemen conzr~it
yang lnenemukan elemen konflik yaitu operasi read item
data x (rz(x)) dari transaksi T2. Ke~nudian proses validasi dilanjutkan dari
bawah dengan lnelnbandingkan "Second" dengan transaksi lain, yang dalam ha1
ini mene~nukan
konflik yaitu operasi read item data
z(r&) dari transaksi T4,
maka seluruh elemen pada transaksi T4, yaitu elemen read z (r4(4)) dan elemen
write
u'v4(u)) akan disalin dan digabungkan ke "Combine".
Penelusuran berikutnya membandingkan "Second" dengan transaksi di
atasnya, dalam ha1 ini karena tidak ada elemen yang konflik dengan "Second"
kemudian operasi elemen transaksi tersebut dibandingkan dengan "Combine"
yang menemukan konflik, yaitu operasi read item data
trpada transaksi T3 (r3(u)).
Elemen-elemen dari transaksi tersebut (elemen read u ( r 3 0 ) dan elemen write
(w3(1v))) disalin dan digabungkan ke dalam "Coinbine
".
Penelusuran terhadap elemen transaksi berikutnya tidak menemukan konflik
dengan "Second" tetapi mene~nukan operasi elemen yang konflik dengan
"Coiitbine!' yaitu item data
ivdari operasi rzfiv) transaksi T2, sehingga dalam ha1
ini elemen r2(1v), r2(v), dun wz6) disalin dan digabungkan ke "Cornbine"
sehingga elemen "Combine" ~nenjadi (rdfir), w4(z); r3(u), w3(w); r2(w), rz(v),
1v2($) Akhirnya "First" dibandingkan dengan "Cornbine" yang menemukan
konflik yaitu operasi item data x (w2(x) konflik dengan
UJ/(X)),
sehingga transaksi
T I
pada RC-queue Ga~nbar
12.c
mengalami restart.
IV.2.
Pelaksanaan Simulasi
IV.2.1.
Asurnsi-asumsi simulasi
Simulator yang digunakan untuk mengukur kinerja CC tersebut, menggunakan
model antrian tertutup pada suatu sistem basis data terpusat, seperti diperlihatkan
pada Gambar
13
dan Gambar
14.
Pada simulator terdapat sejumlah terminal,
untuk membangkitkan transaksi. Selanjutnya terdapat batasan transaksi yang aktif
pada suatu saat di dalam sistem (ntpl). Apabila transaksi yang dibangkitkan oleh
sejumlah terminal melebihi batasan transaksi yang diijinkan oleh sistem (melebihi
nlpl), maka transaksi tersebut diletakkan dalam ready queue untuk menunggu
transaksi dalam sistem selesai atau ada yang dilakukan abort. Sebaliknya apabila
transaksi yang aktif dalam sistem tidak melebihi mpl, maka transaksi yang
dibangkitkan oleh terminal masuk ke cc queue (concurrency control queue) dan
24
membuat permintaan operasi akses basis data melalui
CC.
Jika 1010s dari
operasi yang dilakukan oleh
CC,
selanjutnya transaksi tersebut mengakses data.
Jika data tersebut ada di b~rJfer niaka eksekusi dilanjutkan ke CPU. Tetapi jika
data tersebut tidak terdapat di bzrJfer maka eksekusi akan dilewatkan ke disk untuk
mengakses data untuk seterusnya dilanjutkan ke CPU. Untuk mengakses disk
serta diproses pada cpu harus melalui antrian di disk serta CPU yaitu disk-queue
dan cpu- qzleue.
Pada simulasi diasumsikan juga, bahwa sebuah transaksi melakukan operasi
read terlebih dahulu sebelum melaksanakan operasi write. Diasumsikan juga
jaringan yang digunakan adalah jaringan Local Area Nehvork
(LAN) dalam
keadaan handal pada saat transmisi data dari terminal ke server. Jalur think
nlemberikan nilai random delay pada waktu mengakses item data. Pada Strict
2PL,
jika hasil dari
CC
memutuskan bahwa suatu transaksi harus di block maka
.transaksi tersebut dimasukkan dalam block qzlelre sampai permintaan akses data
dapat diproses. Jika
CC
menetapkan untuk melakukan restart suatu transaksi,
maka transaksi tersebut akan dilakukan restart dan selanjutnya dimasukkan ke
dalam ready queue. Jika suatu transaksi telah kornplit (selesai) maka
CC
akan
memberikan co~i~nzit
succes Itlessage ke terminal.
IV.2.2. Model
Simulasi
Pada simulator terdapat dua model logical queuing yaitu yang pertama model
antrian untuk
ROCCM
dan
ROCC
yang diambil dari penelitian sebelumnya (Shi
&
