Algotitma Replikasi Data Kompetitif Dinamis

5/7/2018 Algotitma Replikasi Data Kompetitif Dinamis - slidepdf.com

http://slidepdf.com/reader/full/algotitma-replikasi-data-kompetitif-dinamis 1/12

Algoritma Replikasi Data Kompetitif Dinamis

1 Pendahuluan

Skema replikasi dari sistem terdistribusi menggambarkan berapa banyak hasil

replikasi dari setiap objek dapat dihasilkan dan di prosesor mana hasil replikasi

dialokasikan. Skema ini mempengaruhi performa dari sistem terdistribusi, sejak dari

pembacaan sebuah objek, biasanya lebih murah dari pada read dari remote site.

Skema replikasi yang optimal tergantung pada pola read-write dari setiap objek.

Dahulu, dalam jaringan komputer, objek direplikasi dalam model statis,

contohnya skema replikasi data didisain oleh pengatur database terdistribusi dan

masih dipakai sampai replikasi manual dilakukan oleh pengatur. Jika pola baca dan

tulis telah selesai dan diketahui sebagai prioritas, ini adalah hal yang masuk akal.

Namun, jika pola baca dan tulis berubah menjadi dinamis, maka replikasi statis akan

menjadi problem performa.

Algoritma replikasi data kompetitif dinamis berdasarkan model primary-copy,

algoritma tersebut menyediakan one-copy serializability, dan mendistribusikannya

walaupun ada atau tidaknya keputusan untuk menyimpan hasil penggandaan objek

oleh site individual yang didasarkan pada pengumpulan statistik lokal. Algoritma

mengubah skema replikasi sebuah objek untuk mengoptimalkan biaya read-write

data. Selama pola read-write berubah maka skema replikasi juga berubah.

Algoritma replikasi data kompetitif dinamis juga terintegrasi. Sebuah

algoritma, mendistribusikan kembali sebuah replikasi biasanya terintegrasi dalam

proses pembacaan dan penulisan, malah dilakukan secara tersendiri. Sebagai contoh,

sebuah prossor s membuat replikasi sebuah objek dari site i, dalam merespon i dalam

meminta pembacaan objek dari s, s menbuat replika dengan cara memanipulasi,



dalam pesan ke i membawa replika objek, terindikasi bahwa i harus menyimpan

sebuah replika.

Performa dan reliabilitas adalah dua hal utama dalam replikasi data.

Banyak berorientas performa bekerja pada data terreplikasi

mempertimbangkan masalah statis replikasi, biasanya mengembangkan prioritas

sebuah skema replikasi akan mengoptimalkan performa, tetapi akan tetap

memperbaiki runtime. Hal ini disebut masalah pengalokasian file.

Pendekatan lain dalam meningkatkan performa dalam pengreplikasian

database terdistribusi. Secara teori ilmu komputer, yang telah bekerja pada algoritma

online, biasanya untuk membuat halaman, mencari, dan menyimpan. Pekerjaan ini

sama dengan algoritma replikasi data kompetitif dinamis dalam hal address

competitiveness. Walaupun, model-model tersebut dalam beberapa pekerjaan tidak

cocok untuk mengatur replikasi dalam database terdistribusi.

2 Algoritma Replikasi Data Kompetitif

Dijabarkan sebuah objek untuk menjadi data untuk direplikasi, dan skema

replikasi objek tersebut diatur sebagai site yang menampung replika objek. Sebuah

data site adalah site yang termasuk skema replikasi. Sebuah non site data adalah site

yang tidak termasuk skema replikasi. Dalam beberapa hal, salah satu data site

didesain sebagai primary site (p). awalnya skema replikasi mengandung p tersendiri.

Sewaktu-waktu sebuah site data melakukan permintaan pembacaan objek, hal

tersebut dilakukan secara lokal. Ketika non data site melakukan pembacaan,

permintaan dilanjutkan dan dilakukan oleh p, dan giliran p mengeksekusi penulisan

ke semua data site yang tersedia.

Setiap site dalam jaringan terdapat status,. Status 1 mengindikasikan bahwa

site tersebut adalah data site, stutus 0 mengindikasikan bahwa site t ersebut adalah



non data site. Setiap site mengetahui statusnya sendiri dan dimana tepatnya primary

site berada. Primary site mengetahui setiapa status site. Kami menjabarkan r-write

(remote write) dari site s menjadi write request dari site lain dalam jaringan.

Untuk setiap site s terdapat dua counter yang saling terhubung, berdasarkan di

mana status s ditentukan. Pertama adalah read-counter , yang menghitung berapa

banyak read s. kedua adalah r-write counter , menghitung berapa banyak r-write s

dari site.

Counter data site berdampingan dengan data site. Counter ini dapat diatur

sejak data site mengetahui berapa banyak read s dan r-write pada primary site.

Semua counter pada non data site berdampinagn pada primary site p. Counter inidapat diatur dalam p, sejak p mengetahui berapa banyak pembacaan pada non site

data dan penulisan site. Oleh karena itu, primary site memutuskan non data site akan

masuk atau tidak dalam skema replikasi, tergantung dari counter.

Kedua counter ini mengembangkan model replikasi saat ini. Sebuah site s

dalam skema replikasi meningkatkan biaya komunikasi setiap r-write, sejak

dieksekusi dalam s, dan menurunkan biaya saat read pada s. walaupun s masuk atau

tidak dalam skema replikasi, hal tersebut tidak mempengaruhi biaya komunikasiwrite dari s, dan read dari site selain s.

Dalam beberapa level, skema replikasi dapat berubah. Jika primary site

menerima beberapa read request dari non data site j, maka primary site memberitahu

j untuk masuk dalam skema replikasi. Jika primary site menerima beberapa write

request dari site selain j, maka akan menetapkan j di luar skema replikasi.

Algoritma tersebut adalah deskripsi dari bagaimana counter tersebut

digunakan untuk replikasi dinamis dan realokasi. Algoritma memiliki parameter k,

dimana menjelaskan seberapa sering skema replikasi berubah.

Algotitma replikasi data kompetitif dinamis



1. Setelah menbaca request , sebuah data site i melakukan read-counter , jika

read-counter sampai di k, kemudian i tetap dalam skema replikasi dan

melakukan reset action.

Reset action : mengeset read-counter dan r-write counter kembali 0

2. Saat menerima read dari non data site j, primary site p melakukan read-

counter j. jika read-counter sampai di k, lalu p merespon dengan

mengirimkan hasil copy objek ke j dan memberitahu j untuk memasuki skema

replikasi. spesifiknya, p melakukan join action j.

Join action : p merubah status site j dari 0 ke 1, dan memberitahu j

menyimpan copy untuk menginisialisasi counter nya sendiri.

3. Saat menerima write dari p, data site s, yang bukan primary site, tetap

melakukannya. S melakukan write-counter nya. Jika r-write counter nya

sampai di k, maka s akan keluar dari skema replikasi dan menginformasikan

primary site tentang perubahan ini dengan melakukan exit action.

Exit action : mengeset status s ke 0, dan memberitahu p untuk menginisialisasi

counter nya sendiri.

4. Saat menerima write request dari beberapa site, p melakukan write ke setiap

data site yang tersedia dan melakukan r-write counter dari non data site.

Untuk setiap r-write counter pada p yang sampai di k, p melakukan reset

action, Tambahan, jika permintaan penulisan tidak inisiatif dari p, dan r-write

counter p sampai di k, kemudian p keluar dari skema replikasi dengan

melakukan switch action.

Switch action :

• Jika tedapat site lain dalam skema replikasi, dan p memilih satu, s

memberitahu p untuk mematuhi peraturam utama.



• Sebaliknya p memilih pengirim dari permintaan penulisan, s

memberitahu p untuk mematuhi peraturam utama dan p melakukan

join action.

• Mengeset status p ke 0, dan beritahu s menginisialisai counter untuk p.

• P mengirim s stuatus dan counter yang disimpan p.

• P menyebarkan pesan ke setiap site dalam jaringan, mengindikasikan s

menjadi primary site baru.

Kami menjabarkan sebuah Action untuk site s sama dengan Exit , atau Reset

atau Join atau Switch. Contoh demontrasi algoritma (k) untuk (k=2)

Contoh 1 : seharusnya jaringan terdapat tiga site (1,2,3). Inisialisasi bahwa

terdapat sebuah single replika dari objek dalam site 1. Struktur komunikasi seperti

pada gambar 1 ( lingkaran hitam menggambarkan primary site, kotak hitam

menggambarkan data site, kotak putih menggambarkan non data site) urutan request

adalah sebagai berikut …………………………… dimana superscript

mengindikasikan order dari request dalam urutan, dan superscript memberitahu di

site mana request diinisiasi. Sebagai contoh,… berarti bahwa request kedelapanadalah read dari site 3, … berarti bahwa request keempat adalah write dari site 1.

Gambar 1

Untuk memulai algoritma (2), kita menginisialisasi status site 1 menjadi 1,

status lainnya 0, dan counter semua site menjadi 0 pada site 1. Tabel di bawah

mengindikasikan status site (abu-abu berarti site dalam skema replikasi) setelah setiap



request , nilai read-counter (di atas garis miring) dan r-write counter (di bawah garis

miring) untuk setiap request.

Setelah request 1, read-counter site 1 menjadi 1. Setelah request 2, read-

counter site 3 menjadi 1. Setelah request 3, read-counter site 2 menjadi 1. Setelah

request 4, read-counter site 2 dan site 3 menjadi 1. Request 5 membuat read-counter

site 3 mencapai k=2, site 1 ( primary site) menginisialisai Join Action untuk site 3, 3

menjadi data site baru, kedua counter nya dinisialisasi di site 3. Struktur komunikasi

diperlihatkan pada gambar 2. Setelah request 6, r-write counter site 1 menjadi 1.

Request 6 membuat r-write counter site 2 mencapai k=2, selanjutnya primary site

( site 1) menginisialisasi Reset Action untuk site 2, dan counter site 2 menjadi 0.

Setelah request 7, read-counter site 2 menjadi 1. Setelah request 8, read-counter site

3 menjadi 1. . Setelah request 9, r-write counter site 3 menjadi 1. Request 9 membuat

r-write counter site 1 mencapai k=2, selanjutnya primary site (site 1) menginisialisasi

Switch Action untuk dirinya sendiri, peran utamanya adalah diubah menjadi site 3

(data site lainnya) dan counter site 1 keduanya diubah menjadi 0. Struktur

komunikasi diperlihatkan pada gambar 3.

Gambar 2 Gambar 3

Setelah request 10, read-counter site 1 menjadi 1. Setelah request 11, r-write

counter site 2 menjadi 1 dan request ini membuar r-write counter site 3 mencapai



k=2. Site 3 menginisialisasi Switch Action untuk merubah peran primary site 3 ke site

1 (writer, non data site). Struktur komunikasi sama dengan gambar 1.

3 Isu Praktis

3.1 Kontrol Concurrency

Kontrol concurrency dapat dilakukan sebagai pengikut. Setiap write request

secara exklusif mengunci ( x-lock ) semua replika objek yang tersedia, dan setiap read

request shared lock ( s-lock ) primary site, atau local copy, tergantung pada site yang

melakukan read request . Setiap transaksi yang mengakses objek dieksekusi. Setiap

site mengeksekusi algoritma replikasi data kompetitif (melayani request , inisialisasi

Actions untuk merubah skema replikasi, mengirim pesan seperti yang diminta) antara

mengunci atau membuka objek.

Protokol “read one write all ” sebelumnya melayani one-copy serializability

(lihat [8], [9], dan [10]). Walaupun arti “all (semua)” dalam konteks berubah secara

dinamik, perubahan skema replikasi ketika transaksi berisi pengunci ( lock ), untuk itu

setipa transaksi memiliki gambaran jelas dari skema replikasi sebelum hal tersebutmulai, dan skema replikasi ini tidak dapat diubah oleh tansaksi lain pada saat

eksekusi berlangsung. Oleh karena itu, one-copy serializability sebelumnya dilakukan

dalam kasus replikasi statis.

3.2 Isu Performa Lainnya

Karena peran primary mungkin merubah dari satu site ke lainnya, site s

mungkin mengirim service request ke primary site sebelum s menerima perubahan

informasi primary site. Jika s menerima perubahan pesan primary site sebelum pesan

dieksekusi, kemudian s mengirim kembali request baru ke primary site baru. Jika off-

switched primary site s menerima request yang ditujukan ke primary site, kemudian s

tidak menghiarukan request tersebut.



Dalam algorima replikasi data kompetitif dinamis, write request mungkin

menyebabkan beberapa Exit dan Reset Action pada bebrapa site dalam sebagai bagian

transaksi. Jika Switch tampil sebagai hasil write ini, lalu untuk alasan performa,

semua aksi ini harus selesai sebelum penggantian ( switch). Lainnya, status data site

mungkin ditranmisikan dua kali dari off-switched primary site ke primary site baru.

Ketika primary site p menginisialisasi Join Action untuk non data site, p

mengirim pesan join ke j. Indikasi ini adalah dimanipulasi pada copy objek dikirim ke

j.

Ketika hasil write dalam Exit Action dari data site i, i akan mengirim pesan

exit ke p. indikasi ini dimanipulasi juga, kali ini dalam pernyataan write ke p.

3.3 Kesalahan dan Recovery

Kesalahan non data site tidak berakibatkan pada eksekusi read dan write

request pada site lainnya. Primary site mungkin tidak tahu bahwa ada kesalahan pada

site.

Jika non primary data site i salah, semua x-lock request oleh primary site p

tidak akan akan diakui. Jika p tidak menerima respon dari data site i ke x-lock request , lalu p mengasumsikan bahwa i telah salah. Kemudian p merubah status i ke

0, dan berlanjut.

Jika primary site salah, setiap read request yang diajukan non data site tidak

dapat dilakukan ( s-lock request tidak diakui), dan write request yang diajukan semua

site tidak diakui. Jika sebuah site tidak diakui oleh p, maka site tersebut

mengasumsikan p telah salah,. Semua site, kecuali primary site, akan mengeksekusi

protokol untuk memilih beberapa data site menjadi primary site baru.

Sejak sejumlah copy dari objek berubah sejalan waktu, replikasi dinamis dan

algorima pengalokasian menjadi mudah diserang kesalahan yang mengaburkan akses

terhadap objek. Untuk mengatasi masalah ini, user tidak mungkin membebankan



memaksakan kenyataan dari masalah beberapa copy tidak dapat dikurangi. Jika

sejumlah pemaksaan dilakukan, maka primary site p menolak untuk memerima

keluarnya data site, dan akan mengurangi skema replikasi. Dalam kata lain, p

memberi tahukan site s bahwa exit request dari skema replikasi ditolak, berikutnya,

write terus dilakukan ke s, s lanjut melakukan request walaupun exit dilakukan juga.

Request mungkin dilakukan setelahnya, jika skema replikasi diperluas dalam

sejalannya waktu.

Ketika site s pulih dari kesalahan, prosedur recovery akan mengirim pesan

recovery ke setiap site dalam jaringan. Hanya primary site yang merespon pesan ini.

Site lain akan mengacuhkan pesan ini. Saat menerima pesan ini, p mengasumsikan s

adalah non data site, merubah statusnya menjadi 0, dan menginisialisasikan kedua

counter nya.

4 Analisa Algorima Replikasi Data Kompetitif Dinamis

4.1 Jadwal Request

Sejumlah urutan read-write request dari objek, ψ = o1o2o3…on , disebut jadwal. Berarti pembacaan kesimpulan dari ψ antara write ke i nya dan write ke (1+i)

oleh R(i), dan pembacaan kesimpulan sebelum write pertama oleh R(o). Untuk tepatnya,

penjadwalan

ψ = R(o)ω1 R(1)ω2… ωn R(n)

dimana ωi adalah single write request , R(i) adalah nol atau lebih read request .

Sesunguhnya, read request pada R(i)

mungkin dipesan sebagian. Walaupun

nyatanya read request pada R(i) terjadi berurutan.

4.2 Fungsi Biaya



Biaya komunikasi pemindahan objek antara dua site adalah 1. Oleh Karena itu

skema repliksi berisi site {1,2,3}, dan site 4 membaca objek, kemudian biaya

komunikasi adalah 1. Jika site 4 menulis objek, maka biaya komunikasi adalah 3.

Untuk semua jadwal ψ = o1o2o3…on , didefinisikan konfigurasi jadwal

menjadi urutan skema request

X 0o1 X 1o2…..on X n

Di mana X i, adalah skema replikasi setelah request ke i, dan X o adalah skema replikasi

sebelum request pertama dari jadwal.

Sebuah algoritma replikasi offline adalah yang mengetahui semua jadwal

request , dan mempetakan jadwal menjadi jadwal terkonfigurasi sebelum eksekusi.

Algoritma tersebut dapat mengkonfigurasi jadwal optimal untuk fungsi biaya

berbeda.

Sebuah algoritma replikasi online tidak mengetahui semua jadwal request ,

algorima tersebut mengubah skema replikasi berdasarkan pada permintaan awal. Saat

menerima request oi, sebuah algoritma replikasi online mengkonfigurasi skema

replikasi X i selanjutnya berdasarkan pada memprediksi jadwal dan request oi. dalamkata lain, algoritma tersebut mengkonfigurasi skema replikasi secepatnya setelah

request dilakukan. Untuk read request , biaya komunikasi yang paling efisien untuk

mereplikasi copy up_to-date dalam X i-1 sampai X i, dan untuk melayani request . Untuk

write request , biaya komunikasi menjadi biaya untuk mengrelokasi secara up_to-

date sampai X i. Untuk jadwal ψ = o1o2o3…on , biaya algoritma tersebut, ditunjukkan

COST A(ψ) dijumlahkan semua biaya komunikasi setiap request .

4.3 Perbandingan



Perbandingan adalah cara untuk mengukur performa sebuah algoritma online.

Sebuah algoritma replikasi kompetitif dinamis online adalah algoritma yang biaya

waktu c yang besarnya sama dengan algorimtma replikasi dinamis lainnya untuk

semua penjadwalan. Biasanya, sebuah algoritma replikasi kompetitif dinamis c, P

adalah salah satu dari dua konnstanta c dan d , untuk semua urutan request ψ ,

COST P (ψ) ≤ c.COST A(ψ)+d , di mana A bisa saja algoritma online atau offline.

4.4 Pemaksaan Request

Pemaksaan NBW ( No Blind Write) diperbolehkan, contonya sebuah transaksi

terdapat satu write dari sebuah objek, dan setiap write harus mempunyai setidaknya

satu referensi read contohnya sebuah read untuk objek yang sama yang tampilsebelum write. Pemaksaan ini praktis bertanggung jawab sejak tidak biasamerubah

nilai objek tanpa read objek sebelumnya.

Pemaksaan NBW dikombinasikan dengan mekanisme control persetujuan

yang menggaransi one-copy serializability ([6] dan [7]). Dalam jadwal, untuk setiap

objek O, diantara semua dua write O setidaknya terdapat satu read O. Alasannya

adalah setiap write (dari transaksi T1) tampil diantara write (dari transaksi T2) dan

satu referensi readnya (dari transaksi T2) akan violate serializability.

5 Kesimpulan

Algoritma replikasi data kompetitif dinamis mengadaptasikan skema replkasi

untuk merubah pola read-write. Sebagai contoh, untuk beberapa periode waktu, akses

sebuah objek o dalam sistem terdistribusi mengandung read dan write dari site s, lalu

algoritma tersebut akan memindahkan skema replikasi o termasuk hanya s. Kontras,

jika untuk beberapa periode waktu, semua site dalam sistem terdistribusi melakukan

hanya read dari o, lalu algoritma tersebut akan memindahkan skema replikasi o

termasuk semua site dalam sistem terdistribusi. Penting untuk dicatat bahwa



perubahan ini tampil dalam model terdistribusi, sebagai hasil statistik local pada

setiap site.

Algoritma replikasi data kompetitif dinamis didasarkan dua teknik. Salah

satunya keberadaan primary site, dan yan kedua adalah metode variable read atau

write.

Algoritma replikasi data kompetitif dinamis dilakukan untuk setiap objek

logikal tersendiri adri semua objek logikal. Dengan kata lain, objek yan berbeda

mungkin memiliki skema replikasi yang berbeda dan primary site berbeda.

Algoritma replikasi data kompetitif dinamis ini tidak berisi biaya I/O replikasi

data ke dalam jumlah. Algoritma ini mengoptimalkan fungsi biaya yang

dikombinasikan antara biaya I/O dan biaya komunikasi.

Algotitma Replikasi Data Kompetitif Dinamis

Documents

Transcript of Algotitma Replikasi Data Kompetitif Dinamis