Semester Ganjil 2014 Fak. Teknik Jurusan Teknik Informatika Universitas Pasundan. Caca E. Supriana, S.Si.,MT.

Transkripsi

1 Semester Ganjil 2014 Fak. Teknik Jurusan Teknik Informatika Universitas Pasundan Caca E. Supriana, S.Si.,MT.

2 Materi 1. Pengantar 2. Recovery Manager 3. Log based Recovery 4. Media Failure 5. Shadow Paging 2

3 1. Pengantar Semua database yang membaca / menulis berada dalam sebuah transaksi Transaksi memiliki properti"acid (S) Atomicity i seluruh instruksi i atau tidak Konsistensi menjaga integritas basis data Isolasi mengeksekusi k seolah olah lh lh mereka berjalan sendiri Durability hasilnya tidak akan kalah oleh kegagalan Pemulihan subsistem menjamin Atomicity & Durability Kontrol konkurensi menjamin Isolasi Program aplikasi menjamin Konsistensi 3

4 Tujuan Recovery Sebuah database dapat menjadi tidak konsisten karena kegagalan transaksi (abort) kegagalan sistem database (mungkin disebabkan oleh kerusakan OS) Media crash (disk data rusak) Sistem pemulihan memastikan database berisi persis update tersebut dan dihasilkan oleh transaksi yang dilakukan yaitu atomicity dan daya tahan, meskipun kegagalan 4

5 Storage Model Database Stabil dapat bertahan dari kegagalan sistem Cache (volatile) berisi salinan dari beberapa halaman yang hilang oleh kegagalan sistem Fetch, Flush Pin, Unpin, Deallocate Read, Write Stable Database Log Cache Manager Read, Write Cache 5

6 Cache Cache adalah komponen yang menyimpan data secara transparan sehingga permintaan selanjutnya untuk data yang dapat dilayani lebih cepat. Data yang disimpan dl dalam cache mungkin nilai nilai l yang telah dihitung sebelumnya atau duplikat dari nilai nilai asli yang disimpan di tempat lain. Jika data yang diminta terkandung dalam cache (cache hit), permintaan ini dapat dilayani dengan hanya membaca cache, yang relatif lebih cepat. Jika tidak (cache miss), data harus menghitung ulang atau diambil dari lokasi penyimpanan aslinya, yang relatif lebih lambat. Oleh karena itu, semakin besar jumlah permintaan yang dapat dilayani dari cache, semakin cepat kinerja sistem secara keseluruhan menjadi. 6

7 Cache (lanjutan) Hardware mengimplementasikan cache blok memori untuk penyimpanan sementara data yang mungkin akan digunakan lagi. CPU dan hard drive sering menggunakan cache, seperti halnya web browser dan server web. Cache terdiri dari pool (kumpulan) entri. Setiap entri memiliki datum (sepotong data) salinan datum yang sama di beberapa tempat penyimpanan. Setiap entri juga memiliki tag, yang menentukan identitas datum di tempat penyimpanany ang masuk adalah salinan. 7

8 Stable Storage Write (P) akan menimpa seluruh isi P pada disk Jika Write tidak berhasil, kesalahan mungkin terdeteksi pada Read berikutnya..., misalnya Page checksum error halaman rusak... atau mungkin tidak Write dengan benar, write ke lokasi yang salah Write merupakan operasi yang atomik sehubungan dengan kegagalan dan keberhasilan pelaksanaan yang dapat ditentukan dengan prosedur pemulihan. 8

9 Cache dibagi menjadi slot berukuran page. Setiap slot akan mengatakan jika page itu diperbarui sejak terakhir ditulis ke disk. Jumlah pin memberitahu jumlah pin ops tanpa unpins Page Dirty Bit Cache Address Pin Count P P P Fetch(P) - read P ke dalam cache slot. Mengembalikan alamat slot. Flush(P) - Jika P s slot dirty dan unpinned, tulis ke disk Pin(P) membuat pin tidak bisa di Flush. Deallocate P dapat digunakan kembali 9

10 Manajer Record adalah dlh pengguna utama dari cache manajer. Setelah memanggil Fetch (P) dan Pin (P), ia mengendalikan akses ke catatan pada halaman. Database System Query Optimizer Query Executor Access Method (record-oriented files) Page-oriented Files Database Fetch, Flush Pin, Unpin, Deallocate Recovery manager Cache manager Page file manager 10

11 Log Sebuah catatan file sekuensial menggambarkan update : alamat halaman diperbarui id transaksi ki yang melakukan lkk update sebelum gambar dan setelah gambar halaman Setiap kali memperbarui cache, juga update log Log catatan untuk Commit (Ti) dan Abort (Ti) Beberapa sistem lama berpisah sebelum gambar dan setelah gambar ke dalam file log yang terpisah. Jika konflik op i dengan dan mengeksekusi sebelum op k, maka catatan log op i yang harus mendahului catatan log op k ini pemulihan akan memutar ulang operasi dalam rangka log record 11

12 Log Dengan catatan operasi granularity, kunci jangka pendek, yang disebut kait, mengontrol update record bersamaan ke halaman yang sama: Fetch(P) read P into cache Pin(P) write lock (P) latch P update P log the update to P unlatch P Unpin(P) ensure P isn t flushed for two phase locking get exclusive access to P update P in cache Tidak ada deadlock untuk kait. append it to the log release exclusive access allow P to be flushed 12

13 2. Recovery Manager Processes Commit, Abort and Restart Commit(T) Menulis page T yang diperbarui untuk penyimpanan atomik stabil, bahkan jika sistem crash. Abort(T) ( ) Undo penulisan T Restart t = recover dari system failure Abort semua transaksi yang tidak dilakukan pada saat kegagalan sebelumnya Perbaiki penyimpanan stabil sehingga mencakup semua transasksi berkomitmen menulis dan tidak ada yang tidak mengikat (sehingga dapat dibaca oleh lh transaksi ki baru) 13

14 Recovery Manager Model Transaction 1 Transaction 2 Transaction N Read, Write Stable Database Log Commit, Abort, Restart Pin, Unpin Fetch Cache Manager Recovery Manager Flush Deallocate Read, Write Cache Read, Write Fetch, dealloc for normal operat n Restart uses Fetch, Pin, Unpin 14

15 Implementasi Abort(T) Misalkan T menulis page P. Jika P tidak ditransfer ke penyimpanan yang stabil,? Kemudian DEALLOCATE Slot cache Jika dipindahkan, maka before image P harus dalam penyimpanan stabil (tidak bisa membatalkan setelah kegagalan sistem) Undo Rule Jangan flush update mengikat P hingga P before image stabil. (Memastikan membatalkan adalah mungkin.) Write Ahead Log Protocol Jangan... sampai P before image di log 15

16 Menghindari Undo Menghindari i masalah lh tersirat oleh lh Undo Rule dengan tidak pernah flush update uncommitted. Menghindari logging stabil before image Tidak perlu membatalkan update setelah kegagalan sistem Sebuah algoritma pemulihan membutuhkan pembatalan jika pembaruan dari transaksi uncommitted dapat memerah. Biasanya disebut mencuri algoritma, karena memungkinkan halaman cache yang kotor akan "dicuri." 16

17 Implementasi Commit(T) Commit harus atomik. Jadi harus dilaksanakan k oleh lh write disk. Misalkan T menulis P, T berkomitmen, dan kemudian sistem gagal. P harus dalam penyimpanan yang stabil. Redo aturan a Jangan melakukan a transaksi s sampai after image dari semua page yang terdapat pada penyimpanan yang stabil (dalam database atau log). (Memastikan Redo adalah dlh mungkin.) Sering disebut aturan Force At Commit 17

18 Menghindari Redo Untuk menghindari redo, flush semua update T ke database stabil. (Mereka harus dalam penyimpanan stabil.) Biasanya disebut algoritma Force, karena update dipaksa untuk disk sebelum Commit. Sangat mudah, karena tidak perlu pembukuan stabil afterimage Sebaliknya, algoritma pemulihan membutuhkan mengulang jika transaksi dapat melakukan sebelum semua pembaruan yang berada dalam database yang stabil. 18

19 Menghindari Undo dan Redo Untuk menghindari undo dan redo yang pernah flush update uncommitted (untuk menghindari pembatalan), dan flush semua update T ke database stabil sebelum dilakukan (untuk menghindari redo). Oleh karena itu perlu menginstal semua update transaksi ke dalam database yang stabil dalam menulis ke sebuah disk Hal ini dapat dilakukan, tetapi tidak efisien untuk transaksi pendek dan update record level. 19

20 Implementasi Restart Untuk pulih dari kegagalan sistem Abort transaksi yang gagal Untuk setiap transaksi berkomitmen, ulangi update yang ada di log bukan database stabil Melanjutkan proses transaksi normal Operasi idempotent banyak eksekusi operasi memiliki efek yang sama sebagai salah satu eksekusi Restart harus idempotent. Jika itu terganggu oleh kegagalan, maka kembali mengeksekusi k dari awal. Restart kontribusi untuk ketersediaannya. 20

21 3. Log based Recovery Logging adalah mekanisme yang paling populer untuk menerapkan algoritma pemulihan. Manajer pemulihan mengimplementasikan : Commit by writing a commit record to the log and flushing the log (satisfies the Redo Rule) Abort by using the transaction s log records to restore beforeimages Restart by scanning the log and undoing and redoing operations as necessary Algoritma yang cepat karena mereka menggunakan logika sekuensial I/O di tempat database acak I/O. Algoritma sangat mempengaruhi TP dan Restart kinerja. 21

22 4. Media Failures Kegagalan Media adalah hilangnya beberapa penyimpanan stabil. Kebanyakan Kb disk telah lh MTBF (mean time between failure)lebih dari 10 tahun Namun, jika Anda memiliki 10 disk... Jadi shadow disk menjadi penting Menulis ke kedua salinan. Handshake antara penulisan ke disk untuk menghindari mode kegagalan umum (misalnya listrik mati) Layanan setiap membaca dari satu salinan Untuk memunculkan bayangan baru Menyalin trek dari disk yang baik ke disk baru, satu per satu Sebuah Write pergi ke kedua disk jika lagu tersebut telah disalin Read yang pergi ke disk yang baik, sampai trek disalin 22

23 RAID RAID (redundant array of independent disks) adalah teknologi virtualisasi penyimpanan data yang menggabungkan beberapa komponen disk drive ke dalam sebuah unit logis untuk tujuan redundansi data atau peningkatan Menggunakan array dari N disk secara paralel Sebuah stripe adalah array dari blok ke i dari setiap disk Sebuah stripe dipartisi sebagai berikut: M data blocks N-M error correction blocks 23

24 Dimana Menggunakan Disk redundansi? Lebih baik untuk kedua DB dan log Tapi setidaknya untuk log dalam algoritma undo, itu satu satunya tempat yang memiliki tertentu sebelum image dl dalam algoritma redo, itu satu satunya tempat yang memiliki tertentu setelah image Jika tidak memiliki shadow log, itu adalah titik tunggal kegagalan 24

25 5. Shadow Paging Shadow paging adalah teknik untuk memberikan atomicity dan durability (dua dari sifat ACID) dalam sistem database. Halaman dalam konteks ini mengacu pada unit penyimpanan fisik (mungkin pada hard disk), biasanya dari urutan (order) ke byte. Shadow paging adalah teknik copy on write untuk menghindari penempatan p update page. Sebaliknya, saat halaman harus dimodifikasi, shadow paging dialokasikan. Karena halaman bayangan tidak memiliki referensi (dari halaman lain pada disk), dapat dimodifikasi secara bebas, tanpa memperhatikan kendala konsistensi, dll. Ketika page siap menjadi durable, semua halaman asli diperbarui untuk merujuk halaman pengganti yang baru sebagai gantinya. Karena halaman tersebut "diaktifkan" hanya bila sudah siap, itu berarti menjadi atomik. 25

26 Shadow Paging (lanjutan) Setiap file F dikelola melalui tabel halaman Setiap transaksi T update F melalui tabel halaman pribadi Commit T dengan mengganti tabel halaman publik oleh salah satu private D I S K Initial State Master a b Pt[a,1] Pt[b,1] P1a old P2a old P1b old P2b old P1a new P2a new P2b new Pt[a,2] [,] Pt[b,2] Main Memory 26

27 Shadow Paging (lanjutan) D I S K Initial State Master a b Pt[a,1] P1a old P2a old Pt[b,1] P1b 1 old 2 3 P2b... old P1a new P2a new P2b new Pt[a,2] Pt[b,2] Master a b Master Pointer To commit, replace this pointer by this one 27

28 Shadow Paging (lanjutan) Untuk mengunci halaman, harus mengunci setiap tabel halaman sementara memperbarui pointer dan mentransfer ke disk. Mempertimbangkan diperbaruinya dua transaksi dari halaman yang berbeda dari file yang sama dan melakukan secara bersamaan. menghitung update disk per transaksi 28