Slides for Chapter 11: Coordination and Agreement From Coulouris, Dollimore and Kindberg Distributed...

Slides for Chapter 11: Coordination and Agreement

From Coulouris, Dollimore and KindbergDistributed Systems:

Concepts and DesignEdition 3, © Addison-Wesley 2001

Instructor’s Guide for Coulouris, Dollimore and Kindberg Distributed Systems: Concepts and Design Edn. 3 © Addison-Wesley Publishers 2000

Figure 11.1A network partition

Crashedrouter


Figure 11.2Server managing a mutual exclusion token for a set of processes

Server

1. Requesttoken

Queue ofrequests

2. Releasetoken

3. Granttoken

4

2

p4

p3p

2

p1


Figure 11.3A ring of processes transferring a mutual exclusion token

pn

p2

p3

p4

Token

p1


Algoritmo de Ricart e Agrawala

Ricart e Agrawala [1981] Implementa exclusão mútua distribuída entre N

processos.usa “multicast” e clocks lógicos

Idéia básica: Processos que requerem entrar em uma seção crítica “multicast” uma mensagem de “request”, e pode entrar somente quando todos os outros processos têm respondido a esta mensagem de “request”.



As condições sob as quais um processo responde a um “request” são projetadas para garantir que as condições ME1(segurança), ME2(vivacidade)-ME3(ordenação) são satisfeitas.

Os processos p1, p2,..., pN arcam com identificadores numéricos distintos.

É assumido existirem canais de comunicação entre os processos e cada processo guarda um clock lógico de Lamport, atualizado de acordo com as regras LC1-LC4 (Cap10 – Tempo em SDs).



Mensagens de “request” são da forma <T,pi>, onde T é o rótulo de tempo do processo enviando o “request” e pi é o identificador do processo que envia o “request”.

Cada processo registra seu estado em uma variável state:

- de estar fora da seção crítica (RELEASED), - esperando entrar na seção crítica (WANTED), - ou estando na seção crítica (HELD)



Se um processo requisita entrar e o estado de todos os processos é RELEASED, então todos os processo responderão imediatamente ao “request” e o processo requerente obterá a entrada na seção crítica.

Se algum processo está em HELD, então aquele processo não responderá a “requests” até que ele tenha terminado sua seção crítica.



E assim, o processo requerente não pode ganhar a entrada enquanto isso.

Se dois ou mais processos requerem entrar ao mesmo tempo em suas seções críticas, então qualquer que seja o processo requerente, aquele que suporta o menor rótulo de tempo será o primeiro a coletar N-1 respostas (replies), concedendo a ele próxima entrada na seção crítica.



Se os “requests” têm rótulos de tempo iguais, os “requests” são ordenados pelos identificadores correspondendo aos processos.

Note que, quando um processo “requests” entrada, ele adia o processamento de “requests” de outros processos até que seu próprio “request” tenha sido enviado e ele tenha registrado o rótulo de tempo T do “request”.

É assim que processos tomam decisões consistentes quando processando “requests”.



O algoritmo alcança a propriedade ME1:Se fosse possível para dois processos pi e pj (i

diferente de j) entrarem nas suas seções críticas ao mesmo tempo, então ambos os processos teriam que ter respondido ao outro.

Mas, visto que, os pares <Ti,pi> e <Tj,pj> são totalmente ordenados, isto se torna impossível.

O algoritmo também satisfaz a ME2 e ME3.


Figure 11.4Ricart and Agrawala’s algorithm

On initializationstate := RELEASED;

To enter the sectionstate := WANTED;Multicast request to all processes; request processing deferred hereT := request’s timestamp;Wait until (number of replies received = (N – 1));state := HELD;

On receipt of a request <Ti, pi> at pj (i ≠ j)if (state = HELD or (state = WANTED and (T, pj) < (Ti, pi)))then

queue request from pi without replying; else

reply immediately to pi;end if

To exit the critical sectionstate := RELEASED;reply to any queued requests;



Para ilustar o algoritmo, considere a Figura 11.5, seguinte.


Figure 11.5Multicast synchronization

p3

34

Reply

34

41

4141

34

p1

p2

ReplyReply



Assuma que p3 não está interessado em entrar na sua seção crítica.

P1 e p2 “requests” entrar concorrentemente.

O rótulo de tempo de p1, T1, é 41.

O rótulo de tempo de p2, T2, é 34.



Quando p3 recebe seus “requests”, ele responde imediatamente, a p1 e a p2.

Quando p2 recebe o “request” de p1, ele descobre que seu próprio “request” tem o rótilo de tempo menor e assim, não “reply”, retendo p1 a esperar.

Contudo, p1 descobre que o “request” de p2 ^tem o rótulo de tempo menor do que o seu próprio “request” e assim responde imediatamente.



No recebimento do segundo “reply”, p2 pode então entar na sua seção crítica.

Quando p2 sai da sua seção crítica, ele responderá ao “request” de p1 e assim, concede a ele a entrada.

Para obter a entrada, o algoritmo proporciona 2(N-1) mensagens, seguidas por (N-1) respostas.

A vantagem do algoritmo é que seu atraso de sincronização é “round-trip syncronization”, ou seja, somente sobre o tempo de ida-e-volta para transmissão das mensagens “requests” e “replies”.


Figure 11.6Maekawa’s algorithm – part 1

On initializationstate := RELEASED;voted := FALSE;

For pi to enter the critical sectionstate := WANTED;Multicast request to all processes in Vi – {pi};Wait until (number of replies received = (K – 1));state := HELD;

On receipt of a request from pi at pj (i ≠ j)if (state = HELD or voted = TRUE)then

queue request from pi without replying; else

send reply to pi;voted := TRUE;

end if Continues on next slide


Figure 11.6Maekawa’s algorithm – part 2

For pi to exit the critical sectionstate := RELEASED;Multicast release to all processes in Vi – {pi};

On receipt of a release from pi at pj (i ≠ j)if (queue of requests is non-empty)then

remove head of queue – from pk, say; send reply to pk;voted := TRUE;

else voted := FALSE;

end if


Figure 11.7A ring-based election in progress

24

15

9

4

3

28

17

24

1

Note: The election was started by process 17.The highest process identifier encountered so far is 24. Participant processes are shown darkened


Figure 11.8The bully algorithm

p1 p2

p3

p4

p1

p2

p3

p4

Ccoordinator

Stage 4

C

election

electionStage 2

p1

p2

p3

p4

C

election

answer

answer

electionStage 1

timeout

Stage 3

Eventually.....

p1

p2

p3

p4

election

answer

The election of coordinator p2, after the failure of p4 and then p3


Figure 11.9Open and closed groups

Closed group Open group


Figure 11.10Reliable multicast algorithm


Figure 11.11The hold-back queue for arriving multicast messages

Messageprocessing

Delivery queueHold-back

queue

deliver

Incomingmessages

When delivery guarantees aremet


Figure 11.12Total, FIFO and causal ordering of multicast messages

F3

F1

F2

T2T1

P1 P2 P3

Time

C3

C1

C2

Notice the consistent ordering of totally ordered messages T1 and T2, the FIFO-related messages F1 and F2 and the causally related messages C1 and C3 – and the otherwise arbitrary delivery ordering of messages.


Figure 11.13Display from bulletin board program

Bulletin board: os.interesting

Item From Subject

23 A.Hanlon Mach

24 G.Joseph Microkernels

25 A.Hanlon Re: Microkernels

26 T.L’Heureux RPC performance

27 M.Walker Re: Mach

end


Figure 11.14Total ordering using a sequencer


Figure 11.15The ISIS algorithm for total ordering

21

1

2

2

1 Message

2 Proposed Seq

P2

P3

P1

P4

3 Agreed Seq

3

3


Figure 11.16Causal ordering using vector timestamps


Figure 11.17Consensus for three processes

1

P2

P3 (crashes)

P1

Consensus algorithm

v1=proceed

v3=abort

v2=proceed

d1:=proceed d2:=proceed


Figure 11.18Consensus in a synchronous system


Figure 11.19Three byzantine generals

p1 (Commander)

p2 p3

1:v1:v

2:1:v

3:1:u

p1 (Commander)

p2 p3

1:x1:w

2:1:w

3:1:x

Faulty processes are shown shaded


Figure 11.20Four byzantine generals

p1 (Commander)

p2 p3

1:v1:v

2:1:v3:1:u

Faulty processes are shown shadedp4

1:v

4:1:v

2:1:v 3:1:w

4:1:v

p1 (Commander)

p2 p3

1:w1:u

2:1:u3:1:w

p4

1:v

4:1:v

2:1:u 3:1:w

4:1:v

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