Реферат: Распределенные алгоритмы
(3) Недетерменизм. Централизованная программа может описывать вычисления, поскольку они разворачиваются из некоторого ввода недвусмысленно; имея данную программу и ввод, только одиночное вычисление возможно. Напротив, выполнение распределенной системы обычно не -детерминировано, из-за возможных различий в быстродействии выполнения компонентов системы.
Рассмотрим ситуацию, где процесс сервера может получать запросы из неизвестного числа процессов пользователя. Сервер не может приостановить обработку запросов, пока все запросы не были получены, потому что не известно, сколько сообщений прибудет. Следовательно, каждый запрос должен быть обработан немедленно, и порядок обработки - порядок, в который запросы прибывают. Порядок, в котором клиентура посылает их запросы, может быть известен, но поскольку задержки передачи не известны, запросы могут прибывать в различном порядке.
Комбинация недостатка знания относительно глобального состояния, недостаток глобального кадра времени, и недетерменизм делает проект распределенных алгоритмов запутанным ремеслом, потому что три аспекта вмешиваются несколькими способами. Понятия времени и состояния очень связаны; в централизованных системах понятие времени может быть определено, рассматривая последовательность состояний, принятых системой в течение выполнения. Даже при том, что в распределенной системе глобальное состояние может быть определено, и выполнение может рассматриваться как последовательность глобальных состояний (Определение 2.2), это представление имеет ограниченное использование, так как выполнение может также быть описано другими последовательностями глобальных состояний (Теорема 2.21). Те альтернативные последовательности обычно состоят из различных глобальных состояний; это придает утверждению "система, принимала это или то состояние в течение выполнения " очень сомнительное значение. Недостаток знания относительно глобального состояния мог бы компенсироваться, если было возможно предсказать это глобальное состояние из алгоритма, который выполняется. К сожалению, это не возможно из-за свойственного недетерменизма в выполнении распределенных систем.
Рис. 1.5 Упрощенная сетевая архитектура
1.3.2 Пример: Связь с одиночным сообщением
Мы проиллюстрируем трудности, налагаемые недостатком знания относительно глобального состояния и недостатка глобального кадра, с помощью примера, обсужденного Beisnes [Bel76l, а именно надежный обмен информацией через ненадежную среду. Рассмотрим два процесса a и b, связанных сетью передачи данных, которая передает сообщения от одного процесса до другого. Сообщение может быть получено в произвольно длительное время после того, как оно послано, оно может также быть потеряно в целом в сети. Надежность связи увеличивается при использовании сетевых процедур управления (NCPs), через который a и b обращаются к сети. Процесс a инициализирует связь, передавая информационный модуль m к NCP A. Взаимодействие между NCPs (через сеть передачи данных, DN) должно гарантировать, что информация m передана в процесс b (NCP B), после которого a уведомляется относительно доставки (через NCP A). Структура связи изображена в Рисунке 1.5. Даже если только одиночный информационный модуль должен транспортироваться от a до b, ненадежность сети вынуждает NCP A и NCP B вовлекаться в сеанс связи, состоящий из нескольких сообщений. Они поддерживают информацию состояния относительно этого сеанса связи, но потому что число возможных партнеров сеанса связи для каждого процесса большое, то требуется, чтобы информация состояния была отброшена после того, как обмен сообщениями завершен. Инициализация информации состояния называется открытие, и ее отбрасывание называется закрытием сеанса связи. Заметьте, что после закрытия сеанса связи, NGP находится в точно том же самом состоянии как и перед открытием его; это называется закрытым состоянием. Информационный модуль m., говорят, потерян, если a получил уведомление от b, но модуль фактически не был никогда передан к b. Модуль m, говорят, дублирован если он был передан дважды. Надежные механизмы связи предотвращают и потери и дублирования. Принимается, что NCPs могут терпеть неудачу, после которой они перезапускаются в закрытом состоянии (действительно теряя всю информацию относительно открытого в настоящее время сеанса связи).
Никакая надежная связь не достижима. Как первое наблюдение, может быть показано, что независимо от того, как запутанно NCPs разработаны, не возможно достигнуть полностью надежной связи. Это наблюдение может быть сделано независимо от проекта сети передачи данных или NCPs и только полагается на предположение, что NCP может терять информацию относительно активного сеанса связи. Чтобы видеть это, предположим, что после того, как инициализация связи a, NCP и NCP В запускает разговор(сеанс связи), в течение которого NCP В доставляет м. b после получения сообщения М. из NCP A. Рассмотрите случай где NCP В сбоями и перезапущен в закрытом состоянии после того, как NCP послал сообщение, м. В этой ситуации, ни NCP ни NCP В не может сообщать, был ли м. уже поставлен, когда NCP В потерпел крах; NCP, потому что это не может наблюдать события в NCP В (недостаток знания относительно глобального состояния) и NCP В, потому что это потерпело крах и было перезапущено в закрытом состоянии. Независимо от того, как NCPs продолжают их разговор(сеанс связи), ошибку можно представлять. Если NCP посылает сообщение NCP В, снова и NCP В доставляет сообщение, дублирование может возникать. Если сообщение к дано без поставки, потеря может возникать. Мы теперь оценим несколько возможных проектов NCPs относительно возможности потери или дублирования сообщений. Мы пробуем разрабатывать протоколы таким способом, которым потерь избегают в любом случае.
Cеанс связи с одним сообщением. В самом простом возможном проекте, NCP А посылает данные, неизменные через сеть, сообщает об этом a, и закрывается, в одиночном действии после инициализации. NCP В всегда доставляет сообщение, которое он получает, к b и закрывается после каждой доставки. Этот протокол представляет потерю всякий раз, когда сеть отказывается доставлять сообщение, но не имеется никакой возможности введения дублирований.
Cеанс связи с двумя сообщениями. Ограниченная защита против потери сообщений предлагается добавлением подтверждений к протоколу. В нормальном сеансе связи, NCP А посылает сообщение данных (данные, m) и ждет получения сообщения подтверждения (ack) из NCP B. Когда это сообщение получено, NCP А закрывает сеанс связи. NCP B, после получения сообщения (данные, m), доставляет m к b, отвечает сообщением (ack), и закрывается. Подводя итоги, можно сказать, что свободный от ошибок сеанс связи состоит из трех событий.
1. NCP А send (данные, m)
2. NCP B receive (данные, m), deliver m., send (ack), close
3. NCP А receive (ack), notify, close.
Возможность потери сообщения данных вынуждает NCP А посылать (данные, m) снова, если подтверждение не получено после некоторого времени. (Из-за недостатка знания относительно глобального состояния, NCP А не может наблюдать, были ли (данные, m) потеряны, (ack) был потерян, или NCP B потерпел крах между получением (данные, m) и посылкой (ack).) К этому моменту, NCP A ждет получения подтверждения в течение ограниченного количества времени, и если никакое такое сообщение не получено, таймер переполняется и происходит таймаут. Может быть легко замечено, что эта опция перепередачи представляет возможность дубликата, а именно, если не первоначальное сообщение данных, а подтверждение было потеряно, как в следующем сценарии:
1. NCP A send ( data, m)
2. NCP B receive (data, m), deliver m, send (ack), close
3. DN ( ack ) is lost
4. NCP A timeout, send ( data, m)
5. NCP B receive (data, m), deliver m, send (ack), close
6. NCP A receive (ack), notify, close
Но подтверждения представляют не только возможность дубликатов, они также терпят неудачу, чтобы уберечь против потерь, как следующий сценарий показывает. Процесс а предлагает два информационных модуля, m1 и m2, для передачи.
1. NCP A send ( данные, m1 )
2. NCP B receive (данные, m1), deliver m1, send (ack), close
3. NCP A timeout, send ( данные, m1 )
4. NCP B receive (данные, m1), deliver m1, send (ack), close
5. NCP A receive (ack), notify, close
6. NCP A send ( данные, m2)
7. DN ( данные, m2 ) is lost
8. NCP A receive (ack) (step 2), notify, close
Сообщение m1 дублировано как в предыдущем сценарии, но первое подтверждение было доставлено медленно, а не потеряно, вызывая потерю более позднего информационного модуля. Медленная доставка не обнаружена из-за недостатка глобального времени. Проблема надежной связи между процессами может быть решена более легко, если принято слабое понятие глобального времени, а именно, существует верхняя граница T задержки передачи любого сообщения, посланного через сеть. Это называется глобальным предположением синхронизации, потому что это порождает временное отношение между событиями в различных узлах (а именно, посылка NCP А и получение NCP B). Получение сообщений от более ранних сеансов связи может быть предотвращено в этом протоколе закрытием сеанса связи в NCP А только через 2T после посылки последнего сообщения.
Страницы: 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10, 11, 12, 13, 14, 15, 16, 17, 18, 19, 20, 21, 22, 23, 24, 25, 26, 27, 28, 29, 30, 31, 32, 33, 34, 35, 36, 37, 38, 39, 40, 41, 42, 43, 44, 45, 46, 47, 48, 49, 50, 51, 52, 53, 54, 55, 56, 57, 58, 59, 60, 61, 62, 63, 64, 65, 66, 67, 68, 69, 70, 71, 72, 73, 74, 75, 76, 77, 78, 79, 80, 81, 82, 83, 84, 85, 86, 87, 88, 89, 90, 91, 92, 93, 94, 95, 96, 97, 98, 99, 100, 101, 102, 103, 104, 105
