7.2 solutIons on message-passIng sy

7.2 solutIons on message-passIng systems

In the message-passing model of a distributed system, the mutual exclusion problem can be formulated as follows: Consider n(n > 1) processes, numbered 0.. n − 1 forming a distributed system. The topology is a completely connected graph, so that every process can directly communicate with every other process in the system. Each process periodically wants to enter a CS, executes the CS codes, and eventually exits the CS to
do the rest of its work. The problem is to devise a protocol that satisfies the following three conditions:

ME1: [Mutual exclusion] At most, one process can remain in its CS at any time. This is a safety property.
ME2: [Freedom from deadlock] In every configuration, at least one process must be eligible to take an action and enter its CS. This is also a safety property.
ME3: [Progress] Every process trying to enter its CS must eventually succeed. This is a liveness property.






The violation of ME3 is known as livelock or starvation. In such a case, one or more processes may be prevented from entering their CSs for an indefinite period by other processes.
A measure of fairness is the criterion of bounded waiting. Let process i try to enter its CS. Then, the bounded waiting requirement specifies an upper bound on the number of times other contending processes may enter their CSs between two consecutive CS entries by process i. Most message-passing solutions implement FIFO fairness, where processes are admitted to their CS in the ascending order of their request time stamps. It is customary to assume that every process entering its CS eventually exits the CS—thus, process failure or deadlock within the CS is totally ruled out.
Many practical solutions to this problem rely on the existence of a central coordinator that acts as a manager of the CSs. This coordinator can be an extra process or one of the n processes in the system that has been assigned additional responsibilities. Any process trying to enter its CS sends a request to the coordinator and waits for the ack message from the coordinator, which is an approval for entering the CS. Similarly, any process willing to exit its CS sends out a release message. The coordinator monitors the status of the processes and decides when to send the ack to a certain process.
While such a solution is quite intuitive and criteria ME1, ME2, and ME3 can be easily satisfied, it is neither easy nor obvious how to implement FIFO fairness. To realize this, consider that process i sends a request x for entry into its CS and then sends a message m to process j. Process j, after receiving m, sends a request y for entry into its CS. Therefore x ≺ y. However, even if the channels are FIFO, request x may not reach the coordinator before request y. Furthermore, if y reaches the coordinator first, then there is no way that the coordinator can anticipate the arrival of another request x with a lower time stamp.
In this chapter, we disregard centralized solutions using coordinators and present only decentralized algorithms, where every process has equal responsibility in the implementation of mutual exclusion.

Результаты (русский) 1:

7.2 решения систем передачи сообщений В модели распределенной системы передачи сообщений, проблема взаимного исключения можно сформулировать следующим образом: рассмотреть n (n > 1) процессы, пронумерованы от 0... n − 1, формирование распределенной системы. Топология является полностью связный граф, так что каждый процесс может непосредственно взаимодействовать с любым другим процессом в системе. Каждый процесс периодически хочет войти в CS, выполняет коды CS и в конечном итоге выходит из CS в Сделайте остальную часть своей работы. Проблема заключается в том, чтобы разработать протокол, который удовлетворяет следующим трем условиям:ME1: [Взаимное исключение], один процесс может оставаться в его CS в любое время. Это свойство безопасности.Ме2: [Свобода от взаимоблокировки] в каждой конфигурации, хотя бы один процесс должен иметь право принять меры и ввести его CS. Это также безопасности свойство.ME3: [Прогресс] каждый процесс пытается ввести его CS в конечном итоге должны преуспеть. Это свойство живучесть. Нарушение ME3 называется livelock или голода. В таком случае один или несколько процессов могут предотвратить въезд CSs на неопределенный срок с другими процессами.Мера справедливости является критерием ограниченного ожидания. Пусть процесс, я попробуйте ввести его CS. Затем ограниченные ожидания требование определяет верхний предел на число других соперничающих процессы могут ввести их CSs между двумя последовательными CS записей процесса я. Большинство решений для передачи сообщений реализуют FIFO справедливости, где процессы допускаются к их CS в порядке возрастания их отметки времени запроса. Принято считать, что каждый процесс, введя его CS в конечном итоге выходит из CS-таким образом, процесс сбоя или взаимоблокировки в CS полностью правили вне.Многие практические решения этой проблемы полагаются на существование центрального координатора, который выступает в качестве менеджера CSs. Этот координатор может быть дополнительный процесс, или один из n процессов в системе, которые были возложены дополнительные обязанности. Любой процесс, пытается ввести его CS отправляет запрос координатору и ожидает сообщения ack от координатора, который является утверждение для ввода CS. Аналогичным образом любой процесс, готовых выйти из его CS отправляет сообщение release. Координатор следит за состоянием процессов и решает, когда для отправки ack некоторого процесса.Хотя такое решение является очень интуитивным и критерии ME1, Ме2 и ME3 могут быть легко удовлетворены, это не просто не очевидно, как реализовать справедливость FIFO. Для реализации этого, считают этот процесс я посылает запрос x для вступления в ее CS, а затем отправляет сообщение m для обработки Дж. процесс j, после получения m, посылает запрос y для вступления в его CS. Поэтому x ≺ y. Однако даже если каналы FIFO, запроса x не может достичь координатора до запроса y. Кроме того, если y достигает координатора сначала, то нет никакого способа, что координатор может предвидеть прибытие другой запрос x с нижней отметки времени.В этой главе мы игнорировать централизованные решения с помощью координаторов и представляют лишь децентрализованные алгоритмы, где каждый процесс имеет равную ответственность в осуществлении взаимного исключения.

Результаты (русский) 3:

7.2 решения относительно передачи сообщений системыв послании, проходящей модель распределенная система, взаимного отчуждения проблема может быть сформулировано следующим образом: рассмотреть n n > 1) процессы, составляла 0.N - 1, формирование распределенной системы.топология - соединены график, так что каждый процесс могут напрямую общаться с любой другой процесс в системе.каждый процесс периодически хочет ввести CS, исполняет CS кодексов и, в конечном счете, выходы CS -у остальных ее работы.проблема заключается в том, чтобы разработать протокол, который удовлетворяет трех следующих условий:me1: [Mutual Exclusion] в лучшем случае процесс может оставаться в своем CS в любое время.это безопасность имущества.me2: [свободу от тупика] в любой конфигурации, по меньшей мере один процесс должен иметь право принимать решение и ввести его CS.это также является безопасность имущества.me3: [прогресса] каждый процесс, пытающихся проникнуть в его CS, должны в конечном счете успеха.это параметры собственности.нарушение me3 известен как livelock или голода.в таком случае, один или несколько процессов, может быть отказано во въезде на свою CSS на неопределенный срок других процессов.мера справедливости является критерий, ограниченной ждать.пусть процесс, я хочу войти в ее CS.затем, ограниченную ждать требование определяет верхние на количество раз, другие утверждали, процессы могут въезжать в CSS между двумя подряд CS записи процесса. большинство передачи сообщений решения осуществлять FIFO справедливости, где процессы не признал их CS в порядке возрастания их просьбы метки времени.обычно считают, что каждый процесс ввода ее CS в конечном итоге выходы CS, таким образом, процесс отказа или застой в ао является полностью исключены.многие практические решения этой проблемы зависит от наличия центрального координатора, который выступает в качестве руководителя CSS.этот координатор может быть дополнительной процедуры или один из N процессы в системе, которые были возложены дополнительные обязанности.любой процесс, пытаясь проникнуть в его CS посылает запрос на координатора и ждет ACK послание координатора, который является разрешение на въезд в ао.аналогичным образом, любой процесс, готовы выйти его CS является освобождение сообщение.координатор следит за ходом процессов и решает, когда направить ACK для определенного процесса.хотя такое решение вполне понятный и критерии me1, me2, и me3 легко могут быть удовлетворены, это не легко, и не ясно, каким образом осуществлять FIFO справедливости.для реализации этого, считают, что процесс я отправляет запрос X для вступления в ее CS, а затем отправляет сообщение м до процесса J. процесс J, после получения M, отправляет запрос y для вступления в ее CS.поэтому X ≺ Y. однако, даже если каналы FIFO, просьба X может не достичь координатора до просьбы. кроме того, если y достигает координатором, во - первых, тогда нет причин думать, что координатор может ожидать прибытия еще один запрос X с более низкой отметкой времени.в настоящей главе, мы не централизованных решений с использованием координаторов и только децентрализованных алгоритмов, где каждый процесс имеет равную ответственность за осуществление взаимного отчуждения.