6.1.2 Sequentielle Konsistenz (Lamport 1979)

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1 6.1.2 Sequentielle Konsistenz (Lamport 1979) Def.: Sequentielle Konsistenz (sequential consistenc): Effekt/Ergebnisse einer verteilten Programmausführung auf repliziertem Objekt = Effekt/Ergebnisse einer äquivalenten sequentiellen Ausführung auf nichtrepliziertem Objekt (impliziert Serialisierbarkeit des nichtreplizierten Objekts; Bestandteil von one-cop serializabilit [ 7] ) vs

2 sequentiell konsistent: nicht sequentiell konsistent: A B rep.obj. C D A B rep.obj. C D w() w() w() r() w() r() r() r() vs

3 Idee: Totalgeordnete Rundrufe an die Replikatverwalter Ausgezeichneter Replikatverwalter arbeitet als Koordinator wie der Sequencer aus 5.2.3; sein Replikat heißt Primärkopie Änderungen werden zunächst an der Primärkopie vorgenommen und dann an die Sekundärkopien weitergeleitet Sowohl aktive als auch passive Replikation möglich (passiv ist besser, wenn Replikate dnamisch kommen und gehen!) Operationen snchron oder asnchron; falls snchron, wartet Klient auf Quittung des Koordinators Nichtmodifizierende Operation liest unter Umgehung des Koordinators aus der nächstliegenden Kopie! vs

4 Beobachtungen: 1. Jede Kopie hat die gleiche Geschichte. 2. Koordinator ist Engpass es sollte also mehr Leseoperationen als Schreiboperationen geben. 3. Kausalitätstreue und Unabhängigkeitstreue wären gewährleistet, wenn es keine Leseoperationen gäbe (aber dann wäre die Replikation sinnlos!) vs

5 Verletzung der Kausalitätstreue client sec prim sec client inc read vs

6 Modifiziertes Verfahren (Tanenbaum 1995): Durchnumerierung der Versionen des Objekts mit Rundrufzähler des Koordinators Jede Station merkt sich die höchste Versionsnummer, von der sie Kenntnis hat, als lokal aktuelle Versionsnummer a Aktuelle Versionsnummer wird mit jeder Nachricht, die nicht an den Koordinator geht, als Nummer v mitgeschickt Ein Server (außer dem Koordinator), der von einem Klienten eine Nachricht (= Lesewunsch) mit v > a erhält, bearbeitet die Nachricht erst dann, wenn er vom Koordinator eine Nachricht mit der Nummer v erhalten und bearbeitet hat Bemerkung: Versionsnummer = Logische Uhr des Objekts vs

7 Versionierung client sec prim sec client v5 v5 v5 v5 v5 inc read vs

8 Eigenschaften: Sequentielle Konsistenz gewährleistet bei Abwesenheit asnchroner Operationen Achtung: Etwaige Kommunikation unter den Klienten ist nicht kausalitätstreu - sofern nicht durch zusätzliche Maßnahmen gewährleistet (5.2.2) vs

9 Konsistenzverletzung durch asnchrone Operation client sec prim sec client v5 v5 v5 v5 set() get() v5 vs

10 6.1.3 Kausale Konsistenz (Hutto, Ahamad, 1990) Def.: Kausale Konsistenz (causal consistenc): Die Effekte kausal abhängiger Schreiboperationen werden von allen Beteiligten in der gleichen Reihenfolge beobachtet (nämlich in der Kausalfolge) Implementierung: - keine Primärkopie erforderlich - kausal geordnete Rundrufe (5.2.2 ) vs

11 kausale Konsistenz verletzt: kausal konsistent(!): A B rep.obj. C D A B rep.obj. C D w() w() w() w() r() r() r() r() (Schreiboperationen kausal unabhängig) vs

12 Anwendung: - wenn keine nebenläufigen Operationen auf Objekt - oder wenn nebenläufige Operationen kommutieren Def.: Zwei Operationen op1, op2 eines ADT kommutieren, op1 op2, wenn jede nebenläufige Ausführung der Operationen zu den gleichen Ergebnissen und zum gleichen (abstrakten!) Gesamteffekt führt. (Entsprechend für mehr als zwei Operationen.) Beobachtung: Kommutierende Operationen können auf verschiedenen Replikaten in verschiedener Reihenfolge ausgeführt werden! vs

13 Abgeschwächte kausale Konsistenz: Def.: PRAM-Konsistenz (pipelined RAM consistenc): Die Effekte der Schreiboperationen eines Prozesses werden von allen Beteiligten in der Ausführungsreihenfolge beobachtet (d.h. Kausalität nicht prozessübergreifend) Implementierung: FIFO-Rundrufe (5.2.1 ) (mittels einfacher Nachrichtennumerierung) Anwendung: z.b. Protokollieren von wichtigen Ereignissen innerhalb der Prozesse vs

14 PRAM-konsistent: A B rep.obj. C D w() w() w(z) r() r()z r() r()z vs

15 6.1.4 Schwache Konsistenz Beobachtungen: 1. Aktualisieren einer Kopie muss erst dann abgeschlossen sein, wenn sie tatsächlich gelesen wird. 2. Wenn eine Kopie ohne Lesen nacheinander mehrfach überschrieben wird, (ohne Berücksichtigung des aktuellen Werts, z.b. bei passiver Replikation), braucht nur der letzte Schreibvorgang vor dem Lesen ausgeführt zu werden. 3. Solche Situationen sind tpisch für die Manipulation von Objekten unter Sperrsnchronisation die wegen der Nichtsequentialität ohnehin an vielen Stellen erforderlich ist. vs

16 Def.: Schwache Konsistenz (weak consistenc): 1. Snchronisationsobjekte sind sequentiell konsistent. 2. Bei Zugriff eines Prozesses auf ein Snchronisationsobjekt wird sichergestellt, dass a) alle vorangegangenen Schreiboperationen des Prozesses auf allen Replikaten abgeschlossen sind b) alle Schreiboperationen anderer Prozesse auf den lokalen Replikaten abgeschlossen sind M.a.W.: Snchronisationsoperation erzwingt temporäre Konsistenz vs

17 schwach konsistent: A B rep.obj. C D w() w() snc r() snc r() vs

18 Nachteil: Sstem weiß beim snc-aufruf nicht, ob Prozess am Beginn oder am Ende einer Folge von Schreiboperationen. Effizientere Implementierung möglich, wenn zwei getrennte Operationen für Betreten und Verlassen eines kritischen Abschnitts verwendet werden. Daher: vs

19 Def.: (eager) Release Consistenc bei wechselseitigem Ausschluss mit Sperroperationen request(lock)/release(lock) : 1. Im kritischen Abschnitt wird nur auf die lokalen Replikate der manipulierten Objekte zugegriffen. 2. Beim release werden die aktuellen Werte propagiert (passive Replikation), und es wird auf die Bestätigungen von allen Replikaten gewartet. vs

20 Def.: Laz Release Consistenc: Schritt 2 unterbleibt. Stattdessen beschafft sich jeder Prozess bei einem request(lock) die aktuellen Daten vom Prozess mit dem letzten release(lock) (entbehrlich falls gleicher Prozess!) Effekt von Release Consistenc: Sequentielle Konsistenz der unter Sperrsnchronisation manipulierten Objekte (Weitere schwache Konsistenzmodelle siehe Tanenbaum/van Steen 2002) vs

21 freigabe-konsistent : A B rep.obj. C D acq(l) w() w() rel(l) acq(l) r() rel(l) vs