Verteilte Systeme. Synchronisation II. Prof. Dr. Oliver Haase

Transkript

1 Verteilte Systeme Synchronisation II Prof. Dr. Oliver Haase 1

2 Überblick Synchronisation 1 Zeit in verteilten Systemen Verfahren zum gegenseitigen Ausschluss Synchronisation 2 Globale Zustände Wahlalgorithmen 2

3 globale Zustände 3

4 Überblick Globale Zustände und deren Anwendung Distributed Snapshot Der Begriff des Cut Der Algorithmus von Lamport und Chandy Beispiel Zusammenfassung 4

5 Globale Systemzustände Manche Anwendungen müssen über den Gesamtzustand des verteilten Systems Bescheid wissen Gesamtzustand des Systems besteht aus lokalen Zuständen der Einzelkomponenten (deren Prozesse) und allen Nachrichten, die sich zur Zeit in der Übertragung befinden. Diesen Zustand exakt zur selben Zeit zu bestimmen ist so unmöglich wie die exakte Uhrensynchronisation es lässt sich kein globaler Zeitpunkt festlegen, an dem alle Prozesse ihre Zustände festhalten sollen (jeder Prozess hat seine eigene Uhr) 5

6 Anwendungsbeispiel I verteilte Speicherbereinigung P1 P2 Nachricht Welche Objekte können speicherbereinigt werden? 6

7 Anwendungsbeispiel II Deadlock Erkennung P1 warten auf S1 P2 S2 S1 warten auf S2 7

8 Distributed Snapshot Wie kann man nun den globalen Zustand eines verteilten Systems ermitteln? Lösung von Chandy und Lamport (1985): nimm lokale Snapshots in Einzelkomponenten zu (potentiell) unterschiedlichen Zeiten, aber so dass alle zusammen konsistent sind. Konsistenz bedeutet insbesondere: Wenn festgehalten wurde, dass P eine Nachricht m von Q empfangen hat, dann muss auch festgehalten sein, dass Q diese Nachricht geschickt hat. Sonst kann das System nicht in diesem Zustand gewesen sein (siehe Happens-Before-Relationship). 8

9 Distributed Snapshot Anders ausgedrückt: Die Einzelkomponenten dürfen ihre lokalen Snapshots zu unterschiedlichen Zeitpunkten machen, solange die Happens-Before-Relationship nicht verletzt ist, d.h. solange für jede Nachricht m von Q nach P eine der folgenden Bedingungen gilt: send(m) Snapshot(Q), receive(m) Snapshot(P) send(m) Snapshot(Q), receive(m) Snapshot(P) send(m) Snapshot(Q), receive(m) Snapshot(P) 9

10 Consistent vs. Inconsistent Cut Definition der Konsistenz über den sog. Cut, der für jeden Prozess das letzte aufgezeichnete Ereignis angibt. P 1 P 2 m 1 m 2 m 3 m3 in der Übertragung OK P 3 (a) Consistent Cut P 1 P 2 m 1 m 2 m 3 Senden von m2 fehlt nicht OK P 3 (b) Inconsistent Cut 10

11 Lamport/Chandy-Algorithmus Voraussetzung: alle Prozesse sind paarweise über FIFO-Kanäle miteinander verbunden. Ein oder mehrere Prozesse starten den Algorithmus zur Feststellung eines Systemzustands, so dass gleichzeitig immer mehrere Snapshots erstellt werden können. Das System läuft unterdessen ungehindert weiter. Die Prozesse verständigen sich über Markierungsnachrichten über die Notwendigkeit der Speicherung eines Systemzustands. 11

12 Prozessmodell aus: [Tanenbaum, van Steen. Verteilte Systeme: Grundlagen und Paradigmen] 12

13 Lamport/Chandy-Algorithmus Für jeden Prozess Pi Wenn eine Markierung über Eingangskanal c eingeht, dann falls sich Pi nicht im Aufzeichnungsmodus befindet, dann - speichere lokalen Zustand von Pi - speichere den Zustand von c als leere Liste - starte Aufzeichnungsmodus für alle anderen Eingangskanäle - sende Markierungen in alle Ausgangskanäle sonst - speichere den Zustand von c als die Liste aller im Aufzeichnungsmodus über c eingegangene Nachrichten - beende Aufzeichnungsmodus für c - falls keine weiteren Eingangskanäle im Aufzeichnungsmodus, sende lokalen Snapshot an Initiator 13

14 Lamport/Chandy-Algorithmus Für den initiierenden Prozess: speichere lokalen Zustand starte Aufzeichnungsmodus für alle Eingangskanäle sende Markierungen in alle Ausgangskanäle 14

15 Ablauf des Algorithmus (b) Q initiiert Snapshot: speichert lokalen Zustand, schaltet Aufzeichnen des Eingangskanals an und schickt Marker in alle Ausgangskanäle (c) Q zeichnet eingehende Nachrichten auf (d) Nach Empfang eines Markers auf allen Eingangskanälen beendet Q die Kanalaufzeichnung und den lokalen Snapshot 15

16 Zusammenfassung Es ist unmöglich, einen globalen Systemzustand gleichzeitig aufzuzeichnen. Der Algorithmus von Lamport und Chandy macht einen Distributed Snapshot. Dieser Snapshot hat möglicherweise so nie genau als Systemzustand stattgefunden, aber er ist konsistent. 16

17 Wahlalgorithmen 17

18 Überblick Zweck von Auswahlalgorithmen Bully-Algorithmus Ring-Algorithmus Wahl-Algorithmus für Ad-hoc-Netze 18

19 Zweck von Auswahlalgorithmen In vielen verteilten Algorithmen benötigt man einen Prozess, der eine irgendwie geartete besondere Rolle spielt, z.b. als Koordinator, Initiator oder Monitor. Die Aufgabe eines Auswahlalgorithmus ist es, einen Prozess unter vielen gleichartigen zu bestimmen, der diese Rolle übernimmt. Wichtigstes Ziel: am Ende der Wahl sind sich alle darüber einig, wer der neue Koordinator ist. 19

20 Allgemeines Prinzipielles Vorgehen: Jeder Prozess hat eine Nummer, die allen anderen Prozessen bekannt ist. Kein Prozess weiß, welcher andere Prozess gerade funktioniert oder nicht läuft. Alle Algorithmen wählen den Prozess mit der höchsten Nummer aus. Der Weg kann sehr unterschiedlich sein. Bekannte Wahlalgorithmen Bully-Algorithmus Ring-Algorithmus Wahlalgorithmus für Ad-hoc-Netze 20

21 Bully-Algorithmus Wenn ein Prozess P feststellt, dass der augenblickliche Koordinator nicht mehr reagiert, startet er den Auswahlprozess: P schickt eine AUSWAHL-Nachricht an alle Prozesse mit höherer Nummer Bekommt er keine Antwort, ist er der neue Koordinator. Bekommt er eine Antwort, ist seine Aufgabe erledigt. Alle Prozesse, die P geantwortet haben, führen ihrerseits dasselbe Verfahren durch. 21

22 Bully-Algorithmus: Beispiel

23 Ring-Algorithmus Für diesen Algorithmus sind die Prozesse logisch in Form eines Rings organisiert, d.h., jeder Prozess besitzt einen Vorgänger und einen Nachfolger entsprechend aufsteigender Prozessnummern. Wenn ein Prozess feststellt, dass der Koordinator nicht mehr funktioniert, sendet er eine AUSWAHL-Nachricht an den nächsten erreichbaren Nachfolger in den Ring, in die er sich als ersten einträgt. Jeder weitere aktive Prozess fügt sich selbst in die Liste ein. Wenn die Nachricht wieder beim Initiator eintrifft, wandelt er diese in eine KOORDINATOR-Nachricht um, die den neuen Koordinator und die aktiven Mitglieder enthält. 23

24 Ring-Algorithmus: Beispiel 0 [2,3,4,5,6,0] 7 1 [2,3,4,5,6,0,1] [2,3,4,5,6] Koordinator 6 2 [2,3,4,5] [2] 5 3 [2,3,4] 4 [2,3] 24

25 Wahl-Algorithmus für Ad-hoc-Netze Situation: Netztopologie ändert sich rasch, z.b. drahtlose Netze unstrukturierte P2P-Netze mit hoher Churnrate Ziel: Finden eines besten Anführers Vereinfachende Annahme: Knoten bewegen sich nicht Grundidee: spanne dynamisch Baum auf, propagiere jeweils besten Anführer pro Teilbaum zurück zur Wurzel 25

26 Algorithmus 1. Phase: Baum aufspannen Ein Knoten, QUELLE, sendet WAHL-Nachricht an alle direkten Nachbarn (z.b. im Funkbereich befindliche Knoten) Wenn Knoten erste WAHL-Nachricht empfängt, bestimmt er Sender als seinen Elterknoten sendet er WAHL-Nachricht an alle seine Nachbarn außer Elterknoten Wenn Knoten weitere WAHL-Nachricht empfängt, quittiert er lediglich deren Empfang. 26

27 Algorithmus 2. Phase: Ergebnis zur Wurzel propagieren Wenn ein Knoten Q nur Quittungen erhält, dann ist er Blattknoten gibt er seine wahlrelevanten Eigenschaften (z.b. Ressourcen) zurück an Elterknoten Ansonsten wählt Q den besten Anführer aus allen seinen Kindern und gibt ihn an Elternknoten zurück. 27

28 Beispiel aus: [Tanenbaum, van Steen. Verteilte 28 Systeme: Grundlagen und Paradigmen]