Coordenação e Sincronização em Sistemas Distribuídos

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1 Coordenação e Sincronização em Sistemas Distribuídos
[C10,C13, T3]

2 Conteúdo Exclusão mútua Relógios lógicos Relógicos físicos
Algoritmos de eleição

3 Coordenação Distribuída
Exclusão mútua distribuída: Um conjunto de processos compartilham um recurso ou um conjunto de recursos administrados por um servidor. Eleição distribuída: Dentre um conjunto de processos, é necessário escolher um deles para executar uma regra específica, geralmente privilegiada e com fins de coordenação, durante um certo tempo. Detecção de propriedades: terminação, deadlock etc.

4 Exclusão mútua distribuída
Processos distribuídos requerem acesso às suas regiões críticas. No caso distribuído, não há variáveis compartilhadas nem facilidades disponibilizadas por um kernel local único que possam ser usados na solução deste problema. Algoritmos: algoritmo centralizado; algoritmo em anel (token-ring); algoritmo distribuído (Ricart & Agrawala).

5 Exclusão mútua distribuída
Servidor/ Coordenador Algoritmo centralizado Fila de requisições do recurso A X Recurso Status 1 A free busy TOKEN B free 4 C free send(P1, permissão A) P1 3 send(S, Req. EM, recurso A) receive(S, permissão A) Entra RC P4 P3 Sai RC send(S, Libera EM, recurso A) * P2 * t send(S, Req. EM, recurso A) (*) Bloqueados no recebimento.

6 Exclusão mútua distribuída
Algoritmo centralizado Algoritmo simples de entender e de implementar. Requer somente três mensagens para entrar em e sair de região crítica. Coordenador central é um ponto único de falha. Recuperação de uma falha do servidor: um novo servidor deve ser criado ou, então, um dos processos deve assumir esta função. Neste caso, um mecanismo de eleição deve ser executado para definir qual dos processos ativos será o escolhido, já que o servidor tem que ser único. Outro problema: Como lidar com a falha de um dos processos clientes, principalmente, daquele que detém o token? Coordenador central pode tornar-se um gargalo!

7 Exclusão mútua distribuída
Algoritmo em anel (token-ring) P5 P2 P3 P0 P1 P4 P6 Arranjo físico dos processos P0 P1 Arranjo lógico dos processos P2 P6 P3 P5 O processo que detém o token pode entrar na região crítica. P4 TOKEN

8 Exclusão mútua distribuída
Algoritmo em anel (token-ring) Processo P(k) deseja entrar na região crítica: P(k-1) TOKEN P(k) TOKEN P(k+1) Executa sua região crítica Processo P(k) não deseja entrar na região crítica: P(k-1) TOKEN P(k) TOKEN P(k+1)

9 Exclusão mútua distribuída
Algoritmo em anel (token-ring) O token não é, necessariamente, obtido em ordem “happened-before” (~temporal). Pode levar de 1 a (n-1) mensagens para se obter o token, desde o momento em que se torna necessário. Mensagens são enviadas no anel mesmo quando nenhum processo requer o token. Tempo máximo de um ciclo = soma dos tempos de execução das regiões críticas de todos os processos.

10 Exclusão mútua distribuída
Algoritmo em anel (token-ring) Token perdido: recuperação baseada no envio de ACK quando do recebimento do token. Processo que falha: reconfiguração executada para remover o processo do anel. Enquanto isso, a circulação do token é interrompida. Se o processo que falha é quem possui o token: um mecanismo de eleição é necessário para escolher um único processo que irá regenerar o token e iniciar a sua circulação.

11 Sincronização em Sistemas Distribuídos
Propriedades de algoritmos distribuídos As informações relevantes estão espalhadas entre diversas máquinas. Deve ser evitada a qualquer custo a existência de um ponto único de falha. Os processos tomam decisões baseados, exclusivamente, nas informações disponíveis no local onde eles estão rodando. Não existe uma fonte de clock comum ou qualquer outra fonte precisa de tempo global.

12 Sincronização de relógios
Nos sistemas centralizados, o tempo é um conceito não-ambíguo. Quando um processo deseja saber a hora, basta que ele execute uma chamada de sistema, que o kernel lhe dá as informações a respeito. Se o processo A pergunta pela hora e, pouco depois, o processo B também faz a mesma pergunta, o valor que B obtém será maior (ou, eventualmente, igual) que o valor obtido por A. Com certeza, o valor que B recebe não será menor que o obtido por A. Já no caso dos sistemas distribuídos, a conformidade em relação à questão do tempo não é obtida de forma trivial.

13 Sincronização de relógios
1 2 1 2 Nó A Nó C 9 3 9 3 6 6 Rede 1 2 1 2 Nó B Nó D 9 3 9 3 6 6

14 Sincronização de relógios
Apesar da freqüência de cada oscilador ser bastante estável, não é possível garantir que os cristais de todos os processadores estejam oscilando exatamente na mesma freqüência. Na prática, quando um sistema tem n processadores, todos os n cristais estarão oscilando em freqüências ligeiramente diferentes uns dos outros, fazendo que os clocks (software) pouco a pouco percam o sincronismo e forneçam valores diferentes quando lidos pelos processos. Esta diferença nos valores de tempo é denominada escorregamento do clock (clock skew).

15 Sincronização de relógios
Computador no qual o compilador está rodando tempo de acordo com o clock local 2144 2145 2146 2147 X Arquivo output.o criado Computador no qual o editor está rodando tempo de acordo com o clock local 2142 2143 2144 2145 X Arquivo output.c criado t1 t2 Tempo Um evento ocorrido depois de um outro evento pode ter associado a ele um valor de tempo local que nos faça concluir que ele ocorreu antes do outro.

16 Sincronização de relógios
Para muitos propósitos é suficiente que todas as máquinas estejam de acordo sobre uma determinada marcação de tempo, não sendo porém importante que este tempo coincida com o tempo real. Para certas classes de algoritmos, o que vale é a consistência interna dos clocks e não o quanto eles estão próximos do tempo real. No âmbito de tais algoritmos, é usual referir-se aos clocks como clocks lógicos.

17 Sincronização de relógios
Pode haver uma restrição adicional (sistemas de tempo real, por exemplo) que exija que os clocks não somente sejam os mesmos, mas que também não possam diferir do tempo real mais do que um certo valor. Neste caso, os clocks são chamados de clocks físicos.

18 Sincronização de relógios
Sincronização de relógios lógicos: Objetivo: ordenação de eventos em ambiente distribuído. Princípios: 1. Somente processos que interagem precisam sincronizar seus relógios. 2. Não é necessário que todos os processos observem um único tempo absoluto; eles somente precisam concordar com relação à ordem em que os eventos ocorrem.

19 Sincronização de relógios
Relação “acontecer-antes” (happens-before): Fornece uma ordenação parcial de eventos Não especifica a exata ordem dos eventos, mas somente define a ordem de certos elementos que dependem de outros A expressão ab (a acontece antes de b) significa que todos os processos concordam com o fato de que primeiro acontece o evento a e depois ocorre o evento b. Exemplo: If you have three events {A, B, C}, then they are totally ordered if they always have to happen in the order A  B  C. However, if A must happen before C, but you don't care when B happens, then they are partially ordered. In this case we would say that the sequences A  B  C, A  C  B, and B  A  C all satisfy the partial ordering

20 Sincronização de relógios
Propriedades da relação  : 1. Se dois eventos E1 e E2 acontecem no mesmo processo P, a ordem deles é a ordem observada em P, ou seja, se E1 e E2 são eventos no mesmo processo e se E1ocorre antes de E2, então E1E2 é verdadeira. 2. Se o processo A envia uma mensagem para o processo B, o evento envio de mensagem “acontece antes” do evento recebimento, ou seja, uma mensagem não pode ser recebida antes de ter sido enviada, pois ela demora um tempo finito para chegar ao destino send(msg) recv(msg) Regras: 1. Transitividade: se ab e bc, então ac. 2. Concorrência de eventos: Se os eventos E1 e E2 acontecem em dois processos diferentes que não trocam mensagens então E1E2 e E2E1. Os eventos E1 e E2 são denominados eventos concorrentes (E1 E2). / /

21 Sincronização de relógios
• • P1 a b m1 • • P2 c d m2 • • P3 e f Tempo Prop.1 a  b c  d e  f Prop.2 b  c d  f Regra 1 a  c a  d b d b  f c  f a  f Regra 2 a  e

22 Sincronização de relógios
Ordenação causal de eventos garantia que mensagens enviadas por processos diferentes são entregues pela ordem correta no receptor Não garante que as mensagens dos processos concorrentes sejam ordenadas Ordenação total de eventos  garante que quaisquer duas mensagens entregas a qualquer par de receptores são entregues na mesma ordem em ambos Ordenação temporal de eventos  Uma mensagem m1 precede temporalmente m2 e será recebida por essa ordem por todos os membros do grupo e se só se m1 for enviada antes de m2 com um certo intervalo de tempo (Δt)

23 Sincronização de relógios
Implementação de relógio lógico (Solução de Lamport): O sincronismo do clock não precisa ser absoluto. Os processos devem estar de acordo sobre a ordem na qual eventos ocorrem. Um valor de clock C(a) é associado a cada evento a . Se a e b são eventos dentro do mesmo processo e a ocorre antes de b, então C(a) deve ser menor que C(b). Se a é o evento de envio de mensagem para o processo X e b é o evento de recebimento da mensagem no processo X, então C(a) e C(b) devem ser associados de tal forma que C(a) < C(b). O tempo medido pelo clock C( ) deve ser sempre crescente, nunca decrescente. Correções nos valores do clock podem ser feitas adicionando-se um valor positivo ao valor corrente do clock, nunca subtraindo-se.

24 Sincronização de relógios
Algoritmo: Cada processo P mantém um relógio Cp inicializado com 0 e incrementado a cada evento interno a P. Ao enviar uma mensagem m, o processo envia (m, t) onde t = Cp. Ao receber uma mensagem (m, t), o processo Q faz CQ=max (CQ, t) + 1

25 Sincronização de relógios
b c d • • • • • P X 1 2 3 9 10 Clock em P (M1,1) M4 • • e • f • g h • • i • j Q 1 2 3 X 4 7 8 9 Clock em Q (M2,3) (M3,6) • • k • l • m • n • o R X 1 2 4 5 6 7 Clock em R CR= max (CR , t) + 1 CR = max (1, 3) + 1 Tempo real

26 Sincronização de relógios
Este algoritmo fornece somente uma forma de ordenação parcial de todos os eventos do sistema, já que alguns pares de distintos eventos, gerados por diferentes processos, têm idênticos timestamps. Entretanto, pode-se estender este algoritmo para ordenação total, acrescentando-se ao timestamp a identificação do processo no qual o evento ocorreu. Desta forma, um evento a ocorrido no processo pa com timestamp local Ta e um evento b ocorrido no processo pb com timestamp local Tb, receberiam timestamps globais (Ta, pa) e (Tb, pb), respectivamente. Define-se, então, que (Ta, pa) < (Tb, pb) se e somente se Ta < Tb ou Ta = Tb e pa < pb.

27 Relógios físicos GMT: Greenwich Mean Time
BIH: Bureau Internacional de l’Heure TAI: International Atomic Time UTC: Universal Coordinated Time NIST: National Institute of Standard Time WWV: estação de rádio de ondas curtas GEOS: Geostationary Environment Operational Satellite

28 Relógios físicos (cont)
Algoritmo de Berkeley: A rede não dispõe de uma máquina com um receptor WWV A rede dispõe de um time server que faz polling nas outras máquinas a fim de obter a hora marcada por cada uma, fazer uma média entre essas horas e divulgar essa média para todas as máquinas. NTP: Network Time Protocol Sub-rede hierárquica de sincronização Servidores primários (WWV) e secundários *WWV = sinal que o United States National Institute of Standards and Technology (NIST) transmite continuamente com frequência e tempo controlado por um relógio atômico. São emitias frequências padrões para calibrar dispositivos

29 Relógios físicos (cont)
Algoritmo de Cristian: A rede dispõe de um time server (receptor WWV) Uma máquina cliente envia uma mensagem pedindo a hora certa ao time server Ao receber a mensagem resposta do time server, o cliente adiciona o tempo médio de envio de mensagens à hora recebida. Esse tempo médio é calculado pelo próprio cliente considerando as horas de envio e recebimento das mensagens e ainda o tempo gasto pelo time server para processar o pedido.

30 Algoritmo de Cristian Máquina M Timer Server T0 R ? d I d T1 R
d = ( T1 – T0 – I ) / 2

31 Exclusão mútua distribuída (cont.)
Algoritmo distribuído (Ricart & Agrawala): Agora que já foi falado sobre ordenação total de eventos podemos falar desse algoritmo Apresentado pela primeira vez no artigo de Lamport sobre sincronização de clocks (1978). Ricart & Agrawala (1981) tornaram este algoritmo mais eficiente. Premissas: Ordenação total de todos os eventos. Assume-se que o envio de mensagens é confiável, ou seja, toda mensagem é reconhecida pelo receptor. Comunicação de mensagens em grupo, se disponível, deve ser usada em vez de mensagens individuais.

32 Exclusão mútua distribuída (cont.)
Na inicialização: state := RELEASED Para obter EM(token): state:= WANTED envia Req.EM para todos os processos (multicast) T := timestamp da requisição wait( (n-1) respostas recebidas) state := HELD Ao receber Req.EM (Ti, pi) em pj (i j): if ((state = HELD) or (state = WANTED and (T,pj) < (Ti, pi))) coloca Req. de pi na fila e não responde else responde OK imediatamente a pi Para liberar EM(token): responde OK a todas as Req. que estão na fila

33 Exclusão mútua distribuída (cont.)
Entrar na região crítica P1 send(Req.EM, pid, timestamp local) P2 • send(Req.EM, pid, timestamp local) • • Pn Processo que recebe mensagem solicitando EM: 1. não quer entrar na RC: envia OK para o emissor 2. está na RC: não responde 3. quer entrar na RC: timestamp do receptor < timestamp do emissor: enfileirar pedido e não responder timestamp do receptor > timestamp do emissor: envia OK para emissor

34 Exclusão mútua distribuída (cont.)
state:=HELD coloca P3 na fila state:=RELEASED state:=WANTED P1 send(EM,P1,10) P2 OK P2 P1 10 Entra na região crítica send(EM,P3,12) OK OK 12 P3 P3 state:=RELEASED envia OK para todos da fila state:=WANTED P1 OK Sai da região crítica Entra na região crítica P3 state:=HELD

35 Exclusão mútua distribuída (cont.)
Número de mensagens necessárias por entrada na RC: 2(n-1) n pontos de falha. Se qualquer dos processos tiver um problema e não responder, a ausência de resposta será interpretada incorretamente como uma negativa para execução da região crítica. Bloqueio de todos os processos.  Receptor deverá sempre enviar uma resposta, aceitando ou negando a permissão solicitada. Comunicação em grupo é desejável ou cada processo deve manter sua própria lista de membros do grupo. Todos os processos estão, igualmente, envolvidos em todas as decisões relativas às entradas nas regiões críticas X gargalo de desempenho do algoritmo centralizado.

36 Eleição A maioria dos algoritmos distribuídos precisa de um processo para agir como coordenador, inicializador, seqüenciador ... Uma eleição é um procedimento para escolha de um processo dentre um grupo de processos (tipicamente, para assumir a função de coordenador). A escolha deve ser única, apesar de vários processos se candidatarem e executarem algoritmos de eleição, concorrentemente. O processo coordenador pode falhar  um novo coordenador deve ser eleito. Em geral, os algoritmos eletivos tendem a designar como coordenador o processo com o número de identificação mais alto. Esta identificação consiste de um número único, por exemplo, seu endereço na rede (por simplicidade, considere um processo por máquina). Qualquer número de falhas pode ocorrer durante o processo de eleição.

37 Eleição Algoritmo do tirano (bully algorithm): Garcia-Molina (1982)
O algoritmo de Bully serve para eleger um líder (processo coordenador) em algoritmos distribuídos Processos são identificados por um identificador numérico, único, fixo e atribuído antes do início da eleição. Cada processo sabe os números de identificação de cada um dos demais processos. Os processos não sabem é quais processos estão ativos e quais estão inativos. A topologia não é limitada a um anel e cada um dos processos pode se comunicar com qualquer outro no sistema. A execução do algoritmo busca eleger o processo de maior identificador e fazer com que todos reconheçam o novo líder.

38 Eleição Algoritmo do tirano (bully algorithm): Se um dos processos identifica a perda de contato com o líder, inicia uma nova eleição enviando a todos os outros uma mensagem contendo seu identificador. Todos os nós respondem ao processo que iniciou a eleição com os seus próprios identificadores. Se o processo que iniciou a eleição possui o maior identificador entre todos os outros, proclama-se líder e avisa todos os outros. Senão aguarda que o processo de maior identificador inicie uma eleição e se torne líder. Este algoritmo possui este nome justamente por seu comportamento de bully. (Bullying é um termo em inglês utilizado para descrever atos de violência física ou psicológica, intencionais e repetidos) O processo de maior identificador predomina sobre os de menor número e mesmo que um destes ganhe uma eleição, rapidamente toma o posto do eleito propondo uma nova eleição. 1. Um processo P envia uma mensagem ELECTION para todos os processos de maior número. 2. Se nenhum processo responde, P vence a eleição e se torna o coordenador. 3. Se um dos processos responde este inicia sua participação na eleição a partir do passo 1. O trabalho de P está feito.

39 Eleição Algoritmo do tirano (bully algorithm):
Processo pi, ao verificar falha: Envia mensagem indicativa de eleição para todos os processos pj, tal que i < j. Depois de um tempo t Se não recebeu nenhuma resposta , pi se elege e envia mensagem indicativa de novo coordenador para todos os demais. Senão desiste da eleição. Processo pi, ao receber mensagem indicativa de eleição de pj: Responde a pj e inicia sua própria eleição.

40 Eleição X 7 1 7 1 6 2 6 2 Eleição E OK 5 5 3 3 4 4 E OK Processo 4 verifica que o processo coordenador (7) falhou e convoca eleições. Processos 5 e 6 respondem, informando ao processo 4 que seu trabalho terminou.

41 Eleição X X 7 1 7 1 E 6 2 6 2 Eleição OK E 5 5 3 3 4 4 Processos 6 responde, informando ao processo 5 que seu trabalho terminou. Processos 5 e 6 convocam eleições.

42 Eleição X 7 1 6 2 5 3 4 O processo 6 anuncia a todos os
X C 7 1 C 6 Coordenador 2 C C 5 C 3 4 O processo 6 anuncia a todos os demais processos que é o novo coordenador.

43 Eleição Coordenador 7 1 C C C 6 2 C C C 5 3 4 O processo 7, ao ser reinicializado, verifica que possui número de identificação maior do que o coordenador atual e assume a coordenação de forma tirânica, ditatorial (daí a origem do nome do algoritmo).

44 Eleição Algoritmo em anel (ring-based election algorithm):
Ao contrário do algoritmo em anel para exclusão mútua, este algoritmo não usa o conceito de token. Processos são organizados em um anél lógico sendo que cada um possui um identificador. Valores são únicos e completamente ordenados Identificadores podem ser dinâmicos. Por exemplo (identificador da máquina/ load) Cada processo sabe exatamente quem é seu sucessor. Todas as mensagens são passadas no sentido horário O objetivo é escolher como coordenador aquele que possui maior identificaro Cada processo pode iniciar a eleição colocando seu identificador em uma mensagem de eleição e mandando ao seu vizinho. Ele vai alterar então seu estado de não participante para participante

45 Eleição Algoritmo em anel (ring-based election algorithm):
Quando recebe uma mensagem de eleição compara seu id com o da mensagem Se id da mensagem > que o seu id e seu estado é participante, simplesmente passa mensagem adiante. Se id da mensagem > que o seu id e seu estado é não participante. Muda seu estado para participante e passa mensagem intocada Se seu id > que o id da mensagem e estado não participante, muda seu estado para participante e repassa uma nova mensagem de eleição com seu id inserido Quando recebe uma mensagem de eleição contendo seu próprio identificador venceu a eleição. Muda seu estado para não participante e envia uma mensagem com eleito contendo seu identificador Quando recebe uma mensagem eleito cada processo muda seu estado para não participante e muda suas variaveis internas para refletir o novo coordenador

46 Eleição 7 1 6 2 3 5 4 Processo 5 detecta a falha do coordenador (7)
E(6) 7 1 Não responde E(6) E(6) 6 2 E(5) E(6) 3 5 4 E(6) E(6) Processo 5 detecta a falha do coordenador (7) e convoca eleições circulando uma mensagem identificativa de eleição (E).

47 Eleição C X 7 1 C C C = Eleito(6) 6 2 C C 3 5 4 C C A mensagem muda para uma outra, informando que há um novo coordenador, cuja identificação consta da mensagem. Esta mensagem indica também quem são os novos membros do anel.

48 Eleição E(6) X 7 1 E(6) Não responde E(6) 6 2 E(5) E(2) 3 5 4 E(3) E(4) Os processos 2 e 5 descobrem, simultaneamente, falha do coordenador anterior (7). Observe que o fato de haver a circulação de mensagens extras não traz nenhum problema, exceto um pouco de desperdício da banda passante.