Serviço de tempo, Exclusão Mútua, Eleição e Acordo Prof. Dr. Norian Marranghello Grupo 5 Anuar Mamede Neto Eduardo Hitoshi Aoki.

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1 Serviço de tempo, Exclusão Mútua, Eleição e Acordo Prof. Dr. Norian Marranghello Grupo 5 Anuar Mamede Neto Eduardo Hitoshi Aoki

2 Tópicos Abordados Serviço de Tempo Exclusão Mútua distribuída - Exclusão mútua por passagem de ficha - Exclusão mútua por disputa - Exclusão mútua controlada - Votação - Estrutura lógica fixa - Compressão de caminho Eleição - eleição do líder - topologias - algoritmo de Bully - algoritmo do convite Acordo - adversários - acordo bizantino - impossibilidade de consenso - acordo distribuído aleatório

3 Serviço de Tempo Clock lógicoClock lógico Clock físicoClock físico Lamport propôs a sincronização dos clocks lógicos baseado na relação acontecimento/anterioridade (a  b):Lamport propôs a sincronização dos clocks lógicos baseado na relação acontecimento/anterioridade (a  b): a = m ke  {m ie } a = m ke  {m ie }P b = m kr  {m jr } b = m kr  {m jr } a,b  P  a < b  a  b

4 Sincronização do clock lógico 0 12012 A B C D C D

5 Exclusão Mútua Exclusão Mútua por passagem de ficha ou Token Ring Todo processo sabe quem é o próximo da seqüência O detentor do token pode entrar na R.C. ou passar o token Problemas: - perda do token - algum processo pára    

6 Exclusão Mútua Exclusão Mútua por disputa Necessidade de ordenação total de todos os eventos no sistema A mensagem de requisição contém: - nome da R.C. - número processo - tempo corrente Quando um processo recebe uma requisição de outro processo, a ação que esse processo toma depende do seu estado com relação a R.C. nomeada na mensagem: - executando uma R.C. - não executando e não quer uma R.C. - não executando mas ainda vai executar uma R.C.

7 Exclusão Mútua Exclusão mútua por disputa Se dois processos quiserem entrar na R.C. ao mesmo tempo: A BC A BC 12 12 8 8 8 OK OK A BC OK OK (1)(2)(3) 12

8 Exclusão Mútua Votação A BC A BC A BC A BC (1) (2) (3) (4) 8 OK 5 msgdesistência

9 Votação Se A não estiver executando a R.C. : Se A estiver executando a R.C., ele espera até A terminar de usar o recurso: A BC Msg de conf. desistência A BC A BC A BC Muda de voto Terminei o uso do recurso OK

10 Exclusão Mútua Controlada Objetivo: Evitar sobrecarga de mensagens Utiliza uma das estruturas topológicas: Estrutura em Anel Estrutura em Árvore

11 Estrutura em Anel Processos em um anel lógico Simples Sem Bloqueios Justa

12 Desvantagens: Demora no recebimento do recurso -Anel muito grande -Todos processos querendo usar o recurso Tenta-se correção: Mensagem de controle com “status”: -Níveis de prioridade -Marcação de tempo

13 Estrutura em Árvore Processos em um árvore dinâmica lógica para nó antecessor Ponteiro para nó antecessor Fila FIFO de requisições de recurso Fila FIFO de requisições de recurso Raiz com mensagem de controle

14 Compressão de Caminho Diminui passagens de requisição; Aponta para processo que requisitou; Mapa dos outros que também requisitaram; Atualiza apontador após passagem de recurso.

15 Demonstração da Compressão de Caminho AntesDepois E D C B A Requisição de recurso Processo que contem mensagem de controle CEB D A Requisição de “A” marcada

16 Eleição Escolha de um coordenador entre um grupo de processos Topologia Completa - contato direto entre cada um dos nós de um grupo - n.º de identificação de um processo é único e conhecido por todos - comunicação na rede é confiável

17 Eleição Topologia em anel - processos ordenados e todos sabem que é o seu respectivo sucessor 0 1 2 4 5 3 3 34 Nãoresponde 345 3451 34512 5 é o novo coordenador

18 Eleição Topologia em árvore C A BD E F N G MO L H I JCoordenador

19 Eleição Algoritmo de Bully - Cada processo tem a sua identidade como sua prioridade. - Maior prioridade = coordenador - Quando processo nota falta de um coordenador, convoca eleições aos processos com prioridade maiores que o seu. 0 1 2 4 5 3 eleição eleição eleição O coordenador anterior está fora do ar 0 1 2 4 5 3 OK OK

20 Eleição Algoritmo de Bully (continuação) 0 1 2 4 5 3 eleição 0 1 2 4 5 3 0 1 2 4 5 3 eleição eleição OK coordenador coordenador coordenador coordenador (1)(2) (3)

21 Eleição Algoritmo do Convite: - Assíncrono; - Melhor quando existem pequenas falhas de contagem de tempo; - Um processo “A” convida os outros se processo líder não responde; - Os outros processos aceitam este convite em até um determinado tempo; - Processo “A” envia sinal de pronto aos outros processos; - Processo “A” é agora o novo coordenador.

22 Acordo Objetivo: - Obter consenso de informações entre processos Adversário Falhas Bizantinas Impossibilidade de Consenso Consenso Distribuído Aleatório

23 Adversários - Cria situações inesperadas pelo protocolo; - Destrói mensagens; - Modifica mensagens; - Seu poder é controlável; - Não criar situações impossíveis ou irreais.

24 Falhas Bizantinas Resolve problemas de “acordo” - sistema síncrono; - processos devem concordar pelo menos 75%; - possibilidade de perda de mensagem ou seu corrompimento; - não muito eficiente; - nem útil em processadores com mal funcionamento; - existe muita pesquisa para torna-lo eficiente;

25 Impossibilidade de Consenso - Sistema distribuído assíncrono; - Sem tempo definido para receber respostas; - Não existem algoritmos que garantem o consenso; - Sistemas são muito desenvolvidos e utilizados; - Sistemas reais não garantem 100% de funcionamento; - Admitem falhas em casos raros; - Detecção e correção de problemas é feita pelo homem.

26 Consenso Distribuído Aleatório  Busca do consenso sem determinismo;  Aguardam, pelas respostas, um número de passos;  Utiliza conceito de memória compartilhada;  O consenso é consagrado se: - vetor de preferências, em qualquer momento, tiver valores iguais;

27 Problemas  Admite sistema síncrono: - associa ciclos dos processadores; - quando ciclos iguais e preferências iguais, temos o consenso;  Algum processador falhar: - não atualiza seu número de ciclos; - inviabiliza acordo; Tentativa de correção: - concentram-se esforços nos processadores mais rápidos; - apenas estes podem discordar; - processadores mais lentos sempre concordam;