Sincronizao em Sistemas Distribudos Mdulo 4 C 10

Sincronização em Sistemas Distribuídos Módulo 4 [C 10, C 13, T 3] Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

Conteúdo Relógios lógicos Relógicos físicos Exclusão mútua Algoritmos de eleição Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

Eventos e relógios A ordem de eventos que ocorrem em processos distintos pode ser crítica em uma aplicação distribuída (ex: make, protocolo de consistência de réplicas). Em um sistema com n computadores, cada um dos n cristais terá uma frequência própria, fazendo com que os n relógios percam seu sincronismo gradualmente. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

Relógios lógicos 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. » Ordenação parcial de eventos » Ordenação causal potencial Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

Relógios lógicos (cont. ) Relação acontece-antes ( -» ): 1. Sejam x e y eventos num mesmo processo tal que x ocorre antes de y. Então x -» y é verdadeiro. 2. Seja x o evento de uma mensagem a ser enviada por um processo, e y o evento dessa mensagem ser recebida por outro processo. Então x -» y é verdadeiro. 3. Sejam x, y e z eventos tal que x -» y e y -» z. Então x -» z é verdadeiro. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

Relógios lógicos (cont. ) Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

Relógios lógicos (cont. ) Implementação: Cada processo p mantém seu próprio relógio lógico (um contador, por software), Cp, usado para fazer timestamp de eventos. Cp(x) denota o timestamp do evento x no processo p, e C(x) denota o timestamp do evento x em qualquer processo. LC 1: Cp é incrementado antes de cada evento em p. LC 2: (a) Quando um processo p envia uma mensagem m, ele concatena a informação t=Cp a m, enviando (m, t). (b) Quando um processo q recebe a mensagem (m, t), ele computa Cq : = max(Cq, t) e aplica LC 1 antes de fazer timestamp do evento de recebimento da mensagem. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

Exemplo de aplicação do algoritmo de relógios lógicos P 1 0 6 12 18 24 30 36 42 48 54 60 A D P 2 0 8 16 24 32 40 48 56 64 72 80 B C P 3 0 10 20 30 40 50 60 70 80 90 100 Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

Exemplo de aplicação do algoritmo de relógios lógicos P 1 0 6 12 18 24 30 36 42 48 70 76 A, 0 D, 69 P 2 0 8 16 24 32 40 48 61 69 77 85 B, 24 C, 60 P 3 0 10 20 30 40 50 60 70 80 90 100 Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

1 Relógios lógicos (cont. ) Ordenação total de eventos: dois eventos nunca ocorrem exatamente no mesmo instante de tempo. 1. Se x ocorre antes de y no mesmo processo, então C(x) é menor que C(y). 2. Se x e y correspondem ao envio e ao recebimento de uma mensagem, então C(x) é menor que C(y). 3. Para todos os eventos x e y, C(x) é diferente de C(y). Implementação: concatenar o número do processo ao timestamp. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

1 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 Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

1 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. NTC: Network Time Protocol – Sub-rede hierárquica de sincronização – Servidores primários (WWV) e secundários Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

1 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. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

1 Algoritmo de Cristian Máquina M T 0 Timer Server R? I d d T 1 d = ( T 1 – T 0 – I ) / 2 R T=R+d Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

1 Exclusão mútua Controle de acesso a regiões críticas Algoritmo centralizado: – Um processo é eleito o coordenador – Os processos concorrentes devem requisitar permissão de acesso ao coordenador – Um processo que termina de fazer acesso a uma região crítica deve comunicar a liberação da região ao coordenador – Processos que tentam entrar em uma região crítica ocupada devem aguardar em uma fila controlada pelo coordenador Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

1 Alg. Centralizado - Exemplo Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

1 Exclusão mútua (cont. ) Algoritmo distribuído: – Baseado em ordenação total de eventos e comunicação confiável em grupo (multicast ou broadcast). – Um processo que deseja entrar em uma região crítica constrói uma mensagem com o nome da região, o número do processo e a hora, e a envia a todos os demais processos concorrentes. – Um processo que recebe a mensagem: » Caso não esteja na região crítica e não intencione entrar nela, retorna OK. » Caso já esteja na região crítica, não responde e enfileira a requisição. » Caso também intencione entrar na região crítica, determina o processo que tentou primeiro (comparando timestamps) e responde OK ou enfileira a requisição, apropriadamente. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

2 Alg. Distribuído - Exemplo Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

2 Exclusão mútua (cont. ) Algoritmo de Token Ring: – Os processos são conectados por um anel e numerados sequencialmente a partir de 0. – Na iniciação do anel, uma token é dada ao processo 0. – A token é passada do processo k para o processo k+1. – Ao receber a token, um processo pode retê-la ou passála imediatamente para o próximo processo, dependendo se deseja ou não, respectivamente, entrar na região crítica. Enquanto o processo estiver na região crítica, a token fica retida, e somente ao sair da região crítica é repassada adiante. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

2 Alg. Token Ring - Exemplo Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

2 Algoritmos de eleição Eleição de um processo coordenador em algoritmos distribuídos Algoritmo Bully: 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. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos

2 Algoritmos de eleição (cont. ) Algoritmo de Anel: – Um processo constrói uma mensagem ELECTION contendo seu número e envia ao seu sucessor. Se o sucessor estiver parado, a mensagem é enviado ao sucessor do sucessor. – O processo que recebe a mensagem insere seu próprio número na mensagem e passa para o seu sucessor. – Quando a mensagem retorna ao processo que originou a eleição, este descobre quem é novo coordenador (o processo com número maior) e, em seguida, envia uma mensagem COORDINATOR comunicando o fato. Arquitetura de Sistemas Distribuídos - Módulo 3: Sincronização em Sistemas Distribuídos