Πρόλογος... xv. Κεφάλαιο 1: Εισαγωγή... 1

Transcript

1

2

3 Περιεχόµενα Πρόλογος... xv Κεφάλαιο 1: Εισαγωγή Συστήµατα πολλών επεξεργαστών Λειτουργικά συστήµατα πολυεπεξεργαστών Λειτουργικά συστήµατα δικτύων Κατανεµηµένα λειτουργικά συστήµατα Ενδιάµεσο λογισµικό κατανεµηµένων συστηµάτων Στόχοι κατανεµηµένων συστηµάτων ιαφάνεια Κλιµάκωση Υπηρεσίες κατανεµηµένων συστηµάτων Υπηρεσίες επικοινωνίας Υπηρεσίες εκτέλεσης Υπηρεσίες ονοµασίας Υπηρεσίες αρχείων Υπηρεσίες συναλλαγών Υπηρεσίες αντικειµένων Υπηρεσίες αναπαραγωγής Υπηρεσίες ασφαλείας Μοντέλο πελάτη-εξυπηρετητή Μοντέλο πελάτη-εξυπηρετητή τριών επιπέδων Υλοποίηση µοντέλου πελάτη-εξυπηρετητή...25 Κεφάλαιο 2: ιάταξη γεγονότων Εισαγωγή Σύγχρονα και ασύγχρονα συστήµατα Συγκεντρωτικοί αλγόριθµοι Κατανεµηµένοι αλγόριθµοι Κατανεµηµένοι υπολογισµοί Συγχρονισµός φυσικών ρολογιών Φυσικά ρολόγια Συντονισµένος Παγκόσµιος Χρόνος...33 v

4 vi Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java Αλγόριθµοι συγχρονισµού ρολογιών Αλγόριθµος του Cristian Αλγόριθµος Berkeley Πρωτόκολλο Ώρας ικτύου Η σχέση συνέβη-πριν Λογικά ρολόγια ιανυσµατικά ρολόγια...44 Κεφάλαιο 3: Αµοιβαίος αποκλεισµός Εισαγωγή Συγκεντρωτική προσέγγιση Κατανεµηµένη προσέγγιση Αλγόριθµος του Lamport Αλγόριθµος των Ricart και Agrawala Προσέγγιση µε µεταβίβαση σκυτάλης Τοπολογία δακτυλίου: Αλγόριθµος του LeLann Γενική τοπολογία: Αλγόριθµος του Chandy Τοπολογία δέντρου: Αλγόριθµος της Raymond...65 Κεφάλαιο 4: Καθολικές καταστάσεις Ορισµοί Κατασκευή καθολικών καταστάσεων Παθητική στρατηγική: Παρατηρήσεις Ρολόγια πραγµατικού χρόνου Λογικά ρολόγια Αιτιώδης παράδοση ιανυσµατικά ρολόγια Ενεργητική στρατηγική: Στιγµιότυπα Πρώτο πρωτόκολλο στιγµιότυπων εύτερο πρωτόκολλο στιγµιότυπων Πρωτόκολλο των Chandy και Lamport Ιδιότητες στιγµιότυπων...84 Κεφάλαιο 5: Αποτίµηση καθολικού κατηγορήµατος Εισαγωγή Ιδιότητες καθολικών κατηγορηµάτων Σταθερά κατηγορήµατα Ασταθή κατηγορήµατα Possibly(Φ) και Definitely(Φ)...91

5 Περιεχόµενα vii Αποτίµηση Possibly(Φ) Αποτίµηση Definitely(Φ) Αδιέξοδα Χειρισµός αδιεξόδων Ανίχνευση αδιεξόδων Συγκεντρωτική ανίχνευση αδιεξόδων Ιεραρχική ανίχνευση αδιεξόδων Κατανεµηµένη ανίχνευση αδιεξόδων Ο βασισµένος στο γράφο αναµονής αλγόριθµος Ο βασισµένος στη διερεύνηση αλγόριθµος Επανόρθωση αδιεξόδων Κατανεµηµένος τερµατισµός Αλγόριθµος του Dijkstra Αλγόριθµος ανάκτησης πίστωσης Αλγόριθµος των Dijkstra και Scholten Εφαρµογή στιγµιότυπων Ανίχνευση κατανεµηµένου τερµατισµού Κεφάλαιο 6: Εκλογή αρχηγού Εισαγωγή Τοπολογία δέντρου Τοπολογία δακτυλίου Αλγόριθµος του LeLann Αλγόριθµος των Chang και Roberts Τοπολογία ισχυρά συνδεδεµένου γράφου Κεφάλαιο 7: Επικοινωνία µέσω δικτύου Πρωτόκολλα επικοινωνίας Μοντέλο αναφοράς OSI Μοντέλο αναφοράς TCP/IP Υποδοχές επικοινωνίας Επικοινωνία µε εξυπηρετητές Κεφάλαιο 8: ικτύωση στην Java Εισαγωγή ιευθύνσεις: Τάξη InetAddress Υποδοχές ρεύµατος: Τάξη ServerSocket Σειριακοποίηση αντικειµένων Υποδοχές δεδοµενογραφηµάτων: Τάξη DatagramSocket...152

6 viii Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java 8.6. Υποδοχές πολυεκποµπής: Τάξη MulticastSocket Εντοπιστές Παγκοσµίων Πόρων: Τάξη URL Κεφάλαιο 9: Κλήσεις αποµακρυσµένων διαδικασιών Τοπικές και αποµακρυσµένες κλήσεις Αναπαράσταση παραµέτρων Παράµετροι αναφοράς Πρωτόκολλα επικοινωνίας Αντιγραφή µηνυµάτων Προδιαγραφές διαδικασιών Κλήση αποµακρυσµένων διαδικασιών στο DCE Κεφάλαιο 10: Νήµατα Εισαγωγή Υλοποίηση νηµάτων Ελαφριές διεργασίες Νήµατα και κατανεµηµένα συστήµατα Κεφάλαιο 11: Νήµατα στην Java Εισαγωγή Τάξη Thread Συγχρονισµός νηµάτων Συγχρονισµένες εντολές Επικοινωνία νηµάτων Εκτελέσιµες τάξεις Νήµατα δαίµονες Οµάδες νηµάτων Κεφάλαιο 12: Οργάνωση επεξεργαστών και διεργασιών Οργάνωση επεξεργαστών Μοντέλο δεξαµενής επεξεργαστών Μοντέλο σταθµών εργασίας Υβριδικό µοντέλο Πολιτικές καταχώρισης επεξεργαστών Προσέγγιση στάθµισης φόρτου Πολιτικές εκτίµησης φόρτου Πολιτικές µεταφοράς διεργασιών Πολιτικές επιλογής Πολιτικές τοποθέτησης...253

7 Περιεχόµενα ix Πολιτικές ανταλλαγής πληροφοριών κατάστασης Πολιτικές εκχώρησης προτεραιοτήτων Πολιτικές περιορισµού µετανάστευσης Προσέγγιση (κατα)µερισµού φόρτου Πολιτικές εκτίµησης φόρτου (load estimation policies) Πολιτικές µεταφοράς διεργασιών Πολιτικές τοποθέτησης Πολιτικές ανταλλαγής πληροφοριών κατάστασης Μετανάστευση κώδικα Είδη µετανάστευσης έσµευση πόρων Ετερογενή συστήµατα Μετανάστευση κώδικα στην Agent TCL Κεφάλαιο 13: Κατανεµηµένα συστήµατα ονοµασίας Ονοµασία οντοτήτων Χώροι ονοµάτων Ανάλυση ονοµάτων Συγχώνευση χώρων ονοµάτων Υπηρεσίες ονοµασίας Υπηρεσία ονοµασίας DNS Υπηρεσίες ευρετηρίων και X Υπηρεσία ευρετηρίων Active Directory Υπηρεσία ευρετηρίων Novell Directory Services Υπηρεσίες εντοπισµού Πανεκποµπή και πολυεκποµπή είκτες προώθησης Οικιακή τοποθεσία Κεφάλαιο 14: Κατανεµηµένα συστήµατα αρχείων Θέµατα σχεδίασης ιεπαφή υπηρεσίας αρχείων ιεπαφή υπηρεσίας ευρετηρίων Ονόµατα και αναγνωριστικά αρχείων Οργάνωση εξυπηρετητών Σηµασιολογία (κατα)µερισµού αρχείων Ενταµίευση αποµακρυσµένων αρχείων Συνέπεια συστήµατος αρχείων...328

8 x Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java Κατανεµηµένο σύστηµα αρχείων NFS ιεπαφή συστήµατος NFS Ενταµίευση αρχείων στο σύστηµα NFS Κατανεµηµένο σύστηµα αρχείων AFS ιεπαφή συστήµατος AFS Ενταµίευση αρχείων στο σύστηµα AFS Κεφάλαιο 15: Ατοµικές συναλλαγές Εισαγωγή Κατηγορίες συναλλαγών Έλεγχος Συνδροµής Μέθοδοι Ελέγχου Συνδροµής Κλείδωµα Αισιόδοξος έλεγχος συνδροµής ιάταξη χρονοσφραγίδων Κατανεµηµένες Συναλλαγές Κεφάλαιο 16: Κατανεµηµένα αντικείµενα Εισαγωγή Αποµακρυσµένα αντικείµενα Αναφορές προς αντικείµενα Εξυπηρετητές αντικειµένων Προσαρµογείς αντικειµένων Τάξεις-υπηρέτες και εργαστηριακές µέθοδοι Εκκαθάριση αντικειµένων Μετρητές και λίστες αναφορών Κατανεµηµένη αποκοµιδή απορριµµάτων Κεφάλαιο 17: Σύστηµα Java RMI οµή συστήµατος Μεταβίβαση παραµέτρων Μοντέλα επικοινωνίας Αναφορές αντικειµένων Ονόµατα αντικειµένων ιαχείριση αντικειµένων Υλοποίηση συστηµάτων Java RMI Συγγραφή της αποµακρυσµένης διεπαφής Υλοποίηση της αποµακρυσµένης διεπαφής...411

9 Περιεχόµενα xi Παραγωγή κορµού πελάτη και σκελετού εξυπηρετητή Υλοποίηση προγραµµάτων εξυπηρετητή και πελάτη Κεφάλαιο 18: Σύστηµα CORBA οµή συστήµατος Μεταβίβαση παραµέτρων Μοντέλα επικοινωνίας υναµικές κλήσεις Αναφορές αντικειµένων Ονόµατα αντικειµένων ιαχείριση αντικειµένων Υλοποίηση συστηµάτων CORBA Υλοποίηση µε Java Συγγραφή της αποµακρυσµένης διεπαφής Παραγωγή κορµού πελάτη και σκελετού εξυπηρετητή Υλοποίηση προγράµµατος εξυπηρετητή Υλοποίηση προγράµµατος πελάτη Μεταγλώττιση και εκτέλεση της εφαρµογής Κεφάλαιο 19: Ανοχή βλαβών Εισαγωγή Πλεονασµός Ενεργή παραγωγή αντιγράφων Παθητική παραγωγή αντιγράφων Ένα σύγχρονο πρωτόκολλο Ένα ασύγχρονο πρωτόκολλο Επανόρθωση Προς τα πίσω επανόρθωση Προς τα εµπρός επανόρθωση Κατανεµηµένη συµφωνία Πρόβληµα των δύο στρατών Πρόβληµα των Βυζαντινών στρατηγών Αλγόριθµος του Lamport...470

10 xii Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java Κεφάλαιο 20: Θέµατα Ασφαλείας Εισαγωγή Αφηρηµένη τάξη Provider Λίστες Ελέγχου Προσπέλασης ιεπαφή Principal ιεπαφή Group ιεπαφή Permission ιεπαφή AclEntry ιεπαφή Owner ιεπαφή Acl Συνόψεις µηνυµάτων Αφηρηµένη τάξη MessageDigest Κρυπτογραφία ιεπαφή Key Κρυπτογραφία µυστικού κλειδιού Τάξη KeyGenerator Κρυπτογραφία δηµοσίου κλειδιού Τάξη KeyPair Τάξη KeyPairGenerator Τάξη Cipher Ψηφιακές υπογραφές Αφηρηµένη τάξη Signature Ψηφιακά πιστοποιητικά Αφηρηµένη τάξη Certificate Εργαλείο keytool Τάξη KeyStore Προγράµµατα Παράρτηµα Α: Επικεφαλίδες µεθόδων της Java Μέθοδοι της τάξης InetAddress Μέθοδοι της τάξης ServerSocket Μέθοδοι της τάξης Socket Μέθοδοι της τάξης DatagramPacket Μέθοδοι της τάξης DatagramSocket Μέθοδοι της τάξης MulticastSocket Μέθοδοι της τάξης URL Μέθοδοι της τάξης Thread Μέθοδοι της τάξης Object Μέθοδοι της τάξης ThreadGroup...526

11 Περιεχόµενα xiii Μέθοδοι της διεπαφής Naming Μέθοδοι της αφηρηµένης τάξης Provider Μέθοδοι της διεπαφής Principal Μέθοδοι της τάξης PrincipalImpl Μέθοδοι της διεπαφής Group Μέθοδοι της τάξης GroupImpl Μέθοδοι της τάξης PermissionImpl Μέθοδοι της διεπαφής AclEntry Μέθοδοι της τάξης AclEntryImpl Μέθοδοι της διεπαφής Owner Μέθοδοι της τάξης OwnerImpl Μέθοδοι της διεπαφής Acl Μέθοδοι της τάξης AclImpl Μέθοδοι της αφηρηµένης τάξης MessageDigest Μέθοδοι της διεπαφής Key Μέθοδοι της τάξης KeyGenerator Μέθοδοι της τάξης KeyPair Μέθοδοι της τάξης KeyPairGenerator Μέθοδοι της τάξης Cipher Μέθοδοι της αφηρηµένης τάξης Signature Μέθοδοι της αφηρηµένης τάξης Certificate Μέθοδοι της τάξης KeyStore Βιβλιογραφία Ευρετήριο

12

13 Κεφάλαιο 4: Καθολικές καταστάσεις 4.1. Ορισµοί Η τοπική ιστορία (local history) της διεργασίας p i συµβολίζεται µε h i, και αποτελεί την ακολουθία των γεγονότων που έχουν εκτελεστεί στη διεργασία, π.χ µε βάση το Σχήµα 2.1 h 1 = e1e 1e1e 1e1e 1. Προφανώς η τοπική ιστορία κάθε διεργασίας είναι χρονικά πλήρως διατεταγµένη. Η καθολική ιστορία (global history) H ενός κατανεµηµένου υπολογισµού ορίζεται ως η ένωση των τοπικών ιστοριών όλων των διεργασιών που συµµετέχουν σε αυτόν, δηλαδή H = h1... hn. Το σύνολο αυτό είναι µόνο µερικώς διατεταγ- µένο. Στο Κεφάλαιο 2 είδαµε ορισµένες µεθόδους διάταξης των στοιχείων του. Η τοπική κατάσταση (local state) της διεργασίας p i αµέσως µετά την εκτέλεση του γεγονότος e k i συµβολίζεται µε σ k i. Με σ 0 i συµβολίζουµε την αρχική κατάσταση της διεργασίας p i, πριν την εκτέλεση οποιουδήποτε γεγονότος. Γενικά η τοπική κατάσταση µίας διεργασίας περιέχει τις τιµές όλων των τοπικών µεταβλητών της. Μπορεί επίσης να περιέχει και αντικείµενα που πιθανώς επηρεάζει στο τοπικό της λειτουργικό σύστηµα, όπως αρχεία. Η καθολική κατάσταση (global state) Σ ενός κατανεµηµένου υπολογισµού είναι η ένωση των τοπικών καταστάσεων των επιµέρους διεργασιών, δηλαδή είναι ένα n-διάστατο διάνυσµα των τοπικών καταστάσεων Σ=( σ 1, σ 2,..., σ n ) µε µία τοπική κατάσταση για κάθε διεργασία. Μια τοµή (cut) C ενός κατανεµηµένου υπολογισµού είναι ένα υποσύνολο της καθολικής ιστορίας Η που αποτελείται από c i 0 αρχικά γεγονότα από κάθε διεργασία p i, δηλαδή C = h c h c. Μια τοµή C προσδιορίζεται µέσω του δια- n n c1 cn νύσµατος ( c 1,, c n ). Το σύνολο των τελευταίων γεγονότων ( e 1,..., e n ) που περιλαµβάνονται στην τοµή ( c 1,, c n ) καλείται σύνορο της τοµής (cut frontier). Προφανώς η τοµή που προσδιορίζεται από το σύνολο ( c 1,, c n ) αντιστοιχεί c1 cn στην καθολική κατάσταση ( σ 1,..., σ n ). Αν και κάθε τοµή ενός κατανεµηµένου υπολογισµού αντιστοιχεί σε µία καθολική κατάσταση, µόνο ορισµένες από τις τοµές αντιστοιχούν σε καθολικές καταστάσεις που θα µπορούσαν να συµβούν κατά τη διάρκεια µίας εκτέλεσης. Στο Σχήµα 2.1 φαίνονται δύο τοµές C και C ' οι οποίες αντιστοιχούν στα διανύσµατα 69

14 70 Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java (5, 2, 4) και (3, 2, 6), αντίστοιχα. Η τοµή C αναπαριστά µία εφικτή καθολική κατάσταση. Από την άλλη πλευρά, η τοµή C ' αντιστοιχεί σε µία καθολική κατάσταση που ποτέ δε θα µπορούσε να συµβεί από τη στιγµή που η διεργασία p 3 λαµβάνει ένα µήνυµα από την p 1 το οποίο η p 1 δεν έχει στείλει µέσα στα χρονικά όρια που ορίζονται από την τοµή C '. Μία τοµή C είναι συνεπής, αν για όλα τα γεγονότα e και e ' ισχύει ότι ( e C) (e' e) e' C. Αντίστοιχα µία καθολική κατάσταση είναι συνεπής (consistent), όταν αντιστοιχεί σε µία συνεπή τοµή. Ο ορισµός αυτός ανταποκρίνεται πλήρως στην ιδέα ότι οι συνεπείς καθολικές καταστάσεις είναι εκείνες που µπορούν να συµβούν στην πραγ- µατικότητα κατά την εκτέλεση ενός κατανεµηµένου υπολογισµού. Είναι εύκολο να προσδιορίσουµε πότε µία τοµή είναι συνεπής: αν όλα τα βέλη που κόβουν την τοµή ξεκινούν από τα αριστερά και καταλήγουν στα δεξιά της τοµής, τότε η τοµή είναι συνεπής, αλλιώς είναι aσυνεπής (inconsistent). Με βάση τον ορισµό αυτόν, η τοµή C του Σχήµατος 2.1 είναι συνεπής, ενώ η C ' είναι ασυνεπής. Μία εκτέλεση ενός κατανεµηµένου υπολογισµού(run) είναι µία ολική διάταξη R όλων των γεγονότων του καθολικού ιστορικού H η οποία είναι συνεπής µε τη σχέση συνέβη-πριν (βλ. Κεφ 2.3). Ένα παράδειγµα εκτέλεσης, µε βάση το Σχήµα 2.1, είναι η εξής: R =e e1e 3e2e 3e3e 2e1e 3e1e 1e1e 3e2e 1 Είναι προφανές ότι µία εκτέλεση R = e e... έχει ως αποτέλεσµα µία ακολουθία καθολικών καταστάσεων Σ 0 Σ Σ... όπου το Σ 0 αντιστοιχεί στην αρχική καθο λική κατάσταση ( σ 1,..., σ n ). Θα χρησιµοποιήσουµε τον όρο εκτέλεση για να α- ναφερθούµε τόσο στις ακολουθίες των γεγονότων, όσο και στην ακολουθία των καθολικών καταστάσεων που προκύπτουν. i Κάθε καθολική κατάσταση Σ της εκτέλεσης προέρχεται από την προηγούµενη i 1 καθολική κατάσταση Σ µε την εκτέλεση ενός γεγονότος e i. Για δύο τέτοιες i 1 καθολικές καταστάσεις της εκτέλεσης R λέµε ότι η Σ i οδηγεί στη Σ στην R. Ε- πίσης θα λέµε ότι η Σ ' είναι προσπελάσιµη από τη Σ, αν και µόνο αν Σ R Σ'. Από τη σχέση αυτή θα παραλείπουµε το χαρακτήρα R για να δηλώσουµε ότι υπάρχει κάποια εκτέλεση στην οποία η Σ ' είναι προσπελάσιµη από τη Σ. 1 2

15 Κεφάλαιο 4: Καθολικές καταστάσεις 71 p 1 e 1 1 e 2 e 3 e 4 e 5 e p 2 e 2 1 e 2 2 e 2 3 e 2 4 e 2 5 Σχήµα 4.1. ιάγραµµα χώρου-χρόνου κατανεµηµένου υπολογισµού. Το σύνολο όλων των συνεπών καθολικών καταστάσεων ενός υπολογισµού µαζί µε τη σχέση R ορίζει ένα πλέγµα (lattice). Το πλέγµα αποτελείται από n ορθογώνιους άξονες µε έναν άξονα για κάθε µία διεργασία. Θεωρούµε ως Σ την k1... kn k1 kn καθολική κατάσταση ( σ 1,..., σ n ) και ως k k n το επίπεδο του πλέγµατος. Το Σχήµα 4.1 αναπαριστά έναν κατανεµηµένο υπολογισµό δύο διεργασιών και το Σχήµα 4.2 το αντίστοιχο πλέγµα των καθολικών καταστάσεων. Παρατηρείστε ότι όλες οι καθολικές καταστάσεις είναι προσπελάσιµες από την αρχική καθολική κατάσταση Σ. Ένα µονοπάτι στο πλέγµα είναι µία ακολουθία καθολικών καταστά- 00 σεων αυξανόµενου επιπέδου, όπου το επίπεδο µεταξύ δύο διαδοχικών στοιχείων διαφέρει κατά ένα. Κάθε ένα τέτοιο µονοπάτι αντιστοιχεί και σε µία εκτέλεση του υπολογισµού. Για το παράδειγµα του Σχήµατος 4.1, µία πιθανή εκτέλεση µπορεί να περνάει µέσω της ακολουθίας των καθολικών καταστάσεων: Σ Σ Σ Σ Σ Σ Σ η οποία είναι σηµειωµένη στο Σχήµα 4.2. Σ Σ Σ Σ Σ

16 72 Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java Σ 00 Σ 10 Σ 01 Σ 11 Σ 02 Σ 21 Σ 12 Σ 03 Σ 31 Σ 22 Σ 13 Σ 04 Σ 41 Σ 32 Σ 23 Σ 14 Σ 42 Σ 33 Σ 24 Σ 43 Σ 34 Σ 53 Σ 44 Σ 35 Σ 63 Σ 54 Σ 45 Σ 64 Σ 55 Σ 65 Σχήµα 4.2. Πλέγµα που αντιστοιχεί στο Σχήµα 4.1.

17 Κεφάλαιο 4: Καθολικές καταστάσεις Κατασκευή καθολικών καταστάσεων Αν µια διεργασία του συστήµατος θέλει να γνωρίζει την καθολική κατάστασή του, τότε θα πρέπει να συλλέξει τις τοπικές καταστάσεις όλων των άλλων διεργασιών. Στα ασύγχρονα κατανεµηµένα συστήµατα που χαρακτηρίζονται από αβεβαιότητες στις καθυστερήσεις των µηνυµάτων και στις ταχύτητες των διεργασιών, η κατασκευή καθολικών καταστάσεων δεν είναι καθόλου τετριµµένη. Αντίθετα η κατασκευή καθολικών καταστάσεων που να έχουν χρησιµότητα ή ακόµη και νόη- µα είναι θεµελιώδες πρόβληµα. Αυτό οφείλεται στο ότι µια καθολική κατάσταση που δεν κατασκευάζεται προσεκτικά µπορεί να αντικατοπτρίζει µια παρελθούσα κατάσταση του συστήµατος και να είναι ξεπερασµένη (obsolete), ή να µην περιέχει τις τοπικές καταστάσεις όλων των διεργασιών και να είναι ατελής (incomplete) ή να είναι ασυνεπής (inconsistent). Η συνέπεια µιας καθολικής κατάστασης είναι καθοριστική, και θα ασχοληθούµε αναλυτικά µε αυτή στη συνέχεια. Γενικά στο σηµείο αυτό µπορούµε να ορίσουµε µια καθολική κατάσταση ως ασυνεπή όταν ποτέ δε θα µπορούσε να είχε κατασκευαστεί από έναν εξωτερικό παρατηρητή (observer) του συστήµατος. Μία ακόµα δυσκολία στα κατανεµηµένα συστήµατα εντοπίζεται, όταν διαφορετικές διεργασίες κατασκευάζουν ξεχωριστά καθολικές καταστάσεις. Οι διαφορετικές καθυστερήσεις µηνυµάτων µπορούν να οδηγήσουν τις διεργασίες στην κατασκευή διαφορετικών καθολικών καταστάσεων για τον ίδιο υπολογισµό. Στα παρακάτω θα εξετάσουµε δύο διαφορετικές στρατηγικές για την κατασκευή καθολικών καταστάσεων. Και στις δύο περιπτώσεις θα υποθέσουµε ότι µία διεργασία-παρακολουθητής (monitor process), έστω η p 0, κατασκευάζει την καθολική κατάσταση του συστήµατος. Στην πρώτη στρατηγική η διεργασίαπαρακολουθητής παρατηρεί παθητικά το σύστηµα για την κατασκευή της καθολικής κατάστασης. Στην εναλλακτική στρατηγική η διεργασία-παρακολουθητής ρωτάει το υπόλοιπο σύστηµα µε στόχο την κατασκευή της καθολικής κατάστασης λειτουργώντας ενεργητικά Παθητική στρατηγική: Παρατηρήσεις Σε όλο το υποκεφάλαιο αυτό θα θεωρήσουµε ότι η p 0 ακολουθεί µία παθητική στρατηγική. Αυτό σηµαίνει ότι δε στέλνει η ίδια κάποιο µήνυµα προς τις υπόλοιπες διεργασίες, αλλά οι διεργασίες, µόλις εκτελούν ένα γεγονός, ειδοποιούν την p 0 στέλνοντάς της ένα µήνυµα που περιγράφει το γεγονός. Με τον τρόπο αυτόν η διεργασία-παρακολουθητής κατασκευάζει µία παρατήρηση (observation) του συγκε-

18 74 Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java κριµένου κατανεµηµένου υπολογισµού, η οποία είναι η ακολουθία των γεγονότων µε τη σειρά µε την οποία τα αντίστοιχα µηνύµατα έφτασαν στην p 0. Υπάρχουν ορισµένες ιδιότητες των παρατηρήσεων. Πρώτον εξαιτίας της απόκλισης των καθυστερήσεων που συµβαίνουν όταν οι διεργασίες γνωστοποιούν την κατάστασή τους στην p 0, δυο διαφορετικές διεργασίες-επόπτες είναι δυνατόν να κατασκευάσουν δυο διαφορετικές παρατηρήσεις για την ίδια εκτέλεση. εύτερον µία παρατήρηση µπορεί να µην αντιστοιχεί σε κάποια εκτέλεση. Για παράδειγµα θεωρήστε την εξής εκτέλεση του υπολογισµού του Σχήµατος 2.1: e1 R = e e e e e e e e e e e e e e. O O O Όλες οι παρακάτω είναι πιθανές παρατηρήσεις της R: 1 = 2 = 3 = e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e e... Η παρατήρηση O 1 δεν αντιστοιχεί σε εκτέλεση, αφού η διάταξη των γεγονότων 4 της p 3 παραβιάζει τη διάταξή τους στο τοπικό ιστορικό της διεργασίας (το e 3 εµφανίζεται πριν από το e 3 ). Το ίδιο ισχύει και για την παρατήρηση O 2 (το e 1 που είναι γεγονός receive εµφανίζεται πριν από το αντίστοιχο γεγονός send e 3 ). Στην περίπτωση αυτήν κατασκευάζεται (και) η καθολική κατάσταση ( σ 1, σ 2, σ 3 ), η οποία είναι ακριβώς η καθολική κατάσταση που αντιστοιχεί στην (ασυνεπή) τοµή C ' του Σχήµατος 2.1. Τέλος η O 3 είναι µία συνεπής παρατήρηση, από την οποία κατασκευάζεται (και) η καθολική κατάσταση που αντιστοιχεί στην τοµή C του Σχήµατος 2.1. Επειδή σε ένα ασύγχρονο σύστηµα τα µηνύµατα ενδεχοµένως να αναδιατάσσονται από τα κανάλια επικοινωνίας, είναι πιθανό να καταλήξουµε σε ανεπιθύµητες παρατηρήσεις, όπως είναι η O 1. Για το λόγο αυτόν θα ορίσουµε έναν κανόνα παράδοσης (delivery rule) για να αποφασίζουµε πότε τα µηνύµατα που ελήφθησαν θα παραδίνονται στη διεργασία. Στο σηµείο αυτό πρέπει να διαχωρίσουµε τις έννοιες της λήψης (receipt) και της παράδοσης (delivery). Η επικοινωνία ανάµεσα στη διεργασία p i και p j ικανοποιεί την παράδοση FIFO), αν για όλα τα µηνύµατα m και m ': Παράδοση FIFO: send (m) send (m') deliver(m) deliver(m') i i j Η παράδοση FIFO εµποδίζει ένα µήνυµα που εστάλη από µία διεργασία να παραδοθεί πριν από κάποιο άλλο που εστάλη πριν από αυτό από την ίδια διεργασία, εξασφαλίζοντας έτσι ότι η παρατήρηση που θα κατασκευαστεί δε θα παραβιάζει j

19 Κεφάλαιο 4: Καθολικές καταστάσεις 75 τουλάχιστον τη διάταξη των γεγονότων στο τοπικό ιστορικό κάθε διεργασίας. Παρόλο που σε ένα ασύγχρονο σύστηµα υπάρχουν κανάλια επικοινωνίας που δεν ακολουθούν τη λογική FIFO, ωστόσο είναι δυνατόν η παράδοση να γίνει µε τη λογική FIFO, µεταφέροντας σε κάθε µήνυµα, εκτός από το περιεχόµενο του µηνύµατος, και έναν αριθµό ακολουθίας (sequence number). Η παράδοση FIFO θα ενεργοποιηθεί στη διεργασία η οποία θα λάβει τα µηνύµατα, προκειµένου η σειρά µε την οποία θα ληφθούν τα µηνύµατα να συµπίπτει µε τη σειρά µε την οποία εστάλησαν. Η παράδοση FIFO είναι ικανή να εγγυηθεί ότι οι παρατηρήσεις δεν παραβιάζουν το τοπικό ιστορικό των διεργασιών, αλλά δεν εγγυάται ότι είναι συνεπείς. Για το λόγο αυτόν απαιτείται επιπλέον κάποιος µηχανισµός που να εξασφαλίζει τη συνέπειά τους Ρολόγια πραγµατικού χρόνου Αρχικά υποθέτουµε ότι: όλες οι διεργασίες έχουν πρόσβαση σε ένα καθολικό ρολόι πραγµατικού χρόνου (global real-time clock) και όλες οι καθυστερήσεις των µηνυµάτων έχουν ένα άνω φράγµα, έστω δ. Με βάση τις υποθέσεις αυτές, το σύστηµα στο οποίο αναφερόµαστε είναι σύγχρονο (synchronous). Ο κανόνας παράδοσης που εφαρµόζει, Στην περίπτωση αυτήν η p 0 είναι ο εξής (θα τον ονοµάζουµε ΚΠ1): ΚΠ1: Τη χρονική στιγµή t, παράδωσε όλα τα µηνύµατα που έχεις λάβει µε σφραγίδες χρόνου µέχρι t-δ σε αύξουσα διάταξη σφραγίδων χρόνου. Μία παρατήρηση Ο που κατασκευάζεται από την p 0 σύµφωνα µε τον ΚΠ1 είναι συνεπής. Αυτό ισχύει, διότι το ρολόι πραγµατικού χρόνου ικανοποιεί τη συνθήκη του ρολογιού. Επιπλέον παραδίδοντας µόνο τα µηνύµατα που έχουν τιµή σφραγίδων χρόνου µικρότερη από t δ εξασφαλίζουµε ότι κανένα µελλοντικό µήνυµα δεν µπορεί να φτάσει µε χρονοσφραγίδα µικρότερη από τις σφραγίδες χρόνου όλων των µηνυµάτων που έχουν ήδη παραδοθεί Λογικά ρολόγια Στην περίπτωση αυτή θεωρούµε ότι κάθε διεργασία p i έχει το δικό της λογικό ρολόι LC i. Επιπλέον εισάγουµε έναν κανόνα παράδοσης, σύµφωνα µε τον οποίον τη χρονική στιγµή t παραδίδονται όλα τα µηνύµατα που ελήφθησαν σε αύξουσα διάταξη σφραγίδων χρόνου. Εφαρµόζοντας τον κανόνα αυτόν στο παράδειγµα του Σχήµατος 2.1, η p 0 θα µπορούσε να κατασκευάσει την παρατήρηση:

20 76 Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java e e2e 3e1e 3e3e 1e3e 1e2e 3e1e 2e1e 3 η οποία είναι πράγµατι συνεπής. Παρόλα αυτά, ο παραπάνω κανόνας δεν είναι ρεαλιστικός επειδή, χωρίς κάποιο φράγµα στις καθυστερήσεις των µηνυµάτων, κανένα µήνυµα δε θα παραδοθεί µε το φόβο µήπως ληφθεί αργότερα ένα άλλο µήνυµα µε µικρότερη χρονοσφραγίδα. Αυτό συµβαίνει, διότι τα λογικά ρολόγια, όταν χρησιµοποιούνται ως µηχανισµός συγχρονισµού, στερούνται της ιδιότητας ανίχνευσης χάσµατος (gap detection): Ανίχνευση Χάσµατος: εδοµένων δύο γεγονότων e και e ' µαζί µε τις τιµές LC (e ) και LC (e' ) για τις οποίες LC (e) < LC(e'), αποφάσισε αν υπάρχει κάποιο άλλο γεγονός e '' τέτοιο, ώστε LC (e) < LC(e'') < LC(e' ). Εφόσον κάθε λογικό ρολόι σε συνδυασµό µε την παράδοση FIFO διατηρεί τη σειρά των µηνυµάτων που έχουν σταλεί από µια διεργασία κατά την παράδοσή τους, όταν η p 0 δεχθεί ένα µήνυµα m από τη διεργασία p i µε χρονοσφραγίδα TS (m), είναι σίγουρο ότι κανένα άλλο µήνυµα m ' δεν µπορεί να ληφθεί από την p i τέτοιο, ώστε TS(m') TS(m ). Ένα µήνυµα, όπως το m, θα καλείται σταθερό (stable). Αν, λοιπόν, η διεργασία p 0 δεχθεί τουλάχιστον ένα µήνυµα από όλες τις άλλες διεργασίες µε χρονοσφραγίδα µεγαλύτερη από TS (m), τότε µπορούµε να εγγυηθούµε τη σταθερότητα του µηνύµατος m. Η ιδέα αυτή οδηγεί στο δεύτερο κανόνα παράδοσης, τον οποίο θα συµβολίζουµε µε ΚΠ2: ΚΠ2: Παράδωσε όλα τα µηνύµατα που είναι σταθερά στην p σε αύξουσα σειρά χρονοσφραγίδων. 0 Παρατηρείστε ότι τα ρολόγια πραγµατικού χρόνου στερούνται επίσης της ιδιότητας ανίχνευσης χάσµατος. Η υπόθεση, ωστόσο, ότι οι καθυστερήσεις των µηνυ- µάτων φράσσονται από µια τιµή δ µας οδηγεί στην εξής ισοδύναµη διατύπωση του ΚΠ1: τη χρονική στιγµή t, όλα τα µηνύµατα µε σφραγίδες χρόνου µικρότερες από t δ είναι σταθερά Αιτιώδης παράδοση Μέχρι τώρα είδαµε ότι η παράδοση FIFO εγγυάται τη σειρά των µηνυµάτων που στέλνονται από την ίδια διεργασία. Μια γενικότερη αφαίρεση επεκτείνει τη διάταξη αυτή σε όλα τα µηνύµατα που είναι αιτιωδώς συσχετισµένα (causally related), ακόµα κι αν προέρχονται από διαφορετικές διεργασίες. Η ιδιότητα αυτή, που ονοµάζεται αιτιώδης παράδοση (causal delivery), θα συµβολίζεται ως ΑΠ και µπορεί να οριστεί ως εξής:

21 Κεφάλαιο 4: Καθολικές καταστάσεις 77 ΑΠ: send (m) i send(m') deliver(m) j k deliver(m') k για όλα τα µηνύµατα m και m ', τις διεργασίες-αποστολείς p i και p j και τη διεργασία-παραλήπτη p k. Παρατηρείστε ότι η παράδοση FIFO µεταξύ όλων των ζευγών των διεργασιών δεν εγγυάται αιτιώδη παράδοση. Το Σχήµα 4.3 δείχνει έναν υπολογισµό, όπου όλες οι παραδόσεις των µηνυµάτων ικανοποιούν την παράδοση FIFO, αλλά αυτές που αφορούν στη διεργασία p 3 παραβιάζουν την ΑΠ. p 1 p 2 m m p 3 Σχήµα 4.3. Παράδειγµα παραβίασης της ΑΠ. Η συσχέτιση της ΑΠ µε την κατασκευή συνεπών παρατηρήσεων είναι προφανής: αν η p 0 χρησιµοποιεί έναν κανόνα παράδοσης που να ικανοποιεί την ΑΠ, τότε όλες οι παρατηρήσεις της θα είναι συνεπείς. Όσον αφορά τους δύο κανόνες παράδοσης που ήδη έχουµε ορίσει (ΚΠ1 και ΚΠ2), αυτοί αποτελούν στιγµιότυπα της ΑΠ που δουλεύουν κάτω από ορισµένες προϋποθέσεις. Αυτό που µας ενδιαφέρει είναι να µπορέσουµε να εφαρµόσουµε την ΑΠ στα ασύγχρονα συστήµατα, χωρίς περιορισµούς. Αν ισχύει RC (e) < RC(e' ), τότε (e' e), κι αυτό σηµαίνει ότι είτε το e προηγείται λογικά του e ' είτε τα e και e ' είναι ταυτόχρονα. Στη δεύτερη περίπτωση οι ΚΠ1 και ΚΠ2 ενδέχεται να καθυστερήσουν την παράδοση του µηνύµατος που γνωστοποιεί το γεγονός e ' στη διεργασία-επόπτη, ακόµα κι αν το σύστηµα µπορούσε να προβλέψει τις σφραγίδες χρόνου των µηνυµάτων που θα δεχθεί η διεργασία αυτή. Η καθυστέρηση αυτή πιθανότατα είναι άσκοπη, αν, παρόλο που υπήρχαν µελλοντικά µηνύµατα γνωστοποίησης µε µικρότερες χρονοσφραγίδες, όλα τύχαιναν να είναι για γεγονότα ταυτόχρονα του e '. Με βάση, λοιπόν, τους ορισµούς που έχουµε δώσει για τους δύο πρώτους κανόνες παράδοσης και για τη συνθήκη του ρολογιού, είναι πιθανό να καταλήξουµε σε µεγάλες καθυστερήσεις. Γι αυτό ορίζουµε την Ισχυρή Συνθήκη του Ρολογιού, που περιγράψαµε νωρίτερα. Αν χρησιµοποιήσουµε ένα µηχανισµό συγχρονισµού, τον οποίο ονοµάζουµε TC και για τον οποίον ισχύει η συνέπεια της λογικής διαδοχής

22 78 Κατανεµηµένα Συστήµατα µε Java των γεγονότων (όπως στα ρολόγια πραγµατικού και λογικού χρόνου), τότε γνωρίζουµε και µε ποιον τρόπο διαδέχεται λογικά το ένα γεγονός το άλλο, κρίνοντας απλώς από την τιµή TC ιανυσµατικά ρολόγια Όταν χρησιµοποιούνται διανυσµατικά ρολόγια, υπάρχει ένα διανυσµατικό ρολόι VC i για κάθε διεργασία p i. Όπως ήδη έχουµε πει, τα διανυσµατικά ρολόγια ικανοποιούν την Ισχυρή Συνθήκη του Ρολογιού, οπότε είναι ένας µηχανισµός κατάλληλος σύµφωνα µε την προηγούµενη παράγραφο. Όλα τα µηνύµατα που έχουν ληφθεί από τη διεργασία-επόπτη, και δεν έχουν ακόµη παραδοθεί σε αυτήν, κρατούνται σε ένα σύνολο M, το οποίο αρχικά είναι άδειο. Ένα µήνυµα m της διεργασίας p j του συνόλου Μ µπορεί να παραδοθεί στην p 0, όταν αυτή µπορεί να επιβεβαιώσει ότι δεν υπάρχουν άλλα µηνύµατα (ούτε στο σύνολο Μ, αλλά ούτε και στο σύστηµα), των οποίων η αποστολή να προηγείται λογικά του µηνύµατος m. Έστω m ' το τελευταίο µήνυµα που έχει παραδοθεί από τη διεργασία p k, µε k j. Το µήνυµα m της διεργασίας p j µπορεί να παραδοθεί στην p 0, αν ισχύουν οι εξής συνθήκες: δεν υπάρχει νωρίτερο µήνυµα από την p j που να µην έχει ακόµη παραδοθεί δεν υπάρχει µήνυµα m ' της p k που να µην έχει παραδοθεί τέτοιο, ώστε send (m') send (m'') send(m), k j. k k Έτσι για τη σωστή παράδοση των µηνυµάτων η p 0 κρατάει έναν πίνακα µετρητών D [1...n ], του οποίου όλα τα στοιχεία είναι αρχικά µηδέν, ώστε ο µετρητής D [i ] να περιέχει τη χρονοσφραγίδα TS(m i )[i ], όπου το m i είναι το τελευταίο µήνυµα που έχει σταλεί από την p i, και έχει παραδοθεί. Βασιζόµενοι σε όλα αυτά, διατυπώνουµε τον τρίτο κανόνα παράδοσης (ΚΠ3), ο οποίος αναφέρεται κι ως αιτιώδης παράδοση (causal delivery): ΚΠ3: Παράδωσε το µήνυµα m από τη διεργασία ικανοποιούνται οι παρακάτω δύο συνθήκες: (1) D[j] = TS(m)[j] 1 (2) D[k] TS(m)[k ], k j j p j, µόλις Μόλις το µήνυµα m παραδίδεται στην p 0, ο πίνακας D ενηµερώνεται θέτοντας D [j] = TS(m)[j] (δηλαδή, αυξάνοντας την τιµή αυτήν κατά ένα).