SINCRONIZACI

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SINCRONIZACIÓN EN SISTEMAS DISTRIBUIDOS

• Sistemas de operación II
• Abril-Julio 2012
• Yudith Cardinale

2
INDICE

• Introducción
• Relojes (timers)
• Sincronización de relojes lógicos
• Sincronización de relojes físicos
• Exclusión mutua distribuida
• Algoritmos de elección de coordinador

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INTRODUCCIÓN

• La información relevante se distribuye entre
• varias máquinas.
• Los procesos toman las decisiones sólo con
• base en la información disponible en forma local.
• Debe evitarse un punto de fallo único en el
• sistema.
• No existe un reloj común o alguna otra fuente
• precisa del tiempo global.

4
INTRODUCCIÓN

• Tiempos y estados globales.
• Exclusión mutua.
• Algoritmos de elección. Problemas de
• consenso
• Operaciones atómicas distribuidas
• Transacciones

5
(No Transcript)
6
RELOJES (Timers)

• Cristal de cuarzo asociado a un dispositivo
  electrónico (chip) que cuenta oscilaciones.

• C contador, se decrementa con cada
  oscilación.
• HR Holding register, con este valor se
  inicializa C cada vez que llegue a 0.

HR
C

• Cuando C llega a 0, se genera una interrupción
  (tick de reloj), la cual puede ser manejada por
  software (contando los ticks de reloj) y escalada
  a una unidad de tiempo conveniente.

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RELOJES (Timers)

• Pueden dos eventos tener el mismo registro de
  reloj?
• Depende de la resolución del reloj y de la
  frecuencia de ocurrencia de eventos.
• Aunque la frecuencia a la cual un cristal de
  cuarzo oscila es usualmente estable, puede variar
  por varios factores (temperatura, tamaño del
  cristal, forma de corte), presentando un desfase
  de reloj.
• El desfase de reloj es el cambio en el offset
  (diferencia en lectura) entre el reloj y un reloj
  perfecto de referencia, por unidad de tiempo
  medida.

8
SINCRONIZACIÓN DE RELOJES

• Los relojes físicos (de hardware) de un sistema
  distribuido no están sincronizados
• Necesidad de sincronizacion para
• Aplicaciones en tiempo real
• Ordenacion natural de eventos distribuidos
• Concepto de sincronizacion
• Mantener relojes sincronizados entre si
• Mantener relojes sincronizados con la realidad

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SINCRONIZACIÓN DE RELOJES LÓGICOS

• El interés en las aplicaciones distribuidas, no
  necesariamente es el tiempo exacto, sino la
  secuencia en que ocurren los eventos. Así, se
  pueden manejar relojes lógicos, en lugar de
  relojes físicos.
• Reloj lógicocontador de software que se
  incrementa monótonamente, cuyo valor no necesita
  estar relacionado con ningún reloj físico.
• Generalmente se asocia a cada proceso un reloj
  lógico.

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SINCRONIZACIÓN DE RELOJES LÓGICOS

• Algoritmo de Lamport
• Se basa en
• 1. Si dos eventos ocurrieron en el mismo proceso,
  entonces ellos ocurrieron en el orden en que
  fueron observados. Notación x p y , x e y
  son eventos que ocurren en el proceso p y x pasó
  antes que y
• 2. Siempre que un mensaje es enviado entre
  procesos, el evento de enviar el mensaje ocurre
  antes que el evento de recibirlo.

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SINCRONIZACIÓN DE RELOJES LÓGICOS

• Lamport generalizó estas dos ordenamientos con la
  relación pasó antes(happened before) , se
  denota con y se define como
• PA1 Si existe un proceso P, tal que x p
  y, entonces x y.
• PA2 Para cualquier mensaje m,
• send(m) rcv(m).
• PA3 Si x,y,z son eventos tales que x y,
• y z, entonces x z (propiedad de
  transitividad)

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SINCRONIZACIÓN DE RELOJES LÓGICOS

• a b, b c, c d, d f
• Los eventos a y e son paralelos
• a e

a
b
P0
c
d
P1

• Si cada proceso tiene un reloj lógico Cp, se
  puede asignar un valor de tiempo a cada evento a
  Cp(a).
• Estos relojes lógicos deben tener las siguientes
  propiedades
• Si a b, entonces Cp(a) lt Cp(b).
• El valor de Cp debe ser siempre incrementado,
  nunca deben decrementarse.

e
f
P2
13
SINCRONIZACIÓN DE RELOJES LÓGICOS

• Algoritmo de Ordenamiento Causal
• LC1 Cp es incrementado antes que cada evento
  sea ejecutado Cp Cp 1.
• LC2 Cuando un proceso p envía un mensaje m,
  coloca en el mensaje el valor t Cp.
• LC3 Cuando un proceso q recibe (m,t), q calcula
  Cqmax(Cq,t) y aplica LC1.
• Es verdad que si Cp(a) lt Cq(b), entonces a
  b?

14
SINCRONIZACIÓN DE RELOJES LÓGICOS

• Veamos con un ejemplo cómo funciona el algoritmo
• Tres relojes no sincronizados
  Sincronización de relojes

P1
P2
P3
P1
P2
P3
0
0
0
0
0
0
a
a
A
A
6
8
10
6
8
10
b
b
12
16
20
12
16
20
c
c
B
B
18
24
30
18
24
30
d
d
24
32
40
24
32
40
30
40
50
30
40
50
e
e
C
C
36
48
60
36
48
60
f
f
42
56
70
42
61
70
g
g
D
D
48
64
80
48
69
80
h
h
54
72
90
70
77
90
60
80
100
76
85
100
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SINCRONIZACIÓN DE RELOJES FÍSICOS

• Se requiere
• Sincronizar los relojes físicos con la hora real.
• Sincronizar los relojes físicos ente si.
• Se toma en cuenta el Tiempo Universal Coordinado
  (UTC)

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SINCRONIZACIÓN DE RELOJES FÍSICOS

• Algunas consideraciones importantes
• El Tiempo Atómico Internacional (TAI) es
  mantenido por el BIH (Bureau International de
  lHeure) en París.
• Un conjunto de laboratorios mantienen el tiempo
  contando las transiciones del átomo de
  cesium-133. Considerando que un segundo atómico
  es 9.192.631.770 transiciones del cesium-133.
• Periódicamente cada laboratorio envía al BIH el
  número de ticks de su reloj (comenzaron a
  contarse desde 1ero. de enero de 1958). El BIH
  calcula el TAI promediando las lecturas de todos
  los laboratorios.

17
SINCRONIZACIÓN DE RELOJES FÍSICOS

• Algunas consideraciones importantes (cont.)
• Segundo solar 1/86.400 veces el día solar.
• El Tiempo Universal Coordinado (UTC) es un
  estándar internacional basado en TAI y usa unos
  segundos de saltos para sincronizar el TAI con
  los segundos solares.
• Para proveer el UTC, el Instituto Internacional
  de Tiempo Estándar (NIST), tiene a disposición
  una estación de radio de onda corta WWV.
• Existen otras estaciones satelitales que también
  dan servicio UTC NTP (Internet), Satélite (GEOS
  y GPS).

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SINCRONIZACIÓN DE RELOJES FÍSICOS

• Si se requiere sincronizar los relojes del
  sistema con el tiempo real, se usa el UTC. Para
  esto
• Una máquina debe tener un receptor para WWV y
  sincronizar el resto de los relojes con este
  tiempo.
• Tener varios receptores para WWV, GEOS.
  Establecer un rango (intervalo de tiempo) en el
  cual UTC cae. Se requiere un acuerdo entre las
  máquinas receptoras para generar un solo
  intervalo.
• Si no hay máquina con receptora de WWV, el tiempo
  debe colocarse manualmente y luego sincronizar el
  resto de los relojes.

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SINCRONIZACIÓN DE RELOJES FÍSICOS

• TAI Vs Segundos Solares

20
SINCRONIZACIÓN DE RELOJES FÍSICOS

• Cada cuánto se debe sincronizar?
• Cada máquina tiene un reloj que causa H
  interrupciones por segundos. En la práctica se
  obtiene un error ?.
• En cada interrupción se suma 1 al reloj de
  software (C) que mantiene el número de ticks
  desde algún tiempo en el pasado.
• La idea es que si UTCt, en la máquina p se
  cumpla que Cp(t)t para todo p,t. Si esto es
  verdad, se cumple que dc/dt1.
• Se cumple que 1- ? lt dc/dt lt 1 ?

21
SINCRONIZACIÓN DE RELOJES FÍSICOS

• Cada cuánto se debe sincronizar?
• Donde ? lo provee el fabricante y se llama tasa
  máxima de alejamiento.
• La idea es sincronizar el reloj con UTC y que
  entre ellos no haya una diferencia mayor de ?.
  Para esto los relojes deben ser resincronizados
  cada ?????segundos.

22
SINCRONIZACIÓN DE RELOJES FÍSICOS

• Cada cuánto se debe sincronizar?

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ALGORITMOS DE SINCRONIZACIÓN

• Algoritmo de Cristian

Servidor de Tiempo con receptor WWV
ST
mr
mt

• ST recibe solicitudes de tiempo y responde tan
  rápido como pueda.

mt
mr
P1
P2
P0

• Qué hace el enviador cuando recibe la
  respuesta?
• a. Colocar su reloj en el CUTC que le envía ST.
• Problemas
• Si CUTC es menor que el Cp, se estará
  devolviendo.
• No se considera el tiempo de transmisión de los
  mensajes.

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ALGORITMOS DE SINCRONIZACIÓN

• Algoritmo de Cristian

• Qué hace el enviador cuando recibe la
  respuesta?
• b. Ajustar su reloj CUTC gradualmente
• En lugar de sumar 1 al Cp con cada tick de
  reloj, se suma un valor mayor (si Cp lt CUTC) o
  menor (si Cp gt CUTC).
• Ejemplo
• 1 seg H interrupciones, así al sumar 1 a Cp se
  están sumando 1/H segs.
• 1 seg 100 interrupciones, así al sumar 1 a Cp
  se suman 10 msegs.
• Si en lugar de sumar 1, se suma 0.9 se estarán
  adicionando 9 msegs.
• Si en lugar de sumar 1, se suma 1.1 se estarán
  adicionando 11 msegs.
• Problema No considera el tiempo de transmisión
  de los mensajes.

25
ALGORITMOS DE SINCRONIZACIÓN

• Algoritmo de Cristian

• Solución Estimar el tiempo de propagación
  Tpropag.
• Enviador Servidor del tiempo
• T0
• TI
• T1
• T0 y T1 se miden con el mismo reloj, así
• Tpropag (T1 T0)/2.
• Si se conoce TI (tiempo de atención de la
  interrupción), Tpropag (T1 -
  T0 - TI)/2.

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ALGORITMOS DE SINCRONIZACIÓN
Algoritmo de Berkeley

• Se basa en un servidor de tiempo activo (demonio
  del tiempo) que realiza un polling a cada
  máquina periódicamente para preguntar el tiempo
  que tienen.
• Es útil, aún si no hay una máquina receptora
  para WWV. El tiempo debe ser colocado
  manualmente por el operador.

Demonio del tiempo
Demonio del tiempo
Demonio del tiempo
300
0
300
300
300
5
300
-20
300
15
25
-10
325
325
325
250
250
250
27
ALGORITMOS DE SINCRONIZACIÓN
Algoritmo de Berkeley

• Qué ventaja tiene transmitir el ajuste y no la
  hora?
• Qué pasa si hay relojes con desfases muy
  grandes?
• El demonio toma un promedio tolerante a fallas.
  Esto es, el subconjunto de relojes seleccionados,
  para promediar, son aquellos que no difieran
  entre sí en una cantidad especificada.

28
ALGORITMOS DE SINCRONIZACIÓN
Algoritmo de Promediación

• Es distribuido.
• La idea es dividir el tiempo en intervalos de
  resincronización de longitud fija.
• El i-th intervalo comienza en T0 iR y corre
  hasta T0 (i1)R, donde T0 es el tiempo inicial
  del pasado y R un parámetro del sistema.

Pi
T0
T1
T2
...
Tn
R
R
Sinc
Sinc
Sinc
Sinc
29
ALGORITMOS DE SINCRONIZACIÓN
Algoritmo de Promediación

• Al comienzo de cada intervalo cada máquina
  realiza un broadcast de su tiempo actual. Inicia
  un timerS para recolectar los broadcast de las
  otras máquinas.
• Corregir cada mensaje adicionando un estimado de
  Tpropag.
• Eliminar los valores más altos y más bajos.
• Promediar los valores restantes.

30
(No Transcript)
31
EXCLUSIÓN MUTUA DISTRIBUIDA
Requerimientos para proveer exclusión mutua

• EM1 (seguridad) A lo más un proceso puede
  ejecutarse en su sección crítica (sc) a la vez.
• EM2 (vitalidad)
• A un proceso que requiere entrada a su sc ,
  eventualmente se le concederá.
• Cualquier proceso que se ejecute en su sc,
  eventualmente la abandonar.
• (Libre de deadlock e inanición)
• EM3 (ordenamiento) La entrada a la sc debe ser
  otorgada en orden pasó antes.

32
ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA
Algoritmo Centralizado (un coordinador)

• Si un proceso quiere entrar a su región crítica
  envía un mensaje de requerimiento al coordinador
  indicando la sc a la que quiere entrar.
• Si ningún proceso está en esa sc, el coordinador
  envía un mensaje de otorgamiento.
• Si hay otro proceso en la sc encola su petición
  y
• Le envía un mensaje de negación o
• No le envía nada y el solicitante se bloquea.

33
ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA
Algoritmo Centralizado (un coordinador)

• Cuando un proceso abandona su sc, le envía un
  mensaje al coordinador de liberación de sc. El
  coordinador busca la siguiente petición encolada
  y envía un mensaje de otorgamiento
• Si el cliente no estaba bloqueado, tendrá que
  hacer polling.
• Si el cliente estaba bloqueado se desbloquea y
  entra a su sc

Coordinador
P4
P2
P1
1. request
sc1
sc2
2. release
3. grant
P1
P2
P3
P4
34
ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA
Algoritmo Centralizado (un coordinador)

• Ventajas
• Se puede generalizar para asignación de recursos
  en general.
• Es justo, las peticiones son atendidas en el
  orden que son realizadas.
• Requiere sólo de tres mensajes (requerir,
  otorgar, liberar)
• Desventajas
• Centralizado
• Si el coordinador no envía respuesta ante la
  negación, el solicitante no sabe si la respuesta
  no le llega por negación o por falla.
• Qué pasa si un cliente falla dentro de una sc?

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ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA

• Algoritmo Distribuido (Ricart y Agrawala)

• La idea básica del algoritmo es que el proceso
• que requiere entrar a su Sección Crítica envía
• un mensaje a todos los procesos y entra,
• únicamente, cuando recibe un reconocimiento
• de todos ellos.

. . .
36
ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA

• Algoritmo Distribuido (Ricart y Agrawala)

• Construye un mensaje con el nombre de la sección
  crítica, su número de proceso y la hora actual.
• Envía el mensaje a todos los demás procesos,
  incluyéndose a sí mismo (Se supone un envío
  confiable).
• Cuando un proceso recibe un mensaje de solicitud
  de otro proceso
• 1. Si el receptor no está en la región crítica y
• no desea entrar a ella -gt OK
• 2. Si el receptor ya está en la región crítica
  no
• responde sino que incluye la solicitud en
  una lista.
• 3. Si el receptor desea entrar a la región
  crítica pero no
• lo ha logrado compara la marca de tiempo del
  mensaje
• recibido con la marca del mensaje que envió a
  cada
• uno. Si el suyo es menor encola la petición,
  si no envía OK.

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ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA

• Algoritmo Distribuido (Ricart y Agrawala)

• Dos procesos quieren hacer uso de la Sección
• Crítica al mismo tiempo. En particular, los
  procesos 0
• y 2 son los involucrados.

8
8
8
12
12
12
38
ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA

• Algoritmo Distribuido (Ricart y Agrawala)

Entra a la Sección Crítica
OK
OK
OK
OK
39
ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA

• Algoritmo Distribuido (Ricart y Agrawala)

• Problemas
• 1. Si cualquier proceso falla no es posible
• responder a las peticiones hechas (se puede
• interpretar incorrectamente). Probabilidad de
• falla contra un proceso coordinador es n veces
• mayor.
• 2. Primitiva de comunicación de membresía de
• grupo.

40
ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA
Algoritmo basado en token-ring

• La idea es ordenar los n procesos en un anillo
  lógico, y hacer pasar un token en la dirección
  del reloj.
• Si un proceso quiere entrar a su sc, esperará el
  token y lo retendrá. Al salir de la sc, pasará el
  token a su vecino.
• Si un proceso que no quiere entrar a su sc
  recibe el token, lo pasa inmediatamente al
  vecino.
• Se requerirán de 1 a n-1 mensajes para obtener
  el token.

41
ALGORITMOS DE EXCLUSIÓN MUTUA
Algoritmo basado en token-ring

• Ventajas
• Cumple con ME1 y ME2, pero no con ME3.
• Requiere menos mensajes que el algoritmo
  distribuido.
• Desventajas
• Si un proceso falla hay que rehacer el anillo.
• Si falla el proceso que tiene el token, se deberá
  crear un nuevo token (cuidado con dos tokens!)

42
(No Transcript)
43
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR

• Una elección es un procedimiento para
  seleccionar un proceso de un grupo, para que
  ejecute algunas operaciones específicas (nuevo
  coordinador, tome la responsabilidad de un
  proceso que ha fallado).
• El requerimiento principal para la selección es
  que el proceso electo sea único, aún cuando
  varios procesos llamen a la elección
  simultáneamente, y que todos sepan cuál es el
  proceso electo.

44
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR
Algoritmo del grandulón

• Puede ser usado cuando los miembros del grupo
  conocen las identidades y direcciones de los
  otros procesos.
• El algoritmo selecciona el proceso sobreviviente
  con el identificador mayor.
• Se asume que la comunicación es confiable, pero
  que los procesos pueden fallar durante una
  elección.
• Hay tres tipos de mensajes en este algoritmo
  elección, respuesta y coordinador.

45
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR
Algoritmo del grandulón

• La elección puede comenzarla cualquier proceso P
  que detecte que el coordinador ha fallado.
• El proceso P envía un mensaje de elección a
  todos aquellos procesos que tengan un
  identificador más alto que el suyo y espera un
  mensaje de respuesta.
• Si no le llega ningún mensaje de respuesta
  dentro un período de tiempo determinado, el
  proceso se considera coordinador y envía, a todos
  los procesos con identificadores menores, un
  mensaje coordinador anunciándose como nuevo
  coordinador.

46
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR
Algoritmo del grandulón

• Si le llega al menos una respuesta, espera un
  tiempo determinado por un mensaje coordinador. Si
  al terminar ese tiempo no le llega, inicia una
  nueva elección.
• Si un proceso recibe un mensaje coordinador,
  registra el identificador y comenzará a
  comunicarse con él cuando necesite de sus
  servicios.
• Si un proceso recibe un mensaje de elección,
  envía un mensaje de respuesta y comienza una
  nueva elección.
• Cuando un proceso que falló es recuperado, éste
  comienza una elección, aún cuando el coordinador
  no haya fallado.

47
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR

• Algoritmo del grandulón

E
Estado 1 Falla el coordinador
P4
R
P1
P3
P4
E
P2
R
E
P1
P3
P4
Estado 2P2 y P3 inician nueva
elección
E
R
P2
E
C
Estado 3 P3 es coordinador pero
falla antes de anunciarlo
P1
P3
P2
48
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR

• Algoritmo del grandulón

C
Eventualmente.... p1 inicio de nuevo
elección y p2 es coordinador.
Coord.
P1
P2

• En el mejor caso, el proceso con el segundo
  identificador mayor se da cuenta de la falla del
  coordinador, y sólo se envían n-2 mensajes
  coordinador.
• En el peor caso, el proceso con menor
  identificador se da cuenta de la falla del
  coordinador, y se requieren O(n2) mensajes.

49
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR
Algoritmo en anillo lógico (Chang y Roberts)

• No se requiere que los procesos conozcan los ids
  de los demás procesos, sólo el del vecino en la
  dirección del anillo.
• Se elige como coordinador el proceso con el id
  mayor.
• Cualquier proceso P puede iniciar la elección,
  coloca su id en un mensaje de elección y lo pasa
  a su vecino.
• Si el vecino ha fallado, el mensaje es pasado al
  siguiente vecino que esté corriendo.
• Cuando un proceso recibe un mensaje de elección,
  adiciona si id en el mensaje y lo pasa.

50
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR
Algoritmo basado en anillo lógico

• Eventualmente, el mensaje regresará al proceso
  que inició la elección. Esto se detecta cuando
  recibe el mensaje de elección y su id está en la
  lista.
• El mensaje es cambiado a coordinador y circula
  de nuevo en el anillo.
• Qué sucede en ambos algoritmos si dos procesos
  simultáneamente inician elección?

51
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR

• Algoritmo basado en anillo lógico

• No se conoce la identidad de los otros
  procesos a priori.
• Sólo existe comunicación entre vecinos (en un
  sentido).
• Se asume la funcionalidad y alcance de los
  procesos durante la elección.

52
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR

• Algoritmo en anillo (Variante Tanenbaum)

1.- Inicialmente cada proceso se marca como
no participante. 2.- Cualquier proceso puede
iniciar la elección. - Se marca como
participante. - Envía un mensaje de
elección con su ID al vecino.
53
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR

• Algoritmo en anillo (Variante Tanenbaum)

3.- Cuando se recibe un mensaje de elección
se compara el ID del mensaje con el propio.
- IDmensaje gt IDreceptor, se reenvía. -
IDmensaje lt IDreceptor, y el receptor no es
participante, se sustituye el
ID y se reenvía. - IDmensaje lt IDreceptor, y
el receptor es
participante, no se reenvía. - IDmensaje
IDreceptor, este proceso pasa a
ser el coordinador.
54
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR

• Algoritmo en anillo (Variante Tanenbaum)

4.- El coordinador se marca como no
participante, y envía un mensaje de elegido
con su ID. 5.- Cuando se recibe un mensaje de
elegido por cualquier otro proceso (no
coordinador) se marca como no participante y
reenvía el mensaje.
55
ALGORITMOS DE ELECCIÓN DE COORDINADOR

• Algoritmo en anillo (Variante Tanenbaum)

• Peor Caso
• Cuando sólo un proceso empieza la elección y su
  vecino contrario es el de mayor ID.
• Se envían 3n 1 mensajes en total.
• n 1 hasta llegar al vecino de mayor ID
• n mensajes de este vecino a través del anillo
• n mensajes de elegido