Sistemas Distribuidos

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Sistemas Distribuidos
Tiempo y coordinación
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Tiempo y coordinación

• Sincronización de relojes físicos
• ? Tiempo universal coordinado (UTC)
• ? Compensación de derivas
• ? Sincronización de relojes en SD
• Tiempo lógico y relojes lógicos
• ? Diagramas de tiempo
• Coordinación distribuida
• ? Exclusión mutua distribuida
• ? Elección

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Introducción

• El tiempo es un tema interesante e importante en
• los sistemas distribuidos (SD) y es deseable
  poder medirlo con exactitud. Para ello se
  necesita sincronizar los relojes de los
  componentes del sistema.
• La sincronización es necesaria para
• ? mantener la consistencia de los datos
• ? chequear la autenticidad de requerimientos a
  los servers
• ? eliminar updates duplicados
• Puede ser
• ? sincronización interna por conocer con
  cierto grado de precisión la diferencia de tiempo
  entre los relojes de dos computadoras
• ? sincronización externa mediante una
  fuente autorizada de tiempo
• La noción de tiempo físico es también un problema
  en SD

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Sincronización de relojes físicos

• Los relojes físicos de las computadoras están
• limitados por su resolución
• Normalmente estos relojes sufren de deriva
  (drift)
• Para compensar estas divergencias las
• computadoras se puede sincronizar con un
  servicio de tiempo, por ej. UTC - Coordinated
  Universal Time
• Existen distintos algoritmos para sincronizar

Red
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UTC

• Relojes atómicos
• ? Un segundo es el tiempo durante el cual un
• átomo de Cesio 133 hace 9.192.631.770
• transiciones
• ? Sin embargo fue definido originalmente en
• términos de la rotación de la tierra
• UTC
• ? Estándar internacional basado en el tiempo
• atómico pero donde se añaden o sacan
  segundos
• bisiesto (leap)
• ? Se transmiten por señales de radio con
  una
• exactitud de 0.1-10 ms.

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Compensación de la deriva en los relojes

• Si el reloj de la computadora atrasa con
  respecto
• al servicio de tiempo
• ? se adelanta
• ? se pierden algunos ticks pero
• no hay problema
• Al revés, es decir, si adelanta
• ? no se puede atrasarlo. La solución es
  lentificar el reloj hasta normalizarlo
• ? no en hardware sino en software

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Método de Cristian para sincronizar relojes (1989)
mr
mt
p
Servidor de tiempo, S

• Si el tiempo retornado por S en el mensaje mt
  es t,
• p pondría su reloj en t Tround/2
• El tiempo del reloj S cuando el mensaje mt
  arriba es
• t min, t Tround - min, el ancho del
  rango es
• Tround - 2 min y la exactitud es (Tround/2 -
  min)

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Discusión del algoritmo de Cristian

• El servidor de tiempo puede fallar
• Un grupo de servidores de tiempo sincronizados
• ? cada uno con un receptor para las señales
  de
• tiempo del UTC
• ? un cliente puede multicast sus
  requerimientos
• a todos los servidores y usar la primera
  respuesta
• que reciba
• ? puede haber un servidor de tiempo que
  funcione mal o que sea un impostor

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Algoritmo de Berkeley (1989)

• Una computadora coordinadora actua como master
• y periódicamente encuesta a sus slaves cuyos
• relojes están siendo sincronizados
• El master estima sus tiempos locales observando
• el tiempo de round-trip (similar a la técnica
  de
• Cristian) y promediando los valores obtenidos
• El master considera un promedio tolerante a
  fallos
• Si el master llegase a fallar se elige otro para
  que
• ocupe su puesto de coordinador

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Network time protocol (NTP)

• NTP distribuye información del tiempo para
  proveer
• ? un servicio para sincronizar clientes en
  Internet
• ? un servicio seguro que sobreviva a caidas
• ? una resincronización frecuente para
  disminuir la
• deriva de los relojes de los clientes
• ? protección contra interferencias
• El servicio NTP es provisto por varios
  servidores y está basado en UDP
• ? servidores primarios, secundarios y
  servidores de otros niveles (estratos)

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Subred de sincronización en NTP
1
2
2
3
3
3
Nota Las flechas indican control de la
sincronización, los números indican estratos.
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Sincronización en NTP

• Los servidores NTP se sincronizan entre sí de
  tres
• modos
• ? multicast
• ? usado en LANs de alta velocidad
• ? los servidores transmiten
  periódicamente sus
• tiempos
• ? bajas exactitudes, aunque eficiente
• ? procedure-call
• ? similar a la operación del algoritmo de
  Cristian
• ? simétrico
• ? usado por master servers (el más
  seguro)
• ? pares de servers intercambian
  información

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Intercambio de mensajes
Ti - 2
Ti - 1
Mensajes intercambiados entre dos pares NTP
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Intercambio de mensajes

• Estimación del retardo y offset en el protocolo
  NTP
• ? a Ti-2 - Ti-3
• ? b Ti Ti-1
• ? di a b (retardo, medida de la exactitud de
  
• la estima del offset)
• ? oi (a-b)/2 (estima del offset)
• ? oi- di/2?o? oi di/2 (o, offset verdadero)
• Pares ltoi, digt se le aplica un filtro de
  dispersión
• Dispersión altadatos relativamente inseguros

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Tiempo y relojes lógicos

• El orden de los eventos
• ? si 2 eventos ocurren en el mismo proceso,
• ocurren en el orden en que se los observa
• ? el evento de enviar un mensaje entre
  procesos
• ocurre antes que el evento de recibirlo
• La relación sucedió antes (Lamport), indicada
  por ?
• ? HB1 Si ? proceso p x ?p y, luego x ? y.
• ? HB2 P/cualquier mensaje m,
• send(m) ? rcv(m),
• ? HB3 Si x, y y z son eventos tales que x
  ? y y
• y ? z, luego x ? z.

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Marcas temporales lógicas

• Reloj lógico (LC) Un contador por software
• monotónicamente creciente
• Cp un reloj lógico para el proceso p, Cp(a)
  marca
• lógica de un evento a en p, Cp(b) marca lógica
• de un evento b
• LC1 evento ocurrido en proceso p, Cp Cp 1
• LC2 a) p envía un mensaje m a q con valor
• t Cp
• b) Cq max(Cq,t) y aplica LC1 a
  rcv(m)
• Si a ? b entonces C(a) lt C(b), no a la inversa!
• Relojes totalmente ordenados

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Marcas temporales lógicas - Ejemplo
p
1
a
b
m
1
Tiempo físico
p
2
c
d
m
2
p
3
e
f
Eventos ocurridos en tres procesos
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Marcas temporales lógicas - Ejemplo
2
1
p
1
a
b
m
1
3
4
Tiempo físico
p
2
c
d
m
2
5
1
p
3
e
f
Marcas temporales de Lamport para los 3 eventos
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Relojes totalmente ordenados

• Los relojes lógicos sólo imponen un orden
  parcial
• Para un orden total uso (Ca, pa)
• (Ca, pa)lt (Cb, pb)
• si y sólo si Calt Cb o (Ca Cb y palt pb)

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Coordinación distribuida

• Los procesos distribuidos necesitan coordinar
  sus
• actividades
• Algunos servidores no tienen mecanismos de
• sincronización incorporado
• En ciertos casos se utilizan mecanismos de
• excusión mutua distribuida para obtener
• seguridad, propiedades de ordenamiento y
• vivacidad (problema de la sección crítica,
  CS)
• Algoritmos de elección Métodos para elegir un
• proceso único para un determinado rol

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Exclusión mutua distribuida

• Los requerimientos básicos para este mecanismo
• ? ME1 (seguridad) Como máximo se puede
• ejecutar un proceso a la vez en la CS
• ? ME2 (vivacidad) Un proceso que requiera
  entrar
• a la CS eventualmente puede ser admitido
• (ME2 implica que la implementación es libre
  de
• deadlock)
• ? ME3 (ordenamiento) La entrada a la CS
  sería
• admitida en un orden sucedió-antes

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Soluciones

• Algoritmo del servidor central (un único
  servidor
• otorga acceso a la CS)
• Algoritmo distribuido usando relojes lógicos
• (algoritmo de Ricart y Agrawal, multicast a
  todos los
• otros procesos)
• Algoritmo basado en anillo (los procesos se
• disponen en un anillo lógico)
• ? el token circulante permite entrar a la CS

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Algoritmo del server central
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Algoritmo del server central

• El protocolo para ejecutar una CS
• ? enter() (entrar al bloque de CS si es
  necesario)
• ? . (acceder a recursos compartidos en
  CS)
• ? exit() (dejar CS -ahora pueden entrar
  otros
• procesos)
• Conceptualmente, la respuesta del server es un
• token para entrar en la CS
• ? si ningún proceso tiene el token el
  servidor lo
• otorga
• ? si el token lo tiene otro proceso, el
  requerimiento
• es satisfecho
• ? al salir de la CS el token es devuelto al
  servidor

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Algoritmo del server central

• Se alcanzan las condiciones de seguridad y
• vivacidad
• Ordenamiento
• ? se alcanza en casos normales
• ? cuando el servidor falla debe elegirse uno
  nuevo,
• en este caso, el ordenamiento de
  requerimientos
• de ingresos será distinto a menos que se
  tomen
• precauciones
• Problemas
• ? El server es un cuello de botella de la
• performance
• ? y también un punto crítico de falla

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Algoritmo de Ricart-Agrawala (1981)

• Un algoritmo distribuído que usa relojes lógicos
• Basado en un acuerdo distribuído en lugar de un
• servidor central
• Los procesos que quieren entrar a la CS
  multicast un
• mensaje de requerimiento y pueden entrar sólo
  cuando
• todos los otros procesos han respondido al
  mismo
• Cada proceso tiene un reloj lógico
• Forma de los mensajes para pedir el token ltT,
  pigt
• Cada proceso tiene un estado
• ? LIBERADO deja el token
• ? PIDIENDO desea el token
• ? OBTENIDO posee el token

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• Algoritmo de Ricart-Agrawala
• Al iniciar
• estado LIBERADO
• Para obtener el testigo
• estado PIDIENDO
• T timestamp de la petición
• Difundir petición al resto de procesos
• Esperar hasta (num. de respuestas n - 1)
• estado OBTENIDO
• Al recibir una petición ltTi, pigt en el proceso
  pj (i ? j)
• Si (estado OBTENIDO) o (estado PIDIENDO y (T,
  pj) lt (Ti, pi))
• Encolar la petición de pi sin contestar
• Si no
• Contestar inmediatamente a pi
• Al liberar el testigo

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Sincronización multicast
lt41, p1gt
respuesta
P1
P3
respuesta
respuesta
lt34, p2gt
lt34, p2gt
lt41, p1gt
P2
29
Sincronización multicast

• Obtener el token toma 2(n-1) mensajes
• ? (n-1) para multicast el requerimiento
  seguido
• de (n-1) respuestas
• ? refinado tal que se requieren n
  mensajes
• ? más costoso que el algoritmo del server
  central
• Una falla en un proceso hace el progreso
  imposible
• No hay mejora en el cuello de botella en la
• performance con respecto al algoritmo del
  servidor
• central

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Algoritmo basado en anillo

• La exclusión mutua es conferida obteniendo un
  token
• pasado de un proceso a otro forma de anillo y
  en una
• sola dirección
• ? la topología en anillo no tiene nada que
  ver con
• conexiones físicas
• Si un proceso que no requiere entrar a la CS
  recibe el
• token lo pasa hacia delante a su vecino
• Si un proceso requiere el token espera hasta que
  lo
• recibe y entonces lo retiene
• Al salir de la CS envía el token a su vecino
• Toma de 1 a (n-1) mensajes obtener el token

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Algoritmo basado en anillo
32
Algoritmo basado en anillo

• Si un proceso falla
• ? no se progresa más allá de él, hasta que se
• aplica una reconfiguración
• ? los mensajes son enviados a lo largo del
  anillo
• aún cuando ningún proceso requiera el token
• Si el proceso que mantiene el token falla
• ? se requiere una elección para elegir otro
  entre
• los sobrevivientes, regenerar el token y
• retransmitirlo
• ? asegurarse que el proceso falló realmente
• (puede llegar a haber dos token)

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Discusión

• Ninguno de los tres algoritmos parece un ejemplo
  
• práctico muy prometedor para los SD
• ? ninguno soluciona el tema de fallas en los
• procesos o las máquinas
• El del server central requiere el menor número
  de
• mensajes aunque el server puede ser un cuello
  de
• botella
• En general, es preferible que el server maneje
• recursos para proveer exclusión mutua a los
• clientes que accedan al mismo

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Elecciones

• Una elección es un procedimiento realizado para
• elegir un proceso cuando el coordinador falla
• Objetivo Elección única

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Algoritmo del matón (bully) - Silberschatz (1993)

• Se supone comunicación fiable, pero los procesos
• pueden fallar
• Se intenta seleccionar al miembro sobreviviente
  con
• mayor identificador
• Un proceso comienza la elección cuando nota que
  el
• que el supervisor falla
• Todos los miembros del grupo conocen la
  identidad y
• dirección del resto
• Hay 3 tipos de mensajes
• ? elección se envía para anunciar elección
• ? respuesta enviado en respuesta al
  anterior
• ? coordinador con identidad del nuevo
  coordinador

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Algoritmo del matón

• La elección comienza cuando un proceso envía un
  mensaje de elección a
• los miembros con mayor identificador que él
• ? El proceso espera un mensaje de respuesta
• ? Si no llega ninguno, el proceso se considera
  elegido y envía un
• mensaje de coordinador a los que tienen
  identificador menor
• ? Si llega al menos un mensaje de respuesta el
  proceso espera un
• mensaje de coordinador
• ? Si no llega ninguno, comienza una nueva
  elección
• Si un proceso recibe un mensaje de coordinador
  toma al proceso que lo
• envía como coordinador electo
• Si un proceso recibe un mensaje de elección
  devuelve un mensaje de
• respuesta y comienza una nueva elección (si no
  lo había hecho ya)
• Cuando un proceso es restaurado después de una
  caída
• ? Si tiene el identificador mayor se considera el
  coordinador electo y
• envía un mensaje de coordinación al resto
• ? Si no, comienza una elección

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Algoritmo del matón
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Algoritmo del matón

• Cuando un proceso falla recomienza la elección
• ? este proceso comienza la elección
• ? si tiene el identificador más alto decide
  ser el
• coordinador y lo anuncia a los otros
  procesos
• ? esto ocurre aún cuando el coordinador
  funcione
• (el matón)
• En el mejor caso (n-2) mensajes
• ? el proceso con el 2º id más alto notifica
  la falla, se
• elije él mismo coordinador y envía (n-2)
  mensajes
• Peor caso O(n2) mensajes
• ? el proceso con más bajo id notifica la
  falla

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Algoritmo basado en anillo -Chang y Roberts
(1979)

• Apropiado para una colección de procesos
  dispuestos
• en un anillo lógico
• Objetivo elegir como coordinador el proceso con
  el
• id más alto
• Se supone que
• ? los procesos no conocen, a priori, la
  identidad de
• los otros y sólo saben comunicarse con el
  vecino
• ? Todos los procesos están funcionales y
• alcanzables durante la elección
• ? Tanenbaum (1992) da una variante en la cual
  los
• procesos pueden fallar

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Algoritmo basado en anillo

• Inicialmente todos los procesos están marcados
  como
• no-participantes
• El proceso que inicia la elección envía un
  mensaje de elección
• con su identificador a su vecino
• Cuando un proceso recibe un mensaje de elección
• ? Compara el identificador del mensaje con el
  suyo
• ? Si el suyo es menor
• ? Lo retransmite a su vecino
• ? Si el suyo es mayor
• ? Sustituye su identificador en el mensaje y lo
  retransmite
• ? Si son iguales
• ? Se considera coordinador electo y envía un
  mensaje de
• coordinador

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Algoritmo basado en anillo

• Cuando un proceso que no es el coordinador
  recibe un
• mensaje de elegido se marca el mismo como no-
• participante y pasa el mensaje a su vecino
• La razón para el marcado de un proceso como
• participante o no-participante
• ? los mensajes que se emiten cuando otro
  proceso
• comienza una elección al mismo tiempo, son
• extinguidos, siempre antes que el ganador
  de la
• elección sea anunciado
• Peor caso (3n-1) mensajes
• ? el vecino anti-horario tiene el id más alto

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Algoritmo basado en anillo
El mensaje de elección contiene 24 pero el
proceso 28 lo reemplazará con su id cuando el
mensaje lo alcance
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Discusión

• Problemática de los algoritmos anteriores
• ? se basan en timeouts Retrasos de transmisión
• pueden causar la elección de múltiples lideres
• ? la perdida de conexión entre dos grupos de
• procesadores puede aislar permanentemente los
• procesadores