sistemi distribuiti soggetti a guasti - consenso

Transcript

1 sistemi distribuiti soggetti a guasti - consenso Problema del Consenso Il gruppo di processi devono mettersi d accordo su un valore (es. commit/abort di una transazione). E l astrazione di una classe di problemi in cui i processi partono con le loro opinioni (forse divergenti) e devono accordarsi su un opinione comune E un problema fondamentale: qualsiasi soluzione per mutua esclusione, leader election, comunicazione totalmente ordinata risolve il Consenso E stato provato che e impossibile risolvere il problema del Consenso in modo deterministico in sistemi asincroni in cui anche un solo processo puo guastarsi per crash (FLP result, 1985) E stato piu tardi dimostrato che puo essere risolto usando un failure detector di classe W (Toueg 1991) sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 58 1

2 Consenso - definizione Insieme di processi con valori iniziali locali {0,1}. Tutti devono decidere lo stesso valore {0,1}, basandosi sui loro stati iniziali. alori iniziali p 0 p 1 p 2 p 3 p 4 p Algoritmo di Consenso alori decisi Nota 1: esistono stati iniziali (dei processi) per i quali la decisione è 0 e altri per i quali la decisione raggiunta è 1 (si evitano algoritmi di consenso banali in cui la decisione è sempre la stessa). Nota 2: l assunzione di valori {0,1} semplifica la discussione. sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 59 Consenso - specifica Un qualsiasi processo chiama l algoritmo di consenso con un istruzione propose(v). Il valore deciso viene ritornato con un istruzione decide(v) Proprietà del Consenso Termination: ogni processo corretto prima o poi decide un valore (l istruzione di decide() viene eseguita almeno una volta da ogni processo corretto) alidity: se un processo (corretto o guasto) decide per un valore v, allora v è stato proposto da qualche processo (se un qualsiasi processo esegue una decide(v) allora un processo ha eseguito propose(v)) Integrity: nessun processo (corretto o guasto) decide 2 volte (l istruzione di decide() viene eseguita al piu una volta da ogni processo, corretto o guasto) Agreement: nessuna coppia di processi corretti decide per due valori diversi (se due processi corretti eseguono decide(v) e decide(v ) rispettivamente, allora v=v ) sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 60 2

3 Algoritmo f+1 round Utilizza failure detector P e best-effort broadcast Indichiamo con f il massimo numero di processi che possono guastarsi (f è conosciuto a priori) Ogni processo P i mantiene un vettore i [1..n], che contiene l insieme di valori proposti che mano a mano P i raccoglie dagli altri processi. i [j] contiene il valore che proviene da P j. Inizialmente P i conosce solo il valore proposto da se stesso sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 61 Algoritmo f+1 round L algoritmo funziona basandosi su round asincroni. E costituito da 2 fasi: Prima fase: costituita da f+1 round. In ogni round: 1. ogni processo manda a tutti gli altri processi valori di che non ha mai mandato prima. Quindi nel primo round manda solo il valore da lui proposto, mentre nei round successivi manda solo quei valori che ha visto per la prima volta nel round precedente 2. ogni processo riceve valori dagli altri processi. Aspetta un messaggio da tutti i processi che non sono nella lista dei sospettati FD P Seconda fase: inizia dopo f+1 round, ogni processo decide il primo valore non null presente nel vettore (funzione deterministica applicata da tutti) sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 62 3

4 Algoritmo f+1 round when init do i := [null, null,... null]; alive:={p1,p2, PN}; ack[1, 2,f+1]:= [,,... ]; r i :=0; propose(v) i [i]:=v; r i :=1; Δ i := i bebroadcast (m=(r i, Δ i )); Δ i [i]:=null; when alive ack[r i ] do if r i :=f+1 then decide(prima entry i not null) else r i :=r i +1 bebroadcast (m=(r i, Δ i )) Δ i :=[null, null..., null] when bedeliver(m=(r j, Δ j ), Pj) do for k=1 to n do if (Δ j [k] null i [k]=null) then i [k] := Δ i [k]:= Δj[k]; ack[r i ]:=ack[r i ] {Pj} when FD P change by including Pj do alive:=alive \ {Pj} sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 63 Algoritmo f+1 round - esempio r = 1 Ipotesi: f=1, quindi numero di round =2 P1 0 r = 1 r = 2 Per le caratteristiche del FD P: Il processo non corretto P1 sarà alla fine sospettato sia da P2 che da P3 I processi corretti P2 e P3 non vengono mai sospettati P Δ r = 1 r = 2 P3 1 Δ Il processo guasto P1 entra nella lista dei sospettati FD sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 64 4

5 Algoritmo arbitrary round L algoritmo che abbiamo appena visto finisce sempre in f+1 round, anche in run in cui non avviene nessuno crash. In tali run il set di valori nel vettore e uguale per tutti alla fine del primo round, il vettore Δ viene inviato nel second round dal processo Pi con i valori proposti dagli altri processi. Quindi viene inviato in tutti i round successivi, dal 3 a f, completamente vuoto. Ma allora perche arriviamo fino al round f+1? Se un t<f crash avvengono al round f+1 cosa succede? In realta non c è bisogno di arrivare al round f+1, ma nel caso in esame cio ci assicura che ci sono stati almeno due round consecutivi per cui il set di processi che aveva iniziato il round è lo stesso del set che lo ha finito. Il loro set di valori è consistente, quindi i processi corretti hanno una visione comune. Se ciò non fosse perchè un processo Pk ha iniziato il round ma non l ha finito (causa crash) allora potrebbe esserci un inconsistenza nel sistema dovuto al valore di Pk che è arrivato solo ad una parte dei processi L algoritmo che segue lavora non conoscendo il numero massimo di processi guasti ed usa una nuova condizione di decisione non è piu basata sul numero di rounds, ma si basa sul verificare che il set di processi che hanno iniziato il round sia lo stesso di quelli che lo finiscono sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 65 Algoritmo arbitrary round propose(3) propose(5) decide propose(8) propose(7) decide(3) decide(3) Il processo P1 fa crash nel primo round dopo aver inviato la sua proposta. Solo P2 vede questa proposta. Nessun altro processo fa crash. Quindi P2 vede la proposta di tutti e decide alla fine del primo round. Nello stesso round P3 e P4 invece rilevano il guasto di P1 e non possono decidere perchè il set di processi che ha iniziato il round non è lo stesso set che ha finito il round. Quindi P3 e P4 avanzano nel secondo round. Poiché P2 ha deciso, manderà il valore deciso con un best-effort broadcast, quando la decisione verrà consegnata allora anche P3 e P4 decideranno per il valore 3. sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 66 5

6 Algoritmo arbitrary round when init do i := [null, null,... null]; alive:={p1,p2, PN}; ack[0,1, 2,n]:= [,,... ]; r i :=0; decided:=false; propose(v) ack[0]:= {P1,P2, PN} i [i]:=v; r i :=1; bebroadcast(m=( propose,r i, i )); when bedeliver(m=( propose,r j, j ),Pj) do for k=1 to n do if ( j [k] null _ i [k]=null) then i [k] := i [k]; ack[r i ]:=ack[r i ] {Pj} when alive ack[r i ] do if (ack[r i -1]=ack[r i ])and not decided then decide(v=1 entry i not null) decided:=true bebroadcast(m=( decide,v)) else r i :=r i +1 bebroadcast(m=( propose,r i, i )) when bedeliver(m=( decide, v), Pj) do if not decided and Pj alive then decide(v) decided:=true bebroadcast(m=( decide,v)) when FD P change by including Pj do alive:=alive \ {Pj} sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 67 Esercizio - Consenso 1. Considerate la seguente specifica, chiamata uniform consensus, uguale a quella del consenso tranne che per la proprietà di agreement che qui è chiamata uniform agreement: Uniform agreement: nessuna coppia di processi decide due valori diversi. Spiegare perché l algoritmo arbitrary round non assicura questa proprietà. 2. Considerate l algoritmo arbitrary round e rispondete alle seguenti domande: 1. Quanti communication step (in questo caso quanti round) vengono eseguiti e quanti messaggi vengono scambiati nel caso non vi siano guasti? 2. Quanti communication step vengono eseguti nel caso peggiore? Qual è il caso peggiore? sistemi distributi soggetti a guasti-consenso 68 6