1. NCP A send (data,m,x)
2. NCP B receive ( data, m, x ), send ( ack, x, y )
3. NCP A receive (ack,x,y), notify, send (close, x, y), close
4. DN ( close, x, y ) is lost
5. NCP B timeout, retransmit ( ack, x, y )
6. NCP A receive (ack, x, y), reply (nocon, x, y)
7. NCP B receive (nocon, x, y), deliver m, close
Оказалось, чтобы избегать потери информации NCP B должен доставлять данные, даже если NCP А не подтверждает, что имеет подключение с идентификаторами x и y. Это делает механизм проверки правильности бесполезным для NCP B, ведя к возможности дублирования информации как в следующем сценарии.
1. NCP A send (data, m, x )
2. NCP A timeout, retransmit ( data, m, x)
3. NCP B receive ( data, m, a:) (sent in step 2), send (ack, x,y1 )
4. NCP A receive ( ack, x, y1 ), notify, send { close, x, y1 ), close
5. NCP B receive (close, x, yi ), deliver m, close
6. NCP B receive (data, m, x ) (sent in step 1), send ( ack, x, у2)
7. NCP A receive ( ack, x, y2), reply { nocon, x, y2)
8. NCP B receive ( nocon, x,y2) in reply to ( ack, x, y2 ), deliver m, close
Сеанс связи с четырьмя сообщениями. Доставки информации из старых сеансов связи можно избегать при наличии NCPs, взаимно согласующих их числа идентификации сеанса связи прежде, чем любые данные будут поставлены, как в следующем сеансе связи.
1. NCP A send ( data, m, x )
2. NCP B receive ( data, m, x ), send ( open, x, у )
3. NCP A receive ( open, x, у ), send ( agree, x, у )
4. NCP B receive (agree, x, y), deliver m, send (ack, x, y), close
5. NCP A receive (ack, x, y), notify, close
Возможность аварийного отказа NCP В вынуждает обработку ошибок быть такой, что дубликат может все еще происходить, даже, когда никакой NCP фактически не терпит крах. Сообщение об ошибках (nocon, x, y) послано NCP В когда сообщение (agree, x, y) получено, и никакой сеанс связи не открыт. Предположим, что NCP A не получает сообщение (ack, x, y), даже после несколько перепередач {agree, x, y) ; только сообщения (nocon, x, y) получены. Так как возможно, что NCP В потерпел крах прежде, чем он получил (agree, x, y), NCP вынужден запустить новый сеанс связи (посылая {data, m, x}) чтобы предотвратить потерю m! Но также возможно, что NCP В уже доставил m, и сообщение (ack, x, y) было потеряно, тогда появляется дубликат. Возможно изменить протокол таким образом, что NCP A уведомляет и закрывается после получения сообщения {nocon, x, y); это предотвращает дубликаты, но может представлять потерю, которая рассматривается даже менее желательной.
Сеанс связи c пятью сообщениями и сравнение. Beisnes [Bel76] дает протокол с пятью сообщениями, который не теряет информацию, и это представляет дубликаты только, если NCP фактически терпит крах. Следовательно, это - самый лучший возможный протокол, рассматриваемый в свете того наблюдения, что никакая надежная связь не является возможной, ранее в этом подразделе. Из-за чрезмерных накладных расходов (пять сообщений проходят через NCPs, чтобы передать один информационный модуль), должно быть подвергнуто сомнению, должен ли протокол с пятью сообщениями действительно быть предпочтен намного более простому протоколу с двумя сообщениями. Действительно, потому что даже протокол с пятью сообщениями может представлять дубликаты (когда сбоят NCP), уровень процесса должны иметь дело с ними так или иначе. Так получается, что протокол c двумя сообщениями, который может представлять дубликаты, но может быть сделан свободным от потерь, если идентификации сеанса связи добавлены, как мы делали для протокола с тремя сообщениями, можем также использоваться.
Имелось продолжающееся исследование в распределенных алгоритмах в течение последнего двух десятилетий, и значительный прогресс был сделаны особенно в течение 80-x. В предыдущих разделах мы указали на некоторые технические достижения, которые стимулировали исследование в распределенных алгоритмах, а именно, разработка компьютерных сетей (и глобальных и локальных) и многопроцессорные компьютеры. Первоначально исследование было очень нацелено к прикладному применению алгоритмов в глобальных сетях, но в настоящее время разработаны четкие математические модели, позволяющие прикладное применение результатов и методов к более широким классам распределенных сред. Однако, исследование поддерживает плотные связи с достижениями техники в методах связи, потому что результаты в алгоритмах часто чувствительны к изменениям в сетевой модели. Например, доступность дешевых микропроцессоров сделала возможным создать системы с многими идентичными процессорами, которые стимулировали изучение " анонимных сети " (см. Главу 9).
Имеются несколько журналов и ежегодных конференций, которые специализируются на результатах распределенных алгоритмов и распределенных вычислений. Некоторые другие журналы и конференции не специализируются исключительно по этому предмету, но тем не менее содержат много публикаций в этой области. Ежегодный симпозиум по Принципам распределенного вычисления (PoDC) организовывался каждый год начиная с 1982 до времени записи в Северной Америке, и слушания изданы Ассоциацией для Вычисления Машин. Международные Симпозиумы по распределенным алгоритмам (WDAG) были проведены в Оттаве (1985), Амстердаме (1987), Ницце (1989), Bari (1990), Delphi (1991), Хайфе (1992), Lausanne (1993), и Terschelling (1994). С 1989, симпозиумы проводились ежегодно и слушания были изданы Springer-Verlag в сериях Примечания по лекциям по информатике. Ежегодные симпозиумы на теории вычисления (SToC) и основ информатики (FoCS) покрывают все фундаментальные области информатики, и часто несут статьи об распределенном вычислении. Слушания SToC встреч изданы Ассоциацией для Вычисления Машин, и таковых FoCS встреч институтом IEEE. Журнал Параллельного и Распределенного Вычисления (JPDC) и Распределенного Вычисления издает распределенные алгоритмы регулярно, и делает Письма по обработке информации (IPL).
1.3.4 Иерархическая структура книги
Эта книга была написана со следующими тремя целями в памяти.
(1) Сделать читателя знакомым с методами, которые могут использоваться, чтобы исследовать свойства данного распределенного алгоритма, анализировать и решать проблему которая возникает в контексте распределенных систем, или оценивать качества специфической сетевой модели.
(2) чтобы обеспечить понимание в свойственных возможностях и невозможности нескольких моделей системы. Воздействие доступности глобального кадра времени изучается в Разделе 3.2 и в Главах 11 и 14. Воздействие знания процессами их идентичности изучается в Главе 9. Воздействие требования завершения процесса изучается в Главе 8. Воздействие сбоев процесса изучается в части 3.
(3) Представлять совокупность недавнего современного состояния распределенных алгоритмов, вместе с их проверкой и анализом их сложности.
Где предмет не может обрабатываться в полных подробностях, ссылки к релевантной научной литературе даны. Материал, собранный в книге разделен в три части: Протоколы, Фундаментальные Алгоритмы, и Отказоустойчивость.
Часть 1: Протоколы. Эта часть имеет дело с протоколами связи, используемыми в реализации компьютерных сетей связи и также представляет методы, используемые в более поздних частях. В Главе 2 модель, которая будет использоваться в большинстве более поздних глав, представляется. Модель является, и достаточно общей, чтобы быть подходящей для разработки и проверки алгоритмов и достаточно плотной для доказательства результатов невозможности. Это основано на понятии систем перехода, для которых правила доказательства свойств безопасности и живости могут быть даны легко. Понятие причинной связи как частичного порядока на событиях вычисления представляется, и определены логические часы.
В Главе 3 проблема передачи сообщения между двумя узлами рассматривается. Сначала семейство протоколов для обмена пакетами над одиночной связью обеспечено, и доказательство правильности, по Schoone, дано. Также, протокол по Fletcher и Watson рассматривается, правильность которого полагается на правильное использование таймеров. Обработка этого протокола показывается, как метод проверки может применяться к протоколам, основанным на использовании таймеров. Глава 4 рассматривает проблему маршрутизации в компьютерных сетях. Она сначала представляет некоторую общую теорию относительно маршрутизации и алгоритма Toueg для вычисления маршрутизации таблиц. Также обрабатываемый - Netchange алгоритм Tajibnapis и доказательства правильности для этого алгоритма, данного Lamport. Эта глава заканчивается компактными алгоритмами маршрутизации, включая интервал и префиксную маршрутизацию. Эти алгоритмы названы компактными алгоритмами маршрутизации, потому что они требуют только маленького количества памяти в каждом узле сети. Обсуждение протоколов для компьютерных сетей заканчивается некоторыми стратегиями для ухода от тупиков с промежуточным накоплением в компьютерных сетях с коммутацией пакетов в Главе 5. стратегии основаны при определении свободных от циклов направленных графов на буферах в узлах сети, и показано, как такой граф может быть создан, используя только скромное количество буферов в каждом узле.