Relógio Lógico Algoritmo de Lamport. Relógio Lógico Algoritmo de Lamport. Relógio Físico Algoritmo Centralizado. Relógio Físico Algoritmo Centralizado

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1 Relógio Lógico Algoritmo de Lamport Objetivo: Sincronização de clocks lógicos Os tempos associados aos eventos não são necessariamente próximos ao tempo real. Os processos não precisam estar de acordo sobre o valor exato do tempo, mas sobre a ordem em que os eventos ocorrem. Relação acontecimento-anterioridade: Se a e b são eventos dentro do mesmo processo e se o evento a acontece antes do b então: C(a) < C(b) Se a é o envio de uma mensagem para um processo e se b é a recepção desta mensagem por outro processo, então devem ser atribuídos valores a C(a) e C(b) de maneira que C(a) < C (b) Relógio Lógico Algoritmo de Lamport Os processos executam em máquinas diferentes, cada uma com seu clock. Cada mensagem leva o valor do clock do transmissor. Se a mensagem traz um tempo superior ao do receptor, este adianta seu clock em uma unidade maior que o tempo recebido. Relógio Físico Algoritmo Centralizado ALGORITMO DE CRISTIAN: Sistemas de tempo real: importante conhecer o tempo real dos eventos. Existe um servidor de hora exata. Os clientes enviam mensagem ao servidor perguntando o tempo corrente e ajustam seus clocks. PROBLEMAS: Transmissor adiantado em relação ao servidor: não pode atrasar, pois geraria inconsistências. SOLUÇÃO: ajuste gradativo ( adiantar mais devagar). Tempo não nulo de comunicação entre cliente-servidor. SOLUÇÃO: adicionar metade do tempo entre solicitação/resposta. Relógio Físico Algoritmo Centralizado ALGORITMO DE BERKELEY: Servidor de tempo ativo: periodicamente consulta cada máquina para saber o tempo corrente da cada uma. Cada máquina responde com seu tempo corrente. Baseado nas respostas, o servidor calcula o tempo médio e informa a todas as máquinas para adiantar ou atrasar ( gradativamente) seus clocks. Como o próprio servidor muda seu tempo, periodicamente o operador deve ajustá-lo manualmente.

2 Relógio Físico Algoritmo DISTRIBUÍDO Dividem o tempo em intervalos fixos de ressincronização No início de cada intervalo, cada máquina envia broadcast com seu tempo corrente. Como os clocks são diferentes, estas mensagens não vão ser todas simultâneas. Após enviar sua mensagem, cada máquina inicia um temporizador para receber as mensagens em broadcast das outras máquinas ( intervalo de aceitação das respostas). Cada máquina roda um algoritmo que calcula a média dos valores de tempo de todas máquinas da rede, descartando os m valores mais baixos e mais altos. COM USO DO RELÓGIO LÓGICO Processo deseja entrar numa RC: envia mensagem para todos processos ( que deve confirmar o recebimento), com nome da região crítica, seu próprio número e o tempo corrente. Processo só entra na RC se todos processos lhe dão permissão para executá-la. COM USO DO RELÓGIO LÓGICO (cont.) Processo recebe mensagem de requisição a uma RC: Se o receptor não está executando a RC e não deseja executála: envia de volta ao transmissor. Se o receptor está executando a RC: ele não responde, e guarda a requisição em uma fila (envia após sair da RC). Se o receptor deseja entrar na RC mas não o fez: compara o tempo da mensagem recebida com o que ele enviou (o seu). O valor mais baixo ganha. Logo, se o tempo da mensagem recebida for mais baixo, o processo envia ao transmissor. Se o tempo de sua própria mensagem (seu próprio tempo) for menor, o receptor coloca a requisição recebida em uma fila e não responde nada (envia após sair da RC). COM USO DO RELÓGIO LÓGICO (cont.) PROBLEMAS: Número de mensagens por entrada :(n-), onde n é o número de processos total do sistema. N pontos de falha: destinatário fora do ar não responde. Solução: Cada processo responder negando ou confirmando solicitação de permissão para entrar na RC. Se processo não responde após N tentativas: está fora do ar.

3 COM PASSAGEM DE TEN É constituído um anel lógico em software. Cada processo conhece qual o próximo da sequência. No início, processo recebe o token e envia ao seu sucessor e assim por diante. Quando o processo recebe o token: Verifica se ele próprio está querendo entrar na RC. Se estiver, entra na RC e após terminá-la, envia o token ao seu sucessor. Se não está querendo entrar na RC, passa o token para o seu sucessor. Algoritmos de Promovem eleição para escolha de um coordenador. Cada processo é identificado por um número inteiro e conhece o número de identificação de todos os demais. Processo com número de identificação mais alto é designado como coordenador. Todos os processos do sistema devem saber quem é o novo coordenador ao terminar a eleição. Algoritmos de Algoritmo do Mandão Processo P nota que o coordenador não está respondendo: inicia uma eleição P inicia eleição: Envia mensagem indicativa de eleição a todos processos com número de identificação superiores ao seu. Se nenhum processo responde, P ganha a eleição e torna-se o novo coordenador. Se um ou mais processos responderem, eles passam a controlar a eleição. Processo com número de identificação mais alto, ganha a eleição e será o novo coordenador. Novo coordenador informa a todos os demais processos que é o novo coordenador. Fig. Algoritmos de Algoritmo do Mandão O coordenador anterior está fora do ar Coordenador Coordenador

4 Algoritmos de Algoritmo do Anel Lógico Processos física ou logicamente ordenados: cada um conhece quem é seu sucessor. Não usa token Processo nota que o coordenador não está respondendo: Monta mensagem de convocação de eleição com seu próprio número e envia ao seu sucessor. Se este estiver inativo, envia ao sucessor do mesmo e assim por diante até encontrar um processo ativo. Este processo se repete novamente, até que a mensagem volte ao processo de origem. Cada processo coloca seu número de identificação na mensagem. O processo com maior número de identificação será o novo sucessor. O processo de origem envia uma outra mensagem informando o número de identificação do novo coordenador. Controle de Concorrência ALGORITMO DE CONTROLE DE CONCORRENCIA Quando várias transações estiverem sendo executadas simultaneamente por diferentes processos, rodando em processadores diferentes, há a necessidade de mecanismos para que nenhum deles interfira no processamento do outro. TRAVA: bloqueio de acesso a um arquivo. O processo gerente de bloqueio rejeita todas as tentativas de bloquear arquivos já bloqueados por outros processos. O bloqueio de acesso a um arquivo, antes do início de uma transação, garante que ele não vai ser modificado no decorrer da transação. Controle Otimista A transação não se preocupa com conflitos. Nenhum objeto é bloqueado. No ponto de aceitação da transação (validação), o algoritmo verifica as demais transações para ver se algum arquivo foi modificado desde o início da transação. Caso positivo, a transação é abortada. Caso negativo, é aceita. Deteção de Deadlocks Processo espera por um recurso bloqueado por outro processo: envia mensagem de sondagem para o(s) processo(s) detentor(es) do(s) recurso(s). mensagem composta por três números: No. do processo bloqueado, N o. do processo que enviou a mensagem, N o. Do processo para o qual a mensagem está sendo enviada. Mensagem chega ao destino: Receptor verifica se ele próprio está aguardando recursos de algum processo.

5 Deteção de Deadlocks Se estiver, atualiza a mensagem, mantendo o primeiro campo e substituindo os demais por seu próprio N o. (origem) e pelo N o. do destino. DEADLOCK: mensagem volta à origem (ciclo). DESFAZER DEADLOCK: Processo que iniciou sondagem comete suicídio PROBLEMA: dois ou mais processos poderiam suicidar-se, sendo o problema resolvido com o suicídio de apenas um. Cada processo coloca seu N o. no final da mensagem. Quando a mensagem retorna ao transmissor, ele mata o processo com N o. mais alto ou o convida a suicidar-se. Deteção de Deadlocks (, 8, ) Máquina Máquina Máquina (,, ) (,, ) 8 (,,) (,, ) (,, ) Prevenção de Deadlocks Distribuídos Prevenção Estrutural Cada transação leva um carimbo indicando o momento em que a transação se inicia. WAIT-DIE Processo está esperando por um recurso que outro processo detém: Só poderão esperar os processos mais velhos (carimbo menor do que o do processo que ele está esperando, ou seja, que detém o recurso). No caso inverso (processo mais jovem espera por um recurso que o mais velho detém), o processo mais jovem é assassinado. Neste algoritmo, na cadeia de processos esperando, os carimbos vão sempre crescer, tornando impossível a formação de ciclos(deadlocks). Prevenção de Deadlocks Distribuídos Prevenção Estrutural WOUND-WAIT Só poderão esperar os processos com carimbo maior ( mais jovem) que o processo esperado. Neste caso os carimbos decrescem ao longo da cadeia. Processo velho deseja recurso que pertence a um mais jovem: O mais velho provoca preempção do mais jovem, cuja transação é assassinada. Caso contrário, o processo mais jovem espera a liberação do recurso detido pelo mais velho.