Mehrez Boulares, Nour Ben Yahia

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Gestion du temps dans les SRs

• Mehrez Boulares, Nour Ben Yahia

ISI KEF 2013/2014
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INTRODUCTION

• Les systèmes répartis sont présents dans toutes
  les applications et sont, par nature, très
  complexes. Le problème principal est quil ny a
  plus détat global connu de toutes les parties
  mais seulement des états locaux permettant de
  faire émerger un état global.
• La propriété démergence est souvent mentionnée
  dans les systèmes à agents ou systèmes multi
  agents lactivité de chacun concourt à la
  réalisation dun objectif global.
• Très naturellement, le contrôle de ces systèmes
  répartis nest pas simple mais il est important
  de pouvoir sassurer de la réalisation dun
  objectif donné par un ensemble dactivités
  élémentaires.

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INTRODUCTION

• Un système réparti est constitué de N composants
  (processus ou sites) communiquant par messages
  (et uniquement de cette manière).
• Chacun de ces composants agit comme un automate 
  il réalise des opérations qui modifient son état.
  
• Les opérations réalisées par un des composants
  sont naturellement ordonnées par l'ordre dans
  lequel elles sont réalisées
• sil s'agit d'un processus abritant plusieurs
  activités (threads),
• sur un système monoprocesseur, c'est l'ordre de
  l'exécution des instructions des instructions sur
  ce processeur qui ordonne les événements.
• La définition de l'ordre des événements sur un
  système multiprocesseurs (fortement et a fortiori
  faiblement couplés) est plus problématique du
  fait de la difficulté de maintenir une notion de
  temps absolu cohérente.

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INTRODUCTION

• Dans un contexte de répartition
• Lobservation des programmes en exécution
  présente des difficultés qui rendent le problème
  non trivial.
• Un programme réparti est constitué dun ensemble
  de processus sexécutant en parallèle et
  communiquant seulement par envoi de messages sur
  des canaux les interconnectant.
• Il ny a pas dhorloge commune aux différents
  processus, et de plus, les temps de transfert des
  messages ne sont pas bornés (dans un contexte de
  communication fiable, ils sont toutefois finis).
• Dans ces conditions, il est impossible
  deffectuer une observation simultanée de
  létat des différents processus et canaux.
• La réalisation dune observation cohérente qui
  reflète un état global constitué des états locaux
  des différentes parties du système, pris à des
  instants physiques différents mais de manière à
  rendre une information utile sur létat du
  système dans son intégralité, constitue donc un
  problème désormais classique, connu sous le nom
  de détection dun état global réparti cohérent.

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PROBLEMATIQUE

• Obtenir une vision instantanée d'un système
  réparti, consistant en la collection des états
  des différents sites le composant (typiquement
  une image mémoire de chacun des sites) est
  difficile à obtenir sans figer chacun des
  systèmes.
• L'absence de mémoire commune et le caractère
  aléatoire des délais d'acheminement des messages
  échangés entre les sites rendent impossible le
  calcul d'un état global du système dans un
  système réparti.
• Typiquement, l'image qu'un site possédera de
  l'état des autres sites ne pourra lui être
  communiquée qu'au travers de messages et ne
  pourra de ce fait correspondre qu'à un état du
  passé de ces sites  la chronologie des
  différentes images ainsi collectées n'est pas
  connue a priori.

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PROBLEMATIQUE

• L'absence d'un état global accessible directement
  constitue incontestablement une caractéristique
  de la répartition et est source de difficultés
  dans le développement d'applications relatives
  à 
• l'interblocage ou verrou mortel (deadlock)
  situation dans laquelle un ensemble de processus
  est en situation de blocage du fait de
  l'existence d'un cycle dans le graphe
  d'allocations et de demandes des ressources à ces
  processus 
• le ramasse-miettes (garbage collecting),
  opération consistant en le épération des
  ressources allouées à un objet inutilisé 
• la mise au point (debugging) opération incluant
  par exemple la consultation et/ou la modification
  des valeurs de variables dans différents
  composants à un instant donné.

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PROBLEMATIQUE

• Les Systèmes répartis ont une évolution
  asynchrone
• pas de mémoire commune (communication par
  messages)
• pas dhorloge commune
• Les horloges locales ne sont pas synchrones et
  dérivent
• Létat dun site distant ne peut être connu que
  par des informations véhiculées par les messages.
• De plus, les communications introduisent des
  délais
• L'ordre des messages n'est pas forcément préservé
• Conséquences
• Perception différente des mêmes événements depuis
  des sites distincts
• Chaque site a sa propre horloge, la notion d'état
  global n'existe pas
• On ne peut pas mettre en œuvre des algorithmes
  répartis basés sur le temps.

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CONSTRUCTION DUN ÉTAT GLOBAL

• L'exécution d'un algorithme réparti est une
  succession d'événements, chacun d'eux se
  produisant sur un site donné (Un événement
  émission/ réception de message, calcul local au
  site)
• Une horloge unique permet de donner une date à
  chacun des événements et de les ordonner entre
  eux.
• Sur chaque site, il est possible de définir un
  état local et de définir un ordre entre les
  événements
• Deux processus de deux sites différents peuvent
  avoir des informations différentes sur létat du
  système et sur lordre des événements qui sy
  produisent.
• La solution de synchronisation des sites entre
  eux est donnée par la construction d'un état
  global
• Utilisation d'horloges logiques, vectorielles,
  matricielles
• Utilisation détats locaux des sites et de
  messages en transit entre eux

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LE MODÈLE DE CALCUL

• Un système réparti est constitué dun ensemble
  fini de processus qui ne communiquent que par
  envoi de messages.
• La structure dun tel système peut être modélisée
  par un graphe orienté les sommets de ce graphe
  sont les processus et les arcs représentent les
  canaux de communication unidirectionnels (canaux
  virtuels) reliant des processus entre eux.
• A priori, aucune hypothèse particulière nest
  faite quant à la topologie du graphe.
• Les processus seront désignés par P1, P2,..., Pn
  et le canal allant de Pi vers Pj, sil existe,
  sera désigné par Ci j.

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LE MODÈLE DE CALCUL

• Les processus ne partagent ni mémoire commune ni
  horloge globale, et aucune hypothèse nest faite
  quant à leur vitesse relative. Lenvoi et la
  réception de messages sont effectués de manière
  asynchrone, mais aucun délai maximum de transfert
  des messages nest supposé connu.
• La seule hypothèse générale sur les
  communications concerne leur fiabilité les
  messages ne sont ni perdus (le délai de transfert
  est fini tout message émis est reçu) ni altérés
  ni dupliqués (tout message reçu a été émis). De
  telles hypothèses caractérisent ce quil est
  convenu dappeler un système réparti asynchrone
  fiable

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ETAT GLOBAL

• Chaque processus et chaque canal possède à tout
  moment un état local. Létat local  eli  dun
  processus  Pi  résulte de son état initial et
  de la séquence dévénements dont ce processus a
  été le siège. Létat ECij dun canal Cij est
  lensemble des messages en transit sur ce canal,
  cest à dire qui ont été émis par le processus Pi
  et nont pas encore été reçus par le processus
  Pj.
• Lévolution du système est régie par un ensemble
  dévénements. Chaque événement met en jeu un
  processus et éventuellement un canal. Il y a
  trois sortes dévénements
• les événements internes à un processus, qui ne
  modifient que létat local du processus,
• les émissions de messages, qui modifient létat
  local du processus émetteur et létat du canal
  sortant sur lequel est émis le message
• et les réceptions de messages, qui modifient
  létat local du processus récepteur et létat du
  canal entrant par lequel le message a été reçu.

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ETAT GLOBAL

• Schématiquement on a, à ce niveau de description
  (m désigne un message)
• événement interne sur Pi provoque la transition
  de eli à el'i , états avant et après lévénement
• émission de m par Pi sur Ci j (cet
  événement est noté émissioni(m)) provoque la
  transition de eli à el'i et laffectation ECi j
  ECi j U m
• réception de m par Pi sur Cj i (cet
  événement est noté réceptioni(m)) provoque la
  transition de eli à el'i et laffectation ECj i
  ECj i \ m .

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ETAT GLOBAL

• Chacun de ces événements est supposé atomique.
• On dit quun événement e est capté dans létat
  local eli dun processus Pi
• si e appartient à la séquence dévénements ayant
  conduit Pi dans létat eli.
• Il est important de remarquer que létat local
  dun processus nest immédiatement observable que
  par un observateur local à ce processus (cest à
  dire ayant accès en lecture à la mémoire locale
  de ce processus), tandis que létat local dun
  canal C i j nest immédiatement observable ni par
  son origine Pi ni par son extrémité Pj (Pi -
  resp. Pj- na pas connaissance immédiate des
  événements de réception -resp. démission-)
  cest notamment ce fait qui rend difficile le
  problème de lobservation cohérente dans un
  système réparti.
• Létat global S dun système réparti est
  constitué de lensemble des états locaux des
  processus et des canaux qui le constituent

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ETAT GLOBAL

• Un état global cohérent correspond à un état
  global dans lequel le système peut se trouver.
  Formellement, cela signifie
• i) ?i eli est un état local du processus Pi.
• ii) Les conditions C1 et C2 qui suivant sont
  vérifiées
• C1 si lévénement émissioni(m) est capté dans
  eli, alors lévénement récep- tionj(m) est soit
  capté dans elj, soit le message m appartient à
  ecij.
• C2 si lévénement émissioni(m) nest pas capté
  dans eli, lévénement récep- tionj(m) nest pas
  non plus capté dans elj.

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ETAT GLOBAL

• Considérons lexécution représentée par la figure
  2, où trois processus Pi, Pj et Pk captent
  respectivement leurs états locaux eli, elj et elk
  (le graphe de communication est celui de la
  figure 1).

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ETAT GLOBAL

• Lensemble eli, elj, elk ne forme pas un état
  global.
• Si lon considère la paire (Pk, Pj), lémission
  du message m3 est enregistrée dans létat local
  elk du processus Pk alors que sa réception ne
  lest pas dans létat local elj du processus Pj.
• La condition C1 est mise en défaut, puisque
  létat du canal ECkj nest pas considéré (un
  éventuel redémarrage de Pj et de Pk, suite à une
  reprise après défaillance, à partir de cet état
  global entraînerait la perte du message m3).
• Dautre part, même en considérant létat des
  canaux dans létat global, la cohérence nest pas
  assurée car la réception du message m4 est
  enregistrée dans elj sans que son émission le
  soit dans ELk,
• ce qui met en défaut la condition C2 (les deux
  états locaux elj et elk et létat du canal ECjk
  ne sont pas mutuellement cohérents).

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NOTION DE PRÉCÉDENCE CAUSALE

• Pour définir un état global il faut tout dabord
  pouvoir ordonner les événements entre eux, afin
  que 
• Si un des événements contient lémission dun
  message et que lautre contient la réception du
  même message, alors le premier a eu lieu avant le
  second.
• Si un site émet une demande dallocation dune
  ressource, il est considéré avant un autre site
  qui aurait émis sa requête après le premier.
• Cette relation dordre partiel sur les événements
  est appelée relation de causalité.
• On définit la précédence comme suit 
• Un événement e précède un événement f si et
  seulement si 
• Ou bien e et f se déroulent sur le même site dans
  cet ordre
• Ou bien e contient lémission dun message m et f
  contient la réception du même message m.

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NOTION DE PRÉCÉDENCE CAUSALE

• Un événement E1 sur un site 1 précède un autre
  événement E2 sur un site 2 si E1 a été généré
  avant E2 
• Il ya une précédence causale entre E1 et E2.
• Il existe une chaine dévénement qui démarre à E1
  et finit par E2 et qui consiste par un
  enchainement émission, exécution et réception.
• La précédence causale est concrétisée par le
  mécanisme dhorloge logique, une notion logique
  permettant de comparer logiquement les événements
  de point de vu leur ordre dexécution quelque
  soit le site.
• Afin de dater les événements des horloges
  logiques de différents types peuvent être
  utilisées  Scalaire, Vectorielle, Matricielle.

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NOTION DE PRÉCÉDENCE CAUSALE
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NOTION DE PRÉCÉDENCE CAUSALE

• Cette relation définit un ordre partiel des
  événements. Des événements e et e' non
  comparables sont dits concurrents, ce qu'on note
  ee'.
• A un événement e on peut alors associer trois
  ensembles d'événements 
• Passé(e)  ensemble des événements antérieurs à e
  dans l'ordre causal (e appartient à cet
  ensemble) 
• Futur(e) ensemble des événements postérieurs à e
  dans l'ordre causal (e appartient à cet
  ensemble) 
• Concurrent(e)  ensemble des événements
  concurrents avec e.

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NOTION DE PRÉCÉDENCE CAUSALE

• La précédence causale est concrétisée par le
  mécanisme des horloges logiques, une notion de
  temps logique permettant de comparer logiquement
  des événements du point de vue de leur ordre
  d'exécution quel que soit le site.
• Afin de dater les événements, des horloges
  logiques de différents types peuvent être
  définies afin de rendre compte de la relation de
  causalité entre les événements. Les valeurs des
  horloges associées à des événements (leurs
  estampilles logiques) comparables doivent être
  elles-mêmes comparables et refléter l'ordre des
  événements

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HORLOGE LOGIQUE

• Lamport a proposé de définir pour ce type de
  systèmes une notion de temps logique permettant
  de comparer logiquement des événements du point
  de vue de leur ordre d'exécution  d'une part,
  sur un site, les événements locaux peuvent être
  ordonnés en se basant sur l'ordre de leur
  exécution (ou le temps absolu s'il est défini) et
  d'autre part l'émission d'un message sur le site
  émetteur précède toujours sa réception sur le
  site récepteur. Cela correspond à la notion de
  précédence causale.

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HORLOGE LOGIQUE

• Selon Leslie Lamport l'horloge logique permet de
  comparer logiquement des événements (requêtes,
  messages) du point de vue de leur ordre
  d'exécution (Horloges scalaires)
• Chaque site gère une horloge de type compteur
  dont la valeur est un entier (initialisé à 0 au
  lancement du système).
• La valeur de l'horloge logique d'un site est
  incrémentée chaque fois qu'un événement local s'y
  produit opération locale, ou envoi/réception
  d'un message.
• Dans le cas d'un envoi, la valeur courante (après
  incrémentation) de l'horloge de l'émetteur est
  embarquée avec le message et sert à l'estampiller
  (La réception d'un message permet de synchroniser
  l'horloge du récepteur avec celle de l'émetteur
  du message qui est transportée par le message. Le
  principe est simple il consiste à attribuer à
  l'horloge du récepteur une valeur supérieure à la
  fois à la valeur courante de l'horloge du site et
  à celle de l'estampille du message reçu.)
• La réception d'un message permet de synchroniser
  l'horloge du récepteur avec celle de l'émetteur
  du message qui est transportée par le message.

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HORLOGE LOGIQUE SCALAIRE

• Principe attribuer à l'horloge du récepteur une
  valeur supérieure à la fois à a valeur courante
  de l'horloge du site et à celle de l'estampille
  du message reçu.
• Conséquence  Garantit que la réception sera
  postérieure à l'émission.

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HORLOGE LOGIQUE SCALAIRE
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HORLOGE LOGIQUE SCALAIRE
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HORLOGE LOGIQUE SCALAIRE

• Cette technique permet donc d'associer à chaque
  événement une date (estampille logique)
  correspondant à la valeur de l'horloge de son
  site modifiée selon les règles que nous venons de
  définir. On peut observer que 
• l'ordre des événements qui est ainsi défini n'est
  pas un ordre strict  plusieurs événements
  peuvent porter la même valeur. C'est le cas
  (parmi d'autres) sur notre exemple des événements
  e, o et x appartenant respectivement à P, Q et R
  qui ont chacun 6 comme date. Il est facile de
  rendre cet ordre strict en modifiant légèrement
  le système de datation la date d'un événement
  sur un site est obtenue en adjoignant à la valeur
  de l'horloge scalaire de ce site l'identification
  du site (par exemple un entier attribué
  artificiellement ou une adresse IP ou physique).

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HORLOGE LOGIQUE SCALAIRE
La règle de comparaison des dates est alors
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HORLOGE LOGIQUE SCALAIRE

• De nombreux algorithmes répartis
• Algorithmes utilisant une file dattente
  virtuelle répartie (Exclusion mutuelle répartie,
  mise à jour de copies multiples, diffusion
  cohérente (ordre de réception uniforme))
• Détermination de laccès le plus récent
  (gestion cohérente de caches multiples, mémoire
  virtuelle répartie)
• Synchronisation des horloges physiques (borne
  supérieure sur la dérive entre sites)
• Algorithmes de détection de terminaison,
  d'élection, de diffusion de messages,

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HORLOGE LOGIQUE VECTORIELLE

• Nous venons de voir que le système de datation
  par estampilles scalaires d'une part introduisait
  un ordre artificiel sur des événements
  concurrents et d'autre part ne permettait pas de
  corriger les défaillances vis-à-vis de la
  relation FIFO des canaux de communication. Le
  mécanisme de datation par estampilles
  vectorielles (et les horloges vectorielles
  maintenues par les différents composants d'un
  système) permet de pallier ces deux
  inconvénients.Chaque site gère une horloge
  vectorielle constituée de n entiers (n est le
  nombre de composants du système). Une telle
  horloge permet de dater les événements d'un site
  et est mise à jour lors de l'occurrence des
  événements. Comme pour les horloges scalaires,
  les messages envoyés par un site sont estampillés
  en utilisant la valeur courante de l'horloge
  vectorielle du site émetteur et la réception d'un
  message permet au site récepteur de synchroniser
  son horloge vectorielle avec celle du site
  émetteur du message.
• De manière plus précise, les règles suivantes
  sont appliquées pour la gestion des horloges
  vectorielles

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HORLOGE LOGIQUE VECTORIELLE
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HORLOGE LOGIQUE VECTORIELLE
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HORLOGE LOGIQUE VECTORIELLE

• La propriété fondamentale que possèdent les
  estampilles vectorielles déduites des horloges
  vectorielles et de leur actualisation par les
  règles énoncées est que
• Par exemple l'estampille vectorielle de
  l'événement p est 4, 7, 5. Cela correspond au
  fait que Passé(p) contient
• 4 événements sur P (a, b, c, d)
• 7 événements sur Q (j, k, l, m, n, o, p)
• 5 événements sur R (u, v, w, x, z).

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HORLOGE LOGIQUE VECTORIELLE

•  La relation d'ordre suivante peut par ailleurs
  être définie sur les estampilles vectorielles 
• Par exemple 4,7,5 est plus petite que 6,7,8,
  plus grande que 4,6,4 et incomparable
  avec 6,5,7

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HORLOGE LOGIQUE VECTORIELLE

• Muni de cette relation d'ordre, le système de
  datation par estampilles vectorielles a la
  remarquable propriété de refléter exactement la
  relation de précédence causale entre événements

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HORLOGE LOGIQUE VECTORIELLE

• On peut vérifier sur notre exemple que
• les estampilles vectorielles des événements
  précédant causalement p sont inférieures (au sens
  qui a été défini) à l'estampille vectorielle
  de p (4,7,5). Par exemple l'estampille
  vectorielle de l'événement d antérieur à p est
  (4,1,0) qui est inférieure à (4,7,5)
• les estampilles vectorielles des événements
  suivant causalement p sont supérieures à
  l'estampille vectorielle de p. Par exemple
  l'estampille vectorielle de l'événement C postérie
  ur à p est (8,9,9) qui est supérieure à
  (4,7,5)
• les estampilles vectorielles des événements
  concurrents de p sont incomparables avec
  l'estampille vectorielle de p Par exemple
  l'estampille vectorielle de l'événement e concurre
  nt avec l'événement p est (5,3,3) qui est
  incomparable avec (4,7,5).

37
Correction TD
38
Correction TD

• Considérons l'événement p. Il appartient à son
  propre passé et est précédé directement
  par o et y. - On a Passé(p) p Passé(o)
  Passé(y) Le calcul de Passé(p) suppose donc le
  calcul de celui de o et y. - On a Passé(o) o
  Passé(n) Passé(d) En pousuivant le
  calcul - Passé(n) n Passé(m) - Passé(m)
  m Passé(l) Passé(a) - Passé(l) l
  Passé(k) - Passé(k) k Passé(j)
  Passé(u) - Passé(j) j - Passé(u) u -
  Passé(a) a - Passé(d) d Passé(c) -
  Passé(c) c Passé(b) - Passé(b) b
  Passé(a) Passé(j) - Passé(y) y
  Passé(x) - Passé(x) x Passé(w)
  Passé(n) - Passé(w) w Passé(v) - Passé(v)
  v Passé(u) Passé(l) Par
  conséquent Passé(p) a, b, c, d, j, k, l, m, n,
  o, p, u, v, w, x, y

39
Correction TD

• Par un calcul analogue, on obtient Futur(p)
  g, h, i, p, q, r, s, t, C, D
• Finalement les événements n'appartenant ni à
  Passé(p), ni à Futur(p) sont concurrents avec p.
• On a donc Concurrent(p) e, f, z, A, B 

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Correction TD
41
Correction TD