Pr-1st-1.1-m12-Slajd77

Ilustracja algorytmu zgodnego rozgłaszania niezawodnego z globalnym uporządkowaniem wiadomości

Przeanalizujmy teraz przykład przedstawiony na slajdzie. Początkowo wszystkie pozycje wszystkich tablic $vSeqNo$ są wyzerowane. Monitor $Q_1$ procesu $P_1$ wysyła pakiet z wiadomością $M_1$ i $seqNo=1$. W wyniku tego wartość jego tablicy $vSeqN{o}_1[1]:=1$, a pakiet z wiadomością $M_1$ dołączana jest do zbioru $pendin{g}_1$. Analogicznie, monitor $Q_3$ procesu $P_3$ wysyła pakiet z wiadomością $M_3$ i $seqNo=1$, przypisując $vSeqN{o}_3[3]:=1$, a pakiet z wiadomością $M_3$ dołączana jest do zbioru $pending3$.

Monitor $Q_2$ po otrzymaniu pakietu z wiadomością $M_1$ modyfikuje swoją tablicę $vSeqNo$, wykonując przypisanie $vSeqN{o}_2[1]:=1$. Ponieważ nadesłany pakiet posiada licznik sekwencyjny większy niż licznik lokalny zawarty w $vSeqN{o}_2[2]$, więc dodatkowo wykonuje operację przypisania $vSeqN{o}_2[2]:=1$ oraz rozsyła wiadomości SNUPDATE do pozostałych monitorów. Odpowiada to wierszom 12-16 z przedstawionego algorytmu. Pozostałe monitory otrzymując tę wiadomość aktualizują odpowiednie pozycje lokalnej tablicy $vSeqNo$.

Załóżmy, że pakiet od monitora $Q_3$ dociera do $Q_1$ oraz $Q_2$. Powoduje to odpowiednią modyfikację tablic $vSeqNo$. W tej chwili dla obu monitorów zachodzi warunek z wiersza 21 algorytmu – numer sekwencyjny pakietu z wiadomością $M_1$ jest równy wszystkim pozycjom tablicy $vSeqNo$, a identyfikator jej nadawcy jest mniejszy od identyfikatorów nadawców wszystkich pozostałych wiadomości. Po dostarczeniu $M_1$ i usunięciu odpowiedniego pakietu ze zbioru $pendin{g}_i$, oba monitory $Q_1$ oraz $Q_2$ mogą następnie dostarczyć wiadomość $M_3$. Wreszcie, kiedy pakiet z wiadomością $M_1$ dotrze ostatecznie do $Q_3$, zostanie ona uznana za możliwą do dostarczenia (znowu zajdzie warunek z wiersza 21 algorytmu), i będzie można następnie dostarczyć również $M_2$.

<< Poprzedni slajd | Spis treści | Następny slajd >>