Pr-1st-1.1-m12-Slajd79

Algorytm zgodnego rozgłaszania niezawodnego z globalnym uporządkowaniem wiadomości: awaria procesu

Rozważmy teraz przykład, w którym jeden proces ulegnie awarii.

Załóżmy, że tak jak poprzednio monitor $Q_1$ procesu $P_1$ wysyła pakiet z wiadomością $M_1$. Powoduje to modyfikację elementu $vSeqN{o}_1[1]:=1$, oraz dołączenie pakietu z wiadomością $M_1$ do zbioru $pendin{g}_1$. Analogicznie, monitor $Q_3$ wysyłając pakiet z wiadomością $M_3$, przypisuje $vSeqN{o}_3[3]:=1$, dołączając równocześnie pakiet z wiadomością $M_3$ do zbioru $pending3$.

Załóżmy tym razem jednak, że proces $P_2$, i tym samym monitor $Q_2$ uległ awarii po otrzymaniu pakietu z wiadomością $M_1$.

Po pewnym czasie pakiet z wiadomością od procesu $P_3$ dociera do $Q_1$. Powoduje to oczywiście odpowiednią modyfikację tablic $vSeqN{o}_1$. Analogicznie, gdy pakiet z wiadomością $M_1$ dotrze ostatecznie do $Q_3$, monitor ten zmodyfikuje odpowiednio tablicę $vSeqN{o}_3$. Żaden proces nie jest w stanie odebrać wiadomości, gdyż oba czekają na zwiększenie drugiej pozycji tablicy $vSeqN{o}_i[2]$ (odpowiadającej procesowi $P_2$ ). Zwiększenie to może jednak nastąpić tylko w wyniku otrzymania pakietu od $Q_2$ – co nigdy nie nastąpi z powodu awarii $P_2$ i $Q_2$.

Widzimy tutaj, że w przypadku możliwości awarii choć jednego procesu przedstawione rozwiązanie jest niepoprawne.

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