Tanenbaum (модели конситентности)

б.й. Хгодвлн напротиворечижжтн, ориент ьп наданиьп 33$ В следующем разделе мы сначала рассмотрим ряд моделей непротююречивости, которые позволят нам пать точное определение иецротпворсчивостп. Затем мы продолжим наш разговор о раззичных способах реализации этих моделей с помощью протоколов распределения и протоколов «епротивсуечижцтн. различные подходы к классификации непротиворечивости и реплицирования можно найти в [17б, 492).

6.2. Модели непротиворечивости, ориентированные на данные По традиции непротнворечюкать всегда обсуждается в контексте операций чтения и записи над совместно используемыми данными, доступными в распределенной памяти (разлеляемой) или в файловой системе (распределенной). В атом разделе мы задействуем общий терыин хранилище данных (Наш зюга).

Хранилище данных может быть физически ршиесено по нескольким ьжшинам. В частности, каждый из процессов, желающих получить доступ К данным из хранилища, может означать наличие доступной через хранилище локальной (нли 1жсзоложенной ныюдалеку от него) копии данных.

Операции ааписи расщюстраияются и на другие копии, как ато показано на рис. бд. Операции над данными называются операциями записи, если онн изменяют данные. Все прочие операции считаются операциями чтения. Расййецеййийм тйаййлйейе ланйых Рйй. в и. Оессйгййййй ссгимйацйй лспййюасго пгйййпййа данны», фнйн пеги Распределенного и Рейлнцйстйысгс по несгсйьййм псйцесейи й(адель мещютиецсеымосзи (ажпзыягр то й)), по существу, предсгкрляет со. бай контрахт между процессами и хрйнилшцем данных. Он гласит, чго если процессы согласны соблюлать нжоторые правила, хранилище соглашается работать пртвильно.

Обычно процесс. цыполняющий операцию чтения элемента дашпи, ожидает, что операция вернет значение, соответствующее результату послепней операции записи этих данных. В отсутствие глобальных часов трудно точно определить, какая из операций записи была последней. Нам нужно внести лругле, альтернативные опрелеления, которые прищдут к созданию моделей непротиворечивости. Каждая модель будет 66. Модели непротиворечивости, ориентированные нв клиента 356 ческой области без реального переноса данных.

После окончания критической Области результат передается другим процессам нлн хранится в готовом виде, ожидая, пока другой процесс не потребует этих данных. Таблица 6.6. Модели непротиворечивости, использующие операции синхронизации Ссзместно ислользуемьи денньи могут считатьм нелрбтивсречивьам том «о миле стмкронизации Созместно ислользуемьи дени и степлился нелротнесре зимми ооса» Выхода ие Иллн юзкж области Совместно ислоилтеьме данные, относицнеся к ланнсв кр пическол облаотн, стлновяни нелротиаоле мвьмн лрн зксде е эту Облаоть Слабая Саобслнал Псзлеменлия 6.3.

Модели непротиворечивости, ориентированные на клиента Модели непрптнворечнвостн, описанные в предыдущем разделе, ориентнрманы па создание непротиворечивого представления хранилища ланпых. При этом делалось важное предположение о том, что параллельнме процессы одновременно изменяют данные в хранилище н необходимо сохранить непротиворечивость хранилища в условиях этой параллельности. Так, например; в случае поэлементной непротиворечижкти на бате обтектаа храннлнще лзнных гарантнруетт что прн обрыценни к обьеату пронек получит копию обьектз, отражающую все пропзошелшне с пим изменения, в том числе н сделанные другими пропессзмн.

В ходе обращения гарантируется также, что нам не помепюет никакой другой Объект, то есп, обратившемуся процессу будет предоставлен эщцшцепный механизмом взаимного исключения жктуп. Возможносуь осушеспшять параллельные операции пад совместно нспользуемымп данными в условиях последовательной непротиворечивости являетсе базовой для распределенных систем. По причине невысокой производительности лоследовательная непротиворечивость может гарантироваться только в случае непользования ыехаппзмов сннхроннзадпн — транзакций нлн блокнровгж В этом раэлелв мы рассмотрим специальный класс распределенных хранилищ данных, которые характеризуются отсутствием одновременных изменений Говоря кратко.

слабая, сжтбодная н лозлементная непротпноречнаостн требуют дополшпельных программных конструкций, которые прп правильном использовании позволяют программнщвм представить дело так, будто хранилище даннмх обладает последовательной непротяваречиаоспю. В принципе зтн трн модели. использующие явную синхронизацию, можно задействовюь для поамшення пронзводптелытостн, однако вполнс вероятии, что для разных приложений успешность такого полхода будет разной. 336 Глена б. Нвпрогиворечивостьм гшикация успешно ограничивать набор значений, которые может возврзпггь операция чтения нзд элементом лаиных.

Как можно догадаться, модели с минимальным об«в емом ограничений использовзгь проще, а модели с максимальными огрцщчы нияыи — труднее. Плата за это, разумеется. состоит в том, что простые модны работают «уле, чем сложные. Такоиа жизнь. Дополнительную информацию ао моделям непротиворечивости можно почерпнуть в [4, 2031 6.2.1. Строгая непротиворечивость Наиболее жесткая модель непротиворечивости называется сюроюй нещхвшгвюрз„- чиеосюью (ппсг сояжпепсу). Ои«опрсделяеггл слслуюппгм условкеш есюпе юзяиие злелеиюа даикмк л вазраЩаещ значение, аютвешсюэрююде РездльшаыУ Шгг гледкей записи х. Это определение естественно и очевидно, хотя косвенным образом подрдзц мевает существование абсолютного глобального времени (кзк в классической фг(с анке), в котором определение чпоследнейь однозначно.

Однопроцеиирньн шю-' темы традиционно соблюдают строгую непротшидхчивосгь, и пршраимисгы таких систем склонны рассматривать такое поведение, как естественное. Рассмотрим следующую программу: а -! .а -2: рг!от[а); Система, в' которой эта программа напечатает ! или любое другое значение', щюме 2, быстро приведет к появлению толпы возбужденных программиспю и массе полезных мыслей.

Для системы, в которой данные разбросаны по иесказьким машинам, аде. ступ к нцч имеет несколько процессов. жл сильно усложняется. Дштустнм, по л — это элемент данных, хранящийся на машине В. Представим, что процесс, работающий на машине А, читает х в момент времени Т1, то есть посылает В сообщение с требованием возвраппь х. Чуть позже, в момент времени 72 процесс с малины В производит вались л. Если сгрохая непротиворечивость сохраняется, чтение должно всегда возвращать прежнее аначевие, которое не зависит от того, где находятся машины и насколько мал интервал между Т1 и Т2. Однако если Т2-Т1 равно, скажем, одной наносекунде, а машины расположены в трех метрах друг от пруса, то чтобы аапрос на чтение от А к В дошел до машины раньше В отправления запроса иа запись, ои должен двигаться в ! О раз быстрее скоросгв саста, а зто противоречит теории относительности Эйнштейна Разумно ли программистам требовать.

чтобы система была строго непротиворечивой, даже если зто требование противоречит законам физикиу Проблема со строгой нытротиворечивостью состоит в том, что она азюштна ва абсолютное глобальное время. В сущности, в распрелелеиной системе невозможно уставовить на кажлую опеРацию уникальную отметку вРемени, согласовав.

ную с действительным глобальным временем. Мы можем снизить остроту этой ситуаппи, разделив время на серии последовательных неперекрывающикся интервалов. Каждая операция может происходить в пределах интервала и получает отметку времени, соответствующую этому интервалу. В зависимости от тоги 6.2. Модели иеэротиащшчивооти, оргюитироваинью изданные 337 насколько точно можно сиюгронизировать часы. мы можем оказаться и в ситуации, когда на одпп такой интервал будет приходиться больше одной операции.

К сожалению, на то, чгп на гшии интервал будет приходиться максимум ошш операция, нет никаких гарантий. Соотвегсгзшщо, мы вынуждены учптмватыозмолгность наличия в одном шпервале иескольних операций. Аналогична ситуации параллельного выпелвения распределенных трапвакцвй, дэе операции в одном и тоы же ннтервхзе приводят к конфликту, если производятся над одними и теми же данными, и одна из них — операция чтения. Важный момент для апре- деления модели нещютиворечизосги — точно выяснить, какой тип позедевия применим при наличии конфликтующих операций. Для детального изучения непротипоречивосги ыы можем привести несколько примеров.

Чтобы сделать эти примеры точнее, мы нулшземся в специальной нотации, нри помощи которой отобразим операции процессов на ось времени. Ось времени всегда рисуегсл горизонтально, время увеличипчьчся слева направо Символы (И(х)а и Щх)Ь означают соответстзеннгь что выполнены запись проллссам Р в элемент данных х значения а и чтение из этого элемента процессом Р, поэвратившее Ь.

Ыы полагаем, что каждый ююмеит данных пернаначально был ипициализирован нулем. Если с процессом доступа к давным не было никаких проблем, мы можем опустить индексы у символов йги Я. В качестве примера иа риг. 6.5, а процесс Р1 осуществляет запись в элемент данных х„изменяя его значение иа а. Отметим, что в нрииципе эта операция. йг((х)а, сначала щюизводпт копйрование значения в локалыюс хрзнилюце данных Р1, а затем распространяет его и на друпге локальные копии.

В пашем примере Ру позже читает значение х нз его локальной копни в хрюшлище и обнаруживает там значение а. Такое поведение характерно для зранилища данных, сокрапяюшего стршую непрогиаоречпвосп, В противоположность ему, на рис 65, б процесс Р2 производит чтение погле записи (возможно, лишь на наносекунду позже, но позже) и получает нуль (АТЬ). Послазующье чтение возвраицег о. Такое поведение для хранилища данных, сохранякяцего строгую непротиворечивость, некоррехгпа. яи а и ьт(хщ щх)а ив и(х)на. П(х)а а з вгю.6.6. Пеаывииа лаю лвоп.