Переформулировки консенсуса в распределённой системе
| НЕТ ВОЙНЕ |
|
24 февраля 2022 года российское руководство во главе с Владимиром Путиным развязало агрессивную войну против Украины. В глазах всего мира это военное преступление совершено от лица всей страны, всех россиян. Будучи гражданами Российской Федерации, мы против своей воли оказались ответственными за нарушение международного права, военное вторжение и массовую гибель людей. Чудовищность совершенного преступления не оставляет возможности промолчать или ограничиться пассивным несогласием. Мы убеждены в абсолютной ценности человеческой жизни, в незыблемости прав и свобод личности. Режим Путина — угроза этим ценностям. Наша задача — обьединить все силы для сопротивления ей. Эту войну начали не россияне, а обезумевший диктатор. И наш гражданский долг — сделать всё, чтобы её остановить. Антивоенный комитет России |
| Распространяйте правду о текущих событиях, оберегайте от пропаганды своих друзей и близких. Изменение общественного восприятия войны - ключ к её завершению. |
| meduza.io, Популярная политика, Новая газета, zona.media, Майкл Наки. |
Выбор лидера
Задачи: $n$ процессам требуется за конечное выбрать лидера, при этом все должны прийти к решению, кто именно лидер. Обычно это часть другого алгоритма. Эквивалентно консенсусу (технические подробности доказательств оставлены за кадром).
Сведение: если у нас есть выбор лидера, то консенсус получить легко: выбрали лидера, лидер зафорсировал своё предложение.
Сведение: если у нас есть необоснованный консенсус на битах, то из него можно сделать необоснованный консенсус на натуральных числах от 1 до $n$ (запустив несколько раз алгоритм) и так выбрать номер процесса-лидера.
Замечание: лидер в процессе выборов может упасть, но мы от этого никак не защитимся: нельзя гарантировать состояние системы "сейчас", лидер может с таким же успехом упасть сразу после выборов. Поэтому если лидер падает, то в дальнейшем алгоритме надо это как-то обнаруживать и обрабатывать.
Terminating Reliable Broadcast (TRB)
Один процесс шлёт сообщения всем остальным. Но, в отличие от обычного broadcast, есть гарантия, что либо все получат и обработают сообщение, либо никто не обработает (например, если кто-то упал, то никто не обработает). А с обычным broadcast часть процессов может упасть и не обработать. Алгоритм должен завершиться за конечное время.
Пример: в обычном broadcast посылающий может упасть в процессе broadcast, тогда часть получателей получит и обработает, а часть даже не узнает. И у получателей нет способа убедиться, что остальные тоже получили сообщение. При этом результат FLP о невозможности консенсуса верен даже если процессу разрешено делать операцию «атомарной передачи» сообщения сразу несколько процессам, ибо нет гарантии что все процессы обработают его (может, кто-то упал).
На лекции было сказано, что консенсус эквивалентен TRB, а технические детали опущены. Английская Википедия не согласна ("RB is closely related, but not identical, to the fundamental distributed computing problem of consensus."[1]).
Сведение: если есть консенсус, то можно сделать обоснованный консенсус из двух вариантов: "обрабатываем сообщение такое-то" и "не обрабатываем вообще". Тут, строго говоря, нужно ещё накладывать условия вроде "если хотя бы один не обработал, то никто не обработал".
Сведение: если есть TRB, то эмулируем алгоритм при отсутствии отказов: каждый процесс делает TRB своего предложения, в конце все процессы получили одинаковое множество предложений, выбрали из них одно детерминированной функцией.