1632
правки
Изменения
м
TODO
TODO? (CHECK)
Как известно из FLP, при всех требованиях консенсус невозможен. Уберем требование асинхронности (любое сообщение доходит за некоторое конечное время). Пусть в системе имеется ''n'' узлов, каждому задано начальное число.Пусть из них максимум ''f'' могут в любой момент упасть(crash).Тогда можно решить задачу консенсуса за ''f+1'' раундов: *Делаем [[Иерархия ошибок в каждом узле вектор из ''n'' значений (своё записываем, остальные пока неизвестны)распределённых системах]]*В каждом раунде каждый узел посылает каждому все свои числа (или только те, которые не посылал ранее - без разницы)[[Асинхронные и синхронные распределённые системы]]*Процессы записывают пришедшие числа [[Консенсус в свой векторраспределённой системе]]*После ''f+1'' - го раунда выбираем минимум из известных чисел. Почему это работает?Допустим, что процессы a и b выбрали разные минимумы. Значит, есть значение v, которое есть у одного из процессов и нет у другого(пусть есть у b). Но если у нас был раунд без сбоев, то все процессы узнают все имеющиеся [[Консенсус в данный момент числа - потому что все сообщения дошли. А сбоев было не больше f - противоречие.синхронных системах]]
=== 28 билет. Paxos. Алгоритм, его свойства.====== 29 билет. Paxos. Общие принципы. Основные модификации.====== 30 билет. Транзакции * [[Иерархия ошибок в распределенных распределённых системах. 2 Phase Locking===]]* [[Асинхронные и синхронные распределённые системы]]=== 31 билет. Транзакции * [[Консенсус в распределенных системах. 2 Phase Commit.===распределённой системе]]=== 32 билет. СAP теорема (концепции, подходы, без доказательства)====== 33 билет. Gossip. СRDT и дельта-CRDT (концепции, примеры алгоритмов, см. работу с семинара)===CRDT (Conflict* [[Алгоритм Бен-Free Replicated Data Type) — объект, который можно реплицировать на много узлов и обновлять параллельно без координации между узлами.Ора]]
'''Репликация на основе состояния'''=== 28-29 билеты. Paxos. Алгоритм, его свойства. Общие принципы. Основные модификации.===* [[Консенсус в распределённой системе]]* [[Replicated State Machine]]* [[Paxos]]
Получив обновление от клиента, реплика сперва обновляет локальное состояние, затем отправляет это состояние другой реплике=== 30 билет. Raft. Та применяет функцию mergeАлгоритм, чтобы объединить свое состояние с полученным и отправляет его еще одной реплике, и т. д.свойства. ===* [[Консенсус в распределённой системе]]* [[Replicated State Machine]]* [[Raft]]
Достаточные условия согласованности:=== 31 билет. Транзакции в распределенных системах. 2 Phase Locking===* [[Транзакции в распределённых системах]]* [[2 Phase Locking]]
1=== 32 билет. Множество возможных состояний образует полурешетку, тТранзакции в распределенных системах.е2 Phase Commit. частично упорядоченное множество с операцией наименьшей верхней грани, причем merge реализует эту операцию;===* [[Транзакции в распределённых системах]]* [[2 Phase Commit]]
2. Обновления возрастают=== 33 билет.СAP теорема (концепции, подходы, без доказательства)===* [[CAP теорема]]
'''Репликация на основе операций'''=== 34 билет. Gossip. СRDT и дельта-CRDT (концепции, примеры алгоритмов, см. работу с семинара)===* [[Gossip-протоколы]]* [[CRDT]]
Реплика посылает не все состояние, а только обновление всем репликам=== 35 билет. Согласованность можно гарантировать, если обновления коммутативныСамостабилизирующиеся алгоритмы. Кроме того, требуется чтобы каждая операция была доставлена ровно один разИдея.Алгоритмы взаимного исключения и поиска остовного дерева ===* [[Иерархия ошибок в распределённых системах]]todo дельта-CRDT* [[Самостабилизирующиеся алгоритмы]]
rollbackEdits.php mass rollback
===16 билет. Локально-стабильные предикаты, согласованные интервалы, барьерная синхронизация (3 алгоритма). Применение для определения взаимной блокировки===
*[[Локально стабильный предикат]]
*[[Согласованный интервал]]
*[[Барьерная синхронизация (3 алгоритма)]]
* Применение для определения дедлока. Каждый процесс <tex>P_i</tex> поддерживает свою часть графа ожидания (ребра, которые из него исходят), а также флажок changed, который равен true, если его часть графа поменялась с последнего сообщения координатору. Координатор периодически опрашивает процессы, получая их графы. Процесс отвечает новым графом, если есть изменение, а иначе шлет notChanged. Координатор собирает весь граф ожидания. Если в нем есть цикл, он отправляет процессам запрос на изменение. Если все процессы в цикле ответили notChanged, дедлок найден. Рассмотрим два среза: * когда взаимно блокирующие процессы прислали координатору свои графы;* когда они прислали ему notChanged.Эти срезы не обязательно согласованны, но они барьерно-синхронизированы (из-за сообщений координатору и обратно), а значит образуют согласованный интервал. Поэтому между ними есть согласованный срез <tex>G</tex>, а так как состояние процессов в цикле не менялось на всем интервале, и в первом срезе предикат выполнен, для <tex>G</tex> он также выполнен.[[Определение взаимной блокировки]]
===17-19 билеты. Упорядочивание сообщений. Определения, иерархия порядков. Алгоритм для FIFO. Алгоритм для причинно-согласованного порядка. Алгоритм для синхронного порядка ===
===20-21 билеты. Общий порядок (total order). Алгоритмы Лампорта и Скина===
*[[Общий порядок сообщений]]
*[[Алгоритм Лампорта]]
* [[Иерархия ошибок в распределённых системах]]
* [[Асинхронные и синхронные распределённые системы]]
* [[Консенсус в распределённой системе]] — тут же и применение* [[Переформулировки консенсуса в распределённой системе]]
===24 билет. Синхронные системы. Алгоритм для консенсуса в случае отказа заданного числа узлов===
===25 билет. Синхронные системы. Проблема византийских генералов. Алгоритм для N >= 4, f = 1. Объяснить идею обобщения для f > 1===
* [[Асинхронные и синхронные распределённые системы]]* [[Проблема византийских генералов - прийти к нетривиальному консенсусу N процессам, если среди них есть f сбойных(могут вести себя как угодно/контролируются злоумышленниками).]]* [[Алгоритм Лампорта(и еще 2 человек):Считаем, что у процессов есть номера. Процесс 1 - "генерал" Шостака- рассылает всем предложение - 0 или 1. И после этого молчит(принимает своё предложение). При f=0 все остальные ("лейтенанты") просто принимают предложение. При f=1 все "лейтенанты" рассылают всем "лейтенантам" сообщение "генерал сказал X". Теперь у каждого процесса есть N-1 сообщение вида "A сказал, что генерал сказал X", включая своё(Я сказал, что генерал сказал X). Выбираем вариант, который встречается больше раз, или 0 если одинаково. Если сбойный процесс - генерал, то все остальные процессы получат одинаковое количество 0 и 1 в сообщениях и выберут одинаковый вариант. Если сбойный процесс - лейтенант, все остальные процессы получат больше верных сообщений, чем неверных и выберут вариант, посланный генералом. При f=2+ делаем всего f раундов рассылки сообщений между лейтенантами (при f=2 посылаются сообщения "B сказал, что A сказал, что генерал сказал X"), и f раундов выбора большинства внутри каждого процесса (т.е. Пиза]] для f=2 процесс имеет N-1 сообщение "B сказал, что А сказал ..." и решает, что именно сказал A выбором варианта, который больше встречается). Если же все процессы равноправные, то в 0 раунде рассылки все считают себя "генералами", а потом делаем консенсус на исходных значениях каждого. Выбор варианта в конечном итоге даст правильный вариант именно потому, что N > 3f.решения проблемы
===26 билет. Синхронные системы. Проблема византийских генералов. Невозможность решения при N = 3, f = 1===
* [[Асинхронные и синхронные распределённые системы]]'''Задача византийских генералов''' — мысленный эксперимент, призванный проиллюстрировать проблему синхронизации состояния систем в случае, когда коммуникации считаются надёжными, а процессоры — нет. (Вики) * [[Проблема византийских генералов формулируется так: имеется ''n'' генералов из которых ''f'' являются предателями. Как прийти к консенсусу честным генералам? Известно, что при ''n'' > 3''f'' задача решаема, а иначе нет.]]*Каждый рассылает каждому свое число;*Каждый рассылает каждому собранные значения;*В полученных векторах каждый проводит голосование. Можно доказать, например, что при ''n'' = 3, ''f'' = 1 консенсус невозможен. Доказательство от Елизарова: Пусть каждому процессу подаётся число 0 или 1 на вход(могут быть разными на разных процессах). Задача - прийти к нетривиальному консенсусу всем работающим процессам на одном значении, которое было дано на вход хотя бы одному работающему процессу. (Сильный консенсус) [[Файл:byzantine.png|frame|rightНевозможность византийского консенсуса]] Предположим обратное. Пусть существует алгоритм консенсуса. Тогда расставим 4 ноды с этим алгоритмом, подадим верхним на вход 0, и нижним = 1. Тогда если считать 2 верхних процесса рабочими, а 2 нижних - одним сбойным, верхние обязаны прийти к консенсусу на 0. Аналогично, если считать 2 нижних процесса рабочими, а 2 верхних - одним сбойным - нижние приходят к консенсусу на 1. И если мы считаем рабочими 2 правых, а 2 левых - одним сбойным(ведущим себя как пара из верхнего рабочего и нижнего рабочего) - то верхний правый придет к консенсусу на 0 вместе с воображаемым верхним соседом, а нижний правый - к консенсусу на 1 с воображаемым нижним соседом. Fail. Поэтому такого алгоритма нет, и консенсус при N=3 и , f=1 невозможен.
=== 27 билет. Недетерминированные алгоритмы консенсуса. Алгоритм Бен-Ора. ===
==Ссылки==
<references/>
