systemes repartisreparti.pdf

Mr. Mehrez Boulares, Mr. Nour Ben Yahia

2013-2014

Systmes

Rpartis

Introduction aux systmes rpartis

Les ordinateurs ont subi des changements incroyables depuis leur mise enopration vers 1945:

plus en plus de puissance,

cot de fabrication a constamment diminu permettant aux usagers dedisposer d'un objet peu dispendieux compte tenu de ce qu'il nous offre en

retour.

Les appareils subissent des changements constants et de plus en plus rapidestant du point de vue logiciel que matriel. Depuis trs peu de temps, nous

retrouvons sur le march des systmes multiprocesseurs, des systmes

d'exploitation pour le traitement parallle et des rseaux puissants

d'interconnexion. C'est l l'importance de prendre brivement connaissance

avec le systme d'exploitation de demain.

Nous sommes dj entrs quelque peu dans l'informatique rpartie qui ellenous amnera vers l'informatique distribue.

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L'informatique rpartie s'oppose la fois l'informatique centralise, celle desgros ordinateurs, et l'informatique individuelle, celle des micro-ordinateurs.

Elle pallie certains dsavantages de cette dernire par :

Le partage des donnes grce un accs individuel, en lecture, par lerseau des fichiers communs situs sur un disque quelconque ainsi que

par le transfert de fichiers d'un disque un autre.

Le partage des applications. Pour l'exploitation individuelle, par le rseau,d'un seul logiciel de base de donnes sur le disque d'une des machines

connectes.

Le partage des ressources : chaque utilisateur connect peut utiliser unemme imprimante.

les communications : envoi par le rseau de courrier dans une bote auxlettres lectronique un ou plusieurs utilisateurs connects. Accs par le

rseau tlphonique des services d'informations : annuaires, banques de

donnes, etc.

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Exemple de Systme Rparti : Un

intranet

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Source : Coulouris, Dollimore

and Kindberg Distributed

Systems: Concepts and Design

Edition 3, Addison-Wesley

2001

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Pourquoi une informatique rpartie

Raisons budgtaires : conomie de logiciels, de matriels

Raisons intrinsques : adapter le systme lapplication

BDD rparties, Web, systmes bancaires

Besoin de partager

des informations : fichiers, BDD, messages

des ressources : units de stockage, imprimantes, serveurs

Des services

Acclrer le calcul

Paralllisation de tches

Allger la charge : rduire les goulots d'tranglement

Augmenter la fiabilit : duplication de machines, de donnes ralisation de systmes haute disponibilit

Qualit de service : diminuer les cots, les dlais, augmenter la disponibilit

Raliser des systmes ouverts, volutifs : adjonction facile de matriels et logiciels.

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Inconvnients

Trs peu de logiciels existent sur le march.

Le rseau peut trs vite saturer.

La scurisation des donnes sensibles est complique.

La mise en uvre est difficile.

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Dfinitions (1)

Un systme plusieurs processeurs nest pas forcment un systme rparti

Quest-ce quun systme rparti, distribu, parallle ?

Classification de flynn [1972]:

On diffrencie les systmes sur la base du flux dinstructions et de donnes.

SISD : PC monoprocesseur

SIMD : machines vectorielles

MISD : pipeline

MIMD : machines multiprocesseurs faiblement et fortement couples (systmes parallles, systmes distribus, systmes dexploitation rseaux)

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Classification de Flynn

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L'acronyme PU, de l'anglais,

signifie processeur.

Le terme Instruction Pool

reprsente l'ensemble des

instructions disponibles pour le ou

les PU.

Le terme Data Pool reprsente

l'ensemble des donnes

ncessaires aux calculs.

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Dfinitions (1)

MIMD mmoire partage

Les processeurs ont accs la mmoire comme un espace d'adressageglobal. Tout changement dans une case mmoire est vu par les autres

CPU. La communication inter-CPU est effectue via la mmoire globale.

MIMD mmoire distribue

Chaque CPU a sa propre mmoire et son propre systme d'exploitation. Cesecond cas de figure ncessite un middleware pour la synchronisation et la

communication. Un systme MIMD hybride est l'architecture la plus utilise

par les superordinateurs. Ces systmes hybrides possdent l'avantage

d'tre trs extensibles, performants et faible cot.

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Dfinitions (2)

Un systme rparti est un ensemble de sites relis par un rseau, comportantchacun une ou plusieurs machines.

"Un systme rparti est un systme qui vous empche de travailler quand unemachine dont vous navez jamais entendu parler tombe en panne" Lamport

"Du point de vue utilisateur, un systme rparti se comporte comme un systmetraditionnel, mais sexcute sur de multiples units indpendantes" Tanenbaum

Un systme dexploitation rparti fournit et contrle laccs aux ressources dusystme rparti.

Un systme dexploitation parallle contrle lexcution de programmes sur unemachine parallle (multiprocesseurs).

Un systme dexploitation de rseaux fournit une plateforme de machinesrelies par un rseau chacune excutant son propre systme dexploitation.

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Exemples de SRs WWW, FTP, Mail.

Guichet de banque, agence de voyage.

Tlphones portables (et bornes).

Tlvision interactive.

Agents intelligents.

Robots footballeurs.

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Les diffrentes structures

Les structures centralises

Tous les courriers sont stocks sur C (station centrale).

1 usager = 1 bote aux lettres sur C.

Volume de stockage important sur C.

Disponibilit du service = disponibilit de C.

1 opration = 1 transfert d'informations.

L'architecture centralise consiste en un noyau central fort autour duquel tous les

priphriques sont regroups (ou centralises). Ce noyau central prend la plupart des

actions. L'avantage est une facilit d'administration.

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Structure dcentralise-ou rpartie

les architectures de rseau informatique se sont de plus en plus orientes vers une

distribution des ressources et de la puissance informatique.

Internet est sans doute l'exemple le plus marquant d'un rseau architecture

distribue puisqu'il ne possde aucun site central.

Dans la mise en uvre de rseaux de moins grande ampleur, le degr de distribution

(ou de centralisation) de la puissance de calcul, des priphriques, des bases de

donnes dpend de diffrentes considrations stratgiques, humaines et

professionnelles.

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Structure parallles (Systmes de haute performance)

Les ordinateurs parallles sont des machines qui comportent une architecture parallle,

constitue de plusieurs processeurs identiques, ou non, qui concourent au traitement

d'une application. La performance d'une architecture parallle est la combinaison des

performances de ses ressources et de leur agencement. (Latence, dbit).

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Architectures parallles :

Pas de limite de mmoire.

Pas de limite de processeurs.

Acclration des calculs complexes ou coteux en temps d'occupation CPU (calcul matriciel, simulation numrique, transforme de fourrier...).

Calcul rptitif sur un large ensemble de donnes structur.

Traitement indpendant.

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Le paralllisme est la consquence :

Besoin des applications.

Calcul scientifique.

Traitement d'images.

Bases de donnes qui demandent des ressources en CPU et en temps de calcul de plus en plus importantes.

Limites des architectures squentielles.

Performance.

Capacit d'accs la mmoire.

Tolrance aux pannes.

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Comparaison entre diffrentes architectures

Comparaison des deux architectures de Systmes de

haute performance et de Systmes distribus

Un systme parallle de HP est une rponse un besoin de HP :

Une solution au problme.

Un systme distribu est une solution un problme de distributiongographique (historiquement).

Mais de nos jours, la distribution peut rsoudre un problme de HP.Donc, dans certains cas, un SD peut tre considr comme un systme de

HP.

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Comparaison des deux architectures centralise etdistribue

L'architecture centralise supporte un noyau central alors que l'architecturedistribue peut supporter plusieurs.

Le cot de l'une ou l'autre architecture varie suivant le domaine. En rglegnrale, si les priphriques ne sont pas utiliss plein temps (par

exemple, une imprimante), l'architecture centralise est plus conomique

(car on conomise en se basant sur le fait que tous les priphriques ne

seront jamais tous utiliss en mme temps). Dans le cas contraire (carte

vido, rseau de PC), c'est l'architecture distribue la plus conomique (un

gros ordinateur cote plus cher que 10 petits ordinateurs 10 fois moins

puissants).

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Comparaison des deux architectures centralise et

distribue

Du point de vu de larchitecture :

Pas parallle/Pas distribu : Machine squentielle (un seul processeur).

Parallle/Pas Distribu : Machines vectorielles, Machines mmoirespartages, Machines SIMD.

Pas Parallle/Distribu : Rseau dordinateurs avec communication lenteexemple : Internet.

Parallle/Distribu : Rseau haut dbit.

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Systmes parallles Systmes rpartis

Systmes

dexploitation de rseaux

Processeurs Sites Ressources

Homognes Htrognes Htrognes

Partage ou non de mmoire Mmoires individuelles Mmoires individuelles

Couplage fort Couplage failbe Couplage failbe

Topologie du rseau

dinterconnexionRseau LAN + WAN Rseau LAN

Les users sont au courant de

la multiplicit des

Processeurs

Les users ont limpression dtre dans un systme centralis

Les users sont au courant de la

multiplicit des Machines

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Identification des problmes Que doit rsoudre un systme rparti ?

Tolrance aux pannes.

Passage lchelle.

Nommage et accs aux applications.

Intgration de lexistant.

Dploiement des applications.

Scurit et authentification.

Disponibilit de lapplication

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Tolrance aux pannes En anglais : reliability, fault tolerance.

Un serveur participant lapplication tombe en panne.

Un serveur envoie des informations errones.

Un serveur nest plus atteignable (mais pas en panne) puis le

redevient.

Atomicit dans les applications rparties.

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Passage lchelle En anglais : scalability.

Ce qui marche pour un utilisateur, marchera-t-il pour 10 000 ?

Ce qui marche pour un objet, marchera-t-il pour 1 000 000 ?

Ce qui marche pour un site, marchera-t-il pour 1000 ?

Exemple : les applications de gestion de commerce

lectronique.

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Nommage et accs aux applications

Nommage et accs aux applications

En anglais : naming.

Comment retrouver les objets distants ?

Un objet = un identifiant + un tat + un comportement.

Applications non rparties : nommage gr par le langage

(rfrence) ou par lOS (adressage).

Applications rparties : nommage explicite, dynamique ?

Exemple de nommage : DNS, URL,

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Intgration de lexistant En anglais : legacy.

Connexion sur toutes les ressources dune entreprise.

Interoprabilit des applications.

Transactions rparties.

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Dploiement des applications Comment installer tous les composants logiciels sur

diffrents clients et serveurs ?

Lorsque je change un nom de serveur ou jen ajoute un, je

recompile ? je redploie ? ou je peux configurer

automatiquement le redploiement ?

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Scurit et authentification Confidentialit.

Intgrit :

Droits daccs, Pare-Feu.

Authentification :

Identification des applications partenaires.

Non-rpudiation.

Messages authentifis.

Combien de personnes utilisent lapplication, qui sont-ils ?

Ncessit de se protger contre les intrusions.

Ncessit de stocker les accs des clients dans des fichiers journaux.

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Disponibilit dune application rpartie

Exemple : un serveur qui fait de la tolrance aux pannes ne

peut plus assurer dautres tches.

Permettre des accs simultans sur un mme objet :

Srialiser les objets.

Parallliser les accs.

Appliquer diffrentes politiques.

Multi-threading.

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Notions de Middleware Middleware = Intergiciel = classe de logiciels systmes agissant en qualit

dinfrastructure pour le dveloppement ou le dploiement dapplications reparties: exemple CORBA

Supporte des applications tournant sur des plateformes matrielles et logicielles diffrentes.

Le middleware fournit :

un support de haut niveau pour la distribution exemple invocation de mthodes distance.

Des services de dsignation, scurit, transactionnels

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Le Middleware conceptualise et ralise les fonctions suivantes :

communications entre les applications rparties,

changes de donnes,

facilits de mise en uvre.

Il rsout les problmes dintgration et dinteroprabilit :

indpendance entre les applications et le systme dexploitation,

portabilit des applications,

partage des services distribus.

Services dun Middleware :

communication,

localisation,

transactions,

scurit,

administration

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Types de Middleware Middleware de bases de donnes (ODBC)

Middleware messages MOM Message OrientedMiddleware : IBM MQSeries, Microsoft Message Queues.

Middleware objets rpartis (CORBA, JAVA RMI)

Middleware composants (EJB, COM/DCOM, Web services)

Middleware environnement : XML

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Historique et tat de lart 1960

Syst. temps partag(unix), envir. Graphiques, rseaux

1970

Ordinateurs personnels, Stations de travail

Client/serveur, Rseaux locaux : Ethernet

XeroxDFS

1980

Systmes ouverts,Tolrance aux fautes

Premiers serveurs de fichiers

volution du C/S : Appel de procdures distance

DNS en 85,

Amoebaen 84, Mach en 86, Chorus en 88

1990

Internet, E-commerce

AFS, NFS, LDAP

DCE, corba, com/dcom

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Le modle Client-Serveur (1/2) Cot serveur :

Externalisation de services. Attente de requtes en provenances de clients puis excution des requtes en

squentiel ou en parallle.

Interface : Skeleton reoit lappel sous forme de stream dcapsule les paramtres demande lexcution renvoi les paramtres (par rfrences) et les rsultats

Cot client : mission de requtes puis attente de la rponse. Initiateur du dialogue. Interface : Stub

Reoit lappel en local encapsule les paramtres attends les rsultats du serveur dcapsule les rsultats redonne la main la fonction appelante

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Le modle Client-Serveur (2/2) Client/Serveur traditionnel :

RPC

Client/Serveur objets :

RMI, CORBA, DCOM

Client/Serveur de donnes :

Requtes SQL

Client/Serveur WEB :

CGI, Servlet, asp, jsp, php,...

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Du centralis vers le rparti

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Mehrez Boulares, Nour Ben Yahia

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Gestion du temps dans

les SRs

INTRODUCTION Les systmes rpartis sont prsents dans toutes les applications et sont,

par nature, trs complexes. Le problme principal est quil ny a plus dtat global connu de toutes les parties mais seulement des tats locaux

permettant de faire merger un tat global.

La proprit dmergence est souvent mentionne dans les systmes agents ou systmes multi agents : lactivit de chacun concourt la ralisation dun objectif global.

Trs naturellement, le contrle de ces systmes rpartis nest pas simple mais il est important de pouvoir sassurer de la ralisation dun objectif donn par un ensemble dactivits lmentaires.

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INTRODUCTION Un systme rparti est constitu de N composants (processus ou sites)

communiquant par messages (et uniquement de cette manire).

Chacun de ces composants agit comme un automate : il ralise des oprations qui modifient son tat.

Les oprations ralises par un des composants sont naturellement ordonnes par l'ordre dans lequel elles sont ralises :

sil s'agit d'un processus abritant plusieurs activits (threads),

sur un systme monoprocesseur, c'est l'ordre de l'excution des instructions des instructions sur ce processeur qui ordonne les

vnements.

La dfinition de l'ordre des vnements sur un systme multiprocesseurs (fortement et a fortiori faiblement coupls) est plus problmatique du fait de

la difficult de maintenir une notion de temps absolu cohrente.

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INTRODUCTIONDans un contexte de rpartition:

Lobservation des programmes en excution prsente des difficults qui rendent le problme non trivial.

Un programme rparti est constitu dun ensemble de processus sexcutant en parallle et communiquant seulement par envoi de messages sur des canaux

les interconnectant.

Il ny a pas dhorloge commune aux diffrents processus, et de plus, les temps de transfert des messages ne sont pas borns (dans un contexte de

communication fiable, ils sont toutefois finis).

Dans ces conditions, il est impossible deffectuer une observation simultane de ltat des diffrents processus et canaux.

La ralisation dune observation cohrente qui reflte un tat global constitu des tats locaux des diffrentes parties du systme, pris des instants

physiques diffrents mais de manire rendre une information utile sur ltat du systme dans son intgralit, constitue donc un problme dsormais classique,

connu sous le nom de dtection dun tat global rparti cohrent.

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PROBLEMATIQUE Obtenir une vision instantane d'un systme rparti, consistant en la

collection des tats des diffrents sites le composant (typiquement une

image mmoire de chacun des sites) est difficile obtenir sans figer chacun

des systmes.

L'absence de mmoire commune et le caractre alatoire des dlais d'acheminement des messages changs entre les sites rendent

impossible le calcul d'un tat global du systme dans un systme rparti.

Typiquement, l'image qu'un site possdera de l'tat des autres sites ne pourra lui tre communique qu'au travers de messages et ne pourra de ce

fait correspondre qu' un tat du pass de ces sites : la chronologie des

diffrentes images ainsi collectes n'est pas connue a priori.

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PROBLEMATIQUE L'absence d'un tat global accessible directement constitue

incontestablement une caractristique de la rpartition et est source de

difficults dans le dveloppement d'applications relatives :

l'interblocage ou verrou mortel (deadlock): situation dans laquelle un ensemble de processus est en situation de blocage du fait de

l'existence d'un cycle dans le graphe d'allocations et de demandes des

ressources ces processus ;

le ramasse-miettes (garbage collecting), opration consistant en le pration des ressources alloues un objet inutilis ;

la mise au point (debugging): opration incluant par exemple la consultation et/ou la modification des valeurs de variables dans

diffrents composants un instant donn.

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PROBLEMATIQUE Les Systmes rpartis ont une volution asynchrone

pas de mmoire commune (communication par messages)

pas dhorloge commune

Les horloges locales ne sont pas synchrones et drivent

Ltat dun site distant ne peut tre connu que par des informations vhicules par les messages.

De plus, les communications introduisent des dlais

L'ordre des messages n'est pas forcment prserv

Consquences :

Perception diffrente des mmes vnements depuis des sites distincts

Chaque site a sa propre horloge, la notion d'tat global n'existe pas

On ne peut pas mettre en uvre des algorithmes rpartis bass sur le temps.

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CONSTRUCTION DUN TAT GLOBAL

L'excution d'un algorithme rparti est une succession d'vnements, chacun d'eux se produisant sur un site donn (Un vnement : mission/

rception de message, calcul local au site)

Une horloge unique permet de donner une date chacun des vnements et de les ordonner entre eux.

Sur chaque site, il est possible de dfinir un tat local et de dfinir un ordre entre les vnements

Deux processus de deux sites diffrents peuvent avoir des informations diffrentes sur ltat du systme et sur lordre des vnements qui sy produisent.

La solution de synchronisation des sites entre eux est donne par la construction d'un tat global

Utilisation d'horloges : logiques, vectorielles, matricielles

Utilisation dtats locaux des sites et de messages en transit entre eux

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LE MODLE DE CALCUL Un systme rparti est constitu dun ensemble fini de processus qui ne

communiquent que par envoi de messages.

La structure dun tel systme peut tre modlise par un graphe orient: les sommets de ce graphe sont les processus et les arcs reprsentent les canaux de

communication unidirectionnels (canaux virtuels) reliant des processus entre eux.

A priori, aucune hypothse particulire nest faite quant la topologie du graphe.

Les processus seront dsigns par P1, P2,..., Pn et le canal allant de Pi vers Pj, sil

existe, sera dsign par Ci j.

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LE MODLE DE CALCUL Les processus ne partagent ni mmoire commune ni horloge globale, et

aucune hypothse nest faite quant leur vitesse relative. Lenvoi et larception de messages sont effectus de manire asynchrone, mais aucun

dlai maximum de transfert des messages nest suppos connu.

La seule hypothse gnrale sur les communications concerne leur fiabilit:les messages ne sont ni perdus (le dlai de transfert est fini: tout message

mis est reu) ni altrs ni dupliqus (tout message reu a t mis). De

telles hypothses caractrisent ce quil est convenu dappeler un systmerparti asynchrone fiable

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ETAT GLOBAL Chaque processus et chaque canal possde tout moment un tat local. Ltat local

eli dun processus Pi rsulte de son tat initial et de la squence dvnements dont ce processus a t le sige. Ltat ECij dun canal Cij est lensemble des messages en transit sur ce canal, cest dire qui ont t mis par le processus Pi et nont pas encore t reus par le processus Pj.

Lvolution du systme est rgie par un ensemble dvnements. Chaque vnement met en jeu un processus et ventuellement un canal. Il y a trois sortes dvnements:

les vnements internes un processus, qui ne modifient que ltat local du processus,

les missions de messages, qui modifient ltat local du processus metteur et ltat du canal sortant sur lequel est mis le message

et les rceptions de messages, qui modifient ltat local du processus rcepteur et ltat du canal entrant par lequel le message a t reu.

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ETAT GLOBAL Schmatiquement on a, ce niveau de description (m dsigne un message):

vnement interne sur Pi: provoque la transition de eli el'i , tats avant et aprs lvnement

mission de m par Pi sur Ci j (cet vnement est not missioni(m)): provoque la transition de eli el'i et laffectation ECi j := ECi j U {m}

rception de m par Pi sur Cj i (cet vnement est not rceptioni(m)): provoque la transition de eli el'i et laffectation ECj i := ECj i \ {m} .

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ETAT GLOBAL Chacun de ces vnements est suppos atomique.

On dit quun vnement e est capt dans ltat local eli dun processus Pi si e appartient la squence dvnements ayant conduit Pi dans ltat eli.

Il est important de remarquer que ltat local dun processus nest immdiatementobservable que par un observateur local ce processus (cest dire ayant accs en lecture la mmoire locale de ce processus), tandis que ltat local dun canal C i jnest immdiatement observable ni par son origine Pi ni par son extrmit Pj (Pi -resp. Pj- na pas connaissance immdiate des vnements de rception -resp. dmission-); cest notamment ce fait qui rend difficile le problme de lobservationcohrente dans un systme rparti.

Ltat global S dun systme rparti est constitu de lensemble des tats locaux des processus et des canaux qui le constituent

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ETAT GLOBALUn tat global cohrent correspond un tat global dans lequel le systme peut se

trouver. Formellement, cela signifie:

i) i : eli est un tat local du processus Pi.

ii) Les conditions C1 et C2 qui suivant sont vrifies:

C1: si lvnement missioni(m) est capt dans eli, alors lvnement rcep-tionj(m) est soit capt dans elj, soit le message m appartient ecij.

C2: si lvnement missioni(m) nest pas capt dans eli, lvnement rcep-tionj(m) nest pas non plus capt dans elj.

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ETAT GLOBAL Considrons lexcution reprsente par la figure 2, o trois processus Pi, Pj et Pk

captent respectivement leurs tats locaux eli, elj et elk (le graphe de communication

est celui de la figure 1).

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ETAT GLOBAL Lensemble { eli, elj, elk} ne forme pas un tat global.

Si lon considre la paire (Pk, Pj), lmission du message m3 est enregistre dansltat local elk du processus Pk alors que sa rception ne lest pas dans ltat local eljdu processus Pj.

La condition C1 est mise en dfaut, puisque ltat du canal ECkj nest pas considr (un ventuel redmarrage de Pj et de Pk, suite une reprise aprs

dfaillance, partir de cet tat global entranerait la perte du message m3).

Dautre part, mme en considrant ltat des canaux dans ltat global, la cohrencenest pas assure car la rception du message m4 est enregistre dans elj sans queson mission le soit dans ELk,

ce qui met en dfaut la condition C2 (les deux tats locaux elj et elk et ltat du canal ECjk ne sont pas mutuellement cohrents).

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NOTION DE PRCDENCE CAUSALE

Pour dfinir un tat global il faut tout dabord pouvoir ordonner les vnements entre eux, afin que :

Si un des vnements contient lmission dun message et que lautre contient la rception du mme message, alors le premier a eu lieu avant le second.

Si un site met une demande dallocation dune ressource, il est considr avant un autre site qui aurait mis sa requte aprs le premier.

Cette relation dordre partiel sur les vnements est appele relation de causalit.

On dfinit la prcdence comme suit :

Un vnement e prcde un vnement f si et seulement si :

Ou bien e et f se droulent sur le mme site dans cet ordre

Ou bien e contient lmission dun message m et f contient la rception du mme message m.

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Un vnement E1 sur un site 1 prcde un autre vnement E2 sur un site 2 si E1 a t gnr avant E2 :

Il ya une prcdence causale entre E1 et E2.

Il existe une chaine dvnement qui dmarre E1 et finit par E2 et qui consiste par un enchainement mission, excution et rception.

La prcdence causale est concrtise par le mcanisme dhorloge logique, une notion logique permettant de comparer logiquement les vnements de point de vu

leur ordre dexcution quelque soit le site.

Afin de dater les vnements des horloges logiques de diffrents types peuvent tre utilises : Scalaire, Vectorielle, Matricielle.

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NOTION DE PRCDENCE

CAUSALE

Cette relation dfinit un ordre partiel des vnements. Des vnements e et e' non comparables sont dits concurrents, ce qu'on note e||e'.

A un vnement e on peut alors associer trois ensembles d'vnements :

Pass(e) : ensemble des vnements antrieurs e dans l'ordre causal (e appartient cet ensemble) ;

Futur(e): ensemble des vnements postrieurs e dans l'ordre causal (e appartient cet ensemble) ;

Concurrent(e) : ensemble des vnements concurrents avec e.

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La prcdence causale est concrtise par le mcanisme des horloges logiques, une notion de temps logique permettant de comparer logiquement des vnements du

point de vue de leur ordre d'excution quel que soit le site.

Afin de dater les vnements, des horloges logiques de diffrents types peuvent tre dfinies afin de rendre compte de la relation de causalit entre les vnements.

Les valeurs des horloges associes des vnements (leurs estampilles logiques)

comparables doivent tre elles-mmes comparables et reflter l'ordre des

vnements

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HORLOGE LOGIQUE Lamport a propos de dfinir pour ce type de systmes une notion de

temps logique permettant de comparer logiquement des vnements du

point de vue de leur ordre d'excution : d'une part, sur un site, les

vnements locaux peuvent tre ordonns en se basant sur l'ordre de leur

excution (ou le temps absolu s'il est dfini) et d'autre part l'mission d'un

message sur le site metteur prcde toujours sa rception sur le site

rcepteur. Cela correspond la notion de prcdence causale.

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HORLOGE LOGIQUE Selon Leslie Lamport l'horloge logique permet de comparer logiquement des

vnements (requtes, messages) du point de vue de leur ordre d'excution (Horloges scalaires)

Chaque site gre une horloge de type compteur dont la valeur est un entier (initialis 0 au lancement du systme).

La valeur de l'horloge logique d'un site est incrmente chaque fois qu'un vnement local s'y produit : opration locale, ou envoi/rception d'un message.

Dans le cas d'un envoi, la valeur courante (aprs incrmentation) de l'horloge de l'metteur est embarque avec le message et sert l'estampiller (La rception

d'un message permet de synchroniser l'horloge du rcepteur avec celle de

l'metteur du message qui est transporte par le message. Le principe est

simple : il consiste attribuer l'horloge du rcepteur une valeur suprieure la

fois la valeur courante de l'horloge du site et celle de l'estampille du message

reu.)

La rception d'un message permet de synchroniser l'horloge du rcepteur avec celle de l'metteur du message qui est transporte par le message.

ISI Kef

23

HORLOGE LOGIQUE SCALAIRE

Principe : attribuer l'horloge du rcepteur une valeur suprieure la fois a valeur courante de l'horloge du site et celle de l'estampille du message reu.

Consquence : Garantit que la rception sera postrieure l'mission.

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Cette technique permet donc d'associer chaque vnement une date (estampille logique) correspondant la valeur de l'horloge de son site modifie selon les rgles

que nous venons de dfinir. On peut observer que :

l'ordre des vnements qui est ainsi dfini n'est pas un ordre strict : plusieurs vnements peuvent porter la mme valeur. C'est le cas (parmi d'autres) sur notre

exemple des vnements e, o et x appartenant respectivement P, Q et R qui ont

chacun 6 comme date. Il est facile de rendre cet ordre strict en modifiant lgrement

le systme de datation : la date d'un vnement sur un site est obtenue en adjoignant

la valeur de l'horloge scalaire de ce site l'identification du site (par exemple un

entier attribu artificiellement ou une adresse IP ou physique).

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La rgle de comparaison des dates est alors :

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De nombreux algorithmes rpartis :

Algorithmes utilisant une file dattente virtuelle rpartie (Exclusion mutuelle rpartie, mise jour de copies multiples, diffusion cohrente (ordre de rception

uniforme))

Dtermination de laccs le plus rcent (gestion cohrente de caches multiples, mmoire virtuelle rpartie)

Synchronisation des horloges physiques (borne suprieure sur la drive entre sites)

Algorithmes de dtection de terminaison, d'lection, de diffusion de messages,

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29

HORLOGE LOGIQUE VECTORIELLE

Nous venons de voir que le systme de datation par estampilles scalaires d'une part introduisait un ordre artificiel sur des vnements concurrents et d'autre part ne

permettait pas de corriger les dfaillances vis--vis de la relation FIFO des canaux de

communication. Le mcanisme de datation par estampilles vectorielles (et les

horloges vectorielles maintenues par les diffrents composants d'un systme) permet

de pallier ces deux inconvnients.

Chaque site gre une horloge vectorielle constitue de n entiers (n est le nombre de

composants du systme). Une telle horloge permet de dater les vnements d'un site

et est mise jour lors de l'occurrence des vnements. Comme pour les horloges

scalaires, les messages envoys par un site sont estampills en utilisant la valeur

courante de l'horloge vectorielle du site metteur et la rception d'un message pemet

au site rcepteur de synchroniser son horloge vectorielle avec celle du site metteur

du message.

De manire plus prcise, les rgles suivantes sont appliques pour la gestion des horloges vectorielles:

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La proprit fondamentale que possdent les estampilles vectorielles dduites des horloges vectorielles et de leur actualisation par les rgles nonces est que

Par exemple l'estampille vectorielle de l'vnement p est [4, 7, 5]. Cela correspond au fait que Pass(p) contient

4 vnements sur P (a, b, c, d);

7 vnements sur Q (j, k, l, m, n, o, p);

5 vnements sur R (u, v, w, x, z).

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La relation d'ordre suivante peut par ailleurs tre dfinie sur les estampilles vectorielles :

Par exemple [4,7,5] est plus petite que [6,7,8], plus grande que [4,6,4] et incomparable avec [6,5,7]

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Muni de cette relation d'ordre, le systme de datation par estampilles vectorielles a la remarquable proprit de reflter exactement la relation de prcdence causale entre

vnements :

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On peut vrifier sur notre exemple que :

les estampilles vectorielles des vnements prcdant causalement p sont infrieures (au sens qui a t dfini) l'estampille vectorielle de p ([4,7,5]).

Par exemple l'estampille vectorielle de l'vnement d antrieur p est ([4,1,0]) qui

est infrieure ([4,7,5]);

les estampilles vectorielles des vnements suivant causalement p sont suprieures l'estampille vectorielle de p.

Par exemple l'estampille vectorielle de l'vnement C postrieur p est ([8,9,9]) qui

est suprieure ([4,7,5]);

les estampilles vectorielles des vnements concurrents de p sont incomparables avec l'estampille vectorielle de p;

Par exemple l'estampille vectorielle de l'vnement e concurrent avec

l'vnement p est ([5,3,3]) qui est incomparable avec ([4,7,5]).

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Correction TD

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Correction TD Considrons l'vnement p.

Il appartient son propre pass et est prcd directement par o et y.- On a Pass(p) = {p} + Pass(o) + Pass(y)Le calcul de Pass(p) suppose donc le calcul de celui de o et y.- On a Pass(o) = {o} + Pass(n) + Pass(d)En pousuivant le calcul:- Pass(n) = {n} + Pass(m)- Pass(m) = {m} + Pass(l) + Pass(a)- Pass(l) = {l} + Pass(k)- Pass(k) = {k} + Pass(j) + Pass(u)- Pass(j) = {j}- Pass(u) = {u}- Pass(a) = {a}- Pass(d) = {d} + Pass(c)- Pass(c) = {c} + Pass(b)- Pass(b) = {b} + Pass(a) + Pass(j)- Pass(y) = {y} + Pass(x)- Pass(x) = {x} + Pass(w) + Pass(n)- Pass(w) = {w} + Pass(v)- Pass(v) = {v} + Pass(u) + Pass(l)Par consquent Pass(p) = {a, b, c, d, j, k, l, m, n, o, p, u, v, w, x, y}

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Correction TD Par un calcul analogue, on obtient:

Futur(p) = {g, h, i, p, q, r, s, t, C, D}

Finalement les vnements n'appartenant ni Pass(p), ni Futur(p) sont concurrents avec p.

On a donc Concurrent(p) = {e, f, z, A, B}

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Correction TD

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Correction TD

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Correction TD

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Accs concurrent

dans les SR

Les accs concurrents : rappels Un problme d'accs concurrent a lieu quand deux processus partagent une

ressource logicielle ou matrielle: on parle de section critique au niveau du

programme.

Exemples:

section de ligne ferroviaire voie unique. Trains dans un sens ou dans l'autre, mais pas dans les deux sens en mme temps.

Lecteurs/rdacteurs, producteurs/consommateurs

On rentre en section critique, par une section d'entre qui met en uvre une condition et on la quitte par une section de sortie.

Section d'entre

Section critique : inst1, inst2, inst3

Section de sortie

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2

Les accs concurrents : rappels Rappelons tout d'abord en quoi consiste ce problme. Des applications s'excutant

de manire concurrente et partageant des ressources peuvent, dans certaines

circonstances, avoir besoin d'accder de manire exclusive une ou plusieurs de

ces ressources appeles ressources critiques.

Le code excut ncessitant cet accs exclusif est lui-mme appel une section critique. On fait couramment le parallle avec une voie de chemin de fer ou un pont

troit supportant une charge limite susceptibles d'tre emprunts par des vhicules

dans les deux sens. Le bon fonctionnement (et la survie des usagers) suppose que

seul un vhicule ne puisse utiliser, un instant donn, la section de rail ou de route

correspondante.

D'un point de vue informatique, ce problme est frquent. Citons-en quelques exemples :

suite d'oprations dans un fichier ou une base de donnes ;

accs une ressource telle qu'une imprimante ;

accs une zone de mmoire centrale ; (segment de mmoire partage) par plusieurs processus

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3

Les tats d'un processus

ISI Kef

Un processus est dans 3 tats possibles, par rapport l'accs la ressource

Demandeur : demande utiliser la ressource, entrer dans la section Dedans : dans la section critique, utilise la ressource partage Dehors : en dehors de la section et non demandeur d'y entrer

Changement d'tat par un processus De dehors demandeur pour demander accder la ressource De dedans dehors pour prciser qu'il libre la ressource Le passage de l'tat demandeur l'tat dedans est gr par le systme

et/ou l'algorithme de gestion d'accs la ressource

4

Proprits d'un algorithme d'exclusion

mutuelle

Une solution n'est considre correcte que si elle respecte les proprits suivantes

Sret (safety) : au plus un processus est la fois dans la section critique (dans l'tat dedans)

Vivacit (liveness) : tout processus demandant entrer dans la section critique ( passer dans l'tat dedans) y entre en un temps fini

Un algorithme qui assure ces deux proprits assure galement l'absence de deux problmes, l'interblocage et la famine:

Interblocage (Deadlock) : est une situation du systme o il y a plusieurs sites l'tat Demandeur et aucun ne peut accder la SC.

Famine (Starvation) : aura lieu si un site qui se trouve l'tat Demandeur ne passe jamais l'tat Dedans.

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Solutions On parle d'exclusion mutuelle quand un seul processus la fois a le droit de

rentrer en section critique.

Solutions logicielles : Smaphores, Moniteurs.

Solutions matrielles : Dsactiver les interruptions.

ISI Kef

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Solutions matrielles La solution la plus simple, mais qui ne peut s'appliquer que dans le cas de machines

monoprocesseurs, consiste masquer les interruptions susceptibles de provoquer

une concurrence relativement une ressource critique. Dans le mode superviseur

des processeurs, il est possible de manipuler le masque d'interruption du processeur,

ce qui est largement utilis lors du dveloppement des systmes d'exploitation.

ISI Kef

7

Solutions logicielles Nous nous intressons ici la possibilit de rsoudre le problme de l'exclusion

mutuelle sans faire appel des instructions spcifiques et donc en se basant sur les

seules oprations d'affectation et de test. Ainsi qu'on va le voir au travers de solutions

errones, cela n'est pas immdiat et ncessite certaines prcautions.

La premire ide qui vient l'esprit consiste utiliser une variable boolenne ayant la valeur VRAI lorsqu'un processus est en section critique.

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Les accs concurrents : les smaphores

Smaphores binaires qui peuvent prendre la valeur 0 ou 1 et les smaphores n-aires.

Le systme gre l'entre la section en endormant les processus qui arrivent alors que le smaphore est attribu,

Les primitives P et V sont indivisibles

P(S) permet de prendre le smaphore :

Si S > 0

Alors s = s -1

Sinon s'endormir

Finsi.

V(S) permet de librer le smaphore et un processus bloqu s'il y en a

Si un processus est bloqu sur S

Alors le librer

Sinon s =s+1

Finsi.

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9

Les accs concurrents dans un environnement

rparti Un processus bloqu appartient la file des processus en attente, une fois libr il

passe dans celle des prts

Le systme gre des contextes de processus.

Peut-on grer des contextes distance ? NON

Plusieurs grandes familles de mthodes

Contrle par un serveur qui centralise les demandes d'accs la ressource partage

Contrle par jeton

Un jeton circule entre les processus et donne l'accs la ressource

La gestion et l'affectation du jeton et donc l'accs la ressource est faite par les processus entre eux

Deux approches : jeton circulant en permanence ou affect la demande des processus

Contrle par permission

Les processus s'autorisent mutuellement accder la ressource

ISI Kef

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Dfinitions Une commutation de contexte (context switch) en informatique consiste

sauvegarder l'tat d'un processus ou d'un processus lger et restaurer l'tat d'un

autre processus (lger) de faon ce que des processus multiples puissent partager

les ressources d'un seul processeur dans le cadre d'un systme d'exploitation

multitche.

Le contexte d'un processus est l'ensemble des informations dynamiques qui reprsente l'tat d'excution d'un processus (e.g. o est-ce que le processus en est

de son excution).

ISI Kef

11

Exemple

La commutation de contexte invoque au moins trois tapes. Par exemple, en prsumant que l'on veut commuter l'utilisation du processeur par le processus P1vers le processus P2 :

Sauvegarder le contexte du processus P1 quelque part en mmoire (usuellement sur la pile de P1).

Retrouver le contexte de P2 en mmoire (usuellement sur la pile de P2).

Restaurer le contexte de P2 dans le processeur, la dernire tape de la restauration consistant reprendre l'excution de P2 son point de dernire

excution.

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Solution du coordinateur Principe gnral

Un serveur centralise et gre l'accs la ressource

Algorithme

Un processus voulant accder la ressource (quand il passe dans l'tat demandeur) envoie une requte au serveur

Quand le serveur lui envoie l'autorisation, il accde la ressource (passe dans l'tat dedans)

Il informe le serveur quand il relche la ressource (passe dans l'tat dehors)

Le serveur reoit les demandes d'accs et envoie les autorisations d'accs aux processus demandeurs

Avec par exemple une gestion FIFO : premier processus demandeur, premier autoris accder la ressource

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Solution du coordinateur Un coordinateur gre l'accs la ressource

Tout processus remplace P(S) par une requte bloquante au coordinateur Puis-je ?

V(S) est remplac par une primitive qui envoie un message de terminaison au coordinateur

Avantages

Trs simple mettre en uvre

Simple pour grer la concurrence d'accs la ressource

Inconvnients :

Sollicitation excessive du coordinateur

Panne du coordinateur, il faut lire un nouveau coordinateur

Tous doivent se mettre d'accord pour n'en lire qu'un seul, mais il faut en lire un au bout d'un temps fini

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Solution du coordinateur Suppression du serveur centralisateur

Via par exemple une mthode jeton : le processus qui a le jeton peut accder la ressource

La gestion et l'affectation du jeton est faite par les processus entre eux

Pas de besoin de serveur centralisateur

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Algorithme base de jeton Anneau logique (indpendant de la structure du rseau physique) : chaque site a un

successeur

Jeton circulant :

un site non demandeur transmet le jeton son successeur

un site demandeur attend le jeton pour obtenir l'exclusion mutuelle

un site qui sort d'exclusion mutuelle transmet le jeton successeur

Un jeton unique circule entre tous les processus

Le processus qui a le jeton est le seul qui peut accder la section critique

Respect des proprits

Sret : unicit du jeton

Vivacit : l'algorithme doit assurer que le jeton circule bien entre tous les processus voulant accder la ressource

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Algorithmes Algorithme de [Le Lann, 77]

Algorithme de [ Ricart & Agrawala, 83 ]

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Les accs concurrents : solutions rparties (en

thorie) Chaque processus connat les N autres processus conflictuels.

Chaque processus dsirant rentrer en section critique :

Envoie un message aux N processus : puis_je ?

Attend N rponses

Rception N rponses: dbut de la section critique

Rception N-1 rponses :

un processus est probablement en section critique

La rponse du processus s'est perdue

Aucun respect de l'ordre des demandes

Risque de famine

SOLUTION : estampiller les messages

Algorithmes base de permission (Un processus candidat doit demander a d'autres processus la permission d'entrer en exclusion )

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Mthodes par permission Un processus doit avoir l'autorisation des autres processus pour accder la

ressource

Principe gnral

Un processus demande l'autorisation un sous-ensemble donn de tous les processus

Deux modes

Permission individuelle : un processus peut donner sa permission plusieurs autres la fois

Permission par arbitre : un processus ne donne sa permission qu' un seul processus la fois

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Les accs concurrents: l'algorithme de

Lamport Propos en 1978, vise satisfaire les demandes des diffrents sites dans o elles

sont formules

Cet algorithme suppose que les canaux de communication entre les diffrents sites respectent la proprit FIFO. Chacun des composants du systme utilise une

horloge scalaire qu'il synchronise lors de la rception de messages en provenance

des autres composants du systme. Trois types de messages (estampills lors de

leur envoi) sont utiliss et chacun des messages sera systmatiquement envoy

tous les autres participants :

REQUETE : un tel message est envoy lorsqu'un site veut entrer en section critique;

REPONSE : un tel message est envoy par un site qui reoit un message du type prcdent ;

LIBERATION : un tel message est envoy par un site lorsqu'il sort de section critique.

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Les accs concurrents: l'algorithme de

Lamport Chaque site gre une file d'attente dans laquelle il place, dans l'ordre induit par la

valeur de leurs estampilles, toutes les requtes pour entrer en section critique (y

compris les siennes) et leurs estampilles. En fait, la file des requtes sera rplique

sur chaque site, si bien que chaque site peut dcider de la possibilit d'entrer en

section critique sur la base des informations qu'il possde.

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l'algorithme de Lamport

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l'algorithme de Lamport Elle repose sur les observations suivantes :

la proprit FIFO de chacun des canaux de communication et la synchronisation des horloges, implique que si un site a reu un message d'accord (de type REPONSE) en

provenance du site j

toute requte antrieure de ce mme site lui est ncessairement arrive;

toute demande lui arrivant en provenance de ce site sera postrieure la sienne, s'il en a formul une.

Si un site a reu l'accord de tous les sites et que sa demande est la plus ancienne, aucune demande antrieure ne lui parviendra d'un autre site;

l'existence d'un ordre total sur les demandes implique que seul un site pourra rentrer en section critique, les autres devant ncessairement attendre que la demande en

tte de file soit retire de la file (donc que le site lu sorte de section critique et

envoie un message de type LIBERATION).

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l'algorithme de LamportNombre de messages changs

Le traitement complet (entre et sortie) d'une phase de section critique requiert, pour un systme de N composants, 3*(N-1) messages (N-1 messages de chacun des

types).

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Exemple Dans cet exemple impliquant trois sites, les sites S1 et S2 veulent entrer en section

critique alors que leurs horloges scalaires ont respectivement 3 et 2 comme valeur.

Les messages envoys par S1 S2 et S3 sont donc estampills 3.1. Les messages

envoys par S2 S1 et S3 sont quant eux estampills 2.2.

Dans la figure ci-dessous :

les envois de messages de type REQUETE correspondent aux flches bleues;

les envois de messages de type REPONSE correspondent aux flches vertes;

les envois de messages de type LIBERATION correspondent aux flches rouges.

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Algorithmes Algorithme de [Ricart & Agrawala, 81]

[Carvalho & Roucairol, 83]

[Chandy & Misra, 84]

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Inter blocage dans

les SRs

Inter blocage: introduction

Solution accs concurrents ne veut pas dire absence dinter blocage.

Inter blocage : situation pour un ensemble de processus(ou transactions) o chacun

dentre eux est dans lattente de la ralisation dun vnement de la part dun autre.

Mauvaise programmation risque dinter blocage :

Sections critiques emboites on doit interdire des appels rcursifs dune section

critique (appels rcursifs lintrieure dune SC).

Besoin de plusieurs ressources : inter-blocages

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2

Inter blocage: introduction Un ensemble de processus sont en interblocage si chaque processus dans cet

ensemble est bloqu en attente dun vnement qui seulement un autre processus de cet mme ensemble peut dclencher.

Lvnement attendu peut tre la libration dune ressource ou lenvoie dun message.

En cas dinterblocage aucun processus ne peut

Ni continuer son excution

Ni librer une ressource

Ni tre rveill

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3

Inter blocage : introduction Linter-blocage demande la prsence simultane de 4 conditions (conditions

ncessaires)

1. Exclusion mutuelle: A un instant prcis, une ressource est alloue un seul

processus.

2. Saisie et attente (hold and wait): un processus dtient une ressource non

partageable et en attend des autres pour complter sa tche.

3. Pas de premption : un processus qui dtient une ressource non partageable la

garde jusqu ce quil aura complt sa tche.

4. Attente circulaire: il y a un cycle de processus tel que chaque processus pour

complter doit utiliser une ressource non partageable qui est utilise par le suivant, et

que le suivant gardera jusqu` sa terminaison.

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4

Inter blocage : introductionExemple :

Exclusion mutuelle: Seulement une voiture occupe un endroit particulier de la route un instant donn.

Saisie et attente : Aucune voiture ne peut faire marche arrire.

Pas de premption: On ne permet pas une voiture de pousser une autre voitureen dehors de la route.

Attente circulaire: Chaque coin de la rue contient des voitures dont le mouvementdpend des voitures qui bloquent la prochaine intersection.

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Modlisation des inters blocages

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Processus Ressource possdant 4 exemplaires (instances)

Pi demande un exemplaire de Ri, bloqu en attente de la ressource Pj dtient un exemplaire de Rj ou Rj est affect Pj


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Explication des graphes

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- Dans G2 de fait que P1 nutilise plus quune seule ressource la condition 3 nest pas

vrifie, ainsi que ds que P1 libre la ressource, P3 peut y accder en mettant fin ainsi

un ventuel inter blocage.

* Existence de 2 cycles :


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Tous les cycles ne sont pas bloquants :

Tout graphe dallocation de ressource avec une seule occurrencedes ressources peut tre converti en graphe dattente WFG

(Wait For Graph).


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Simplification possible lorsquun processus demande une ressource spcifique identifie :

Sommet processus ; Arc tiquet par la ressource demande.

Inter blocage : Solutions

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Ignorer le problme (Lalgorithme de lautruche)

Dvitement : le systme alloue une ressource si elle nentranera pas dinter-

blocage (disposer lavance dinformations sur lutilisation des ressources par un

processus, et dcider dynamiquement de lallocation)

Prventives : le systme empche les inters blocages davoir lieu (sassurer que

lune des conditions ncessaires nest jamais remplie)

Dtection et gurison : le systme ne fait aucun effort priori. Une fois quun

inter blocage est dtect, il le corrige (requiert un algorithme de dtection et un

algorithme de correction. Surcharge de travail pour le systme.)

Les algorithmes diffrents selon le nombre dinstances des ressources.

Inter blocage : Solutions

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- Problmatique diffrente :

Dtection difficile.

Respect de lordre daccs aux ressources, difficile.

Solution base sur la prvention

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A- Allocation par classe de ressource :

Consiste classer les ressources et les demander dans un certain ordre. Soit un processus qui dtient Ri, et qui demande Rj il ne sera autoris

demander Rj que si classe(Ri) < classe(Rj) autrement il libre Ri.

Inconvnient : ne sapplique pas aux ressources logiciels et ncessite laK de lordre daccs au ressources.

B- Allocation par estampilles :

Chaque processus acquiert au dmarrage une estampille. Il sagit de respecter une allocation base sur un ordre croissant des

estampilles.

2 versions: Wait/Die, Wound/Wait RosenKrantz(1978).


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- Les algorithmes Attente/Mort (Wait/Die) et Bless/Attente (Wound/Wait) sont deux

autres mthodes d'vitement qui utilisent une technique de rupture de la symtrie.

Dans ces deux algorithmes on prend en compte l'ge des processus et l'on

distingue un processus g (A) et un processus jeune (J).

- L'ge d'un processus peut tre dtermin par horodatage (timestamp) lors de sa

cration. Les dates les plus petites appartiennent des processus plus gs, les

plus grandes des processus plus jeunes.


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Il est important de se rendre compte qu'un processus peut tre dans un tatnon-sr sans pour autant forcment conduire un inter blocage.

La notion de sr/non-sr fait uniquement rfrence la possibilit que lesystme entre dans un inter blocage ou non.

Par exemple, si un processus fait une requte sur une ressource A qui rsulteen un tat non-sr, mais relche une ressource B pour viter une attente

circulaire, alors l'tat est non-sr mais le systme n'est pas en inter blocage.

Wait / Die

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Un processus nest autoris attendre que sil est plus vieux (estampille plus

petite).

Pi dtient la ressource, Pj demande la ressource.

Si E(Pi) > E(Pj) {demande Pj est plus ancienne}.

Pj est autoris attendre.

Sinon {demande Pi est plus ancienne}.

Pj est tu.

- Les vieux attendent, les jeunes meurent.

Risque de famine pour les jeunes.

Wound/Wait (Premption ou attente)

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Un processus nest autoris attendre que sil est plus jeune (estampille plus

grande).

Pi dtient la ressource, Pj demande la ressource.

Si E(Pi)>E(Pj) {demande Pj est plus ancienne}.

Pi libre la ressource par premption et meurt le jeune processus redmarre

(garde son estampille) et attend la fin des vieux processus : pas de famine.

Sinon {demande Pi est plus ancienne}.

Pj est autoris attendre.

- Les vieux rquisitionnent, les jeunes attendent.

Wound/Wait (Premption ou attente)

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Algorithme du Banquier

ISI Kef

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Il vrifie que le fait daccorder une requte conduit un tat sur

Le cas chant la ressource est alloue, sinon elle est mise en attente

Afin de voir si un tat est sr, il faut ncessairement vrifier si les ressources sont

suffisantes.

Les demandes futures doivent tre dclares.

A chaque demande de ressource, on vrifie que cette demande ne puisse mener un

inter-blocage.

Algorithme du Banquier

ISI Kef

21

Si une demande devait mener un inter-blocage, le processus est suspendu; il sera

ractiv une fois que ce risque n'existe plus.

L'algorithme est activ chaque demande.

Les processus suspendus peuvent tre rordonnancs.

Les processus sont ventuellement ordonnancs de manire ce que tous puissent

s'excuter et se terminer.

Ordonnanceur long terme !

Dtection des inters blocages

ISI Kef

22

Linter blocage est dtect partir du WFG.

Dcision qui ncessite lexamen des WFG de tous les sites.

a- Solution centralise : Un site maintient un graphe global.

b- Solution distribu : Chaque site maintient une partie du graphe. Le graphe global est

la runion des WFG.

c- Solution hirarchique : Chaque site maintient le graphe de ses descendants.

d- Solution partiellement centralise :

Un site central maintient un WFG global.

Chaque site maintient sont WFG local et informe le site central.

Inter blocages fantmes : tat global est-il rel ?

Dtection des inters blocages

ISI Kef

23

d- Solution partiellement centralise :

Envoi dinformations linitiative du coordinateur ou des sites :

Frquence priodique, chaque droulement de lalgorithme, chaque

demande dallocation/libration de ressource : compromis.

e- Solution compltement centralise :

Chaque requte pour une ressource est transmise au site central.

Pas de WFG locaux.

Point de congestion, pas de tolrances aux pannes.

Gurison La gurison de linterblocage passe par la destruction dau moins un des processus

interbloqus, ce qui entrane la libration des ressources qui lui taient alloues, de

faon supprimer la prsence du cycle. Lexcution de ce processus devra engnral tre reprise ultrieurement.

Il y a difficult si un processus dtruit a effectu des modifications irrversibles,ventuellement incohrentes, de donnes globales. Il faut donc dans ce cas

enregistrer une copie des donnes globales susceptibles dtre modifies par unprocessus avant le lancement de ce processus ; au moment de la destruction, on

rtablit les valeurs initiales des donnes.

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24


ISI KEF 2013-2014

Tolrance aux pannes

dans les SRs

Introduction Nombre croissant de composants dans un systme => Probabilit plus

grande que des composants tombent en panne pendant lexcution de lalgorithme

Causes diverses

Erreurs de conception, Accidents, Malveillances etc.

Objectif: viter de relancer un algorithme aprs chaque panne => concevoir des algorithmes capables de fonctionner malgr des pannes.

ISI Kef

2

Introduction

Systme Distribu: panne systme est affect partiellement et improbable quil le soit en totalit

Ide de solution: les sites corrects prennent en charge les tches des sites dfaillants

Consquence: perte de performances mais pas de fonctionnement erron

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Introduction La tolrance aux fautes sinscrit dans le contexte plus large de la sret de

fonctionnement.

La sret de fonctionnement (dependability) dun systme informatique estla proprit qui permet ses utilisateurs de placer une confiance dans le

service quil dlivre.

Le service dlivr par un systme est son comportement tel quil est perupar ses utilisateurs

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La sret de fonctionnement

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Attributs

Disponibilit (Availability)

Fiabilit (Reliability)

Sret (Safety)

Confidentialit (Confidentiality)

Intgrit (Integrity)

Maintenabilit (Maintanability)

Menaces

Fautes (Faults)

Erreurs (Errors)

Pannes/ Dfaillances (Failures)

Moyens

Prvention des fautes

Tolrance aux fautes

Suppression des fautes

Prvision des fautes

La sret de fonctionnement

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Menaces L'existence d'erreurs ("design errors") ou d'accidents physiques ("physical damage")

ou de malveillances est invitable.

Erreurs de conception, de programmation ou de saisie

Accidents dus l'environnement

Malveillances intentionnelles.

L'une des circonstances prcdentes peut ne pas gner le systme ou rester indtecte longtemps.

Fautes, pannes ("Faults""Failures")

Le systme est en faute ou en panne si suite l'un des phnomnes prcdents il ne respecte pas l'une de ses spcifications.

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Menaces Une erreur(Error) est une anomalie de ltat du systme et susceptible dentrainer

une dfaillance. Une erreur ne provoque pas systmatiquement une dfaillance. Le

systme peut continuer dlivrer un service correct malgr un certain nombres

derreurs affectant son tat.

Une faute(fault) est la cause dune erreur.

Une erreur peut provoquer une dfaillance : Une altration du service dlivr par le systme.

faute(fault) erreur dans ltat du systme dfaillance dans le systme.

Une faute provoque une erreur qui entrane une dfaillance

Un composant est dfaillant sil ne rpond plus sa spcification

Une faute ou panne dsigne une dfaillance temporaire ou dfinitive dun ou plusieurs composants du systme.

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Menaces

Faute: Dfaut physique du matriel ou du logiciel

Erreur: Une valeur incorrecte dans le systme

Dfaillance / Panne: Dviation du systme par rapport sa spcification

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Le domaine d'utilisation Le domaine d'utilisation du systme est particulirement dangereux et met en jeu des

vies humaines avec des cots lis aux pannes qui peuvent tre immenses.

Domaine des transports

Conduite automatique de trains.

Systmes de contrle en avionique.

Domaine de la production d'nergie

Conduite de centrales nuclaires.

Conduite de barrages.

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Moyens Plusieurs moyens sont gnralement combins pour mettre en uvre la sret de

fonctionnement dun systme :

la prvention des fautes(fault prevention) consiste empcher loccurrence des fautes ;

la tolrance aux fautes(fault tolerance) consiste dlivrer un service correct en dpit de locurrence de fautes ;

llimination des fautes(fault removal) consiste rduire le nombre et la svrit des fautes dans le but de les liminer du systme ;

prvision des fautes(fault forecasting) consiste estimer le nombre de fautes courantes et futures ainsi que leurs consquences.

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MoyensLa prvention des fautes(fault prevention)

L'ensemble des techniques de conception, de fabrication qui permettent de produire des composants informatiques de trs bonne qualit (trs fiable).

Le composant ne doit pas tomber en panne

bonne protection physique

bonne fabrication

techniques de gnie logiciel, de preuves, de tests => pas d'erreurs.

Contrle qualit

Mthodes de conception,

Programmation structure,

Protection contre les radiations,

Firewalls,...

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MoyensLa tolrance aux fautes ("Fault tolerance")

L'ensemble des techniques de conception, de fabrication des architectures qui continuent de fonctionner mme en prsence de la panne de l'un de leurs composants.

L'ensemble de l'architecture considre comme un tout continue de rendre le service attendu

Dtection des erreurs

Recouvrement des erreurs

rollback

rollforward

Gestion des fautes:

Diagnostic,

Isolation

Reconfiguration

R-initialisation

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Moyensllimination des fautes(fault removal)

Validation,

Vrification

statique,

dynamique,

Y compris les mcanismes de tolrance!

==>Injection de fautes

Maintenance

Corrective

Prventive

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Moyensprvision des fautes(fault forecasting)

valuation du comportement du systme

Qualitatif

Identifier, classifier, analyser les pannes possibles

Quantitatif

Dterminer la probabilit avec laquelle le systme satisfait aux attributs de dpendabilit.

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Attributs La fiabilit

Probabilit pour qu'un systme soit continment en fonctionnement sur une priode donne (entre 0 et t).

La disponibilit

Probabilit pour qu'un systme soit en fonctionnement un instant t donn.

La maintenabilit

Probabilit pour qu'un systme en panne l'instant 0 soit rpar l'instant t.

La Sret:

Probabilit pour qu'un systme soit continment en fonctionnement non catastrophique sur une priode donne (entre 0 et t).

Confidentialit:

Ne pas dvoiler des informations sans autorisation

Intgrit:

Absence d'altrations incorrectes de l'tat du systme

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Techniques permettant datteindre la tolranceaux fautes

La tolrance aux fautes est mise en uvre par la combinaison de deux techniques.

Le traitement de la faute(fault treatment) qui vise viter quune fautesurvenue ne se reproduise.

prvoir des composants multiples, pour rduire la probabilit quune faute conduise une dfaillance, raliser des traitements multiples (par exemple :

raliser la mme opration par des algorithmes diffrents pour tenter dviter les fautes de conception).

Le traitement derreur(error processing) qui vise liminer une erreur avant quelle ne produise une dfaillance.

dtecter lexistence dun tat incorrect (erreur), remplacer ltat incorrect par un tat correct (conforme aux spcifications).

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Traitement de faute Lobjectif du traitement de faute vise viter quune faute ne se reproduise.

On procde au diagnostic de faute(fault diagnosis) qui vise identifier la faute, puis, on procde la passivation(fault passivation) de la faute qui consiste

gnralement neutraliser les composants fautifs en les excluant du systme.

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Traitement de lerreur Lobjectif du traitement de lerreur est dliminer une erreur affectant le systme afin

quelle nentraine de dfaillance . Elle peut sexprimer sur deux formes.

Le recouvrement derreur consiste remplacer ltat erron du systme par un tat correct ;

Le masquage derreur consiste compter sur la redondance prsente dans le systme pour que celui-ci continue dlivrer un service correct malgr un tat

erron.

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Recouvrement derreur Deux mthodes sont possibles :

la reprise consiste remplacer ltat erron par un tat correct dans lequel le systme tait avant locurrence de lerreur.

la poursuite consiste remplacer ltat erron par un nouvel tat correct construit partir de ltat erron.

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Compensation derreur Elle peut prendre deux formes :

la dtection et compensation derreur.

le masquage derreur.

La dtection et compensation derreur consiste remplacer le composant erron par un composant correct. Le masquage derreur consiste en une compensation derreur. La reprise demande de faire rgulirement de sauvegardes de ltat du systme appel point de reprise. Pour transformer un tat erron en un tat correct,

on rinitialise ltat du systme partir du dernier point de reprise. La poursuite consiste construire un nouvel tat correct partir de ltat erron.

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Sret de fonctionnement et systmes rpartis

La sret de fonctionnement d'un systme rparti doit tre tudie soigneusement

Architecture de n sites en coopration

Si le taux de panne d'un site est

Chaque site est indispensable

Le taux de panne du systme est n .

Au contraire une organisation efficace d'un systme rparti (techniques de tolrance aux pannes) atteint des niveaux de sret de fonctionnement qu'aucune approche

d'vitement ne peut atteindre (fiabilit, disponibilit, scurit) un cot acceptable.

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Classification des fautes (1) Des critres

Origine de la faute

Type de composant : ex. lignes ou sites

Cause de la faute: bnignes ou malignes

Dfaillances temporaires ou dfinitives : si le composant fonctionne il fonctionne correctement

ex. ligne transmet le msg ou non / site traite le msg ou non

Dfaillances byzantines : comportement arbitraire du composant dfaillant. Si le composant fonctionne, il ne fonctionne par correctement linsu des autres composants.

ex. site rpond blanc certains sites et noir dautres.

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Classification des fautes (2)

Dure de la faute

Dfinitive

Temporaire

Dtectabilit de la faute

Dtectable localement. Rparation par le site lui-mme.

Non dtectable localement. Rparation ncessite change de messages.

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Hirarchie Sites

Site mort-n : site nexcute aucune instruction de son algo.

Site en panne franche : site fonctionne correctement jusqu lapparition de la panne et cesse totalement de fonctionner.

Site byzantin : comportement arbitraire.

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Typologie (1) Panne franche

Composant fonctionne correctement puis panne et cesse immdiatement de fonctionner = panne permanente

Panne franche de site

Coupure dune ligne => changement de topologie du rseau

Panne transitoire

Comportement erron des composants pendant une certaine priode. Comportement correct ensuite.

On peut distinguer si la panne napparat quune fois ou plus ou moins priodiquement

Corruption mmoire

Annulation dune transaction

Perte de messages sur une ligne

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Typologie (2) Panne temporelle

Une sortie correcte associe une requte entrante se manifeste de faon incohrente avec les spcifications.

Trop tard ou jamais

Trop tt

Le cas le plus frquent est celui d'une manifestation trop-tardive.

Ex. : Surcharge d'un processeur, Horloge trop rapide, Dlai de transmission trop long.

Panne byzantine

Toute panne engendrant une comportement scartant des spcifications

Fautes byzantines "naturelles"

erreur physique non dtecte (sur une transmission de message, en mmoire, sur une instruction).

erreur logicielle amenant un non vrification des spcifications.

Fautes byzantines "malicieuses"

comportement visant faire chouer le systme (sabotage,virus ....).

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Spcifications Spcifications pour les sites

Si un site na pas atteint un tat final, il finira par excuter une autre tape de lalgorithme

Spcifications pour les liens de communications

Un site j reoit un message dun site i au plus une fois et seulement si i a prcdemment envoy le message j

Si i a envoy un message j et j excute infiniment des tapes de lalgorithme alors j finira par recevoir le message de i.

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Algorithmes Robustes Robuste : Garantir la correction du comportement global du systme vis vis des

spcifications de lalgorithme

Spcifications dfinies en terme dinvariants qui doivent tre constamment vrifis

Aucun dysfonctionnement nest tolr pour le systme

Algorithmes robustes masquent les fautes

Approche dite pessimiste

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Algorithmes Robustes : exemple comportemental

Exclusion Mutuelle

Proprits de sret et de vivacit toujours vrifies

Par exemple, on ne se retrouvera jamais avec une configuration o 2 sites sont en mme temps en SC

lection

Un et un seul site sera lu

Par exemple, aucun moment il existe une configuration o simultanment plusieurs sites dcident quils sont lus.

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Algorithmes auto-stabilisants Finir par garantir la correction du comportement global du systme vis vis des

spcifications de lalgorithme

Systme tolre certaines priodes de dysfonctionnement

Algorithmes ne masquent pas les fautes

Approche dite optimiste

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Algorithmes Auto-stabilisants: exemple comportemental

Exclusion mutuelle

Proprit de sret non vrifi pendant un intervalle de temps

Deux sites peuvent se retrouver en SC

MAIS au bout dun moment le systme retrouve un comportement correct (lalgorithme retrouve de lui mme un tat valide)

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chapitre1.Cours.SR.pdfchapitre2.Cours.SRchapitre3.Cours.SRchapitre4.Cours.SRchapitre5.Cours.SR

systemes repartisreparti.pdf

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