XI Workshop de Testes e TolerÃ¢ncia a Falhas (WTF) - SBRC 2010

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14 Anais • Assumimos que o processo p x decide pelo valor v x na rodada r x , e que p y decide pelo valor v y , na rodada r y , posterior. p x decide ao executar a tarefa T 4 do algoritmo, e receber mensagens ACK-ACCEPT-REQUEST para esta rodada de todos os processos membros de partição síncrona que não falharam (linha 19 do algoritmo). Chamaremos este grupo de processos de q x . Todos estes processos assumiram como seu valor proposto (v i ) o valor proposto pelo coordenador da rodada na mensagem ACCEPT-REQUEST, registrando a rodada na qual o valor foi recebido (linha 17). O Processo p y decide pelo valor v y em uma rodada r y posterior, ao receber mensagens ACK-ACCEPT-REQUEST com este valor de todos os processos membros de partição síncrona que não apresentem falha, executando a tarefa T 4. Estas mensagens foram enviadas pelos processos ao receber a mensagem ACCEPT-REQUEST com este mesmo valor, do coordenador da rodada, processo p cy (tarefa T 3). O coordenador da rodada, processo p cy escolhe o valor proposto entre os recebidos em mensagens ACK-PREPARE-REQUEST de todos os processos membros de partição síncrona que não estão com falha (linhas 6 a 9). Iremos chamar este grupo de processos de q cy . Estas mensagens são enviadas pelos processos ao executar a tarefa T 2, em resposta à mensagem PREPARE-REQUEST do coordenador. O coordenador escolhe o valor relativo à rodada mais recente. Como temos que no mínimo k processos são corretos e nunca falham (assumido pelo modelo), estes k processos são membros tanto do conjunto q x quanto do conjunto q cy , portanto q x ∩ q cy ≠ ⊘. Temos que, qualquer que seja a rodada seguinte à rodada r x , estes k processos participarão desta rodada, e o valor a ser assumido pelo coordenador desta nova rodada será o mesmo valor assumido por estes processos na rodada r x , ou seja, v x . Portanto, v y = v x . Consequentemente, em qualquer possibilidade de execução p x e p y decidem pelo mesmo valor, e v x = v y . ✷ T heorem 3 5. Conclusão Apresentamos neste artigo um novo algoritmo de consenso, desenvolvido para executar sobre o modelo Spa, que tolera a recuperação de defeitos de processos. Este consenso executa utilizando um detector de defeitos, que pode ser da classe P , caso a propriedade Strong Partitioned Synchrony seja satisfeita, ou da classe xP , caso a propriedade válida seja a Weak Partitioned Synchrony. O algoritmo é baseado no Paxos, apresentado por Lamport em [Lamport 1998]. Este algoritmo não apresenta restrição no número de defeitos e de recuperações de defeitos, apresentadas pelos processos, uma vez que tanto a terminação como o acordo são garantidos pela existência de ao menos k processos corretos, um em cada partição síncrona do sistema. Diferente de outros algoritmos de consenso para modelos parcialmente síncronos, não existe restrição imposta pelo consenso no número de processos corretos para que o consenso seja obtido. O algoritmo proposto utiliza um mecanismo simples para eleição de líder, o qual garante a terminação do consenso, ao garantir que líderes são escolhidos na ordem crescente de seus identificadores. Este mecanismo é baseado no detector de defeitos sendo utilizado.
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