OdpornoÅÄ na bÅÄdy bizantyjskie w systemach peer-to-peer - Instytut ...

More documents

Recommendations

Info

106 Dodatek B. Uzgadnianie w asynchronicznym systemie p ′ = p Rozważmy decydujący przebieg σ nie uwzględniający p z C 0 oraz niech A = σ(C 0 ). Z lematu 1 wynika, że σ może zaistnieć dla D i oraz prowadzi do i-określonej konfiguracji E i = σ(D i ),i ∈{0, 1}. Także z lematu 1 wynika, e(A) =E 0 oraz e(e ′ (A)) = E 1 . Co za tym idzie, A jest dwuokreślone, co nie zgadza się z założeniem. Ostatecznie D musi zawierać dwuokreśloną konfigurację. Powyższe rozważania prowadzą do wniosku, że każdy decydujący przebieg rozpoczynający się dwuokreśloną konfiguracją przechodzi do jednookreślonej konfiguracji w jakimś kroku. Ten krok determinuje przyszłą wartość decyzyjną. W całkowicie asynchronicznym protokole uzgadniania gdy jakikolwiek z procesów jest uszkodzony, można unikać takiego kroku, który powoduje przejście z dwuokreślonej konfiguracji do jednookreślonej. Używając udowodnionych lematów można pokazać, że następujące twierdzenie jest prawdziwe. Twierdzenie 5 Nie istnieje taki protokół asynchronicznego uzgadniania P, który byłby całkowicie poprawny, gdy chociaż jeden proces działa błędnie. Dowód. Przebieg, który nie prowadzi do uzgodnienia decyzji (wartości) konstruowany jest w fazach. Utrzymywana jest kolejka procesów początkowo nieuporządkowana. Bufor wiadomości uporządkowany jest zgodnie z czasem ich nadania, w porządku od najstarszej wiadomości do najmłodszej. Każda faza składa się z pewnej liczby kroków. Faza przebiega począwszy od pierwszego procesu w kolejce procesów, którego bufor wiadomości nie jest pusty na początku fazy, odbiera on najstarszą wiadomość i jest ustawiany na koniec kolejki. W ten sposób, żaden z procesów nie jest zagłodzony, wykonuje wszystkie kroki i odbiera wszelkie wysłane do niego wiadomości. Niech C 0 jest dwuokreśloną konfiguracją początkową, której istnienie gwarantuje lemat 2. Załóżmy, że proces p jest na początku kolejki procesów, a m jest najstarszą wiadomością wysłaną do p, a w innym przypadku φ. Zdarzenie e =(p, m) jest ostatnim zdarzeniem przeprowadzającym konfigurację C do C ′ , gdzie C ′ jest dwuokreślone co gwarantuje lemat 3. Ta sekwencja kroków zakańcza fazę. Każda faza zakańcza się dwuokreśloną konfiguracją, co prowadzi do nieskończonego przebiegu, gdzie decyzja nigdy nie zostaje podjęta, to pociąga za sobą, że P nie jest całkowicie poprawne. Zrozumienie tego dowodu daje świadomość, że nie ma protokołu, który pozwalałby podjąć decyzję przez grupę procesów, jeżeli któryś z nich nie działa
B.2 Uzgadnianie z częściowym zachowaniem poprawności 107 poprawnie, chociaż może odpowiadać na otrzymane wiadomości. Musi istnieć mechanizm, gdzie pozostałe procesy są w stanie ustalić, który z procesów zawiódł i wykluczyć go z uzgadniania. Twierdzenie 1 jest istotne z praktycznego punktu widzenia, gdyż wskazuje, że stosowalne protokoły muszą zakładać synchronizację między procesami w celu zapewnienia częściowej poprawności. B.2 Uzgadnianie z częściowym zachowaniem poprawności Rozpatrujemy system wprowadzony w poprzednim punkcie. Pokażemy protokół działający dwufazowo, który potwierdza poprawność następującego twierdzenia. Twierdzenie 6 Istnieje częściowo poprawny protokół uzgadniania, w którym wszystkie poprawnie działające procesy podejmą decyzję, jeżeli tylko stanowią większość i podczas uzgadniania wszystkie, te procesy pozostaną sprawne. Szkic dowodu. Każdy proces konstruuje skierowany graf G, gdzie węzłami są inne procesy, rozsyła do wszystkich procesów wiadomość ze swoim numerem i czeka na L − 1 odpowiedzi na wiadomość od innych procesów, L = ⌈ ⌉ (N+1) 2 . G ma gałąź od i do j jeżeli j odbierze wiadomość. G jest stopnia L − 1. Druga faza. Procesy konstruują graf G + , tak, że każdy proces k po zakończeniu fazy zna wszystkie krawędzie (j, k) incydentne do k w G + ,jakrównież początkowe wartości dla j. Konstrukcja G + przebiega w ten sposób, że każdy proces rozgłasza numery L − 1 procesów, od których otrzymało komunikat w fazie pierwszej, następnie czeka na odpowiedzi od każdego poprzednika w G z fazy pierwszej. W ten sposób k wie o L−1 sąsiadach, jak również o wszystkich węzłach, dla których on jest sąsiadem. Zatem każdy z procesów zna początkową klikę w G + o wartości przynajmniej L. Następnie każdy proces podejmuje decyzję na podstawie odebranych wartości początkowych od innych procesów. Ten protokół ma bardzo ważną właściwość, a mianowicie wystarczy jedynie, ⌈ to żeby⌉ większość procesów była sprawna, by uzgodnienie doszło do skutku (N+1) 2 . Gdyby uzgodnienie nie doszło do skutku, bo jakiś z poprawnych procesów odmówiłby uczestniczenia w protokole, to konieczne byłoby rozpoczęcie uzgadniania od początku wykluczając ten proces. Opisany protokół do złudzenia przypomina ten, który stosowano do rozwiązania problemu bizanyjskich generałów, z tym wyjątkiem, że tu, każdy z uczestników uzgadnia jedną wartość dla całej grupy.
Page 1:
Politechnika Warszawska Wydział El
Page 4 and 5:
4 SPIS TREŚCI 3.4 Algorytm SC-ABC
Page 6 and 7:
6 Rozdział 1. Wprowadzenie tyjskic
Page 8 and 9:
8 Rozdział 1. Wprowadzenie • Bez
Page 10 and 11:
10 Rozdział 1. Wprowadzenie torren
Page 12 and 13:
12 Rozdział 1. Wprowadzenie Zalety
Page 14 and 15:
14 Rozdział 1. Wprowadzenie Proxy
Page 17 and 18:
Rozdział 2 Architektury systemów
Page 19 and 20:
19 Overlay level A B C TCP TCP TCP
Page 21 and 22:
2.2 Ustrukturalizowane systemy peer
Page 23 and 24:
Page 25 and 26:
Page 27 and 28:
2.3 Architektura systemów Chord i
Page 29 and 30:
2.3 Architektura systemów Chord i
Page 31 and 32:
2.4 Bezpieczeństwo w systemach pee
Page 33 and 34:
2.4 Bezpieczeństwo w systemach pee
Page 35 and 36:
Rozdział 3 Bezpieczne bizantyjskie
Page 37 and 38:
3.1 Problem bizantyjskich generał
Page 39 and 40:
3.2 Replikacja z uwzględnieniem b
Page 41 and 42:
3.3 Algorytm BFT 41 C 0 1 2 pre-pre
Page 43 and 44:
3.3 Algorytm BFT 43 2. Replika gł
Page 45 and 46:
3.3 Algorytm BFT 45 3.3.4 Proaktywn
Page 47 and 48:
3.4 Algorytm SC-ABC 47 pracy nie za
Page 49 and 50:
3.4 Algorytm SC-ABC 49 Rysunek 3.3:
Page 51 and 52:
3.4 Algorytm SC-ABC 51 Secure Causa
Page 53 and 54:
3.4 Algorytm SC-ABC 53 będzie pode
Page 55 and 56: 3.5 Podsumowanie 55 3.5 Podsumowani
Page 57 and 58: 3.5 Podsumowanie 57 Protokół 3.5.
Page 59: 3.5 Podsumowanie 59 Protokół 3.5.
Page 62 and 63: 62 Rozdział 4. Tolerowanie bizanty
Page 85 and 86: Rozdział 5 Projekt systemu Pastor
Page 87 and 88: 5.1 Projekt systemu 87 wykonaniem k
Page 89 and 90: 5.1 Projekt systemu 89 5.1.3 Postar
Page 91 and 92: 5.1 Projekt systemu 91 4 MyPastCont
Page 93 and 94: 5.1 Projekt systemu 93 wydajność,
Page 95: 5.2 Podsumowanie 95 wchodzą w skł
Page 98 and 99: 98 Dodatek A. Elementy teorii graf
Page 104 and 105: 104 Dodatek B. Uzgadnianie w asynch
Page 109 and 110: Bibliografia [ADS02] [CC] J. Aspnes
Page 111 and 112: BIBLIOGRAFIA 111 [DZDS03] [FLP85] [
Page 113: BIBLIOGRAFIA 113 [Sho00] Victor Sho
show all

OdpornoÅÄ na bÅÄdy bizantyjskie w systemach peer-to-peer - Instytut ...

You also want an ePaper? Increase the reach of your titles

Delete template?

Save as template?

OdpornoÅÄ na bÅÄdy bizantyjskie w systemach peer-to-peer - Instytut ...