Consider a distributed database sys

Consider a distributed database system where a set of processes executes a number of transactions. Each transaction needs to acquire one or more locks to gain exclusive access to certain types of objects—here, these locks are the resources. Let a process P execute a transaction T1 for which it needs to acquire locks a, b, and c. Each process has a local resource controller: assume that the local controller of P manages lock a, but locks b and c are managed by the local controllers of processes Q and R, respectively. So after acquiring lock a through its local controller, P sends requests for locks b and c to the controllers of Q and R. This corresponds to the formation of two directed edges (P, Q) and (P, R) in the WFG. If Q concurrently executes another transaction s2 that requires access to lock c, then the WFG will contain another directed edge (Q, R). Now, if the resource controller of R grants lock c to P, then Q will wait for P to release lock c. As a result, the edge (P, R) will disappear, and a new edge (Q, P) will be formed.
Before we search for a new algorithm for deadlock detection, let us ask: Couldn’t we use Dijkstra–Scholten termination-detection algorithm for this purpose? This algorithm is certainly able to detect the condition when every process in the system is waiting. However, deadlock is also possible when a subset of processes is involved in a circular waiting condition. This is known as partial deadlock, and it cannot be readily detected using Dijkstra–Scholten’s method. This motivates the search for other dead- lock detection algorithms.
The choice of a proper algorithm also depends on the model of deadlock. Deadlocks arising out of the actions described in the transaction-processing scenario previously are characteristics of the resource deadlock model. In the resource deadlock model, a process waits until it has received all the resources that it has requested. The resource model is also called the AND model. In this model, a deadlock occurs if and only if there is a cycle of waiting processes, each dependent on the next process in the cycle to make progress. There is, however, another kind of deadlock model that has been consid- ered in the present context—it is called the communication deadlock model. Consider the message-passing model of communication. The local states of the processes alter- nate between active and passive. A process P that is passive now may become active after receiving a message from any one of a set of processes—call it the dependent set depend(P) of P. In the corresponding WFG, a directed edge is drawn from each process in depend(P) to P. Since P can be activated by any of the processes in its dependent set, the corresponding model is called the OR model. We don’t care about the activation mechanism but assume that everything is controlled by messages. In a subset S of the set of processes, a communication deadlock occurs when



1. Every process in S is passive
2. ∀i ∈ S, depend(i) ⊆ S
3. All communication channels between processes in S are empty

It is clear that since all incoming channels to the processes in S are empty, none of them can ever be active and the condition is stable. The corresponding subgraph is called a knot. This section discusses two distributed deadlock detection algorithms for these cases—these algorithms due to Chandy et al. [CMH83].

Результаты (русский) 1:

Рассмотрим систему распределенной базы данных, где набор процессов выполняет ряд операций. Каждая транзакция должна приобрести один или несколько блокировок, чтобы получить монопольный доступ к определенным типам объектов — здесь, эти замки являются ресурсы. Пусть процесс P выполнение транзакции Т1, для которого необходимо получить блокировки, b и c. Каждый процесс имеет контроллер локального ресурса: Предположим, что локальный контроллер P управляет блокировкой, но замки b и c находятся в ведении местных контроллеров процессов Q и R, соответственно. Таким образом, после получения блокировки через локальный контроллер P посылает запросы на блокировку b и c контроллеры Q и р. Это соответствует к образованию двух направленных краев (P, Q) и (P, R) в Проведении. Если Q одновременно выполняется другая транзакция s2, которому требуется доступ для блокировки c, ТАКЖЕ будет содержать другой режиссер edge (Q, R). Теперь если контроллер ресурсов R предоставляет блокировку c P, то Q будет ждать P, чтобы освободить замок c. В результате исчезнет край (P, R), и будет сформирован новый край (Q, P).Прежде чем мы ищем новый алгоритм для обнаружения взаимоблокировок, Давайте спросим: мы не могли использовать алгоритм Дейкстры-Схолтен прекращение обнаружения для этой цели? Этот алгоритм безусловно может обнаружить условие, когда ожидает каждого процесса в системе. Однако взаимоблокировка также возможно, когда подмножество процессов в круговой состоянии ожидания. Это называется частичной взаимоблокировки и невозможно легко обнаружить, используя метод Дейкстры-Схолтен. Это мотивирует Поиск других алгоритмов обнаружения мертвых блокировок.Выбор правильного алгоритма также зависит от модели взаимоблокировки. Тупики, вытекающие из действий, описанных в сценарии обработки транзакций ранее являются характеристиками модели взаимоблокировки ресурсов. В модели взаимоблокировки ресурсов процесс ожидает, пока он получит все ресурсы, которые он просил. Модель ресурсов также называется моделью и. В этой модели взаимоблокировка возникает только в том случае, если есть цикл ожидания процессов, каждый в зависимости от следующего процесса в цикле для достижения прогресса. Однако, существует еще один вид модели взаимоблокировки, которая была рас шей в данном контексте — это называется коммуникационная модель взаимоблокировки. Рассмотрим модель передачи сообщений связи. Местные Штаты изменяют процессы Нэйта между активным и пассивным. Пассивный процесс P теперь могут становиться активными после получения сообщения от любого из набора процессов — называют это зависимый набор depend(P) п. В соответствующем ТАКЖЕ режиссер край обращается из каждого процесса в depend(P) р. Так как P может быть активирован одним из процессов в наборе зависимых, соответствующая модель называется моделью или. Мы не заботимся о механизме активации, но предположим, что все находится под контролем сообщений. В подмножестве S набора процессов, связи взаимоблокировка возникает, когда 1. Каждый процесс в S пассивный2. Пиксели ∈ S, depend(i) ⊆ S3. все каналы связи между процессами в S пустойОчевидно, что, поскольку все входящие каналы для процессов в S являются пустыми, ни один из них никогда не может быть активной и состояние является стабильным. Соответствующего подграфа называется узлом. В этом разделе рассматриваются два алгоритмы обнаружения распределенной взаимоблокировки для этих случаев — эти алгоритмы из-за Ченди соавт [CMH83].

Результаты (русский) 2:

Рассмотрим распределенную систему базы данных , где совокупность процессов выполняет ряд операций. Каждая транзакция должна приобрести один или несколько замков , чтобы получить эксклюзивный доступ к определенным типам объектов-вот, эти замки являются ресурсы. Пусть процесс P выполнить транзакции T1 , для которых необходимо приобрести замки а, Ь и с. Каждый процесс имеет локальный контроллер ресурсов: предположим , что локальный контроллер P управляет запирать, но замки б и управляются с помощью контроллеров локальных процессов Q и R соответственно. Таким образом , после приобретения блокировки через локальный контроллер, P посылает запросы для замков б и к контроллерам Q и R. Это соответствует образованию двух ориентированных ребер (P, Q) и (P, R) в WFG. Если Q одновременно выполняет другой s2 транзакции , которая требует доступа для блокировки с, то WFG будет содержать другой направленное ребро (Q, R). Теперь, если контроллер ресурсов R грантов блокировки с Р, то Q будет ждать P для снятия блокировки с. В результате край (P, R) исчезнет, и будет сформировано новое ребро (Q, P).
Перед тем , как искать нового алгоритма для обнаружения тупиковой, давайте спросим: не могли бы мы использовать Дейкстра-Шолтен алгоритм прекращения обнаружения для этой цели? Этот алгоритм, безусловно , способен обнаружить состояние , когда каждый процесс в системе ожидания. Тем не менее, тупиковый также возможно , когда подмножество процессов участвует в круговом состоянии ожидания. Это известно как частичный тупик, и он не может быть легко обнаружены с помощью метода Дейкстры-Шолтен в. Это мотивирует поиск других алгоритмов обнаружения блокировки мертвую зону.
Выбор правильного алгоритма также зависит от модели тупика. Тупики , возникающие из действий , описанных в сценарии обработки транзакций ранее являются характеристиками модели тупиковой ресурсов. В модели тупиковой ресурсов, процесс ожидает до тех пор, пока не получит все ресурсы , которые он просил. Модель ресурсов также называется и модель. В этой модели тупиковый имеет место тогда и только тогда , когда существует цикл процессов , ожидающих, каждый зависит от следующего процесса в цикле , чтобы добиться прогресса. Существует, однако, другой вид тупиковой модели , которая была рассмотрены в данном контексте, он называется тупиковой коммуникационная модель. Рассмотрим передачи сообщений модель коммуникации. Местные состояния процессов чередуются между активным и пассивным. Процесс P , который является пассивным , теперь могут стать активными после получения сообщения от любого одного из множества процессов, называют его зависимое множество зависят (Р) Р. В соответствующем WFG, направленное ребро извлечь из каждого процесса в зависимости (Р) к P. Поскольку P может быть активирован с помощью любого из процессов , происходящих в его зависимое множество, то соответствующая модель называется или модели. Мы не заботимся о механизме активации , но предположим , что все управляется с помощью сообщений. В подгруппе S множества процессов, тупиковый связь возникает , когда



1. Каждый процесс в S является пассивным
2. ∀i ∈ S, зависит (я) ⊆ S
3. Все каналы связи между процессами в S пустуют

Очевидно , что , так как все входящие каналы на процессы , происходящие в S пустые, ни один из них никогда не может быть активным и состояние стабильное. Соответствующий подграф называется узлом. В этом разделе рассматриваются два распределенных алгоритмов обнаружения тупиковой для этих случаев-этих алгоритмов в связи с Чанди и др. [CMH83].

Результаты (русский) 3:

рассмотреть распределенной системы баз данных, где набор процессов осуществляет ряд сделок.каждая сделка должна получить одно или несколько замков, чтобы получить эксклюзивный доступ к некоторым видам объектов здесь эти замки - ресурсов.пусть процесс P осуществлять операцию т1, для которых необходимо приобрести замки A, B и C. каждый процесс имеет локальный ресурс регулятора: полагают, что местные контролер P управляет блокировки, но замки B и C управляются местными контролерами процессов Q и R, соответственно.так, после приобретения блокировки через свои местные контролер, P отправляет запросы на замки в и с, диспетчеры Q и R. это соответствует формированию двух направлены края (P, Q) и р, р) в wfg.если вопрос одновременно исполняет другой сделки, с2, что требует доступа к замок с, затем wfg будет содержать еще руководил краем (Q R).теперь, если ресурс контроллер R субсидий замок с P, тогда вопрос будет ждать P освободить замок с. в результате этого края (P r) исчезнет, и новой линейки (Q, P) будет формироваться.прежде чем мы ищем новый алгоритм для выявления тупик, давайте спросим: мы не могли использовать дейкстра – шолтен прекращения обнаружения алгоритм для этой цели?этот алгоритм, разумеется, может определить состояние, когда все процессы в системе ждет.однако тупика возможен, когда некоторые процессы, участвует в циркуляре ждать состоянии.это известно как частичное тупика, и она не может быть легко обнаружить с помощью дейкстра – шолтен метод.это стимулирует поиск других погибших - замок алгоритмов обнаружения.выбор правильного алгоритма также зависит от модели тупика.тупиковых ситуаций, возникших из - за действия, описанные в операционных сценарий ранее являются характеристиками потребности в тупик модели.в потребности в тупик модель, процесс, ждет, пока она получила все ресурсы, которые она просила.ресурсная модель называется также и модели.в этой модели в тупик, происходит только в том случае, если существует цикл в ожидании процессов, каждый в зависимости от следующего процесса в ходе цикла добиться прогресса.есть, однако, другого рода тупик модели, которые были и - ered в данном контексте это сообщение тупиковой модели.рассмотреть возможность передачи сообщений модель коммуникации.местные члены процессов изменения - нейт между активной и пассивной.процесс, P, пассивной сейчас может стать активными после получения сообщения от любого из ряда процессов, называют зависимых набор зависеть (p) p. в соответствующих wfg, в краю обращается с каждого процесса зависит (p) п. с P могут активироваться от любых процессов в в его состав, соответствующая модель называется или модели.нас не волнует механизму активации, но предполагаю, что все, что находится под контролем сообщений.в подгруппе S комплекса процессов, в сообщении тупика, происходит, когда1.все процедуры в S - пассивные2.∀ я ∈ S зависят (I) ⊆ S3.все каналы связи между процессами в S пустыочевидно, что все новые каналы для процессов в S - пустые, никто из них не может быть активными и состояние стабильное.соответствующие subgraph называется узел.в этом разделе рассматриваются два распространенных тупика алгоритмов обнаружения для этих случаев эти алгоритмы, из - за chandy et al.[cmh83].