9.3.1 termination Detection on a un

9.3.1 termination Detection on a unidirectional ring
Another class of termination-detection algorithms uses token passing (instead of probes and echoes) to detect termination. The main idea is as follows: Consider a distributed computation running on a strongly connected directed graph. An initiator node sends out a token to traverse the network and observe the states of the processes. Each node, after turning passive, forwards the token to the next process. When the token returns to the initiator, it contains useful information about whether the computation has terminated. We present here such an algorithm due to Dijkstra et al. [DFG83]. The algorithm is presented for a unidirectional ring that is embedded on the topology of the given network—the order of the processes in the ring is used to decide the order in which the token traverses the net- work. Assume that in a system of n processes 0, 1, 2,…, n − 1, the embedded ring is specified by 0→n−1→n−2→⋯2→1→0. The ring topology has no connection with the sending and receiving of messages by the underlying algorithm—so a message can be sent by one process to another as long as a path exists, even if they are not neighbors in the embedded ring. All communication channels have zero delay, that is, message communication is assumed to be instantaneous. This also implies that messages are received in the order they are sent.
Without loss of generality, assume that process 0 is the initiator of termination detection (Figure 9.3). The initiator initiates termination detection by sending out a token—it traverses the network and eventually returns to the initiator. A process k accepting the token will not forward it to its ring successor k − 1 mod n until it becomes passive. When the initiator receives the token back, one may apparently believe that it detects termination. However, this is too simplistic and is not foolproof. What if the token is currently with process k, but a process j (n − 1 > j > k) that was passive now becomes active by receiving a message from some process l (k > l > 0)? This could lead to a false detection, since the activation of process j will go unnoticed!
To prevent such a false detection, refine the scheme by assigning the colors white and black to processes and the token. Initially, all processes are white, and the initiator sends a white token to process (n − 1). Define the following two rules:

Результаты (русский) 1:

9.3.1 прекращение обнаружения на однонаправленный кольцоДругой класс алгоритмы обнаружения прекращения использует токен передачи (вместо датчиков и эхо) для обнаружения прекращения. Основная идея заключается в следующем: рассмотрим распределенных вычислений, на сильно связный ориентированный граф. Узел инициатора отправляет маркер для обхода сети и наблюдать за Штатами процессов. Каждый узел, после поворота пассивного, направляет токен, следующий процесс. Когда токен возвращается инициатору, он содержит полезную информацию о ли прекращает вычисление. Мы представляем здесь такой алгоритм из-за Дейкстра соавт [DFG83]. Представлен алгоритм для однонаправленного кольцо, которое внедряется на топологии данной сети — порядок процессов в кольце используется для определения порядка, в котором маркер траверсирует net работа. Предположим, что в системе n процессов 0, 1, 2, n − 1, встроенный кольцо определяется 0→n−1→n−2→⋯2→1→0. Кольцевая топология не имеет связи с отправки и получения сообщений по базовым алгоритмом — так что сообщение может быть отправлено от одного процесса к другому до тех пор, пока существует путь, даже если они не являются соседями во встроенных кольце. Все каналы связи имеют нулевой задержки, то есть сообщение сообщение считается мгновенно. Это также означает, что сообщения будут получены в порядке, в котором они отправлены.Без потери общности предполагается, что процесс 0 является инициатором прекращения обнаружения (рис. 9.3). Инициатор инициирует прекращение обнаружения путем отправки маркера — он проходит через сеть и в конечном итоге возвращается к инициатору. Процесс k принимает токен не направить его к его кольцо преемника k − 1 mod n до тех пор, пока она становится пассивным. Когда инициатор получает токен обратно, один может, очевидно, считают, что он обнаруживает прекращение. Однако это является слишком упрощенным и не является надежной. Что делать, если токен находится в настоящее время с процессом k, но процесс j (n − 1 > j > k) который был пассивным теперь становится активным, получив сообщение от процесса l (k > l > 0)? Это может привести к ложным обнаружения, так как активация процесса j останутся незамеченными!Чтобы предотвратить такое ложное обнаружение, усовершенствовать схему путем назначения цвета белый и черный для процессов и токена. Первоначально все процессы являются белыми, и инициатор отправляет белый маркер процесса (n − 1). Определите следующие два правила:

Результаты (русский) 2:

9.3.1 прекращения обнаружения на однонаправленного кольца
Другой класс алгоритмов прекращения детектирования использует эстафетной передачи данных (вместо зондов и эхо - сигналов) для обнаружения прекращения. Основная идея заключается в следующем: Рассмотрим распределенных вычислений , работающие на сильно связного ориентированного графа. Узел инициатор посылает маркер , чтобы пересечь сеть и наблюдать за состояниями процессов. Каждый узел, после включения пассивной, передает маркер следующему процессу. Когда маркер возвращается к инициатору, он содержит полезную информацию о том , окончилась вычисление. Мы представляем здесь такой алгоритм в связи с Дейкстра и др. [DFG83]. Алгоритм представлен для однонаправленного кольца, внедренного на топологию данной сети-порядка процессов в кольце используется для определения порядка , в котором маркер пересекает сеть. Предположим , что в системе п процессов 0, 1, 2, ..., N - 1, внедренный кольцо задается 0 → N-1 → N-2 → ⋯ 2 → 1 → 0. Топология кольцо не имеет никакой связи с передачей и приемом сообщений от базового алгоритма столь сообщения могут быть отправлены одного процесса к другому до тех пор , пока существует путь, даже если они не являются соседями во встроенном кольце. Все каналы связи имеют нулевую задержку, то есть, предполагается , что связь сообщение быть мгновенным. Это также означает , что сообщения принимаются в порядке , они направляются.
Не ограничивая общности, предположим , что процесс 0 является инициатором обнаружения завершения (Рисунок 9.3). Инициатор инициирует обнаружение завершения, разослав маркер-она пересекает сеть и в конечном итоге возвращается к инициатору. Процесс принятия к фишку не направит его в кольцо преемника к - 1 по модулю п , пока она не станет пассивным. Когда инициатор получает маркер обратно, можно , вероятно , полагают , что он обнаруживает прекращение. Тем не менее, это слишком упрощенно и не является надежным. Что делать , если маркер в настоящее время с процессом к, а процесс у (п - 1> J> к) , что был пассивен в настоящее время становится активным, получив сообщение от некоторого процесса л (к> л> 0)? Это может привести к ложному обнаружению, так как активация процесса у останется незамеченным!
Чтобы не допустить такого ложного обнаружения, уточнить схему, назначив цвета белого и черного к процессам и жетона. Изначально все процессы являются белые, а инициатор передает белый маркер для обработки (N - 1). Определите следующие два правила:

Результаты (русский) 3:

9.3.1 прекращения обнаружения на одностороннее кольцодругой класс прекращения алгоритмов обнаружения использует символические ближнего (вместо зонды и эхо) для выявления прекращения.основная идея заключается в следующем: рассмотреть распределенной вычисления, работающие на тесные связи в график.инициатором узел посылает знак перемещаться по сети и соблюдать штаты процессов.каждый узел, после поворота пассивной, передает символическую следующего процесса.когда символические возвращается к инициатору, он содержит полезную информацию о расчете прекратил.мы здесь из - за такой алгоритм дейкстры et al.[dfg83].алгоритм, представлен для однонаправленная кольцо имплантированной по топологии сети или с процессами в кольцо используется, чтобы решить, в каком порядке символические проходит нетто - работа.предполагается, что в рамках системы процессов N 0, 1, 2,..., N - 1, встроенный кольцо определяется 0 - N - 1 - n - 2 →⋯ 2 - 1 - 0.кольцо топология не имеет связи с отправки и получения сообщений от основной алгоритм и сообщения могут направляться один процесс в другое, пока путь существует, даже если они не являются соседями во встроенном кольцо.все каналы связи нет задержек, то есть послание сообщение считается мгновенно.это также означает, что сообщений в порядке их послал.без ущерба для обобщения, предположить, что процесс 0 является инициатором увольнения обнаружения (рисунок 9.3).инициатором инициирует прекращения обнаружения отправкой того, она проходит через сеть и, в конечном счете, возвращается к инициатору.процесс принятия знак к не передает его в K - 1, кольцо преемника мо N до тех пор, пока она не становится пассивным.когда инициатор получает Token Back, можно, видимо, считают, что он обнаруживает прекращения.однако это слишком упрощенным и небезопасен.а если знак в настоящее время процесс, K, а процесс J (N - 1 > J > k), которая была пассивной теперь становится активным, получив сообщение от определенного процесса k > 1 > 0)?это может привести к ложному обнаружения, поскольку активизация процесса J могут остаться незамеченными.для предотвращения таких ложного обнаружения, совершенствовать систему путем возложения цветов белый и черный, процессов и маркера.первоначально все процессы, белые, и инициатором является белый знак для процесса (N - 1).определены следующие два правила: