To understand the convergence mecha

To understand the convergence mechanism of the protocol, consider a clock j whose value c(j) is the smallest of all clock values in the current configuration. We will call j an anchor node. Note that the anchor node may not be unique. In each step, c(j) is incremented, and in at most δ steps, each neighbor of j sets its clock to c(j). Figure 17.7 shows a sample step of the protocol.
It appears that eventually every clock k will set c(k) to c(j) and the system will stabilize. The argument is sound if the clocks are unbounded. However, with bounded clocks, there is one catch—if the value of c(i) for some clock i reaches the maximum value (m − 1), then at the next step, it may roll back from (m − 1) to 0. As a result, the neighbors of clock i will not follow previous anchor node j but start following clock i, throwing the issue of stabilization wide open.
One can argue that from now on, clock i will act as the new anchor until all clocks set their values to that of clock i. But in order to prevent the occurrence of the previous scenario before the system of clocks stabilizes, the condition m > 2δmaxD must hold, where δmax is the maximum degree of a node and D is the diameter of the graph. This guarantees that the clock farthest from the anchor clock will be able to set its value to that of the anchor before any clock rolls over to 0. The stabilization time for this protocol is 3δmaxD. A formal proof of the protocol and the analysis of its time complexity are available in [ADG91].

Результаты (русский) 1:

Чтобы понять механизм конвергенции протокола, рассмотрим часы j, чье значение c(j) является самым маленьким из всех значений часов в текущей конфигурации. Мы будем называть j привязки узла. Обратите внимание, что узел привязки не может быть уникальным. На каждом шаге c(j) увеличивается, и в большинстве шагов δ, каждый сосед j устанавливает свои часы c(j). 17.7 на рисунке показан пример шаг протокола.Похоже, что в конечном итоге каждый k часы будет c(k) к c(j) и система стабилизируется. Аргумент является звук, если часы являются неограниченными. Однако, с ограниченной часами, есть одна загвоздка — если значение c(i) для некоторых часов я достигает максимального значения (m − 1), то на следующем шаге он может откат от (m − 1) до 0. В результате соседи часов не последует предыдущий якорный узел j, но начать следующие часы я, бросая вопрос стабилизации широко открыты.Можно утверждать, что отныне, часы, которые я будет выступать в качестве новой якорь пока все часы установить их значения, часов я. Но для того, чтобы предотвратить возникновение предыдущего сценария до того, как система часов стабилизируется, состояние m > 2δmaxD должны держать, где δmax максимальная степень узла и D диаметр графа. Это гарантирует, что часы обочины якорь часы будут иметь возможность задать его значение, анкера, прежде чем любые часы зашкаливает до 0. Время стабилизации для этого протокола является 3δmaxD. Официальное доказательство протокола и анализ его сложность времени доступны в [ADG91].

Результаты (русский) 2:

Чтобы понять механизм сходимости протокола, рассмотрим часы J, значение которого с (к) является наименьшим из всех значений тактовых в текущей конфигурации. Мы будем называть J якорным узлом. Обратите внимание , что узел привязки не может быть уникальным. На каждом шаге C (J) увеличивается на единицу, и не более чем в δ шагов, каждый сосед J устанавливает часы в соответствии с (J). Рисунок 17.7 показывает этап выборки протокола. По-
видимому, в конце концов , каждый тактовый K установит с (к) -с (J) и система стабилизации. Аргумент звук , если часы не ограничены. Тем не менее, с ограниченными часами, есть одна загвоздка, если значение с (I) для некоторых часов я достигает максимального значения (т - 1), а затем на следующем этапе, он может откатить из (т - 1) до 0. в результате, соседи часов я не буду следовать за предыдущий анкерный узел J , но вступить в круги изготовления часов, выбрасывая вопрос о стабилизации широко открыты.
можно утверждать , что с этого момента, часы я буду выступать в качестве нового якоря , пока все часы устанавливают свои значения , что на часах I. Но для того , чтобы предотвратить возникновение предыдущего сценария перед системой часов стабилизируется, условие т> 2δmaxD должно выполняться, где δmax максимальная степень узла и D является диаметр графа. Это гарантирует , что часы самый дальний от якоря часы будут иметь возможность установить его значение в том , что якорь перед любым часов зашкаливает до 0. Время стабилизации для этого протокола является 3δmaxD. Формальное доказательство протокола и анализ его временной сложности доступны в [ADG91].

Результаты (русский) 3:

чтобы понять конвергенции механизма протокола, считают часы J, стоимость которого C (j) является наименьшей все часы ценностей в нынешней конфигурации.мы назовем J якорь узла.следует отметить, что якорь узел не может быть уникальным.в каждом шаге, C (j) и в складских, на большинстве δ шагов, каждый сосед J устанавливает свои часы с (j).диаграмма 17,7 показан пример шаг к протоколу.представляется, что в конечном итоге каждые часы к будут устанавливать с (k) с (j) и система стабилизации.аргумент звучит, если часы неконтролируемы.однако с ограниченной часы, есть один поймать, если стоимость C (i) для некоторых часы я достигает максимальной величины (м - 1), то на следующий шаг, он может свернуть с (м - 1) - 0.как следствие, соседи часы, я не буду следовать предыдущей якорь узел J, но начать следующие часы я, когда вопрос о стабилизации нараспашку.можно утверждать, что отныне часы я будет действовать в качестве нового якоря до тех пор, пока все часы установлены свои ценности, что часы. но в целях предотвращения предыдущем сценарии до системы часы стабилизируется, состояние м > 2 δ maxd должны проводить, где δ макс - это максимальная степень узел и d - диаметр график.это гарантирует, что часы вдалеке от якоря часы смогут установить свою ценность, что якоря до часы скатилась до 0.стабилизации для этого времени протокола 3 δ maxd.официальное подтверждение протокола и анализ его время сложности доступны в [adg91].