Continuing these arguments, one can

Continuing these arguments, one can easily conclude that process 0 receives a white token when processes 1 . . n − 1 are all passive and none of them sent a message. This is a stable condition since processes 1 . . n − 1 cannot receive a message anymore. This corresponds to the termination of the computation. If some process i (i ≠ 0) activates process 0 in the mean time, then process 0 will eventually turn passive and initiate a new round of token circulation until it receives a white token. ◾

Note 1: Since the underlying algorithm is guaranteed to terminate, the termination- detection algorithm will also terminate.
Note 2: The assumption about instantaneous message communication is a strong one but nevertheless necessary for correctness. To see why, assume that in Figure 9.3, the message m takes a very long time to reach its destination. In the mean time, the black token reaches the initiator, who initiates a fresh round of token circulation, while m is still in transit. Eventually, process 0 receives a white token back and declares termination. But clearly, this is false, since it will be negated when m will reach process (n − 2)!
Complexity issues: Let t be the number of messages in the underlying computation. Once the initiator node starts the termination-detection algorithm by sending out a white token, each of the m messages can potentially turn the white token into a black one. Therefore, the maximum number of control messages is n . t.

Результаты (русский) 1:

Продолжая эти аргументы, можно легко сделать вывод, что процесс 0 получает белый маркер при обработке 1. . n − 1, все пассивные и ни один из них отправил сообщение. Это стабильное состояние с процессов 1. . n − 1 не может получить сообщение больше. Это соответствует к завершению вычислений. Если некоторые i (i ≠ 0) активирует процесс 0 в среднее время, то процесс 0 будет в конечном итоге превратить пассивный и начать новый раунд токена циркуляции, пока он не получит белый маркер. ◾Примечание 1: Поскольку базовый алгоритм гарантирует для завершения, алгоритм завершения обнаружения также прекратить.Примечание 2: Предположение о передачи мгновенных сообщений является сильным один, но тем не менее необходимо для обеспечения правильности. Чтобы понять почему, предположим, что в рисунок 9.3 m сообщение занимает очень долгое время, чтобы добраться до места назначения. Тем временем черный маркер достигает инициатора, который инициирует свежий раунд токена циркуляции, в то время как m находится все еще в пути. В конце концов процесс 0 получает белый маркер обратно и объявляет завершение. Но ясно, что это имеет значение false, так как он будет отрицается, когда м достигнет процесса (n − 2)!Сложность проблемы: пусть t быть количество сообщений в базовом вычислений. После того, как узел инициатор запускает алгоритм завершения обнаружения путем рассылки белый маркер, каждый из сообщений m потенциально могут превратить белый маркер в черный. Таким образом максимальное число управляющих сообщений равно n. t.

Результаты (русский) 2:

Продолжая эти рассуждения, можно легко сделать вывод , что процесс 0 получает белый маркер , когда процессы 1. , п - 1 все пассивные и ни один из них не было отправлено сообщение. Это устойчивое состояние , так как процессы 1. , п - 1 не может получить сообщение больше. Это соответствует окончанию вычислений. Если какой - то процесс I (I ≠ 0) активизирует процесс 0 в то же время, то процесс 0 будет в конечном итоге превратить пассивными и начать новый раунд маркера обращения , пока не получит белый маркер. ◾

Примечание 1: Поскольку базовый алгоритм гарантирует прекратить, алгоритм обнаружения termination- также будет прекращено.
Примечание 2: Предположение о мгновенной связи сообщение является сильным , но тем не менее необходимо для корректности. Чтобы понять , почему, предположим , что на рисунке 9.3, сообщение м занимает очень много времени , чтобы достичь своего назначения. В то же время, черный маркер достигает инициатора, который инициирует новый раунд маркера циркуляции, в то время как м еще в пути. В конце концов, процесс 0 получает белый маркер обратно и объявляет окончание. Но ясно, что это неверно, так как он будет отрицается , когда т достигнет процесса (п - 2)!
Вопросы сложности: Пусть т число сообщений в базовой вычислений. После того , как узел инициатора запускает алгоритм прекращения обнаружения, посылая белый маркер, каждый из т сообщений может потенциально превратить белую фишку в черное. Таким образом, максимальное число управляющих сообщений равно п. т.

Результаты (русский) 3:

продолжение этих аргументов, легко сделать вывод, что процесс 0 получает белый знак, когда процессы 1.. N - 1 все пассивной, и ни один из них не прислал сообщение.это в стабильном состоянии, поскольку процессы 1.. n - 1 не может получить сообщение больше.это означает прекращение вычислений.если некоторые процесса я i ≠ 0) активирует процесс 0 в это время, то процесс 0 в конечном итоге очередь пассивной и начать новый раунд символическую циркуляцию до тех пор, пока не получит белый знак.◾примечание 1: поскольку основные алгоритм гарантирует прекратить, прекращения - обнаружение алгоритм также будет прекращено.примечание 2: предположения о мгновенной передачи сообщений сильный, но, тем не менее, необходимые для корректности.чтобы понять почему, предположим, что рисунок 9.3, сообщение м занимает очень много времени, чтобы добраться до места назначения.в то же время, черный маркер достигает инициатор, который инициирует новый раунд символическую циркуляцию, хотя м еще в пути.в конечном итоге, процесс 0 получает белый Token Back и заявляет о прекращении.но, очевидно, это ложь, поскольку он будет отрицательным, когда м достигнет процесса (N - 2).сложность вопросов: пусть не на количество сообщений, в основе расчета.после того, как инициатор узел начинается прекращения обнаружения алгоритм отправкой белый жетон, каждый из м сообщения могут превратить белый жетон в черный.таким образом, максимальное число управляющих сообщений - N.т.