In Figure 15.5, send(m1)≺send(m2) s

In Figure 15.5, send(m1)≺send(m2) so P2 should deliver these messages in that order. But m2 from P1 arrived at P2 earlier than m1, so P2 must delay the delivery of m2 until m1 from P0 arrives (and P2 delivers it). But the important question is how will P2 decide that it cannot deliver m2 as soon as it receives m2—it has no knowledge that m1 will arrive in the future? The following two observations form the basis of member i’s decision to deliver a message from process j:

Observation 1: Member i must have received and delivered all previous messages sent by member j. So Tj[j] = VCj[i] + 1.
Observation 2: For every other member k(k ≠ j), member i must also have received all messages sent by k, which were received by member j before it sent the current mes- sage. This means ∀k ≠ j:Tk[j] ≤ VCk[i].



* The vector time stamp scheme is often fine-tuned to satisfy specific requirements

Результаты (русский) 1:

В рисунке 15.5, send(m1)≺send(m2) так P2 должен доставить эти сообщения в этом порядке. Но м2 от P1 на P2 раньше, чем m1, поэтому P2 должен задержать доставку м2 до m1 от P0 прибыл (и P2 доставляет его). Но важный вопрос: как будет P2 решить, что он не может доставить м2, как только он получает м2 — он ничего не знает, что m1 будет прибывать в будущем? Следующие два замечания формируют основу члена расставить решение доставить сообщение от процесса ЖанинЗамечание 1: Член я получил и доставлены все предыдущие сообщения, отправленные от члена j. Так Tj [j] = VCj [i] + 1.Замечание 2: Для всех других членов k (k ≠ j), член должен также получил все сообщения, отправленные от k, которые были получены от члена j прежде чем он послал текущий mes-sage. Это означает, ∀k ≠ j:Tk [j] ≤ VCk [i].* Схема штамп времени вектор часто отлаженная для удовлетворения конкретных требований

Результаты (русский) 2:

На рисунке 15.5, отправить (m1) ≺send (м2) , так Р2 должен доставить эти сообщения в таком порядке. Но м2 от P1 прибыли на P2 раньше , чем m1, поэтому Р2 не должны задерживать доставку м2 до м1 от Р0 поступает (и P2 доставляет его). Но важный вопрос заключается в том , как будет P2 решить , что она не может поставить м2 , как только он получает м2-она не знает , что m1 будет поступать в будущем? Следующие два наблюдения составляют основу члена I, решение доставить сообщение от процесса J:

Наблюдение 1: член я должен получить и доставлены все предыдущие сообщения , отправленные членами J. Так Tj [у] = VCj [я] + 1.
Наблюдение 2: Для любого другого члена к (к ≠ J), член я должен также получили все сообщения , отправленные к, которые были получены членами J , прежде чем он послал ток сообще- шалфея. Это означает , что ∀k ≠ J: Tk [J] ≤ VCK [I].



* Схема штампа вектор времени часто доработаны для удовлетворения конкретных требований