If instead the failures were byzant

If instead the failures were byzantine, then to compensate for the erroneous behavior of faulty processes, at least (2m + 1) replicas would be required, so that the faulty processes become a minority, and the bad values can be voted out using a simple majority. However, this assumes that all correct replicas have identical values after every multicast, and with only (2m + 1) replicas, this guarantee cannot be provided. To guarantee that all correct replicas are updated to identical values after each multicast in the presence of m byzantine failures, one of the protocols from Section 13.3 should be used. If the oral message algorithm is used, then at least (3m + 1) replicas will be required. The order part can be satisfied by modifying the total order multicast protocols of Section 15.5.1 so that it deals with faulty replicas. In most implementations, time stamps determine the desired order in which updates will be delivered to the replicas. An update is stable, if no update with a lower time stamp is expected to arrive after it. Only stable updates will be delivered to the state machines. Consider a replica i receiving time-stamped updates from the other replicas 1, 2, 3,… via channels (1, i), (2, i), (3, i),…. If nonfaulty replicas communicate infinitely often and the channels are FIFO, then each state machine replica will receive through every channel the updates in the ascending order of time stamps. The dilemma here is that some nonfaulty replicas may not have any update to send for a long time. This affects the stability test. While applying an update with time stamp t, how will a replica decide if an update with a time stamp smaller than t will not arrive in the future via some other channel? One approach to overcome this and make progress is to ask nonfaulty servers to periodically send out null requests when it has no update to send. It is possible to combine the null messages with the periodic heartbeat messages that are exchanged among the replica servers. An alternative is to use real time as a basis of ordering the pending updates—from the known upper bound of the message propagation delay, a receiving process can deduce that the sender did not have anything to send up to a certain time.

Результаты (русский) 1:

Если вместо неудачи византийской, то чтобы компенсировать ошибочное поведение ошибочных процессов, по крайней мере реплики (2 м + 1) потребуется, чтобы неисправный процессы стали меньшинством, и плохие значения могут быть проголосован вне с помощью простого большинства. Однако это предполагает, что все правильные реплики имеют одинаковые значения после каждой многоадресной рассылки, и только (2 m + 1) реплики, эта гарантия не может быть обеспечен. Чтобы гарантировать, что все правильные реплики будут обновлены с одинаковыми значениями после каждой многоадресной рассылки в присутствии м византийских неудач, следует использовать один из протоколов из раздела 13.3. Если алгоритм устного сообщения используется, то по крайней мере (3 м + 1) реплики будут необходимы. Часть заказа могут быть удовлетворены путем изменения общего порядка протоколов многоадресной рассылки раздела 15.5.1 так, что он имеет дело с неисправной реплики. В большинстве реализаций отметки времени определяют желаемый порядок, в котором будут доставлены обновления реплики. Обновление является стабильным, если обновление не с нижней отметкой времени ожидается приезд после него. Только стабильные обновления будут доставлены на конечные автоматы. Рассмотрим реплики я получить время штамп обновления из других реплик 1, 2, 3,... через каналы (1, i), (2, i), (3, i),... Если nonfaulty реплики бесконечно часто общаться и каналы FIFO, то каждое состояние машины реплики будут получать через каждый канал обновления в порядке возрастания отметки времени. Дилемма здесь заключается, что некоторые nonfaulty реплики могут не иметь каких-либо обновление, чтобы отправить на долгое время. Это влияет на тест стабильности. При применении обновления с t штамп времени, как будет реплика решить, если обновление с отметкой времени меньше, чем t в будущем не прибывает через некоторые другой канал? Один из подходов к преодолению этого и добиться прогресса является просить nonfaulty серверы периодически отправлять запросы null, когда он не имеет обновления для отправки. Можно объединить значение null сообщения с периодическим heartbeat сообщения, которые передаются между серверами реплики. Альтернативой является использование реального времени в качестве основы для упорядочения отложенных обновлений — от известной верхняя граница задержки распространения сообщений, принимающий процесс может сделать вывод, что отправитель не имеет ничего, чтобы отправить до определенного времени.

Результаты (русский) 2:

Если вместо того, неудачи были византийские, то, чтобы компенсировать ошибочное поведение неисправных процессов, по крайней мере (2m + 1), точные копии потребовалось бы, таким образом, чтобы дефектные процессы становятся в меньшинстве, и плохие значения могут быть отстранено с помощью простой большинство. Тем не менее, это предполагает, что все правильные реплики имеют одинаковые значения после каждой многоадресной передачи, и только (2m + 1) точные копии, не может быть предоставлена ​​эта гарантия. Для того, чтобы гарантировать, что все правильные точные копии обновляются для одинаковых значений после каждой многоадресной передачи, в присутствии м византийским неудач, один из протоколов из раздела 13.3 следует использовать. Если алгоритм пероральный сообщение используется, будет необходимо, то по крайней мере (3m + 1) точные копии. Часть заказа может быть удовлетворено путем изменения всего протоколы многоадресной рассылки порядка раздела 15.5.1 так, что она имеет дело с неисправным репликами. В большинстве реализаций, штампы времени определяют требуемый порядок, в котором обновления будут доставлены к репликам. Обновление является стабильным, если никакое обновление с более низкой отметкой времени, как ожидается, прибудет после него. Только стабильные обновления будут доставлены в государственных машин. Рассмотрим реплику я принимающую отметками времени обновления от других репликах 1, 2, 3, ... через каналы (1, I), (2, I), (3, I), .... Если nonfaulty реплики общаться бесконечно часто и каналы FIFO, то каждый конечный автомат реплика получит через каждый канал обновлений в порядке возрастания отметками времени. Дилемма в том, что некоторые nonfaulty точные копии могут не иметь какие-либо обновления, чтобы отправить в течение длительного времени. Это влияет на тест на стабильность. При применении обновления с отметкой времени т, как будет точной копией решить, если обновление с меткой времени меньше, чем т не будет поступать в будущем с помощью какой-либо другой канал? Один из подходов к преодолению этого и добиться прогресса, чтобы спросить nonfaulty серверы периодически посылать нулевые запросы, когда у него нет обновления для отправки. Можно комбинировать нулевые сообщения с периодическими сообщениями сердцебиения, обмен которыми происходит между серверами реплик. В качестве альтернативы можно использовать в режиме реального времени в качестве основы упорядочения отложенные обновления: от известной верхней границы задержки распространения сообщений, принимающий процесс может сделать вывод, что отправитель не имеет ничего, чтобы отправить до определенного времени.

Результаты (русский) 3:

если вместо неудачи были византийские, затем, чтобы компенсировать ошибочное поведение ошибочных процессов, по крайней мере (2 + 1) модели будет необходимо, чтобы неисправные процессы станут меньшинством, и плохо ценности могут быть отстранено с помощью простого большинства.однако это предполагает, что все правильные модели имеют идентичные значения после каждого multicast - и только (2 + 1) модели, эта гарантия не может быть предоставлена.для того, чтобы гарантировать, что все правильные модели обновляются, идентичные значения после каждого multicast - в присутствии м византийской неудачи, одним из протоколов из раздел 13.3 должны использоваться.если устное сообщение алгоритм, то, по крайней мере, (3 + 1) модели потребуются.для того, чтобы часть может быть выполнено, изменив общего порядка multicast - протоколы секции 15.5.1 так, что он занимается с порочной модели.в большинстве систем, точное время определения желаемой последовательности, в которой обновлений будет доставлено в модели.обновленная информация является стабильным, если не обновлять с более низкой отметкой времени ожидается прибытие после того, как он.только стабильные обновлений будет доставлено в государственной машины.рассмотреть реплики я получения датирована обновлений от другой модели 1, 2, 3... через каналы (1), (2), (3 - я).если nonfaulty модели общаться бесконечно часто и каналы FIFO, то каждое государство будет получать через канал машина реплики все изменения в порядке возрастания метки времени.проблема здесь заключается в том, что некоторые nonfaulty модели не могут получить любую обновленную информацию для отправки на долгое время.это сказывается на стабильности испытания.при применении обновленную информацию с отметкой времени t, как копия решения если обновление с отметкой времени меньше, чем не прибудет в будущем через какой - то другой канал?один из подходов к преодолению этого и добиваться прогресса, чтобы спросить, nonfaulty серверов периодически отправлять не просит, когда она не обновлять.можно совмещать недействительным сообщения с периодическим сердцебиение сообщения, которые обмениваются между реплики серверов.альтернативой является использование реальное время в качестве основы предписания до обновления от известных верхний предел сообщение полуавтоматические, процесс получения можно сделать вывод, что отправитель не имеют ничего направить до определенного времени.