Memoria Caché
En los sistemas de archivos convencionales, el fundamento para la memoria caché es la reducción de la E/S de disco (lo que aumenta el rendimiento), en un SAD el objetivo es reducir el tráfico en la red. Esquema Básico, el concepto de memoria caché es sencillo, si los datos necesarios para satisfacer la solicitud de acceso no se encuentran en la memoria cache, se trae una copia de servicio al usuario y los accesos se llevan a cabo con la copia de memoria caché.
La idea es conservar allí los bloques de disco de acceso mas reciente, para así manejar localmente los accesos repetidos a la misma información y no aumentar el tráfico de la red. Se utiliza una política de reemplazo (por ejemplo, la de utilización menos reciente) para limitar el tamaño de la memoria caché. Políticas de Actualización, la política empleada para escribir los bloques de datos modificados en la copia maestra del servidor tiene un efecto decisivo sobre la confiabilidad y el rendimiento del sistema. La política mas sencilla consiste en escribir los datos directamente en el disco tan pronto se coloquen en una memoria caché. La ventaja de la escritura directa es su confiabilidad, ya que se pierde poca información si un sistema cliente falla. Sin embargo, esta política requiere que cada acceso de escritura espere hasta que se envíe la información al servidor, por lo que representa una escritura de escaso rendimiento. La memoria caché con escritura directa equivale a usar el servicio remoto para accesos de escritura y explotar la memoria cache únicamente para accesos de lectura. NFS proporciona el acceso de escritura directa.
Consistencia, una maquina cliente se enfrenta al problema de decidir si una copia de datos en memoria caché local es consistente con la copia maestra ( y por tanto, puede usarse). Si la maquina cliente determina que sus datos en memoria caché están desfasados, ya no pueden servir para los accesos y hay que colocar en la memoria caché una copia actualizada de los datos. Existen dos enfoques para verificar la validez de los datos en memoria caché ..:
Enfoque iniciado por el cliente, el cliente inicia una comprobación de validez, en la cual se pone en contacto con el servidor y comprueban si los datos locales son consistentes con la copia maestra.
Enfoque iniciado por el servidor, el servidor anota, para cada cliente, las partes de los archivos que coloca en memoria cache, y cuando detecta una inconsistencia, debe reaccionar. Una posible fuente inconsistencia ocurre cuando dos clientes, que trabajan en modos conflictivos, colocan en memoria caché un archivo.
Comunicación en grupos (Algoritmos Para la Sincronización de Relojes)
Si una máquina tiene un receptor de UTC, todas las máquinas deben sincronizarse con ella. Si ninguna máquina tiene un receptor de UTC: • Cada máquina lleva el registro de su propio tiempo. • Se debe mantener el tiempo de todas las máquinas tan cercano como sea posible. Se supone que cada máquina tiene un cronómetro que provoca una interrupción “h” veces por segundo. Cuando el cronómetro se detiene, el manejador de interrupciones añade “1” a un reloj en software. El reloj en software mantiene un registro del número de marcas (interrupciones) a partir de cierta fecha acordada antes; al valor de este reloj se lo llama “C”.
Algoritmo de Cristian
Es adecuado para sistemas en los que: • Una máquina tiene un receptor UTC, por lo que se la llama despachador del tiempo. • El objetivo es sincronizar todas las máquinas con ella. Cada máquina envía un mensaje al servidor para solicitar el tiempo actual, periódicamente, en un tiempo no mayor que d / 2 r segundos. El despachador del tiempo responde prontamente con un mensaje que contiene el tiempo actual “CUTC”. Cuando el emisor obtiene la respuesta puede hacer que su tiempo sea “CUTC”. Un gran problema es que el tiempo no puede correr hacia atrás: • “CUTC” no puede ser menor que el tiempo actual “C” del emisor. • La atención del requerimiento en el servidor de tiempos requiere un tiempo del manejador de interrupciones. • También se debe considerar el tiempo de transmisión. El cambio del reloj se debe introducir de manera global: • Si el cronómetro genera 100 interrupciones por segundo:
Cada interrupción añade 10 mseg al tiempo.
Para atrasar solo agregaría 9 mseg.
Para adelantar agregaría 11 mseg.
La corrección por el tiempo del servidor y el tiempo de transmisión se hace midiendo en el emisor: • El tiempo inicial (envío) “T0”. • El tiempo final (recepción) “T1”. • Ambos tiempos se miden con el mismo reloj. El tiempo de propagación del mensaje será (T1 - T0) / 2. Si el tiempo del servidor para manejar la interrupción y procesar el mensaje es “I”: • El tiempo de propagación será (T1 - T0 - I) / 2. Para mejorar la precisión: • Se toman varias mediciones. • Se descartan los valores extremos. • Se promedia el resto. El tiempo de propagación se suma al tiempo del servidor para sincronizar al emisor cuando éste recibe la respuesta.
Algoritmo de Berkeley
En el algoritmo de Cristian el servidor de tiempo es pasivo. En el algoritmo de Berkeley el servidor de tiempo: • Es activo. • Realiza un muestreo periódico de todas las máquinas para preguntarles el tiempo. • Con las respuestas:
Calcula un tiempo promedio.
Indica a las demás máquinas que avancen su reloj o disminuyan la velocidad del mismo hasta lograr la disminución requerida.
Es adecuado cuando no se dispone de un receptor UTC.
Algoritmos con Promedio
Los anteriores son algoritmos centralizados. Una clase de algoritmos descentralizados divide el tiempo en intervalos de resincronización de longitud fija: • El i -ésimo intervalo:
Inicia en “T0 + i R” y va hasta “T0 + (i + 1) R”.
“T0” es un momento ya acordado en el pasado.
“R” es un parámetro del sistema.
Al inicio de cada intervalo cada máquina transmite el tiempo actual según su reloj. Debido a la diferente velocidad de los relojes las transmisiones no serán simultáneas. Luego de que una máquina transmite su hora, inicializa un cronómetro local para reunir las demás transmisiones que lleguen en cierto intervalo “S”. Cuando recibe todas las transmisiones se ejecuta un algoritmo para calcular una nueva hora para los relojes. Una variante es promediar los valores de todas las demás máquinas. Otra variante es descartar los valores extremos antes de promediar (los “m” mayores y los “m” menores). Una mejora al algoritmo considera la corrección por tiempos de propagación.
Varias Fuentes Externas de Tiempo
Los sistemas que requieren una sincronización muy precisa con UTC se pueden equipar con varios receptores de UTC. Las distintas fuentes de tiempo generaran distintos rangos (intervalos de tiempo) donde “caerán” los respectivos UTC, por lo que es necesaria una sincronización. Como la transmisión no es instantánea se genera una cierta incertidumbre en el tiempo. Cuando un procesador obtiene todos los rangos de UTC: • Verifica si alguno de ellos es ajeno a los demás y de serlo lo descarta por ser un valor extremo. • Calcula la intersección (en el tiempo) de los demás rangos. • La intersección determina un intervalo cuyo punto medio será el UTC y la hora del reloj interno. Se deben compensar los retrasos de transmisión y las diferencias de velocidades de los relojes. Se debe asegurar que el tiempo no corra hacia atrás. Se debe resincronizar periódicamente desde las fuentes externas de UTC.
Exclusión Mutua
Cuando un proceso debe leer o actualizar ciertas estructuras de datos compartidas: • Primero ingresa a una región crítica para lograr la exclusión mutua y garantizar que ningún otro proceso utilizará las estructuras de datos al mismo tiempo. En sistemas monoprocesadores las regiones críticas se protegen con semáforos, monitores y similares. En sistemas distribuidos la cuestión es más compleja.
Un Algoritmo Centralizado
La forma más directa de lograr la exclusión mutua en un sistema distribuido es simular a la forma en que se lleva a cabo en un sistema monoprocesador. Se elige un proceso coordinador. Cuando un proceso desea ingresar a una región crítica: • Envía un mensaje de solicitud al coordinador:
Indicando la región crítica.
Solicitando permiso de acceso.
• Si ningún otro proceso está en ese momento en esa región crítica:
El coordinador envía una respuesta otorgando el permiso.
• Cuando llega la respuesta el proceso solicitante entra a la región crítica. Si un proceso pide permiso para entrar a una región crítica ya asignada a otro proceso: • El coordinador no otorga el permiso y encola el pedido. Cuando un proceso sale de la región crítica envía un mensaje al coordinador para liberar su acceso exclusivo: • El coordinador extrae el primer elemento de la cola de solicitudes diferidas y envía a ese proceso un mensaje otorgando el permiso, con lo cual el proceso queda habilitado para acceder a la región crítica solicitada. Es un esquema sencillo, justo y con pocos mensajes de control. La limitante es que el coordinador puede ser un cuello de botella y puede fallar y bloquear a los procesos que esperan una respuesta de habilitación de acceso.
Un Algoritmo Distribuido
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