DE102005053727A1

DE102005053727A1 - Verteilte Verriegelung

Info

Publication number: DE102005053727A1
Application number: DE102005053727A
Authority: DE
Inventors: James M. Colorado Springs Reuter
Original assignee: Hewlett Packard Development Co LP
Current assignee: Hewlett Packard Enterprise Development LP
Priority date: 2004-12-10
Filing date: 2005-11-10
Publication date: 2006-06-14
Anticipated expiration: 2025-11-11
Also published as: GB0523073D0; GB2421101A; CN1786918A; US8495266B2; US20060129556A1; GB2421101B; CN1786918B; DE102005053727B4

Abstract

Verschiedene Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung sind auf eine verteilte Verriegelung und ein Verteilt-Verriegelung-Protokoll gerichtet, um zu ermöglichen, dass mehrere kommunizierende Entitäten einen Zugriff auf eine Rechenressource gemeinschaftlich verwenden. Bestimmte Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung verwenden ein Datenspeicherungsregister, das durch die kommunizierenden Entitäten implementiert ist, um einen Wert zu halten, der einen Verteilt-Verriegelung-Zustand widerspiegelt.

Description

Die vorliegende Erfindung bezieht sich auf eine Gleichzeitigkeitssteuerung für einen gemeinschaftlich verwendeten Zugriff einer Computerressource durch kommunizierende Entitäten und insbesondere auf eine effiziente, robuste, verteilte Mietverriegelung.

Bei der anfänglichen Entwicklung und schnellen Reifung elektronischer Kommunikationssysteme, einschließlich sowohl Kommunikationsmedien als auch Systemen, die intern innerhalb Computersystemen eingegliedert sind, sowie Kommunikationsmedien und Systemen, die gesonderte Computersysteme verbinden, wurde eine breite Vielfalt von Verteilt-Anwendungsebene- und Systemsoftware entwickelt, um eine gleichzeitige und simultane, parallele Ausführung von Prozessen zu ermöglichen, die räumlich und zeitlich innerhalb Computersystemen und unter verbundenen Prozessoren und verbundenen Computersystemen verteilt sind. Zusätzlich können auch verbundene Verarbeitungsentitäten, wie beispielsweise Hardwaresysteme, die durch Logikschaltungen, Firmware oder eine Kombination von Logikschaltungen und Firmware gesteuert sind, parallel auf eine zusammenwirkende Weise laufen.

Bei verteilten Systemen können mehrere Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten verschiedene Vorrichtungs- und Rechenressourcen, die über ein Kommunikationssystem wie ein Computernetzwerk zugreifbar sind, gemeinschaftlich verwenden. Damit verteilte Systeme ordnungsgemäß funktionieren, muss eine gleichzeitige und simultane Konkurrenz durch mehrere Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten um Vorrichtungen und Rechenressourcen gesteuert werden, um einen ungesteuerten, gleichzeitigen oder simultanen Zugriff auf Vorrichtungen und Rechenressourcen zu verhindern, der zu Zeitabhängigkeiten und einem nicht-deterministischen Verhalten führt. Derartige Zeitabhängigkeiten können zu vielen unterschiedlichen pathologischen Befunden führen, einschließlich einer Datenverfälschung, Prozessabstürzen, einer Systemblockierung und einer Prozessaushungerung. Es wurden viele unterschiedliche Techniken zum Erleichtern eines gemeinschaftlichen Verwendens von verteilten Ressourcen durch miteinander kommunizierende Prozesse entwickelt. Gegenwärtig verfügbare Techniken weisen jedoch Zeitabhängigkeiten bei Kommunikationsnachrichtensendung und -empfang auf und sind deshalb verletzlich für die Launen von Kommunikationssendeverzögerungen, einer Prozessinstabilität und anderen Problemen, die bei einem verteilten System der realen Welt entstehen. Außerdem betreffen viele der Protokolle eines gemeinschaftlichen Verwendens verteilter Ressourcen Nachrichtenaustauschineffizienzen, was einen erheblichen Nachrichtenverkehr erfordert, um einen gemeinschaftlich verwendeten Zugriff auf Vorrichtungs- und Rechenressourcen zu koordinieren. Hersteller, Verkäufer, Entwickler und Benutzer von verteilten Systemen suchen deshalb weiterhin nach zuverlässigen, robusten und effizienten Verfahren zum gemeinschaftlichen Verwenden von verteilten Ressourcen.

Es ist die Aufgabe der vorliegenden Erfindung, eine verteilte Verriegelung, die kollektiv durch eine Anzahl miteinander kommunizierender Entitäten implementiert ist, und ein Verfahren zum Steuern eines Zugriffs auf eine Ressource durch mehrere gleichzeitig oder simultan zugreifende Entitäten mit verbesserten Charakteristika zu schaffen.

Diese Aufgabe wird durch eine verteilte Verriegelung gemäß Anspruch 1 und ein Verfahren gemäß Anspruch 21 gelöst.

Verschiedene Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung sind auf eine verteilte Verriegelung und ein Verteilte-Verriegelung-Protokoll gerichtet, um zu ermöglichen, dass mehrere kommunizierende Entitäten einen Zugriff auf eine Rechenressource gemeinschaftlich verwenden. Bestimmte Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung verwenden ein Datenspeicherungsregister, das durch die kommunizierenden Entitäten implementiert ist.

Bevorzugte Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung werden nachfolgend Bezug nehmend auf die beiliegenden Zeichnungen näher erläutert. Es zeigen:
1 ein Beispiel eines verteilten Rechensystems;
2 – 3 einen einfachen Typ eines Gleichzeitigkeitsproblems, das bei verteilten Computersystemen angetroffen wird;
4 – 7 das Konzept eines Verriegelns;
8 – 10 eines der vielen Probleme, die bei verteilten Systemen entstehen, die verteilte Verriegelungen auf naive Weise einsetzen, um einen Zugriff auf Ressourcen durch miteinander kommunizierende Prozesse, die auf verteilten Verarbeitungsentitäten laufen, zu serialisieren;
11 – 17 den grundlegenden Betrieb eines Speicherungsregisters, unter Verwendung von Darstellungskonventionen, die in den 4 – 10 verwendet werden;
18 die Komponenten, die durch einen Prozess oder eine Verarbeitungsentität P_i verwendet werden, die zusammen mit einer Anzahl anderer Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten P_j≠i ein verteiltes Speicherungsregister implementiert;
19 eine Bestimmung des aktuellen Werts eines verteilten Speicherungsregisters mittels einer beschlussfähigen Anzahl bzw. eines Quorums;
20 Pseudocode-Implementierungen für die Routinenhandhabungseinrichtungen und Operationsroutinen, die in 18 schematisch gezeigt sind;
21 ein Verteilte-Verriegelung-Protokoll, das auf einem verteilten Speicherungsregister basiert, das ein Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung darstellt;
22 ein einfaches Verteilte-Verriegelung-Protokoll, das durch eine Routine „leaseResource" (Ressource mieten) implementiert wird, die ein Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung darstellt; und
23 eine alternative, komplexere Implementierung der Routine „leaseResource", die ein alternatives Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung darstellt.
Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung sind auf Verteilte-Verriegelung-Protokolle gerichtet. Verteilte-Verriegelung-Protokolle finden bei einer Implementierung verteilter Systeme, einschließlich verteilter Anwendungen und verteilter Systemsoftware, Verwendung. Verteilte-Verriegelung-Protokolle können ferner innerhalb eines einzigen Computersystems Verwendung finden, bei dem Prozesse und Verarbeitungsentitäten gleichzeitig oder simultan auf gemeinschaftlich verwendete Ressourcen über nachrichtenbasierte Transaktionen zugreifen, einschließlich Paketen, die über Busse gesendet werden, oder gemeinschaftlich verwendeter Speichernachrichten.
1 zeigt ein Beispiel eines verteilten Rechensystems. Das verteilte Rechensystem umfasst fünf unterschiedliche Computersysteme 102 – 106, von denen zwei große, lokale Massenspeicherungsvorrichtungen 107 und 108, ein Plattenarray 110 und einen High-End-Leitknoten bzw. -Führungsknoten 112 aufweisen, der die Verarbeitungsentitäten und das Plattenarray mit zusätzlichen, entfernten Computersystemen, Massenspeicherungsvorrichtungen und anderen elektronischen Vorrichtungen verbindet. Bei einem verteilten Netzwerksystem, wie beispielsweise diesem, das in 1 gezeigt ist, werden Daten zwischen Prozessen und/oder Verarbeitungsentitäten, dem Plattenarray und dem Router-Knoten durch eines oder mehrere Computernetzwerke 114 ausgetauscht. Es werden viele unterschiedliche Typen von Computernetzwerken für derartige Zwecke eingesetzt, einschließlich High-End-Faserkanal-Verbindungen, Ethernet-Verbindungen und vieler anderer Typen von Vernetzungssystemen und -medien, die eine Vielfalt unterschiedlicher Protokolle und Konfigurationen einsetzen und die gemäß einer Vielfalt unterschiedlicher Nachrichtensendungsverfahren wirksam sind, einschließlich einer busähnlichen Sendung, einer ringähnlichen Sendung, einer Punkt-zu-Punkt-Sendung und anderer Verfahren. Bei einem verteilten System, wie beispielsweise dem verteilten System, das in 1 gezeigt ist, können Prozesse, die simultan oder gleichzeitig auf unterschiedlichen Computersystemen laufen, eine oder mehrere Ressourcen gemeinschaftlich verwenden. Zum Beispiel können Prozesse, die sowohl auf dem Computersystem 102 als auch auf dem Computersystem 103 laufen, auf die Massenspeicherungsvorrichtung 107 des Computersystems 103 zugreifen. Als ein weiteres Beispiel können Prozesse, die auf allen der Computersysteme laufen, spezielle Speicherungsdatenträger bzw. -volumen gemeinschaftlich verwenden, die durch das Plattenarray 110 vorgesehen sind. Es ist zu beachten, dass ein Computersystem, wie beispielsweise das Computersystem 102 einen bis zu einer großen Anzahl einzelner Computerprozessoren umfassen kann und eine gleichzeitige Ausführung von Tausenden von Prozessen und eine simultane Ausführung von Zig bis Hunderten von Prozessen unterstützen kann. Datenressourcen sind lediglich ein Beispiel gemeinschaftlich verwendeter Ressourcen. Es können viele andere Typen von Ressourcen gemeinschaftlich verwendet werden. Zum Beispiel können bei verteilten Betriebssystemen Prozessoren innerhalb von Verarbeitungsentitäten durch logische Verarbeitungsbereiche innerhalb des verteilten Betriebssystems gemeinschaftlich verendet werden. Dateneingabe- und Ausgabevorrichtungen können zwischen Verarbeitungsentitäten gemeinschaftlich verwendet werden, Kommunikationsvorrichtungen können durch mehrere Prozesse gemeinschaftlich verwendet werden und viele andere Typen von Vorrichtungen, sowohl physisch als auch logisch, können unter verteilten Prozessen gemeinschaftlich verwendet werden sowie auf andere Typen von Vorrichtungen aktiv zugreifen und dieselben gemeinschaftlich verwenden.
Ein gemeinschaftliches Verwenden verteilter Ressourcen durch verteilte Prozesse betrifft eine Verwaltung vieler unterschiedlicher Typen von Gleichzeitigkeitsproblemen. 2 – 3 stellen einen einfachen Typ eines Gleichzeitigkeitsproblems dar, das bei verteilten Computersystemen angetroffen wird. An dem oberen Ende der 2 ist eine Darstellung eines Abschnitts einer Datenspeicherungsressource 202 gezeigt. Die Datenblöcke der Datenspeicherungsressource, wie beispielsweise ein Datenblock 204, sind logisch sequentiell in der Datenspeicherungsvorrichtung geordnet. Ein Abschnitt der Datenressource, die in 2 dargestellt ist, umfasst 13 Datenblöcke, die sequentiell als Datenblöcke 73 – 85 adressiert sind. Ein erster Prozess, der auf einer Verarbeitungsentität läuft, muss drei aufeinanderfolgende Datenblockwerte 206, die in 2 durch die Symbole „A", „B" und „C" dargestellt sind, in den Blöcken der Daten- und Speicherungsressource 78, 79 und 80 speichern. Ein zweiter Prozess muss drei unterschiedliche Datenblockwerte 208, die in 2 durch die Symbole „X", „Y" und „Z" dargestellt sind, in den gleichen drei aufeinanderfolgenden Datenblöcken der Datenspeicherungsressource 78 – 80 speichern. Bei diesem Beispiel konkurrieren sowohl der erste als auch der zweite Prozess um die Datenblöcke 78 – 80 der Datenstruktur. Eines von zwei möglichen Ergebnissen dieser Konkurrenz ist gültig und annehmbar. Ein Ergebnis ist, dass der erste Prozess die Datenblockwerte „A", „B" und „C" zu den Datenblöcken 78 – 80 der Datenressource 210 schreibt. Dies kann entweder in dem Fall, dass der zweite Prozess die Datenblockwerte „X", „Y" und „Z" nicht zu der Datenspeicherungsressource schreibt oder der zweite Prozess diese Datenblockwerte erfolgreich zu der Datenspeicherungsressource schreibt, aber diese Datenblockwerte dann mit den Datenblockwerten „A", „B" und „C" durch den ersten Prozess überschrieben werden, auftreten. Auf ähnliche Weise ist ein zweites gültiges und annehmbares Ergebnis 212, dass der zweite Prozess die Datenblockwerte „X", „Y" und „Z" erfolgreich zu den Datenblöcken 78 – 80 der Datenspeicherungsressource schreibt.
Es gibt jedoch viele ungültige und unannehmbare Ergebnisse der Konkurrenz, um einen Zugriff auf die Datenspeicherungsressource durch den ersten und den zweiten Prozess, einschließlich eines Ergebnisses 214, bei dem der zweite Prozess es geschafft hat, die Datenblockwerte „X" und „Y" zu den Blöcken 78 – 79 der Datenspeicherungsressource zu schreiben, und der erste Prozess den Wert „C" erfolgreich zu dem Datenblock 80 der Datenspeicherungsressource geschrieben hat. Das ungültige und unannehmbare Ergebnis 214 in 2 ist lediglich ein Beispiel vieler ungültiger und unannehmbarer Ergebnisse, die aus der Konkurrenz um die gemeinschaftlich verwendete Datenspeicherungsressource durch die Prozesse resultieren können.
3 stellt eine Sequenz von Ereignissen dar, die zu dem ungültigen und unannehmbaren Ergebnis 214 in 2 führen können. Zuerst schreibt der erste Prozess den Datenblockwert „A" zu dem Block 78 der gemeinschaftlich verwendeten Datenspeicherungsressource 302. Dann schreibt bei einer zweiten SCHREIBEN-Operation der erste Prozess den Datenblockwert „B" zu dem Block 79, der gemeinschaftlich verwendeten Datenspeicherungsressource 304. Als nächstes überschreibt der zweite Prozess den Datenblock 78 mit dem Datenblockwert „X" 306. Dann überschreibt der zweite Prozess den Datenblock 79 mit dem Datenblockwert „Y" 308. Dann schreibt der zweite Prozess den Datenblock „Z" zu dem Datenblock 80 310. Schließlich überschreibt der erste Prozess den Datenblock 80 mit dem Datenblockwert „C" 312.
Das in 2 – 3 dargestellte Problem ist ein häufiges Problem, das bei Datenbankverwaltungssystemen und gemeinschaftlich verwendeten Dateisystemen entsteht. Die Datenblöcke 78 – 80 kann man sich als eine große Datenaufzeichnung speichernd vorstellen, von der unterschiedliche Teile Referenzen zu anderen Teilen der Datenaufzeichnung oder anderen Daten enthalten, die anderswo in der Datei gespeichert sind. Falls Abschnitte der großen Datenaufzeichnung mit inkonsistenten Daten überschrieben werden, wird die Datenaufzeichnung als Ganzes inkonsistent und kann zu kaskadierenden Datenfehlern durch nachfolgende Zugriffsoperationen führen und kann in schlimmeren Fällen zu einer Verfälschung einer Datenbank oder eines Dateisystems und zu Abstürzen von Prozessen, die auf die Daten zugreifen, führen.
Um die verschiedenen Typen von ungültigen und unannehmbaren Ergebnissen einer Ressourcenkonkurrenz wie dem in den 2 – 3 dargestellten Beispiel eines verfälschten Datenblocks zu verhindern, wurden viele Techniken eingesetzt. Eine Technik betrifft ein Verriegeln bzw. Sperren einer Ressource durch einen Prozess, bevor durch den Prozess auf die Ressource zugegriffen wird. 4 – 7 stellen das Konzept eines Verriegelns dar. Alle der 4 – 7 und nachfolgende Figuren verwenden identische Darstellungskonventionen, die im Interesse einer Kürze lediglich für 4 beschrieben sind. 4 zeigt fünf Computersysteme 402 – 406, die durch ein Kommunikationsnetzwerk 408 miteinander und mit einer gemeinschaftlich verwendeten Ressource R 410 verbunden sind, auf die durch Prozesse zugegriffen wird, die auf den Computersystemen laufen. Um die Ressource zu verriegeln, sendet ein Prozess P₂, der auf der zweiten Verarbeitungsentität läuft, eine Nachricht 412 zu anderen Prozessen, um anzugeben, dass der Prozess P₂ beabsichtigt, die Ressource R für einen Zugriff zu verriegeln. Wenn der Prozess P₂ einmal bestimmt, dass die Nachricht 412 erfolgreich gesendet ist, betrachtet der Prozess P₂ die Ressource R 410 als für einen ausschließlichen Zugriff durch den Prozess P₂ verriegelt, was in 5 durch den gestrichelten Kreis 502 angegeben ist, der die Ressource R umgibt. Wenn der Prozess P₂ ein Zugreifen auf die Ressource R einmal beendet, sendet der Prozess P₂ eine Entriegelungsnachricht 602 zu den anderen Prozessen, wie es in 6 gezeigt ist. Wie es in 7 gezeigt ist, betrachtet, wenn der Prozess P₂ einmal bestimmt, dass die Entriegelungsnachricht erfolgreich gesendet wurde, der Prozess P₂ die Verriegelung an der Ressource R als entfernt.
Leider ist ein verteiltes Verriegeln von Ressourcen voll mit vielen möglichen Problemen. 8 – 10 stellen eines der vielen Probleme dar, die bei verteilten Systemen entstehen, die verteilte Verriegelungen auf naive Weise einsetzen, um einen Zugriff auf Ressourcen durch miteinander kommunizierende Prozesse, die auf verteilten Verarbeitungsentitäten laufen, zu serialisieren. In 8 wählt der Prozess P₂ 802, auf eine Ressource R 804 zuzugreifen, wobei zuerst eine Verriegelungsnachricht 806 durch das Netzwerk zu anderen Prozessen gesendet wird, die auf anderen Computersystemen laufen. Der Prozess P₄ jedoch, der ebenfalls auf die Ressource R zugreift, läuft gegenwärtig nicht 808. Wie es in 9 gezeigt ist, betrachtet, wenn der Prozess P₂ einmal bestimmt, dass die Verriegelungsnachricht erfolgreich gesendet wurde, der Prozess P₂ die Ressource R als verriegelt 902. An diesem Punkt beginnt der Prozess P₄ 804 wieder zu laufen und entscheidet sich, auf die Ressource R zuzugreifen. Weil der Prozess P₄ nicht lief, als der Prozess P₂ 802 die Verriegelungsnachricht sendete, ist sich der Prozess P₄ nicht dessen bewusst, dass der Prozess P₂ die Ressource R als verriegelt betrachtet. Deshalb sendet der Prozess P₄ eine Verriegelungsnachricht 904 zu den anderen Prozessen, die auf den anderen Computersystemen laufen. Wie es in 10 gezeigt ist, betrachtet, wenn der Prozess P₄ bestimmt, dass die Verriegelungsnachricht erfolgreich gesendet wurde, der Prozess P₄ die Ressource R als verriegelt 1002 durch den Prozess P₄ trotz der Tatsache, dass der Prozess P₂ die Ressource R als verriegelt 902 durch den Prozess P₂ betrachtet. Beide Prozesse P₂ und P₄ konkurrieren dann gleichzeitig um die Ressource R, was möglicherweise zu Problemen führt, wie beispielsweise dem in 3 dargestellten Problem.
Es gibt viele naive, mögliche Lösungen für das oben in 8 – 10 dargestellte Problem. Wenn z. B. der Prozess P₂ eine Verriegelungsnachricht von dem Prozess P₄ empfängt, könnte der Prozess P₂ dann eine Warnnachricht zu dem Prozess P₄ senden, wobei der Prozess P₄ informiert wird, dass der Prozess P₂ die Ressource R als verriegelt betrachtet. Diese Nachricht könnte jedoch verloren oder verzögert werden, wobei ermöglicht wird, dass beide Prozesse P₂ und P₄ gleichzeitig um die Ressource R konkurrieren. Eine andere Lösung könnte darin bestehen, eine Verarbeitungsentität einer Ressource R zuzuordnen und zu ermöglichen, dass die zugeordnete Verarbeitungsentität eine Verriegelung im Namen der Ressource R verwaltet, wobei alle Verriegelungsanforderungen eingereiht werden, um eine gleichzeitige Konkurrenz um die Ressource R zu verhindern. Es kann jedoch der Fall sein, dass der Prozess P₂ aufeinander folgend eine Verriegelung an der Ressource R erhält und dann abstürzt. Die Ressource R bleibt dann verriegelt, während die Ressource unbenutzt ist, wobei verhindert wird, dass andere Prozesse auf die Ressource R zugreifen, obwohl der Prozess P₂ nicht läuft. Der Prozess P₂ kann schlimmer noch wieder starten und die Tatsache vergessen haben, dass der Prozess P₂ in einer vorhergehenden Inkarnation die Ressource R verriegelt hatte, und ist deshalb selbst nicht in der Lage, auf die Ressource R zuzugreifen. Ein Versuch, derartige Probleme zu handhaben, kann darin bestehen, Verriegelungen in der Verarbeitungsentität, die der Ressource R zugeordnet ist, einen Zeitgeber zuzuordnen, so dass Verriegelungen automatisch nach einer spezifizierten Zeitperiode ablaufen. Wenn jedoch die Verriegelung abläuft, muss ein Prozess, der die Verriegelung hält, über den Ablauf informiert werden, um zu verhindern, dass dieser Prozess gleichzeitig zusammen mit einem Prozess, der nachfolgend eine Verriegelung an der Ressource erhält, auf die Ressource zugreift. Derartige Benachrichtigungsnachrichten können jedoch verzögert und verloren werden. Die Verarbeitungsentität, die der Ressource R zugeordnet ist, kann, um derartige Probleme zu handhaben, zusammen mit der Verriegelung einen zeitlich festgelegten Autorisierungscode zurückgeben und einen Zugriff auf die Ressource überwachen, um sicherzustellen, dass lediglich autorisierte Prozesse auf die Ressource zugreifen. Die Verarbeitungsentität jedoch, die der Ressource R zugeordnet ist, kann selbst abstürzen, Autorisierungsnachrichten können verloren oder verzögert werden oder die Verarbeitungsentität, die der Ressource R zugeordnet ist, kann selbst intern unter Problemen einer gleichzeitigen Konkurrenz leiden, wenn versucht wird, die Ressource R im Auftrag gleichzeitig konkurrierender entfernter Prozesse zu verriegeln oder freizugeben. Es sind nachweisbar korrekte Verteilt-Verriegelung-Protokolle verfügbar, aber diese Protokolle sind allgemein für Prozessabstürze empfindlich und weisen bestimmte strikte Zeitabhängigkeiten auf, deren versehentliche Verletzung zu einem Versäumnis der verteilten Verriegelung, ein Eingreifen zu verhindern, einem gleichzeitigen Zugriff durch mehrere Prozesse oder einer Systemblockade führen kann.
Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung verwenden ein verteiltes Speicherungsregister, das einer Ressource zugeordnet ist, um eine verteilte Verriegelung für die Ressource zu implementieren. 11 – 17 stellen den grundlegenden Betrieb eines Speicherungsregisters unter Verwendung von Darstellungskonventionen dar, die in 4 – 10 verwendet werden. Wie es in 11 gezeigt ist, ist das verteilte Speicherungsregister 1102 vorzugsweise ein abstraktes oder virtuelles Register und nicht ein physisches Register, das in der Hardware einer speziellen elekt ronischen Vorrichtung implementiert ist. Jeder Prozess, der auf einem Prozessor oder Computersystem 1104 – 1108 läuft, verwendet eine kleine Anzahl von Werten, die in einem dynamischen Speicher gespeichert sind und optional in einem nicht-flüchtigen Speicher gesichert sind, zusammen mit einer kleinen Anzahl von auf das verteilte Speicherungsregister bezogenen Routinen, um das verteilte Speicherungsregister 1002 kollektiv zu implementieren. Zumindest ist ein Satz von gespeicherten Werten und Routinen jeder Verarbeitungsentität zugeordnet, die auf das verteilte Speicherungsregister zugreift. Bei derartigen Implementierungen kann jeder Prozess, der auf einem physischen Prozessor oder Mehrprozessorsystem läuft, die eigenen gespeicherten Werte und Routinen desselben verwalten und bei anderen Implementierungen können Prozesse, die auf einem speziellen Prozessor oder Mehrprozessorsystem laufen, die gespeicherten Werte und Routinen gemeinschaftlich verwenden, vorausgesetzt, dass das gemeinschaftliche Verwenden lokal koordiniert ist, um Probleme eines gleichzeitigen Zugriffs durch mehrere Prozesse, die auf dem Prozessor laufen, zu verhindern.
In 11 behält jedes Computersystem einen lokalen Wert 1110 – 1114 für das verteilte Speicherungsregister bei. Allgemein sind die lokalen Werte, die durch die unterschiedlichen Computersysteme gespeichert sind, normalerweise identisch und gleich dem Wert des verteilten Speicherungsregisters 1102. Gelegentlich sind jedoch die lokalen Werte eventuell nicht alle identisch, wie bei dem in 11 gezeigten Beispiel, in welchem Fall, falls eine Mehrheit der Computersysteme aktuell einen einzigen lokal gespeicherten Wert beibehält, dann der Wert des verteilten Speicherungsregisters der mehrheitlich gehaltene Wert ist.
Bei dem in 11 gezeigten Beispiel, das ein Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung darstellt, verwenden Prozesse, die auf den fünf Computersystemen 1104 – 1108 laufen, das verteilte Speicherungsregister 1102 als eine verteilte Verriegelung, um einen Zugriff auf eine entfernte Ressource 1110R zu serialisieren. Eine auf einem verteilten Speicherungsregister basierte verteilte Verriegelung kann verwendet werden, um einen gleichzeitigen Zugriff durch entfernte Prozesse auf eine einzige Ressource oder auf eine Sammlung von Ressourcen zu steuern, wobei die Sammlung von Ressourcen selbst möglicherweise über einer Anzahl von miteinander kommunizierenden, elektronischen Vorrichtungen verteilt ist.
Ein verteiltes Speicherungsregister stellt einer Anzahl von miteinander kommunizierenden Prozessen, die kollektiv das verteilte Speicherungsregister implementieren, zwei grundlegende Funktionen auf hoher Ebene bereit. Wie es in 12 gezeigt ist, kann ein Prozess eine LESEN-Anforderung 1202 an das verteilte Speicherungsregister 1102 richten. Falls das verteilte Speicherungsregister aktuell einen gültigen Wert hält, wie es in 13 durch den Wert „B" innerhalb des verteilten Speicherungsregisters 1102 gezeigt ist, wird der aktuelle, gültige Wert zu dem anfordernden Prozess zurückgegeben 1302, wie es in 13 gezeigt ist. Falls jedoch, wie es in 14 gezeigt ist, das verteilte Speicherungsregister 1102 gegenwärtig keinen gültigen Wert enthält, dann wird der Wert NIL 1402 zu dem anfordernden Prozess zurückgegeben. Der Wert NIL ist ein Wert, der kein gültiger Wert sein kann, der innerhalb des verteilten Speicherungsregisters gespeichert ist.
Ein Prozess kann auch einen Wert zu dem verteilten Speicherungsregister schreiben. In 15 richtet ein Prozess eine SCHREIBEN-Nachricht 1502 an das verteilte Speicherungsregister 1102, wobei die SCHREIBEN-Nachricht 1502 einen neuen Wert „X" umfasst, der zu dem verteilten Speicherungsregister 1102 geschrieben werden soll. Falls der Wert, der zu dem verteilten Speicherungsregister übertragen wird, gleich welchen Wert, der aktuell in dem verteilten Speicherungsregister gespeichert ist, erfolgreich überschreibt, wie es in 16 gezeigt ist, dann wird ein Boolscher Wert „WAHR" zu dem Prozess, der die SCHREIBEN-Anforderung an das verteilte Speicherungsregister gerichtet hat, zurückgegeben 1602. Andernfalls, wie es in 17 gezeigt ist, schlägt die SCHREIBEN-Anforderung fehl und ein Boolscher Wert „FALSCH" wird zu dem Prozess, der die SCHREIBEN-Anforderung an das verteilte Speicherungsregister gerichtet hat, zurückgegeben 1702, wobei der Wert, der in dem verteilten Speicherungsregister gespeichert ist, durch die SCHREIBEN-Anforderung unverändert ist. Bei bestimmten Implementierungen gibt das verteilte Speicherungsregister Binärwerte „OK" und „NOK" zurück, die äquivalent zu den Boolschen Werten „WAHR" und „FALSCH" sind.
18 zeigt die Komponenten, die durch einen Prozess oder eine Verarbeitungsentität P_i verwendet werden, die zusammen mit einer Anzahl anderer Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten, P_j≠i, ein verteiltes Speicherungsregister implementiert. Ein Prozessor oder eine Verarbeitungsentität verwendet drei Grundelemente auf niedriger Ebene: einen Zeitgebermechanismus 1802, eine eindeutige ID 1804 und einen Takt 1806. Der Prozessor oder die Verarbeitungsentität P_i verwendet einen lokalen Zeitgebermechanismus 1802, der ermöglicht, dass P_i einen Zeitgeber für eine spezifizierte Zeitperiode setzt und dann darauf wartet, dass der Zeitgeber abläuft, wobei P_i bei einem Ablauf des Zeitgebers benachrichtigt wird, um eine gewisse Operation fortzusetzen. Ein Prozess kann einen Zeitgeber setzen und eine Ausführung fortsetzen, wobei der Zeitgeber auf einen Ablauf hin überprüft oder abgefragt wird, oder ein Prozess kann einen Zeitgeber setzen, eine Ausführung aussetzen und wieder aufgeweckt werden, wenn der Zeitgeber abläuft. In jedem Fall ermöglicht der Zeitgeber, dass der Prozess eine Operation logisch aussetzt und nachfolgend die Operation nach einer spezifizierten Zeitperiode wieder aufnimmt oder eine gewisse Operation für eine spezifizierte Zeitperiode durchführt, bis der Zeitgeber abläuft. Der Prozess oder die Verarbeitungsentität P_i muss auch eine zuverlässig gespeicherte und zuverlässig wiedererlangbare lokale Prozess-ID („PID") 1804 aufweisen. Jeder Prozessor oder jede Verarbeitungsentität muss eine lokale PID aufweisen, die mit Bezug auf alle anderen Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten eindeutig ist, die zusammen das verteilte Speicherungsregister implementieren. Schließlich muss der Prozessor oder die Verarbeitungsentität P_i einen Echtzeittakt 1806 aufweisen, der grob mit irgendeiner absoluten Zeit koordiniert ist. Die Echtzeittakte aller der Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten, die kollektiv ein verteiltes Speicherungsregister implementieren, müssen nicht präzise synchronisiert sein, aber müssen irgendein gemeinschaftlich verwendetes Konzept einer absoluten Zeit vernünftig wiederspiegeln. Die meisten Computer, einschließlich Personalcomputer, umfassen einen durch eine Batterie mit Leistung versorgten Systemtakt, der einen aktuellen, universellen Zeitwert wiederspiegelt. Für die meisten Zwecke, einschließlich einer Implementierung eines verteilten Speicherungsregisters, müssen diese Systemtakte nicht präzise synchronisiert sein, sondern lediglich eine aktuelle, universelle Zeit näherungsweise wiederspiegeln.
Jeder Prozessor oder jede Verarbeitungsentität P_i umfasst einen flüchtigen Speicher 1808 und bei einigen Ausführungsbeispielen einen nicht-flüchtigen Speicher 1810. Der flüchtige Speicher 1808 wird zum Speichern von Anweisungen für eine Ausführung und lokaler Werte einer Anzahl von Variablen verwendet, die für das Verteilt-Speicherungsregister-Protokoll verwendet werden. Der nicht-flüchtige Speicher 1810 wird zum beständigen Speichern der Anzahl verwendeter Variablen für das Verteilt-Speicherungsregister-Protokoll bei einigen Ausführungsbeispielen verwendet. Eine beständige Speicherung von variablen Werten liefert eine relativ einfache Wiederaufnahme einer Teilnahme eines Prozesses bei der kollektiven Implementierung eines verteilten Speicherungsregisters nach einem Absturz oder einer Kommunikationsunterbrechung. Eine beständige Speicherung ist jedoch nicht erforderlich. Solange die variablen Werte in einem dynamischen Speicher gespeichert sind, werden anstelle dessen bei Ausführungsbeispielen einer nicht-beständigen Speicherung, falls dieselben verloren werden, alle zusammen verloren und vorausgesetzt, dass die Variablen ordnungsgemäß reinitialisiert werden, ist das Verteilt-Speicherungsregister-Protokoll korrekt wirksam und ein Fortschritt von Prozessen und Verarbeitungsentitäten, die das verteilte Speicherungsregister verwenden, ist beibehalten. Jeder Prozess P_i speichert drei Variablen: (1) val 1834, die den aktuellen, lokalen Wert für das verteilte Speicherungsregister hält; (2) val-ts 1836, die den Zeitstempelwert angibt, der dem aktuellen, lokalen Wert für das verteilte Speicherungsregister zugeordnet ist; und (3) ord-ts 1838, die den jüngsten Zeitstempel angibt, der einer SCHREIBEN-Operation zugeordnet ist. Die Variable val ist besonders bei Ausführungsbeispielen einer nicht-beständigen Speicherung auf einen Wert NIL initialisiert, der von irgendeinem Wert, der zu dem verteilten Speicherungsregister durch Prozesse oder Verarbeitungsentitäten geschrieben wird, unterschiedlich ist und der deshalb von allen anderen Verteilt-Speicherungsregister-Werten unterscheidbar ist. Gleichermaßen sind die Werte der Variablen val-ts und ord-ts auf den Wert „initialTS" initialisiert, ein Wert weniger irgendeines Zeitstempelwerts, der durch eine Routine „newTS" zurückgegeben wird, die verwendet wird, um Zeitstempelwerte zu erzeugen. Vorausgesetzt, dass val, val-ts und ord-ts gemeinsam auf diese Werte reinitialisiert werden, toleriert das kollektiv implementierte, verteilte Speicherungsregister Kommunikationsunterbrechungen und Prozess- und Verarbeitungsentitätsabstürze, vorausgesetzt, dass zumindest eine Mehrheit von Prozessen und Verarbeitungsentitäten sich erholt und eine Korrekturoperation wieder aufnimmt.
Jeder Prozessor oder jede Verarbeitungsentität P₁ kann mit anderen Prozessen und Verarbeitungsentitäten P_j≠i über ein nachrichtenbasiertes Netzwerk verbunden sein, um Nachrichten von den anderen Prozessen und Verarbeitungsentitäten P_j≠i zu empfangen 1812 und zu denselben zu senden 1814.
Jeder Prozessor oder jede Verarbeitungsentität P_i umfasst eine Routine „newTS" 1816, die einen Zeitstempel TS_i zurückgibt, wenn dieselbe aufgerufen wird, wobei der Zeitstempel TS_i größer als ein gewisser Anfangswert „initialTS" ist. Jedes Mal, wenn die Routine „newTS" aufgerufen wird, gibt dieselbe einen Zeitstempel TS_i zurück, der größer als irgendein Zeitstempel ist, der vorhergehend zurückgegeben wurde. Ferner sollte irgendein Zeitstempelwert TS_i, der durch die newTS zurückgegeben wird, die durch einen Prozessor oder eine Verarbeitungsentität P_i aufgerufen wird, von irgendeinem Zeitstempel TS_j unterschiedlich sein, der durch newTS zurückgegeben wird, die durch einen anderen Prozessor oder eine andere Verarbeitungsentität P_j aufgerufen wird. Ein praktisches Verfahren zum Implementieren von newTS besteht darin, dass newTS einen Zeitstempel TS zurückgibt, der die Verkettung der lokalen PID 1804 mit der aktuellen Zeit aufweist, die durch den Systemtakt 1806 berichtet wird. Jeder Prozessor oder jede Verarbeitungsentität P_i, die das verteilte Speicherungsregister implementiert, umfasst vier unterschiedliche Handhabungseinrichtungsroutinen: (1) eine READ-Handhabungseinrichtung (LESEN-Handhabungseinrichtung) 1818; (2) eine ORDER-Handhabungseinrichtung (ORDNEN-Handhabungseinrichtung) 1820; (3) eine WRITE-Handhabungseinrichtung (SCHREIBEN-Handhabungseinrichtung) 1822; und (4) eine ORDER&READ-Handhabungseinrichtung (ORD-NEN&LESEN-Handhabungseinrichtung) 1824. Es ist wichtig, anzumerken, dass Handhabungseinrichtungsroutinen als kritische Abschnitte implementiert sein sollten oder durch Verriegelungen eingereiht sein sollten, um Wettlaufbedingungen bei einem Testen und Setzen lokaler Variablenwerte zu verhindern. Jeder Prozessor oder jede Verarbeitungsentität P_i muss ferner vier Operationsroutinen aufweisen: (1) READ (LESEN) 1826; (2) WRITE (SCHREIBEN) 1828; (3) RECOVER (REGENERIEREN) 1830; und (4) MAJORITY (MEHRHEIT) 1832. Sowohl die vier Handhabungseinrichtungsroutinen als auch die vier Operationsroutinen sind unten detailliert erörtert.
Ein korrekter Betrieb eines verteilten Speicherungsregisters und eine Lebendigkeit, oder ein Fortgang, von Prozessen und Verarbeitungsentitäten, die ein verteiltes Speicherungsregister verwenden, hängt von einer Anzahl von Annahmen ab. Es wird angenommen, dass jeder Prozess oder jede Verarbeitungsentität P_i sich nicht bösartig verhält. Mit anderen Worten hält sich jeder Prozessor oder jede Verarbeitungsentität P_i treu an das Verteilt-Speicherungsregister-Protokoll. Eine andere Annahme besteht darin, dass eine Mehrzahl der Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten P_i, die kollektiv ein verteiltes Speicherungsregister implementieren, entweder niemals abstürzen oder schließlich aufhören abzustürzen und zuverlässig ausführen. Wie es oben erörtert ist, ist eine Implementierung eines verteilten Speicherungsregisters tolerant gegenüber verlorenen Nachrichten, Kommunikationsunterbrechungen und Prozess- und Prozessentitätsabstürzen, die zu irgendeiner gegebenen Zeit eine Minderheit von Prozessen und Verarbeitungsentitäten beeinflussen. Wie es oben erwähnt ist, sind alle der Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten durch ein nachrichtenbasiertes Netzwerk vollständig verbunden. Das nachrichtenbasierte Netzwerk ist asynchron ohne Grenzen an Nachrichtenübertragungszeiten. Es wird jedoch eine gute Verlusteigenschaft für das Netzwerk angenommen, was im Wesentlichen garantiert, dass, falls P_i eine Nachricht m von P_j empfängt, dann P_j die Nachricht m gesendet hat, und ebenfalls im Wesentlichen garantiert, dass, falls P_i die Nachricht m wiederholt zu P_j überträgt, P_j schließlich die Nachricht m empfängt, falls P_j ein korrekter Prozess oder eine korrekte Verarbeitungsentität ist. Wie es oben erörtert ist, wird wiederum angenommen, dass die Systemtakte für alle Prozesse oder Verarbeitungsentitäten alle einen gewissen gemeinschaftlich verwendeten Zeitstandard vernünftig wiederspiegeln, aber dieselben müssen nicht präzise synchronisiert sein.
Diese Annahmen sind nützlich, um eine Korrektheit des Verteilt-Speicherungsregister-Protokolls zu beweisen und um einen Fortschritt zu garantieren. Bei praktischen Implementierungen jedoch kann eine oder mehrere der Annahmen verletzt sein und dennoch eine vernünftig korrekte und nützliche verteilte Verriegelung erhalten werden. Außerdem können zusätzliche Schutzmaßnahmen in die Handhabungseinrichtungsroutinen und Operationsroutinen eingebaut sein, um spezielle Mängel bei den Hardwareplattformen und Verarbeitungsentitäten zu überwinden.
Ein Betrieb des verteilten Speicherungsregisters basiert auf dem Konzept eines Quorums. 19 stellt eine Bestimmung des aktuellen Werts eines verteilten Speicherungsregisters mittels eines Quorums dar. 19 verwendet ähnliche Darstellungskonventionen, wie dieselben in 11 – 17 verwendet werden. In 19 behält jeder der Prozesse oder jede der Verarbeitungsentitäten 1902 – 1906 die lokale Variable, vaöl-ts, bei, wie beispielsweise eine lokale Variable 1907, die durch den Prozess oder die Verarbeitungsentität 1902 beibehalten wird, die einen lokalen Zeitstempelwert für das verteilte Speicherungsregister hält. Falls wie in 19 eine Mehrheit der lokalen Werte, die durch die verschiedenen Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten beibehalten sind, die kollektiv das verteilte Speicherungsregister implementieren, sich aktuell auf einen Zeitstempelwert val-ts einigen, der dem verteilten Speicherungsregister zugeordnet ist, dann wird der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters 1908 als der Wert der Variable val betrachtet, die durch die Mehrheit der Prozesse oder Verarbeitungsentitäten gehalten wird. Falls eine Mehrheit der Prozesse und Verarbeitungsentitäten sich nicht auf einen Zeitstempelwert val-ts einigen können, oder es keinen einzigen von der Mehrheit gehaltenen Wert gibt, dann sind die Inhalte des verteilten Speicherungsregisters undefiniert. Jedoch kann dann ein von einer Minderheit gehaltener Wert durch eine Mehrheit von Prozessen und/oder Verarbeitungsentitäten ausgewählt werden und dieselben können sich auf denselben einigen, um das verteilte Speicherungsregister zu regenerieren.
20 zeigt Pseudocode-Implementierungen für die Routinenhandhabungseinrichtungen und Operationsroutinen, die in 18 schematisch gezeigt sind. Es ist zu beachten, dass diese Pseudocode-Implementierungen eine detaillierte Fehlerhandhabung und spezifische Details von Kommunikationsgrundelementen auf niedriger Ebene, eine lokale Verriegelung und andere Details weglassen, die Fachleuten auf dem Gebiet einer Computerprogrammierung gut ersichtlich sind und durch dieselben einfach implementiert werden. Die Routine „majority" 2002 sendet in Zeile 2 eine Nachricht von einem Prozess oder einer Verarbeitungsentität P_i zu sich selbst und zu allen anderen Prozessen oder Verarbeitungsentitäten P_j≠i, die gemeinsam mit P_i kollektiv ein verteiltes Speicherungsregister implementieren. Die Nachricht wird periodisch wieder gesendet, bis eine angemessene Anzahl von Antworten empfangen wird, und bei vielen Implementierungen wird ein Zeitgeber gesetzt, um an diesem Schritt eine finite Zeit- und Ausführungsbegrenzung zu setzen. Dann wartet in Zeilen 3 – 4 die Routine „majority", um Antworten auf die Nachricht zu empfangen, und gibt dann die empfangenen Antworten in Zeile 5 zurück. Die Annahme, dass eine Mehrheit von Prozessen korrekt ist, wie es oben erörtert ist, garantiert im Wesentlichen, dass die Routine „majority" schließlich zurückkehrt, ob ein Zeitgeber verwendet wird oder nicht. Bei praktischen Implementierungen erleichtert ein Zeitgeber ein Handhaben von Fehlerauftretensfällen in einer zeitigen Weise. Es ist zu beachten, dass eine derartige Nachricht eindeutig identifiziert ist, allgemein mit einem Zeitstempel oder einer anderen eindeutigen Nummer, so dass Antworten, die durch den Prozess P_i empfangen werden, mit einer vorhergehend gesendeten Nachricht korreliert werden können.
Die Routine „read" 2004 liest einen Wert aus dem verteilten Speicherungsregister. In Zeile 2 ruft die Routine „read" die Routine „majority" auf, um eine LESEN-Nachricht zu sich selbst und zu jedem der anderen Prozesse oder Verarbeitungsentitäten P_j≠i zu senden. Die LESEN-Nachricht umfasst eine Angabe, dass die Nachricht eine LESEN-Nachricht ist, sowie den Zeitstempelwert, der dem lokalen, aktuellen Verteilt-Speicherungsregister-Wert zugeordnet ist, der durch den Prozess P_i gehalten ist, val-ts. Falls die Routine „majority" einen Satz von Antworten zurückgibt, die alle den Boolschen Wert „WAHR" enthalten, wie es in Zeile 3 bestimmt ist, dann gibt die Routine „read" den lokalen, aktuellen Verteilt-Speicherungsregister-Wert val zurück. Andernfalls ruft die Routine „read" in Zeile 4 die Routine „recover" auf.
Die Routine „recover" 2006 versucht, einen aktuellen Wert des verteilten Speicherungsregisters durch eine Quorum-Technik zu bestimmen. Zuerst wird in Zeile 2 ein neuer Zeitstempel ts durch ein Aufrufen der Routine „newTS" erhalten. Dann wird in Zeile 3 die Routine „majotity" aufgerufen, um ORDNEN&LESEN-Nachrichten zu allen der Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten zu senden. Falls irgendein Status in den Nachrichten, die durch die Routine „majority" zurückgegeben werden, „FALSCH" ist, dann gibt „recover" den Wert NIL in Zeile 4 zurück. Andernfalls wird in Zeile 5 der lokale, aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters, val, zu dem Wert gesetzt, der dem Zeitstempel mit dem höchsten Wert in dem Satz von Antworten zugeordnet ist, die durch die Routine „majority" zurückgegeben werden. Als nächstes wird in Zeile 6 die Routine „majority" erneut aufgerufen, um eine SCHREIBEN-Nachricht zu senden, die den neuen Zeitstempel ts, der in Zeile 2 erhalten wird, und den neuen lokalen, aktuellen Wert des verteilten Speicherungsregisters, val, umfasst. Falls der Status in allen der Antworten den Boolschen Wert „WAHR" aufweist, dann war die SCHREIBEN-Operation erfolgreich und eine Mehrheit der Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten stimmen nun mit diesem neuen Wert überein, der in der lokalen Kopie val in Zeile 5 gespeichert ist: Andernfalls gibt die Routine „recover" den Wert NIL zurück.
Die Routine „write" 2008 schreibt einen neuen Wert zu dem verteilten Speicherungsregister. Ein neuer Zeitstempel ts wird in Zeile 2 erhalten. Die Routine „majority" wird in Zeile 3 aufgerufen, um eine ORDNEN-Nachricht, die den neuen Zeitstempel umfasst, zu allen der Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten zu senden. Falls irgendwelche der Statuswerte, die in Antwortnachrichten zurückgegeben werden, die durch die Routine „majority" zurückgegeben werden, „FALSCH" sind, dann wird der Wert „NOK" durch die Routine „write" in Zeile 4 zurückgegeben. Andernfalls wird der Wert val zu den anderen Prozessen und/oder Verarbeitungsentitäten in Zeile 5 durch ein Senden einer SCHREIBEN-Nachricht über die Routine „majority" geschrieben. Falls alle die Statuswerte in Antworten, die durch die Routine „majority" zurückgegeben werden, „WAHR" sind, wie es in Zeile 6 bestimmt wird, dann gibt die Routine „write" den Wert „OK" zurück. Andernfalls gibt in Zeile 7 die Routine „write" den Wert „NOK" zurück. Es ist zu beachten, dass sowohl bei dem Fall der Routine „recover" 2006 als auch der Routine „write" die lokale Kopie des Verteilt-Speicherungsregister-Werts val und die lokale Kopie des Zeitstempelwerts val-ts beide durch lokale Handhabungseinrichtungsroutinen aktualisiert werden, wie es unten erörtert ist.
Als nächstes werden die Handhabungseinrichtungsroutinen erörtert. Zu Beginn ist zu beachten, dass die Handhabungseinrichtungsroutinen empfangene Werte mit lokalen Variablenwerten vergleichen und dann lokale Variablenwerte gemäß dem Ergebnis der Vergleiche setzen. Diese Typen von Operationen sollten streng serialisiert und gegen Wettlaufbedingungen innerhalb jedes Prozesses und/oder jeder Verarbeitungsentität geschützt sein. Eine lokale Serialisierung wird ohne weiteres unter Verwendung kritischer Abschnitte oder lokaler Verriegelungen basierend auf atomaren Testen- und Setzen-Anweisungen erzielt. Die LESEN-Handhabungseinrichtungsroutine 2010 empfängt eine LESEN-Nachricht und antwortet auf die LESEN-Nachricht mit einem status-Wert, der angibt, ob die lokale Kopie des Zeitstempels val-ts in dem Empfangsprozess oder der Entität gleich dem Zeitstempel, der in der LESEN-Nachricht empfangen wird, ist oder nicht und ob der Zeitstempel ts, der in der LESEN-Nachricht empfangen wird, größer oder gleich dem aktuellen Wert einer lokalen Variable ord-ts ist oder nicht. Die SCHREIBEN-Handhabungseinrichtungsroutine 2012 empfängt eine SCHREI-BEN-Nachricht, bestimmt einen Wert für eine lokale Variable status in Zeile 2, die angibt, ob die lokale Kopie des Zeitstempels val-ts in dem Empfangsprozess oder der Entität größer als der Zeitstempel, der in der SCHREIBEN-Nachricht empfangen wird, ist oder nicht und ob der Zeitstempel ts, der in der Schreiben-Nachricht empfangen wird, größer oder gleich dem aktuellen Wert einer lokalen Variable ord-ts ist oder nicht. Falls der Wert der lokalen status-Variable „WAHR" lautet, wie es in Zeile 3 bestimmt ist, dann aktualisiert die SCHREIBEN-Handhabungseinrichtungsroutine den lokal gespeicherten Wert und den Zeitstempel, val und val-ts, in Zeilen 4 – 5 sowohl in einem dynamischen Speicher als auch in einem beständigen Speicher mit dem Wert und dem Zeitstempel, die in der SCHREIBEN-Nachricht empfangen werden. Schließlich wird in Zeile 6 der Wert, der in der lokalen Variable status gehalten ist, zu dem Prozess oder der Verarbeitungsentität zurückgegeben, die die SCHREIBEN-Nachricht gesendet hat, die durch die SCHREIBEN-Handhabungseinrichtungsroutine 2012 gehandhabt wird.
Die ORDNEN&LESEN-Handhabungseinrichtung 2014 berechnet einen Wert für die lokale Variable status in Zeile 2 und gibt diesen Wert zu dem Prozess oder der Verarbeitungsentität zurück, von der eine ORDNEN&LESEN-Nachricht empfangen wurde. Der berechnete Wert von status ist ein Boolscher Wert, der angibt, ob der Zeitstempel, der in der ORD-NEN&LESEN-Nachricht empfangen wird, größer als beide Werte, die in den lokalen Variablen val-ts und ord-ts gespeichert sind, ist oder nicht. Falls der berechnete Wert von status „WAHR" lautet, dann wird der empfangene Zeitstempel ts sowohl in einen dynamischen Speicher als auch einen beständigen Speicher in der Variable ord-ts gespeichert.
Auf ähnliche Weise berechnet die ORDNEN-Handhabungseinrichtung 2016 einen Wert für eine lokale Variable status in Zeile 2 und gibt diesen Status zu dem Prozess oder der Verarbeitungsentität zurück, von der eine ORDNEN-Nachricht empfangen wurde. Der Status spiegelt wieder, ob der empfangene Zeitstempel größer als die Werte, die in lokalen Variablen val-ts und ord-ts gehalten sind, ist oder nicht. Falls der berechnete Wert von status „WAHR" lautet, dann wird der empfangene Zeitstempel ts sowohl in einem dynamischen Speicher als auch einem beständigen Speicher bei der Variable ord-ts gespeichert.
Ein Satz von Prozessen und/oder Verarbeitungsentitäten, der ein verteiltes Speicherungsregister aufweist, das durch die gespeicherten Werte, Handhabungseinrichtungsroutinen und Operationsroutinen, die oben erörtert sind, implementiert ist, kann ein verteiltes Speicherungsregister einer oder mehreren Ressourcen zuordnen, für die ein Zugriff serialisiert werden sollte, um ein gleichzeitiges gemeinschaftliches Verwenden der einen oder mehreren Ressourcen durch die Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten zu ermöglichen, die das zugeordnete verteilte Speicherungsregister kollektiv implementieren. 21 zeigt ein Verteilt-Verriegelung-Protokoll, das auf einem verteilten Speicherungsregister basiert und ein Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung darstellt. Wie es in 21 gezeigt ist, hält das verteilte Speicherungsregister 2104 die verketteten Werte einer PID für einen Prozess, der die verteilte Verriegelung hält, und eine Ablaufzeit für die Verriegelung. Wenn das verteilte Speicherungsregister einen PID-/Ablaufzeitwert hält, wird die Ressource oder die Ressourcen, die dem verteilten Speicherungsregister zugeordnet sind, durch den Prozess oder die Verarbeitungsentität mit der PID als verriegelt 2106 betrachtet. Wenn kein Prozess oder keine Verarbeitungsentität die Verriegelung hält, dann wird die Ressource oder die Ressourcen, die dem verteilten Speicherungsregister zugeordnet sind, als nicht verriegelt betrachtet. Ein spezieller Wert „KEINER" bzw.
„KEIN" oder „KEIN PROZESS" kann verwendet werden, um anzugeben, dass kein Prozess aktuell die verteilte Verriegelung hält. Die verteilte Verriegelung ermöglicht somit, dass irgendein gegebener Prozess oder eine Verarbeitungsentität die Ressource oder die Ressourcen, die dem verteilten Speicherungsregister zugeordnet sind, für eine spezifizierte Zeitperiode zu mieten.
Es ist zu beachten, dass eine Vielfalt unterschiedlicher Verriegelungssemantik einer verteilten Verriegelung zugeordnet sein kann. Die verteilte Verriegelung kann eine Verriegelung lediglich mit Bezug auf bestimmte Typen von Operationen sein, wie beispielsweise SCHREIBEN-Operationen, die auf eine Ressource gerichtet sind, oder kann eine Ressource für alle Operationen verriegeln, die auf die Ressource durch Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten gerichtet sind, die die Verriegelung nicht halten. Zusätzlich kann die Verriegelung ermöglichen, dass bis zu einer spezifizierten maximalen Anzahl von Prozessen gleichzeitig auf die Ressource oder die Ressourcen zugreift, die der Verriegelung zugeordnet sind. Wie es oben erörtert ist, können Ressourcen Vorrichtungen, Daten, Speicherregionen, Datenstrukturen, logische Entitäten einschließlich Datenträgern und irgendeine andere Vorrichtung oder Rechenressource sein, um die mehrere Prozesse oder Verarbeitungsentitäten eventuell gleichzeitig, simultan oder sowohl gleichzeitig als auch simultan konkurrieren.
Verschiedene unterschiedliche Verteilt-Verriegelung-Protokolle können implementiert werden, um die verteilte Verriegelung zu erzeugen, basierend auf einem verteilten Speicherungsregister, wie es in 21 dargestellt ist. Zwei alternative Implementierungen werden als nächstes beschrieben. Wie bei dem Verteilt-Speicherungsverriegelung-Protokoll, das oben erörtert ist, wird erneut angenommen, dass Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten, die eine Ressource unter Verwendung der verteilten Verriegelung zusammenwirkend gemeinschaftlich verwenden, sich nicht bösartig verhalten und sich treu an das Verteilt-Verriegelung-Protokoll halten.
22 zeigt ein einfaches Verteilt-Verriegelung-Protokoll, das durch eine Routine „leaseResource" implementiert wird. Die Routine „leaseResource" wird durch einen Prozess oder eine Verarbeitungsentität aufgerufen, um eine Ressource oder einen Satz von Ressourcen, die einem verteilten Speicherungsregister zugeordnet sind, für eine spezifizierte Zeitperiode zu verriegeln. Bei einem Schritt 2202 empfängt die Routine „leaseResource" einen Identifizierer R, der die spezielle Ressource oder die speziellen Ressourcen identifiziert, für die eine Verriegelung erwünscht ist, und eine Mietzeit t, für die die Verriegelung erwünscht ist. Es ist zu beachten, dass ein Prozess oder eine Verarbeitungsentität gleichzeitig auf eine Anzahl unterschiedlicher Ressourcen oder Sätze von Ressourcen, die jeweils einer getrennten verteilten Verriegelung zugeordnet sind, durch ein Verriegeln der unterschiedlichen Ressourcen durch getrennte Aufrufe zu „leaseResource" zugreifen kann. Bei einem Schritt 2204 liest die Routine „leaseResource" die Inhalte des verteilten Speicherungsregisters, das der Ressource oder den Ressourcen R zugeordnet ist, unter Verwendung des oben beschriebenen Verteilt-Speicherungsregister-Protokolls. Falls die LESEN-Operation bei dem Schritt 2204 den Wert NIL zurückgibt, wie es bei einem Schritt 2206 bestimmt wird, dann gibt die Routine „leaseResource" den Wert „FALSCH" bei einem Schritt 2208 zurück. Falls die Ablaufzeit, die von dem verteilten Speicherungsregister gelesen wird, geringer als die aktuelle Zeit ist, die von dem lokalen Systemtakt erhalten wird, oder die PID, die von dem verteilten Speicherungsregister gelesen wird, den Wert „KEINER" oder „KEIN PROZESS" aufweist, wie es bei einem Schritt 2210 bestimmt wird, dann schreibt andernfalls bei einem Schritt 2212 die Routine „leaseResource" die lokale PID des Prozesses oder der Verarbeitungsentität, die die Routine „leaseResource" aufruft, und einen Zeitwert gleich t+aktuelle Systemzeit+δ zu dem verteilten Speiche rungsregister, das der Ressource oder den Ressourcen R zugeordnet ist. Falls die SCHREIBEN-Operation, die bei dem Schritt 2212 ausgeführt wird, den Boolschen Wert „WAHR" zurückgibt, wie es bei einem Schritt 2214 bestimmt wird, dann gibt die Routine „leaseResource" einen Wert „WAHR" bei einem Schritt 2216 zurück. Andernfalls gibt die Routine „leaseResource" den Boolschen Wert „FALSCH" bei dem Schritt 2208 zurück. Es ist zu beachten, dass bei dem Schritt 2210 der Vergleich der Ablaufzeit mit der aktuellen Zeit ausreichend ist, um zu garantieren, dass die Vermietung abgelaufen ist, weil der Wert δ, der zu der Ablaufzeitberechnung bei dem Schritt 2212 hinzugefügt wird, die Ablaufzeit auffüllt, um die fehlende präzise Synchronisation zwischen Systemtakten der verschiedenen Prozesse und Verarbeitungsentitäten zu berücksichtigen. Es ist ebenfalls zu beachten, dass ein Prozess oder eine Verarbeitungsentität nicht versuchen sollte, auf die Ressource oder den Satz von Ressourcen nach einem Ablauf einer Vermietung zuzugreifen, ohne erneut die Routine „leaseResource" aufzurufen. Der Wert δ kann von Kommunikationsmedien und -systemen abhängen und kann in dem Bereich von Millisekunden, Sekunden, Minuten, zig Minuten oder längeren Zeitintervallen liegen. Ein Prozess kann, unter anderen Verfahren, durch ein Setzen eines Zeitgebers auf ein in Anspruch Nehmen einer Vermietung hin und ein Überprüfen auf einen Zeitgeberablauf vor einem Zugreifen auf die gemietete Ressource oder den gemieteten Satz von Ressourcen garantieren, dass sich derselbe an das Verteilt-Verriegelung-Protokoll hält. Es ist ebenfalls zu beachten, dass, wenn viele Prozesse oder Verarbeitungsentitäten um die Ressource oder den Satz von Ressourcen über eine Zeitperiode hinweg konkurrieren, ein Zugriff auf die Ressource oder die Ressourcen innerhalb eines speziellen Zeitintervalls irgendeinem einzelnen Prozess oder einer Verarbeitungsentität durch die Implementierung der Routine „leaseResource", die in 22 gezeigt ist, nicht garantiert ist.
23 zeigt eine alternative, komplexere Implementierung der Routine „leaseResource". Die alternative Implementierung, die in 23 gezeigt ist, verwendet eine Anzahl der gleichen Schritte wie die in 22 gezeigte Implementierung gemeinschaftlich. Schritte 2302, 2304, 2306, 2308, 2312, 2314 und 2316 bei der in 23 gezeigten, alternativen Implementierung sind den Schritten 2202, 2204, 2206, 2208, 2210, 2212, 2214 und 2216 in 22 ähnlich oder identisch zu denselben und werden im Interesse der Kürze nicht erneut beschrieben. Bei der alternativen Implementierung wird bei einem Schritt 2302 eine lokale Variable numwaits auf 0 initialisiert. Bei der alternativen Implementierung wird bei einem Schritt 2303 ein LESEN-Zeitgeber auf einen spezifizierten Wert gesetzt. Falls die LESEN-Operation bei dem Schritt 2304 fehlschlägt, wie es bei dem Schritt 2306 bestimmt wird, kann die LESEN-Operation neu versucht werden, bis die LESEN-Operation für eine Zeitperiode erfolgreich ist, für die der LESEN-Zeitgeber bei dem Schritt 2303 gesetzt ist. Ein neuer Schritt 2305 prüft auf einen Zeitgeberablauf hin, bevor die LESEN-Operation wiederholt wird. Bei einem Schritt 2307 wird, falls der Wert, der von dem verteilten Speicherungsregister bei der LESEN-Operation des Schritts 2304 gelesen wird, eine Angabe umfasst, dass kein Prozess aktuell die Ressource oder den Satz von Ressourcen verriegelt hat, dann der Vergleich von Ablauf mit aktueller Zeit bei einem Schritt 2309 weggelassen. Bei dem Schritt 2309 wird die aktuelle Zeit, die aus dem Systemtakt bestimmt wird, mit der Ablaufzeit verglichen. Falls die aktuelle Zeit größer ist, dann werden bei dem Schritt 2310 die Inhalte der lokalen Variable numwaits inkrementiert. Falls die Inhalte der lokalen Variable numwaits größer als eine Konstante MAXWAITS sind, wie es bei einem Schritt 2311 bestimmt wird, dann gibt die Routine „leaseResource" den Wert „FALSCH" bei dem Schritt 2308 zurück. Andernfalls wird eine Wartezeit wait bei Schritten 2313 und 2315 berechnet und die Routine „leaseResource" wartet bei einem Schritt 2317 die berechnete Zeit wait lang, bevor dieselbe eine Erlangung der Verriegelung begin nend bei dem Schritt 2303 wiederholt. Die Wartezeit ist die Zeit, bis die aktuelle Vermietung abläuft, wie es bei dem Schritt 2313 bestimmt wird, plus eine gewisse zusätzliche Zeitperiode, die durch die Funktion δ() basierend auf dem aktuellen Wert von numwaits berechnet wird. Diese Berechnung der Wartezeit ermöglicht deshalb eine Unterstützungsprozedur, so dass während Perioden einer starken Konkurrenz, Prozesse längere Zeitperioden warten, bevor dieselben erneut versuchen, die Ressourcen zu mieten. Es ist zu beachten, dass die Vermietung-Neuversuch-Operation der Schritte 2310, 2311, 2313, 2315 und 2317 erst ausgeführt wird, wenn ein anderer Prozess oder eine andere Verarbeitungsentität die verteilte Verriegelung gegenwärtig hält, wie es bei den Schritten 2307 und 2309 bestimmt wird. Dann versucht bei den Schritten 2312, 2314 und 2316 die Routine „leaseResource", die Ressource oder den Satz von Ressourcen auf die gleiche Weise wie die erste Version der Routine „leaseResource" zu mieten, wie es in 22 gezeigt ist, mit einer Ausnahme dessen, dass, falls das SCHREIBEN fehlschlägt, der Neuversuch-Prozess, der bei dem Schritt 2310 beginnt, aufgerufen wird.
Es ist zu beachten, dass es keine strikten Zeitabhängigkeiten gibt, die auf die verteilte Vermietung bezogen sind, die ein Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung darstellt. Das verteilte Speicherungsregister, das der verteilten Vermietung zugrunde liegt, stützt sich lediglich auf einen Systemtakt, der für alle miteinander kommunizierenden Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten zugreifbar ist. Es ist auch zu beachten, dass die verteilte Vermietung selbst dann wirksam sein kann, wenn eine Anzahl von Prozessen oder Verarbeitungsentitäten ausgefallen ist. Die verteilte Vermietung ist somit robust und zuverlässig. Die verteilte Vermietung ist ferner effizient mit Bezug auf die Anzahl von Nachrichten, die zwischen Prozessen und/oder Verarbeitungsentitäten übertragen werden, um eine Ressource zu verriegeln.
Obwohl die vorliegende Erfindung im Hinblick auf ein spezielles Ausführungsbeispiel beschrieben wurde, soll die Erfindung nicht auf dieses Ausführungsbeispiel begrenzt sein. Modifikationen innerhalb der Wesensart der Erfindung sind Fachleuten auf dem Gebiet ersichtlich. Zum Beispiel sind eine beinahe unbegrenzte Anzahl unterschiedlicher Implementierungen des Verteilt-Speicherungsregister-Protokolls und des Verteilt-Verriegelung-Protokolls unter Verwendung unterschiedlicher Programmiersprachen, unterschiedlicher modularer Organisationen, Steuerstrukturen und anderer typischer Programmiervariationen möglich. Außerdem können beide Protokolle in einer Firmware, einer Software oder in Hardware-Logikschaltungen implementiert sein. Zusätzlich kann irgendeine Kombination von Hardware-Logikschaltungen, einer Firmware und einer Software verwendet werden, um sowohl das Verteilt-Speicherungsregister-Protokoll als auch das Veteilt-Verriegelung-Protokoll zu implementieren. Das verteilte Speicherungsregister ist lediglich ein Beispiel eines Quorum-basierten abstrakten Registers, das verwendet werden kann, um ein Verteilt-Verriegelung-Protokoll zu implementieren. Irgendein abstraktes Register, das für zuverlässige, atomare LESEN- und SCHREIBEN-Operationen durch verteilte Prozesse sorgt, kann verwendet werden, um die verteilte Verriegelung zu implementieren. Mehrere alternative Ausführungsbeispiele der „leaseResource"-Routine sind oben erörtert. Zusätzlich zu diesen Routinen kann eine Mieten-Wiedermieten-Routine einfach durch ein Ermöglichen implementiert werden, dass ein Prozess oder eine Verarbeitungsentität den Wert „KEI-NER" oder „KEIN PROZESS" zu dem verteilten Speicherungsregister schreibt, wenn der Prozess oder die Verarbeitungsentität, die die Mieten-Wiedermieten-Routine aufruft, gegenwärtig die verteilte Verriegelung hält. Zusätzliche Typen von Verteilt-Verriegelung-Protokollen sind ebenfalls möglich. Beispielsweise kann anstelle eines Implementierens einer Mieten-Routine, wie es oben erörtert ist, eine einfache Verriegelungsroutine ohne einer zugeordneten Ablaufzeit durch ein Entfernen der Ablaufzeit aus den Werten implemen tiert werden, die in dem verteilten Speicherungsregister gespeichert sind. Viele zusätzliche Variationen einer verteilten Verriegelung sind ebenfalls möglich. Bei bestimmten Implementierungen speichert das verteilte Speicherungsregister eventuell lediglich einen von zwei Werten: „VERRIEGELT" und „UNVERRIEGELT", wobei Prozesse oder Verarbeitungsentitäten, die die verteilte Verriegelung erfolgreich erlangen, für ein Sicherstellen verantwortlich sind, dass dieselben lokal eine Verriegelungserlangung verfolgen, und mit einer verteilten Einrichtung zum Löschen einer verteilten Verriegelung, wenn eine Verarbeitungsentität, die die verteilte Verriegelung hält, ausfällt. Bei anderen Implementierungen können sowohl ein binärer Verriegelt/Unverriegelt-Wert als auch eine Ablaufzeit in dem verteilten Speicherungsregister gespeichert sein. Wie es oben erörtert ist, kann die verteilte Verriegelung kollektiv implementiert und für eine Steuerung eines gleichzeitigen Zugriffs durch Prozesse oder Verarbeitungsentitäten, die durch ein Nachrichtenleitsystem miteinander kommunizieren, verwendet werden. Obwohl verteilte Prozesse und/oder Verarbeitungsentitäten, die durch ein Computernetzwerk verbunden sind, ein nützliches Beispiel eines Systems sind, bei dem verteilte Verriegelungen Gebrauch finden können, können verteilte Verriegelungen, die durch das Verfahren der vorliegenden Erfindung implementiert werden, ferner Gebrauch für eine Gleichzeitigkeitssteuerung mehrerer Prozesse, Teilprozesse (threads) oder anderer derartiger Verarbeitungsentitäten Gebrauch finden, die innerhalb einer einzigen Verarbeitungsentität ausführen, wobei die Prozesse, Teilprozesse oder anderen Verarbeitungsentitäten durch eine gewisse Form eines Nachrichten Leitens miteinander kommunizieren, einschließlich eines Nachrichten Leitens eines gemeinschaftlich verwendeten Speichers.
Die vorhergehende Beschreibung verwendete zu Erläuterungszwecken eine spezifische Nomenklatur, um ein gründliches Verständnis der Erfindung zu liefern. Es ist einem Fachmann auf dem Gebiet jedoch ersichtlich, dass die spezifischen Details nicht erforderlich sind, um die Erfindung zu praktizieren. Die vorhergehenden Beschreibungen spezifischer Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung sind zu Darstellungs- und Beschreibungszwecken vorgelegt. Dieselben sollen nicht erschöpfend sein oder die Erfindung auf die präzisen, offenbarten Formen begrenzen. Offensichtlich sind viele Modifikationen und Variationen angesichts der obigen Lehren möglich. Die Ausführungsbeispiele sind gezeigt und beschrieben, um die Prinzipien der Erfindung und die praktischen Anwendungen derselben am besten zu erläutern, um dadurch anderen Fachleuten auf dem Gebiet zu ermöglichen, die Erfindung und verschiedene Ausführungsbeispiele mit verschiedenen Modifikationen, wie dieselben für die spezielle betrachtete Verwendung geeignet sind, am besten zu nutzen. Es ist beabsichtigt, dass der Schutzbereich der Erfindung durch die folgenden Ansprüche und die Äquivalente derselben definiert ist.

Claims

Verteilte Verriegelung (1102, 2104), die kollektiv durch eine Anzahl miteinander kommunizierender Entitäten (1104 – 1108) implementiert ist, wobei die verteilte Verriegelung folgende Merkmale aufweist: ein verteiltes Speicherungsregister (1102, 2104), das einen Wert aufweist, der durch eine Mehrheit der Entitäten bestimmt ist; und ein Verteilt-Verriegelung-Protokoll.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 1, bei der Entitäten Prozesse und Verarbeitungsentitäten (1104 – 1108) umfassen.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 1 oder 2, bei der das verteilte Speicherungsregister (1102, 2104) ein virtuelles Register ist, das durch die Anzahl von Entitäten implementiert ist, wobei jede Entität einen Satz von Handhabungseinrichtungsroutinen (2010, 2012, 2014, 2016), Operationsroutinen (2004, 2008, 2006, 2002), Grundelementen und Lokalvariablenwerten (1834, 1836, 1838) verwendet.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 3, bei der die Lokalvariablenwerte folgende Merkmale umfassen: einen lokalen Verteilt-Speicherungsregister-Wert val (1834); einen lokalen Zeitstempelwert, der dem lokalen Verteilt-Speicherungsregister-Wert zugeordnet ist, val-ts (1836); und einen lokalen Zeitstempel, der der jüngsten SCHREIBEN-Operation zugeordnet ist, ord-ts (1838).
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 4, bei der der Wert des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) durch eine Wertsuch-Entität durch folgenden Schritt bestimmt wird: Senden einer LESEN-Nachricht einschließlich des Lokalvariablenwerts val-ts (1836) der Wertsuch-Entität von der Wertsuch-Entität zu den Entitäten (1104 – 1108), die kollektiv die verteilte Verriegelung implementieren, wobei angefordert wird, dass die Entitäten eine Angabe dessen zurückgeben, ob die lokalen Werte val-ts (1110 – 1114) derselben gleich dem Zeitstempelwert in der LESEN-Nachricht sind und ob der Zeitstempelwert in der LESEN-Nachricht größer oder gleich den lokalen Zeitstempelwerten ord-ts (1838) derselben ist.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 4 oder 5, bei der der Wert des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) durch eine Schreibentität durch folgende Schritte geschrieben wird: Erhalten eines neuen Zeitstempelwerts ts (1836); Senden einer ORDNEN-Nachricht einschließlich des Werts ts von der Schreibentität zu den Entitäten, die die verteilte Verriegelung kollektiv implementieren, wobei angefordert wird, dass die Entitäten eine Angabe dessen zurückgeben, ob die lokalen Werte val-ts (1836) und ord-ts (1838) derselben geringer als der Zeitstempelwert ts in der ORDNEN-Nachricht sind; und Senden einer SCHREIBEN-Nachricht einschließlich eines neuen Werts für das verteilte Speicherungsregister und des Werts ts von der Schreibentität zu den Entitäten, die die verteilte Verriegelung kollektiv implementie ren, wobei angefordert wird, dass die Entitäten die Lokalvariablenwerte val (1834) und val-ts (1836) derselben zu dem neuen Wert für das verteilte Speicherungsregister bzw. ts aktualisieren.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß einem der Ansprüche 3 bis 6, bei der Handhabungseinrichtungsroutinen (2010, 2012, 2014, 2016) Nachrichten empfangen, die durch eine Entität gesendet werden, und zu der Entität antworten, wobei die Handhabungseinrichtungsroutinen folgende Merkmale umfassen: eine LESEN-Nachricht-Handhabungseinrichtung; eine SCHREIBEN-Nachricht-Handhabungseinrichtung; eine ORDNEN-Nachricht-Handhabungseinrichtung; und eine ORDNEN&LESEN-Nachricht-Handhabungseinrichtung.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß einem der Ansprüche 3 bis 7, bei der Operationsroutinen (2004, 2008, 2006, 2002) Nachrichten senden und Antworten empfangen, wobei die Operationsroutinen folgende Merkmale umfassen: eine LESEN-Routine; eine SCHREIBEN-Routine; eine REGENERIEREN-Routine; und eine MEHRHEIT-Routine.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß einem der Ansprüche 3 bis 8, bei der die Grundelemente folgende Merkmale umfassen: einen Zeitgebermechanismus; einen Systemtakt, der eine Zeit wiederspiegelt, die allen der Entitäten gemeinsam ist, die die verteilte Verriegelung (1102, 2104) kollektiv implementieren, aber der mit den Systemtakten von anderen Entitäten, die die verteilte Verriegelung kollektiv implementieren, lediglich locker innerhalb einer Drift synchronisiert sein muss, die ein Zeitintervall im Bereich von einer Millisekunde, einer Sekunde, Minuten, zig Minuten oder einem längeren Zeitintervall sein kann; und einen Identifizierer, der unter den Entitäten, die die verteilte Verriegelung (1102, 2104) kollektiv implementieren, eindeutig ist.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß einem der Ansprüche 1 bis 9, bei der das verteilte Speicherungsregister (1102, 2104) entweder eine Verriegelt-Angabe oder eine Unverriegelt-Angabe enthält.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 10, bei der die Verriegelt-Angabe einen Identifizierer umfasst, der angibt, welche Entität gegenwärtig die verteilte Verriegelung hält.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 11, bei der eine Entität eine Ressource, die der verteilten Verriegelung (1102, 2104) zugeordnet ist, gemäß dem Verteilt-Verriegelung-Protokoll durch folgende Schritte verriegelt: Lesen (2204) des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters, um zu bestimmen, ob die Ressource gegenwärtig durch eine Entität verriegelt ist oder nicht, durch ein Bestimmen, ob das verteilte Speicherungsregister eine Verriegelt-Angabe enthält oder nicht; und wenn der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters eine Unverriegelt-Angabe ist, Schreiben (2212) der ID der Entität zu dem verteilten Speicherungsregister.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 12, bei der die Entität ein Lesen (2304) des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) neu versucht, wenn der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters eine Verriegelt-Angabe ist.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 13, bei der die Entität ein Lesen (2304) des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters nach variierenden Intervallen wieder versucht, um ein Aushungern anderer Entitäten zu verhindern, die um die Verriegelung konkurrieren.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 10, bei der die Verriegelt-Angabe einen Identifizierer, der angibt, welche Entität gegenwärtig die verteilte Verriegelung hält, und eine Ablaufzeit umfasst.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 15, bei der eine Entität eine Ressource, die der verteilten Verriegelung zugeordnet ist, gemäß dem Verteilt-Verriegelung-Protokoll durch folgende Schritte verriegelt: Lesen (2304) des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters, um zu bestimmen, ob die Ressource (2106) gegenwärtig durch eine Entität verriegelt ist, durch ein Bestimmen, ob das verteilte Speicherungsregister (1102, 2104) eine Verriegelt-Angabe enthält oder nicht; und wenn der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) eine Unverriegelt-Angabe ist oder wenn die Ablaufzeit der Verriegelt-Angabe in dem verteilten Speicherungsregister geringer als eine lokale Systemzeit ist, S chreiben (2312) der ID der Entität und einer Ablaufzeit zu dem verteilten Speicherungsregister.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 16, bei der die Entität ein Lesen (2304) des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters neu versucht, wenn der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters eine Verriegelt-Angabe ist.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß Anspruch 17, bei der die Entität ein Lesen (2304) des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) nach variierenden Intervallen neu versucht, um ein Aushungern anderer Entitäten zu verhindern, die um die Verriegelung konkurrieren.
Verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß einem der Ansprüche 10 bis 18, bei der die Ablaufzeit eine Summe einer aktuellen Systemzeit, einer Zeit zum Halten der verteilten Verriegelung und einer Drift-Zeit ist, um eine lose Synchronität zwischen Systemtakten der Entitäten zu berücksichtigen, die die verteilte Verriegelung kollektiv implementieren.
Computeranweisungen, die die verteilte Verriegelung (1102, 2104) gemäß einem der Ansprüche 1 bis 19 an jeder Entität implementieren, die in einem computerlesbaren Medium gespeichert ist.
Verfahren zum Steuern eines Zugriffs auf eine Ressource (2106) durch mehrere gleichzeitig oder simultan zugreifende Entitäten (1104 – 1108), wobei das Verfahren folgende Schritte aufweist: Implementieren eines verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) durch die gleichzeitig oder simultan zugreifenden Entitäten; und Speichern (2212) einer Verriegelt-Angabe in dem verteilten Speicherungsregister durch eine Entität, um anzugeben, dass die Ressource verriegelt ist, gemäß einem Verteilt-Verriegelung-Protokoll.
Verfahren gemäß Anspruch 21, bei dem das verteilte Speicherungsregister ein virtuelles Register (1102, 2104) ist, das durch die Anzahl von Entitäten implementiert ist, wobei jede Entität einen Satz von Handhabungseinrichtungsroutinen (2010, 2012, 2013, 2016), Operationsroutinen (2004, 2008, 2006, 2002), Grundelementen und Lokalvariablenwerten verwendet.
Verfahren gemäß Anspruch 22, bei dem die Lokalvariablenwerte folgende Merkmale umfassen: einen lokalen Verteilt-Speicherungsregister-Wert val (1834); einen lokalen Zeitstempelwert, der dem lokalen Verteilt-Speicherungsregister-Wert zugeordnet ist, val-ts (1836); und einen lokalen Zeitstempel, der einer jüngsten SCHREI-BEN-Operation zugeordnet ist, ord-ts (1836).
Verfahren gemäß Anspruch 23, bei dem der Wert des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) durch eine Wertsuch-Entität durch folgenden Schritt bestimmt wird: Senden einer LESEN-Nachricht einschließlich des Lokalvariablenwerts val-ts (1836) der Wertsuch-Entität von der Wertsuch-Entität zu den Entitäten, die die verteilte Verriegelung kollektiv implementieren, wobei angefordert wird, dass die Entitäten eine Angabe dessen zurückgeben, ob die lokalen Werte val-ts derselben gleich dem Zeitstempelwert in der LESEN-Nachricht sind und ob der Zeitstempelwert in der LESEN-Nachricht größer oder gleich den lokalen Zeitstempelwerten ord-ts (1838) derselben ist.
Verfahren gemäß Anspruch 23 oder 24, bei dem der Wert des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) durch eine Schreibentität durch folgende Schritte geschrieben wird: Erhalten eines neuen Zeitstempel-Werts ts (1816); Senden einer ORDNEN-Nachricht einschließlich des Werts ts von der Schreibentität zu den Entitäten (1104 – 1108), die die verteilte Verriegelung kollektiv implementieren, wobei angefordert wird, dass die Entitäten eine Angabe dessen zurückgeben, ob die lokalen Werte val-ts (1836) und ord-ts (1838) derselben geringer als der Zeitstempelwert ts in der ORDNEN-Nachricht sind; und Senden einer SCHREIBEN-Nachricht einschließlich eines neuen Werts für das verteilte Speicherungsregister (1102 – 2104) und des Werts ts von der Schreibentität zu den Entitäten, die die verteilte Verriegelung kollektiv implementieren, wobei angefordert wird, dass die Entitäten die Lokalvariablenwerte val und val-ts derselben zu dem neuen Wert für das verteilte Speicherungsregister bzw. ts aktualisieren.
Verfahren gemäß einem der Ansprüche 22 bis 25, bei dem die Verriegelt-Angabe einen Identifizierer umfasst, der angibt, welche Entität die verteilte Verriegelung gegenwärtig hält.
Verfahren gemäß Anspruch 26, bei dem eine Entität eine Ressource, die der verteilten Verriegelung zugeordnet ist, gemäß dem Verteilt-Verriegelung-Protokoll durch folgende Schritte verriegelt: Lesen des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104), um zu bestimmen, ob die Ressource (2106) gegenwärtig durch eine Entität verriegelt ist oder nicht, durch ein Bestimmen, ob das verteilte Speicherungsregister eine Verriegelt-Angabe enthält oder nicht; und wenn der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) eine Unverriegelt-Angabe ist, Schreiben der ID der Entität zu dem verteilten Speicherungsregister.
Verfahren gemäß Anspruch 27, bei dem die Entität ein Lesen des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) neu versucht, wenn der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters eine Verriegelt-Angabe ist.
Verfahren gemäß Anspruch 27 oder 28, bei dem die Entität ein Lesen des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) nach variierenden Intervallen neu versucht, um ein Aushungern anderer Entitäten zu verhindern, die um die Verriegelung konkurrieren.
Verfahren gemäß einem der Ansprüche 22 bis 29, bei dem die Verriegelt-Angabe einen Identifizierer, der angibt, welche Entität die verteilte Verriegelung gegenwärtig hält, und eine Ablaufzeit umfasst.
Verfahren gemäß Anspruch 30, bei dem eine Entität eine Ressource, die der verteilten Verriegelung zugeordnet ist, unter Verwendung des Verteilt-Verriegelung-Protokolls durch folgende Schritte verriegelt: Lesen des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104), um zu bestimmen, ob die Ressource (2106) gegenwärtig durch eine Entität verriegelt ist oder nicht, durch ein Bestimmen, ob das verteilte Speicherungsregister eine Verriegelt-Angabe enthält oder nicht; und wenn der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) eine Unverriegelt-Angabe ist oder wenn die Ablaufzeit der Verriegelt-Angabe in dem verteilten Speicherungsregister geringer als eine lokale Systemzeit ist, Schreiben der ID der Entität und einer Ablaufzeit zu dem verteilten Speicherungsregister.
Verfahren gemäß Anspruch 31, bei dem die Entität ein Lesen des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) neu versucht, wenn der aktuelle Wert des verteilten Speicherungsregisters eine Verriegelt-Angabe ist.
Verfahren gemäß Anspruch 32, bei dem die Entität ein Lesen des aktuellen Werts des verteilten Speicherungsregisters (1102, 2104) nach variierenden Intervallen neu versucht, um ein Aushungern anderer Entitäten zu verhindern, die um die Verriegelung konkurrieren.
Computeranweisungen, die das Verfahren gemäß einem der Ansprüche 22 bis 33 implementieren und die in einem computerlesbaren Medium gespeichert sind.