WikiDer > Аккорд (одноранговый)

Chord (peer-to-peer)

В вычисление, Аккорд это протокол и алгоритм для пиринговый распределенная хеш-таблица. Распределенная хеш-таблица хранит пары ключ-значение назначая ключи разным компьютерам (известные как «узлы»); узел будет хранить значения для всех ключей, за которые он отвечает. Chord определяет, как ключи назначаются узлам, и как узел может обнаружить значение для данного ключа, сначала обнаружив узел, ответственный за этот ключ.

Аккорд - один из четырех оригинальных распределенная хеш-таблица протоколы, а также МОЖЕТ, Гобелен, и Кондитерские изделия. Он был представлен в 2001 году Ион Стойка, Роберт Моррис, Дэвид Каргер, Франс Каашук, и Хари Балакришнан, и был разработан в Массачусетский технологический институт.^[1]

Обзор

Узлам и ключам присваивается ${ displaystyle m}$ -кусочек идентификатор с помощью последовательное хеширование. В SHA-1 алгоритм - основа функция хеширования для последовательного хеширования. Согласованное хеширование является неотъемлемой частью надежности и производительности Chord, потому что и ключи, и узлы (фактически, их IP-адреса) равномерно распределены в одном и том же пространстве идентификаторов с пренебрежимо малой вероятностью коллизии. Таким образом, это также позволяет узлам присоединяться и выходить из сети без прерывания работы. В протоколе термин узел используется для обозначения как самого узла, так и его идентификатора (ID) без двусмысленности. Так это термин ключ.

Используя протокол поиска Chord, узлы и ключи расположены в кружке идентификатора, который имеет не более ${ displaystyle 2 ^ {m}}$ узлов, начиная от ${ displaystyle 0}$ к ${ displaystyle 2 ^ {m} -1}$ . ( ${ displaystyle m}$ должен быть достаточно большим, чтобы избежать столкновения.) Некоторые из этих узлов будут отображаться на машины или ключи, в то время как другие (большинство) будут пустыми.

Каждый узел имеет преемник и предшественник. Преемником узла является следующий узел в окружности идентификатора по часовой стрелке. Предшественник - против часовой стрелки. Если существует узел для каждого возможного идентификатора, преемником узла 0 является узел 1, а предшественником узла 0 является узел ${ displaystyle 2 ^ {m} -1}$ ; однако обычно в последовательности есть «дыры». Например, преемником узла 153 может быть узел 167 (а узлы с 154 по 166 не существуют); в этом случае предшественником узла 167 будет узел 153.

Понятие преемника также может использоваться для ключей. В узел-преемник ключа ${ displaystyle k}$ это первый узел, идентификатор которого равен ${ displaystyle k}$ или следует ${ displaystyle k}$ в кружке идентификатора, обозначенном ${ Displaystyle преемник (k)}$ . Каждый ключ назначается (хранится в) своему узлу-преемнику, поэтому поиск ключа ${ displaystyle k}$ это запросить ${ Displaystyle преемник (k)}$ .

Поскольку преемник (или предшественник) узла может исчезнуть из сети (из-за сбоя или ухода), каждый узел записывает целый сегмент окружности, примыкающей к нему, т. Е. ${ displaystyle r}$ узлы, предшествующие ему, и ${ displaystyle r}$ узлы, следующие за ним. Этот список приводит к высокой вероятности того, что узел сможет правильно определить местонахождение своего преемника или предшественника, даже если рассматриваемая сеть страдает от высокой частоты отказов.

Детали протокола

Сеть Chord с 16 узлами. Выделены «пальцы» для одного из узлов.

Базовый запрос

Основное использование протокола Chord - запрос ключа у клиента (обычно также у узла), то есть для поиска ${ Displaystyle преемник (k)}$ . Основной подход - передать запрос наследнику узла, если он не может найти ключ локально. Это приведет к ${ Displaystyle О (Н)}$ время запроса, где ${ displaystyle N}$ количество машин в кольце.

Палец стол

Чтобы избежать линейного поиска, описанного выше, Chord реализует более быстрый метод поиска, требуя, чтобы каждый узел сохранял стол для пальцев содержащий до ${ displaystyle m}$ записи, напомним, что ${ displaystyle m}$ - количество бит в хеш-ключе. В ${ displaystyle i ^ {th}}$ вход узла ${ displaystyle n}$ будет содержать ${ displaystyle наследник ((n + 2 ^ {i-1}) , { bmod {,}} 2 ^ {m})}$ . Первая запись в таблице finger фактически является непосредственным преемником узла (и поэтому дополнительное поле-преемник не требуется). Каждый раз, когда узел хочет найти ключ ${ displaystyle k}$ , он передаст запрос ближайшему преемнику или предшественнику (в зависимости от таблицы пальцев) ${ displaystyle k}$ в его таблице пальцев ("самый большой" в круге, ID которого меньше, чем ${ displaystyle k}$ ), пока узел не узнает, что ключ хранится в его непосредственном преемнике.

С такой таблицей пальцев количество узлов, с которыми необходимо связаться, чтобы найти преемника в N-узловая сеть ${ Displaystyle О ( журнал N)}$ . (См. Доказательство ниже.)

Присоединение к узлу

Каждый раз, когда присоединяется новый узел, следует поддерживать три инварианта (первые два обеспечивают корректность, а последний продолжает быстро запрашивать):

Преемник каждого узла правильно указывает на своего непосредственного преемника.
Каждый ключ хранится в ${ Displaystyle преемник (k)}$ .
Таблица пальцев каждого узла должна быть правильной.

Чтобы удовлетворить этим инвариантам, a предшественник поле поддерживается для каждого узла. Поскольку преемником является первая запись в таблице finger, нам больше не нужно поддерживать это поле отдельно. Следующие задачи должны быть выполнены для вновь присоединенного узла ${ displaystyle n}$ :

Инициализировать узел ${ displaystyle n}$ (предшественник и таблица пальцев).
Сообщите другим узлам об обновлении своих предшественников и таблиц пальцев.
Новый узел принимает свои ответственные ключи от своего преемника.

Предшественник ${ displaystyle n}$ можно легко получить от предшественника ${ Displaystyle преемник (п)}$ (в предыдущем круге). Что касается его таблицы пальцев, существуют различные методы инициализации. Самый простой - выполнить запросы на поиск преемников для всех ${ displaystyle m}$ записи, в результате чего ${ Displaystyle О (М журнал N)}$ время инициализации. Лучший метод - проверить, ${ displaystyle i ^ {th}}$ запись в таблице пальцев все еще верна для ${ Displaystyle (я + 1) ^ {th}}$ Вход. Это приведет к ${ Displaystyle О ( журнал ^ {2} N)}$ . Наилучший метод - инициализировать таблицу пальцев из ее ближайших соседей и внести некоторые обновления, то есть ${ Displaystyle О ( журнал N)}$ .

Стабилизация

Чтобы обеспечить правильный поиск, все указатели-преемники должны быть актуальными. Следовательно, протокол стабилизации периодически выполняется в фоновом режиме, который обновляет таблицы пальцев и указатели-преемники.

Протокол стабилизации работает следующим образом:

Stabilize (): n запрашивает у своего преемника своего предшественника p и решает, должен ли p быть преемником n (это тот случай, если p недавно присоединился к системе).
Notify (): уведомляет наследника n о своем существовании, поэтому он может изменить своего предшественника на n
Fix_fingers (): обновляет таблицы пальцев

Возможное использование

Совместное зеркалирование: A Балансировка нагрузки механизм размещения информации в локальной сети для компьютеров вне локальной сети. Эта схема могла бы позволить разработчикам балансировать нагрузку между множеством компьютеров вместо центрального сервера, чтобы гарантировать доступность их продукта.
Хранилище с разделением по времени: в сети, как только компьютер подключается к сети, его доступные данные распределяются по сети для извлечения, когда этот компьютер отключается от сети. Данные с других компьютеров отправляются на рассматриваемый компьютер для автономного извлечения, когда они больше не подключены к сети. В основном для узлов без возможности постоянного подключения к сети.
Распределенные индексы: поиск файлов по сети в базе данных с возможностью поиска. например Клиенты передачи файлов P2P.
Крупномасштабные комбинаторные поиски: ключи - это возможные решения проблемы, и каждый ключ отображается на узел или компьютер, который отвечает за их оценку как решение или нет. например Взлом кода
Также используется в беспроводных сенсорных сетях для обеспечения надежности^[2]

Контрольные эскизы

Путь маршрутизации между узлами A и B. Каждый переход сокращает оставшееся расстояние вдвое (или лучше).

С большой долей вероятности, Аккорд контактирует ${ Displaystyle О ( журнал N)}$ узлов, чтобы найти преемника в ${ displaystyle N}$ -узловая сеть.

Предположим, узел ${ displaystyle n}$ желает найти преемника ключа ${ displaystyle k}$ . Позволять ${ displaystyle p}$ быть предшественником ${ displaystyle k}$ . Мы хотим найти верхнюю границу количества шагов, необходимых для маршрутизации сообщения от ${ displaystyle n}$ к ${ displaystyle p}$ . Узел ${ displaystyle n}$ проверит свою таблицу пальцев и направит запрос ближайшему предшественнику ${ displaystyle k}$ что у него есть. Назовите этот узел ${ displaystyle f}$ . Если ${ displaystyle f}$ это ${ displaystyle i ^ {th}}$ вход в ${ displaystyle n}$ стол для пальцев, затем оба ${ displaystyle f}$ и ${ displaystyle p}$ находятся на расстоянии между ${ Displaystyle 2 ^ {я-1}}$ и ${ Displaystyle 2 ^ {я}}$ из ${ displaystyle n}$ по кружку идентификатора. Следовательно, расстояние между ${ displaystyle f}$ и ${ displaystyle p}$ по этому кругу самое большее ${ Displaystyle 2 ^ {я-1}}$ . Таким образом, расстояние от ${ displaystyle f}$ к ${ displaystyle p}$ меньше, чем расстояние от ${ displaystyle n}$ к ${ displaystyle f}$ : новое расстояние до ${ displaystyle p}$ составляет не более половины начального расстояния.

Этот процесс уменьшения вдвое оставшегося расстояния повторяется, поэтому после ${ displaystyle t}$ шагов, оставшееся расстояние до ${ displaystyle p}$ самое большее ${ displaystyle 2 ^ {m} / 2 ^ {t}}$ ; в частности, после ${ displaystyle log N}$ шагов, оставшееся расстояние не более ${ displaystyle 2 ^ {m} / N}$ . Поскольку узлы случайным образом распределены равномерно по окружности идентификатора, ожидаемое количество узлов, попадающих в интервал этой длины, равно 1, и с большой вероятностью их меньше ${ displaystyle log N}$ такие узлы. Поскольку сообщение всегда продвигается хотя бы на один узел, требуется не более ${ displaystyle log N}$ шаги, чтобы сообщение преодолело оставшееся расстояние. Таким образом, общее ожидаемое время маршрутизации ${ Displaystyle О ( журнал N)}$ .

Если Аккорд отслеживает ${ Displaystyle г = О ( журнал N)}$ предшественники / преемники, то с высокой вероятностью, если каждый узел имеет вероятность сбоя 1/4, find_successor (см. ниже) и find_predecessor (см. ниже) вернут правильные узлы

Просто вероятность того, что все ${ displaystyle r}$ узлы терпят неудачу ${ displaystyle left ({{1} over {4}} right) ^ {r} = O left ({{1} over {N}} right)}$ , что маловероятно; поэтому с большой вероятностью хотя бы один из них жив, и у узла будет правильный указатель.

Псевдокод

Определения псевдокода

палец [k]: первый успешный узел ${ Displaystyle (п + 2 ^ {к-1}) { mbox {mod}} 2 ^ {м}, 1 leq k leq m}$
преемник: следующий узел из рассматриваемого узла в кольце идентификаторов
предшественник: предыдущий узел из рассматриваемого узла в кольце идентификаторов

Псевдокод для поиска преемник узел идентификатора приведен ниже:

// просим узел n найти преемника idn.find_successor (id) // Да, это должна быть закрывающая квадратная скобка, чтобы соответствовать открывающей скобке. // Половина закрытого интервала. если id ∈ (n, преемник] тогда        возвращаться преемник еще        // перенаправляем запрос по кругу n0: = closest_preceding_node (id) возвращаться n0.find_successor (id) // поиск в локальной таблице самого высокого предшественника idn.closest_preceding_node (id) за я = м вниз до 1 делать        если (палец [i] ∈ (n, id)) тогда            возвратный палец [i] возвращаться п

Псевдокод для стабилизации хордового кольца / окружности после присоединения и удаления узлов выглядит следующим образом:

// создаем новое кольцо Chord. n.create () предшественник: = nil successor: = n // присоединяемся к кольцу Chord, содержащему узел n'.n.join (n ') предшественник: = nil successor: = n'.find_successor (n) // вызывается периодически. n спрашивает наследника // о его предшественнике, проверяет, является ли непосредственный // наследник n последовательным, и сообщает наследнику о nn.stabilize () x = successor.predecessor если x ∈ (n, преемник) тогда        successor: = x successor.notify (n) // n 'думает, что это может быть наш предшественник. n.notify (n') если предшественник равен нулю или же n'∈ (предшественник, n) тогда        предшественник: = n '// вызывается периодически. обновляет записи в таблице пальцев. // далее сохраняет указатель пальца в fixn.fix_fingers () next: = next + 1 если следующий> м тогда        следующий: = 1 finger [следующий]: = find_successor (n + ${ Displaystyle 2 ^ {следующий-1}}$ );// вызывается периодически. проверяет, не сработал ли предшественник. n.check_predecessor () если предшественник потерпел неудачу тогда        предшественник: = ноль

Смотрите также

Кадемлия
Koorde
OverSim - фреймворк моделирования наложения
SimGrid - инструментарий для моделирования распределенных приложений -

внешняя ссылка

[StoicaEtAl2001-1] Стойка, И.; Morris, R .; Kaashoek, M. F .; Балакришнан, Х. (2001). «Chord: масштабируемая одноранговая служба поиска для интернет-приложений» (PDF). Обзор компьютерных коммуникаций ACM SIGCOMM. 31 (4): 149. Дои:10.1145/964723.383071.

[2] Лаббай, Пир Мира (осень 2016 г.). "T2WSN: ТИТИВИРОВАННАЯ НАДЕЖНОСТЬ ДВУХСТОРОННИХ АККОРДОВ, ПОДДЕРЖИВАЮЩАЯ НАДЕЖНОСТЬ И ДОСТАВКА ДЛЯ БЕСПРОВОДНЫХ СЕНСОРНЫХ СЕТЕЙ" (PDF). Журнал теоретических и прикладных информационных технологий. 91: 168–176.

[1]

[2]

Navigation