Zeit als Mittel der Reihenfolgebestimmung. Zeit als Mittel der Reihenfolgebestimmung. als Mittel der Reihenfolgebestimmung

Zeit als Mittel der Reihenfolgebestimmung Uhrensynchronisation leme der Uhrensynchronisation Zeit alsals Mittel derder Reihenfolgebestimmung Zeit Mi...
Author: Angela Weiss
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Zeit als Mittel der Reihenfolgebestimmung

Uhrensynchronisation leme der Uhrensynchronisation

Zeit alsals Mittel derder Reihenfolgebestimmung Zeit Mittel Reihenfolgebestimmung

sche Uhren Notwendigkeit von Uhrensynchronisation

Beispiel: makemake ■ Beispiel:

Zeit als Mittel der Reihenfolgebestimmung

Lamport

2144

2145

2146

2147

lokale Uhrzeit

Knoten 1

VektoruhrenProbleme der Uhrensynchronisation

xyz.o erzeugt

Uhren chronisation Logische von physikalischen Uhren

Grundlagen

2142

Lamport-Uhren Vektoruhren

2143

2144

2145

lokale Uhrzeit

Knoten 2 xyz.c korrigiert

Konvergenzalgorithmus CNV Synchronisation von physikalischen Uhren

⇒ Modifikation von xyz.c durch Knoten 2 wird nicht erkannt ⇒ Die Datei wird von nichtxyz.c neu übersetzt! Modifikation wird nicht erkannt, Datei wird nicht neu

Network TimeGrundlagen Protocol NTP

Konvergenzalgorithmus CNV Network Time Protocol NTP men für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

übersetzt!

2

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

9–1

t als Mittel der Reihenfolgebestimmung

piel: Verteilte Zustandssicherung

Zeit als Mittel der Reihenfolgebestimmung

Zeit.fm: 08.02.06 14:24

ans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06 c Kapitza

VS (SS 2012) 9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

9–2

(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

Probleme der Uhrensynchronisation

Gegeben: Verteiltes System aus interagierenden Knoten Beispiel: Verteilte Zustandssicherung

Es gibt keine völlig identischen physikalische Uhren

Für eine konsistente Zustandsicherung soll bei allen Knoten Gegeben: Verteiltes System aus interagierenden Knoten zu festgelegterFürUhrzeit der Zustand gesichert werden eine konsistente Zustandsicherung soll bei allen Knoten zu

Abweichende Initialisierung (konstantes Offset) Abweichende Ganggeschwindigkeit (Frequenzfehler)

festgelegter Uhrzeit der Zustand gesichert werden Problem: Inkonsistenz möglich, falls die lokalen Uhren Problem: Inkonsistente Sicherungspunkte möglich, falls die lokalen voneinander abweichen: Uhren voneinander abweichen:

Umgebungseinflüsse (z.B. Bauteilalterung, Temperaturabhängigkeit)

⇒ Ohne Synchronisierung kann Fehler immer größer werden!

S1 t1=0:00h

Gemeinsame Uhr für alle Knoten eines verteilten Systems (meist) nicht realisierbar

Knoten 1

m

t2=0:00h

„Zentrale Referenzuhren“ (Funk, z.B. Langwellensender DCF77 in Mainflingen, amerikanischer Kurzwellensender WWV in Fort Collins, GPS) nur mit technisch beschränkter Genauigkeit

Knoten 2

S2

der Nachricht in S2 enthalten, abermnicht in S1! aber nicht in S1 ! uswirkung von ⇒ m Auswirkung in S2 enthalten,

men für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

ans P. Reiser, Franz J. Hauck, Systeme, Ulm c Abteilung

Kapitza Verteilte VS (SS 2012)Universität 9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

4 9–3

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

9–4

3

Logische Uhren

Logische Uhren

Grundidee (Logische Uhren nach Lamport):

Beschreibung des Algorithmus: Jeder Prozess i verfügt über einen Zähler Ci („Uhr“), der auf folgende Weise zählt:

Aussagen zur Reihenfolge unterschiedlicher Ereignisse Nur benötigt, wenn eine Interaktion zwischen einzelnen Komponenten des verteilten Systems erfolgt ist! Eine Aktion b, die logisch durch die Interaktion bedingt „nach“ einer Aktion a stattfindet, soll stets den größeren Zeitstempel tragen

Jede Nachricht m trägt als Zeitstempel tm den Zeitstempel der Sendeaktion

⇒ Synchronisation bei Kommunikation

Bei Empfang einer Nachricht durch Prozess i bei lokalem Uhrenstand Ci und empfangenem Zeitstempel tm wird die lokale Uhr auf max(Ci , tm ) + 1 gestellt und dieser Wert als Zeitstempel des Empfangsereignis verwendet

Anmerkung: Die im Folgenden beschriebenen Verfahren setzen voraus, dass die Kommunikation nur durch Nachrichtenaustausch über ein Kommunikationsnetz erfolgt

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

9–5

Logische Uhren Logische Uhren



(4)

(5)

(6)

(7)

(8)

(9)



Eigenschaften

Ereignis E1 (Kurznotation: E1 →E

(6)

(6)

(9)

Umkehrung: t(E1) < t(E2) ⇒E1

Die Zeitstempel erzeugen eine Ordnung auf dererzeugen Menge aller ● partielle Die Zeitstempel Ereignisse. (Es gibt Ereignisse die „gleichzeitig“ auftreten und somit Menge aller Ereignisse nicht geordnet werden können.)

(8) (5)

9–6

Logische Uhren

Die Umkehrung t(E1 ) < t(E2 ) ⇒ E1 → 2 ● EDie gilt nicht!

(2)

(2)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

Potentielle kausale Abhängigkeit eines Ereignisse E2 von einem Ereignis E1 [Kurznotation: E● E2 ]: kausale Abhängigkeit 1 →Potentielle E1 → E2 ⇒ t(E1 ) < t(E2 )

(4)

(1)

VS (SS 2012)

Eigenschaften

P2

P1

c Kapitza

Logische Uhren

Beispiel Beispiel für zwei Prozesse P1 und P2 (3)

Bei Ausführung einer lokalen Aktion und bei Ausführung einer Sende-Aktion durch Prozess i wird seine Uhr Ci um 1 erhöht; die Aktion bekommt den Wert nach dem Erhöhen als Zeitstempel

(10)

eine pa

Ergänzung zu vollständiger Ordnung

■ eindeutige Ergänzung zu vollständiger Ordnung Jeder Prozess erhält Identifikation Zeitstempel bestehend aus Prozess i und lokaler Zeit Ci . ● Zeitstempel bestehend aus Proze Anordnung: (Ci , i ) < (Ck , k) ⇔ Ci < Zeit Ck oder . i = Ck und i < k) C(C i

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

9–7

c Kapitza

VS (SS 2012)

• Anordnung: (Ci, i) < (Ck,k) ⇔ Ci
3m Prozesse, um m fehlerhafte Prozesse zu tolerieren

9–14

Definitionen

Initial sind alle Prozesse auf in etwa die gleiche Uhrzeit synchronisiert (Fehler kleiner als δ) Die Uhren aller korrekten Prozesse laufen mit in etwa der korrekten Rate

p, q seien fehlerfreie Prozesse, r irgendein Prozess Cp,q sei die Uhrzeit von q, so wie sie p bekannt ist

Es gilt:

Ein korrekter Prozess kann die Uhr eines anderen korrekten Prozess mit (vernachlässigbar) kleinem maximalen Fehler  lesen

r fehlerfrei ⇒ Cp,r ≈ Cq,r r fehlerhaft ⇒ |Cp,r − Cq,r | < 3δ

Alle Prozesse p stellen ihre Uhr auf

Ziel

P

i (Cp,i )/n

Zu jeder Zeit sollen alle korrekten Prozesse in etwa die gleiche Uhrzeit haben (Fehler kleiner als δ)

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

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c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

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Konvergenz-Algorithmus CNV

Das Network Time Protocol – NTP Ausführliche Informationen zu NTP Das Network Time Protocol - NTP

Plausibilitätsbetrachtung Das Network Time Protocol - NTP ■

http://www.ntp.org (Offizielle NTP-Homepage)

Schlechtester Fall:

Ausführliche Informationen zu NTP im WWW:



(n-m)-mal (Cp,i − Cq,i ) ≈ 0

http://www.ntp.org ("Offizielle" NTP-Homepage) m-mal (Cp,i − Cq,i ) < 3δ http://www.eecis.udel.edu/~mills (Homepage David Mills) ■



Geschichte Also:

neue Differenz zwischen p und q ist (3m/n) ∗ δ Mit n > 3m folgt: neue Differenz < δ ● Entwickelt seit 1982 (NTP v1, RFC 1059) unter Leitung von David Mills sind dabei Vernachlässigt





– 208 aktiveSynchronisierung öffentliche Stratumvon 2 - Rechneruhren Knoten Zweck: im bestehenden Internet ●

Aktuelle Version NTP v4, seit 1994

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

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(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

Zeit.fm: 31.10.05 08:54

Zeit.fm: 31.10.05 08:54

● c Kapitza

NTP-Dämon aufGenauigkeiten fast allen Rechnerplattformen verfügbar, Erreichbare von ca. 10ms in WANs; < 1ms in LANs von PCs bis Crays; Unix, Windows, VMS, eingebettete NTP-Dämon auf fast allen Rechnerplattformen verfügbar, von PCs bis Systeme Crays; Unix, Windows, OS X, eingebettete Systeme Fehlertolerant Fehlertolerant c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

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(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

DasNetwork NetworkTime TimeProtocol Protocol -–NTP NTP Das ■

Derzeit weit über 100.000 NTP-Knoten weltweit Erreichbare Genauigkeiten von ca 0.01s in WANs, 151 aktive öffentliche Stratum 1 - Knoten (Stand Okt. 2005) < 1ms in LANs 208 aktive öffentliche Stratum 2 - Knoten



Aktuelle Forschung von David Mills (University of Delaware): Interplanetare Zeitsynchronisation für IPIN (Interplanetary Internet, NASA/DARPA-Projekt)

Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

Zweck: Synchronisierung von Rechneruhren im bestehenden Entwickelt seit 1982 (NTPv1, RFC 1059) unter Leitung von D. Mills Internet Seit 1990 NTPv3 (teilweise immer noch in Verwendung) Derzeit weit über 100.000 NTP-Knoten Aktuelle Version NTPv4, seit 1994 weltweit – Eigenschaften 151 aktive öffentliche Stratum 1 - Knoten (Stand Okt 2005) von NTP

die Zeit fürNTP die Ausführung des immer Algorithmus ● Seit 1990 v3 (teilweise noch sowie in Verwendung) Fehler durch nicht gleichzeitiges Ablesen der Uhren ●

http://www.eecis.udel.edu/~mills (Homepage David Mills) Eigenschaften von NTP Geschichte

Das Network Protocol Das Network Time Time Protocol - NTP– NTP

Grundlegender Grundlegender Überblick Überblick



Primäre Server (Stratum 1),1), über Funk oder Standleitungen an amtliche Primäre Server (Stratum über Funk oder Standleitungen Zeitstandards angebunden an amtliche Zeitstandards angebunden

Stratum:Stratum:





Synchronisation weiterer Knoten nach primären Servern über ein Synchronisation weiterer Knoten nach selbstorganisierendes, hierarchisches Netzprimären Servern über ein selbstorganisierendes, hierarchisches Netz Verschiedene Betriebsarten (Master/Slave, symmetrische ●Synchronisation, Verschiedene Betriebsarten (Master/Slave, symmetrische Multicast, jeweils mit/ohne Authentisierung) Synchronisation, Multicast, jeweils mit/ohne Authentisierung) Zuverlässigkeit durch redundante Server und Netzpfade



Zeitgeber 1:1: primärer primärer Zeitgeber i > 1: synchronisiert mit Zeitgeber des Stratums i − 1 i >1: synchronisiert mit Zeitgeber des Stratums i-1





StratumStratum kann dynamisch wechseln: kann dynamisch wechseln:

2

Referenzuhren und fehlerhafte Server zu reduzieren ● Optimierte Algorithmen, um Fehler durch Jitter, wechselnde Lokale Uhren werden in Zeit und Frequenz durch einen adaptiven Referenzuhren und fehlerhafte Server zu reduzieren Algorithmus geregelt ● Lokale Uhren werden in Zeit und Frequenz durch einen adaptiven Algorithmus geregelt.

3

Zeit.fm: 31.10.05 08:54

Zeit.fm: 31.10.05 08:54

Algorithmen, um Fehler durch Jitter, ●Optimierte Zuverlässigkeit durch redundante Server und wechselnde Netzpfade

Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

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(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

Ausfall der Verbindung zwischen P1 und P2

1

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1

2

2

3

3

3

3

3

Stratum geändert!

3

Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

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(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

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aus den acht letzten Offset-Messwerten aus – Das Die Network Auswahlalgorithmen versuchen zunächst richtiggehende Network Time Protocol Das Time Protocol – NTP- NTP Uhren („truechimers”) zu erkennen und falsche Uhren ■ Architektur-Überblick („falsetickers”) auszufiltern, und wählen dann möglichst genaue Architektur-Überblick Referenzuhren aus

Das Network Time Protocol - NTP Das Network Time Protocol – NTP ■ Referenzserver Architektur-Überblick (Fortsetzung...) Mehrere („Peer”) für Redundanz und Fehlerstreuung

– Mehrere Referenzserver („Peer”) für Redundanz und

Filter 1 Peer Kombinationsalgorithmus 1 – Der berechnet einen gewichteten Steuerung der AuswahlMittelwert der2Offset-Werte (frühere NTP-Versionen wählen einfach lokalen Uhr Filter Peer 2 AlgoKombinierungsden am vertrauenswürdigsten erscheinenden Loop-Referenzknoten aus) Filter 3 rithmen

Peer 3

Algorithmus

Peer-Filter wählen pro Referenzserver den jeweils besten Wert aus den Fehlerstreuung acht letzten Offset-Messwerten aus

– Peer-Filter wählen pro Referenzserver den jeweils besten

Die Auswahlalgorithmen versuchen zunächst richtig gehende Uhren aus den acht letzten Offset-Messwerten aus („truechimers”) zu erkennen und falsche Uhren („falsetickers”) herauszufiltern, –undDie wählen dann möglichst genaue Referenzuhren aus richtiggehen Auswahlalgorithmen versuchen zunächst

Filter

– Loop Filter und VFO bilden zusammen die geregelte lokale Uhr. Die Filter 4 Peer 4 Regelung ist so entworfen, dass Jitter und Drift bei der Regelung Zeitstempel VFO minimiert werden NTP-

Uhren („truechimers”) zu erkennen und falsche Uhren

Der Kombinationsalgorithmus berechnet einen gewichteten Mittelwert („falsetickers”) auszufiltern, und wählen dann möglichst ge der Offset-Werte (frühere NTP-Versionen wählen einfach den am Referenzuhren vertrauenswürdigsten erscheinenden aus Referenzknoten aus)

– Der Kombinationsalgorithmus berechnet einen gewichteten

Loop Filter und VFO (Variable Frequency Oscillator) bilden zusammen Mittelwert der Offset-Werte (frühere NTP-Versionen wählen die geregelte lokale Uhr. Die Regelung ist so entworfen, dass Jitter und 34 den minimiert am vertrauenswürdigsten erscheinenden Referenzkno Drift bei der Regelung werden

Nachrichten Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

– Loop Filter und VFO bilden zusammen die geregelte lokale U Regelung ist so entworfen, dass Jitter und Drift bei der Reg minimiert werden

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

Zeit.fm: 31.10.05 08:54

Zeit.fm: 31.10.05 08:54

(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

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Das Network Time Protocol - NTP Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

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(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm



Das Network Time Protocol – NTP Offset-Messung Das Network Time Protocol - NTP

T1

Peer 1

Filter 1

Peer 2

Filter 2

T4 Auswahl-

Peer 3

P2

θ

Filter 3

Algo-

– Es δwerden Offset θ, Laufzeit

die letzten 8 Messungen gespeichert; Index i=0: neueste Messung Abschätzung des Messfehlers:

LoopFilter

 = LesegenauigkeitT+ 1 MAXDRIFT ∗ (T 4 − T 1) T4 P1

rithmen

Eingetragene Messwerte werden in einen Puffer eingetragen θ

Speicherung der letzten 8 Messwerte

T3

Aktualisierung der Fehlerabschätzung  bei jeder neuen Messung um den P möglichen Fehler2durch Alterung (Uhrendrift) T2 T3

System-Prozess

Reine Nachrichtenlaufzeit: δ = (T 4 − T 1) − (T 3 − T 2)

Periode dynamisch durch System-Prozess und durch entfernte Exakter Wert, falls Laufzeiten in beide Richtungen gleich sind Server bestimmt (T1+T4)/2 Geschätztes θ = (T2+T Maximaler FehlerOffset: bei unsymmetrischen Laufzeiten: 3)/2 -δ/2 – System-Prozess: Periodisch, Abstände dynamisch aus Phasen• Exakter Wert, falls Laufzeiten in beide Richtungen gleich Jitter und Stabilität der lokalen Uhr bestimmt

i = 7...1 : (δi , θi , i ) = (δi−1 , θi−1 , i−1 + MAXDRIFT ∗ verstrichene Zeit) Nachrichtenlaufzeit: δ = (T4-T1)-(T3-T2) i = 0 : (δ0 , θ–0 , Reine Messwert 0 ) = neuer

- (T1+T4)/2 – Geschätztes Offset: θ= (T2+T3)/2 Weitere Verarbeitung der Messwerte und Ermittlung eines Korrektheitsintervalls für den Peer

• Exakter Wert, falls Laufzeiten in beide Richtungen gleic

sind

• Maximaler Fehler bei unsymmetrischen Laufzeiten: δ/2

Uhren-Prozess: Periodisch in 1s-Intervallen • – Maximaler Fehler bei unsymmetrischen Laufzeiten: δ/2 VS (SS 2012) 9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation 9–23

c Kapitza

c Kapitza

08:54

(Regelung VFO-Phase und -Frequenz)

08:54

(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

Getrennte Ausführung pro Peer ■ Offset-Messung Bei jeder Messung ermittelte Werte:

– Peer-Prozesse: Unabhängig in periodischen Abständen; – Reine Nachrichtenlaufzeit: δ (T = 1(T Geschätztes Offset: θ = (T2 + T3 )/2 − +4 T-T 4 )/2 1)-(T3-T2)



9–22

Das Network Time Protocol - NTP

VFO

T2 Peer-Prozesse

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

Peer-Filter-Algorithmus

UhrenProzess

KombinierungsAlgorithmus

VS (SS 2012)

Das Network Time Protocol – NTP

– Offset-Messung Es werden die letzten 8 Messungen gespeichert; Es werden die letzten 8 Messungen gespeichert; Index i=0: neueste Messung ■ NTP-Prozesse Index i = 0: neueste Messung P1

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

9–24

Das Network Time Protocol - NTP

Das Network Time Protocol – NTP ■

Das Network Time Protocol – NTP

Auswahl-Algorithmus

Kombinierungsalgorithmus

B A

Weiteres Aussortieren vergleichsweise schlechter Referenzen, bevorzugte Selektion von Referenzen mit kleinem Stratum → Zusammenstellung einer nach Qualität sortierten Liste von Referenzen (beste Referenz steht vorne)

C D

RIFT

Auswahl-Algorithmus – Trennung von „truechimers” und „falsetickers”

daraus:

Die übrig bleibenden Knoten werden zur Synchronisation verwendet

Trennung von „truechimers” und „falsetickers”

– DTS (Digital Time Service, Vorgänger-Algorithmus, einfach): DTS (Digital Time Ermittle Service,Durchschnitt Vorgänger-Algorithmus, mit den meisten einfacher): überlappenden Ermittle Durchschnitt mit den meisten überlappenden Korrektheitsintervallen Korrektheitsintervallen. Mittelpunkt des Intervalls wird als zur Mittelpunkt des Intervalls wird als Offset zur Offset Uhrenkorrektur verwendet Uhrenkorrektur verwendet.

Einfache Variante: Falls der bisherige Referenzknoten sich in der Liste befindet, wird dieser weiterhin zur Synchronisation verwendet; ansonsten wird der Knoten am Anfang der Liste zum neuen Synchronisationsknoten

– Ziel bei NTP: Auswahl des Intervalls so, dass die Mittelpunkte der Ziel bei NTP: Auswahl des Intervalls so, dass die Mittelpunkte der Intervalle der als korrekt betrachteten Knoten im Intervall liegen 41

Zeit.fm: 31.10.05 08:54

Intervalle der als korrekt betrachteten Knoten im Intervall liegen Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06

42

Komplexe Variante (NTPv4): Berechnung eines gewichteten Mittelwerts der Offsets aus allen Knoten

Das so ermittelte Offset wird an die Uhrenregelung (Clock disciplin algorithm) weitergegeben

(C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

Das Network Time Protocol - NTP c Kapitza

VS (SS 2012)



9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

c Kapitza

9–25

Kombinierungsalgorithmus

en )

– Die übrigbleibenden Knoten werden zur Synchronisation verwendet

Zusammenfassung • Einfache Variante: Falls der bisherige Referenzknoten sich in

ativ zu den

Zeit in verteilten

der Liste verwendet, wird dieser weiterhin zur Synchronisation verwendet; ansonsten wird der Knoten am Anfang der Liste zum Systemen ein zentrale Herausforderung neuenist Synchronisationsknoten • Komplexe Variante (NTPv4): Berechnung eines gewichteten

Mittelwerts der Offsets ausEreignissen allen Knoten benötigt Wenn Aussagen zur kausalen Ordnung von DasEinsatz so ermittelte wird an Uhren die Uhrenregelung (Clock disciplin werden, bietet sich– der vonOffset logischen an

anze von

algorithm) weitergegeben

Logische Uhren nach Lamport, erweiterbar zu einer totalen Ordnung auf alle Ereignisse, die kausale Beziehungen respektiert

43

Zeit.fm: 31.10.05 08:54

Vektoruhren zur exakten Erfassung von kausalen Beziehungen

Das Network Time Protocol (NTP) bietet Algorithmen für Verteilte Systeme (AVS), WS 2005/06 die Möglichkeit, lokale Uhren mit für viele Zwecke ausreichender Genauigkeit an die offizielle Zeit zu synchronisieren (C) 2005 Hans P. Reiser, Franz J. Hauck, Abteilung Verteilte Systeme, Universität Ulm

Hierarchisches Synchronisationsnetz Selbstorganisierend und fehlertolerant

c Kapitza

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

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44

VS (SS 2012)

9 Zeit in verteilten Systemen, Uhrensynchronisation

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