Weak consistency [11]Some applicati

Weak consistency [11]
Some applications do not require even seeing all Writes, let alone seeing them in some order. Consider the case of a process executing a CS, repeatedly reading and writing some variables in a loop. Other processes are not supposed to read or write these variables until the first process has exited its CS.However, if the memory has no way of knowing when a process is in a CS and when it is not, the DSM has to propagate all Writes to all memories in the usual way. But by using synchronization variables, processes can deduce whether the CS is occupied.

A synchronization variable in this model has the following semantics: it is used to propagate all writes to other processors, and to perform local updates with regard to changes to global data that occurred elsewhere in the distributed system. When synchronization occurs, all Writes are propagated to other processes, and all Writes done by others are brought locally. In an implementation specifically for the CS problem, updates can be propagated in the system only when the synchronization variable is accessed (indicating an entry or exit into the CS).

Weak consistency (defined by [11]) has the following three properties which guarantee that memory is consistent at the synchronization points:
• Accesses to synchronization variables are sequentially consistent.
• No access to a synchronization variable is allowed to be performed until all previous writes have completed everywhere.
• No data access (either Read or Write) is allowed to be performed until all previous accesses to synchronization variables have been performed.

An access to the synchronization variable forces Write operations to complete,and effectively flushes the pipelines. Before reading shared data, a process can perform synchronization to ensure it accesses the most recent data.

Release consistency [12]
The drawback of weak consistency is that when a synchronization variable is accessed, the memory does not know whether this is being done because the process is finished writing the shared variables (exiting the CS) or about to begin reading them (entering the CS). Hence, it must take the actions required in both the following cases:
1. Ensuring that all locally initiated Writes have been completed, i.e., propagated to all other processes.
2. Ensuring that all Writes from other machines have been locally reflected.

If the memory could differentiate between entering the CS and leaving the CS,a more efficient implementation is possible. To provide this information, two kinds of synchronization variables or operations are needed instead of one.
Release consistency provides these two kinds. Acquire accesses are used to tell the memory system that a critical region is about to be entered. Hence,the actions for case 2 above need to be performed to ensure that local replicas of variables are made consistent with remote ones. Release accesses say that a critical region has just been exited. Hence, the actions for case 1 above need to be performed to ensure that remote replicas of variables are made consistent with the local ones that have been updated. The Acquire and Release operations can be defined to apply to a subset of the variables. The accesses themselves can be implemented either as ordinary operations on
special variables or as special operations.

If the semantics of a CS is not associated with the Acquire and Release operations,then the operations effectively provide for barrier synchronization.Until all processes complete the previous phase, none can enter the next phase.

The following rules are followed by the protected variables in the general
case [12]:
• All previously initiated Acquire operations must complete successfully before a process can access a protected shared variable.
• All accesses to a protected shared variable must complete before a Release operation can be performed.
• The Acquire and Release operations effectively follow the PRAM consistency model.

A relaxation of the release consistency model is called the lazy release consistency model. Rather than propagating the updated values throughout the system as soon as a process leaves a critical region (or enters the next phase in the case of barrier synchronization), the updated values are propagated to the rest of the system only on demand, i.e., only when they are needed. Changes to shared data are only communicated when an Acquire access is performed by another process.

Kết quả (Việt) 2:

Yếu nhất quán [11]
Một số ứng dụng không yêu cầu ngay cả khi nhìn thấy tất cả viết, hãy để một mình nhìn thấy chúng trong một số thứ tự. Hãy xem xét trường hợp của một quá trình thực hiện một CS, liên tục đọc và viết một số biến trong vòng một. Các quá trình khác không được nghĩa vụ phải đọc hoặc viết các biến cho đến khi quá trình đầu tiên đã rời CS.However của nó, nếu bộ nhớ không có cách nào biết được khi một quá trình là một trong CS và khi nó không phải là, DSM có tuyên truyền tất cả viết cho tất cả những kỷ niệm theo cách thông thường. Nhưng bằng cách sử dụng các biến đồng bộ, quá trình có thể suy ra liệu CS là chiếm đóng. Một biến đồng bộ hóa trong mô hình này có ngữ nghĩa sau đây: nó được sử dụng để truyền bá tất cả viết để xử lý khác, và để thực hiện cập nhật địa phương đối với những thay đổi dữ liệu toàn cầu xảy ra ở những nơi khác trong hệ thống phân phối. Khi đồng bộ hóa xảy ra, tất cả viết được lan truyền đến các quá trình khác, và tất cả viết được thực hiện bởi những người khác được đưa tại địa phương. Trong một thực hiện cụ thể cho vấn đề CS, cập nhật có thể được nhân giống trong hệ thống chỉ khi biến đồng bộ hóa được truy cập (chỉ ra một cảnh, nhập cảnh vào CS). Yếu nhất quán (được xác định bởi [11]) có ba thuộc tính sau đó bảo lãnh bộ nhớ đó là phù hợp tại các điểm đồng bộ: • Số lượng truy cập đến các biến đồng bộ hóa là tuần tự phù hợp. • Không có quyền truy cập vào một biến đồng bộ hóa được phép được thực hiện cho đến khi tất cả viết trước đó đã hoàn thành ở khắp mọi nơi. • Không có truy cập dữ liệu (hoặc Read hay Write) được cho phép được thực hiện cho đến khi truy cập tất cả trước đó để biến đồng bộ đã được thực hiện. Một tiếp cận với các đồng bộ hóa các lực lượng biến Viết hoạt động để hoàn thành, và có hiệu quả các đường ống xả. Trước khi đọc dữ liệu được chia sẻ, một quá trình có thể thực hiện đồng bộ để đảm bảo nó truy cập các dữ liệu gần đây nhất. Thả thống nhất [12] Những nhược điểm nhất quán yếu là khi một biến đồng bộ hóa được truy cập, bộ nhớ không biết liệu điều này đang được thực hiện bởi vì quá trình được viết xong biến chia sẻ (thoát khỏi CS) hay sắp bắt đầu đọc chúng (khi vào CS). Do đó, nó phải có những hành động cần thiết trong cả hai trường hợp sau đây: 1. Đảm bảo rằng tất cả viết bắt đầu tại địa phương đã được hoàn thành, tức là, động cho tất cả các quá trình khác. 2. Đảm bảo rằng tất cả viết từ các máy khác đã được phản ánh tại địa phương. Nếu bộ nhớ có thể phân biệt giữa bước vào CS và rời khỏi CS, triển khai thực hiện có hiệu quả hơn là có thể. Để cung cấp thông tin này, có hai loại biến đồng bộ hoặc các hoạt động cần thiết thay vì một. Thả thống nhất cung cấp hai loại này. Có được truy cập được sử dụng để báo cho hệ thống bộ nhớ rằng một khu vực quan trọng là về để được nhập vào. Do đó, các hành động đối với trường hợp 2 ở trên cần phải được thực hiện để đảm bảo rằng những bản sao địa phương của các biến được thực hiện phù hợp với những người từ xa. Truy cập thông cáo nói rằng một khu vực quan trọng vừa được thoát. Do đó, các hành động đối với trường hợp 1 nêu trên cần phải được thực hiện để đảm bảo rằng những bản sao từ xa của các biến được thực hiện phù hợp với những địa phương đã được cập nhật. Các hoạt động Acquire và phát hành có thể được xác định để áp dụng cho một tập hợp con của các biến. Việc truy cập có thể tự mình thực hiện các hoạt động hoặc như bình thường trên các biến đặc biệt hoặc các hoạt động đặc biệt. Nếu các ngữ nghĩa của một CS không liên kết với các Acquire và Release hoạt động, sau đó hoạt động có hiệu quả cung cấp cho hàng rào synchronization.Until tất cả các quá trình hoàn tất các giai đoạn trước , không ai có thể bước vào giai đoạn tiếp theo. Các quy tắc sau đây được theo sau bởi các biến bảo hộ trong các chung trường hợp [12]: • Tất cả các hoạt động trước đó khởi xướng Acquire phải hoàn thành trước khi một tiến trình có thể truy cập vào một biến được chia sẻ bảo vệ. • Tất cả các truy cập đến một bảo vệ biến được chia sẻ phải hoàn thành trước khi một hoạt động phát hành có thể được thực hiện. • Các Acquire và các hoạt động phát hành có hiệu quả theo mô hình nhất quán PRAM. Một thư giãn của các mô hình thống nhất phát hành được gọi là mô hình phát hành thống nhất lười biếng. Thay vì tuyên truyền các giá trị được cập nhật trên toàn hệ thống ngay sau khi một quá trình để lại một khu vực quan trọng (hoặc bước vào giai đoạn tiếp theo trong trường hợp đồng bộ hàng rào), các giá trị cập nhật được lan truyền với phần còn lại của hệ thống chỉ theo yêu cầu, tức là, chỉ khi cần thiết. Thay đổi để chia sẻ dữ liệu chỉ được truyền khi một truy cập Acquire được thực hiện bởi quá trình khác.