Arquitectura de Servidores Servidores Concurrentes Servidores Iterativos Servidores con Estado Servidores sin Estado

Qué pasa cuando varios clientes tratan de conectarse al mismo tiempo a un servidor Una forma es ir atendiéndolos de a uno en un ciclo: como en el programa que atiende pedidos de archivos –Se acepta una conexión –Se lee la petición –Se lee desde el archivo y se escribe en el socket hasta encontrar una marca de fin de archivo A este tipo de servidores se les llama servidores iterativos El problema es que todo cliente tiene que esperar su turno para ser atendido Si uno de ellos pide un archivo muy grande los demás tienen que esperar La mayor parte de la espera es debido a operaciones de IO, hay capacidad de CPU ociosa !

Un servidor secuencial (iterativo) atendiendo a más de un cliente A SERVER A CLIENT 4444

Durante la conversación no puede oír por el puerto 4444 A SERVER A CLIENT 4444

Sólo después de efectuar la transmisión se pone a escuchar de nuevo por el 4444 A SERVER A CLIENT 4444

Si el servicio consiste en transferir un archivo, el cliente debe digitar el nombre A SERVER A CLIENT 4444

¿Qué sucede si el servidor tiene que esperar mucho para que un cliente escriba el nombre de un archivo? A SERVER A CLIENT 4444 Timeout ArchServidor2

Un Servidor Concurrente Un servidor concurrente atiende a varios clientes al mismo tiempo. Más aún, mientras está atendiendo sigue escuchando El problema es que todo cliente tiene que esperar su turno para ser atendido. Si uno de ellos pide un archivo muy grande los demás tienen que esperar La mayor parte de la espera es debido a operaciones de IO, hay capacidad de CPU ociosa! Se trata de crear un nuevo proceso o línea de ejecución cada vez que un cliente “llega” a pedir un servicio.

Servidores Comcurrentes: hay procesos separados para atender el puerto y para transferir el archivo A SERVER A CLIENT 4444

Después que el cliente contacta al servidor, éste crea otro proceso para para atender al cliente y se queda escuchando el puerto 4444 por otro A SERVER A CLIENT 4444

Mientras el nuevo proceso está atendiendo al primer cliente, el segundo cliente puede contactar al servidor en el puerto 4444 A SERVER A CLIENT 4444

Y el servidor crea otro proceso A SERVER A CLIENT 4444

Ahora un tercer cliente contacta al servidor A SERVER A CLIENT 4444

Y un tercer proceso esclavo o thread es creado A SERVER A CLIENT 4444

Algoritmo de Servidor Concurrente Programa principal o “master” del servidor 1. Crear un Socket de servidor En un ciclo infinito: 2. Aceptar requerimientos de clientes 3. Cuando llega una petición de un cliente crear un nuevo proceso “esclavo” que atienda paralelamente la petición (esto no debe bloquear la ejecución del programa master del servidor) 4. Volver a 2. Proceso esclavo: 1. Recibir los parámetros de la comunicación (socket o flujos de entrada y/o salida) 2. Atender al cliente (ej: leer el nombre del archivo, transmitir el archivo) 3. Retornar (desaparecer !)

Cómo (y por qué) crear procesos paralelos Si existe sólo una CPU, ¿Por qué crear procesos paralelos? –Porque algunos programas se escriben más fácilmente así. De hecho, la programación de un servidor es a veces más fácil si se hace de esta manera. –Porque sí hay más de un procesador !!!!! (¿dónde?) El concepto de procesos paralelos implentados a nivel de S.O. aparecen con UNIX y C. La forma de crearlos es ejecutando una función llamada fork() int i = fork() provoca que se cree un proceso exactamente igual al que se está ejecutando. La única diferencia es que en el proceso hijo (el nuevo creado) la variable i vale cero. Esto se usa para saber quién soy yo. En programación de servidores concurrentes, si soy el hijo ejecuto la parte que corresponde al proceso esclavo. Si soy el padre (i tiene un valor distinto de cero y es el id del proceso hijo creado) sigo recibiendo peticiones

Ejemplo de procesos paralelos en C (muy simplificado) main() { int pid, msock, ssock; sock = passivesock(port, “tcp”, qlen); /* ver capítulo 10.4 del libro Internetworking with tcp/ip de Douglas Commer para ver cómo se implementa */ while(1) { ssock = accept(msock, &fsin, &alen); pid = fork(); if (pid == 0) { atender al cliente; retornar; }

Problemas con el fork() en UNIX La creación del proceso paralelo es costosa en tiempo. –En algunos textos se sugiere que se podrían crear los procesos paralelos al levantar el servidor. Cuando llegue un cliente simplemente se le pasan los datos por medio de un pipe que se crea entre el proceso padre y el proceso hijo El proceso paralelo duplica exactamente todo el ambiente en el cual estaba corriendo el proceso original, incluso aquellas variables que no necesita !!! No es fácil manejar procesos paralelos, ya que si no se terminan en forma “normal” pueden quedar consumiendo recursos indefinidamente. La única información que tiene el padre para controlarlos es su identificación al crearlos. Muchas veces se prefiere usar el método select, que lo que hace es preguntar de una serie de puntos de lectura de datos (en este caso sockets) cuál está listo para ser leído: este puede ser uno de los sockets de comunicación con cliente (en un arreglo) o el socket por donde se escuchan las peticiones (recordar que el IO es lo más lento en todo esto)

En JAVA se prefiere usar Threads Un thread es una secuencia o flujo de de instrucciones que se ejecutan dentro de un programa. Tiene un comienzo y un fin. Entonces qué diferencia tiene con un proceso? El thread sólo puede ser creado dentro de un proceso. Y un proceso (programa) puede crear varios threads dentro de él que se ejecutan en paralelo. Entonces, qué diferencia tiene con el fork(). El programa principal está “conciente” de los threads que existen, hay variables que los identifican. Pueden ser creados, inicializados, sustendidos, reactivados o parados por el el programa que los creó. El programa principal puede darles parámetros distintos a cada thread. Los thread se pueden programar con la canatidad de variables necesarias para su ejecución (no lo heredan TODO).

Servidores Stateless vs. Stateful: el problema de lectura de un archivo remoto. A SERVER A CLIENT Open file XYZ read first 50 bytes while (not end of file XYZ) read next 50 bytes close file ? requerimiento abrir archivo XYZ Respuesta archivo XYZ existe y está listo

Un servidor stateless (sin estado) implica que no se acuerda de las peticiones anteriores A SERVER A CLIENT Open file XYZ read first 50 bytes while (not end of file XYZ) read next 50 bytes close file ? requerimiento leer bytes 0 a 49 de XYZ Respuesta: el contenido en bytes

El cliente debe proporcionar toda la información de nuevo ! A SERVER A CLIENT Open file XYZ read first 50 bytes while (not end of file XYZ) read next 50 bytes close file ? reuquerimiento leer bytes 50 a 99 de XYZ Respuesta: el contenido en bytes

This may cause a lot of network traffic, especially if there are many clients A SERVER A CLIENT Open file XYZ read first 50 bytes while (not end of file XYZ) read next 50 bytes close file ? requerimiento leer bytes X a X+50 de XYZ Respuesta: el contenido en bytes

Stateful Server: mantiene alguna información de lo que ha pasado A SERVER A CLIENT Open file XYZ read first 50 bytes while (not end of file XYZ) read next 50 bytes close file ? Req. abrir XYZ respuesta: file pointer a XYZ Pointer archi Posición 0 XYZ 0 1 ZXY 50

La información que tiene que transmitir el cliente es mucho menos A SERVER A CLIENT Open file XYZ read first 50 bytes while (not end of file XYZ) read next 50 bytes close file ? Req. 0, leer 50 respuesta: el contenido Pointer Archivo Posición 0 XYZ 50 1 ZXY 50

La información en la tabla debe ser actualizada A SERVER A CLIENT Open file XYZ read first 50 bytes while (not end of file XYZ) read next 50 bytes close file ? Req. 0, leer 50 respuesta: el contenido Pointer Archivo Posición 0 XYZ ZXY 50

Es importante cerrar el archivo A SERVER A CLIENT Open file XYZ read first 50 bytes while (not end of file XYZ) read next 50 bytes close file ? Req. 0, leer 50 respuesta: el contenido Pointer Archivo Posición 0 XYZ ZXY 50

Posibilidad de Errores La red manda dos veces el datagrama con requerimiento de lectura Si el computador del cleinte se cae y rebootea el programa. Si el computador se cae antes de poder “des-registrarse” Si otro cliente se conecta en el mismo port que el que se cayó sin avisar En una internet real, donde las máquinas pueden caerse y rebootear y los mensajespueden perderse, llegar atrasados, duplicados o en orden incorrecto un servidor con manteción de estado puede resultar difícil de programar para hacerlo tolerante a los errores.

Arquitectura de un Servidor de Archivos Módulo Cliente Aplicación Servicio de Directorio Servicio plano de archivo (flat)

Componentes Flat File Service: Implementa las operaciones directamente sobre los archivos. Trabaja con Unique File Identifieres (UFID). Se genera uno nuevo por cada archivo Directory Services: Cliente de el FFS, provee un mapeo entre los UFID y los nombre textuales de los archivos y las funciones necesarias para administrar directorios y obtener las UFID. Los directorios se guardan como archivos planos. Módulo Cliente: Corre en cada computador, integra y extiende las operaciones del FFS y

Componentes Flat File Service: Implementa las operaciones directamente sobre los archivos. Trabaja con Unique File Identifieres (UFID). Se genera uno nuevo por cada archivo Directory Services: Cliente de el FFS, provee un mapeo entre los UFID y los nombre textuales de los archivos y las funciones necesarias para administrar directorios y obtener las UFID. Los directorios se guardan como archivos planos. Módulo Cliente: Corre en cada computador, integra y extiende las operaciones del FFS y DS en una aplicación interfaz usada por los programadores. Posee información acerca de la localización de archivos en la red. Provee eficiencia a través de un cache

Modelo de Interfaz para FFS read(FileId, i, n) : le hasta n bytes de un archivo a partir de la posición i los que retorna en un arreglo write(FileId, i, Datos): escribe la secuencia de datos en el archivo a partir de la posición i extendiéndolo en caso create() : crea un archivo nuevo de largo 0 y devuelve el UFID para él delete(FileId) : borra el archivo getAttributes(FileId) : retorna una estructura con los atributos setAttributes(FileId, attr) : pone los atributos según la estructura

Controles de acceso En un sistema local el chequeo se hace sólo al abrir el archivo y los derechos se conservan en un sistema distribuido los chequeos se deben hacer a nivel de servidor. Para que el servidor siga siendo stateless se pueden usar 2 estrategias: –El chequeo se hace cuando el nombre es convertido en UFID y el resultado es codificado en forma de capacidad que se retorna al cliente, el cual lo usa para futuros accesos –La identificación del usuario se hace cada vez que se manda un request y el chequeo se hace para cada operación El segundo es más usado (en NFS y AFS) por su simplicidad, pero ninguno garantiza seguridad en el caso de identidad suplantada

Modelo de interfaz para Directory Service Lookup(Dir, File) localiza el nombre de texto en el directorio y retorna el UFID AddName(Dir, Name, File) Si Name no estaba en el directorio dado añade el par (Name,File) en el directorio modificando el archivo pertinente UnName(Dir, Name) el par (Name, file) correspondiente es borrado del directorio getNames(Dir) retirna la lista de nombres que contiene un directorio

Ejemplo 1 el NFS Aplicación Sistema Virtual Sist Local Client NFS Sistema Virtual Server NFS Sist Local

Características de NFS La comunicación es por medio de RPC y es abierta en el servidor, que reside en el kernel La identificación de archivos es por medio de los llamados file handters consistentes en: Filesystem identifier i-node number or file i-node gerneration number El “estado” se guarda en el cliente en un v-node Autentificación del cliente en cada llamada mandando user ID y group ID Los servicios de flat file y directory están integrados El servicio de mount provee un link a un sistema remoto

Cache en NFS Cache en Unix: buffer cache, read ahead, delayed write Cache en Server: datos de escritura se guardan en memoria cache y son escritas antes del reply al cleinte. En la versión 3 se guarda todo en cache hasta que se recibe la operación commit para ese archivo (buffer lleno o close) Cache en el servidor: resultados de read, write, getattr, lookup y readdir se almacenan localmente, lo cual puede introducir inconsistencias en versiones en los distintos clientes ya que escrituras de un cliente no se actualizan en seguida en los otros. Los clientes son entonces responsables de mantener actualizados sus caches por medio de timestamps: Tc= tiempo de la última actualización, Tm= tiempo de modificación. A un tiempo T el cache será válido si (T - Tc < t) o (Tm cliente = Tm server ). Normalmente 3-30 seg para archivos y para directorios

Interfaz de NFS simplificada read(FileId, i, n) : le hasta n bytes de un archivo a partir de la posición i los que retorna en un arreglo write(FileId, i, Datos): escribe la secuencia de datos en el archivo a partir de la posición i extendiéndolo en caso create() : crea un archivo nuevo de largo 0 y devuelve el UFID para él delete(FileId) : borra el archivo getAttributes(FileId) : retorna una estructura con los atributos setAttributes(FileId, attr) : pone los atributos según la estructura

Ejemplo 2: El AFS Apunta a lograr mejor performance en situaciones de escalabilidad –Whole-file serving: El contenido de todo los directorios archivos son traspasados al cleinte –Whole-file caching: Los archivos transmitidos son guardados en cache local. Normalmente varios cientos de archivos ! El cache es casi permanente. –Cuando se hace un open del archivo se transmite el archivo entero si no estaba –las operaciones de escritura/lectura se hacen localmente –Con el close, se transmite una copia modificada al servidor –Debe

Esquema del AFS Aplicación Unix Kernel Sist Local Venus Vice Unix Kernel

Consistencia del Cache Cada vez que se traspasa un archivo del servidor a un cliente se provee de una promesa de callback, que garantiza que cuando otro cliente modifique el archivo este será notificado El callback puede estar en dos estados: valido o cancelado Cuando el archivo es traspasado al cliente el callback se pone en válido. Cuando se recibe un callback del servidor (porque el archivo fue modificado) se pone en cancelado Cada vez que el cliente abre un archivo busca si está en su cache. Si está se revisa el callback. Si está cancelado se trae una copia nueva del archivo, si está válido, se usa el archivo del cache Si la estación de trabajo se reinicia (por que se apagó o se cayó) pide para cada archivo de su cache el timestamp de la última modificación si la última modificación es consistente con la copia se pone el callback en válido, si no en cancelado