LỜI MỞ ĐẦU
Hệ tin học phân tán là hệ thống rất đa dạng, đa diện, phức tạp về mặt cấu trúc, là
vùng tri thức hiện đại đang được các chuyên gia công nghệ thông tin đặc biệt quan
tâm và đổi mới rất nhanh chóng.
Một trong những tư tưởng lớn của các hệ phân tán là phân tán hóa các quá trình
xử lý thông tin và thực hiện các công việc đó trên các trạm xa nhau. Đó là cơ sở để
xây dựng các hệ ứng dụng lớn như thương mại điện tử, giáo dục điện tử, chính phủ
điện tử. . .
Phân tán hóa các quá trình xử lý, tạo nên ưu thế của hệ có thể đáp ứng việc
giảiquyết các bài toán lớn, một cách nhanh chóng. Nhưng cũng tạo tính phức tạp, nan
giải trong các yêu cầu thiết lập hệ. Việc hợp lực của các thành viên trong hệ, dẫn đến
hàng loạt các vấn đề như: định danh, cấp phát tài nguyên dùng chung (đảm bảo tránh
tương tranh), giải quyết sự cố tạo nên tính tin cậy của hệ. . . Để đảm bảo tính gắn bó
của hệ, yêu cầu đặt ra trước hết là đồng bộ hóa các tiến trình. Với hệ phân tán (không
có bộ nhớ chung, bộ tạo xung đồng hồ chung), khả năng gắn bó và việc đồng bộ hóa
cho hệ chỉ dựa trên phương tiện duy nhất là truyền thông điệp, nên lời giải cho yêu
cầu đồng bộ hóa thường chỉ dừng lại ở mức chấp nhận được đối với mỗi hệ .
Về mặt bố cục, ngoài phần mở đầu, tài liệu tham khảo và mục lục, báo cáo được
chia làm 3 chương, chương 1 tổng quan về hệ phân tán, chương 2 nói về các công cụ
đồng bộ hoá các tiến trình trong hệ thống tin học và chương 3 xây dựng hệ thống
đồng bộ hóa trên hệ phân tán với 4 server
Page 1
CHƯƠNG 1. TỔNG QUAN VỀ HỆ PHÂN TÁN
1. Tổng quan về hệ tin học
Một cách tổng quát, hệ tin học có thể bao gồm các thành phần cơ bản như phần
cứng, hệ điều hành, các chương trình ứng dụng. Hệ tin học nói chung có thể được
mô hình hoá như sau:
HỆ ĐIỀU HÀNH
PHẦN CỨNG
II
III

Page 3
U
1
U
2
Un
. . .
Hình 1.3 Hệ thống máy đơn
Ở một thời điểm nhất định, máy đơn được điều hành bởi một hệ điều hành duy
nhất. Hệ thống như vậy được gọi là hệ tin học tập trung, thích hợp với các máy tính
loại trung và loại lớn.
Tóm lại, hệ tin học tập trung bao gồm một hệ thống máy đơn được điều khiển
bởi một hệ điều hành duy nhất và quản lý toàn bộ thông tin trên thiết bị nhớ cục bộ
của mình.
1.2. Hệ tin học phân tán (hệ phân tán)
Hệ tin học phân tán là hệ thống không chia sẻ bộ nhớ và đồng hồ, khác với xu
hướng phân tán các tính toán trên nhiều bộ xử lý của hệ thống đa xử lý. Như vậy,
hệ tin học phân tán đòi hỏi hệ thống phần cứng của mình phải trang bị bộ nhớ cục
bộ, các bộ xử lý trao đổi thông tin với nhau thông qua các hệ thống đường truyền
như cáp chuyên dụng, đường điện thoại, cáp quang. . .
Như vậy, hệ tin học phân tán có thể bao gồm bốn thực thể như sau:
Phần cứng
Phần mềm
Dữ liệu
Truyền thäng
Page 4
Hình 1.3 Các thực thể của hệ phân tán
Một tư tưởng lớn của hệ tin học phân tán là phân tán hoá các quá trình xử lý
thông tin và thực hiện công việc đó trên các trạm khác nhau. Đó là cơ sở căn bản
cho việc xây dựng các ứng dụng lớn như thương mại điện tử, giáo dục điện tử,

trình.
Page 5
Để làm rõ tính quan trọng của việc đồng bộ hóa tiến trình chúng ta xét ví dụ
sau: giả sử rằng chương trình nào đó có biến counter và giá trị của biến counter
hiện tại là 5, thủ tục người sản xuất và người tiêu dùng thực thi đồng hành câu
lệnh “counter++” và “counter ”. Theo sau việc thực thi hai câu lệnh này, giá trị của
biến counter có thể là 4, 5 hay 6? Kết quả chỉ đúng khi biến counter==5, được tạo ra
đúng nếu tiến trình người sản xuất và người tiêu dùng thực thi riêng biệt.
Chúng ta có thể minh hoạ giá trị của counter có thể không đúng như sau. Chú ý,
câu lệnh “counter++” có thể được cài đặt bằng ngôn ngữ máy (trên một máy điển
hình) như sau:
register1 = counter
register1 = register1 + 1
counter = register1
Ở đây register1 là một thanh ghi CPU cục bộ. Tương tự, câu lệnh “counter ”
được cài đặt như sau:
register2 = counter
register2 = register2 - 1
counter = register2
Ở đây register2 là thanh ghi CPU cục bộ. Dù là register1 và register2 có thể
dùng cùng thanh ghi vật lý, nhưng nội dung của thanh ghi sẽ được lưu lại và lấy lại
bởi bộ quản lý ngắt.
Thực thi đồng hành của “counter++” và “counter ” là tương tự như thực thi
tuần tự ở đây các câu lệnh cấp thấp hơn được hiện diện trước bị phủ lắp trong thứ
tự bất kỳ (nhưng thứ tự bên trong mỗi câu lệnh cấp cao được lưu giữ). Một sự phủ
lắp là:
T0: producerthựcthi register1 = counter{register1 = 5}
T1: producerthựcthi register1 = register1 + 1 {register1 = 6}
T2: consumerthựcthi register2 = counter{register2 = 5}
T3: consumerthựcthi register2 = register2 – 1{register2 = 4}

để cộng tác. Mỗi tiến trình phải yêu cầu quyền để đi vào vùng tương trục của nó.
Vùng mã thực hiện yêu cầu này là phần đi vào (entry section). Vùng tương trục có
thể được theo sau bởi một phần kết thúc (exit section). Mã còn lại là phần còn lại
(remainder section). Cấu trúc chung của một quá trình điển hình P
i
:
do { entry section
critical section
exit section
remainder section
} while (1);
Một giải pháp đối với vấn đề miền găng phải thoả mãn ba yêu cầu sau:
• Loại trừ hỗ tương (Mutual Exclusion): Nếu quá trình Pi đang thực thi
trong miền găng của nó thì không tiến trình nào khác đang được thực thi trong
miền găng đó.
• Progress: nếu không có tiến trình nào đang thực thi trong miền găng và có
vài tiến trình muốn vào miền găng thì chỉ những tiến trình không đang thực thi
phần còn lại mới có thể tham gia vào việc quyết định tiến trình nào sẽ đi vào
vùng găng tiếp theo và chọn lựa này không thể trì hoãn vô hạn định.
• Chờ đợi có giới hạn (bounded wait): giới hạn số lần các tiến trình khác
được phép đi vào miền găng sau khi một tiến trình thực hiện yêu cầu để đi vào
miền găng của nó và trước khi yêu cầu đó được gán.
2.3 Đồng bộ hóa các tiến trình trong hệ điều hành tập trung
2.3.1 Loại trừ lẫn nhau (mutual exclusion)
Các tài nguyên trong hệ thống có thể được phân thành 2 loại:
• Các tài nguyên phân chia được: có thể sử dụng đồng thời bởi nhiều tiến
trình
Page 7
• Các tài nguyên không phân chia được: chỉ có thể được sử dụng bởi một
tiến trình duy nhất tại một thời điểm.

khách hàng
.
.
Phòng B đăng ký ghế
Phòng A thấy ghế trống và hỏi ý kiến
khách hàng
.
.
Phòng A đăng ký ghế
Khi nhiều tiến trình tìm kiếm tài nguyên tại cùng một thời điểm thì hệ có thể đi
đến tình trạng tắt nghẽn nếu các tài nguyên được yêu cầu bởi một tiến trình bị
chiếm giữ bởi một tiến trình khác và ngược lại. Hiện tượng này tương tự với tình
huống giao thông xuất hiện khi hai dòng xe bị tắt nghẽn tại một ngã tư. Dự kiến
trước hoặc làm giảm bớt ảnh hưởng của tắt nghẽn là một chức năng không thể
thiếu được của hệ điều hành.
2.3.4 Các semaphore
Đóng góp quan trọng nhất cho hệ liên lạc giữa các tiến trình là việc Dijkstra đưa
ra nguyên lý của các semaphore (đèn hiệu) và các toán tử wait và signal liên thuộc.
Một semaphore là một sô nguyên không âm được khởi động và chỉ có thể được
sửa đổi bởi các toán tử wait và signal theo các quy tắc sau:
signal(S): toán tử signal tăng giá trị của semaphore S lên một đơn vị. Phép tăng
là không phân chia được, điều đó có nghĩa là toán tử signal không thực sự tương
đương với lệnh gán S:=S-1. Giả sử S=3, hai tiến trình A và B đều muốn thực hiện
phép toán signal(S) thì kết quả sẽ cho S=5. Trái lại, nếu hai tiến trình cùng muốn
thực hiện S:=S+1 một cách độc lập thì kết quả sẽ cho S=4 vì gán giá trị 4=3+1 và
tương tự B cũng gán giá trị 4=3+1
wait(S): toán tử wait giảm giá trị của semaphore S đi một đơn vị với điều kiện
là kết quả không trở thành âm. Khi phép toán wait của một tiến trình áp dụng lên
một semaphore có giá trị 0 thì tiến trình này phải đợi tiến trình khác làm cho giá trị
của semaphore trở thành 1 bằng phép toán signal. Chỉ khi đó phép toán wait mới

miền găng bởi các phép wait và signal trên một semaphore duy nhất có giá trị ban
đầu là +1. Mỗi miền găng được lập trình dưới dạng:
Wait(mutex)
Miền găng
Signal(mutex)
Trong đó mutex là tên của semaphore
Dễ nhận thấy nếu giá trị ban đầu của mutex là 1 thì loại trừ nhau được đảm
bảo, vì nhiều nhất cũng chỉ có một tiến trình có thể thực hiện wait (mutex) trước
khi có một tiến trình khác thực hiện một phép signal(mutex). Một cách hình thức,
theo (2) ta có nw(mutex) = ns(mutex) +1, như vậy tại một thời điểm chỉ có tối đa
một tiến trình có thể khai thác được miền găng.
Ví dụ xét hai tiến trình A và B thực hiện việc nạp vào và rút ra các phần tử của
một hàng đợi. Để con trỏ của hàng đợi không bị sai lệch, cần phải có giới hạn việc
truy nhập hàng đợi bởi chỉ một tiến trình tại một thời điểm. Việc nạp và rút ra các
phần tử được biểu diễn dưới dạng các miền găng như sau:

Người ta nghi ngờ liệu loại trừ lẫn nhau có thể được giải quyết mà không có sự
tham gia của semaphore và các phép toán liên thuộc wait và signal hay không?
Liệu có bảo vệ một miền găng bằng một biến đơn giản gọi là biến cửa, khi cửa là
mở thì việc vào miền găng là cho phép. Bằng cách như vậy, một miền găng có thể
thực hiện như sau:
Page 10
Chương trình của tiến trình A
Wait (mutex)
Nạp phần tử vào hàng đợi
Signal(mutex)
Chương trình của tiến trình B
Wait (mutex)
rút phần tử vào hàng đợi
Signal(mutex)

giữa các tiến trình nhằm cho phép chúng tham gia vào các hoạt động chung.
Sự tương tranh và hợp lực giữa các tiến trình đòi hỏi phải có sự trao đổi thông
tin qua lại với nhau. Trong các hệ thống tập trung điều đó được thực hiện nhờ
thuật toán loại bỏ tương hỗ thông qua các biến cùng tác động trong một vùng nhớ
chung. Trong hệ tin học phân tán, các thông tin cần trao đổi thông qua các kênh
thuộc hệ thống viễn thông.
3.1 Trật tự từng phần
Chú ý rằng, trong các hệ thống tin học tập trung, vấn đề đồng bộ hóa được giải
quyết thông quan cơ chế loại trừ tương hỗ. Cơ chế này cho phép sắp đặt (xác lập
trật tự) hoàn toàn các sự kiện.
Page 11
Trong thực tiễn, nói một cách chính xác, có một hệ thống vấn đề về đồng bộ hóa
chỉ đòi hỏi trật tự từng phần. Chính vì vậy, trật tự hóa từng phần giữa các sự kiện
mà các tiến trình của nó cần phải đồng bộ là vấn đề cần phải quan tâm giải quyết.
Trong các hệ phân tán, việc đồng bộ hóa chỉ đặt ra duy nhất vấn đề thiết lập
một trật tự giữa các sự kiện. Giữa các trạm khác nhau, trật tự đó chỉ có thể thể
hiện được thông qua việc trao đổi các thông điệp với nhau.
Giả sử rằng ta có thể xác định một trật tự giữa các sự kiện của hệ phân tán nhờ
vào quan hệ được ký hiệu là  và được gọi là “có trước” hay “ở ngay trước”.
Quan hệ này tối thiểu phải thỏa mãn được các ràng buộc thể hiện trong bảng
sau đây:
C1: nếu A và B là hai sự kiện của cùng một trạm và nếu A thực hiện trước B thì
theo trật tự cục bộ của trạm ta có: AB.
C2: nếu A là phát thông điệp bởi một trạm nào đó và nếu B là thu của thông điệp
này thì ta có AB
Hình vẽ sau đây cho ta một trạm ví dụ về trật tự hóa từng phần của các sự kiện
trong hệ thống.
Theo hình vẽ đó, ta có thể biểu diễn trật tự như sau:
Trật tự từng phần của các sự kiện
A1A2A3A4A5

Chúng ta áp dụng các ký hiệu trong bảng sau:
STT Ký hiệu Thuyết minh
1 H1 Một trạm trong các trạm đều có thể liên lạc với các
trạm còn lại trong hệ
2 H2 Không có lỗi truyền thông tin và không mất thông
điệp
3 H3 Trật tự nhận trên trạm j như của dãy các thông điệp
cũng giống như chính tại trạm I là giống với trật tự
nơi phát
Page 13
4 H4 Sự cố hay gián đoạn vật lý tại một trạm nào đó được
phát hiện sẽ lập tức thông báo đến các trạm có ý
định liên lạc đến nó
Sự hoạt động của các mạng vận chuyển thường là tương thích với các giả sử
nêu trên và luôn luôn đòi hỏi một mức độ ổn định nhất định.
Trước hết, chúng ta nghiên cứu sự hoạt động của hệ thống không có sự cố, rồi
sau đó chúng ta sẽ chỉ ra hiệu ứng của sự cố hay việc phục hồi lại một trạm. Đó là
trường hợp mà ta nêu lên trong H4 ở trên.
Ngoài ra, chúng ta còn giả sử rằng hiện tượng gây sự cố trên một trạm chỉ làm
cho trạm đó không liên lạc được với mạng mà hoàn toàn không ảnh hưởng đến sự
hoạt động của các trạm còn lại hoặc ít nhất là một nhóm các trạm khác.
3.3 Đồng bộ hóa bằng phương pháp trật tự từng phần
Trong các hệ thống tin học tập trung, vấn đề đồng bộ hóa được giải quyết thông
qua cơ chế loại trừ tương hỗ. Cơ chế này cho phép xác lập trật tự hoàn toàn các sự
kiện. Trong thực tiễn, có một số hệ thống vấn đề về đồng bộ hóa chỉ đòi hỏi trật tự
từng phần. Chính vì vậy, trật tự hóa từng phần giữa các sự kiện mà các tiến trình
của nó cần phải đồng bộ là vấn đề cần quan tâm giải quyết.
Trong các hệ thống phân tán, việc đồng bộ hóa chỉ đặt ra duy nhất vấn đề thiết
lập một trật tự giữa các sự kiện. Giữa các trạm khác nhau, trật tự đó chỉ thể hiện
được thông qua việc trao đổi các thông điệp với nhau.

C
i
P
i+N
C
i+1
P
i+N+1
P
i
: Sản xuất thứ i
C
i
: Tiêu thụ thứ i
Quan hệ có trước trong mô hình người sản xuất-người tiêu thụ
Trong hệ thống tin học phân tán, người ta có thể vận dụng hợp lực này theo
kiểu như sau:
• Trên trạm P một biến NP thể hiện số lượng chính xác sản xuất đã có.
• Trên trạm C một biến NC thể hiện số lượng chính xác tiêu thụ đã thực hiện.
• Trên trạm P một biến NC’ ảnh của NC mà P gia tăng mỗi một lần nó nhận
được thông điệp từ C báo cho nó biết là tiêu thụ mới đã diễn ra.
• Trên trạm C một biến NP’ ảnh của NP mà C gia tăng mỗi một lần nó nhận
thông điệp từ P báo cho nó biết một sản xuất mới đã diễn ra.
Ta sẽ chứng minh rằng một sự đồng bộ hóa chính xác được đảm bảo bằng việc
xác nhận trên mỗi trạm các điều kiện sau đây:
1/ Trên trạm sản xuất:
NP’ – NC > 0
2/ Trên trạm tiêu thụ:
NP – NC’ < N
Ta có thể viết:

(1) yêu cầu miền găng CS,
(2) thi hành CS, hoặc
(3) không làm gì cả đối với CS (thi hành trong đoạn không phải miền
găng.)
+ Các thuật toán nên thỏa mãn các yêu cầu:
• Không bế tắc
• Không đói
• Công bằng (các yêu cầu được thi hành theo thứ tự chúng được tạo)
• Dung thứ lỗi (có thể vẫn hoạt động khi có sự cố tại một hoặc nhiều trạm)
− Một số thông số:
+ số thông điệp/yêu cầu miền găng
+ s
d
(trễ đồng bộ): thời gian giữa thời điểm kết thúc một miền găng và bắt đầu
miền găng tiếp theo.
+ Thời gian đáp ứng, được đo từ khi thông điệp yêu cầu miền găng được gửi đi
cho đên khi miền găng được thi hành.
Page 16
+ Thông lượng hệ thống: tỷ lệ mà hệ thống thi hành các miền găng.
+ Thông lượng = 1/(s
d
+ thời gian thi hành trung bình E của một miền găng).
− Hoạt động với tải
+ Với tải thấp, một số miền găng được thi hành. Khi một tiến trình muốn đi vào
miền găng, nó thường sẽ được cấp quyền ngay lập tức sau khi thi hành thuật
toán loại trừ tương hỗ. Đối với trường hợp hợp tải cao hoặc nặng, luôn luôn
có các yêu cầu miền găng phải chờ đợi. Ngay khi một trạm kết thúc miền
găng của mình, nó sẽ có thể có gắng khởi tạo miền găng khác.
+ Nếu gọi E là thời gian trung bình thi hành một miền găng, và T là độ trễ
thông điệp trung bình, thì trong hầu hết các thuật toán, thời gian cho trường

2
Tiến trình 2 yêu cầu truy cập vào CS. Điều phối viên xếp yêu cầu vào hàng đợi và từ chối không cho
truy cập vì hàng đợi không trống.
Tiến trình 1 rời khỏi CS. Điều phối viên loại bỏ 1 khỏi hàng đợi và cấp quyền truy cập cho tiến trình
đầu tiên trong hàng đợi – đó là tiến trình 2
1
2
3
C
REL
ACK
Page 18
2
− Ưu điểm: chính xác, công bằng, không đói, đơn giản
− Nhược điểm: điểm sự cố đơn, hoạt động theo cách cổ chai
4.2 Thuật toán Lamport: Hàng đợi phân tán
− Khái quát:
+ Thuật toán là sự suy rộng của Hàng đợi tập trung cho việc cài đặt phân tán.
+ Thuật toán này được Lamport (1978) đưa ra, nó sử dụng cơ chế đóng dấu
thời gian cho việc đồng bộ các đồng hồ lôgic.
− Các giả định:
+ Chúng ra giả định mô hình mạng kết nối hoàn toàn trong đó các tiến trình
liên lạc thông qua các kênh FIFO tin cậy. Tức là, các thông điệp không thể
sắp xếp lại theo trật tự khác.
+ Các giả định được thực thi một cách dễ dàng ở tầng giao vận.
− Các kiểu thông điệp:
+ (REQ, C
i
, i) : Một yêu cầu cho việc truy cập vào miền găng CS của tiến trình Pi.
Yêu cầu này được phát đi cho tất các các tiến trình khác.

cần, quan hệ trật tự toàn bộ được sử dụng để phá vỡ các sự ràng buộc.
+ Ý tưởng chung là một tiến trình không thể thi hành đoạn găng của nó cho
đến khi nó nhận được trả lời từ tất cả các trạm khác. Các thông điệp trả lời
sẽ “flush out” các yêu cầu bất kỳ từ các tiến trình khác, để chúng ta biết hàng
đợi được cập nhật.
+ Đặc biệt hơn nữa, một trạm thi hành miền găng của nó khi:
1) Nhận được thông điệp trả lời từ tất cả các trạm còn lại và
2) Yêu cầu REQ của nó là ở trên đỉnh của hàng đợi cục bộ của nó.
+ Khi một trạm hoàn thành miền găng của nó, nó sẽ gửi khuyến nghị giải
phóng REL đến tất cả các trạm. Yêu cầu của nó được loại khỏi tất cả các
hàng đợi tại thời điểm này. Nếu các trạm khác đang chờ để thi hành miền
găng của chúng, một trong các trạm đó bây giờ có thể bắt đầu thực hiện
miền găng của mình.
+ Hoạt động: 3(N-1) thông điệp cần thiết cho mỗi miền găng được thi hành.
(N-1) thông điệp REQ, (N-1) thông điệp REP và (N-1) thông điệp REL.
+ Độ trễ đồng bộ: T (trong đó T thời gian trung bình truyền thông điệp). Khi
nhận được thông điệp giải phóng, tiến trình tiếp theo có thể bắt đầu thi
hành.
+ Loại trừ tương hỗ là đạt được: Các dấu thời gian là duy nhất, vì vậy tất cả
các hàng đợi sẽ giữ các yêu cầu trong cùng một thứ tự. Chỉ một tiến trình
duy nhất sẽ nằm ở đỉnh của các hàng đợi.
4.3.Thuật toán yêu cầu của P
i
:
trong đó : - timestamp( (m, c, i ) ) = (c, i)
- (c, i) < (d, j) nếu c < d hoặc ( c = d và i < j )
− Thuật toán nhận thông điệp của P
i
:
Page 20

C
1
= 5
q1 = [(REQ, 3(1), 1),
(REQ, 1, 2)]
C
2
= 3
q2 = [(REP, 2, 1),
(REQ, 1, 2)]
C
1
= 2
q1 = [(REL, 0, 1),
(REQ, 1, 2)]
C
2
= 4
q2 = [(REQ, 3(1), 1),
Page 21
(REQ, 1, 2)]
(REQ, 1, 2)
(REP, 2, 1)
(REQ, 3, 1)
(REP, 4, 2)
(REQ, 1, 1)
C
2
= 3
q2 = [(REQ, 1, 1),

(REQ, 1, 2)]
− Ví dụ 2:
Page 23
− Sự chính xác:
CS
i
CS
j
(REQ, t
i
)
(REQ, t
j
)
t
i
< t
j
ti < tj < timestamp(qj [i])
+ Loại trừ tương hỗ: Giả sử rằng P
i
và P
j
đang ở trong CS
i
và CS
j
tại cùng một
thời điểm. Đồng thời, giả sử thời gian lôgic t
i

trước khi đi vào miền găng của nó, và yêu cầu của nó vẫn phải còn nằm ở đỉnh
của hàng đợi.
− Thuật toán này yêu cầu 2(N-1) thông điệp: một nửa cho các yêu cầu, nửa còn lại
để trả lời.
− Các thời gian lôgic được tạo ra như trong thuật toán Lamport (Hàng đợi phân
tán).
− Phần yêu cầu của Pi :
+ Gửi đi thông điệp REQ cho tất cả các tiến trình như trong thuật toán
Lamport.
+ Truy cập vào CS
i
sau khi P
i
nhận được thông điệp ACK từ tất cả các tiến trình
khác.
− Phần thu của P
i
khi nhận được thông điệp REQ từ P
j
:
1. Nếu P
i
không muốn truy cập vào miền găng CS
i
của nó (nó chưa gửi đi
thông điệp REQ), thì P
i
trả lời với thông điệp ACK.
2. Nếu P
i

thì P
i
hoãn lại việc hồi âm (cho đến sau khi Pi kết thúc CS
tiếp theo).
− Các xung đột được giải quyết nhờ vào yêu cầu “sớm hơn”, được xác định bởi các
thời gian lôgic.
− Ví dụ:
(1,1) < (1,2)
Page 25