FR 2881306 A1 20060728 FR 0500605 A 20050121 Procédé de journalisation non intrusive d'évènements externes auprès d'un processus applicatif, et système mettant en oeuvre ce procédé La présente invention concerne un procédé de journalisation des évènements, en particulier externes, survenant dans une application en environnement multi-ordinateurs, fonctionnant de façon non intrusive et transparente vis-à-vis de cette application. Le domaine de l'invention est celui des réseaux ou clusters d'ordinateurs formés de plusieurs ordinateurs collaborant entre eux. Ces clusters sont utilisés pour exécuter des applications logicielles apportant un ou des services à des utilisateurs. Une telle application peut être monoprocessus ou multi-processus, et être exécutée sur un seul ordinateur ou distribuée sur plusieurs ordinateurs, par exemple sous la forme d'une application distribuée, de type MPI ( Message Passing Interface ) ou de type mémoire partagée ( Shared Memory ). L'invention s'applique particulièrement à la gestion du fonctionnement, au sein du cluster, d'une telle application dite maître ou primaire, par exemple par une autre application logicielle dite application intermédiaire, par exemple une application de type middleware . Cette gestion de fonctionnement peut comprendre en particulier des opérations de réplication, de redistribution, de fiabilisation, ou de traçage ( debugging ) de tout ou partie de cette application, au sein du noeud primaire ou en collaboration avec d'autres noeuds dits secondaires. De façon à analyser ou fiabiliser le fonctionnement d'une telle application, ou à le rendre plus souple ou plus performant, il est connu d'utiliser des méthodes d'enregistrement des évènements survenant au sein de cette application, pour pouvoir les rejouer, c'est-à-dire les réexécuter ou les faire se produire de la même façon, à un autre moment ou sur un autre noeud ou ordinateur. Or les méthodes actuelles d'enregistrement au fur et à mesure sont très consommatrices de temps de travail, et tendent à ralentir de façon trop importante une application lorsqu'elle est utilisée en usage normal. De plus, lorsqu'une application utilisée en exploitation n'a pas été prévue dès sa conception pour réaliser un tel enregistrement, il est difficile et coûteux de lui ajouter de telles fonctionnalités ultérieurement, et cela constitue un risque important d'erreurs. Certaines méthodes sont employées par des programmes de mise au point, ou déboguage ( debugging ), qui permettent de suivre de l'extérieur le fonctionnement d'une application. Cependant, ces méthodes nécessitent le plus souvent d'intervenir à l'intérieur du système de l'ordinateur qui exécute l'application, par exemple en modifiant ou en ajoutant des modules noyaux dans le système. Or de telles modifications du système requièrent des compétences systèmes spécifiques, et peuvent induire des hétérogénéités entre plusieurs ordinateurs d'un réseau, ce qui peut être source d'erreurs et d'instabilités. Le plus souvent, de tels inconvénients limitent grandement l'usage du principe d'enregistrement et rejeu, en particulier à des travaux de mise au point ou à des configurations isolées, et sont inacceptables pour des configurations étendues et sollicitées en exploitation réelle. Une méthode d'enregistrement et re-jeu ( record/replay ) est par exemple décrite dans l'article de 2002 intitulé Debugging shared memory parallel programs using record/replay de MM. Ronsse, Christiaens et De Bosschere dans la revue belge Elsevier B.V.. Cet article décrit l'utilisation d'une méthode pour tracer le fonctionnement d'une application multiprocessus dans le but d'effectuer la mise au point. Pour diminuer la perte de performance due à l'enregistrement des évènements, l'article propose d'utiliser des méthodes intrusives pour détecter certaines situations sources d'incertitudes dans le déroulement relatif d'évènements indépendant affectant une même ressource partagée ( race conditions ), et de limiter l'enregistrement à ces situations. Toutefois cette solution reste limitée à des applications de déboguage, le plus souvent en dehors des réseaux en exploitation, et utilise des méthodes intrusives qui peuvent être complexes à mettre en oeuvre, constituent des risques d'erreurs, et peuvent largement dépendre de la constitution de l'application à tracer. Un objectif de l'invention est ainsi de proposer une méthode qui permette d'enregistrer tout ou partie des évènements survenant dans une application, en limitant les pertes de performances ainsi que les interventions dans l'application elle-même et dans le système qui l'exécute. A un instant donné, l'application primaire est exécutée sur un ordinateur ou un groupe d'ordinateurs du cluster, appelé noeud primaire ou opérationnel (OP), tandis que les autres ordinateurs du cluster sont appelés noeuds secondaires ou stand-by (SB). L'invention propose un procédé de journalisation du déroulement d'un processus journalisé exécuté dans un noeud dit primaire, ce processus journalisé communiquant avec l'extérieur du noeud primaire par l'intermédiaire d'un logiciel système gérant des moyens de communication. Ce procédé de journalisation comprend en particulier les étapes suivantes: réception par le logiciel système, en provenance des moyens de communication, d'un message destiné audit processus et déclenchant pour ce processus un évènement dit externe; interception, par un agent d'interception (DISP), de données de message représentant ledit message où l'évènement qu'il déclenche; journalisation dudit évènement, par mémorisation ou émission pour mémorisation de données de journalisation représentant ledit message où l'évènement qu'il déclenche; transmission par le logiciel système desdites données de message audit processus. Avantageusement, le noeud primaire communique avec un noeud dit secondaire comprenant un agent de journalisation qui reçoit et mémorise les données de journalisation. La bonne réception de ces données de journalisation par l'agent de journalisation est suivie d'une étape d'émission d'un message d'accusé de réception d'évènement à destination du noeud primaire. L'étape de transmission des données de message au processus journalisé ne s'effectue qu'après réception d'un tel accusé de réception. Les données de message représentant une pluralité de messages successifs interceptés peuvent être mémorisées par l'agent d'interception dans une structure de mémoire réalisant une file d'attente. Les données de chaque message sont alors conservées dans cette file d'attente de façon à attendre la réception d'un accusé de réception leur correspondant pour être transmises au processus journalisé. Les données de journalisation représentant une pluralité de messages successifs reçus pour journalisation peuvent également être mémorisées dans une structure de mémoire réalisant une file d'attente, où sont conservées les données de journalisation de chaque message en attendant d'être mémorisées par l'agent de journalisation. L'utilisation de telles files d'attente permet en particulier de ne pas ralentir le fonctionnement du processus journalisé, même si la communication entre les noeuds et/ou la mémorisation des données de journalisation se fait moins vite que la vitesse à laquelle se succèdent les réceptions de plusieurs messages. De façon préférentielle, les tâches correspondant au procédé de journalisation sont réparties de façon à limiter le plus possible le nombre ou l'importance des modules à charger dans le système, c'est-àdire les modules noyau dans le cas d'un système de type Unix. Les problèmes d'installation et de maintenance des différents ordinateurs concernés en sont donc limités, ainsi que les besoins en personnel disposant de compétences système. Typiquement, le processus journalisé est exécuté dans un espace mémoire du noeud primaire, dit espace utilisateur primaire, géré par le logiciel système lui-même exécuté dans un espace mémoire dit espace système. L'agent d'interception peut alors comprendre un module, par exemple un module noyau (kernel) dit module distributeur primaire, exécuté en tant qu'élément inclus ou intégré dans le logiciel système et réalisant l'interception des données de message dans l'espace système et leur mémorisation en file d'attente. Ce module distributeur primaire communique alors avec au moins un processus, dit contrôleur primaire, exécuté dans l'espace utilisateur primaire. Dans le cas où le noeud secondaire comprend un espace mémoire, dit espace utilisateur secondaire, géré par le logiciel système lui-même exécuté dans un espace mémoire dit espace système, l'agent de journalisation peut alors comprendre un module, par exemple un module noyau dit module distributeur secondaire, exécuté en tant qu'élément inclus ou intégré dans le logiciel système et réalisant la mémorisation des données de journalisation en file d'attente dans l'espace système. Ce module distributeur secondaire transmet les données de journalisation à au moins un processus, dit contrôleur secondaire, exécuté dans l'espace utilisateur secondaire, qui mémorise dans au moins un fichier journal des données d'évènement représentant le message reçu ou l'évènement qu'il déclenche. Selon une particularité, au moins un noeud comprend un module distributeur comprenant des fonctionnalités lui permettant de réaliser sélectivement des opérations d'interception ou des opérations de journalisation, ou les deux. Il est ainsi possible de ne charger qu'un même module noyau dans chaque noeud concerné au sein du cluster, qui peut ainsi être utilisé selon les besoins comme noeud primaire ou secondaire. De façon avantageuse, le module distributeur primaire intercepte les données de message à un stade de leur traitement par le logiciel système qui se trouve en dessous de la couche réseau selon le modèle OSI ou de la couche IP selon le modèle Internet. En particulier, lorsque les communications du processus journalisé avec l'extérieur comprennent l'échange de messages selon le protocole TCP/IP, un évènement externe déclenché par un tel message est journalisé sous la forme de données d'évènement qui comprennent le contenu, au format TCP/IP, du message qui le déclenche. Dans le cadre de d'une amélioration des fonctionnalités d'enregistrement, un autre objectif de l'invention est d'améliorer la gestion du fonctionnement d'une application ou d'au moins un de ses processus. Selon le même concept, l'invention propose un procédé de gestion du fonctionnement d'au moins un processus applicatif, mettant en oeuvre un procédé de journalisation selon l'une des revendications précédentes pour journaliser le déroulement dudit processus et comprenant les étapes suivantes: journalisation d'un ou plusieurs évènements survenant dans le processus journalisé et constituant une séquence journalisée; à partir des données de journalisation qui en résultent, re-jeu selon la même succession, dans un processus dit processus de reprise, d'un ou plusieurs évènements constituant une séquence rejouée et correspondant aux évènements de la séquence journalisée. Plus particulièrement, le procédé peut réaliser un enregistrement du déroulement du processus cible en journalisant l'ensemble des évènements d'un ou plusieurs types déterminés survenus dans ledit processus cible depuis un point déterminé de son exécution, dit point de reprise. Il peut s'agir par exemple de tous les évènements externes, ou de tous les évènements déclenchés par des messages réseaux ou par une interface déterminée ou par une modification d'une ressource comme une zone de mémoire partagée, ou de tous les évènements déclenchés par un utilisateur déterminé ou par des messages provenant d'un processus déterminé ou d'un noeud déterminé ou d'un utilisateur déterminé. L'étape de re-jeu est alors appliquée au processus de reprise à partir d'un état correspondant à l'état de point de reprise du processus cible. La séquence rejouée restaure ainsi le processus de reprise dans un état correspondant à celui du processus cible après la séquence journalisée. En particulier, l'état du processus journalisé au point de reprise peut être capturé et mémorisé sous la forme de données de point de reprise, qui sont utilisées ensuite pour restaurer le processus de reprise à l'état de point de reprise avant de lui appliquer l'étape de rejeu. Avantageusement, le procédé de journalisation est appliqué à l'ensemble des évènements externes survenant dans le déroulement du processus cible et/ou à l'ensemble des évènements déclenchés dans le déroulement du processus cible par la réception d'un message. Au sein des fonctionnalités de gestion de fonctionnement, un objectif de l'invention est également d'améliorer les outils de mise au point ou d'analyse ou de reproduction d'au moins une partie du fonctionnement d'une application, ou d'au moins un des processus de cette application. Pour cela, l'invention propose de mettre en oeuvre un tel procédé de gestion de fonctionnement pour réaliser un suivi du déroulement d'une application, dite application tracée, par exemple dans le cadre de la mise au point de cette application ( debugging ). Ce procédé de mise au point s'applique alors à au moins un processus de l'application tracée et comprend les étapes suivantes: à partir d'un état déterminé de l'application tracée, journalisation d'une pluralité de séquences journalisées successives et contiguës constituant une séquence étudiée au sein du déroulement de l'application tracée; réalisation d'une succession commandée d'étapes de rejeu réalisant un déroulement commandé de la suite des séquences journalisées, réalisant ainsi une ré-exécution de la séquence étudiée selon un rythme commandé. Pour cela, l'invention propose également de mettre en oeuvre un tel procédé de gestion de fonctionnement pour réaliser une réplication d'au moins un premier processus applicatif, dit processus cible. Ce procédé de réplication comprend alors les étapes suivantes: capture de l'état du processus cible au point de reprise et mémorisation de données d'état de point de reprise; journalisation du fonctionnement du processus cible à partir du point de reprise et jusqu'à un point de réplication, et mémorisation d'un fichier journal; utilisation des données d'état de point de reprise pour restaurer un deuxième processus, dit processus de reprise, dans un état correspondant à l'état du processus cible au point de reprise; utilisation du fichier journal pour rejouer dans le processus de reprise les évènements journalisés et amener ainsi le processus de reprise dans un état correspondant à l'état du processus cible au point de réplication. Au sein des fonctionnalités de gestion de fonctionnement, un objectif de l'invention est également d'améliorer les outils de fiabilisation du fonctionnement d'une application, ou d'au moins un des ces processus. Une telle fiabilisation, en particulier à travers le maintien d'une continuité améliorée du fonctionnement de l'application du point de vue des services qu'elle fourni à ses clients. Lors d'une défaillance, une telle continuité peut être totale, c'est-à-dire que les clients n'ont pas à recommencer la moindre opération pour obtenir le même service. une telle continuité peut également être partielle, c'est-à-dire en diminuant le plus possible le nombre et/ou la complexité des opérations que des clients - S - auront à faire à nouveau ou en plus pour obtenir le même service ou une partie déterminée du même service. Dans ce cadre, l'invention propose de mettre en oeuvre le procédé de gestion de fonctionnement pour réaliser une fiabilisation du fonctionnement d'une première application, dite application fiabilisée, exécutée dans au moins un premier noeud, dit noeud opérationnel, d'une architecture multiordinateurs communicante, dite cluster. Cette fiabilisation comprend une restauration, dans un état correspondant à l'état de l'application fiabilisée en un point de reprise, d'une deuxième application dite de secours, au sein d'un deuxième noeud du cluster, dit noeud stand-by. Selon les modes de réalisation ou selon les situations, cette restauration peut se faire hors de toute défaillance et à titre préventif, ou être réalisée après la détection d'une défaillance à partir de données mémorisées auparavant. Cette fiabilisation comprend en outre les étapes suivantes: journalisation du déroulement de l'application fiabilisée depuis le point de reprise, et mémorisation, à l'extérieur du noeud opérationnel, des évènements journalisés dans au moins un fichier journal; - détection d'une défaillance au sein du noeud opérationnel; utilisation dudit fichier journal pour rejouer dans l'application de secours les évènements journalisés dans l'application fiabilisée depuis le point de reprise, restaurant ainsi l'application de secours dans un état correspondant à l'état de l'application fiabilisée après le dernier évènement journalisé. L'invention propose également un système comprenant un réseau d'ordinateurs collaborant entre eux et incluant au moins un noeud dit primaire mettant en oeuvre un tel procédé de journalisation. Plus particulièrement, l'invention propose un tel réseau utilisant une application de type middleware mettant en oeuvre le procédé selon l'invention pour gérer le fonctionnement d'au moins une application exécutée au sein dudit réseau. L'invention est applicable en particulier au sein d'un environnement de type middleware , par exemple réalisant une gestion de réseau et/ou d'applications distribuées dans un ou plusieurs réseaux. D'autres particularités et avantages de l'invention ressortiront de la description détaillée d'un mode de mise en oeuvre nullement limitatif, et des dessins annexés sur lesquels: la figure 1 est un schéma symbolique illustrant l'architecture fonctionnelle d'une application intermédiaire mettant en oeuvre l'invention; la figure 2 est un schéma symbolique résumant l'organisation de la journalisation des évènements sur un noeud opérationnel; la figure 3 est un schéma symbolique illustrant le fonctionnement de la journalisation des évènements externes d'un noeud opérationnel et leur sauvegarde sur un noeud secondaire; la figure 4 est un schéma symbolique illustrant le fonctionnement de la journalisation des évènements internes d'un noeud opérationnel et leur sauvegarde sur un noeud secondaire; les figures 4a et 4b illustrent deux variantes du fonctionnement d'un mécanisme de transmission groupée des données de journalisation d'une séquence d'évènements internes; la figure 5 est un schéma symbolique illustrant le fonctionnement du re-jeu des évènements externes journalisés lors de la mise à jour d'une application de reprise sur un noeud secondaire; la figure 6 est un schéma symbolique illustrant le fonctionnement du re-jeu des évènements internes lors de la mise à jour d'une application de reprise sur un noeud secondaire; la figure 7 est un schéma symbolique de l'utilisation d'une technique d'interposition, lors d'un appel à une routine système, pour insérer des instructions supplémentaires dans l'exécution de cette routine; - la figure 8 est un schéma temporel illustrant le déroulement du re-jeu d'un évènement interne pour deux processus concurrents, utilisant un ajout d'instructions supplémentaires dans une routine système pour obtenir le même déroulement que lors de la journalisation; - 10 - les figures 8a et 8b illustrent le fonctionnement de la journalisation et du rejeu des évènements internes de façon à ne traiter que les évènements non déterministes; les figures 8c et 8d sont des schémas illustrant le fonctionnement de l'optimisation le journalisation interne par compression et respectivement décompression heuristique; les figures 9 et 10 sont des schémas symboliques illustrant un exemple d'optimisation, par compression heuristique, de la journalisation d'évènements internes non- déterministes dans des cas d'ordonnancement différent d'évènements internes entre deux évènements externes, au sein de plusieurs processus simultanés sur un noeud opérationnel; - la figure 11 est un schéma symbolique illustrant le fonctionnement non déterministe d'une opération de lecture par la routine read d'un système de type Unix ; la figure 12 est un schéma symbolique illustrant un comportement de cette même routine, rendu déterministe par changement dynamique de sémantique; les figures 13 et 14 sont des schémas symboliques illustrant le fonctionnement non déterministe d'une opération de réception de données dans l'application, en provenance de deux canaux concurrents du système d'exploitation, par les routines select ou poli d'un système de type Unix ; la figure 15 est un schéma symbolique illustrant un comportement de cette même routine, rendu déterministe par changement dynamique de sémantique; la figure 16 est un schéma illustrant les interactions mises en oeuvre par un changement de sémantique. En particulier dans le déroulement de l'application maître, les opérations de journalisation représentent une charge de travail pour le noeud opérationnel, et peuvent être la cause d'une baisse de performances du fait de l'action de l'application intermédiaire. La figure 1 illustre l'architecture fonctionnelle d'une application intermédiaire mettant en oeuvre l'invention. - 11 - Au sein d'un cluster, une application maître AOP, par exemple une application transactionnelle, rend un certain nombre de services à des utilisateurs ou clients, en particulier par entrée et sortie d'informations sous différentes formes. Au sein du cluster, cette application peut être mono- ou multi-tâches (processus ou threads ), et utilise un certain nombre de ressources. En particulier, ces ressources peuvent être des données, par exemple sous la forme d'espaces de mémoire de travail, de mémoire partagée, ou de fichiers de données, ou être des indicateurs d'état, par exemple sous la forme de sémaphores, ou de mutex. L'application maître est exécutée sur un ou plusieurs ordinateurs formant un noeud, appelé noeud opérationnel OP ou noeud primaire. Une application de gestion de fonctionnement, dite application intermédiaire INT, est exécutée, en une ou plusieurs parties, sur un ou plusieurs noeuds du cluster. Selon les modes de réalisation, cette application intermédiaire peut gérer différents aspects du fonctionnement de l'application maître au sein du cluster. Une telle application intermédiaire INT peut en particulier travailler en parallèle avec un logiciel de gestion intermédiaire du cluster de type middleware , être intégrée au sein d'un tel middleware, ou constituer elle-même une forme de middleware. A travers les fonctionnalités décrites ici, l'application intermédiaire INT peut être utilisée en particulier pour réaliser une réplication de tout ou partie d'une application maître au sein du cluster. La réplication d'une application maître peut fournir une autre application qui sera alors appelée application de reprise. Les fonctionnalités décrites ici, en particulier dans le cadre d'une telle réplication, permettent également de réaliser une fiabilisation de l'application maître, ou un traçage ou une étude de cette application pour réaliser des travaux de mise au point ( debugging ), d'ajustement ou de développement. Une utilisation en fiabilisation comprendra par exemple l'application de reprise comme application de secours ou de remplacement. Une utilisation en traçage ou mise au point comprendra par exemple une journalisation JOP et/ou un re-jeu RSB d'évènements, comme décrit ci-après, selon un rythme ralenti ou commandé, d'évènements journalisés. - 12 - Les modes de réalisation appliqués à la fiabilisation ne sont donc décrits ici qu'à titre d'exemples non limitatifs. En différents points du déroulement de l'application maître AOP à fiabiliser, dits points de reprise ou checkpoints , de façon régulière ou sur évènement, l'application intermédiaire INT crée ou maintient à jour au moins une application de reprise ASB exécutée sur un noeud dit secondaire, ou stand by SB. Cette application de reprise est crée ou maintenue à jour par exemple par une méthode de réplication par capture et restauration d'application, dite méthode de reprise. Cette méthode de réplication comprend des opérations de capture CAP d'état de l'application maître suivies d'opérations de restauration RES de cet état, c'est-à-dire de l'état de ses processus et de tout ou partie des ressources qu'elle utilise. Lors d'une telle opération de capture CAP, l'état de l'application 15 maître AOP est sauvegardé sous forme de données formant un état de point de reprise EPR. Certaines ressources de l'application maître, en particulier des fichiers de données représentant un volume important sur des moyens de mémorisation comme des disques durs, peuvent être maintenues à jour au fil de l'eau en plusieurs exemplaires sur plusieurs supports de stockage différents, constituant des fichiers de données de reprise sur des disques miroirs ou des disques partagés. Dans ce cas, les données formant un état de point de reprise peuvent comprendre des informations constituant des références à ces fichiers de données de reprise. Lorsqu'un point de reprise ou une réplication est basé sur une capture d'état reprenant l'ensemble de l'environnement d'exécution et des ressources de l'application maître, soit directement soit par des références à des fichiers de données de reprise, ce point de reprise ou cette réplication peut être qualifié de holistique. A partir des données d'un état de point de reprise EPR, l'application intermédiaire INT peut effectuer une restauration RES, par création ou mise à jour, d'une application de reprise ASB. Cette restauration peut s'effectuer de façon régulière ou sur évènement déclenchant, par exemple à la demande d'un administrateur ou d'un mécanisme de gestion de la charge 13 - de travail du cluster. Cette restauration peut également s'effectuer après une défaillance du noeud opérationnel, détectée par des moyens de détection, l'application de reprise pouvant alors être utilisée comme une application de secours permanente ou non. En cas de besoin, l'application intermédiaire organise un basculement de tout ou partie des services de l'application maître vers une ou plusieurs applications de reprise. Pour que ce basculement se fasse de façon transparente pour les clients, l'application intermédiaire peut utiliser une méthode d'interposition par metaprocess gérant des adresses réseau virtuelles, et réalisant une migration des connexions des clients depuis l'application maître vers ces applications de reprise. L'application intermédiaire peut également utiliser une méthode d'interposition par metaprocess gérant des identifications virtuelles de processus (PID virtuels), permettant de restaurer les communications de ces processus clones de façon identique à celles de leurs processus originaux. Ces techniques peuvent être par exemple celles décrites dans le brevet FR 2 843 210. Une restauration suivie d'un basculement partiel ou total peuvent également s'effectuer hors défaillance, par exemple pour répartir la charge de travail de l'application maître ou permettre une maintenance de certains éléments du noeud opérationnel ou du réseau. De façon à ce que cette défaillance et/ou ce basculement soient le plus transparents possible du point de vue des clients, l'applicationintermédiaire enregistre tout ou partie des évènements affectant l'application maître entre plusieurs points de reprise, et les sauvegarde sous la forme d'un ou plusieurs journaux ou logs . A l'issue d'une restauration à partir d'un état de point de reprise, l'application de reprise se trouve dans l'état de l'application maître lors de l'établissement de ce point de reprise. A partir de cet état, l'application intermédiaire utilise les journaux sauvegardés depuis ce point de reprise pour faire ré-exécuter, ou rejouer, par l'application de reprise, les évènements qui ont eu lieu dans l'application maître depuis ce point de reprise. Cette ré-exécution, ou re-jeu, est réalisée de façon à ce que l'application de reprise arrive à l'état où était l'application maître après le - 14 - dernier évènement sauvegardé, par exemple à un état précédant immédiatement une défaillance. L'application intermédiaire peut également réaliser une virtualisation de certaines ressources vis-à-vis de l'application de reprise, par exemple dans le cas où ces ressources ont changé depuis le point de reprise restauré, pour lui permettre d'effectuer sa ré-exécution sans interférer avec l'état réel de ces ressources, tant qu'elle n'est pas revenu à un état correspondant à cet état réel. Parmi les évènements à journaliser sur le noeud opérationnel et à rejouer sur le noeud secondaire, on peut distinguer des évènements dits externes et des évènements dit internes. Les évènements externes sont définis comme extérieurs à l'application concernée, en l'occurrence l'application maître. Ainsi, on peut qualifier d'évènements externes ceux qui sont déclenchés dans l'application par des actions ou des informations provenant de l'extérieur de cette application, c'est-à-dire en particulier provenant d'éléments matériels ou logiciels qu'elle ne contrôle pas. Ces évènements externes peuvent prendre la forme d'entrées de données ou de signaux, par exemple des entrées d'interfaces matérielles, telles que clavier ou souris, ou des informations arrivant par le réseau et provenant du monde extérieur, comme d'un client dans le cas d'une application client-serveur. Le plus souvent, ces évènements externes ne peuvent pas être déduits ou recréés à partir de l'environnement de l'application. Ces évènements externes sont journalisés du côté de l'application maître et peuvent être rejoués du côté de l'application de reprise. Si l'application concernée, parfois appelée application cible, comporte des éléments exécutés sur un autre noeud que le noeud primaire, les évènements dans cette application mais extérieurs au noeud primaire peuvent également être traités comme des évènements externes. Les évènements internes sont définis comme internes à l'application maître ou au noeud qui l'exécute, par exemple sous forme d'entrées de données ou de signaux reçu par un processus de cette application et provenant d'un autre processus qui fait aussi partie de l'application. Ces évènements internes peuvent être reçus directement ou par l'intermédiaire - 15 - de mécanismes ou agents logiciels extérieurs à l'application mais faisant partie du noeud qui l'exécute, par exemple par l'intermédiaire d'applications partenaires ou faisant partie du système d'exploitation, comme l'agent Inter Process Communication (IPC) d'un système de type Unix. Ces évènements internes peuvent comprendre des évènements de transmission de messages ( message passing events ), par exemple provenant de files d'attente ( pipe , signal queues ou message queues ) ou d'interfaces de type socket . Ces évènements internes peuvent comprendre également des évènements d'accès à des mémoires partagées ( shared memory access ), par exemple des sémaphores ou des mutex . Au cours du déroulement d'une application, les évènements internes sont particulièrement nombreux, par exemple par rapport aux évènements externes. De plus, les évènements internes correspondent à des opérations d'exécution rapide, ou de faible latence, en particulier par rapport à la durée d'une opération de journalisation, surtout lorsque celle-ci comprend une transmission réseau ou une mémorisation sur un support permanent comme un disque dur. A titre d'exemple, une opération de journalisation peut représenter une durée de 10 à 10000 fois plus élevée qu'un évènement interne. Ainsi qu'illustré en figure 2, la journalisation JOP des évènements survenus depuis un point de reprise est réalisée de façon différente pour les évènements externes et internes, et sauvegardée séparément. Un noeud opérationnel OP, raccordé au cluster par un réseau, comprend un espace matériel, supportant un espace système, qui supporte lui-même un espace dit espace utilisateur . L'espace matériel, qui peut être défini par référence à une ou plusieurs des couches les plus basses du modèle OSI, comprend en particulier les dispositifs matériels d'exécution de processus, mémoire physique et processeurs, et de communication, tels que des cartes réseau. Typiquement, une grande part des évènements externes transitent par l'espace matériel, sous forme de communications passant par le réseau. L'espace système, qui peut être défini par référence à une ou plusieurs des couches intermédiaires du modèle OSI, comprend en - 16 -particulier le système d'exploitation. Cet espace système comprend divers mécanismes ou agents logiciels gérant les communications des applications avec le monde extérieur à travers l'espace matériel, par exemple sous la forme de sockets dans un système Unix, ou gérant les communications entre plusieurs processus d'applications, par exemple sous la forme de pipe et d'IPC dans un système Unix. L'espace utilisateur, qui peut être défini par référence à une ou plusieurs des couches les plus élevées du modèle OSI, comprend les processus faisant partie des diverses applications exécutées par le noeud, telles que l'application maître et l'application intermédiaire. Dans cet espace utilisateur sont exécutés plusieurs processus P1, P2, et Pn faisant partie d'une ou plusieurs applications, par exemple l'application maître. Ces processus échangent des informations avec l'extérieur par l'intermédiaire d'un ou plusieurs sockets de l'espace système, et entre eux par l'intermédiaire d'un ou plusieurs éléments pipes de l'espace système. Certains de ces processus accèdent également, de façon concourante et gérée par des ressources d'état (non représentées), à des ressources de mémoire partagée SHM ( shared memory ). Lors de l'établissement d'un point de reprise, l'application intermédiaire peut démarrer un ou plusieurs nouveaux journaux, ou enregistrer une marque de point de reprise ( checkpoint mark ) dans le ou les journaux en cours. Il est à noter que le terme de utilisateur , en particulier dans le cas de I Les évènements externes sont sauvegardés dans un journal, constitué d'un ou plusieurs fichiers KL, appelé kernel log (cf.figure 2). Pour réaliser cette sauvegarde, les données représentant ces évènements sont lues, après leur arrivée au sein du noeud, à un bas niveau des couches 17 - de la classification internationale OSI. Préférentiellement, ces évènements externes sont lus dans l'espace système, par exemple dans le kernel, avant d'être démultiplexés, et avant d'être traités par la pile ( protocol stack ). Du fait que cette journalisation se fait directement depuis l'intérieur de l'espace système, il est possible d'éviter des pertes de performances causées par des écritures de tampon ou de changements de contexte non nécessaires. La figure 3 illustre plus en détails le fonctionnement de la journalisation d'évènements externes, en particulier lorsqu'ils prennent la forme de messages au protocole TCP-IP. L'application maître s'exécute sur le noeud opérationnel OP et comprend au moins un processus P1. L'application intermédiaire comprend d'une part un module IPIogOP comprenant un processus de contrôle CtIOP, s'exécutant sur le noeud opérationnel OP, et d'autre part un module IPIogSB comprenant un processus de contrôle CtISB s'exécutant sur un noeud secondaire SB. Sur chacun de ces noeuds OP et SB, le processus de contrôle configure et gère le fonctionnement d'un mécanisme ou agent logiciel disp (DISPP, DISPS) , s'exécutant dans l'espace système du noeud concerné. Dans le cas d'un système de type Unix, cet agent disp comprend en particulier un module noyau (kernel), chargé dans l'espace système. Ce module noyau est chargé dynamiquement dans le noyau au moment du démarrage (boot) du système, ou bien avant le lancement de l'application à gérer ou à fiabiliser. Du point de vue de la structure fonctionnelle, par exemple en référence aux couches OSI, ce module s'insère sous la couche IP, en particulier entre la couche IP et la couche network device qui dépend de l'espace matériel. Cet agent disp peut intercepter et stocker les messages, reçus du réseau à destination de la couche TCP, dans une file d'attente QOP et QSB, fonctionnant en transmission ou en réception selon les besoins. En étape 1, un message provenant d'un client, à destination du processus P1, est reçu par l'agent disp au sein de l'espace système du noeud opérationnel OP, qui le garde dans une file d'attente de transmission QOP. - 18 - En étape 2, un message de journalisation, représentant le message reçu, est transmis par l'agent DISPP du noeud primaire à un noeud secondaire SB, où un agent DISPS le reçoit en file d'attente de réception QSB. Le noeud opérationnel OP peut en particulier communiquer avec un ou plusieurs noeuds secondaires SB par sur un réseau local (LAN) séparé, en utilisant un dispositif réseau différent de celui utilisé pour communiquer avec les clients. Plusieurs de ces noeuds secondaires peuvent également être abonnés à une adresse de type multicast selon le standard RFC 1112 pour communiquer avec le noeud opérationnel OP. L'utilisation d'une adresse multicast, par exemple définie par le standard RFC 1112 Host Extensions for IP Multicasting ) comme une adresse IP dans la plage située entre 224.0.0.0 et 239.255.255.255, permet ainsi au noeud opérationnel de n'émettre qu'une seule fois les messages destinés simultanément à plusieurs noeuds secondaires, sans pour autant alourdir le réseau par une émission qui serait envoyée à toutes les adresses du réseau. Préférentiellement, le message de journalisation transmis d'un noeud OP à un autre noeud SB contient la totalité du ou des paquets reçus au niveau de la couche physique, sous leur forme originale. C'est-à-dire qu'il contient les données destinées à l'application maître, mais aussi les données de réseau telles que les entêtes Ethernet, IP, et TCP. En étape 3, le noeud secondaire SB transmet un message d'accusé de réception au noeud opérationnel OP. En étape 4, sur le noeud opérationnel OP et une fois que l'accusé de réception correspondant a été reçu, le message est retiré de la file d'attente de transmission QOP et transmis à la couche TCP. Dans une étape 4' parallèle, le noeud secondaire SB enregistre le message dans un journal, par exemple le journal KL kernel log des évènements externes, et le retire de la file d'attente de réception QSB. En étape 5, sur le noeud opérationnel OP, le processus P1 de l'application maître lit le message dans l'élément socket et le traite pour la suite de son fonctionnement. - 19 - Du fait que la prise en compte, par l'application maître, du message arrivant ne se fait qu'après accusé de réception de la part du noeud secondaire SB, l'invention permet d'être sûr qu'un message non journalisé ne puisse être traité par l'application. Par exemple, un tel message non lu peut alors être récupéré par les fonctions de retransmission du protocole TCP. Si une marque de point de reprise est prévue dans le journal kernel log , le processus de contrôle CtISB du noeud secondaire y enregistre des données représentant cette marque de point de reprise. Le contenu d'un évènement interne dépend directement de l'environnement local, c'est-à-dire au sein du noeud, du contenu des évènements externes précédents, et de questions d'ordonnancement au sein d'un processeur ou de gestion de plusieurs processeurs ou ordinateurs fonctionnant en parallèle au sein d'un noeud. De ce fait, dans la plupart des cas, seul l'ordre de ces évènements influe sur le comportement ultérieur de l'application. L'application intermédiaire INT se contente de journaliser l'ordre de ces évènements internes, sans mémoriser le détail, ou les paramètres, de chacun d'eux. Ce choix permet alors de diminuer le volume des données à mémoriser pour la journalisation JOP de ces évènements internes, et donc de minimiser la perte de performance engendrée dans le noeud opérationnel et l'application maître par cette journalisation. Les évènements internes sont sauvegardés dans un journal, constitué d'un ou plusieurs fichiers, appelé user log (cf. figure 2). Ainsi qu'illustré en figure 4, les noeuds primaire OP et secondaire SB communiquent par un système matériel et/ou logiciel d'interconnexion haute vitesse HSI. Ce système HSI permet des transferts de données entre le processus de journalisation PIogOP du noeud primaire OP et un processus de journalisation PIogSB d'un noeud secondaire SB, et ce directement en contournant tout ou partie des systèmes d'exploitation de ces deux noeuds. Un tel système HSI peut être implémenté, selon des moyens connus, en utilisant les contrôleurs d'interface réseau existant, comme les cartes réseaux et leur logiciels pilotes. Un tel système HSI peut également être - 20 - réalisé en utilisant des dispositifs réseau haute performance, en parallèle ou en combinaison avec le reste du réseau interne au cluster. Les évènements internes sont scrutés et lus au sein de l'espace utilisateur du noeud opérationnel OP par un processus de journalisation PIogOP de l'application intermédiaire. Celui-ci transmet alors au processus de journalisation PIogSB du noeud secondaire, par le système de connexion haute vitesse HSI, des données représentant ces évènements internes et/ou leur ordre de survenance. Ces données sont alors sauvegardées dans un ou plusieurs fichiers formant le journal User log . Si une marque de point de reprise est prévue dans le journal user log , le processus de journalisation PlogSB du noeud secondaire y enregistre des données représentant cette marque de point de reprise. De façon préférentielle, le processus de journalisation PIogOP lit les évènements internes à leur retour , c'est-à-dire lorsque le résultat en est déjà produit mais pas encore transmis au processus de l'application maître qui en a demandé l'exécution. Cette lecture se fait par exemple en interceptant les appels systèmes d'entrée/sortie, par exemple un accès à un pipe , et les réponses à des opérations de verrouillage de segments de mémoire partagée SHM. Cette interception peut être réalisée en insérant des instructions d'enregistrement ( recording probes ou sondes d'enregistrement) dans le contenu de tout ou partie des routines fournies par le système et appelées par l'application. Ces sondes d'enregistrement sont ajoutées sous forme d'instructions supplémentaires, formant par exemple un épilogue à la fin du code de la routine d'origine tel qu'illustré en figure 7, en utilisant une technique d'interposition dynamique par metaprocess , comme précisé plus loin. Le journal des évènements internes, le user log , comprend ainsi une succession d'enregistrements représentant chacun un évènement interne. Ces évènements peuvent être journalisés dans un seul fichier, et comprendront alors une identification des ressources et/ou des processus concernés. Ils peuvent également être journalisés dans plusieurs fichiers, à raison par exemple d'un fichier par ressource, ou par processus, ou par combinaison des deux. - 21 - Pour un fichier correspondant à une ressource déterminée, chacun de ces enregistrements comprend en particulier les champs suivants: un numéro de séquence de l'évènement concerné, au sein d'une séquence propre à chaque ressource, et qui est incrémenté à chaque nouvel évènement ou opération sur cette ressource; une information temporelle, représentant par exemple la durée écoulée depuis le dernier évènement concernant cette ressource; un type d'évènement, par exemple read ou write pour une ressource d'entrée/sortie ( I/O ) ou Iock ou unlock pour un sémaphore; un résultat, c'est-à-dire une valeur dans le cas d'une opération d'entrée/sortie ou une identification d'un processus obtenant un 15 accès exclusif dans le cas d'un Iock . Ce résultat sera en particulier utilisé pour réaliser une virtualisation de ressources, par exemple lors du re-jeu des évènements d'un journal par une application de reprise ou de secours restaurée sur un noeud secondaire. Le résultat mémorisé constituera alors une valeur à forcer comme résultat d'une demande d'opération I/O faite au cours du re-jeu, ou une identification virtuelle de processus (PID virtuel) dans le cas d'une tâche obtenant un Iock . De façon à limiter les pertes de performances dues à la transmission des données de journalisation, depuis le noeud opérationnel vers un ou plusieurs noeuds secondaires, il est utile de regrouper l'envoi de données représentant plusieurs évènements internes. Pour cela, l'application intermédiaire peut utiliser une combinaison de plusieurs méthodes différentes, par exemple mises en oeuvre par le processus de journalisation PIogOP dit primaire du noeud opérationnel OP. On comprend que l'évolution interne d'une application n'a pas d'importance vis-à-vis du monde extérieur, par exemple vis-à-vis de ses clients, tant que cette opération n'envoie rien vers le monde extérieur. Une application de reprise, restaurée à partir d'un point de reprise et d'un journal, ne comportera aucune interruption de ses services au monde - 22 extérieur si ce journal n'inclut pas les évènements internes qui ont eu lieu depuis le dernier message externe émis par l'application maître qui a été journalisée. Selon une première méthode, ce processus de journalisation primaire PIogOP envoie les données de journalisation interne au fil de l'eau mais en mode asynchrone et au fur et à mesure des possibilités de transmission, sans bloquer le fonctionnement de l'application maître, tant que celle- ci n'envoie pas de message externe. Lors du prochain envoi par l'application maître d'un message externe, des moyens de détection en avertissent le processus de journalisation primaire qui bloque ou suspend l'émission de ce message externe, et possiblement l'exécution d'un ou plusieurs processus de l'application maître. Ce blocage est alors maintenu jusqu'à ce que la totalité des données de journalisation interne en cours de transmission asynchrone aient été envoyées, ou jusqu'à ce qu'il ait reçu un accusé de réception pour ces données. Selon une deuxième méthode, le processus de journalisation primaire PIogOP mémorise dans un tampon ou cache les données de journalisation interne représentant plusieurs évènements internes successifs, sans les transmettre immédiatement au processus de journalisation PlogSB du noeud secondaire. Il ne les transmet que lorsque leur nombre atteint un seuil déterminé, ou lorsque l'application doit envoyer un message dit externe au monde extérieur, par exemple des données ou un signal à destination d'un client ou d'un processus externe. Lors du prochain envoi par l'application maître d'un message externe, des moyens de détection en avertissent le processus de journalisation primaire qui bloque ou suspend l'émission de ce message externe et possiblement l'exécution d'un ou plusieurs processus de l'application maître. Ce blocage est alors maintenu jusqu'à ce que le processus de journalisation primaire ait transmis au noeud secondaire les données de journalisation restant dans le cache, ou jusqu'à ce qu'il ait reçu un accusé de réception pour ces données. Dans ces deux méthodes, le fait d'avoir à émettre un message externe constitue un événement sortant externe, qui constitue un type d'événement que l'on peut qualifier de bloquant, c'est à dire qui nécessite que la journalisation des évènements précédents soit clôturée avant - 23 exécution de cet évènement. Selon les modes de réalisation, d'autres types d'évènements peuvent aussi être choisis comme bloquants, le plus souvent en plus des évènements sortants externes. La figure 4a illustre le fonctionnement d'une journalisation d'évènements avec regroupement des données de journalisation DJ de plusieurs évènements internes EVI avant transmission à l'extérieur du noeud primaire OP. En une étape 1, le processus de journalisation PIogOP détecte, au sein du déroulement d'un processus journalisé Pi, la survenue d'un 10 d'événement EVI. En une étape 2, le processus de journalisation PIogOP vérifie si l'événement détecté EVI est d'un type devant être considéré comme bloquant. En une étape 3, si l'événement EVI n'est pas d'un type bloquant, la journalisation de cet événement produit une donnée de journalisation DJ. En une étape 4, cette donnée de journalisation DJ est mémorisée au sein du noeud primaire OP dans une structure ordonnée constituant un journal tampon JSlLocal, avant d'attendre la détection d'un prochain événement. En une phase 5, lorsque l'événement détecté EVI est d'un type bloquant, le processus de journalisation PlogOP réalise une phase de clôture de la séquence courante des évènements internes précédemment journalisés dans le journal tampon JSlLocal. Cette phase 5 comprend une étape 6, où l'exécution du processus 25 journalisé P1 est suspendu en attendant la bonne exécution de la phase de clôture 5. Cette phase 5 comprend aussi une étape 7, où le processus de journalisation PIogOP du noeud primaire OP transmet le contenu du journal tampon JSlLocal au processus de journalisation du noeud secondaire PIogSB, qui le mémorise dans le journal JSeml concernant l'événement détecté EVI, à la suite des données précédentes. Le processus de journalisation primaire PIogOP continue alors la journalisation de l'événement détecté EVI, en reprenant une séquence tampon si cet événement est aussi un événement interne. Dans une variante illustrée en figure 4b, la mémorisation en tampon d'évènements internes peut être déclenchée par des types d'évènements possiblement différents des évènements de type bloquant. Il s'agit alors d'évènements de type déclenchant. Un même type d'événement peut être choisi comme constituant un type seulement bloquant ou seulement déclenchant ou les deux. Dans cette variante, l'étape 1 de détection d'un événement est suivie d'une étape bi. Dans cette étape b1, si l'événement détecté EVI est d'un type considéré comme déclenchant, le processus de journalisation primaire PIogOP vérifie si une séquence courante SEQC de journalisation en mémoire tampon est en cours, et en initialise une si ce n'est pas le cas. En une étape suivante b2, teste si une telle séquence courante SEQC de journalisation en mémoire tampon est en cours pour l'événement détecté EVI. En une étape b3, si aucune séquence courante tampon SEQC n'est active pour cet événement EVI, son résultat est journalisé en tant que donnée de journalisation DJ. En une étape b4, cette donnée de journalisation DJ est transmise au processus de journalisation secondaire PlogSB qui le mémorise à la suite des précédents dans le fichier journal JSem1 concernant l'événement détecté EVI, à la suite des données précédentes. Le processus de journalisation primaire PlogOP attend alors la détection d'un nouvel événement. A la suite de l'étape b2, si un séquence courante est active pour 25 l'événement détecté EVI, la journalisation de cet événement se poursuit de la même façon qu'en figure 4a. Lorsque l'application intermédiaire veut basculer tout ou partie des services de l'application maître vers une application de reprise, elle commence par restaurer une telle application de reprise sur un noeud secondaire à partir d'un état de point de reprise, puis effectue un rejeu des évènements journalisés depuis ce dernier point de reprise. En particulier pour une application maître qui fonctionne de façon évènementielle, c'est à dire sur évènements déclenchants (externes), par exemple une application transactionnelle, le re-jeu de restauration - 25 s'effectue de façon différente pour les évènements externes ou pour les évènements internes. Un tel fonctionnement signifie, pour l'application, qu'elle comprend au moins un processus qui peut rester à attendre de recevoir un évènement externe, et y réagir en réalisant des opérations comprenant des évènements internes. Le re-jeu comprend alors donc une fourniture active à l'application des évènements externes journalisés, et une réponse passive fournissant les réponses journalisées en réponse à des évènements internes que le déroulement de l'application de reprise crée de lui-même au cours du rejeu. La figure 5 illustre le fonctionnement du re-jeu RSB des évènements externes de type messages TCP, journalisés dans un ou plusieurs fichiers KL constituant le journal externe kernel log . Ce kernel log KL est utilisé par un processus de re-jeu PRE, appartenant à l'application intermédiaire et s'exécutant dans l'espace utilisateur du noeud secondaire SB, pour réinjecter dans un processus PB1 de l'application de reprise les messages TCP journalisés précédemment. Pour effectuer cette réinjection, l'application intermédiaire INT comprend ou utilise un mécanisme ou agent logiciel s'interposant dans les couches de réception de messages TCP, par exemple sous la forme d'un mécanisme ou agent logiciel ipfilter , comprenant un module kernel fonctionnant entre les couches IP et TCP. Le noeud secondaire comprend également une fonctionnalité de boucle locale de réseau BL, dont l'accès est adressé ( mapped ) par une interface au sein du système pour être accessible à des processus de l'espace utilisateur. Cette boucle BL peut comprendre en particulier un dispositif physique au sein de l'espace matériel, qui lui permet de réinjecter des données à la base de la couche IP, contrairement à des interfaces virtuelles de loop-back qui sont réalisées de façon logicielle au sein d'un système d'exploitation, par exemple Unix. En une étape 1, le processus de re-jeu PRE lit un message journalisé dans les fichiers du kernel log KL. En une étape 2, le processus de re-jeu PRE injecte ce message dans l'interface de la boucle locale de réseau BL. - 26 - En une étape 3, ce message est reçu par la couche IP, qui la transmet, par l'intermédiaire de l'agent ipfilter , à la couche TCP pour traitement. En une étape 4, si la couche TCP envoie un accusé de réception vers leréseau, celui-ci sera filtré ou bloqué par l'agent ipfilter . En une étape 5, après avoir transmis le message vers la couche TCP, après avoir reçu son accusé de réception s'il y en a un, l'agent ipfilter signale au processus de re-jeu PRE que le message a bien été reçu ou traité par la couche TCP. En une étape 6, le processus PB1 de l'application de reprise reçoit le message de la couche TCP, et réalise une lecture asynchrone du ou des paquets qu'il contient. Pendant toute la durée du re-jeu, l'agent ipfilter isole l'application de reprise du réseau, en empêchant tous les messages extérieurs d'arriver jusqu'à la couche TCP, et en empêchant tous les messages émis par l'application de reprise d'arriver jusqu'à la couche IP, de façon transparente vis-à-vis de cette application. Au sein de l'application de reprise, pour effectuer le re-jeu des évènements internes prenant place entre deux évènements externes rejoués, l'application intermédiaire laisse l'application de reprise s'exécuter d'elle-même, tout en virtualisant pour elle les ressources concernées, réalisant ainsi un rejeu passif. Un processus de re-jeu PRI détecte alors chaque opération constituant un évènement interne concernant une ressource déterminée, et force cette ressource à adopter le comportement qui a été journalisé, renvoyant ainsi à l'application de reprise le résultat mémorisé pour cet évènement lors de cette journalisation. Les figures 6 à 8 illustrent un exemple de re-jeu RSB d'un évènement interne, dans un cas où il comprend une opération de prise d'un sémaphore SEM1 par deux processus PB1 et PB2 de l'application de reprise, en vue d'obtenir un accès en exclusion mutuelle à une ressource partagée, par exemple une zone de mémoire partagée. Au cours d'une restauration sur un noeud secondaire SB, ces deux processus PB1, PB2 réalisent un re-jeu à partir de fichiers constituant un journal user log . Au cours de leur re-jeu, l'exécution de l'application de - 27 - reprise amène ces processus à réaliser chacun un appel à un même sémaphore SEM1, auquel correspond un fichier journal JSEM1 inclus dans le journal des évènements internes user log . La détection de ces opérations d'accès et le forçage de leur réponse sont réalisés en utilisant en ajoutant des instructions supplémentaires dans le contenu de tout ou partie des routines fournies par le système et appelées par l'application, en utilisant une technique d'interposition dynamique par metaprocess . Une telle technique peut être par exemple celle décrite dans le brevet FR 2 843 809. En particulier, ces instructions peuvent être regroupées avant le code réalisant les fonctions de la routine d'origine et former alors un prologue, ou être regroupées après ce code et former un épilogue. La figure 7 illustre ainsi l'insertion d'un prologue et d'un épilogue au sein d'une routine R, donnant ainsi une routine modifiée RM. Dans cet exemple, il est à noter que la même routine modifiée RM peut-être utilisée pour réaliser une journalisation d'une application maître et également pour réaliser un rejeu d'une application de reprise. Lors de l'exécution des fichiers exécutables de l'application, un processus P exécute une ligne de code appelant la routine R, par exemple la routine sem_wait au standard POSIX.4 , qui demande le positionnement d'un sémaphore déterminé lui attribuant un accès en exclusion mutuelle à une zone déterminée de mémoire partagée. Dans le cas d'une application multi-thread, il peut s'agir d'une instruction pthread_mutex_lock du standard POSIX Threads qui remplit un rôle similaire. Un agent d'interposition META, chargé dans le système au démarrage ou avant les fichiers exécutables de l'application, intercepte l'appel à la routine d'origine R du système, et le redirige vers la routine modifiée RM. Cette routine modifiée comprend des instructions réalisant ou appelant la routine R d'origine sem_wait , précédées par des instructions réalisant un prologue et suivies par des instructions réalisant un épilogue. Ces instructions supplémentaires peuvent comprendre, en particulier, un algorithme des types suivants: Pour le prologue: - 28 -if (replay) check(Jseml) Pour l'épilogue: if (replay) end_check(Jseml) else record(result, Jsemi) Les instruction "if(replay)" testent une condition indiquant si l'application est en train de réaliser un re-jeu ou non. Dans le cas contraire ( else ), cela signifie que l'application s'exécute de façon normale et doit donc être traitée comme une application maître. L'épilogue exécute alors une fonction record(result, Jseml) , qui constitue une sonde d'enregistrement telle que citée précédemment et participe à la journalisation d'un évènement interne en mémorisant le résultat result dans le journal Jseml . Lorsque la routine sem_wait est appelée par l'application de reprise au cours d'un re-jeu utilisant le journal Jseml , le prologue est exécuté avant la réalisation de la routine sem_wait d'origine du système. La figure 8 représente un organigramme temporel qui illustre le fonctionnement de cette routine modifiée RM pour effectuer le re-jeu des deux processus PB1, PB2 à partir du journal JSEM1 inclus dans le journal d'évènements internes User Log . Chaque évènement journalisé dans le journal JSEM1 est numéroté selon une séquence incrémentale #OP propre au sémaphore SEM1 concerné. Associé à chacun de ces numéros #op, le journal JSEM1 contient une identification PID du processus qui a appelé le sémaphore correspondant à ce journal JSEM1, lors de la journalisation. Chacun des deux processus PB1 et PB2 s'exécutant de façon parallèle, leurs appels respectifs au sémaphore SEM1 par la fonction sem_wait ne se font pas forcément dans l'ordre mémorisé dans le journal JSEM1 du sémaphore. Lorsque le processus PB2 d'identifiant id2 appelle le sémaphore SEM1 au cours du re-jeu, le prologue exécute alors l'instruction check(Jseml) au nom de ce même processus PB2, en une étape 21. Cette fonction check(Jseml) lit dans le journal JSEM1 la ligne correspondant à la valeur actuelle du numéro de la séquence OPSEM1, soit la ligne #1: idi . - 29 - Cette fonction check compare la valeur PlDlog lue, soit idl , à l'identifiant du processus PB2 appelant, soit id2 . Lorsqu'elle constate que ces valeurs diffèrent, cette fonction check suspend l'exécution du processus PB2 appelant, par exemple en ré-exécutant cette même étape 21 de comparaison en boucle continue. Par la suite, lorsque le processus PB1 d'identifiant idi appelle lui aussi le sémaphore SEM1 au cours du re-jeu, le prologue exécute également l'instruction check(Jseml) , mais cette fois au nom du nouveau processus appelant PB1, en une étape 11. Lorsqu'elle constate que ce processus appelant PB1 est bien celui dont l'identifiant idl est mémorisé dans le journal à la ligne correspondant au numéro actuel de la séquence active, soit la valeur #1 , la fonction check autorise la poursuite de l'exécution du processus appelant PB1. En une étape 12, la routine modifiée RM réalise alors les fonctionnalités de la routine R d'origine, soit l'instruction sem_wait , qui lui attribue donc le sémaphore SEM1 et renvoie la valeur idi du processus appelant PB1. En une étape 13, l'épilogue exécute alors l'instruction end_check(Jseml) au nom du processus appelant PB1. Cette fonction end_check clôt alors l'appel sem_wait du processus PB1 et débloque l'exécution du processus PB2 qui était en attente. Cette opération peut comprendre en particulier une incrémentation du numéro de la séquence OPSEM1 de ce sémaphore SEM1, le faisant passer à la valeur suivante #2 . Dans ce cas, lorsque la fonction check appelée par le processus PB2 s'exécute à nouveau en une étape 22, elle lit la ligne suivante du journal JSEM1 #2: id2 et laisse son processus PB2 appelant poursuivre son exécution de la routine modifiée RM. En une étape 23, la routine modifiée RM réalise alors à son tour les fonctionnalités de la routine R d'origine, soit l'instruction sem_wait , qui lui attribue donc le sémaphore SEM1 et renvoie la valeur id2 du processus appelant PB1. En une étape 24, l'épilogue exécute alors l'instruction end_check(Jseml) au nom du processus PB2 appelant, incrémentant à - 30 -nouveau la séquence du sémaphore SEM1 et le rendant disponible pour la suite du rejeu. Quel que soit l'ordre dans lequel les différents processus en cours de rejeu demandent l'attribution du sémaphore SEM1, on voit qu'ils ne peuvent ainsi l'obtenir que dans l'ordre exact mémorisé dans son journal JSEM1, et donc dans le même ordre que lors du déroulement de l'application maître ayant donné lieu à cette journalisation. Du fait que ces instructions supplémentaires sont ajoutées par un agent META extérieur à l'application maître et ajouté au système d'exploitation sans modification de celui-ci, on voit que ces opérations de journalisation et re-jeu s'effectuent de façon transparente et non intrusive, pour l'application maître et sans modification des éléments préexistants du système. Etant donné l'importance du nombre d'évènements internes, il est utile d'optimiser le fonctionnement de leur journalisation et/ou leur re-jeu, en particulier pour éviter une dégradation des performances qui rendrait peu significatifs les bénéfices obtenus par les caractéristiques décrites ci-dessus. Parmi les types d'évènements internes survenant entre deux évènements externes, la plupart peuvent être qualifiés de déterministes, c'est-àdire ne comportant que des opérations dont le résultat dépend exactement de l'état de l'application avant ces opérations. Par contre, en particulier dans le cas d'applications multi-tâches ou réparties sur plusieurs noeuds, certains évènements internes sont d'un type non-déterministe, car ils comprennent des opérations qui peuvent fournir un résultat dépendant de facteurs extérieurs à l'application ou au noeud primaire. En ne journalisant, ou rejouant, que les évènements internes de types non déterministes, il est ainsi possible de limiter la surcharge de travail du noeud opérationnel, et donc la baisse de performances, causées par l'utilisation de l'application intermédiaire pour fiabiliser ou gérer l'application maître. Ainsi qu'illustré en 8a et 8b, la journalisation et le re-jeu peuvent être accélérés en particulier en ne journalisant le résultat et en ne forçant le - 31 - rejeu que pour les évènements internes dont le comportement n'est pas déterministe. Pour tous les évènements, et en particulier les évènements internes EVI, un mécanisme d'interposition META (figure 7), tel que décrit précédemment, appelle une routine modifiée RM réalisant l'opération prévue au lieu d'une routine d'origine R. Cette routine modifiée RM comprend une fonctionnalité pouvant réveiller ou informer un processus de journalisation PIogOP ou un processus de rejeu PRI de la survenue de cet événement EVI, et si besoin attendre son accord pour poursuivre le traitement de cet événement ou pour rendre la main au processus P1 ou PB1 qui l'a appelée. Qu'il s'agisse de journalisation ou de rejeu, la gestion de cet événement EVI comprend alors une étape réagissant à la survenue de cet événement, suivie d'une étape de gestion complémentaire GC (figures 8a, 8b) dont le contenu dépend de la nature déterministe ou non de cet événement interne. La figure 8a illustre le fonctionnement de la journalisation d'un événement interne. Au cours du déroulement du processus P1 en cours de journalisation JOP (figure 1), l'exécution d'une instruction réalise un événement interne EVI portant sur une ressource partagée, comme un sémaphore SEM1. En une étape 1, la routine modifiée RM correspondant à l'événement à journaliser EVI informe ou réveille le processus de journalisation PIogOP, qui détecte ainsi la survenue de cet événement EVI. En une étape 2, la routine modifiée RM correspondant à l'événement EVI réalise sur le sémaphore SEM1 l'opération prévue dans la routine d'origine R et reçoit ou calcule une donnée de résultat DR à destination du processus journalisé P1. En une étape 3, le processus de journalisation PIogOP incrémente un numéro de séquence SQ, par exemple affecté au sémaphore SEM1, correspondant à la position de l'événement détecté EVI au sein d'une séquence de P1 en cours de journalisation. En une étape 4, ce processus PIogOP effectue un test pour savoir si l'événement interne EVI détecté est d'un type déterministe ou non. Ce test - 32 - peut porter par exemple sur un paramètre reçu de la routine modifiée RM lors de son appel, ou sur la présence d'une donnée de résultat DR transmise avec cet appel, ou sur une identification d'instruction ou d'événement mémorisée par ailleurs dans le noeud primaire OP. En une étape 5, si l'événement détecté EVI est d'un type non-déterministe, le processus PlogOP transmet la donnée de résultat DR au processus de journalisation PlogSB du noeud secondaire. Celui-ci mémorise alors la donnée de résultat DR et le numéro de séquence SQ correspondant à l'événement EVI, de façon associée au sein d'un fichier de journalisation JSeml correspondant au sémaphore SEM1, à la suite des données de résultat des évènements journalisés précédents. Selon les conditions de journalisation, les données mémorisées dans le journal JSeml peuvent aussi être directement mémorisées dans un fichier journal sur support permanent dans le noeud primaire par le processus de journalisation PIogOP. A l'issue d'une séquence d'évènements internes du processus journalisé Pl, le journal JSeml contient ainsi une suite ordonnée de toutes les données de résultats renvoyées par le sémaphore SEM1 à ce processus P1, associées aux numéros de séquence des évènements qu'elles concernent. La figure 8b illustre le fonctionnement du rejeu de cet événement interne EVI, au sein d'un processus de reprise PB1, lors d'une phase de rejeu RSB (figure 1) passif, contrôlé par un processus de rejeu PRI (cf. figure 6), des événements mémorisés dans le journal JSeml correspondant au sémaphore SEM1. Au cours du déroulement du processus PB1 en cours de rejeu des évènements du journal JSeml, l'exécution d'une instruction réalise un événement interne EVI d'un type non déterministe portant sur le sémaphore SEM1. En une étape 1, la routine modifiée RM correspondant à l'événement à journaliser EVI informe ou réveille le processus de rejeu PRI, qui ainsi détecte et identifie ainsi la survenue de cet événement. En une étape 2, la routine modifiée RM correspondant à l'événement EVI réalise sur le sémaphore SEM1 l'opération prévue dans la routine d'origine R, et reçoit ou calcule une donnée de résultat correspondant à un - 33 résultat réel de rejeu RRJ. La routine modifiée RM suspend alors l'exécution du processus de reprise PB1 et attend un signal du processus de rejeu PRI pour transmettre ce résultat RRJ au processus de reprise PB1. En une étape 3, le processus de rejeu PRI lit dans le journal JSeml la prochaine valeur RU non utilisée pour le rejeu, avec le numéro de séquence SQi qui lui est associé. En une étape 4, le processus de incrémente un numéro de séquence SQ, par exemple affecté au sémaphore SEM1, correspondant à la position de l'événement détecté EVI au sein d'une séquence de PB1 en cours de rejeu. En une étape 5, le processus de rejeu PRI effectue un test sur le numéro de séquence actuel SQ et le numéro de séquence lu SQi dans le journal, pour savoir si l'événement en cours EVI de rejeu correspond à un événement journalisé. En une étape de forçage 7, si ces événement correspondent, le processus de rejeu PRI transmet le résultat lu RLi dans le journal à la routine modifiée RM, qui le mémorise en lieu et place du résultat RRJ de l'opération d'origine R. La routine modifiée RM retourne alors ce résultat RLi au processus de reprise PB1 et le laisse poursuivre son exécution. De façon optionnelle, l'étape de forçage 6 est précédée d'une étape 6, dans laquelle le processus de rejeu PRI reçoit de la routine modifiée RM le résultat réel de rejeu RRJ et le compare au résultat lu RLi correspondant au résultat du même événement lors de la journalisation. Si ces deux résultats RRJ et RLi correspondent, le processus libère directement la routine modifiée qui retourne son résultat au processus de reprise PB1 et le laisse poursuivre son exécution. Ainsi, on voit que les évènements non déterministes peuvent être enregistrés et rejoués de façon fidèle et exacte, assurant un déroulement du processus de reprise PB1 lors du rejeu qui soit fidèle à celui du processus cible P1 lors de la journalisation. Du fait que seuls certains évènements sont journalisés ou rejoués, et parce que les opérations internes supplémentaires de mise en oeuvre de l'invention sont bien plus rapides qu'une mémorisation ou transmission pour - 34 - journalisation, on diminue la surcharge de travail due au fonctionnement de l'application intermédiaire INT. Optionnellement, lorsqu'une routine d'origine R n'est prévue que pour réaliser des évènements qui sont déterministes, une routine modifiée RM qui lui correspond peut ne pas prévoir du tout d'appel à un processus de journalisation ou de rejeu. De même, lorsqu'une routine d'origine R n'est prévue que pour réaliser des évènements non-déterministes, sa routine modifiée RM peut comprendre un appel systématique à un processus de journalisation ou de rejeu. lors de la journalisation, l'étape 4 (figure 8a) de test de la nature déterministe peut alors être implicitement réalisée dans le type d'appel reçu ou dans le fait même de recevoir un appel. Dans le cas où un type donné d'évènement interne peut être déterministe ou non selon le type d'application ou les conditions de son exécution, la routine modifiée RM peut aussi inclure dans son prologue et/ou son épilogue des instructions évaluant ce type d'application ou ces conditions d'exécution. L'utilisation d'un numéro de séquence SQ peut aussi être optionnelle. Dans ce cas, le processus de journalisation PIogOP (figure 8a) se contente de mémoriser la donnée de résultat lorsque l'événement EVI est de type non déterministe. De son côté, le processus de rejeu PRI (figure 8b) se contente de lire le prochain résultat RLi journalisé, et considère qu'il s'agit du résultat à forcer pour le prochain événement EVI détecté comme étant non déterministe. En outre, une méthode d'optimisation heuristique, ou prédictive, permet de ne pas journaliser systématiquement tous les évènements internes non déterministes. Cette méthode peut être mise en oeuvre seule ou en combinaison avec d'autres méthodes d'optimisation. Du fait du coût en termes de temps des opérations de journalisation et rejeu, en particulier par rapport à des opérations internes à un noeud, il peut en effet être intéressant de réaliser un certain nombre d'opérations internes supplémentaires si cela permet de diminuer le nombre de d'opérations de journalisation. Cette technique d'optimisation heuristique comprend la mise en oeuvre, par l'application intermédiaire, d'une compression heuristique -35 fonctionnant par prédiction de résultats et portant sur tout ou partie des évènements internes détectés lors du fonctionnement de l'application maître. Lors de la journalisation au sein du noeud opérationnel, cette 5 compression heuristique peut par exemple être mis en oeuvre par le processus de journalisation interne PIogOP. La figure 8c illustre le fonctionnement de la journalisation d'un événement non déterministe, avec utilisation d'une telle compression heuristique CH. Au cours du déroulement du processus P1 en cours de journalisation JOP, l'exécution d'une instruction réalise un événement interne EVInD d'un type non déterministe portant sur une ressource partagée, comme un sémaphore SEM1. En une étape 1, la routine modifiée RMnD correspondant à l'événement à journaliser EVInD informe ou réveille le processus de journalisation PIogOP, qui détecte ainsi la survenue de cet événement EVInD. En une étape 2, la routine modifiée RMnD correspondant à l'événement EVInD réalise sur le sémaphore SEM1 l'opération prévue dans la routine d'origine RnD et reçoit ou calcule une donnée de résultat DR à destination du processus journalisé P1. En une étape 3, le processus PIogOP incrémente le numéro de séquence SQ de journalisation correspondant à la ressource SEM1 concernée par l'évènement détecté EVInD. Avantageusement, ce numéro de séquence SQ est mémorisé en mémoire de travail au sein du noeud primaire OP. De ce fait, sa gestion représente une charge de travail très faible par rapport à la transmission d'une donnée de résultat vers un noeud secondaire ou sa mémorisation dans un fichier journal sur support permanent. Cette incrémentation du numéro de séquence SQ associé au sémaphore SEM1 et à son journal JSEM1 permet ainsi d'enregistrer le passage d'un événement non déterministe EVInD correctement prédit par la fonction de prédiction FH tout en évitant la surcharge de travail que représenterait la mémorisation systématique de la donnée de résultat DR. - 36 - En une étape 4, le processus PIogOP réalise une opération logicielle FH comprenant une prédiction du résultat de cet évènement interne EVInD sous la forme d'un résultat prédit RP. De préférence, cette prédiction est un traitement logiciel déterministe constitué d'une ou plusieurs fonctions déterministes basées sur l'état du processus P1 journalisé ou de l'application maître avant cet évènement EVInD. En une étape 5, le processus PlogOP compare le résultat prédit RP avec le résultat réel DR issu du déroulement RnD de l'évènement EVInD détecté. En une étape 6, si ces deux résultats DR et RP sont différents, le processus PlogOP transmet le résultat réel DR et la valeur correspondante du numéro de séquence SQ, au processus PIogSB du noeud secondaire, qui les mémorise de façon associée, comme ligne suivante dans le fichier journal Jseml correspondant à la ressource concernée SEM1. Lors de cette étape, il est possible de prévoir une réinitialisation du numéro de séquence SQ de journalisation de la ressource SEM1 concernée. Dans ce cas, le numéro de séquence SQ représente le nombre d'évènements correctement prédits depuis le dernier événement dont le résultat a été journalisé. A l'issue d'une séquence d'évènements internes du processus journalisé P1, le journal JSeml contient ainsi une suite ordonnée de toutes les données de résultats renvoyées par le sémaphore SEM1 à ce processus P1 et qui n'ont pas été prédites correctement par la fonction de prédiction FH. Dans le cas où la journalisation des évènements internes a été réalisée en utilisant une telle optimisation heuristique, l'application intermédiaire met alors en oeuvre une décompression heuristique lors d'un re-jeu au sein d'un noeud secondaire. Cette décompression heuristique utilise une prédiction identique à celle utilisée pour la compression et porte sur les mêmes évènements que lors de la journalisation avec compression heuristique. La figure 8d illustre ainsi le fonctionnement du rejeu d'un événement non déterministe, avec utilisation d'une telle décompression heuristique DH, au sein d'un rejeu passif d'un processus de reprise PB1, contrôlé par un 37 - processus de re-jeu interne PRI (cf. figure 6), à partir du journal JSeml portant sur le sémaphore SEM1. Au cours du rejeu des évènements du journal JSeml, l'exécution d'une instruction réalise un événement interne EVInd d'un type non 5 déterministe portant sur le sémaphore SEM1. En une étape 1, la routine modifiée RMnD correspondant à l'événement à journaliser EVInD informe ou réveille le processus de rejeu PRI, qui ainsi détecte et identifie ainsi la survenue de cet événement EVInD. En une étape 2, la routine modifiée RMnD correspondant à l'événement EVInD réalise sur le sémaphore SEM1 l'opération prévue dans la routine d'origine RnD et reçoit ou calcule une donnée de résultat correspondant à un résultat réel de rejeu RRJ. La routine modifiée RMnD suspend alors l'exécution du processus de reprise PB1. Elle attend alors un signal du processus de rejeu PRI pour transmettre ce résultat RRJ au processus de reprise P1 et pour le laisser poursuivre son exécution. En une étape 3, le processus PRI lit et incrémente la valeur d'un numéro de séquence SQ correspondant au sémaphore SEM1. En une étape 4, le processus de re-jeu interne PRI compare ce numéro de séquence SQ avec le prochain numéro de séquence SQi non encore rejoué parmi ceux mémorisés dans le fichier journal Jsem1 correspondant à cette même ressource SEM1. En une étape 5, si ces numéros de séquence SQ et SQi correspondent entre eux, alors le processus de re-jeu interne PRI lit le résultat mémorisé RLi dans ce journal pour ce numéro de séquence SQi, et le mémorise comme résultat forcé RF à retourner par l'évènement détecté EVInD. Le processus de re-jeu interne PRI mémorise alors le fait que l'événement représenté par la ligne SQi du journal JSeml a été rejoué, et active la ligne suivante SQj de ce même journal pour le traitement du prochain événement détecté. Lors de cette étape, il est possible de prévoir une réinitialisation du numéro de séquence SQ de rejeu de la ressource SEM1 concernée. En une étape 6, si ces numéros de séquence SQ et SQi ne correspondent pas entre eux, le processus de re-jeu interne PRI réalise une opération logicielle FH comprenant la même prédiction de résultat que celle - 38 réalisée lors de la journalisation de cet évènement interne, sous la forme d'un résultat prédit RPJ. Le processus de re-jeu interne PRI mémorise alors le résultat RPJ de cette prédiction comme résultat forcé RF à retourner par l'évènement détecté EVInD. En une étape 8, le processus de re-jeu interne PRI transmet le résultat forcé RF à la routine modifiée RMnD, qui l'impose au processus de reprise PB1 en lieu et place du résultat réel rejoué RRJ retourné par l'événement interne EVInD. La routine modifiée laisse ensuite le processus de reprise PB1 poursuivre son exécution. De façon optionnelle, ce forçage peut être précédé d'une étape 7 de test pour comparer ces deux résultats RRJ et RF, et éviter d'intervenir dans le processus de reprise PB1 si ces résultats correspondent. Il est à noter que les données d'identification ou de séquencement SQ utilisées dans cette méthode d'optimisation prédictive peuvent constituer des variables différentes de celles décrites précédemment (figures 8a et 8b), ou être organisées et traitées de façon à être communes avec elles. On voit ainsi que, même sans journaliser le résultats de tous les évènements non déterministes, ceux-ci peuvent être enregistrés et rejoués de façon fidèle et exacte. De cette façon, il est donc possible d'optimiser ces opérations de journalisation et rejeu tout en assurant un déroulement du processus de reprise PB1 lors du rejeu qui soit fidèle à celui du processus cible P1 lors de la journalisation. Etant donné la différence de vitesse entre les opérations de journalisation et de simples opérations de calculs internes à un noeud, cette technique d'optimisation heuristique peut être intéressante même sila fonction de prédiction utilisée n'a pas un taux de succès très élevé. Si cette différence est grande, même un taux de succès de prédiction inférieur à 50 % peut permettre une optimisation utile. Cette technique d'optimisation heuristique peut également utiliser plusieurs fonctions de prédiction différentes, du moment que c'est la même qui est utilisée pour journaliser puis rejouer un même évènement ou groupes d'évènements internes. Le choix de la fonction de prédiction à utiliser peut s'effectuer en fonction de l'état de l'application ou de son environnement, par exemple à partir d'une base de connaissances ou de - 39 - règles. Ce changement peut alors être mémorisé au sein des données de journalisation mémorisées par l'application intermédiaire. Cette technique d'optimisation heuristique peut également être utilisée de façon auto adaptative, en évaluant son taux de succès au fur et à mesure de la journalisation et en déclenchant un changement de cette fonction basé sur la valeur de ce taux de succès ou sur sa variation. Un exemple de fonction de prédiction utilisée dans cette technique d'optimisation heuristique comprend une prédiction de l'ordre de survenue des évènements internes en se basant sur l'ordre de survenue des évènements externes provenant de différents clients. Les figures 9 et 10 illustrent la survenue d'évènements externes et internes participant à trois processus ProcA, ProcB, ProcC d'identifiants valant respectivement a , b , et c , par exemple exécutant trois tâches Ta, Tb, Tc lancées respectivement par trois clients différents. Ces différentes tâches comprennent par exemple chacune un premier évènement externe Eal, Ebi, Eci, et un deuxième évènement externe Ea2, Eb2, Ec3. Entre ces premiers et deuxièmes évènements externes, chacune de ces tâches comprend le déclenchement de deux évènements internes non déterministes. En figures 9 et 10, les évènements internes successifs de la tâche Ta sont ainsi référencés Iai et Ia2, ceux de la tâche Tb sont référencés Ib1 et Ib2, et ceux de la tâche Tc sont référencés Ici et Ic2. Ces évènements internes Iai à Ic2 peuvent être différents l'un de l'autre, ou bien concerner une même ressource déterminée, par exemple des attributions de verrou ( lock allocation ) à une même zone déterminée de mémoire partagée. Dans le cas de tâches sensiblement simultanées, et en particulier lorsqu'elles ont des parties similaires ou communes entre elles et/ou présentent des durées d'exécution similaires, une fonction de prédiction consiste à prédire que l'ordre de survenue des évènements internes Iai, Ibl, Ici intermédiaires sera le même que l'ordre de survenue des évènements externes qui les précédent. Au cours du déroulement de l'application maître, l'ordre de survenue des premiers évènements externes Eal, Ebi, Ecl sur le noeud opérationnel OP est enregistré par l'application intermédiaire, par exemple au sein du 40 - processus de journalisation interne PlogOP. Par exemple, cet ordre d'évènements externes comprend la succession des identifiants des processus associés à ces évènements externes, soit la suite des valeurs a b c . Lors de chaque détection d'un nouvel évènement interne concernant cette ressource, la fonction de prédiction réalise une prédiction du résultat de cet évènement interne, c'est-à-dire de l'identité du processus qui va obtenir le verrou sur cette ressource, c'est-à-dire celui qui vient de le demander. Ce résultat prédit sera alors calculé en comparant l'identité du dernier processus ayant obtenu le verrou sur cette ressource avec cet ordre d'évènements externes. Ainsi, la fonction de prédiction effectuera une suite de prédictions Pel à Pe6 figurées chacune par une ligne pointillée et dont le résultat est indiqué à son extrémité de droite. La figure 9 illustre les valeurs des prédictions réalisées à chaque survenue d'un évènement interne, dans le cas où ces évènements internes suivent l'ordre d'évènements externes. A partir de l'ordre d'évènements externes a b c et du dernier évènement interne survenu, la fonction de prédiction réalisera ainsi une prédiction constituant la suite de valeurs a b c a b c , qui se révèleront juste dans ces six cas. Dans le cadre d'une optimisation heuristique, le processus de journalisation interne PlogOP n'aura ainsi pas besoin de transmettre de données de journalisation pour ces évènements internes, puisqu'ils ont été correctement prévus par la fonction de prédiction. La figure 10 illustre les valeurs des prédictions réalisées à chaque survenue d'un évènement interne, dans un cas où ces évènements internes ne suivent pas exactement l'ordre d'évènements externes, la tâche Tb du processus PrB d'identifiant b s'exécutant de façon plus rapide que les deux autres tâches. A partir de l'ordre d'évènements externes a b c et du dernier évènement interne survenu, la fonction de prédiction réalisera ainsi une prédiction constituant la suite de valeurs a b c c a b . On voit que deux prédictions Pe3, Pe6 se révèleront fausses, ce qui conduira le processus de journalisation interne PlogOP à transmettre des données de journalisation en deux occasions. Ces données de journalisation - 41 comprendront ainsi la valeur c en une transmission L1 à l'issue de la troisième prédiction Pe3 qui s'est révélée erronée, puis la valeur c en une transmission L2 à l'issue de la sixième prédiction P6 qui s'est également révélée erronée. Malgré ces prédictions erronées Pe3, Pe6, on voit que cette technique d'optimisation heuristique aura permis au processus de journalisation interne PIogOP de n'effectuer que deux transmissions L1, L2 au lieu des six qu'il aurait fallu en son absence. Une telle économie de quatre transmissions sur six représente un temps de travail suffisamment plus grand que les calculs et opérations internes qui sont nécessaires pour mettre en oeuvre cette technique d'optimisation, et peut apporter ainsi un gain de performance significatif, en particulier au sein du noeud opérationnel. Pour certains évènements internes dont une implémentation standard par le système d'exploitation réalise un comportement non déterministe, il est possible d'utiliser une méthode d'optimisation par changement sémantique. Cette méthode comprend une modification de l'implémentation de tels évènements au sein du noeud, de façon à leur donner un comportement qui soit déterministe. L'application intermédiaire réalise cette modification de façon identique au sein du noeud opérationnel et du ou des noeuds secondaires, ce qui rend prévisibles les résultats de ces évènements internes modifiés. Cette modification d'implémentation se fait de façon dynamique par une technique d'interposition par un metaprocess qui remplace une routine d'origine R d'implémentation d'un évènement par une routine modifiée RM implémentant un comportement modifié pour cet évènement. La technique utilisée pour réaliser cette modification est similaire à celle décrite ci-dessus (cf. figure 7) pour l'ajout de sondes d'enregistrement en prologue et épilogue, mais peut comprendre une modification du code de la partie centrale de la routine modifiée. Cette modification d'implémentation est réalisée de façon transparente pour l'application maître et ne modifie pas les éléments préexistants du système d'exploitation. Par une utilisation de ces routines modifiées dans l'application maître, de façon permanente ou sur au moins un intervalle d'exécution déterminé et mémorisé, il est ainsi possible de journaliser 42 - l'évolution de l'application maître sans avoir à mémoriser le résultat de ces évènements modifiés. L'utilisation des mêmes routines modifiées sur les mêmes intervalles d'exécution d'une application de reprise, permet alors de conserver la reproductibilité de l'application maître en améliorant les performances de la journalisation comme du re-jeu. Ce comportement modifié est conçu de façon à répondre aux mêmes spécifications que le comportement d'origine et être entièrement compatible avec lui, par exemple en prévoyant qu'à partir d'une situation donnée où la routine d'origine aurait pu renvoyer plusieurs résultats différents, la routine modifiée ne fournisse que des résultats qui auraient pu être fournis par la routine d'origine et sont donc prévus par l'application maître et le système d'exploitation. Cette technique d'optimisation par changement sémantique permet de diminuer le nombre d'évènements internes non déterministes dont le résultat doit être journalisé dans le noeud opérationnel pour pouvoir être rejoué lors de la restauration d'une application de reprise. Un exemple de fonctionnement et d'interaction des différents intervenants sont illustrés de façon symbolique en figure 16. Un agent de traitement AT, par exemple au sein du logiciel système, réalise une opération renvoyant un résultat DR à un processus, par exemple un processus journalisé P1. Pour un grand nombre d'opérations ou évènements, en particulier internes, la réalisation de cette opération se fait par un traitement d'opération TO, qui est d'une nature déterministe par rapport à un ensemble de ressources dites déterminantes RDet. Parmi les ressources accessibles au processus P1, certaines peuvent être qualifiées de ressources reproductibles RRepr à partir de la connaissance de l'état de ce processus P1. Ces ressources reproductibles comprennent en particulier les ressources dont l'état dépend exclusivement de lui. Dans le fonctionnement de l'agent de traitement AT, le traitement d'opération TO peut comprendre une partie TD de traitement qui est déterministe par rapport aux ressources reproductibles RRepr du processus P1, par exemple parce qu'elle n'utilise que des données DER provenant de ces ressources reproductibles RRepr. - 43 - Dans le cas où le traitement d'opération TO comprend une autre partie de traitement utilisant des données DE qui proviennent de ressources SEM1 n'appartenant pas aux ressources reproductibles RRepr du processus P1, il est fréquent que le résultat de cette partie TnD, et donc de l'ensemble du traitement TO, ne soit pas déterministe vis à vis du processus P1 qui y fait appel. Dans une telle situation, cette méthode de changement sémantique peut consister à utiliser un agent de gestion AG pour modifier le comportement de l'agent de traitement ou les données qu'il utilise ou produit, de façon à ce que l'opération résultant de cette modification soit déterministe par rapport aux ressources reproductibles RRepr. Cet agent de gestion peut utiliser un traitement de modification de fonctionnement TMF pour modifier le fonctionnement interne du traitement d'opération TO. Il peut aussi utiliser des données d'entrées DE issues des ressources déterminantes RDet mais non reproductibles (RRepr) vis à vis du processus P1, pour compenser les variations de résultat DR pouvant constituer une source de non déterminisme pour ce même processus P1. Une telle compensation peut s'effectuer en modifiant TC1 les données d'entrées DE en données d'entrée compensées DEC, ou en modifiant TC2 les données de résultat DR en données de résultat compensées DRC. Cet agent de gestion AG peut en outre choisir ou régler les modifications TMF, TC1, TC2 qu'il effectue en fonction d'un ou plusieurs paramètres de changement sémantique PCS, de façon à optimiser l'efficacité du traitement global AT et AG. De façon à rester reproductible entre une journalisation JOP et un rejeu RSB, il suffit que les variations de ce paramètre de changement sémantique PCS ne soient déterminées que par des données provenant des ressources reproductibles RRepr, ou que ses variations soient mémorisées au sein du journal UL, KL lors de la journalisation et soient lues et appliquées de la même façon lors du rejeu RSB. Cette modification de comportement peut concerner en particulier les aspects touchant à la gestion de plusieurs processus concurrents auprès d'une ressource déterminée. - 44 - Les figures 11 et 12 illustrent un exemple d'utilisation de cette technique d'optimisation par changement sémantique pour rendre déterministe une opération de lecture de messages reçu, en utilisant la routine read dans un environnement de type Unix. Dans son implémentation standard, la routine read , déclenchée par une application, utilise une zone de mémoire tampon B pour lire des messages dans un canal d'entrée ICH ( input channel ) et les transmettre à cette application. Les messages reçus dans le système sous forme de données successives qui sont mémorisées dans une zone de mémoire constituant le canal d'entrée, au fur et à mesure qu'elles arrivent. Selon sa configuration, l'opération read peut utiliser un tampon de différentes tailles, mais ce tampon est utilisé intégralement à chaque lecture dans le canal d'entrée. Dans cet exemple, l'application utilise une succession d'opérations read de tampon B de taille 50 , pour recevoir trois messages M1, M2, M3 qui lui arrivent successivement dans le canal d'entrée ICH. Ces trois messages représentent des volumes de données valant respectivement 20 , 30 , et 50 . Or la vitesse d'arrivée des données dans le canal d'entrée, d'une part, et la vitesse d'exécution par l'application d'une succession d'opérations de lecture, d'autre part, peuvent varier l'une par rapport à l'autre d'une façon qui n'est pas prévisible au stade d'une journalisation ou d'un re-jeu. La figure 11 représente ainsi deux scénarios différents possibles pour la lecture des mêmes trois messages à l'aide d'une routine read d'origine. Dans un premier scénario SCA, une première lecture RAi s'effectue alors que seul les données du premier message M1 de taille 20 sont arrivées. Le tampon B n'est pas rempli entièrement, et l'opération retourne un résultat correspondant au contenu M1 et d'une taille de données de 20 . Une deuxième lecture RA2 s'effectue alors après arrivée du seul deuxième message M2, ce qui retourne un résultat correspondant au contenu M2 et d'une taille de données de 30 . Une troisième lecture RA3 s'effectue alors après arrivée du troisième message M3, ce qui retourne un résultat correspondant au contenu M3 et d'une taille de données de 45 - 50 . Par exemple pour la taille des données reçues par l'application, ce premier scénario A restitue donc une suite de trois résultats valant 20, 30, 50 . Dans un deuxième scénario SCB, une première lecture RB1 s'effectue alors que les mêmes premier et deuxième messages M1, M2 sont déjà arrivés, ce qui retourne un résultat correspondant au contenu M1, M2 et d'une taille de données de 50 . Une deuxième lecture RB2 s'effectue alors après arrivée du troisième message M3, ce qui retourne un résultat correspondant au contenu M3 et d'une taille de données de 50 . Pour la taille des données reçues par l'application, ce premier scénario SCA restitue donc une suite de deux résultats valant 50, 50 , et ce pour la lecture des mêmes messages. Ces deux scénarios retournent donc des résultats différents, 20, 30, 50 pour l'un et 50, 50 pour l'autre. En cela, la routine système standard implémentant l'opération read réalise un évènement non déterministe du point de vue de l'application, qu'il s'agisse de la journalisation de l'application maître ou du re-jeu d'une application de reprise. Pour la même situation qu'en figure 11, la figure 12 représente le 20 scénario unique ScU qui sera obtenu en utilisant une routine modifiée readM en lieu et place de la routine d'origine read . Dans cet exemple, la routine modifiée prend connaissance de la longueur réelle de chacun des messages reçus et ne lit dans le canal d'entrée ICH que des données correspondant à un seul message, même si le tampon B n'est pas rempli et qu'il reste des données à lire dans le canal d'entrée ICH. Dans le cas de la journalisation de l'application maître, la routine modifiée prend connaissance de la longueur réelle des messages M1, M2, M3 grâce au mécanisme de journalisation des évènements externes correspondant à la réception de ces mêmes messages, par exemple le module IPIogOP. Dans le cas d'un re-jeu lors de la restauration d'une application de reprise, la routine modifiée prend connaissance de la longueur réelle des messages M1, M2, M3 grâce au mécanisme de re-jeu des évènements externes correspondant à la réception de ces mêmes messages, par exemple le module IPIogSB. - 46 - Ces deux scénarios d'arrivée SCA, SCB différents donnent alors un même comportement de l'opération de lecture, en l'occurrence une unique suite de trois résultats valant 20, 30, 50 , pour la taille des données reçues par l'application. De même pour d'autres tailles du tampon B, une routine read d'origine produit différentes suites de résultats sont possibles. Ainsi, pour un tampon de taille 20 , peuvent être obtenus par exemple: 20, 20, 20, 20, 20 ou 20, 20, 10, 20, 20, 10 . Pour un tampon de taille 100 , peuvent être obtenus par 10 exemple: 20, 30, 50 ou 50, 50 ou 20, 80 ou 100 . Par contre, pour chaque taille de tampon, une routine readM ainsi modifiée ne peut donner qu'une seule suite de résultats. Ainsi, pour un tampon de taille 20 , la suite de résultats obtenue sera 20, 20, 10, 20, 20, 10 . Pour un tampon de taille 100 , la suite de résultats obtenue sera 20, 30, 50 . La routine readM ainsi modifiée réalise donc bien un comportement déterministe pour l'évènement interne correspondant à une telle opération de lecture. Les figures 13 à 15 illustrent un autre exemple d'utilisation de cette technique d'optimisation par changement sémantique, utilisée pour rendre déterministe une opération de lecture multiplexée déclenchée par un processus d'une application réalisant une boucle d'attente et pouvant recevoir des données de plusieurs canaux d'entrée/sortie ( I/O channels ), en particulier associés à plusieurs descripteurs de fichiers. Cet exemple est basé sur l'utilisation de la routine select dans un environnement de type Unix, mais pourrait être également être appliqué à l'utilisation de la routine poli . Dans le présent exemple, trois messages M1, M2, M3 de contenus valant respectivement a , b et c sont reçus par le système d'exploitation OS du noeud, à destination de deux canaux différents ICH1, ICH2. Cet exemple peut s'appliquer en particulier à la réception de données sous forme de flux ( stream ) par le premier canal ICH1, et de données - 47 sous forme de messages ou paquets de type TCP par le deuxième canal ICH2. Au sein du système d'exploitation OS, deux paquets TCP suivis d'un paquet stream sont alors reçus sous la forme de trois messages successifs M1, M2, M3 de contenu valant respectivement a , b et C . Au fur et à mesure qu'il les reçoit et selon sa charge de travail, le système d'exploitation OS traite et répartit ces données dans les canaux ICH1, ICH2 correspondant à leur type. A un instant donné de cours de son exécution, l'application appelle la routine select pour déclencher une opération de lecture des différents canaux par lesquels elle peut recevoir des messages. Dans son implémentation standard, la routine select lit les données en attente dans le premier canal ICH1 puis dans le deuxième canal ICH2, et les transmet aussitôt à l'application, dans l'ordre où elle les a lues. Or la vitesse d'arrivée des données dans le système d'exploitation OS, la vitesse de leur traitement par le système d'exploitation, et donc leur vitesse d'arrivée dans les canaux d'entrée, d'une part, et la vitesse d'exécution par l'application d'une succession d'opérations de lecture, d'autre part, peuvent varier l'une par rapport à l'autre d'une façon qui n'est pas prévisible au stade d'une journalisation ou d'un re-jeu. Dans un premier scénario SCA illustré en figure 13, l'application déclenche une lecture multiplexée par la routine select à un premier instant IA, alors que les trois messages sont déjà arrivés dans les deux canaux d'entrée ICH1, ICH2. Lorsque la routine select lit les données, elle lit donc d'abord le troisième message contenu dans le premier canal ICH1, puis les deux premiers messages M1, M2 dans le deuxième canal ICH2. La routine select transmet ensuite ces données dans l'ordre de lecture, et l'opération de lecture produit donc un résultat comprenant la suite de données c, a, b . Dans un deuxième scénario SCB illustré en figure 14, l'application déclenche une lecture multiplexée par la routine select à un premier instant IB, alors que seuls les deux premiers messages sont arrivés dans le deuxième canal d'entrée ICH2. Lorsque la routine select lit les données, elle lit donc seulement les deux premiers messages Ml, M2 dans le - 48 - deuxième canal ICH2 et transmet ces données à l'application dans l'ordre de lecture, soit la suite a b . Lors d'une lecture suivante, après que le troisième message M3 soit arrivé dans le premier canal ICH1, la routine select lit ce troisième message et le transmet à l'application. Dans ce deuxième scénario B, l'opération de lecture par la routine select d'origine produit donc un résultat comprenant la suite de données a b c . Ces deux scénarios différents SCA, SCB retournent donc des résultats différents, c a b pour l'un et a b c pour l'autre. En cela, la routine système standard implémentant l'opération select réalise un évènement non déterministe du point de vue de l'application, qu'il s'agisse de la journalisation de l'application maître ou du re-jeu d'une application de reprise. Pour la même situation qu'en figures 13 et 14, la figure 15 représente le résultat unique qui sera obtenu en utilisant une routine modifiée selectM en lieu et place de la routine d'origine select . Dans cet exemple, la routine modifiée prend connaissance de l'ordre d'arrivée des messages dans le système d'exploitation OS, et lit les messages dans l'ordre où ils sont arrivés. D'ailleurs, pour diminuer les risques d'ambiguïté, la routine modifiée ne renvoie à chaque fois qu'un seul descripteur de fichier. La routine modifiée peut obtenir les informations d'ordre d'arrivée des messages par exemple en examinant le contenu de messages au sein des canaux d'entrées ICH1, ICH2, ou à partir des données de journalisation ou de re-jeu. Ces deux scénarios d'arrivée différents SCA, SCB donnent alors un même comportement de l'opération de lecture multiplexée, en l'occurrence une unique suite de trois résultats valant a b c . En modifiant ainsi le mode de fonctionnement de certaines routines implémentant le comportement d'évènements internes qui n'étaient pas déterministes dans un environnement standard pour les rendre déterministes, on voit que l'on obtient une réduction du nombre d'évènements non déterministes. Lorsque cette modification est appliquée de façon identique lors de la journalisation dans l'application maître et lors du re-jeu dans une application de reprise, on diminue donc le nombre d'évènements qui doivent être journalisés pour pouvoir obtenir à l'issue du - 49 - re-jeu une application de reprise qui soit dans un état correspondant à celui de l'application maître ou qui présente une bonne continuité de fonctionnement avec cette application maître. Ainsi, on voit que cette technique d'optimisation par changement sémantique permet d'améliorer les performances des opérations de journalisation et de re-jeu, et donc de l'application intermédiaire. En effet, selon les routines auxquelles on applique cette technique de changement sémantique, et selon la nature de la modification qu'on leur apporte, il peut en résulter une légère perte de performances au sein de cette routine par rapport à son comportement d'origine. Toutefois, étant donnée la lenteur des opérations de journalisation, l'économie générée en termes de nombre d'opérations à journaliser peut permettre d'améliorer de façon significative les performances globales de l'application maître dans le cadre de l'application intermédiaire. Dans cette description, on voit que les mécanismes de l'application intermédiaire sont principalement réalisés par des processus ou modules s'exécutant dans l'espace utilisateur du noeud opérationnel ou des noeuds secondaires. Il s'agit en particulier des processus de journalisation ou rejeu, externes ou internes, identifiés ici au sein de l'application intermédiaire INT (figure 1) sous les références Plog (figure 2), IPlogOP et IPIogSB (figure 3), PIogOP et PIogSB (figure 4), PRE (figure 5) et PRI (figure 6), META (figure 7). Par opposition, les mécanismes s'exécutant dans l'espace système comprennent surtout des modules d'interposition, ou d'ajout ou de modification de fonctionnalités, qui sont gérés depuis les modules applicatifs. Il s'agit en particulier des modules identifiés ici sous les références DISP (figure 3), ipfilter (figure 5). Certains de ces modules noyau peuvent d'ailleurs être chargés ou déchargés au fur et à mesure des besoins, depuis les modules applicatifs. Le fait que le déroulement et la vie de l'application intermédiaire aient lieu dans l'espace utilisateur permet de limiter les interactions avec le système d'exploitation des différends noeuds. Cette particularité apporte en particulier une souplesse de déploiement et de gestion, une certaine indépendance vis-à-vis des systèmes d'exploitation et de leur éventuelle - 50 - hétérogénéité, limite les risques d'incompatibilité de type ou de versions, et permet de limiter les interventions dans l'espace système des noeuds qui ne sont pas ou peu concernés par le déploiement de cette application intermédiaire. Cette indépendance vis-à-vis des systèmes d'exploitation permet également de limiter les temps et coûts de développement en évitant d'intervenir trop profondément dans des éléments préexistants de l'espace système, et de garder une certaine indépendance commerciale ou techniques vis-à-vis des spécifications et évolutions de ces systèmes d'exploitation ou des politiques des organismes qui les gèrent. Une application intermédiaire telle que décrite ci-dessus peut être implémentée de différentes façons et selon différentes combinaisons pour fournir aux utilisateurs ou gestionnaires d'un cluster un service de soutien ou de gestion à d'autres applications. Un tel service peut en particulier être obtenu sous la forme d'un produit logiciel réseau de type middle-ware , permettant de gérer, d'optimiser ou de fiabiliser, au sein d'un cluster, une ou plusieurs applications dans leur version d'origine ( legacy ) tout en leur assurant des fonctionnalités de souplesse ou de sécurité supplémentaires, par exemple adaptées à la nature du cluster. Une utilisation d'une telle application intermédiaire peu plus particulièrement prendre la forme d'une sécurisation des services rendus par ces applications à leurs clients. Chaque application pourra alors être traitée comme une application maître, et être restaurée sous la forme d'une application de reprise, pour remplacer l'application maître vis-à-vis de ses clients en cas de besoin. Les services rendus par des applications s'exécutant en tout ou partie sur un noeud déterminé pourront également être déplacés vers un ou plusieurs autres noeuds de façon dynamique et à la demande, en libérant complètement leur noeud d'origine. Il sera ainsi possible de réaliser toutes lesinterventions matérielles ou logicielles voulues sur ce noeud, qu'il s'agisse de maintenance, d'essais, d'évolutions ou de remplacement. Une telle application intermédiaire peut être utilisée en particulier pour réaliser un environnement de type middle-ware comprenant des fonctionnalités de répartition de charge de travail ( Ioad balancing ) entre différents noeuds, pour optimiser l'utilisation des différentes matérielles, en - 51 - particulier en fonction de leur puissance, de leur disponibilité, ou de leur situation géographique au sein du réseau, par exemple leur éloignement vis-à-vis de leurs clients ou des données qui sont utilisées. Bien sûr, l'invention n'est pas limitée aux exemples qui viennent 5 d'être décrits et de nombreux aménagements peuvent être apportés à ces exemples sans sortir du cadre de l'invention. - 52 - REVENDICATIONS 1. Procédé de journalisation du déroulement d'un processus journalisé (P1) exécuté dans un noeud dit primaire, ce processus journalisé communiquant avec l'extérieur du noeud primaire (OP) par l'intermédiaire d'un logiciel système gérant des moyens de communication, caractérisé en ce qu'il comprend les étapes suivantes: réception (1) par le logiciel système, en provenance des moyens de communication, d'un message destiné audit processus et déclenchant pour ce processus un évènement dit externe; interception, par un agent d'interception, de données de message représentant ledit message où l'évènement qu'il déclenche; journalisation dudit évènement, par mémorisation ou émission (2) pour mémorisation de données de journalisation représentant ledit message où l'évènement qu'il déclenche; transmission (4, 5) par le logiciel système desdites données de message audit processus. 2. Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce que le noeud primaire (OP) communique avec un noeud dit secondaire (SB) comprenant un agent de journalisation qui reçoit et mémorise les données de journalisation, la bonne réception de ces données de journalisation par l'agent de journalisation étant suivie d'une étape d'émission (3) d'un message d'accusé de réception d'évènement à destination du noeud primaire, l'étape de transmission (4, 5) des données de message au processus journalisé (P1) ne s'effectuant qu'après réception d'un tel accusé de réception. 3. Procédé selon l'une des revendications 1 ou 2, caractérisé en ce que des données de message représentant une pluralité de messages successifs interceptés sont mémorisées par l'agent d'interception dans une structure de mémoire réalisant une file d'attente (QOP), les données de chaque message étant conservées dans cette file d'attente de façon à attendre la - 53 - réception (3) d'un accusé de réception leur correspondant pour être transmises (4, 5) au processus journalisé. 4. Procédé selon l'une des revendications 1 à 3, caractérisé en ce que des données de journalisation représentant une pluralité de messages successifs reçus pour journalisation sont mémorisées dans une structure de mémoire réalisant une file d'attente (QSB), où sont conservées les données de journalisation de chaque message en attendant d'être mémorisées par l'agent de journalisation. 5. Procédé selon l'une des revendications 1 à 4, caractérisé en ce que le processus journalisé (P1) est exécuté dans un espace mémoire du noeud primaire (OP), dit espace utilisateur primaire, géré par le logiciel système lui-même exécuté dans un espace mémoire dit espace système, l'agent d'interception comprenant un module, dit module distributeur primaire (DISPP), exécuté en tant qu'élément rattaché à ou intégré dans le logiciel système et réalisant l'interception des données de message dans l'espace système et leur mémorisation en file d'attente (QOP), ce module distributeur primaire communiquant avec au moins un processus, dit contrôleur primaire (CtIOP), exécuté dans l'espace utilisateur primaire. 6. Procédé selon l'une des revendications 2 à 5, caractérisé en ce que le noeud secondaire (SB) comprend un espace mémoire, dit espace utilisateur secondaire, géré par le logiciel système lui-même exécuté dans un espace mémoire dit espace système, l'agent de journalisation comprenant un module, dit module distributeur secondaire (DISPS), exécuté en tant qu'élément inclus ou intégré dans le logiciel système et réalisant la mémorisation des données de journalisation en file d'attente (QSB) dans l'espace système, ledit module distributeur secondaire transmettant les données de journalisation à au moins un processus, dit contrôleur secondaire (CtISB), exécuté dans l'espace utilisateur secondaire, qui mémorise dans au moins un fichier journal (KL) des données d'évènement représentant le message reçu ou l'évènement qu'il déclenche. - 54 - 7. Procédé selon la revendication précédente, caractérisé en ce qu'au moins un noeud (OP, SB) comprend un module distributeur (DISPP, DISPB) comprenant des fonctionnalités lui permettant de réaliser sélectivement des opérations d'interception ou des opérations de journalisation, ou les deux. 8. Procédé selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce que le module distributeur primaire (DISPP) intercepte les données de message à un stade de leur traitement par le logiciel système qui se trouve en dessous de la couche réseau selon le modèle OSI ou de la couche IP selon le modèle Internet. 9. Procédé selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce que les communications du processus journalisé (P1) avec l'extérieur comprennent l'échange de messages selon le protocole TCP/IP, au moins un évènement externe déclenché par un tel message étant journalisé sous la forme de données d'évènement qui comprennent le contenu, au format TCP/IP, du message qui le déclenche. 10. Procédé de gestion du fonctionnement d'au moins un premier processus applicatif, dit processus cible (P1), mettant en oeuvre un procédé de journalisation selon l'une des revendications précédentes pour journaliser le déroulement dudit processus et comprenant les étapes suivantes: journalisation (JOP) d'un ou plusieurs évènements survenant dans le processus cible et constituant une séquence journalisée; à partir des données de journalisation qui en résultent, re-jeu (RSB) selon la même succession, dans un deuxième processus dit processus de reprise (PB1) , d'un ou plusieurs évènements constituant une séquence rejouée et correspondant aux évènements de la séquence journalisée. 11. Procédé selon la revendication 10, caractérisé en ce qu'il enregistre le fonctionnement du processus cible (P1) en journalisant (JOP) l'ensemble des évènements d'un ou plusieurs types déterminés, survenus dans ledit 55 - processus cible depuis un point déterminé de son exécution, dit point de reprise, l'étape de re-jeu (RSB) étant appliquée au processus de reprise à partir d'un état correspondant à l'état de point de reprise du processus cible, la séquence rejouée restaurant le processus de reprise dans un état correspondant à celui du processus cible après la séquence journalisée. 12. Procédé selon l'une des revendications 10 ou 11, caractérisé en ce que l'état du processus cible (P1) au point de reprise est capturé (CAP) et mémorisé sous la forme de données de point de reprise (EPR), qui sont utilisées pour restaurer (RES) le processus de reprise (PB1) à l'état de point de reprise avant de lui appliquer l'étape de rejeu (RSB). 13. Procédé selon l'une des revendications 10 à 12, caractérisé en ce que le procédé de journalisation est appliqué à l'ensemble des évènements externes survenant dans le déroulement d'un processus journalisé (P1). 14. Procédé selon l'une des revendications 10 à 13, caractérisé en ce que le procédé de journalisation est appliqué à l'ensemble des évènements déclenchés, dans le déroulement du processus journalisé (P1), par la réception d'un message. 15. Procédé selon l'une des revendications 10 à 14, caractérisé en ce qu'il est mis en oeuvre pour réaliser un suivi du déroulement d'une application (AOP), dite application tracée, ce suivi s'appliquant à au moins un processus (P1) de l'application tracée et comprenant les étapes suivantes: à partir d'un état déterminé de l'application tracée, journalisation (JOP) d'une pluralité de séquences journalisées successives et contiguës constituant une séquence étudiée au sein du déroulement de l'application tracée; réalisation d'une succession commandée d'étapes de rejeu (RSB) réalisant un déroulement commandé de la suite des séquences journalisées, réalisant ainsi une ré-exécution de la séquence étudiée selon un rythme commandé. - 56 - 16. Procédé selon l'une des revendications 11 à 14, caractérisé en ce qu'il réaliser une réplication d'au moins un premier processus applicatif, dit processus cible (P1, P2), ce procédé de réplication comprenant les étapes suivantes: capture (CAP) de l'état du processus cible au point de reprise et mémorisation de données d'état de point de reprise (EPR) ; journalisation (JOP) du fonctionnement du processus cible à partir du point de reprise et jusqu'à un point de réplication, et mémorisation d'un fichier journal (KL, UL) ; utilisation des données d'état de point de reprise pour restaurer (RES) un deuxième processus, dit processus de reprise (PB1, PB2), dans un état correspondant à l'état du processus cible au point de reprise; utilisation du fichier journal (KL, UL) pour rejouer (RSB) dans le processus de reprise les évènements journalisés et amener ainsi le processus de reprise dans un état correspondant à l'état du processus cible au point de réplication. 17. Procédé selon l'une des revendications 11 à 14, caractérisé en ce qu'il réalise une fiabilisation du fonctionnement d'une première application, dite application fiabilisée (AOP), exécutée dans au moins un premier noeud, dit noeud opérationnel (OP), d'une architecture multiordinateurs communicante, dite cluster, ce procédé de fiabilisation comprenant une restauration (RES), dans un état correspondant à l'état de l'application fiabilisée en un point de reprise, d'une deuxième application dite de secours (ASB), au sein d'un deuxième noeud du cluster, dit noeud stand-by (SB), le procédé de fiabilisation comprenant en outre les étapes suivantes: - journalisation (JOP) du déroulement de l'application fiabilisée depuis le point de reprise, et mémorisation, à l'extérieur du noeud opérationnel, des évènements journalisés dans au moins un fichier journal (KL, UL) ; détection d'une défaillance au sein du noeud opérationnel; utilisation dudit fichier journal pour rejouer (RSB) dans l'application de secours les évènements journalisés dans - 57 l'application fiabilisée depuis le point de reprise, restaurant ainsi l'application de secours dans un état correspondant à l'état de l'application fiabilisée après le dernier évènement journalisé. 18. Système comprenant un réseau d'ordinateurs collaborant entre eux et incluant au moins un noeud dit primaire (OP, SB) mettant en oeuvre un procédé selon l'une des revendications 1 à 17. 19. Système informatique selon la revendication précédente, caractérisé en ce que qu'il utilise une application (INT) de type middleware mettant en oeuvre un procédé selon l'une des revendications 10 à 17 pour gérer le fonctionnement d'au moins une application (AOP, ASB) exécutée au sein dudit réseau.