FR 3082974 A1 20191227 FR 1855558 A 20180622 PROCEDE DE GESTION DE PANNE DANS UN RESEAU DE NOEUDS BASE SUR UNE STRATEGIE GLOBALE DOMAINE DE L'INVENTION L'invention concerne le domaine des procédés de gestion de panne dans un réseau de noeuds et le domaine des parties de réseau de noeuds associées à cette gestion de panne. CONTEXTE DE L'INVENTION Dans un réseau de noeuds effectuant un même calcul, des sauvegardes sont effectuées à un ou à plusieurs niveaux, ce sont des sauvegardes multiniveaux. Lorsqu'une panne survient, le calcul peut être récupéré au moins en partie sans devoir être intégralement recommencé, justement grâce aux sauvegardes effectuées. Selon le type de panne survenu, l'un ou l'autre des niveaux de sauvegarde est utilisé pour récupérer le calcul en partie ou même en majorité ou encore presque totalement. Les applications distribuées peuvent durer beaucoup plus longtemps que la durée moyenne sans panne d'un réseau, encore appelée MTBF d'un cluster (pour « Mean Time Between Failures » en langue anglaise), elles ont donc beaucoup de chances d'être interrompues. Elles n'ont en général pas de solution interne de gestion des pannes, lesquelles peuvent alors entraîner d'abord la perte des données de sauvegarde locales en cas de panne physique du noeud de calcul, ensuite suivie de la perte de l'ensemble de l'avancement du calcul entraînée par la perte d'un seul noeud de calcul mais dont les données locales de sauvegarde ne peuvent plus être récupérées. Il existe des solutions de sauvegarde et de redémarrage (« checkpoint/restart » en langue anglaise) à partir de sauvegarde permettant 2 aux applications de sauvegarder leur contexte régulièrement sur différents niveaux de sauvegarde, plus ou moins rapides. Les différents niveaux de sauvegarde vont de la sauvegarde la plus locale à la sauvegarde la plus globale, allant ainsi de la sauvegarde la plus 5 simple et la plus rapide à la sauvegarde la plus complexe, la plus lente et la plus coûteuse, allant également ainsi de la sauvegarde la plus fragile et la plus faible à la sauvegarde la plus robuste et la plus résilientc. Selon un art antérieur correspondant à la librairie FTI (« interface de tolérance aux pannes » ou bien «filait tolerance interface » en langue 10 anglaise), il est connu quatre niveaux de sauvegarde qui sont : ;^ii- Le premier niveau Li qui réalise une sauvegarde locale, simple et peu coûteuse, effectuée très souvent, d'où une perte minime en temps de calcul lors d'une panne pouvant être récupérée à ce seul premier niveau Li, 15 > Le deuxième niveau L2 qui réalise une première sauvegarde intermédiaire par duplication sur un noeud partenaire, moins simple et un peu plus coûteuse, d'où une perte plus importante en temps de calcul lors d'une panne ne pouvant être récupérée qu'a ce deuxième niveau L2, 20 Le troisième niveau L3, qui réalise une deuxième sauvegarde intermédiaire par encodage de type Reed-Solomon, encore moins simple et encore un peu plus coûteuse, d'où une perte encore un peu plus importante en temps de calcul lors d'une panne ne pouvant être récupérée qu'à ce troisième niveau L3, 25 > Le quatrième niveau L4, qui réalise une sauvegarde globale à un niveau système de fichier, complexe et assez coûteuse, d'où une perte vraiment importante en temps de calcul lors d'une panne ne pouvant être récupérée qu'à ce quatrième niveau L4. Du niveau local Li au niveau global L4, la sauvegarde est de plus en 30 plus robuste et résiliente, mais elle devient également de plus en plus complexe et coûteuse. C'est pour cela, que la sauvegarde du premier niveau 3 Li est réalisée souvent, la sauvegarde du deuxième niveau L2 un peu moins souvent, la sauvegarde du troisième niveau L3 encore un peu moins souvent, la sauvegarde du quatrième niveau L4 relativement rarement. Par conséquent, statistiquement, lorsqu'une panne survient, le dernier état 5 cohérent qui peut être récupéré est, très récent au premier niveau LI, un peu moins récent au deuxième niveau L2, encore un peu moins récent au troisième niveau L3, plus ancien au quatrième niveau L4. Par conséquent le volume de travail perdu est, très faible au premier niveau Ll, relativement limité au deuxième niveau L2, notable au troisième niveau L3, plus 10 important au quatrième niveau L4. RESUME DE L'INVENTION Le but de la présente invention est de fournir un procédé de gestion de 15 panne dans un réseau de noeuds palliant au moins partiellement les inconvénients précités. Plus particulièrement, l'invention vise à fournir un procédé de gestion de panne dans un réseau de noeuds améliorant le compromis entre efficacité d'une part et coût et complexité d'autre part, pour au moins un niveau de 20 sauvegarde considéré. Plus particulièrement, l'invention vise à fournir un procédé de gestion de panne dans un réseau de noeuds qui ait une efficacité similaire ou comparable à celle d'une sauvegarde de niveau intermédiaire, préférentiellement celle de la première sauvegarde intermédiaire, 25 avantageusement celle du deuxième niveau L2, pour un coût et une complexité similaires ou comparables à ceux d'une sauvegarde de niveau local, avantageusement ceux du premier niveau Li. Pour cela, l'invention propose de rendre le lien entre un support de stockage et son noeud redirigeable vers un autre noeud, de manière à pouvoir 30 disposer de la sauvegarde réalisée sur le support de stockage lorsque le noeud est défaillant, éventuellement par le biais d'une copie au niveau d'un 4 noeud voisin, mais sans avoir réalisé de copie de sauvegarde au niveau d'un noeud voisin pour la plupart des noeuds qui ne sont pas défaillants ou pour tous les noeuds qui ne sont pas défaillants, du moins pas avant qu'une panne ne soit survenue. Le lien entre un support de stockage et son noeud n'est pas 5 réalisé directement, mais indirectement au travers d'un élément de réseau apte à reconfigurer ce lien pour rattacher ce support de stockage à un autre noeud lorsque le précédent noeud devient défaillant. Cet élément de réseau relie plusieurs noeuds à leurs supports de stockage respectifs, chaque noeud étant relié à son support de stockage associé (ou éventuellement à ses 10 supports de stockage associés). En résumé, pour un noeud défaillant, on dispose d'une sauvegarde malgré la défaillance de ce noeud, d'où une efficacité similaire au deuxième niveau L2, mais on ne réalise pas d'opération plus complexe qu'une simple sauvegarde locale pour la plupart ou pour tous les noeuds qui ne sont pas 15 défaillants, ce qui est la majorité ou même la grande majorité des noeuds du réseau effectuant le calcul considéré, d'où un coût et une complexité du moins comparable sinon similaire à ceux du premier niveau L 1 , en tous cas pas tant qu'il ne survient pas de panne. Ainsi, selon des modes de réalisation de l'invention, le coût du 20 deuxième niveau L2 est économisé, alors qu'est conservée la capacité à redémarrer une application à partir des sauvegardes du premier niveau Ll en cas de panne d'un noeud de calcul. La copie vers un noeud voisin traditionnellement effectuée au deuxième niveau L2 n'est ici pas réalisée pendant l'exécution de l'application de manière préventive pour tous les 25 noeuds de calcul, mais seulement en cas de panne et seulement pour les noeuds défaillants après survenue de la panne. La copie est alors faite uniquement pour relancer l'application avec les données manquantes, remontées de la sauvegarde locale. D'une part, cette sauvegarde de coût et de complexité similaires ou 30 comparables à une sauvegarde locale présente l'efficacité d'une sauvegarde 5 intermédiaire, ce qui améliore beaucoup le rapport qualité prix de cette sauvegarde. D'autre part, cette sauvegarde de coût et de complexité similaires ou comparables à une sauvegarde locale présentant l'efficacité d'une 5 sauvegarde intermédiaire, permet préférentiellement de remplacer à la fois une sauvegarde locale classique et une ou plusieurs sauvegardes intermédiaires classiques, en ne gardant en plus que la sauvegarde globale en dernier recours, pour gérer les pannes les plus sévères, la plupart des pannes pouvant être maintenant gérées par la sauvegarde locale- 10 intermédiaire proposée par l'invention, celle-ci ayant l'efficacité d'une sauvegarde intermédiaire pratiquement au prix d'une sauvegarde locale. Cette sauvegarde selon l'invention, à compromis optimisé entre efficacité et complexité, est utilisée selon une stratégie globale. Dans cette stratégie globale, le mécanisme de redirection de lien entre noeud de calcul 15 et mémoire associée est utilisé pour récupérer la sauvegarde d'un noeud défaillant et l'intégrer à une sauvegarde globale de manière à relancer une nouvelle tâche par le gestionnaire de ressources. Dc cette manière, les synchronisations entre noeuds, surtout si elles sont nombreuses, sont mieux gérées qu'elles ne pourraient l'être dans une 20 stratégie plus locale, grâce à la proximité géographique des noeuds à synchroniser, garantie en particulier grâce à l'ordonnancement préférentiel d'une nouvelle tâche pour la relance du calcul. Ainsi, tout risque de retard entre noeuds à synchroniser peut être évité, car ces noeuds à synchroniser ne seront pas choisis physiquement trop 25 distants (cc qui pourrait arriver si un noeud défaillant était remplacé par un noeud distant qui devait ensuite communiquer beaucoup avec un noeud voisin du noeud défaillant), évitant du même coup le risque de retard associé pour l'ensemble du calcul à effectuer. Une stratégie plus locale utiliserait le mécanisme de redirection de lien 30 entre noeud de calcul et mémoire associée pour récupérer la sauvegarde d'un noeud défaillant et la rattacher à un nouveau noeud rajouté pour l'occasion, 6 au cours de la même tâche, les noeuds non défaillants, et préférentiellement également les noeuds non intégrés à une lame de calcul ayant un noeud défaillant, étant conservés et relancés à partir de leur propre sauvegarde 5 A cette fin, la présente invention propose un procédé de gestion de panne dans un réseau de noeuds, comprenant, pour chaque noeud considéré de tout ou partie des noeuds du réseau effectuant un même calcul : d'abord, une étape dc sauvegarde locale de l'état dc ce noeud considéré, au niveau d'un support de stockage de ce noeud considéré, le lien entre cc support dc 10 stockage et ce noeud considéré pouvant être redirigé de ce support de stockage vers un autre noeud, ensuite, si le noeud considéré est défaillant, une étape de récupération de la sauvegarde locale de l'état de ce noeud considéré, en redirigeant ledit lien entre le noeud considéré et son support de stockage de manière à relier ledit support de stockage vers un noeud 15 opérationnel différent du noeud considéré, ce noeud opérationnel étant déjà en train d'effectuer ledit calcul, les sauvegardes locales de ces noeuds considérés, utilisées pour les étapes de récupération, sont cohérentes entre elles de sorte à correspondre à un même état de cc calcul, puis, si au moins un noeud considéré est défaillant, une étape de renvoi desdites sauvegardes 20 locales vers une sauvegarde globale à un niveau système de fichiers dudit réseau. De préférence, le procédé de gestion de panne comprend : après ladite étape de renvoi, une étape de relance dudit calcul à partir de ladite sauvegarde globale intégrant lesdites sauvegardes locales, au cours de 25 l'ordonnancement, par le gestionnaire de ressources dudit réseau, d'une nouvelle tâche utilisant tout ou partie des noeuds ayant déjà participé audit calcul et/ou des noeuds n'ayant pas encore participé audit calcul. De manière plus générale, l'invention peut se proposer de rendre le lien entre un support de stockage et son noeud redirigeable vers un autre 30 noeud, de manière à pouvoir disposer de la sauvegarde réalisée sur le support de stockage lorsque le noeud est défaillant, en considérant aussi bien une 7 stratégie globale qu'une stratégie locale pour utiliser, malgré la défaillance d'un noeud, sa sauvegarde restée disponible. De cette manière plus générale, l'invention peut alors aussi concerner un procédé de gestion de panne dans un réseau de noeuds, comprenant, pour 5 chaque noeud considéré de tout ou partie des noeuds du réseau effectuant un même calcul : d'abord, une étape de sauvegarde locale de l'état de ce noeud considéré, au niveau d'un support de stockage de ce noeud considéré, le lien entre cc support de stockage et ce noeud considéré pouvant être redirigé de ce support de stockage vers un autre noeud, ensuite, si le noeud considéré est 10 défaillant, une étape de récupération de la sauvegarde locale de l'état de ce noeud considéré, en redirigeant ledit lien entre le noeud considéré et son support de stockage de manière à relier ledit support de stockage vers un noeud opérationnel différent du noeud considéré, les sauvegardes locales de ces noeuds considérés, utilisées pour les étapes de récupération, sont 15 cohérentes entre elles de sorte à correspondre à un même état de ce calcul. Suivant des modes de réalisation préférés, l'invention comprend une ou plusieurs des caractéristiques suivantes qui peuvent être utilisées séparément ou en combinaison partielle entre elles ou en combinaison totale entre elles, appliquées à l'un ou à l'autre des objets de l'invention précités. 20 De préférence, lors de l'ordonnancement, par ledit gestionnaire de ressources dudit réseau, de ladite nouvelle tâche, ladite nouvelle tâche est affectée à des noeuds d'autant plus robustes aux pannes qu'elle est une tâche plus longue et plus complexe. Ainsi, la stratégie de réaffectation des noeuds est améliorée car elle est 25 adaptée en fonction de la longueur et de la complexité de la tâche. L'ordonnancement d'une nouvelle tâche permet cette amélioration par meilleure adaptation au type de tâche considéré. De préférence, lors de l'ordonnancement, par ledit gestionnaire de ressources dudit réseau, de ladite nouvelle tâche, au moins une partie des 30 noeuds non défaillants de la tâche au cours de laquelle au moins un noeud est 8 devenu défaillant est remplacée par de nouveaux noeuds présentant des propriétés différentes de ceux qu'ils remplacent. Ainsi, la stratégie de réaffectation des noeuds est améliorée car elle est mieux adaptée, pouvant maintenant utiliser des noeuds de calcul mieux 5 adaptés mais qui n'étaient pas disponibles lors du lancement originel de la tâche. L'ordonnancement d'une nouvelle tâche permet cette amélioration par meilleure adaptation au type de tâche considéré. De préférence, lesdits nouveaux noeuds présentant des propriétés différentes dc ceux qu'ils remplacent sont des noeuds plus performants que 10 ceux qu'ils remplacent, soit individuellement soit collectivement à l'échelle d'un groupe de noeuds. Ainsi, la stratégie de réaffectation des noeuds est améliorée car elle est plus performante, pouvant maintenant utiliser des noeuds de calcul plus performants mais qui n'étaient pas disponibles lors du lancement originel de 15 la tâche. L'ordonnancement d'une nouvelle tâche permet cette amélioration par augmentation des performances. De préférence, lesdits noeuds plus performants sont attachés à des accélérateurs de calcul alors que les noeuds remplacés ne l'étaient pas. Ainsi. les nouveaux noeuds affectés à la nouvelle tâche sont nettement 20 plus performants que les noeuds précédents. Cela permet de ne pas laisser des noeuds aussi performants inutilisés parce que toutes les tâches qui en auraient eu besoin sont déjà en cours d'exécution. Ici, on profite d'une panne pour remplacer des noeuds ordinaires par des noeuds plus performants, faisant « d'une pierre deux coups ». 25 De préférence, lesdits nouveaux noeuds ne sont devenus disponibles après le début de la tâche au cours de laquelle au moins un noeud est devenu défaillant. Ainsi. on peut utiliser des noeuds qui n'étaient pas disponibles lors du lancement de la tâche. L'optimisation est donc ici importante, car on peut 30 « récupérer » des noeuds performants, même si ceux-ci ne deviennent. disponibles que pendant l'exécution de la tâche. 9 De préférence, ledit gestionnaire de ressources dudit réseau détecte la défaillance d'un noeud considéré par la perte de communication entre ce noeud considéré et ledit gestionnaire de ressources dudit réseau. Ainsi, aucun système de détection de panne supplémentaire n'a besoin 5 d'être mis en place, la perte de communication entre le noeud défaillant, et, le gestionnaire de ressources dudit réseau étant automatiquement détectée lors de l'exécution de la tâche en cours. De préférence, dans ledit réseau de noeuds, un ou plusieurs autres calculs sont effectués en parallèle dudit calcul. 10 Ainsi. l'optimisation peut encore être améliorée, dans la mesure où tout calcul en parallèle qui s'achève libère des noeuds qui deviennent disponibles, et qui sont éventuellement plus performants, pour être récupérés immédiatement et directement, en fait « à la volée », par un calcul en cours d'exécution victime d'une panne, à l'occasion justement de la 15 récupération de cette panne, faisant ici encore « d'une pierre deux coups ». De préférence, toutes les étapes de relance de noeuds sont synchronisées entre elles, de manière à relancer tous lesdits noeuds dans un même état de calcul. Ainsi. une complète cohérence du reste du calcul, effectué après la 20 relance, est assurée. De préférence, pour tout ou partie des noeuds du réseau effectuant un même calcul, le noeud opérationnel et le noeud défaillant qu'il remplace appartiennent à des lames de calcul différentes. Ainsi, la redirection du lien entre support et noeud peut être effectuée 25 même en cas de panne importante et même relativement généralisée au niveau de toute une laine de calcul. De préférence, toutes ces étapes sont réalisées pour tous les noeuds du réseau effectuant un même calcul. Ainsi, le bénéfice du procédé de gestion de panne proposé par 30 l'invention, est généralisé en étant étendu à l'ensemble des noeuds du réseau effectuant un même calcul. 10 De préférence, ladite redirection dudit lien entre le noeud considéré et son support de stockage de manière à relier ledit support de stockage vers ledit noeud opérationnel, est réalisée par un changement d'aiguillage dans un commutateur reliant plusieurs noeuds à leurs supports de stockage. 5 Ainsi, cette redirection est effectuée par une opération simple réalisée au niveau d'un élément de réseau qui est fiable et maîtrisé. De préférence, l'étape de récupération change le rattachement du support de stockage de la sauvegarde locale de l'état du noeud défaillant en passant par l'intermédiaire d'un commutateur auquel était rattaché le noeud 10 défaillant et son support de stockage de la sauvegarde locale de l'état du noeud défaillant, mais sans passer par le noeud défaillant lui-même. Ainsi, la redirection peut être effectuée même en cas de panne physique complète du noeud défaillant. De préférence, le changement de rattachement est réalisé par l'envoi 15 d'une commande au commutateur, cette commande passant par l'un des noeuds rattachés au commutateur par un port de management. Ainsi, c'est le port de management ou de gestion qui est affecté à la récupération des supports de stockage des noeuds défaillants rattachés à un même commutateur. 20 De préférence, ce commutateur est un commutateur PCIe (« Peripheral Component Interconnect express » en langue anglaise). Ainsi, ce commutateur est particulièrement avantageux car il est particulièrement adapté à pouvoir faire communiquer entre eux des périphériques sans devoir passer par l'intermédiaire d'un microprocesseur, 25 donc en pouvant contourner un noeud de calcul défaillant par exemple. L'utilisation de ce commutateur PCIe permet de rattacher le support de stockage, par exemple un disque de stockage, contenant les sauvegardes locales du noeud de calcul en panne à un autre noeud de calcul. Cette opération est rapide et ne nécessite pas de copie systématique des données 30 de sauvegarde locales, et en particulier pas pour les noeuds de calcul non défaillants. Il De préférence, 3 à 10 noeuds sont rattachés à un même commutateur. Ainsi, le commutateur peut gérer facilement ce petit groupe de noeuds en cas de défaillance d'un noeud de ce petit groupe. De préférence, le procédé de gestion de panne comprend aussi, pour 5 tout ou partie des noeuds du réseau effectuant un même calcul, même si aucun noeud considéré n'est défaillant, une étape de sauvegarde globale de l'ensemble de ces noeuds, réalisée moins souvent que l'ensemble des étapes de sauvegarde locales de ces noeuds. Ainsi, avec d'une part la sauvegarde locale-intermédiaire proposée par 10 l'invention pour gérer la grande majorité des pannes de manière simple et efficace, et d'autre part la sauvegarde globale plus complexe et plus coûteuse mais réservée à une minorité de pannes sévères, un excellent. compromis entre complexité globale et efficacité globale du procédé de gestion de panne proposé par l'invention est réalisé. 15 Dans le cadre d'une application tolérante aux pannes, en utilisant plusieurs niveaux de sauvegarde, comme ici une sauvegarde locale rapide et une sauvegarde globale distante plus complexe et plus coûteuse, le procédé de gestion de panne proposé par l'invention permet alors de redémarrer l'application, suite à une panne physique sur un noeud, même complète, et 20 ceci dans la plupart des cas, en repartant de toutes les sauvegardes locales, plus récentes et moins coûteuses, au lieu de devoir repartir des sauvegardes distantes qui sont très souvent nettement plus anciennes, quelques cas plus rares de panne nécessitant parfois l'utilisation de la sauvegarde globale distante. La possibilité de récupérer les données locales du noeud de calcul 25 en panne permet de redémarrer dans la plupart des cas l'application à partir des sauvegardes locales les plus récentes. De préférence, pour tout ou partie des noeuds du réseau effectuant un même calcul, le réseau ne comprend aucun noeud de rechange des noeuds effectuant ledit même calcul. 30 Ainsi, le taux d'utilisation des noeuds dans le réseau peut plus facilement être maximisé, dans la mesure où aucun noeud de calcul n'est 12 bloqué pendant une durée déterminée importante en restant associé à un calcul en cours, sans être utilisé dans ce calcul en cours, simplement pour pouvoir servir de noeud de rechange en cas de panne survenant dans ce calcul en cours. En effet, soit le nombre de noeuds de rechange qui pourrait 5 être bloqué ainsi reste limité, et la survenue malchanceuse de plusieurs pannes successives fait perdre tout le calcul, lequel peut avoir été considérable, soit le nombre de noeuds de rechange qui pourrait être bloqué ainsi devient important pour parer même au pire cas de survenue de pannes successives, et là c'est le taux d'inutilisation de noeuds de rechange bloqués 10 qui va devenir pénalisant pour la rentabilité globale du réseau de noeuds de calcul. De préférence, pour tout ou partie des noeuds du réseau effectuant un même calcul, les supports de stockage sont des mémoires flash. Ainsi, les mémoires utilisées sont simples, rapides et permanentes. 15 De préférence, ces mémoires flash sont des mémoires NVMe (« Non Volatile Memory express » en langue anglaise). Ainsi, les mémoires utilisées sont particulièrement bien adaptées pour communiquer avec un commutateur PCIe (« Peripheral Componcnt Interconnect express » en langue anglaise). 20 Préférentiellement, le réseau de noeuds de calcul comprend au moins 1000 noeuds de calcul, avantageusement au moins 5000 noeuds de calcul, encore plus avantageusement au moins 10000 noeuds de calcul, rendant d'autant plus intéressant le procédé de gestion de panne selon l'invention car la perte complète d'un calcul en cours devient alors d'autant plus 25 critique que le réseau est grand. Le principe de tolérance aux pannes est d'autant plus important qu'une application s'exécute sur un cluster qui est constitué d'un plus grand nombre de noeuds de calcul. Plus le nombre de processeurs, mémoires et autres périphériques, est important, plus la probabilité qu'une panne 30 survienne avant la fin de l'exécution est grande. Les applications qui ont. pour but de s'exécuter sur ce type de plateforme vont utiliser des librairies 13 de tolérance aux pannes qui leur permettent de sauvegarder (« checkpoint » en langue anglaise) les données nécessaires à un redémarrage (« restait » en langue anglaise) dans un état le plus proche possible de l'état. qui existait. juste avant la panne. Ainsi, ces applications ne sont pas contraintes de 5 recommencer le calcul depuis le début. D'autres caractéristiques et avantages de l'invention apparaîtront à la lecture de la description qui suit d'un mode de réalisation préféré de l'invention, donnée à titre d'exemple et en référence aux dessins annexés. 10 BREVE DESCRIPTION DES DESSINS La figure 1 représente schématiquement un exemple, d'une partie de réseau incluant un groupe de noeuds et leurs supports de stockage reliés entre eux par un commutateur PCle, selon un mode de réalisation de 15 l'invention, au niveau de laquelle partie de réseau, un exemple de procédé de gestion de panne selon l'invention peut se dérouler. La figure 2 représente schématiquement un exemple, de déroulement d'une étape de sauvegarde locale, au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de l'invention. 20 La figure 3 représente schématiquement un exemple, de déroulement de la survenue d'une panne, rendant un noeud défaillant, au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de l'invention. La figure 4 représente schématiquement un exemple, de déroulement d'une étape de récupération de la sauvegarde locale d'un noeud défaillant, au 25 cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de La figure 5 représente schématiquement un exemple, de déroulement d'une étape de renvoi des sauvegardes locales vers une sauvegarde globale, au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de 30 l' invention. 14 La figure 6 représente schématiquement un exemple, de déroulement d'une étape d'exploitation de la sauvegarde globale pour relance une nouvelle tâche de calcul, au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de l'invention. 5 DESCRIPTION DETAILLEE DE L'INVENTION La figure 1 représente schématiquement un exemple, d'une partie de réseau incluant un groupe de noeuds et leurs supports de stockage reliés 10 entre eux par un commutateur PCIe, selon un mode de réalisation de l'invention, au niveau de laquelle pallie de réseau, un exemple de procédé de gestion de panne selon l'invention peut se dérouler. Cette partie de réseau comprend plusieurs noeuds de calcul 2, trois noeuds de calcul 21, 22 et 23, dans l'exemple de la figure 1, ainsi que 15 plusieurs supports de stockage 3, trois supports de stockage 31, 32 et 33, dans l'exemple de la figure 1. Ces noeuds de calcul 2 et leurs supports de stockage 3 forment un groupe de noeuds de calcul géré par un commutateur PCIe 1 reliant ces noeuds de calcul 2 à leurs supports de stockage 3 respectifs, par 20 l'intermédiaire de connexions bidirectionnelles PCIe 7, 8 ou 9. Ces connexions PCIe 7, 8 ou 9, peuvent être des connexions PCIe à plusieurs voies. La connexion 7 est une connexion à 4 voies. La connexion 8 est une connexion à 4 voies. La connexion 9 est une connexion à 2 voies, ici non encore utilisée, chaque connexion 9 étant d'un côté rattachée à l'un des 25 ports 13, 16 ou 19 et restant libre de l'autre côté. Chaque connexion PCIe 7 relie respectivement l'un des noeuds de calcul 21 à 23 à l'un des ports 0, 2 ou 8 (numérotation du commutateur électronique PLX 8733, mais un autre Switch PCIe peut être utilisé), respectivement référencés 11, 14 ou 17 sur la figure 1, du commutateur 1. Chaque connexion PCIe 8 relie respectivement 30 l'un des supports de stockage 31 à 33 à l'un des ports 1, 3 ou 9, respectivement référencés 12, 15 ou 18 sur la figure 1, du commutateur 1. 15 La connexion 7, les ports 0 et 1, respectivement référencés 11 et 12 sur la figure 1, du commutateur 1, la connexion 8 forment ensemble un lien 4 reliant le noeud de calcul 23 à son support 33. La connexion 7, les ports 2 et 3, respectivement référencés 14 et 15 sur la figure 1, du commutateur 1, la 5 connexion 8 forment ensemble un lien 5 reliant le noeud de calcul 22 à son support 32. La connexion 7, les ports 8 et 9, respectivement référencés 17 et 18 sur la figure L du commutateur 1, la connexion 8 forment ensemble un lien 6 reliant le noeud de calcul 21 à son support 31. Les connexions PCIe 7, 8 ou 9, peuvent être regroupées sur un bus PCIc. 10 Le noeud de calcul 23 est rattaché au port de gestion ou de management par défaut, c'est-à-dire que c'est par lui que transitent les envois vers l'extérieur du groupe de noeuds de calcul 2 et les réceptions en provenance de l'extérieur du groupe de noeuds de calcul 2. En cas de défaillance de ce noeud de calcul 23, celui-ci est remplacé par le noeud de 15 calcul 22 qui est rattaché au port de gestion ou de management redondant, lequel noeud de calcul 22 devient alors rattaché au nouveau port de gestion ou de management effectif. Lorsqu'un noeud de calcul tombe en panne physique, par exemple le noeud de calcul 21 ou le noeud de calcul 22, considérons ici le noeud de 20 calcul 21, la dernière sauvegarde locale récente de son état de calcul est stockée sur son support de stockage 31. Dans un système selon l'art antérieur, le support de stockage 31 n'étant accessible que par son noeud de calcul 21 et celui-ci étant en panne physique complète, cette sauvegarde locale récente deviendrait inaccessible, 25 et il faudrait alors recourir à d'autres niveaux de sauvegarde plus complexes et moins récents, d'où une perte importante d'efficacité globale pour le réseau informatique. Dans le système selon un mode de réalisation de l'invention, présenté à la figure 1, le rattachement du support de stockage 31 est reconfiguré, 30 c'est-à-dire que le support de stockage 31 va cesser d'être relié à son noeud de calcul 21 de rattachement par défaut, mais va devenir relié au noeud de 16 calcul 23, lequel étant rattaché au port de gestion par défaut, va pouvoir faire remonter la sauvegarde locale de l'état de calcul du noeud de calcul 21 défaillant, depuis le support de stockage 31, vers un autre noeud de calcul de rechange extérieur au groupe de noeuds de calcul 21 à 23, cet autre noeud de 5 calcul reprenant alors à son compte la tâche de calcul interrompue au niveau du noeud de calcul 21 défaillant, à partir de la sauvegarde locale de l'état de calcul du noeud de calcul 21 remontée depuis le support de stockage 31, au cours d'une nouvelle tâche ordonnancée par le gestionnaire de ressources. Dans le commutateur 1, le port 9 (numérotation du commutateur 10 électronique PLX8733, mais un autre Switch PCIe peut être utilisé) référencé 18 (sur la figure 1), au lieu de rester relié en permanence au port 8 référencé 17 comme avant la défaillance du noeud de calcul 21, va être, au moins temporairement relié au port 0 référencé 11, afin de permettre au noeud de calcul 23 de venir lire, dans le support de stockage 31, les données 15 sauvegardées représentatives de l'état de calcul du noeud de calcul 21, juste avant ou peu de temps avant, sa défaillance. Ainsi, la sauvegarde locale, dans le support de stockage 31, de l'état de calcul du noeud de calcul 21 avant sa défaillance, va pouvoir remonter jusqu'au noeud de calcul 23 et être ainsi exploitée pour relancer le calcul avec un très bon compromis entre 20 simplicité de la sauvegarde et efficacité de la relance. Si c'est le noeud 23 qui devient défaillant, il est d'abord remplacé par le noeud de calcul 22 comme rattaché au port de management, et le noeud de calcul 22, comme rattaché au nouveau port de management, réalise les opérations auparavant réalisées par le noeud de calcul 23 si celui-ci n'était 25 pas devenu défaillant. La gestion du commutateur 1 est maintenant décrite par un scenario manuel clarifiant et expliquant les différentes opérations à effectuer, comme par exemple la migration du support de stockage 31 d'un noeud de calcul défaillant 21 à un noeud de calcul de rechange 23, le transfert des données, 30 le redémarrage de l'application. La gestion des données côté applicatif est réalisée par la librairie FT1. 17 L'application exécutée est fournie dans les exemples de la librairie FTI : hdf.exe. Cette application est lancée sur deux noeuds de calcul. Elle va réaliser des sauvegardes locales, sur les disques de stockage NVMe reliés à ces noeuds de calcul par le commutateur PCIe à intervalles réguliers ainsi 5 qu'une sauvegarde globale sur un serveur NFS (« Network File System » en langue anglaise) de façon moins fréquente. Une fois l'application lancée, une panne est générée sur un des deux noeuds de calcul. La migration du disque de stockage NVMe du noeud défaillant vers un autre noeud va alors permettre le transfert des données de la dernière sauvegarde locale de cc 10 noeud défaillant vers un autre noeud. Une fois ce transfert réalisé, l'application peut être relancée et reprend le calcul à la dernière sauvegarde locale des deux noeuds de calcul au lieu de la dernière sauvegarde globale plus ancienne de la partie de réseau. Dans ce contexte, une reprise sur panne est réalisée avec les données 15 locales de sauvegarde d'une application MPI (« Message Passing Interface » en langue anglaise) d'un noeud de calcul tombant en panne. Les données sont récupérées grâce à la migration du support de stockage du noeud de calcul défaillant sur un noeud de calcul voisin de la même lame de calcul. Ces données sont ensuite transmises à un second noeud opérationnel qui 20 reprendra le calcul. L'intérêt de cette reprise sur panne est qu'elle permet à l'application de redémarrer à partir des sauvegardes locales de tous les noeuds de calcul. Ces sauvegardes locales moins coûteuses sont également plus récentes la plupart du temps, et ne sont au pire qu'aussi récentes, que les sauvegardes globales. 25 Dans le développement qui suit, les parties de texte dans un encadré ou bien entre crochets concernent des lignes de code informatique. La librairie FTI (« Fault Tolerance Interface » en langue anglaise pour interface de tolérance de panne) va utiliser en particulier quatre fonctions principales existantes et quatre fonctions complémentaires existantes. 30 Les quatre fonctions principales sont « FTI Init », « FTI Finalize », « FTI protect », « FTI-Snapshot » ; plus précisément : 18 int FTI bit (char* configFile, MPI Comin globalComm) « FTI 'nit » lit un fichier de configurations « configFile », crée des répertoires de points de contrôle, détecte la topologie du système, initialise 5 le communicateur FTI en utilisant « globalCornm » et régénère les données après récupération. Cette fonction renvoie « FTI_SCES » en cas de succès ou bien « FTI_NSCS » en cas d'échec. Cette fonction devrait être appelée avant les autres fonctions FTI, juste après l'initialisation MPI (« Message Passing Interface » en langue anglaise pour interface de passage de 10 message). int FTI_Finalize() "FTI_Finalize" libère la mémoire allouée, transmet la fin de l'exécution à un processus dédié et nettoie les points de contrôle et les 15 métadonnées. Cette fonction renvoie "FTI SCES" pour un processus d'application ou bien « exit(0) » pour un processus de tête. Cette fonction devrait être appelée avant "MP1 Finalize()". int FTI Protect (int id, void* ptr, long count. FTIT type type ) 20 "FTI_Protect" stocke les métadonnées concernant la variable à protéger. Chaque variable protégée est identifiée par "id". Son adresse "ptr", le comptage de nombre et le type d'élément pour sauvegarder cette variable peuvent être changés durant l'exécution. 25 int FTI Snapshot() "FTI_Snapshot" charge les données de point de contrôle et initialise les variables d'exécution après récupération et écrit les points de contrôle mul tini veaux en fonction de leur fréquences requises. 19 Les quatre fonctions complémentaires sont « FTLCheckpoint », « FTLrecover », « FTLInitType », « FTI_Status ». La fonction « FTI Snapsbot() » peut être remplacée par la fonction « FTI Cbeckpoint » et par la fonction « FTI Recover ». 5 Plus précisément : int FTI Checkpoint (int id , int level) "FTLCheckpoint" écrit les valeurs de la variable d'exécution protégée "ici" dans un fichier de point de contrôle de niveau requis. int FTI Recover() "FTI_Recover" charge les données de point de contrôle à partir du fichier de point de contrôle et initialise les variables d'exécution. int FTI InitType(FTIT type* type, int size) "FTI InitType initialise un nouveau type de données appelé "type" et sa taille est une taille en bytes. int FTI Status() 20 "FT1 Status" renvoie l'état courant du drapeau de récupération. Cet état peut être "0" si aucun point de contrôle n'a encore été réalisé ou récupéré avec succès, "1" si au moins un point de contrôle a été réalisé ou « 2 » si l'exécution a été relancée à partir d'un point de contrôle de niveau L4 et si « keep_last_checkpoint » a été activé pendant la dernière exécution. 25 Pour proposer un processus résilient aux pannes qui utilise le matériel et le logiciel tolérant aux pannes décrit dans la présente demande de brevet, il est intéressant de développer certaines améliorations dans le « SLURM » ("Simple Linux Utility for Resource Management" en langue anglaise pour 30 utilitaire Linux simple pour gestion de ressources), en particulier l'option 10 15 20 « checkpoint-restart », et les variables « SLURM_JOB_NODES_DOWN » et « SLURM_RESTART_COUNT ». L'option "checkpoint-restart" est ajoutée pour la fonction "sbatch". Si elle est installée, un drapeau dans l'enregistrement de la tâche est installé 5 pour informer le contrôleur SLURM d'allouer des noeuds sur la base de la disposition des commutateurs PCIe définis dans le fichier "switch.conf file". Ce fichier peut être généré grâce à un générateur dc script présenté dans l'Annexe 1 disposé en fin de description. Un exemple d'une telle réalisation de ce fichier est maintenant présenté ici : 10 15 Priority=10 Root-Cluster 20 #Root 1evel Layout configuration Entity-Cluster Type-Center Enclosed-pci[0-1] #Switch level Layout configuration Entity-pci0 Type-Switch NodeList-trek[0-1,4] Enclosed=trek[0-1,4] Entity=pcil Type=Switch NodeList=trek[5-7] Enclosed-trek[5-7] #Node level Layout configuration Entity=trek0 Type=Node Role=Manager PCISwitch=pci0 Entity-trek1 Type=Node Role-Backup PCISwitch-pci0 Entity=trek4 Type=Node Role=Other PCISwitch=pci0 Entity-trek5 Type=Node Role-Manager PCISwitch-pcil Entity=trek6 Type=Node Role=Other PCISwitch=pcil Entity=trek7 Type=Node Role=Backup PCISwitch=pcil 25 "shatch" reconnaît cette option de nouvelle ligne de commande et 30 installe un drapeau interne "opt.ckpt_restart=1". Cette option peut aussi être fournie à « sbatch », via la variable d'environnement d'entrée « SBATCH_CHECKPOENT_RESTART ». Cette option est copiée dans la structure "job desc msg t" laquelle va ensuite être copiée dans la structure "job record » dans le contrôleur. Dans le contrôleur, elle peut être référencée via "job ptr->ckpt restart". Certaines variables d'environnement qui sont ajoutées aux environnements de prologue et d'épilogue 21 (« prolog/epilog environments » en langue anglaise) seront seulement installées lorsque le drapeau de la ligne de commande « --checkpointrestart » est installé. Une nouvelle variable "SLURM JOB NODES DOWN" est ajoutée. 5 Elle contient une liste de noeuds alloués qui sont devenus défaillants pendant l'exécution de la tâche. Par défaut, seulement le premier noeud qui devient défaillant sera listé. Si l'option "--no-kill (-k)" est spécifiée, alors tous les noeuds qui sont devenus défaillants sont listés. Elle est installée par le contrôleur dans le processus qui supprime les tâches. Chaque noeud peut y 10 accéder. La variable "SLURM_RESTART_COUNT" est modifiée pour être propagée comme une variable d'environnement pour tous les épilogues SLURM. La structure "job ptr->restart cnt" ne va être incrémentée par que les tâches « SBATCH ». 15 Ces deux variables d'environnement et leurs valeurs vont passer du contrôleur aux noeuds de calcul via un message "RPC" (« Remote Procedure Call » en langue anglaise pour appel de procédure lointain) qui va les extraire pour les transférer dans une structure locale « job_env » laquelle 20 est utilisée pour installer les variables d'environnement dans les environnements de prologue et d'épilogue. Dans une première étape, l'utilisateur va coder au moins les fonctions "FTI "FTI Protect", "FTI Snapshot" et "FTI Finalize". Puis, il va 25 remplacer -MPI COMM WORLD » par "FTI COMM WORLD ». et adapter les paramètres dans le fichier de configuration FTI. Ensuite, l'utilisateur peut utiliser le script « sbatch » classique avec une option additionnelle "#SBATCH --checkpoint-restart". 22 Dans une deuxième étape, SLURM alloue à la tâche, autant que possible, trois noeuds par lame ou bien au moins les noeuds gestionnaire et gestionnaire remplaçant du commutateur PCIe. 5 Dans une troisième étape, pendant le prologue SLURM, la configuration du commutateur et le point de montage sont vérifiés. -SLURM RESTART COUNT est initialisé. La figure 2 représente schématiquement un exemple, de déroulement 10 d'une étape de sauvegarde locale, au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de l'invention. Dans une quatrième étape. SLURM lance les rangs MPI. Fil écrit les fichiers de point de contrôle avec une fréquence choisie par l'utilisateur. Des noeuds 41 à 43 sont respectivement associés à des supports de 15 stockage 44 à 46. Les noeuds 41 à 43 appartiennent à une même lame de calcul. Des noeuds 51 à 53 sont respectivement associés à des supports de stockage 54 à 56. Les noeuds 51 à 53 appartiennent à une même lame de calcul différente de celle des noeuds 41 à 43. Les supports de stockage 44 à 46 et 54 à 56 assurent la sauvegarde locale de l'état de leurs noeuds associés 20 respectifs 41 à 43 et 51 à 53, tandis qu'un système de fichiers parallèle 100 assure la sauvegarde globale de l'état des noeuds du réseau ou au moins d'une partie du réseau. Le système de fichiers parallèle 100 est un système de fichiers réseau. De manière périodique, avantageusement selon une durée comprise 25 entre 1 et 20 minutes, plus avantageusement selon une durée comprise entre 2 et 10 minutes, par exemple toutes les 2, 5 ou 10 minutes, les supports de stockage 44 à 46 et 54 à 56 assurent la sauvegarde locale de l'état de leurs noeuds associés respectifs 41 à 43 et 51 à 53. 23 La figure 3 représente schématiquement un exemple, de déroulement de la survenue d'une panne, rendant un noeud défaillant, au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de l'invention. Dans une cinquième étape. SLURM détecte la défaillance d'un noeud 5 et lance l'épilogue qui contient la mise à jour de « SLURM JOB DOWN NODELIST » avec la liste des noeuds défaillants, la mise à jour de « SLURM RESTART COUNT », et le système de récupération. Un noeud, par exemple le noeud 42 subit une défaillance (symbolisée 10 par un petit éclair sur la figure 3). Les autres noeuds 41 et 43 de cette même lame de calcul ne sont pas défaillants. Les noeuds 51 à 53 de l'autre lame de calcul ne sont pas non plus défaillants. Le système de récupération lancé pendant l'épilogue est. séparé en 15 deux parties, respectivement décrites au niveau des figures 4 et 5, au cours des première et deuxième parties d'une sixième étape. La figure 4 représente schématiquement un exemple, de déroulement d'une étape de récupération dc la sauvegarde locale d'un noeud défaillant, au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de 20 l'invention. Dans la première partie de la sixième étape du système de récupération, la configuration du commutateur PCIe est modifiée et les fichiers de point de contrôle sont récupérés. La sauvegarde locale de l'état du noeud défaillant 42, effectuée sur le 25 support de stockage 45, est dupliquée sur le support de stockage 46 du noeud 43 non défaillant, via le commutateur PCIE de la lame de calcul et via le noeud non défaillant 43. La figure 5 représente schématiquement un exemple, de déroulement 30 d'une étape de renvoi des sauvegardes locales vers une sauvegarde globale, 24 au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de l'invention. Dans la deuxième partie de la sixième étape du système de récupération, tous les fichiers des points de contrôle sont envoyés au 5 système de fichiers parallèle (« Parallel File System » en langue anglaise). Les supports de stockage 44 et 54 à 56 transmettent les sauvegardes locales des noeuds non défaillants 41 et 51 à 53 au système de fichiers parallèle 100 pour réaliser la sauvegarde globale du réseau ou au moins de cette partie du réseau. Toujours pour réaliser cette sauvegarde globale, le 10 support de stockage 46 transmet, au système de fichiers parallèle 100, non seulement la sauvegarde locale de l'état de son noeud associé non défaillant 43, mais aussi la duplication de la sauvegarde locale de l'état du noeud défaillant 42. Ainsi, le système de fichiers parallèle 100 peut stocker la sauvegarde globale de l'état des noeuds 41 à 43 et 51 à 53 cohérents entre 15 eux et correspondant à un même état de calcul à partir duquel une nouvelle tâche reprenant ce même calcul pourra être ultérieurement relancée. La figure 6 représente schématiquement un exemple, de déroulement d'une étape d'exploitation de la sauvegarde globale pour relance une 20 nouvelle tâche de calcul, au cours du procédé de gestion de panne selon un mode de réalisation de l'invention. Dans une septième étape, une nouvelle tâche est soumise de nouveau sur une nouvelle allocation de noeuds pour effectuer le calcul souhaité. L'application est redémarrée. FTI charge les données des fichiers de point 25 de contrôle. Le calcul peut être repris et continué à partir du dernier état sauvegardé de manière cohérente entre les différents noeuds. Le processus résilient aux pannes repart au niveau de la quatrième étape représentée à la figure 2, jusqu'à ce qu'une nouvelle panne arrive ou jusqu'à ce que le calcul en cours d'exécution soit terminé. 30 Le système de fichiers parallèle 100 transmet à de nouvelles lames de calcul, une lame de calcul comprenant les noeuds de calcul 61 à 63 25 respectivement associés aux supports de stockage 64 à 66, et une autre lame de calcul comprenant les noeuds de calcul 71 à 73 respectivement associés aux supports de stockage 74 à 76, les sauvegardes locales des états des noeuds 41 à 43 et 71 à 73, permettant à ces noeuds 61 à 63 et 71 à 73 de 5 reprendre le calcul en cours à partir d'un état. correspondant aux dernières sauvegardes locales cohérentes entre elles et stockées dans une sauvegarde globale dans le système de fichiers parallèle 100. Le déroulement d'une expérimentation va maintenant être décrit. 10 La tâche est soumise grâce à un script « sbatch » avec l'option "#SBATCH --checkpoint-restart". L'application, telle que modifiée conformément à l'annexe 1, est lancée sur des noeuds pluton 110049-10050]. #!/bin/bash #SBATCH --job-name test-FI #SBATCH --time 60:00 #SBATCH --nodes 2 #SBATCH --output test-FT %j.out #SBATCH --ntasks 40 #SBATCH --nodelist pluton[10049,10050] #SBATCH --ntasks-per-node=20 #SBATCH --checkpoint-restart srun -n 40 $HOME/POC pluton/hd.exe 40 config.fti Comme présenté sur la sortie ci-dessous, Fil crée une nouvelle exécution "ID" qui est initialisée. Trois variables sont protégées (ID 0, 1 et 2). Chaque fichier point de contrôle est d'une taille de 40 MB. Plus de 1500 30 itérations sont réalisées et 5 points de contrôle sont effectués avant la survenue d'une panne simulée. 15 20 25 [Fil Information]: Reading FTI configurations file (config.fti)... 5 10 15 20 25 30 35 26 [Fil Information]: The execution ID is: 2017-09- 05_16-23-20 [Fil Information]: Fil bas been initialized. Local data size is 10240 x 259 = 40.000000 MB (40). Target precIsIon: 0.005000 Maximum number of iterations: 5000 [Fil Information]: Variable ID 0 to protect. size per rank 1s 0.00MB. [FTI Information]: Variable ID 1 to protect. size per rank is 20.23MB. [Fil Information]: Variable ID 2 to protect. size per rank is 40.47MB. Step: 0, error = 1.000000 [Fil Information]: Post-checkpoint took 1.01 sec. (Ag:1.01s, Pt:0.00s, C1:0.00s) [Fil Information]: Ckpt. ID 1 (L1) (40.47 MB/proc) taken in 1.98 sec. Step: 500, error = 0.048781 [Fil Information]: Post-checkpoint took 1.76 sec. (Ag:0.26s, Pt:0.00s, C1:1.50s) [Fil Information]: Ckpt. ID 2 (L1) (40.47 MB/proc) taken In 3.13 sec. [Fil Information]: Post-checkpoint took 2.43 sec. (Ag:0.95s, Pt:0.00s, C1:1.48s) [Fil Information]: Ckpt. ID 3 (L1) (40.47 MB/proc) taken in 3.46 sec. Step: 1000, error = 0.024291 [Fil Information]: Post-checkpoint took 1.48 sec. (Ag:0.00s, Pt:0.00s, C1:1.48s) [Fil Information]: Ckpt. ID 4 (L1) (40.47 MB/proc) taken in 3.14 sec. Step: 1500, error = 0.016173 [Fil Information]: Post-checkpoint took 1.86 sec. (Ag:0.15s, Pt:0.00s, C1:1.71s) [Fil Information]: Ckpt. ID 5 (L1) (40.47 MB/proc) taken in 3.69 sec. srun: Job step aborted. SLURM a détecté la panne du noeud pluton 10049. Le noeud pluton 10050 est le noeud gestionnaire du commutateur PCIe. Il change la 27 configuration du commutateur PCIe, duplique les fichiers de point de contrôle stockés sur le disque NVMe du noeud pluton 10049 et transfère les fichiers de point de contrôle des noeuds pluton [10049-10050] au système de fichiers parallèle. Ce processus utilise un script présenté dans l'annexe 1. 5 La tache est ordonnancée à nouveau mais sur une nouvelle allocation pluton [10048,10050]. Comme présenté ci-dessous, FTI detecte que l'application est bien relancée et récupère les données du point de contrôle 5 stockées dans le système de fichiers parallèle. Le calcul est relancé depuis le dernier état de 10 calcul sauvegardé, des itérations sont réalisées et des points de contrôle sont effectués jusqu'à achèvement du calcul (erreur $output else echo -e $total 31 fi exit 0 5 Exemple of modification pour utiliser la librairie FTI 10 15 20 25 30 35 40 int main(int argc, char *argv[]) 1 int rank, nbProcs, nbLines, I, M, arg; double wtime, *h, *g, memSize, localerror, globalerror = 1; MPT Init(&argc, &argv); FTI Init(argv[2], MPI COMM WORLD); MPT Comm size(FTI COMM WORLD, &nbProcs); MPT Comm rank(FTI COMM WORLD, &rank); M = (int)sqrt((double) (arg * 1024.0 * 512.0 * nbProcs)/sizeof(double)); nbLines = (M / nbProcs)+3; h = (double *) malloc(sizeof(double *) * M * nbLines); g = (double *) malloc(sizeof(double *) * M * nbLines); initData(nbLines, M, rank, g); memSize = M * nbLines * 2 * sizeof(double) / (1024 * 1024); FTI_Protect(0, &i, 1, FTI_INTG); FTI Protect(1, h, M*nbLines, FTI DBLE); FTI Protect(2, g, M*nbLines, FTI DBLE); wtime = MPI_Wtime(); for (i = 0; i pluton10049 #PCIe switch reconfiguration bpsm_grab_port 3 ipmitool -H bmc${MANAGER} raw Ox3a Oxcd $1CRASHEDNODE1 echo 1 > /sys/bus/pci/devices/0000:00:00.0/rescan #Checkpoint recovery and flush mkdir /localrecovery ; mount /dev/nvmelnl /localrecovery cp -r /localrecovery/$1EXECID1 /scratch/globalckpt/ mv /scratch/globalckpt/S{EXECID}/11 /scratch/globalckpt/$1EXECID1/14 cp /localckpt/$1EXECID1/11/* /scratch/globalckpt/${EXECID}/14/ mv /scratch/meta/$1EXECID1/11 /scratch/meta/$1EXECID1/14