WikiDer > Гиперкуб (коммуникационный паттерн) - Википедия

Hypercube (communication pattern) - Wikipedia

${ displaystyle d}$ -размерный гиперкуб топология сети для параллельных компьютеров с ${ displaystyle 2 ^ {d}}$ элементы обработки. Топология позволяет эффективно реализовать некоторые базовые примитивы связи, такие как Транслировать, Все-Уменьшать, и Сумма префикса.^[1] Элементы обработки пронумерованы ${ displaystyle 0}$ через ${ displaystyle 2 ^ {d} -1}$ . Каждый обрабатывающий элемент примыкает к обрабатывающим элементам, номера которых различаются одним и только одним битом. Алгоритмы, описанные на этой странице, эффективно используют эту структуру.

Схема алгоритма

Большинство коммуникативных примитивов, представленных в этой статье, имеют общий шаблон.^[2] Первоначально каждый элемент обработки имеет одно сообщение, которое должно достигнуть каждого другого элемента обработки в ходе выполнения алгоритма. В следующем псевдокоде показаны необходимые шаги связи. Настоящим Инициализация, Операция, и Выход являются заполнителями, которые зависят от данного примитива связи (см. следующий раздел).

Вход: сообщение  ${ displaystyle m}$ .Выход: зависит от Инициализация, Операция и Выход.Инициализация ${ displaystyle s: = m}$ за  ${ displaystyle 0 leq k$  делать     ${ displaystyle y: = i { text {XOR}} 2 ^ {k}}$     послать  ${ displaystyle s}$  к  ${ displaystyle y}$     Получить  ${ displaystyle m}$  из  ${ displaystyle y}$     Операция ${ displaystyle (s, m)}$ конецВыход

Каждый элемент обработки перебирает своих соседей (выражение ${ displaystyle i { text {XOR}} 2 ^ {k}}$ отрицает ${ displaystyle k}$ -й бит в ${ displaystyle i}$ двоичное представление, следовательно, получение номеров его соседей). На каждой итерации каждый элемент обработки обменивается сообщением с соседом и впоследствии обрабатывает полученное сообщение. Операция обработки зависит от примитива связи.

Схема алгоритма, примененная к

{ displaystyle 3}

-мерный гиперкуб. На первом этапе (перед любым сообщением) каждый элемент обработки имеет одно сообщение (синее). Связь отмечена красным. После каждого шага элементы обработки сохраняют полученное сообщение, но возможны и другие операции.

Коммуникационные примитивы

Сумма префикса

В начале сумма префикса операция, каждый элемент обработки ${ displaystyle i}$ владеет сообщением ${ displaystyle m_ {i}}$ . Цель состоит в том, чтобы вычислить ${ displaystyle bigoplus _ {0 leq j leq i} m_ {j}}$ , куда ${ displaystyle oplus}$ ассоциативная операция. Следующий псевдокод описывает алгоритм.

Вход: сообщение  ${ displaystyle m_ {i}}$  процессора  ${ displaystyle i}$ .Выход: сумма префикса  ${ displaystyle bigoplus _ {0 leq j leq i} m_ {j}}$  процессора  ${ displaystyle i}$ . ${ displaystyle x: = m_ {i}}$   ${ displaystyle sigma: = m_ {i}}$ за  ${ Displaystyle 0 Leq К Leq d-1}$  делать     ${ displaystyle y: = я { текст {XOR}} 2 ^ {k}}$     послать  ${ displaystyle sigma}$  к  ${ displaystyle y}$     Получить  ${ displaystyle m}$  из  ${ displaystyle y}$      ${ displaystyle sigma: = sigma oplus m}$     если кусочек  ${ displaystyle k}$  в  ${ displaystyle i}$  установлен тогда  ${ displaystyle x: = x oplus m}$ конец

Алгоритм работает следующим образом. Обратите внимание, что гиперкубы размерности ${ displaystyle d}$ можно разбить на два гиперкуба размерности ${ displaystyle d-1}$ . Назовем субкуб, содержащий узлы с начальным 0, как 0-подкуб, а подкуб, состоящий из узлов с ведущим 1, как 1-подкуб. После того, как оба субкуба вычислили сумму префикса, сумма по всем элементам в 0-субкубе должна быть добавлена к каждому элементу в 1-субкубе, поскольку каждый обрабатывающий элемент в 0-субкубе имеет более низкий ранг. чем элементы обработки в 1-суб кубе. Псевдокод хранит сумму префикса в переменной ${ displaystyle x}$ и сумма по всем узлам в подкубе в переменной ${ displaystyle sigma}$ Это позволяет всем узлам в 1-вспомогательном кубе получать сумму по 0-вспомогательному кубу на каждом шаге.

Это приводит к фактору ${ displaystyle log p}$ за ${ displaystyle T _ { text {start}}}$ и фактор ${ displaystyle n log p}$ за ${ displaystyle T _ { text {byte}}}$ : ${ displaystyle T (n, p) = (T _ { text {start}} + nT _ { text {byte}}) log p}$ .

Пример расчета суммы префикса. Верхнее число: предварительная сумма префикса (переменная

{ displaystyle x}

). Меньшее число: сумма по всем элементам в субкубе (переменная

{ displaystyle sigma}

).

Все-собрать / все-уменьшить

Все-собирать операции начинаются с каждого элемента обработки, имеющего сообщение ${ displaystyle m_ {i}}$ . Цель операции состоит в том, чтобы каждый элемент обработки знал сообщения всех других элементов обработки, т.е. ${ displaystyle x: = m_ {0} cdot m_ {1} dots m_ {p}}$ куда ${ displaystyle cdot}$ это конкатенация. Операция может быть реализована по шаблону алгоритма.

Вход: сообщение  ${ displaystyle x: = m_ {i}}$  в блоке обработки  ${ displaystyle i}$ .Выход: все сообщения  ${ displaystyle m_ {1} cdot m_ {2} dots m_ {p}}$ . ${ displaystyle x: = m_ {i}}$ за  ${ displaystyle 0 leq k$  делать     ${ displaystyle y: = i { text {XOR}} 2 ^ {k}}$     послать  ${ displaystyle x}$  к  ${ displaystyle y}$     Получить  ${ displaystyle x '}$  из  ${ displaystyle y}$      ${ displaystyle x: = x cdot x '}$ конец

С каждой итерацией длина передаваемого сообщения удваивается. Это приводит к времени выполнения ${ displaystyle T (n, p) приблизительно sum _ {j = 0} ^ {d-1} (T _ { text {start}} + n cdot 2 ^ {j} T _ { text {byte} }) = log (p) T _ { text {start}} + (p-1) nT _ { text {byte}}}$ .

Тот же принцип можно применить к Все-Уменьшить операций, но вместо объединения сообщений он выполняет операцию сокращения для двух сообщений. Так что это Уменьшать операция, результат которой известен всем процессорам. По сравнению с обычной операцией сокращения, за которой следует широковещательная рассылка, All-Reduce в гиперкубах сокращает количество этапов связи.

Все для всех

Здесь каждый элемент обработки имеет уникальное сообщение для всех остальных элементов обработки.

Вход: сообщение  ${ displaystyle m_ {ij}}$  на обрабатывающем элементе  ${ displaystyle i}$  к обрабатывающему элементу  ${ displaystyle j}$ .за  ${ displaystyle d> к geq 0}$  делать    Получить от обрабатывающего элемента  ${ displaystyle i { text {XOR}} 2 ^ {k}}$ : все сообщения для моего  ${ displaystyle k}$ -мерный субкуб послать к обрабатывающему элементу  ${ displaystyle i { text {XOR}} 2 ^ {k}}$ : все сообщения для своего  ${ displaystyle k}$ -мерный субкубконец

С каждой итерацией сообщение приближается к месту назначения на одно измерение, если оно еще не пришло. Следовательно, все сообщения достигли своей цели не позднее, чем через ${ displaystyle d = log {p}}$ шаги. На каждом шагу ${ displaystyle p / 2}$ отправляются сообщения: на первой итерации половина сообщений не предназначена для собственного субкуба. На каждом последующем шаге субкуб имеет только половину размера, чем раньше, но на предыдущем шаге точно такое же количество сообщений поступило от другого элемента обработки.

В результате время выполнения ${ displaystyle T (n, p) приблизительно log {p} (T _ { text {start}} + { frac {p} {2}} nT _ { text {byte}})}$ .

ESBT-трансляция

Алгоритм ESBT-broadcast (Edge-disjoint Spanning Binomial Tree).^[3] представляет собой конвейерный алгоритм широковещательной рассылки с оптимальным временем выполнения для кластеров с топологией сети гиперкуб. Алгоритм встраивает ${ displaystyle d}$ биномиальные деревья с непересекающимися ребрами в гиперкубе, такие, что каждый сосед обрабатывающего элемента ${ displaystyle 0}$ является корнем остовного биномиального дерева на ${ displaystyle 2 ^ {d} -1}$ узлы. Чтобы передать сообщение, исходный узел разбивает свое сообщение на ${ displaystyle k}$ фрагменты одинакового размера и циклически отправляет их в корни биномиальных деревьев. Получив кусок, биномиальные деревья транслируют его.

Время выполнения

На каждом шаге исходный узел отправляет один из своих ${ displaystyle k}$ куски биномиального дерева. Для передачи фрагмента в биномиальном дереве требуется ${ displaystyle d}$ шаги. Таким образом, требуется ${ displaystyle k}$ шаги по распределению всех чанков и дополнительно ${ displaystyle d}$ шагов до завершения трансляции последнего биномиального дерева, в результате чего ${ displaystyle k + d}$ шаги в целом. Таким образом, время выполнения сообщения длины ${ displaystyle n}$ является ${ Displaystyle T (n, p, k) = left ({ frac {n} {k}} T _ { text {byte}} + T _ { text {start}} right) (k + d) }$ . С оптимальным размером чанка ${ displaystyle k ^ {*} = { sqrt { frac {nd cdot T _ { text {byte}}} {T _ { text {start}}}}}}$ , оптимальное время работы алгоритма ${ displaystyle T ^ {*} (n, p) = n cdot T _ { text {byte}} + log (p) cdot T _ { text {start}} + { sqrt {n log ( p) cdot T _ { text {start}} cdot T _ { text {byte}}}}}$ .

Построение биномиальных деревьев

А

{ displaystyle 3}

-мерные гиперкубы с тремя встроенными ESBT.

В этом разделе описывается, как систематически строить биномиальные деревья. Сначала построим одно биномиальное остовное дерево фон ${ displaystyle 2 ^ {d}}$ узлы следующим образом. Пронумеруйте узлы из ${ displaystyle 0}$ к ${ displaystyle 2 ^ {d} -1}$ и рассмотрим их двоичное представление. Затем дочерние элементы каждого узла получаются путем отрицания единичных ведущих нулей. В результате получается одно биномиальное остовное дерево. Чтобы получить ${ displaystyle d}$ непересекающиеся по краям копии дерева, перевод и поворот узлов: для ${ displaystyle k}$ -й копии дерева применить операцию XOR с ${ displaystyle 2 ^ {k}}$ к каждому узлу. Затем поверните все узлы вправо на ${ displaystyle k}$ цифры. Результирующие биномиальные деревья не пересекаются по ребрам и, следовательно, удовлетворяют требованиям алгоритма широковещательной передачи ESBT.

Navigation