НОУ ИНТУИТ | Параллельное программирование. Лекция 10: Диспетчирование параллельных вычислительных систем

Учитесь и получайте официальные документы БЕСПЛАТНО. Вы можете поддержать наш проект.

Регистрация Вход

Твой путь к знаниям!

Опубликован: 22.12.2006 | Уровень: специалист | Доступ: платный

|

Вам нравится? Нравится 13 студентам

| Поделиться |

Поддержать программу

Диспетчер последовательного назначения для неоднородной ВС

В основе диспетчера лежит следующее решающее правило:

При известных текущих значениях занятости процессоров, готовые к выполнению работы назначаются так, чтобы в первую очередь выполнялись более трудоемкие, и чтобы каждая работа была назначена на тот процессор, который раньше других закончит ее выполнение.

Введем сквозную нумерацию процессоров от 1 до $N = \sum_{i=1}^k n_i$ . Зададим вес {t_j1 ... t_jN} j -й вершины (j = 1 ... m; m — размер матрицы S или объем буфера диспетчера) так, что при новой нумерации процессоров t_jl — время выполнения j -й работы l -м процессором. Например, при k = 2, n₁ = 1, n₂ = 2 расширенная матрица следования на рис. 10.15б примет вид, представленный на рис. 10.16.

В процессе распределения работ будем формировать расписание в виде таблицы $\tau,$ состоящей из N строк, каждая из которых соответствует одному процессору. В строке будем записывать последовательность заданий одному процессору. Задания имеют два вида: выполнить работу $\alpha,$ простоять t единиц времени (изображается $\ubox{t}$ ). Момент T_i , i = 1 ... N, окончания (отсчет ведется от нуля) выполнения последней работы или простоя, назначенных к данному моменту распределения i -му процессору, назовем текущим временем занятости процессора.

В процессе распределения и имитации выполнения работ будем использовать множество A номеров работ, уже назначенных на процессоры, но не выполненных в анализируемый момент времени. A представляет собой таблицу, содержащую пары "назначенная для выполнения задача — время окончания ее выполнения ", т.е. $A = \{ \alpha _{j} \leftrightarrow t_{j}\}$ .

Множество R — множество работ, соответствующих не назначенным входам (нулевым строкам) текущего значения изменяемой матрицы следования S.

Алгоритм диспетчера

Полагаем первоначально $T_{l} = 0, l = 1, \dots N, A = B = R =\varnothing , \nu = 1, S_{\nu } = S,(\nu$ — номер шага распределения). Переходим к выполнению 5.
Находим в множестве A значение t_mu = min_j {t_i} и множество $B \subseteq A$ номеров работ, назначенных на процессоры и закончивших выполнение к моменту $t_{\mu }$ . Полагаем равными нулю все позиции A, составляющие B. Этим имитируется окончание выполнения работ на процессорах к моменту времени $t_{\mu }$ .
Для всех процессоров, для которых текущее время занятости меньше значения $t_{\mu } (T_{i} < t_{\mu })$ , записываем простой в течение времени $t_{\mu } - T_{i}$ (символом простоя $\ubox{t_{\mu} - T_i}$ ). Для этих процессоров полагаем $T_{i} =t_{\mu }$ .
Исключаем из $S_{\nu }$ строки и столбцы, соответствующие всем работам из B, после чего матрицу $S_{\nu } (S^{*}_{\nu })$ уплотним. Полагаем $\nu := \nu + 1$ . Таким образом сформируется матрица $S_{\nu }$ (а также $S^{*}_{\nu }$ ) на новом шаге распределения.
Находим множество R — входов матрицы следования $S_{\nu }$ , соответствующих не назначенным ранее работам. Если $R \ne \varnothing$ , переходим к выполнению 6, в противном случае выполняем пункт 2.
Пусть для определенности $R = \{ \alpha _{1} \dots \alpha _{r}\}$ , работе $\alpha _{p}$ соответствует вес {t_p1 ... t_pN}, p = 1 ... r. Формируем суммы T_l + t_pl , l = 1 ... N, p = 1 ... r. Для каждого значения p (т.е. для каждой работы из R ) находим минимальную (по l ) из таких сумм, т.е. для каждой работы находим один или несколько процессоров, на которых время окончания выполнения этой работы минимально при текущих значениях занятости процессоров. Найденные суммы сведем в невозрастающую последовательность R^*, состоящую из r чисел. При этом сохраним информацию о соответствии процессорам.
Ставим в соответствие каждой p -й работе, представленной в последовательности R^*, значение $\sigma _{p}$ , равное числу процессоров, при выполнении на которых достигается найденное минимальное время окончания выполнения этой работы.
Производим последовательное назначение работ на процессоры следующим образом. Назначаем не более N работ слева направо в соответствии с вхождением времени окончания их выполнения в последовательность R^*. Каждую p -ю работу назначаем на все те процессоры, (их число равно $\sigma _{p}$ ), на которых достигается входящее в R^* время окончания выполнения. В результате те работы, для которых $\sigma > 1$ , окажутся назначенными более чем на один процессор, а на один процессор на данном шаге могут оказаться назначенными более одной работы. Чтобы определить окончательно, на какой процессор должна быть назначена p -я работа, воспользуемся следующей процедурой. Для каждого процессора проводим анализ, сколько работ назначено на него на данном шаге распределения. Если назначения не произошло, переходим к анализу назначения на следующий процессор или заканчиваем анализ процессоров, если все они просмотрены. Если оказалась назначенной на процессор одна, p -я, работа, считаем ее окончательно закрепленной за данным процессором, и, если $\sigma _{p} > 1$ , исключаем ее из рассмотрения при анализе последующих процессоров — т.е., снимаем ее с назначения на другие процессоры. Если на процессор назначено более одной работы, закрепляем за процессором лишь ту работу $\alpha _{p}$ , которая имеет минимальное значение $\sigma _{p}$ . Если несколько работ имеют равное минимальное значение $\sigma _{p}$ , назначаем любую (первую) из них. Для множества работ $\{ \gamma \}$ , отклоненных от назначения на данный процессор, полагаем $\sigma _{\gamma } := \sigma _{\gamma }- 1$ . Значение $\sigma _{\gamma } = 0$ означает, что работе $\gamma$ отказано в назначении на данном шаге распределения. Назначенную работу исключаем из рассмотрения при анализе следующих процессоров. Номера назначенных работ оказываются записанными в строки таблицы $\tau,$ соответствующие процессорам. Эти номера исключаем из R. Номер каждой назначенной работы и время окончания ее выполнения (оно же — время занятости процессора) заносим в A.
Проверяем, все ли работы распределены. При отрицательном результате проверки переходим к выполнению 2.
Конец алгоритма.

Пример.

При k = 2, n₁ = 1, n₂ = 2, (N = 3) распределим работы, отображенные расширенной матрицей следования на рис. 10.16 (соответствующей графу на рис. 10.15), для минимизации времени выполнения.

Рис. 10.16. Преобразование расширенной матрицы следования

$T_{1} = T_{2} = T_{3} = 0, A = B = \varnothing , S_{1} = S, R =\{ 1\}$ . Выполнение работы 1 ранее всех закончит процессор 1. После ее назначения $T_{1} = 1, T_{2} = T_{3} = 0,A = \{ 1 \leftrightarrow 1\}$ .
Найдем в A работу 1 с минимальным временем окончания выполнения, равным 1. Записываем простои в одну единицу времени процессорам 2 и 3. Таблица $\tau$ принимает вид
$\begin{array}{l|l@{\qquad}|l} 1 & 1 & T_1=1\\ \hline 2 & \ubox{1} & T_2=1\\ \hline 3 & \ubox1 & T_3=1 \end{array}$
После исключения первой строки и первого столбца из S₁ (т.е. по матрице S₂ ) найдем R = {2, 3, 4, 6}. Составим таблицу 10.1 времени окончания выполнения каждой работы из R каждым процессором l = 1, 2, 3. Минимальное время окончания выполнения каждой работы выделено.

Таблица 10.1.
l T_l+t_2l T_l+t_3l T_l+t_4l T_l+t_6l

1 4 3 6 4

2 3 6 6 2

3 3 6 6 2

Формируем последовательность $R^{*} = \{ 6 (4; 1, 2, 3, \sigma _{4} = 3), 3(2; 2,3$ , $\sigma _{2} = 2), 3( 3; 1, \sigma _{3} = 1), 2 (6; 2,3,\sigma _{6} = 2)\}$ , где в круглых скобках указаны номер работы, список процессоров, на которых достигается минимальное время окончания ее выполнения, и число $\sigma _{p}$ этих процессоров.

Назначим первоначально (таблица 10.2) работу 4 на процессоры 1, 2, 3, работу 2 — на процессоры 2 и 3 , работу 3 — на процессор 1.

Таблица 10.2.
1 4 ( $\sigma$ ₄ = 3), 3( $\sigma$ ₃ = 1)

2 4 ( $\sigma$ ₄ = 3), 2( $\sigma$ ₂ = 2)

3 4 ( $\sigma$ ₄ = 3), 2( $\sigma$ ₂ = 2)

После анализа значений $\sigma _{p}$ оставим на процессоре 1 работу 3 (после чего $\sigma _{4} = 2$ ), на процессоре 2 — работу 4 (после чего $\sigma _{2} = 1$ ), на процессоре 3 — работу 2, $A = \setminus \{ 3 \leftrightarrow 3, 4 \leftrightarrow 6, 2\leftrightarrow 3\setminus \}$ . Таблица распределения $\tau$ примет вид
$\begin{array}{c|c|c} 1 & 1, 3 & T_1 = 3\\ \hline 2 & \ubox 1, 4 & T_2 = 6\\ \hline 3 & \ubox 1, 2 & T_3 = 3 \end{array}$
B = {2, 3}. После исключения строк и столбцов, соответствующих работам 2 и 3, из матрицы S₂, т.е. по сформированной матрице S₃, найдем R = {5, 6}. Составим таблица 10.3 значений времени окончания выполнения каждой работы из R каждым процессором.

Таблица 10.3.
l T_l+t_5l T_l+t_6l

1 5 6

2 10 7

3 7 4

Из таблицы найдем $R^{*} = \{ 5 (5; 1, \sigma _{5} = 1), 4 (6; 3, \sigma _{6} =1)\}$ ,

Назначим работу 5 на процессор 1, работу 6 — на процессор 3, $A =\{ 5 \leftrightarrow 5,4 \leftrightarrow 6, 6 \leftrightarrow 4\}$ . Таблица распределения $\tau$ примет вид
$\begin{array}{c|c|c} 1 & 1, 3, 5 & T_1 = 5\\ \hline 2 & \ubox1, 4 & T_2 = 6\\ \hline 3 & \ubox 1, 2, 6 & T_3 = 4 \end{array}$
B = {6}. После исключения строки и столбца, соответствующих работе 6, из матрицы следования S₃, т.е. по сформированной матрице S₄, найдем $R = \varnothing$ . Назначим процессору 3 простой в течение одной условной единицы времени. Таблица $\tau$ примет вид
$\begin{array}{c|c|c} 1 & 1, 3, 5, & T_1> = 5\\ \hline 2 & \ubox 1, 4 & T_2 = 6\\ \hline 3 & \ubox 1, 2, 6, \ubox1 & T_3 = 5 \end{array}$
B = {5}. После преобразования матрицы S₄, т.е. по матрице S₅, найдем R = {7, 8}. Из таблицы 10.4, аналогичной таблице 3, найдем $R^{*} = \{ 9 (8;1, \sigma _{8} = 1), 7 (7; 3, \sigma _{7} = 1)\} .$

Таблица 10.4.
l T_l+t_7l T_l+t_8l

1 9 9

2 8 11

3 7 10

Назначаем работу 8 на процессор 1, работу 7 — на процессор 3. Таблица $\tau$ примет вид
$\begin{array}{c|c|c} 1 & 1, 3, 5, 8 & T_1 = 9\\ \hline 2 & \ubox 1, 4 & T_2 = 6\\ \hline 3 & \ubox 1, 2, 6, \ubox 1, 7 & T_3 = 7 \end{array}$
B = {4}. После исключения строки и столбца, соответствующих работе 4, из матрицы следования S₅, т.е. по сформированной при этом матрице S₆, найдем R = {9}. Время окончания выполнения работы 9 на процессорах равно соответственно 10, 8, 9. Назначаем работу 9 на процессор 2. Таблица $\tau$ примет окончательный вид
$\begin{array}{c|c|c} 1 & 1, 3, 5, 8 & T_1 = 9\\ \hline 2 & \ubox1, 4, 9 & T_2 = 8\\ \hline 3 & \ubox 1, 2, 6, \ubox 1, 7 & T_3 = 7. \end{array}$

Таблица 10.1.
l	T_l+t_2l	T_l+t_3l	T_l+t_4l	T_l+t_6l
1	4	3	6	4
2	3	6	6	2
3	3	6	6	2

Таблица 10.2.
1	4 ( $\sigma$ ₄ = 3), 3( $\sigma$ ₃ = 1)
2	4 ( $\sigma$ ₄ = 3), 2( $\sigma$ ₂ = 2)
3	4 ( $\sigma$ ₄ = 3), 2( $\sigma$ ₂ = 2)

Таблица 10.3.
l	T_l+t_5l	T_l+t_6l
1	5	6
2	10	7
3	7	4

Таблица 10.4.
l	T_l+t_7l	T_l+t_8l
1	9	9
2	8	11
3	7	10

Дополнение.

Данный диспетчер для неоднородной ВС построен на основе обобщения рассмотренного диспетчера последовательного назначения для однородных ВС, который можно рассматривать как частный случай при k = 1.

Он применим и в другом частном случае: когда отсутствует частичная упорядоченность работ, то есть когда надо разделить "поровну" взаимно независимые работы между n исполнителями. Наглядный пример такого распределения составляет задача о рюкзаках, рассмотренная в разделе 10.1.1.

Дальше >>

Параллельное программирование

Параллельное программирование

Диспетчирование параллельных вычислительных систем

Диспетчер последовательного назначения для неоднородной ВС

Вопросы и ответы

Студенты

Авторизоваться

Параллельное программирование

Параллельное программирование

Диспетчирование параллельных вычислительных систем

Диспетчер последовательного назначения для неоднородной ВС

Вопросы и ответы

Студенты