MIT高级算法之并行计算

MIT高级算法

2017/9/29

 

 by

CHENJING DING

 

---

CHAPTER1 – 并行计算 Parallel algorithms

---

注：本篇文章是MIT高级算法课程中的并行计算课程的笔记，其中红色下划线部分为本人拓展部分，如有错误，欢迎指正。对算法和公式部分的推导也做了尽可能详细的展示，希望能一起交流啦~

我们有很多并行算法的模型（models），对于串行算法（serialalgorithms）而言，一般只有一种基础模型：随机存取机器模型（randomaccess machine model）。下文介绍的是动态多线程（Dynamicmultithreading），适合用于多核机器（multicore machines）。它是为内存共享（sharedmemory）的编程而设计的，不适用于分布式内存编程(distributedmemory programs)。因为每个处理器都有访问内存的权限。

学习调度（scheduling）前的基础知识

计算第n个斐波拉契数的模型（不用弄清楚如何计算）。伪程序（pseudocode）代码如图所示：

衍生Spwan：子程序（subroutine）可以和父程序一起执行。比如程序执行到Fib(n-1),会产生子程序的同时也会执行下一句Fib(n-2)。

同步Sync：等待所有子程序完成。必须等到所有x和y都计算出来，才能计算x-y。

下面需要用调度器（schedule）决定如何把这个动态不断衍生的程序映射到可用的处理器上。

 

并行指令流

并行指令流（parallelinstruction）是一个有向非循环图（DAG: directed acyclic graph）。

在这个图中，顶点（vertices）代表线程（threads）。

线程：最长的指令序列（maximal sequences ofinstructions）,该序列不包含任何并行控制（spawn，sync，以及从一个衍生的子程序返回）

则上述程序可化为三个顶点，即三个线程。

A：从程序开始到求Fib（n-1）为止，也就是恰好在做子任务跳转前一步

B：在跳转到Fib(n-2)前一步

C：计算x-y

在当前最长的串行指令序列执行时，到执行并行指令时（spawn，sync，以及从一个衍生的子程序返回）就会结束当前的线程，所以我们可以把上述问题看成是三个线程组合。

下面假设我们计算Fib（4），水平的椭圆对应的是程序的执行。其中Fib注释的为当前A线程计算的FIB（）值

我们有三条边，分别是继续边，衍生边和返回边。

性能测算（Performance measures）

Tp = 在P个处理器上的运行时间（runningtime）。不是一个常熟，因为不同的调度规则会得到不同的Tp。

T1 = 一个处理器上运行的时间，即为串行运行时间（theserial time）。一个线程在一个处理器上运行的时间称为功。当去掉上述并行指令流（spawn，sync，以及从一个衍生的子程序返回，即衍生边和继续边不能一起同时执行），则上述DAG中有多少节点，就为执行了多少个线程。

T_∞= 关键路径长度（thecritical pathlength），DAG中最长的路径。即处理器有无数多个，运行程序所用的时间。

假设线程的运行时间是一个单位时间，则上述例子中，T1= 17。 T_∞ = 8（如下图灰色节点部分所示，因为这些节点没有办法同时运行，只有运行完父程序的A线程才能执行A线程的衍生程序）。

Tp的下界

T_p>=T1/P。因为P个处理器在一个线程的单位时间内最多做P功（就是每个处理器分别运行一个线程，一共可以运行P个线程）。所以，当功的总量为T1.一共至少要T1/p个线程运行时间。

Tp≥T_∞ . 在一段时间内用P个处理器运行完的程序，当然也可以用无数个处理器运行完。并且P个处理器做的功不可能比无数个处理器做的功还要多

加速比

T1/Tp = 为P个处理器的加速比（speedup），表示P个处理器比单处理器要快多少。

如果T1/Tp=O(p)，称为线性加速。即   lim【(T1/Tp)/P】=0，可以理解为T1/Tp在关于P的数量级上小于或等于P,所以T1/Tp关于P的数量级为1或0，即T1/Tp<p

T1/Tp > P 为超级线性加速，是不能发生的。因为Tp的下界为T1>P。

最大加速比和并行度

最大加速比为T1 / T_∞(因为 Tp≥T_∞)。将其称为并行度（parallelism）。

所以并行度 = 功/关键路径的长度。就是在关键路径长度上可以并行完成的功的平均分量。用 P ̅表示。注意 P ̅与P没有任何关系， P ̅是计算量，P是处理器数目。

调度（scheduling）

调度的目的：由编程语言的运行时系统（aruntime system）完成的，将计算分配到P个处理器。

离线调度算法（theoff-line schedulers）：

贪心调度（Greedyscheduler）

思想：

每一次调度要尽可能使所有处理器都运行程序。分别对应两种情况：

最大完整步骤（complete steps）：至少有P个线程准备执行，如果没有处理器（总个数为P个）闲置，则称为此次执行为最大完整步骤。则执行任意P个线程。Tp >=T1/P 。因为每一步完整步骤都做了P的功。

不完整步骤（incomplete steps）：有少于P个线程准备执行，则执行所有线程。

定理：

一个贪婪调度算法执行任意计算DAG G，若功为T1,关键路径长为T_∞ ，那么它的运行时间Tp=< T1/P + T_∞（在p个处理器上运行）。实际上Tp<2倍以内最优调度时间（因为T1/P，T_∞都是调度时间的下届，都是最优调度时间，取其中最大值）

下面来证明：

令G’为G其中一个要被执行的子图，令P= 3;  G’为还没有执行的线程顶点以及边组成的图（下图中黄色和黑色顶点）。灰色节点表示已经执行完的顶点。再次假设每个线程的运行时间是单位化的。在图G‘中，当一个顶点的入度为0时，则为将要执行的节点。橘黄色节点为下一次即将要执行的节点，因为只有两个，小于P,则下一次执行的是不完整步骤。

图 G

每一次执行完不完整的步骤，G‘要执行的关键路径要减去1。下图中即将执行的是完整步骤（黄色顶点个数大于P），G‘要执行的关键路径不变，除非4个节点都执行完，G‘要执行的关键路径才减去1。

所以，不完整步骤的个数小于T_∞ 。

综上，p个处理器做T1功所需的步骤数目Tp<= 最大完整步骤T1/P+最大不完整的步骤 T_∞。

推论：

如果运行的处理器个数是以并行度 为阶（即小于或等于 ）的话，则可以得到线性的加速比，所以如果你的处理器数量是等于或少于并行度的话，贪婪调度算法能给你带来线性的加速。

（2）式表明如果处理器数量小于或等于并行度，则由（6）式可得用贪婪调度可得线性的加速。如果处理器的数量大于并行度，则浪费了，因为不可能存在超线性加速的情况。

所以，并行度可以理解为用贪婪调度实现线性加速的处理器数量的极限。