Пропускная способность бисекции - Bisection bandwidth

В компьютерных сетях, если сеть пополам на два раздела, полоса пропускания пополам из топология сети это пропускная способность, доступная между двумя разделами.[1] Деление пополам следует делать таким образом, чтобы пропускная способность между двумя перегородками минимум.[2] Пропускная способность пополам дает истинную пропускную способность, доступную для всей системы. Пропускная способность с разделением пополам составляет узкое место всей сети. Таким образом, полоса пропускания, разделенная пополам, лучше любых других показателей представляет характеристики пропускной способности сети.

Расчет пропускной способности бисекции[2]

Для линейный массив с n узлами полоса пропускания пополам равна полосе пропускания одного канала. Для линейного массива необходимо разорвать только одно звено, чтобы разделить сеть пополам на два раздела.

Деление пополам сети линейных массивов

Для кольцо топология с n узлами: два канала должны быть разорваны, чтобы разделить сеть пополам, поэтому пропускная способность, разделенная пополам, становится пропускной способностью двух каналов.

Деление кольцевой сети пополам

Для дерево топология с n узлами может быть разделена пополам в корне, разорвав одну ссылку, таким образом, полоса пропускания пополам равна полосе пропускания одного канала.

Деление древовидной сети пополам

Для Сетка топология с n узлами, ссылки должны быть разорваны, чтобы разделить сеть пополам, поэтому пропускная способность пополам равна пропускной способности ссылки.

Деление двумерной ячеистой сети пополам

Для Гиперкуб топология с n узлами, n / 2 ссылки должны быть разорваны, чтобы разделить сеть пополам, поэтому полоса пропускания пополам - это пропускная способность n / 2 ссылок.

Деление сети гиперкуба пополам

Значение полосы пропускания пополам

Теоретическое обоснование важности этого показателя производительности сети было разработано в исследовании PhD. Кларк Томборсон (ранее Кларк Томпсон).[3] Томборсон доказал, что важные алгоритмы сортировки, Быстрое преобразование Фурье, а умножение матрицы на матрицу становится ограниченным по обмену данными - в отличие от ограниченного ЦП или памяти - на компьютерах с недостаточной шириной деления пополам. Ф. Томсон Лейтон кандидатская диссертация[4] затянул рыхлую связку Томборсона [5] от ширины биссектрисы вычислительно важного варианта График де Брюйна известный как перетасовка-обменная сеть. На основе Билла Далли анализ задержки, средней пропускной способности и пропускной способности горячих точек m-ary n-cube сетей[2] для различных m, можно заметить, что низкоразмерные сети по сравнению с многомерными сетями (например, двоичными n-кубами) с одинаковой шириной пополам (например, тори ), имеют меньшую задержку и более высокую пропускную способность горячих точек.[6]

использованная литература

  1. ^ Джон Л. Хеннесси и Дэвид А. Паттерсон (2003). Компьютерная архитектура: количественный подход (Третье изд.). Издательство Morgan Kaufmann Publishers, Inc. стр.789. ISBN  978-1-55860-596-1.
  2. ^ а б c Солихин, Ян (2016). Основы параллельной многоядерной архитектуры. CRC Press. С. 371–381. ISBN  9781482211191.
  3. ^ К. Д. Томпсон (1980). Теория сложности для СБИС (PDF) (Тезис). Университет Карнеги Меллон.
  4. ^ Ф. Томсон Лейтон (1983). Проблемы сложности в СБИС: оптимальные схемы для графа случайного обмена и других сетей (Тезис). MIT Press. ISBN  0-262-12104-2.
  5. ^ Кларк Томпсон (1979). Площадь-время для СБИС. Proc. Caltech Conf. по системам СБИС и вычислениям. С. 81–88.
  6. ^ Билл Далли (1990). «Анализ производительности k-арных и n-кубических сетей межсоединений». Транзакции IEEE на компьютерах. 39 (6): 775–785. CiteSeerX  10.1.1.473.5096. Дои:10.1109/12.53599.