RU2703351C1 - Method of organizing a system network in the form of a non-blocking self-routable three-dimensional p-ary multi-ring - Google Patents
Method of organizing a system network in the form of a non-blocking self-routable three-dimensional p-ary multi-ring Download PDFInfo
- Publication number
- RU2703351C1 RU2703351C1 RU2018147341A RU2018147341A RU2703351C1 RU 2703351 C1 RU2703351 C1 RU 2703351C1 RU 2018147341 A RU2018147341 A RU 2018147341A RU 2018147341 A RU2018147341 A RU 2018147341A RU 2703351 C1 RU2703351 C1 RU 2703351C1
- Authority
- RU
- Russia
- Prior art keywords
- node
- switch
- packet
- line
- inputs
- Prior art date
Links
Images
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F15/00—Digital computers in general; Data processing equipment in general
- G06F15/16—Combinations of two or more digital computers each having at least an arithmetic unit, a program unit and a register, e.g. for a simultaneous processing of several programs
- G06F15/163—Interprocessor communication
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/50—Queue scheduling
- H04L47/62—Queue scheduling characterised by scheduling criteria
- H04L47/625—Queue scheduling characterised by scheduling criteria for service slots or service orders
- H04L47/6255—Queue scheduling characterised by scheduling criteria for service slots or service orders queue load conditions, e.g. longest queue first
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04Q—SELECTING
- H04Q11/00—Selecting arrangements for multiplex systems
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Hardware Design (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
Description
Изобретение относится к построению неблокируемых самомаршрутизируемых системных (НСС) сетей для многопроцессорных систем с сотнями и тысячами абонентов-процессоров.The invention relates to the construction of non-blocking self-routing system (NSS) networks for multiprocessor systems with hundreds and thousands of processor subscribers.
Неблокируемость на произвольной перестановке пакетов означает возможность параллельной их передачи от источников к приемникам по прямым каналам (без их буферизации в промежуточных узлах), что повышает быстродействие системы. Самомаршрутизация предполагает возможность прокладки путей локально по узлам без взаимодействия последних между собой. В изобретении строится неблокируемая системная сеть в виде 3-мерного p-ичного мультикольца, имеющая динамическую локальную самомаршрутизацию для произвольной перестановки пакетов данных.Non-blocking at arbitrary packet permutation means the possibility of their parallel transmission from sources to receivers via direct channels (without buffering in intermediate nodes), which increases the system performance. Self-routing involves the possibility of laying paths locally over nodes without the latter interacting with each other. In the invention, a non-blocking system network is constructed in the form of a 3-dimensional p-ary multi-ring having dynamic local self-routing for arbitrary permutation of data packets.
В работе «Подлазов B.C. p-р-перестраиваемость и отказоустойчивость сдвоенных р-ичных мультиколец и обобщенных гиперкубов // Автоматика и телемеханика. - 2002. -№7. - С. 138 - 148» показано, что p-ичное мультикольцо любой размерности r с удвоенным набором межузловых каналов является перестраиваемым для р-р-перестановок (одновременно реализуемых р разных перестановок). Однако в перестраиваемых сетях бесконфликтная маршрутизация предполагает предварительное вычисление маршрутов для каждой перестановки отдельно, то есть отсутствует возможность самомаршрутизации.In the work “Podlazov B.C. P-p-tunability and fault tolerance of dual r-egg multirings and generalized hypercubes // Automation and Telemechanics. - 2002.-
Эти вычисления требуют много больше времени, чем реализация самой перестановки. Потому важно найти такой способ организации сети, который обеспечивает бесконфликтную передачу данных с помощью самомаршрутизации.These calculations require much more time than the implementation of the permutation itself. Therefore, it is important to find such a way of organizing the network that provides conflict-free data transmission using self-routing.
В работе «Каравай М.Ф., Подлазов B.C. Распределенный полный коммутатор как «идеальная» системная сеть для многопроцессорных вычислительных систем // Управление большими системами. - 2011. - Вып. 34. - С. 92 - 116» показано, что неблокируемую самомаршрутизируемую сеть из N узлов можно построить в виде двумерного p-ичного мультикольца, при этом N=р2, а каждый узел содержит коммутатор р×р и абонента (процессор) с р входными и р выходными портами.In the work “Karavay MF, Podlazov BC Distributed full switchboard as an“ ideal ”system network for multiprocessor computing systems // Management of large systems. - 2011. - Issue. 34. - P. 92 - 116 "it is shown that a non-blocking self-routing network of N nodes can be constructed in the form of a two-dimensional p-ary multi-ring, with N = p 2 , and each node contains a switch p × p and a subscriber (processor) with p input and output ports.
Однако, для получения мультиколец большой размерности потребуются коммутаторы с большим р. Например, для сети в 1000 и 10000 узлов потребуются коммутаторы соответственно на 33 и 100 входов-выходов, а доступные микросхемы сетевых коммутаторов имеют 8×8 входов-выходов (практически недоступные фирменные - 64×64 входов-выходов).However, to obtain large rings of large dimension, switches with large p are required. For example, for a network of 1,000 and 10,000 nodes, 33 and 100 I / O switches are required, respectively, and the available network switch microcircuits have 8 × 8 I / O (almost inaccessible company ones have 64 × 64 I / O).
В патенте RU 2435295 С, 27.11.2011 предложен способ расширения сети путем построения неблокируемого мультикольца с NR=р3 узлами, в котором в качестве узлов используются двумерные мультикольца с N=p2. В этом способе используются мультиплексоры-демультиплексоры и, хотя для этого мультикольца требуются коммутаторы меньшей размерности, но общая его сложность оказывается больше, чем у двумерного мультикольца с тем же числом узлов.In the patent RU 2435295 C, November 27, 2011, a method is proposed for expanding the network by constructing a non-blocking multi-ring with N R = p 3 nodes, in which two-dimensional multi-rings with N = p 2 are used as nodes. In this method, multiplexers-demultiplexers are used, and although for this multi-ring switches of smaller dimension are required, its overall complexity is greater than that of a two-dimensional multi-ring with the same number of nodes.
Рассмотренная в главе 2.1 работы «Каравай М.Ф., Подлазов B.C. Распределенный полный коммутатор как «идеальная» системная сеть для многопроцессорных вычислительных систем // Управление большими системами. - 2011. - Вып. 34. - С. 92 - 116» системная сеть в виде двумерного р-ичното мультикольца выбрана в качестве прототипа.Considered in chapter 2.1 of the work “Karavay MF, Podlazov B.C. Distributed full switch as an “ideal” system network for multiprocessor computing systems // Management of large systems. - 2011. - Issue. 34. - S. 92 - 116 "system network in the form of a two-dimensional p-ichnoto multi-ring selected as a prototype.
Главный недостаток неблокируемой самомаршрутизируемой сети, описанной в прототипе, заключается в том, что число узлов сети лишь квадратично зависит от размерности коммутатора, из которого строится сеть, что ограничивает область его применения системами с десятками абонентов (процессоров). В этой сети используется статический способ построения неблокируемых маршрутов, что имеет ограниченное применение, так как не пригодно в сетях с более сложной топологией, где необходимо учитывать динамически возникающие конфликты.The main disadvantage of the non-blocking self-routing network described in the prototype is that the number of network nodes only quadratically depends on the size of the switch from which the network is built, which limits its scope to systems with dozens of subscribers (processors). This network uses a static method for constructing non-blocking routes, which is of limited use, as it is not suitable in networks with a more complex topology where dynamically arising conflicts must be taken into account.
Технической задачей изобретения является разработка способа организации неблокируемой самомаршрутизируемой системной сети с большим числом узлов N=р3 для расширения области ее применимости на системы с сотнями и тысячами узлов. В предлагаемом способе должна быть учтена встроенная в сеть процедура динамической локальной самомаршрутизации, обеспечивающая достижение свойства неблокируемости.An object of the invention is to develop a method for organizing a non-blocking self-routing system network with a large number of nodes N = p 3 to expand its field of applicability to systems with hundreds and thousands of nodes. In the proposed method, the dynamic local self-routing procedure integrated into the network must be taken into account, which ensures the achievement of the non-blocking property.
Техническим результатом изобретения является способ организации новой неблокируемой самомаршрутизируемой системной сети в виде 3-мерного p-ичного мультикольца, отличающийся кубической зависимостью числа узлов сети N от размерности коммутаторов р (N=р3).The technical result of the invention is a method of organizing a new non-blocking self-routing system network in the form of a 3-dimensional p-ary multiring, characterized by a cubic dependence of the number of network nodes N on the dimension of the switches p (N = p 3 ).
Технический результат достигается тем, что предложен новый способ организации системной сети в виде неблокируемого самомаршрутизируемого трехмерного p-ичного мультикольца, характеризующийся тем, что каждый i-ый узел из N=p3 узлов, пронумерованных от 1 до N, соединяют 3-мя группами симплексных линий передачи сетевых пакетов, соответствующим 3-м измерениям мультикольца, с m узлами, номера которых вычисляют по формулам i+m, i+mp, i+mp2 соответственно в первом, втором и третьем измерениях, значение m равно 0, 1, 2, …, р-1 и задает номер линии в группе (где р - натуральное число), при этом каждый узел включает процессор с 2р входами и р выходами, а также коммутатор с 5(р-1)+1 входами и 6(р-1)+2 выходами, соединяемых семью группами линий, а именно, группой линий XO в первом измерении, группами линий YI, YM, YD, YR во втором измерении и группами линий ZI, ZM в третьем измерении,The technical result is achieved by the fact that a new method of organizing a system network in the form of a non-blocking, self-routing three-dimensional p-ary multi-ring is proposed, characterized in that each i-th node of N = p 3 nodes, numbered from 1 to N, are connected by 3 groups of simplex transmission lines of network packets corresponding to the 3rd dimensions of the multi-ring, with m nodes, the numbers of which are calculated by the formulas i + m, i + mp, i + mp 2, respectively, in the first, second and third dimensions, the value of m is 0, 1, 2 , ..., p-1 and sets the line number in the group (where p - atural number), with each node including a processor with 2p inputs and p outputs, as well as a switch with 5 (p-1) +1 inputs and 6 (p-1) +2 outputs connected by seven groups of lines, namely, a group lines X O in the first dimension, groups of lines Y I , Y M , Y D , Y R in the second dimension and groups of lines Z I , Z M in the third dimension,
причем, р линий группы XO прокладывают с р выходов процессора i-го узла на входы р коммутаторов соответствующих m узлов,moreover, p lines of the group X O are laid from p outputs of the processor of the i-th node to the inputs of p switches of the corresponding m nodes,
р линий группы YI прокладывают с р выходов коммутатора i-го узла на входы р процессоров соответствующих m узлов,p lines of the group Y I are laid from p outputs of the switch of the i-th node to the inputs of p processors of the corresponding m nodes,
р линий группы ZI прокладывают с р выходов коммутатора i-го узла на входы р процессоров соответствующих m узлов,p lines of group Z I are laid from p outputs of the switch of the i-th node to the inputs of p processors of the corresponding m nodes,
р-1 линий групп YM, YD, YR, ZM прокладывают на входы р-1 коммутаторов соответствующих m узлов, номера которых вычисляют при m=1, 2, …, р-1, а именно,p-1 lines of groups Y M , Y D , Y R , Z M are laid at the inputs of p-1 switches of the corresponding m nodes, the numbers of which are calculated for m = 1, 2, ..., p-1, namely,
р-1 линий группы YM прокладывают с р-1 выходов коммутатора i-го узла на входы р-1 коммутаторов соответствующих m узлов,p-1 lines of the group Y M are laid from p-1 outputs of the switch of the i-th node to the inputs of p-1 switches of the corresponding m nodes,
р-1 линий группы YD прокладывают с р-1 выходов коммутатора i-го узла на входы р-1 коммутаторов соответствующих m узлов,p-1 lines of the group Y D are laid from p-1 outputs of the switch of the i-th node to the inputs of p-1 switches of the corresponding m nodes,
р-1 линий группы YR прокладывают с р-1 выходов коммутатора i-го узла на входы р-1 коммутаторов соответствующих m узлов, причем в данной группе при вычислении номера следующего узла значения m задают с отрицательным знаком, то есть i-mp,p-1 lines of the group Y R are laid from p-1 outputs of the switch of the i-th node to the inputs of p-1 of the switches of the corresponding m nodes, and in this group, when calculating the number of the next node, the values of m are set with a negative sign, that is, i-mp,
р-1 линий группы ZM прокладывают с р-1 выходов коммутатора i-го узла на входы р-1 коммутаторов соответствующих m узлов;p-1 lines of the group Z M are laid from p-1 outputs of the switch of the i-th node to the inputs of p-1 switches of the corresponding m nodes;
при этом, внутри каждого коммутатора организуют полнокоммутаторные связи от входов XO к выходам YI, ZI и YM, от входов YM к выходам ZI, от входов YD к выходам YR и ZM, от входов YR к выходам ZI, от входов ZM к выходам YI и прямые связи от входов XO к выходам YD, а выбор соединений для передачи сетевых пакетов устанавливают посредством коммутатора независимо от других узлов с учетом параметров маршрута в заголовке пакета и наличия конфликтов на линиях групп YM и YR следующим образом:at the same time, inside each switch, full-switch communications are organized from inputs X O to outputs Y I , Z I and Y M , from inputs Y M to outputs Z I , from inputs Y D to outputs Y R and Z M , from inputs Y R to outputs Z I , from inputs Z M to outputs Y I and direct connections from inputs X O to outputs Y D , and the choice of connections for transmitting network packets is established by the switch independently of other nodes, taking into account the route parameters in the packet header and the presence of conflicts on the lines groups Y M and Y R as follows:
параметры кратчайшего маршрута m1, m2, m3 в заголовке пакета, сформированном процессором, при отсутствии конфликтов задают три этапа прокладки прямого пути пакетом, а именно, узел-источник передает пакет по линии XO(m1) в следующий узел сети, коммутатор которого передает пакет без буферизации по линии YM(m2) в следующий узел сети, коммутатор которого передает пакет без буферизации по линии ZI(m3) в узел-приемник;the parameters of the shortest route m 1 , m 2 , m 3 in the packet header generated by the processor, in the absence of conflicts, specify three stages of laying the direct path by the packet, namely, the source node transmits the packet along the line X O (m 1 ) to the next network node, the switch of which transmits a packet without buffering on the Y M (m 2 ) line to the next network node, the switch of which transmits a packet without buffering on the Z I (m 3 ) line to the receiving node;
если коммутатор обнаруживает конфликт при передаче пакета на линию YM(m2), то он устанавливает соединение для передачи этого пакета на линию YD(m2), причем параметр m2 берется равным параметру m1 (то есть номеру линии XO(m1), по которой коммутатор получает пакет);if the switch detects a conflict when transmitting a packet on line Y M (m 2 ), then it establishes a connection for transmitting this packet on line Y D (m 2 ), and parameter m 2 is taken equal to parameter m 1 (that is, line number X O ( m 1 ) by which the switch receives the packet);
если коммутатор не обнаруживает конфликт при передаче пакета с входа YD(m2) на линию YR(m2 *), то он устанавливает соединение для передачи этого пакета на линию YR(m2 *) с номером m2 *=m2-m1 при m1≥m2 или на линию YR(m2 *) с номером m2 *=m2-m1-р при m1<m2,if the switch does not detect a conflict when transmitting a packet from input Y D (m 2 ) to line Y R (m 2 * ), then it establishes a connection for transmitting this packet to line Y R (m 2 * ) with number m 2 * = m 2 -m 1 for m 1 ≥m 2 or to the line Y R (m 2 * ) with the number m 2 * = m 2 -m 1 -p for m 1 <m 2 ,
если коммутатор обнаруживает конфликт при передаче пакета с входа YD(m2) на линию YR(m2 *), то он устанавливает соединение для передачи этого пакета на линию ZM(m3 #) с номером m3 #=m3-1 при m1≥m2 или на линию ZM(m3 #) с номером m3 #=m3 при m1<m2;if the switch detects a conflict when transmitting a packet from input Y D (m 2 ) to line Y R (m 2 * ), then it establishes a connection for transmitting this packet to line Z M (m 3 # ) with number m 3 # = m 3 -1 for m 1 ≥m 2 or to the line Z M (m 3 # ) with the number m 3 # = m 3 for m 1 <m 2 ;
если коммутатор получает пакет по линии YR(m2 *), то передает его в узел-приемник по линии ZI(m3 *) с номером m3 *=m3 при m1≥m2 или по линии ZI(m3 *) с номером m3 *=m3+1 при m1<m2;if the switch receives a packet on the Y R line (m 2 * ), then it sends it to the receiving node on the Z I (m 3 * ) line with the number m 3 * = m 3 for m 1 ≥m 2 or on the Z I line ( m 3 * ) with the number m 3 * = m 3 +1 for m 1 <m 2 ;
если коммутатор получает пакет по линии ZM(m3 #), то передает его в узел-приемник по линии YI(m2 #) с номером m2 #=m2-m1+р при m1≥m2 или по линии YI(m2 #) с номером m2 #=m2-m1 при m1<m2.if the switch receives the packet on the Z M line (m 3 # ), it transmits it to the receiving node on the Y I (m 2 # ) line with the number m 2 # = m 2 -m 1 + p for m 1 ≥m 2 or along the line Y I (m 2 # ) with the number m 2 # = m 2 -m 1 for m 1 <m 2 .
Номера запасных линий m2 *, m3 *, m2 #, m3 # для передачи пакета в случае конфликтов вычисляют в процессорах узлов и загружают в заголовки пересылаемых пакетов наряду с параметрами кратчайшего маршрута m1, m2, m3, при этом коммутаторы узлов устанавливают соединения с использованием уже вычисленных номеров запасных линий, полученных в заголовках пакетов.The spare line numbers m 2 * , m 3 * , m 2 # , m 3 # for packet transmission in case of conflict are calculated in the node processors and loaded into the headers of the forwarded packets along with the shortest route parameters m 1 , m 2 , m 3 , while node switches establish connections using the already calculated spare line numbers received in the packet headers.
Техническая сущность и принцип действия предложенной сети поясняются чертежами.The technical nature and principle of operation of the proposed network are illustrated by drawings.
На фиг. 1 и фиг. 2 приведены структура и узел НСС сети в виде 2-мерного 3-ичного мультикольца.In FIG. 1 and FIG. 2 shows the structure and node of the NSS network in the form of a 2-dimensional 3-egg multiring.
На фиг. 3 приведена таблица соединений 2-мерной НСС сети.In FIG. Figure 3 shows the connection table for a 2-dimensional HCC network.
На фиг. 4 и фиг. 5 приведены структура и коммутатор НСС сети в виде 3-мерного р-ичного мультикольца.In FIG. 4 and FIG. Figure 5 shows the structure and switch of the NSS network in the form of a 3-dimensional r-ary multiring.
На фиг. 6 приведена таблица соединений 3-мерной НСС сети.In FIG. Figure 6 shows the connection table for a 3-dimensional HCC network.
На фиг.7 приведена схема узла 3-х мерной p-ичной НСС сети.Figure 7 shows a diagram of a node of a 3-dimensional p-ary HSS network.
На фиг. 8 и фиг. 9 приведены графы маршрутизации в 3-мерной p-ичной НСС сети при │YD│≥│YM│ и │YD│<│YM│.In FIG. 8 and FIG. Figure 9 shows the routing graphs in a 3-dimensional p-ary HSS network with │Y D │≥│Y M │ and │Y D │ <│Y M │.
На фиг. 10 и фиг. 11 приведены примеры маршрутизация в 3-мерной 3-ичной НСС сети при │YD│≥│YM│ и │YD│<│YM│.In FIG. 10 and FIG. Figure 11 shows examples of routing in a 3-dimensional 3-ary NSS network with │Y D │≥│Y M │ and │Y D │ <│Y M │.
На фиг. 12 и фиг. 13 приведены примеры маршрутизации в 3-мерной 4-ичной НСС сети при │YD│≥│YM│ и │YD│<│YM│.In FIG. 12 and FIG. 13 shows examples of routing in a 3-dimensional 4-ary NSS network with │Y D │≥│Y M │ and │Y D │ <│Y M │.
На фиг. 14 приведен график частот конфликтов по результатам моделирования 3-мерной p-ичной НСС сети.In FIG. Figure 14 shows a graph of conflict frequencies based on the results of modeling a 3-dimensional p-ary HSS network.
Опишем способ организации предложенной системной сети.We describe a method for organizing the proposed system network.
Одной из сетей, которая является как неблокируемой так и самомаршрутизируемой является сеть с топологией 2-мерного p-ичного мультикольца (будем называть ее мультикольцо). Оно состоит из 2(р-1) разных симплексных колец с шагами {1, 2, …, р-1}, составляющих измерение X, и с шагами {р, 2р, …, р(р-1)}, составляющих измерение Y, и имеет N=р2 узлов. Каждое кольцо состоит из одинаковых дуг, длина которых определяет шаг кольца и задается разностью по modN номеров инцидентных узлов. На фиг. 1 представлено 2-мерное 3-ичное мультикольцо из 9 узлов с шагами {1, 2}и{3, 6}. В нем дуги измерений X,Y представлены сплошными и пунктирными линиями соответственно (два кольца измерения Y с шагами 3 и 6 являются встречными кольцами и на фиг. 1 изображены одним двунаправленным кольцом). Узел сети с топологией 2-мерного p-ичного мультикольца изображен на фиг. 2, он состоит из абонента Ai (процессора) и коммутатора р×р; линии связи, соответствующие дугам измерения X, соединяют выходы абонента узла с входами коммутаторов других узлов, а линии связи, соответствующие дугам измерения Y, соединяют выходы коммутатора узла с входами абонентов других узлов. Схема межсоединений в 2-мерном р-ичном мультикольце задается таблицей инциденций, в которой в ячейках находятся номера инцидентных узлов. Для мультикольца на фиг. 1 схема межсоединений задана в табл. 1 на фиг. 2 (в дальнейшем «сеть с топологией мультикольца» и «мультикольцо» будем использовать как синонимы).One of the networks that is both non-blocking and self-routing is a network with the topology of a 2-dimensional p-ary multiring (we will call it a multiring). It consists of 2 (p-1) different simplex rings with steps {1, 2, ..., p-1} making up the dimension X, and with steps {p, 2p, ..., p (p-1)} making up the dimension Y, and has N = p 2 nodes. Each ring consists of identical arcs, the length of which determines the step of the ring and is given by the difference modN of the numbers of incident nodes. In FIG. Figure 1 shows a 2-dimensional 3-element multiring of 9 knots with steps {1, 2} and {3, 6}. In it, the arcs of measurements X, Y are represented by solid and dashed lines, respectively (two rings of measurement Y with
Самомаршрутизация осуществляется с помощью таблицы инциденций по номерам абонента-источника и абонента-приемника. Пусть для примера это будут узлы 2 и 7 соответственно, подчеркнутые в табл. 1. По правой части таблицы находятся номера коммутаторов, из которых есть дуги к приемнику. В примере это коммутаторы 1, 4 и 7, обозначенные двойным подчеркиванием. В левой части таблицы из этих коммутаторов находится тот коммутатор, к которому есть дуга от источника. В примере это коммутатор 4. С другой стороны любой путь длины L2 в 2-мерном мультикольце представляет собой последовательность не более двух дуг, длины которых задаются как значения разрядов в р-ичной системе счисления L2=i+jp (0≤i, j≤p-1). Здесь i задает длину дуги X, a j -дуги Y.Self-routing is carried out using the table of incidents according to the numbers of the subscriber-source and subscriber-receiver. Let for example these be
Теперь построим сеть в виде трехмерного полного p-личного мультикольца, содержащего N=р3 узлов, как композицию двух неблокируемых двумерных мультиколец.Now we will build a network in the form of a three-dimensional full p-personal multiring containing N = p 3 nodes, as a composition of two non-blocking two-dimensional multirings.
В трехмерном полном p-ичном мультикольце из каждого узла выходят три вида дуг с длинами {1, 2, …, p-1},{р, 2р, …, р(р-1)} и {р2, 2р2, …, р2(р-1)} соответственно. Такое мультикольцо состоит из симплексных колец с разными шагами, каждое из которых состоит из дуг одной длины. Длины составляющих дуг задают длины шагов колец. Кольца с длинами шагов {1, 2, …, р-1} задают измерение X (мультикольцо X), кольца с длинами {р, 2р, …, р(р-1)} - измерение Y (мультикольцо Y) и кольца с длинами {р2, 2р2, …, р2(р-1)} - измерение Z (мультикольцо Z).In a three-dimensional full p-egg multiring, three types of arcs with lengths {1, 2, ..., p-1}, {p, 2p, ..., p (p-1)} and {p 2 , 2p 2 , ..., p 2 (p-1)}, respectively. Such a multiring consists of simplex rings with different steps, each of which consists of arcs of the same length. The lengths of the component arcs specify the lengths of the steps of the rings. Rings with step lengths {1, 2, ..., p-1} define the dimension X (multi-ring X), rings with lengths {p, 2p, ..., p (p-1)} define the dimension Y (multi-ring Y) and rings with
На фиг. 4 показан пример 3-мерного 3-ичного мультикольца из 27 узлов. В нем кольца измерения X обозначены сплошными дугами, измерения Y - пунктирными дугами и измерения Z- штриховыми дугами.In FIG. Figure 4 shows an example of a 3-dimensional 3-egg multi-ring of 27 nodes. In it, the rings of measurement X are denoted by solid arcs, measurements of Y by dashed arcs and measurements of Z by dashed arcs.
На фиг. 5 изображен минимальный коммутатор 3-мерного мультикольца (2р-1)×(3р-1), обеспечивающий передачу данных с р входов измерения XO на р выходов измерения YI и р выходов измерения ZI, образуя два двумерных мультикольца XO, YI и XO, ZI, линии связи в которых заданы таблицей 2 на фиг. 6.In FIG. 5 shows the minimum commutator of a 3-dimensional multi-ring (2p-1) × (3p-1), providing data transfer from p measurement inputs X O to p measurement outputs Y I and p measurement outputs Z I , forming two two-dimensional multi-rings X O , Y I and X O , Z I , the communication lines in which are defined by table 2 in FIG. 6.
Таким образом, пары измерений XO, YI и XO, ZI являются неблокируемыми 2-мерными мультикольцами, в которых любой прямой путь, состоящий не более чем из двух дуг, прокладывается посредством самомаршрутизации только через один коммутатор, как это осуществлялось выше с помощью табл. 1. Коммутатор, поддерживающий эти передачи, представлен фиг. 5.Thus, the measurement pairs X O , Y I and X O , Z I are non-blocking 2-dimensional multirings in which any direct path consisting of no more than two arcs is laid through self-routing through only one switch, as was done above with using table 1. The switch supporting these transmissions is shown in FIG. 5.
Для полной связности узлов трехмерного мультикольца в измерение Y введено р-1 линий мультикольца YM напрямую соединяющих коммутаторы с шагом измерения Y. Соответственно коммутатор узла (фиг. 5) расширен дополнительными входами и выходами YM, а также внутрикоммутаторными связями. Тогда любые два узла трехмерного мультикольца могут быть связаны двухэтапными путями XO, YI и XO ZI или трехэтапными XO, YM, ZI, состоящими из дуги XO от источника к коммутатору, дуги YM между коммутаторами и дуги ZI от коммутатора к приемнику (двухэтапные пути в таком случае являются частным случаем трехэтапных при YM=0). При этом двухэтапные и трехэтапные пути вообще не могут иметь конфликтов, т.к. дуги от источников и к приемникам при перестановке задаются единственным образом, а в середине трехэтапных путей используются дуги, которые отсутствуют в двухэтапных путях.For complete connectivity of the nodes of the three-dimensional multi-ring, p-1 lines of the multi-ring Y M are directly connected to the switches Y with the measurement step Y in the measurement Y. Accordingly, the node switch (Fig. 5) is expanded with additional inputs and outputs Y M , as well as intra-switch connections. Then any two nodes dimensional multikoltsa can be connected two-stage paths X O, Y I and X O Z I or a Three-Step X O, Y M, Z I, consisting of arc X O from the source to the switch, arc Y M between switches and arc Z I from the switch to the receiver (two-step paths in this case are a special case of three-step paths at Y M = 0). At the same time, two-stage and three-stage routes cannot have conflicts at all, because arcs from sources and to receivers are uniquely specified during rearrangement, and in the middle of three-stage paths, arcs that are absent in two-stage paths are used.
Однако в такой сети могут возникать конфликты на линиях YM.However, in such a network, conflicts can occur on the Y M lines.
Для предотвращения всех возможных конфликтов в полученное трехмерное мультикольцо введены в измерение Y параллельно YM по р-1 дополнительных дуг YD и YR, причем YR=-YM, то есть YR является к кольцу YM встречным кольцом, а также р-1 дополнительных дуг ZM между коммутаторами в измерение Z. Узел полученной 3-мерной НСС сети представлен на фиг. 7. Соответствующим образом расширенный коммутатор со всеми его входами и выходами в составе этого узла также изображен на фиг. 7, он имеет 5(р-1)+1 входов и 6(р-1)+2 выходов (линии размечаются длинами дуг им соответствующих). При этом, внутри каждого коммутатора организованы полнокоммутаторные связи от входов XO к выходам YI, ZI и YM, от входов YM к выходам ZI, от входов YD к выходам YR и ZM, от входов YR к выходам ZI, от входов ZM к выходам YI и прямые связи от входов XO к выходам YD (на фиг. 7 эти группы связей изображены внутри коммутатора линиями, соединяющими соответствующие группы входов с соответствующими группами выходов).To prevent all possible conflicts, the resulting three-dimensional multi-ring is introduced into the Y dimension in parallel with Y M along p-1 of additional arcs Y D and Y R , and Y R = -Y M , that is, Y R is a counter ring to the ring Y M , and also p-1 of additional arcs Z M between the switches in the Z dimension. The node of the obtained 3-dimensional HSS network is shown in FIG. 7. A suitably expanded switch with all its inputs and outputs as part of this node is also shown in FIG. 7, it has 5 (p-1) +1 inputs and 6 (p-1) +2 outputs (lines are marked by the lengths of the arcs corresponding to them). At the same time, inside each switch, full-switch communications are organized from inputs X O to outputs Y I , Z I and Y M , from inputs Y M to outputs Z I , from inputs Y D to outputs Y R and Z M , from inputs Y R to outputs Z I , from inputs Z M to outputs Y I and direct connections from inputs X O to outputs Y D (in Fig. 7, these groups of connections are shown inside the switch by lines connecting the corresponding groups of inputs with the corresponding groups of outputs).
Покажем, что таким образом расширенное трехмерное мультикольцо является неблокируемой самомаршрутизуемой сетью для произвольной перестановки пакетов данных.We show that in this way the extended three-dimensional multi-ring is a non-blocking self-routing network for arbitrary permutation of data packets.
На фиг. 8 и фиг. 9 показаны все варианты самомаршрутизации любого пакета, попавшего в конфликт, в 3-мерной p-ичной НСС сети соответственно при │YD│≥│YM│ при │YD│<│YM│. Причем эти варианты не требуют буферизации, что доказывает неблокируемость данной сети.In FIG. 8 and FIG. Figure 9 shows all the options for self-routing of any packet in conflict in a 3-dimensional p-ary NSS network, respectively, for │Y D │≥│Y M │ for │Y D │ <│Y M │. Moreover, these options do not require buffering, which proves the non-blocking nature of this network.
Путевую информацию будем представлять номерами выходных дуг коммутаторов в каждом узле, которые должны составлять прямой путь. Дуги нумеруются для каждого измерения в порядке возрастания их длин числами от 0 до р-1. Номер 0 задает либо внутриузловую дугу в узле-источнике и в узле-приемнике, либо отсутствие дуги между коммутаторами разных узлов. Таким образом, дуги с длиной m1 измерениях X задаются как числа m1 (0≤m1≤р-1), дуги с длиной m2p измерения Y задаются как числа m2 (0≤m2≤p-1) и дуги с длиной m3p2 измерения Z задаются как числа m3 (0≤m3≤р-1).We will represent the traveling information by the numbers of the output arcs of the switches at each node, which should be a direct path. Arcs are numbered for each dimension in increasing order of their lengths by numbers from 0 to p-1.
Для прокладки прямого пути пакет должен содержать как минимум три числа m1, m2, m3, задающих кратчайший путь между узлом-источником и узлом-приемником.To lay a direct path, the packet must contain at least three numbers m 1 , m 2 , m 3 , which specify the shortest path between the source node and the destination node.
Число m1 задает дугу XO(m1) длиной m1 от узла-источника s в промежуточный узел а (см. фиг. 8 и 9). При m1=0 узлы s и а совпадают. Число m2 задает дугу YM(m2) длиной m2p от узла а к промежуточному узлу b. При m2=0 узлы а и b совпадают. Число m3 задает дугу Z1(m3) длиной m3p2 от коммутатора узла b к узлу-приемнику с. Эти числа для каждого кратчайшего пути вычисляются каждым узлом-источником s заранее. Числа m2 * и m3 * задают запасные дуги YR(m2 *) и ZI(m3 *) на случай, если на дуге YM(m2) возникнет конфликт. Числа m2 # и m3 # задают запасные дуги YI(m2 #) и ZM(m3 #) на случай, если на дуге YR(m2 *) возникнет конфликт. Эти запасные дуги, наряду с YD, и будут использованы коммутаторами узлов сети для передачи пакетов в обход конфликтных дуг на пути к узлу-приемнику с. The number m 1 defines an arc X O (m 1 ) of length m 1 from the source node s to the intermediate node a (see Figs. 8 and 9). When m 1 = 0, the nodes s and a coincide. The number m 2 defines an arc Y M (m 2 ) of length m 2 p from node a to intermediate node b. When m 2 = 0, the nodes a and b coincide. The number m 3 defines an arc Z 1 (m 3 ) of length m 3 p 2 from the switch of node b to the receiving node c. These numbers for each shortest path are calculated by each source node s in advance. The numbers m 2 * and m 3 * define the spare arcs Y R (m 2 * ) and Z I (m 3 * ) in case a conflict arises on the arc Y M (m 2 ). The numbers m 2 # and m 3 # define the spare arcs Y I (m 2 # ) and Z M (m 3 # ) in case a conflict arises on the arc Y R (m 2 * ). These spare arcs, along with Y D , will be used by the switches of the network nodes to transmit packets bypassing conflicting arcs on the way to the receiving node c.
Рассмотрим подробнее процедуру передачи конфликтных пакетов по запасным дугам.Let us consider in more detail the procedure for transmitting conflicting packets along spare arcs.
При произвольной перестановке из р-1 узлов s по р-1 дугам XO в узел а поступает р-1 пакетов. Они могут бесконфликтно проследовать по р-1 дугам YM в р-1 узлов b. И далее по соответствующим р-1 дугам ZI в р-1 узлов с (на фиг. 8 и 9 для простоты показана передача одного пакета из узла s в узел с). Однако при определенных перестановках может быть ситуация, при которой на передачу по одной дуге YM претендуют несколько пакетов из р-1 узлов s. Такая ситуация считается конфликтом первого типа на этой дуге. Конфликт первого типа возникает, когда пути из разных р-1 узлов-источников s, проходя через узел а, совпадают на одной и той же дуге YM, ведущей в узел b, и далее расходятся по разным дугам в разные узлы с. Таких пересечений путей, таким образом, может быть любое количество от 2 до р-1.At an arbitrary permutation p-1 of node s to p-1 X O arcs to the node and receives p-1 packets. They can follow the p-1 arcs Y M at p-1 nodes b without conflict. And then along the corresponding p-1 arcs Z I in p-1 nodes c (in Fig. 8 and 9, for simplicity, the transmission of one packet from node s to node c is shown). However, with certain permutations, there may be a situation in which several packets from p − 1 nodes s pretend to transmit along one arc Y M. This situation is considered a conflict of the first type on this arc. A conflict of the first type occurs when the paths from different p-1 source nodes s passing through node a coincide on the same arc Y M leading to node b, and then diverge along different arcs to different nodes c. Such intersections of paths, therefore, can be any number from 2 to p-1.
Разрешение конфликта для каждого пакета узла-источника s, попавшего в конфликт, осуществляется следующим образом (см. фиг. 8 и 9): из узла а прокладывается путь в узел d по дуге YD(m2=m1) длиной m1p, у которой номер дуги m2 равен номеру m1 той дуги XO(m1), по которой этот пакет пришел в узел а. Дальнейший ход самомаршрутизации зависит от соотношения длин │YD│ и │YM│ (операция модуля определяет длину линии), а также от наличия конфликта на дуге YR.The resolution of the conflict for each packet of the source node s in conflict is as follows (see Figs. 8 and 9): from node a , a path to node d is laid along the arc Y D (m 2 = m 1 ) of length m 1 p where the number of the arc m 2 is equal to the number m 1 of that arc X O (m 1 ) by which this packet arrived at node a . The further course of self-routing depends on the ratio of the lengths │Y D │ and │Y M │ (the module operation determines the line length), as well as on the presence of a conflict on the arc Y R.
При │YD│≥│YM│ (то есть m1≥m2) и отсутствии конфликта на дуге YR(m2 *=m2-m1) осуществляется по ней возврат из узла d в узел b и далее в узел-приемник с по дуге ZI(m3 *=m3) длиной m3p2. При │YD│<│YM│ (то есть m1<m2) и отсутствии конфликта на дуге YR(m2 *=m2-m1-р) с уменьшенной на р2 длиной │YR(m2 *)│=(m2-m1)р-р2 осуществляется по ней возврат из узла d в узел b* и далее в узел-приемник с по дуге ZI(m3 *=m3+1) длиной m3p2+р2.If │Y D │≥│Y M │ (i.e., m 1 ≥m 2 ) and there is no conflict on the arc Y R (m 2 * = m 2 -m 1 ), it returns from node d to node b and then to receiver node with an arc Z I (m 3 * = m 3 ) of length m 3 p 2 . When │Y D │ <│Y M │ (i.e. m 1 <m 2) and there is no conflict on the arc Y R (m * = m 2 -m 1 -p 2) reduced to p 2 length │Y R (m 2 * ) │ = (m 2 -m 1 ) solution 2 is used to return from node d to node b * and then to the receiving node with an arc Z I (m 3 * = m 3 +1) of length m 3 p 2 + p 2 .
Однако на YR могут возникнуть конфликты пакетов, полученных по дугам YD, эти конфликты назовем конфликтами второго рода. Тогда сообщение из узла-источника s, попав в конфликт на YR, при │YD│≥│YM│ будет передано из узла d «в обход» по дуге ZM(m3 #=m3-1) длиной m3p2-р2 в узел е и далее по дуге YI(m2 #=m2-m1+р) длиной (m2-m1)р+р2 в узел с. А сообщение из узла-источника s, попав в конфликт на YR, при │YD│<│YM│ будет передано из узла d «в обход» по дуге ZM(m3 #=m3) длиной m3p2 в узел е и далее по дуге YI(m2 #=m2-m1) длиной (m2-m1) р в узел с.However, conflicts can occur on Y R packets received on arcs Y D , these conflicts will be called conflicts of the second kind. Then the message from the source node s, having fallen into conflict on Y R , for │Y D │≥│Y M │ will be transmitted from the node d "bypassing" along the arc Z M (m 3 # = m 3 -1) of length m 3 p 2 -p 2 to node e and further along the arc Y I (m 2 # = m 2 -m 1 + p) of length (m 2 -m 1 ) p + p 2 to node c. And the message from the source node s, having fallen into conflict on Y R , with │Y D │ <│Y M │ will be transmitted from the node d "bypassing" along an arc Z M (m 3 # = m 3 ) of length m 3 p 2 to node e and further along the arc Y I (m 2 # = m 2 -m 1 ) of length (m 2 -m 1 ) p to node c.
Подведем итог. На фиг. 8 и 9 показаны пути, возникающие при самомаршрутизации пакета в процессе пересылки его из узла s в с (s→c), для любого узла s и с в составе произвольной перестановки пакетов всех узлов.Summarize. In FIG. Figures 8 and 9 show the paths that arise during packet self-routing in the process of forwarding it from node s to c (s → c), for any node s and c as part of an arbitrary permutation of packets of all nodes.
Пути самомаршрутизации при │YD│≥│YM│.Self-routing paths with │Y D │≥│Y M │.
Путь при отсутствии конфликтов - sabc: XO(m1), YM(m2), ZI(m3).The path in the absence of conflict is sabc: X O (m 1 ), Y M (m 2 ), Z I (m 3 ).
Путь при конфликте на дуге YM(m2≤m1) - sadbc: XO(m1), YD(m2), YR(m2 *=m2-m1), ZI(m3 *=m3).The path in the conflict on the arc Y M (m 2 ≤m 1 ) - sadbc: X O (m 1 ), Y D (m 2 ), Y R (m 2 * = m 2 -m 1 ), Z I (m 3 * = m 3 ).
Путь при конфликтах на дугах YM(m2≤m1) и YR(m2 *) - sadec: XO(m1), YD(m1), ZM(m3 #=m3-1), YI(m2 #=m2-m1+p).Conflict path on arcs Y M (m 2 ≤m 1 ) and Y R (m 2 * ) - sadec: X O (m 1 ), Y D (m 1 ), Z M (m 3 # = m 3 -1 ), Y I (m 2 # = m 2 -m 1 + p).
Пути самомаршрутизации при │YD│<│YM│Self-routing paths for │Y D │ <│Y M │
Путь при отсутствии конфликтов - sabc: XO(m1), YM(m2), ZI(m3).The path in the absence of conflict is sabc: X O (m 1 ), Y M (m 2 ), Z I (m 3 ).
Путь при конфликте на дуге YM(m2>m1) - sadb*c:): XO(m1), YD(m1), YR(m2 *=m2-m1-р), ZI(m3 *=m3+1).The path in the conflict on the arc Y M (m 2 > m 1 ) is sadb * c :): X O (m 1 ), Y D (m 1 ), Y R (m 2 * = m 2 -m 1 -р) , Z I (m 3 * = m 3 +1).
Путь при конфликтах на дугах YM(m2>m1) и YR(m2 *) - sadec: XO(m1), YD(m1), ZM(m3 #=m3), YI(m2 #=m2-m1).The path in conflicts on the arcs Y M (m 2 > m 1 ) and Y R (m 2 * ) is sadec: X O (m 1 ), Y D (m 1 ), Z M (m 3 # = m 3 ), Y I (m 2 # = m 2 -m 1 ).
Как видно, параметры маршрута m2*, m3*, m2 #, m3 # являются производными от параметров кратчайшего пути, заданного числами m1, m2, m3, и вычисляются в двух вариантах в зависимости от соотношения │YD│ и │YM│ (или m1 и m2), то есть все возможные маршруты передачи пакета с учетом конфликтов определяются набором из семи параметров: m1, m2, m3 и m2 *, m3 *, m2 #, m3 #. Номера запасных линий для бесконфликтной доставки пакета могут быть вычислены процессором и загружены в заголовок пакета наряду с параметрами m1, m2, m3, а могут быть и вычислены коммутатором при установлении соединения, если наделить его этой функцией.As you can see, the route parameters m 2 *, m 3 *, m 2 # , m 3 # are derived from the parameters of the shortest path given by the numbers m 1 , m 2 , m 3 , and are calculated in two versions, depending on the relation │Y D │ and │Y M │ (or m 1 and m 2 ), that is, all possible packet transmission routes, taking into account conflicts, are determined by a set of seven parameters: m 1 , m 2 , m 3 and m 2 * , m 3 * , m 2 # , m 3 # . Spare line numbers for conflict-free packet delivery can be calculated by the processor and loaded into the packet header along with the parameters m 1 , m 2 , m 3 , or they can be calculated by the switch when establishing a connection if you endow it with this function.
Для реализации предлагаемой самомаршрутизации более всего подходит метод "червоточины" - метод, при котором маршрут пакета, устанавливаемый его заголовком, резервируется до тех пор, пока по нему не пройдет хвостовик пакета. Каждый пакет можно представить в виде червя, который прокладывает себе путь по сети сквозь коммутаторы. Пакет как бы растягивается по промежуточным узлам сети, последовательно занимая каналы от отправителя к получателю. Если канал занят передачей, то пришедший вновь пакет блокируется и ожидает его освобождения. В этом случае передача данного пакета приостанавливается, но он не теряется и не освобождает уже занятых каналов сети. Движение пакета возобновляется после того, как соответствующий канал сети становится свободным. Таким образом, пакет целиком хранится только в момент отправки в узле-источнике и в момент получения в узле-получателе. Отметим, что предложенный способ организации сети исключает пересечение "червоточин".To implement the proposed self-routing, the wormhole method is most suitable - a method in which the packet route set by its header is reserved until the packet shank passes through it. Each packet can be represented as a worm that makes its way through the network through switches. The packet, as it were, is stretched along the intermediate network nodes, sequentially occupying the channels from the sender to the receiver. If the channel is busy transmitting, then the packet arriving again is blocked and awaits its release. In this case, the transmission of this packet is suspended, but it is not lost and does not release the already occupied network channels. Packet traffic resumes after the corresponding network channel becomes free. Thus, the entire package is stored only at the time of sending at the source node and at the time of receipt at the destination node. Note that the proposed method of networking eliminates the intersection of "wormholes."
Проиллюстрируем неблокируемость и самомаршрутизируемость на примерах конкретных мультиколец.We illustrate non-blocking and self-routing using specific multirings as examples.
На фиг. 10 и 11 приведены примеры маршрутизация в 3-мерной 3-ичной НСС сети, приведенной на фиг. 4, соответственно при │YD│≥│YM│ и │YD│<│YM│ (номера узлов для записи маршрута берутся с фиг. 4).In FIG. 10 and 11 are examples of routing in a 3-dimensional 3-ary HSS network shown in FIG. 4, respectively, with │Y D │≥│Y M │ and │Y D │ <│Y M │ (node numbers for recording the route are taken from Fig. 4).
На фиг. 10 изображены маршруты s1→с2 (2→3→6→24) и s2→с1 (1→3→6→15), конфликтующие на дуге 3→6, первый из конфликтующих путей может остаться на дуге 3→6, а второй прокладывается «в обход» в случае одного конфликта по маршруту 1→3→9→6→15, при попадании в конфликт второго типа на дуге 9→6, пакет обходит дугу 9→ 6 по маршруту 1→3→9→9→15.In FIG. Figure 10 shows the routes s 1 → c 2 (2 → 3 → 6 → 24) and s 2 → c 1 (1 → 3 → 6 → 15), conflicting on the
На фиг. 11 изображены два маршрута s2→с2 (27→2→8→26) и s1→c1 (1→2→8→17) конфликтующие на дуге 2→8, первый из конфликтующих путей остается на дуге 2→8, а второй прокладывается «в обход» в случае одного конфликта по маршруту 1→2→5→26→17, при попадании в конфликт второго типа на дуге 5→26, пакет обходит дугу 5→26 по маршруту 1→2→5→14→17.In FIG. 11 shows two routes s 2 → с 2 (27 → 2 → 8 → 26) and s 1 → c 1 (1 → 2 → 8 → 17) conflicting on an
Рассмотрим подробнее причины возникновения конфликтов второго типа и их разрешения на примере 3-мерного 4-ичного мультикольца, содержащего 81 узел (фиг. 12 и 13).Let us consider in more detail the reasons for the occurrence of conflicts of the second type and their resolution using the example of a 3-dimensional 4-egg multiring containing 81 nodes (Figs. 12 and 13).
На фиг. 12 изображены маршруты s3→c2 (79→1→9→41) и s2 *→с1 (3→5→9→25). Первый пакет вступает в конфликт первого типа на дуге YM с сообщением из узла s1 и передается в обход с использованием дуги YD и YR по маршруту 79→1→13→9→41. Второй пакет вступает в конфликт первого типа на дуге YM с пакетом из узла s1 * и передается в обход с использованием дуги YD и YR по маршруту 3→5→13→9→25. Однако эти маршруты пересекаются на дуге YR(13→9), что и порождает конфликт второго типа. Первый пакет передается в обход по маршруту 79→1→13→29→41, тем разрешая возникший конфликт.In FIG. 12 shows the routes s 3 → c 2 (79 → 1 → 9 → 41) and s 2 * → s 1 (3 → 5 → 9 → 25). The first packet conflicts with the first type on the arc Y M with a message from node s 1 and is bypassed using the arc Y D and Y R along the
На фиг. 13 изображены маршруты s2→с1 (80→1→13→29) и s3 *→c2 (2→5→13→45). Первый пакет вступает в конфликт первого типа на дуге YM с пакетом из узла s1 и передается в обход с использованием дуги YD и YR по маршруту 80→1→9→78→29. Второй пакет вступает в конфликт первого типа на дуге YM с пакетом из узла s1 * и передается в обход с использованием дуги YD и YR по маршруту 2→5→9→78→45. Однако эти маршруты пересекаются на дуге YR(9→78), что и порождает конфликт второго типа. Первый пакет передается в обход по маршруту 80→1→9→25→29, тем разрешая возникший конфликт.In FIG. Figure 13 shows the routes s 2 → c 1 (80 → 1 → 13 → 29) and s 3 * → c 2 (2 → 5 → 13 → 45). The first packet conflicts with the first type on the arc Y M with the packet from node s 1 and is bypassed using the arc Y D and Y R along the
Таким образом, конфликты первого типа, возникшие в узлах а, разрешаются с помощью дополнительного мультикольца YD. Возникшие в разных узлах а, они могут иметь разные или одинаковые следующие узлы d. В первом случае они разрешаются, а во втором могут привести к конфликтам второго типа в узлах d, эти конфликты разрешаются другим способом с помощью дополнительного мультикольца ZM. Других вариантов возникновения конфликтов нет, что позволяет утверждать, что построенное 3-мерное р-ичное мультикольцо с 7(р-1) симплексными кольцами является неблокируемой сетью, для которой предложена процедура локальной динамической самомаршрутизации; это мультикольцо в каждом узле имеет (фиг. 7) выходные дуги XO от абонентов, входные дуги YI, ZI к абонентам и дуги YM, YD, YR и ZM между коммутаторами.Thus, conflicts of the first type that arose at nodes a are resolved with the help of an additional multiring Y D. Arising in different nodes a , they can have different or identical following nodes d. In the first case, they are resolved, and in the second they can lead to conflicts of the second type at nodes d; these conflicts are resolved in a different way using the additional multi-ring Z M There are no other options for the occurrence of conflicts, which allows us to argue that the constructed 3-dimensional rye multiring with 7 (p-1) simplex rings is a non-blocking network for which a procedure of local dynamic self-routing is proposed; this multi-ring in each node has (Fig. 7) output arcs X O from subscribers, input arcs Y I , Z I to subscribers and arcs Y M , Y D , Y R and Z M between the switches.
Рассмотренная процедура задает общую схему прокладки бесконфликтных прямых путей посредством динамической самомаршрутизации, которая осуществляется только на основе локальной информации о конфликтах внутри каждого узла.The considered procedure defines a general scheme for laying conflict-free direct paths through dynamic self-routing, which is carried out only on the basis of local information about conflicts within each node.
Приведем алгоритм динамической локальной самомаршрутизации при прокладке прямых путей в 3-мерном р-ичном мультикольце (параметры маршрута m2 *, m3 *, m2 #, m3 # вычисляются как было описано выше; в конкретной реализации, например, с использованием метода "червоточины" маршруты для всех N узлов НСС сети прокладываются параллельно).We present an algorithm for dynamic local self-routing when laying direct paths in a 3-dimensional r-ring multiring (route parameters m 2 * , m 3 * , m 2 # , m 3 # are calculated as described above; in a specific implementation, for example, using the method wormholes routes for all N nodes of the HCC network are laid in parallel).
1. Если m1=0, то путь прокладывается по локальной дуге в узле s от процессора-источника к коммутатору. Переход к п. 3.1. If m 1 = 0, then the path is laid along a local arc at node s from the source processor to the switch. Go to step 3.
Если m1>0, то путь прокладывается от процессора-источника в узле s по дуге XO(m1) к коммутатору узла а. Переход к п. 2.If m 1 > 0, then the path is laid from the source processor in node s along the arc X O (m 1 ) to the switch of node a . Go to step 2.
2. Если m3=0 и m2=0, то путь прокладывается по локальной дуге в узле а от коммутатора к процессору-приемнику. Конец алгоритма.2. If m 3 = 0 and m 2 = 0, then the path is laid along the local arc in node a from the switch to the processor-receiver. The end of the algorithm.
3. Если m2=0 и m3≠0, то путь прокладывается по дуге ZI(m3) от коммутатора узла а к процессору в узле с. Конец алгоритма.3. If m 2 = 0 and m 3 ≠ 0, then the path is laid along the arc Z I (m 3 ) from the switch of node a to the processor in node c. The end of the algorithm.
Если m2≠0 и m3=0, то путь прокладывается по дуге YI(m2) от коммутатора узла а к процессору-приемнику в узле с. Конец алгоритма.If m 2 ≠ 0 and m 3 = 0, then the path is laid along the arc Y I (m 2 ) from the switch of node a to the processor-receiver in node c. The end of the algorithm.
Если m3>0 и m2>0, то проверяется наличие конфликта на дуге YM(m2).If m 3 > 0 and m 2 > 0, then the presence of a conflict on the arc Y M (m 2 ) is checked.
Если конфликта нет, то путь прокладывается по дуге YM(m2) от коммутатора узла а к коммутатору узла b. Переход к п. 4.If there is no conflict, then the path is laid along the arc Y M (m 2 ) from the switch of node a to the switch of node b. Go to step 4.
Если на дуге YM конфликт имеет место, то путь прокладывается по уникальной для узла дуге YD(m1) от коммутатора узла а к коммутатору узла d. Переход к п. 5.If there is a conflict on the arc Y M , then the path is laid along the arc Y D (m 1 ) unique to the node from the switch of node a to the switch of node d. Go to step 5.
4. Путь прокладывается по дуге ZI(m3) от коммутатора узла b к процессору в узле-приемнике с. Конец алгоритма.4. The path is laid along the arc Z I (m 3 ) from the switch of node b to the processor in the receiving node c. The end of the algorithm.
5. Проверяется конфликтность пути по дуге YR(m2 *).5. Conflicts the path conflict along the arc Y R (m 2 * ).
Если конфликта нет, то путь прокладывается по дуге YR(m2 *) к коммутатору узла b m1≥m2 или узла b* при m1<m2. Переход к п. 6.If there is no conflict, then the path is laid along the arc Y R (m 2 * ) to the switch of the node bm 1 ≥m 2 or node b * for m 1 <m 2 . Go to step 6.
Если же конфликт на дуге YR имеет место, то переход к п. 7.If the conflict on the arc Y R takes place, then go to
6. Путь прокладывается по ZI(m3 *) от коммутатора узла b или узла b* к процессору в узле-приемнике с. Конец алгоритма.6. The path is laid along Z I (m 3 * ) from the switch of node b or node b * to the processor in the receiving node c. The end of the algorithm.
7. Путь прокладывается по дуге ZM(m3 #) от коммутатора узла d к коммутатору узла е. Переход к п. 8.7. The path is laid along the arc Z M (m 3 # ) from the switch of node d to the switch of node e. Go to step 8.
8. Путь прокладывается по дуге YI(m2 #) от коммутатора узла е к приемнику в узле с. Конец алгоритма.8. The path is laid along the arc Y I (m 2 # ) from the switch of node e to the receiver in node c. The end of the algorithm.
Была проведена экспериментальная проверка неблокируемости предложенного 3-мерного р-ичного мультикольца. Была создана его имитационная модель, и в ней реализован алгоритм локальной динамической самомаршрутизации. Была проведена частотная проверка конфликтности алгоритма на произвольных перестановках пакетов. Измерялись частоты ƒ1 и ƒ2 возникновения перестановок с хотя бы одним конфликтом первого типа и второго типа (после разрешения первого) соответственно. На фиг. 14 приведены их величины для разных значений р.An experimental check was made of the non-blockability of the proposed 3-dimensional p-ary multi-ring. Its simulation model was created, and it implements the algorithm of local dynamic self-routing. A frequency check of the conflict of the algorithm was carried out on arbitrary permutations of packets. The frequencies ƒ 1 and ƒ 2 of the occurrence of permutations with at least one conflict of the first type and the second type (after the resolution of the first) were measured, respectively. In FIG. 14 shows their values for different values of p.
Конечно, основной целью экспериментов было измерение частоты ƒ3 возникновения каких-либо конфликтов после разрешения конфликтов первого и второго типов. Эксперименты проводились при каждом р для нескольких миллионов (до десяти) случайных перестановок. Во всех случаях было зафиксировано значение ƒ3=0 (!). Последнее значение подтверждает с высокой степени достоверности неблокируемость рассмотренного мультикольца. Естественно, что полную достоверность дал бы перебор всех перестановок. Однако он практически нереализуем при р>5 даже на суперкомпьютерах. Поэтому он и не проводился даже при р<5 из-за неполноты достигаемого результата.Of course, the main goal of the experiments was to measure the frequency ƒ 3 of the occurrence of any conflicts after resolving conflicts of the first and second types. Experiments were carried out at each p for several million (up to ten) random permutations. In all cases, the value ƒ 3 = 0 (!) Was fixed. The latter value confirms with a high degree of certainty the non-blocking nature of the considered multi-ring. Naturally, exhaustiveness of all permutations would give full certainty. However, it is practically unrealizable at p> 5 even on supercomputers. Therefore, it was not carried out even at p <5 due to the incompleteness of the achieved result.
В заявке предложена новая структура системной сети в виде 3-мерного полного мультикольца на базе 2-мерных неблокируемых мультиколец с минимальным числом дуг. Предложенная структура обеспечивает возможность прокладки бесконфликтных путей посредством их локальной динамической самомаршрутизации в узлах мультикольца. Что позволяет передавать пакеты данных по прямым путям без задержки на их буферизацию в промежуточных узлах. Построенное мультикольцо имеет семерной набор из (р-1)-ой дуг, которые неравномерно распределены по его измерениям - одинарный набор в измерении X, четверной набор в измерении Y и двойной набор в измерении Z.The application proposed a new system network structure in the form of a 3-dimensional full multirings based on 2-dimensional non-blocking multirings with a minimum number of arcs. The proposed structure provides the possibility of laying conflict-free paths through their local dynamic self-routing in the nodes of the multi-ring. This allows data packets to be transmitted along direct paths without delay for their buffering in intermediate nodes. The constructed multi-ring has a seven-dimensional set of (p-1) -th arcs that are unevenly distributed over its dimensions — a single set in the dimension X, a quadruple set in the dimension Y, and a double set in the dimension Z.
Сравним сложности 2-мерного и нового 3-мерного мультиколец при одинаковом числе узлов N2=N3. Поскольку N2=p2 2 и N3=p3 3 то р2=p3 3/2. Сложность S2 2-мерного мультикольца задается как S2=N2p2 2=p2 4=р3 6. Сложность S3 3-мерного мультикольца задается (сложность внутриузлового коммутатора s=8р3 2) как S3=8N3p3 2=8р3 5. Поэтому S2>S3 при р3>8. Таким образом, при одинаковом числе узлов переход от 2-мерного к 3-мерному мультикольцу не только увеличивает число узлов при любом р, но и уменьшает сравнительную сложность последнего при р>8.Compare the complexity of the 2-dimensional and the new 3-dimensional multirings with the same number of nodes N 2 = N 3 . Since N 2 = p 2 2 and N 3 = p 3 3, then p 2 = p 3 3/2 . The complexity S 2 of a 2-dimensional multiring is defined as S 2 = N 2 p 2 2 = p 2 4 = p 3 6 . The complexity S 3 of a 3-dimensional multi-ring is set (the complexity of the intra-node switchboard s = 8р 3 2 ) as S 3 = 8N 3 p 3 2 = 8р 3 5 . Therefore, S 2 > S 3 for p 3 > 8. Thus, with the same number of nodes, the transition from a 2-dimensional to a 3-dimensional multi-ring not only increases the number of nodes for any p, but also reduces the comparative complexity of the latter for p> 8.
Claims (17)
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
RU2018147341A RU2703351C1 (en) | 2018-12-28 | 2018-12-28 | Method of organizing a system network in the form of a non-blocking self-routable three-dimensional p-ary multi-ring |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
RU2018147341A RU2703351C1 (en) | 2018-12-28 | 2018-12-28 | Method of organizing a system network in the form of a non-blocking self-routable three-dimensional p-ary multi-ring |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
RU2703351C1 true RU2703351C1 (en) | 2019-10-16 |
Family
ID=68280355
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
RU2018147341A RU2703351C1 (en) | 2018-12-28 | 2018-12-28 | Method of organizing a system network in the form of a non-blocking self-routable three-dimensional p-ary multi-ring |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
RU (1) | RU2703351C1 (en) |
Citations (5)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
RU2141732C1 (en) * | 1997-12-30 | 1999-11-20 | 16 Центральный научно-исследовательский испытательный институт МО РФ | Commutator |
US20020061156A1 (en) * | 1998-09-04 | 2002-05-23 | Lin Philip J. | Strictly non-blocking switch core having optimized switching architecture based on reciprocity conditions |
WO2005125265A2 (en) * | 2004-06-10 | 2005-12-29 | Ciena Corporation | Reconfigurable switch having an overlapping clos architecture |
WO2008154390A1 (en) * | 2007-06-08 | 2008-12-18 | New Jersey Institute Of Technology | Scalable two-stage clos-networking switch and module-first matching |
RU2435295C2 (en) * | 2009-08-06 | 2011-11-27 | Учреждение Российской академии наук Институт проблем управления им. В.А. Трапезникова РАН | Method to build non-blocked self-routed expanded commutator |
-
2018
- 2018-12-28 RU RU2018147341A patent/RU2703351C1/en active
Patent Citations (5)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
RU2141732C1 (en) * | 1997-12-30 | 1999-11-20 | 16 Центральный научно-исследовательский испытательный институт МО РФ | Commutator |
US20020061156A1 (en) * | 1998-09-04 | 2002-05-23 | Lin Philip J. | Strictly non-blocking switch core having optimized switching architecture based on reciprocity conditions |
WO2005125265A2 (en) * | 2004-06-10 | 2005-12-29 | Ciena Corporation | Reconfigurable switch having an overlapping clos architecture |
WO2008154390A1 (en) * | 2007-06-08 | 2008-12-18 | New Jersey Institute Of Technology | Scalable two-stage clos-networking switch and module-first matching |
RU2435295C2 (en) * | 2009-08-06 | 2011-11-27 | Учреждение Российской академии наук Институт проблем управления им. В.А. Трапезникова РАН | Method to build non-blocked self-routed expanded commutator |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
US9825844B2 (en) | Network topology of hierarchical ring with recursive shortcuts | |
Yuan | On nonblocking folded-clos networks in computer communication environments | |
US9529775B2 (en) | Network topology of hierarchical ring with gray code and binary code | |
RU2703351C1 (en) | Method of organizing a system network in the form of a non-blocking self-routable three-dimensional p-ary multi-ring | |
Chou et al. | All-to-all personalized exchange in generalized shuffle-exchange networks | |
Liu et al. | A practical interconnection network RP (k) and its routing algorithms | |
Thamarakuzhi et al. | 2-dilated flattened butterfly: A nonblocking switching topology for high-radix networks | |
Chen | A survey of multistage interconnection networks in fast packet switches | |
KR0170493B1 (en) | Non-blocking fault tolerance gamma network for multi-processor system | |
Hwang et al. | On noninterruptive rearrangeable networks | |
Sangeetha et al. | Performance analysis of chained K-ary data centre networks | |
RU2720553C1 (en) | Method of organizing a system network in the form of a fail-safe non-blocking three-dimensional sparse p-ary hypercube | |
Jiang et al. | Rearrangeable f-cast multi-log 2 N networks | |
Hwang et al. | Strictly Nonblocking $ f $-Cast Log $ _ {d}(N, m, p) $ Networks | |
Chung et al. | A problem on blocking probabilities in connecting networks | |
Flammini et al. | Simple, efficient routing schemes for all-optical networks | |
Funabiki et al. | An optical-drop wavelength assignment algorithm for efficient wavelength reuse under heterogeneous traffic in WDM ring networks | |
Podlazov | A Non-Blocking System-Area Network with Multiple Direct Channels | |
WO1993006676A1 (en) | Nonblocking point-to-point fast packet/circuit switching networks | |
Chen et al. | Rearrangeable nonblocking optical interconnection network fabrics with crosstalk constraints | |
Kim et al. | Multirate multicast switching networks | |
Gunawan et al. | Reliability evaluation of optical multistage interconnection networks | |
Duan et al. | A Cost Efficient Multicast Nonblocking Interconnection Network | |
Ohsita et al. | Data center network structure using hybrid optoelectronic routers | |
Kim et al. | XMESH interconnection network for massively parallel computers |