CN106126315A - 一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法 - Google Patents

一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法 Download PDF

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Abstract

本发明公开的一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，包含以下步骤：S1、判断在通讯延迟的某一阈值内是否存在规模多于数据结点的能够互相通讯的虚拟机集群；S2、若存在，则用有效的回溯法或改进的贪心算法寻找在此阈值下由虚拟机构成的完全子图，然后采用Hopcroft‑Karp算法将完全子图中的虚拟机分配给数据结点；若不存在，重复步骤S1。本发明的虚拟机分配方法，能够有效减小解空间，降低虚拟机分配的时间。

Description

一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法
技术领域
本发明涉及虚拟机分配领域，特别涉及一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法。
背景技术
随着数据中心的快速发展和Mapreduce/Hadoop框架的日益重要，越来越多的大数据被放到云系统中处理。在现代基于虚拟化的数据中心上，虚拟机分配是实现云中资源有效调度的首要考虑。在云系统中，大数据被划分成多个数据存储在数据中心的数据结点上等待虚拟机处理。此时，不仅存在虚拟机处理数据时的通讯延迟，也存在汇总计算结果时虚拟机之间的通讯延迟。虚拟机分配策略的不同将导致最大通讯延迟的不同。已经证明对数据结点分配虚拟机并考虑虚拟机之间的通讯延迟，使得最大通讯延迟最小的问题是NP-hard问题。考虑到此问题的难度较高以及此问题相关的解决办法较少，特此提出了发明内容。
仅考虑使用距离数据结点较近的虚拟机来处理数据达到降低最大通讯延迟的目的是不充分的，因为虚拟机之间也需要通讯，比如在MapReduce云应用中，最后的结果需要汇总就需要虚拟机之间通讯。我们把一个大数据假设为一个团队，划分后的数据为团队中的成员，每个成员拥有一个虚拟机用来处理数据，团队中成员需要互相通讯，这才是团队合作。最大通讯延迟不仅取决于数据与(处理此数据的)虚拟机之间的通讯延迟，也取决于(用来处理数据的)虚拟机之间的通讯延迟。
目前已有的解决此问题的方法有两种，第一种提出的启发式算法为用贪心算法为数据结点寻找虚拟机的候选团并结合匈牙利算法为数据结点分配虚拟机，这存在候选团规模可能较小或匹配效率较低的问题。第二种是通过改变原问题的约束条件将其转换成为近似问题，然后松弛成线性规划问题并借用线性规划解法器来求解，其解空间仍为原问题的解空间,解空间较大会增加搜索较优解的时间，效率不高。
因此有必要提出一种新的方法来解决现有技术中存在的问题。
发明内容
本发明的目的在于克服现有技术的缺点与不足，提供一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法。
本发明的目的通过以下的技术方案实现：
一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，包含以下步骤：
S1、判断在通讯延迟的某一阈值内是否存在规模多于数据结点(data node,DN)的能够互相通讯的虚拟机(virtual machine,VM)集群；
S2、若存在，则用有效的回溯法或改进的贪心算法寻找在此阈值下由虚拟机构成的完全子图，然后采用Hopcroft-Karp算法将完全子图中的虚拟机分配给数据结点；
若不存在，重复步骤S1。
所述极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，包含以下步骤：
第一步：将数据结点与虚拟机之间不同的通讯延迟大小设为阈值t的取值集合Z，将Z中元素使用归并排序算法升序排列，执行第二步；
第二步：将Z中没有被取到过的第一个元素设为阈值，执行第三步；
第三步：若此时阈值为最大阈值，则团中虚拟机为全部虚拟机，则执行第八步；若不是最大阈值，则执行第四步；
第四步：将虚拟机之间互相通讯所构成的完全图中大于阈值的边删除，计算各虚拟机结点的度数和边数；执行第五步；
第五步：若此时边数满足图兰定理，则执行第六步；若边数不满足图兰定理，则执行第十步；
第六步：使用有效的回溯法或者改进的贪心算法寻找最大团；执行第七步；
第七步：若团中虚拟机结点的数目大于数据结点的数目，则执行第八步；否则说明团中虚拟机不足够用来处理数据结点，则执行第第二步；
第八步：使用Hopcroft-Karp算法将完全子图中的虚拟机分配给数据结点；执行第九步；
第九步：若所有的数据结点都被虚拟机匹配，则执行第十一步；否则执行第二步；
第十步：若此时虚拟机数目不少于数据结点数目，执行第六步；否则则执行第二步；
第十一步：结束。
所述有效的回溯法，具体为：当访问到图中的某个顶点时，若该顶点违反问题的约束条件，就不再进行访问此顶点的子孙，而回溯到它的父结点，选取下一个儿子为访问对象；
在寻找虚拟机的最大完全子图的过程中，设置剪枝函数F＝Cn+n-k，其中Cn为当前完全子图的顶点数目，初始值为0，n为图中顶点数目，k为结点的层数；当遍历到图中的某个顶点时，若当前完全子图的顶点个数与剩下还未遍历的顶点数之和小于记录中最大团的顶点数，则可进行剪枝，无需再进一步的搜索子树。
所述约束条件是遍历的该顶点与当前完全子图内每个顶点都有边相连。
所述改进的贪心算法，具体为：先将距离某个虚拟机小于一半阈值的虚拟机结点加入团中，然后在考虑将团外虚拟机结点加入当前团时，不仅要满足距离约束，即距离团中所有虚拟机不能超过阈值；又要满足结点度数的约束；当团外没有虚拟机结点能够加入到当前团中，此时当前团为在此阈值下规模最大的团。
所述结点度数的约束，具体为：若团外某个虚拟机结点度数不多于数据结点数目，那么此虚拟机一定不会存在于团中。
本发明的主要思想描述如下：
(1)在设定阈值后，根据图中顶点的度数和边数以及图兰定理判断是否存规模多于数据结点的虚拟机的完全子图。
a.图兰(Turán)定理：对于n个顶点的简单图，若图中边数l>M(n,p)，那么它必包含p阶完全子图。其中，
b.令si为转换后的虚拟机之间通讯构成的图中第i个顶点的度数，若si≥p-1，则令si对应的y值为1，代表此顶点可能位于规模大于数据结点的完全子图中，否则其y值0，说明此顶点一定不在完全子图中。当时，说明虚拟机之间通讯的图中一定不存在|D|阶完全子图。
(2)根据判断结果决定是否进行寻找完全子图。若存在规模大于数据结点的虚拟机的完全子图，则用有效的回溯法或改进的贪心算法寻找完全子图。
M ( n , p ) = p - 2 2 ( p - 1 ) n 2 - r ( p - 1 - r ) 2 ( p - 1 ) , r = n mod ( p - 1 )
(3)一旦完全子图的规模满足数据结点，就及时执行Hopcroft-Karp算法为数据结点匹配虚拟机，若能达到完备匹配，则终止。若在此阈值下所有完全
&Sigma; i = 1 n y s i &GreaterEqual; p , y s i &Element; { 0 , 1 } y s i = 1 , s i &GreaterEqual; p - 1 y s i = 0 , s i < p - 1
子图的规模仍小于数据结点的规模，则增大阈值，进行下个阈值下团的寻找。
本发明与现有技术相比，具有如下优点和有益效果：
本发明的方法能够有效减小解空间，降低虚拟机分配的时间。实验结果表明，本文提出的算法在Tree，VL2，Fat-Tree和BCube四种网络结构中，与当前最新的近似算法相比，平均情况下最大通讯延迟分别降低了10.39％，5.68％，9.09％，5.45％。
附图说明
图1为本发明所述一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法的流程图。
具体实施方式
下面结合实施例及附图对本发明作进一步详细的描述，但本发明的实施方式不限于此。
如图1，一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，包含以下步骤：
S1、判断在通讯延迟的某一阈值内是否存在规模多于数据结点(data node,DN)的能够互相通讯的虚拟机(virtual machine,VM)集群；
S2、若存在，则用有效的回溯法或改进的贪心算法寻找在此阈值下由虚拟机构成的完全子图，然后采用Hopcroft-Karp算法将完全子图中的虚拟机分配给数据结点；
若不存在，重复步骤S1。
所述极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，包含以下步骤：
第一步：将数据结点与虚拟机之间不同的通讯延迟大小设为阈值t的取值集合Z，将Z中元素使用归并排序算法升序排列，执行第二步；
第二步：将Z中没有被取到过的第一个元素设为阈值，执行第三步；
第三步：若此时阈值为最大阈值，则团中虚拟机为全部虚拟机，则执行第八步；若不是最大阈值，则执行第四步；
第四步：将虚拟机之间互相通讯所构成的完全图中大于阈值的边删除，计算各虚拟机结点的度数和边数；执行第五步；
第五步：若此时边数满足图兰定理，则执行第六步；若边数不满足图兰定理，则执行第十步；
第六步：使用有效的回溯法或者改进的贪心算法寻找最大团；执行第七步；
第七步：若团中虚拟机结点的数目大于数据结点的数目，则执行第八步；否则说明团中虚拟机不足够用来处理数据结点，则执行第第二步；
第八步：使用Hopcroft-Karp算法将完全子图中的虚拟机分配给数据结点；执行第九步；
第九步：若所有的数据结点都被虚拟机匹配，则执行第十一步；否则执行第二步；
第十步：若此时虚拟机数目不少于数据结点数目，执行第六步；否则则执行第二步；
第十一步：结束。
所述有效的回溯法，具体为：当访问到图中的某个顶点时，若该顶点违反问题的约束条件，就不再进行访问此顶点的子孙，而回溯到它的父结点，选取下一个儿子为访问对象；
在寻找虚拟机的最大完全子图的过程中，设置剪枝函数F＝Cn+n-k，其中Cn为当前完全子图的顶点数目，初始值为0，n为图中顶点数目，k为结点的层数；当遍历到图中的某个顶点时，若当前完全子图的顶点个数与剩下还未遍历的顶点数之和小于记录中最大团的顶点数，则可进行剪枝，无需再进一步的搜索子树。
所述约束条件是遍历的该顶点与当前完全子图内每个顶点都有边相连。
所述改进的贪心算法，具体为：先将距离某个虚拟机小于一半阈值的虚拟机结点加入团中，然后在考虑将团外虚拟机结点加入当前团时，不仅要满足距离约束，即距离团中所有虚拟机不能超过阈值；又要满足结点度数的约束；当团外没有虚拟机结点能够加入到当前团中，此时当前团为在此阈值下规模最大的团。
所述结点度数的约束，具体为：若团外某个虚拟机结点度数不多于数据结点数目，那么此虚拟机一定不会存在于团中。
上述实施例为本发明较佳的实施方式，但本发明的实施方式并不受上述实施例的限制，其他的任何未背离本发明的精神实质与原理下所作的改变、修饰、替代、组合、简化，均应为等效的置换方式，都包含在本发明的保护范围之内。

Claims (6)

1.一种极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，其特征在于，包含以下步骤：
S1、判断在通讯延迟的某一阈值内是否存在规模多于数据结点的能够互相通讯的虚拟机集群；
S2、若存在，则用有效的回溯法或改进的贪心算法寻找在此阈值下由虚拟机构成的完全子图，然后采用Hopcroft-Karp算法将完全子图中的虚拟机分配给数据结点；
若不存在，重复步骤S1。
2.根据权利要求1所述极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，其特征在于，包含以下步骤：
第一步：将数据结点与虚拟机之间不同的通讯延迟大小设为阈值t的取值集合Z，将Z中元素使用归并排序算法升序排列，执行第二步；
第二步：将Z中没有被取到过的第一个元素设为阈值，执行第三步；
第三步：若此时阈值为最大阈值，则团中虚拟机为全部虚拟机，则执行第八步；若不是最大阈值，则执行第四步；
第四步：将虚拟机之间互相通讯所构成的完全图中大于阈值的边删除，计算各虚拟机结点的度数和边数；执行第五步；
第五步：若此时边数满足图兰定理，则执行第六步；若边数不满足图兰定理，则执行第十步；
第六步：使用有效的回溯法或者改进的贪心算法寻找最大团；执行第七步；
第七步：若团中虚拟机结点的数目大于数据结点的数目，则执行第八步；否则说明团中虚拟机不足够用来处理数据结点，则执行第第二步；
第八步：使用Hopcroft-Karp算法将完全子图中的虚拟机分配给数据结点；执行第九步；
第九步：若所有的数据结点都被虚拟机匹配，则执行第十一步；否则执行第二步；
第十步：若此时虚拟机数目不少于数据结点数目，执行第六步；否则则执行第二步；
第十一步：结束。
3.根据权利要求1所述极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，其特征在于，所述有效的回溯法，具体为：当访问到图中的某个顶点时，若该顶点违反问题的约束条件，就不再进行访问此顶点的子孙，而回溯到它的父结点，选取下一个儿子为访问对象；
在寻找虚拟机的最大完全子图的过程中，设置剪枝函数F＝Cn+n-k，其中Cn为当前完全子图的顶点数目，初始值为0，n为图中顶点数目，k为结点的层数；当遍历到图中的某个顶点时，若当前完全子图的顶点个数与剩下还未遍历的顶点数之和小于记录中最大团的顶点数，则可进行剪枝，无需再进一步的搜索子树。
4.根据权利要求3所述极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，其特征在于，所述约束条件是遍历的该顶点与当前完全子图内每个顶点都有边相连。
5.根据权利要求1所述极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，其特征在于，所述改进的贪心算法，具体为：先将距离某个虚拟机小于一半阈值的虚拟机结点加入团中，然后在考虑将团外虚拟机结点加入当前团时，不仅要满足距离约束，即距离团中所有虚拟机不能超过阈值；又要满足结点度数的约束；当团外没有虚拟机结点能够加入到当前团中，此时当前团为在此阈值下规模最大的团。
6.根据权利要求5所述极小化通讯延迟的数据中心内的虚拟机分配方法，其特征在于，所述结点度数的约束，具体为：若团外某个虚拟机结点度数不多于数据结点数目，那么此虚拟机一定不会存在于团中。
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