Diapositiva 1

1
Gian Luca Pozzato Livio Robaldo
are proud to present
Wormhole routing
Bleah! Che schifo
2
Introduzione

• Tra i sistemi distribuiti, i sistemi cluster
  hanno trovato larga diffusione
• Prestazioni buone
• Architettura ideale per lesecuzione di
  applicazioni parallele
• Costi contenuti
• CLUSTER sistema distribuito ottenuto collegando
  fra loro nodi indipendenti mediante una rete
  locale

Nodi di tipo blade
Nodi indipendenti
Nodi montati su rack
3
Introduzione (2)

• Larchitettura direct network è molto utilizzata
  per la costruzione di sistemi cluster
• Topologia di rete, flow control, switching e
  routing sono i concetti fondamentali legati alle
  direct networks
• La tecnica di switching più utilizzata è il
  wormhole switching, che offre le performance
  migliori
• In questo lavoro presentiamo nel dettaglio le
  caratteristiche e le problematiche legate al
  wormhole switching, oltre ad unampia panoramica
  sugli algoritmi di routing abbinati a questa
  tecnica
• Articolo di riferimento Mohapatra, 1998

4
In questa presentazione

• Introduzione alle diverse tecniche di switching
• Wormhole routing
• Topologie di rete nelle direct networks
• Problema del deadlock e soluzione
• Algoritmi di routing nel wormhole routing
• Conclusioni
• Bibliografia

5
Introduzione
6
Reti multicomputers (direct networks)
Nodo
Nodo
Nodo
Nodo
Rete locale di interconnessione
7
Reti multicomputers (direct networks) (2)
Unità funzionali
Memoria locale
Processore
Canali di output INTERNI
Canali di input INTERNI


Canali di output ESTERNI (canali di output)
Canali di input ESTERNI (canali di input)
Router


8
Reti multicomputers (direct networks) (3)

• I nodi di una direct network comunicano
  attraverso lo scambio di messaggi
• Un messaggio viene diviso in PACCHETTI
• PACCHETTO la più piccola unità di informazione.
  Contiene informazioni di routing e di sequenza

PACCHETTO
Info di routing
Info di sequenza
informazioni
9
Reti multicomputers (direct networks) (4)

• Quando si parla di reti multicomputers è
  necessario distinguere le attività di routing,
  flow control e switching
• ROUTING determina il path che un pacchetto deve
  percorrere per raggiungere la destinazione a
  partire dal nodo sorgente
• FLOW CONTROL riguarda lallocazione di canali e
  buffers ad un pacchetto durante il suo passaggio
  nel router. In caso di conflitto, la politica di
  flow control interviene per stabilire quale
  pacchetto viene bloccato a causa
  dellindisponibilità di una risorsa (in possesso
  di un altro pacchetto)
• SWITCHING è il meccanismo che stabilisce come i
  dati vengono rimossi dal canale di input e posti
  nel canale di output
• 4 tecniche di switching

10
Circuit switching

• Prima che inizi il trasferimento dei dati viene
  stabilito un path dedicato tra la sorgente e la
  destinazione
• Il path rimane allocato per lintera trasmissione
  del pacchetto
• Una volta iniziato il trasferimento dei dati, il
  messaggio non viene mai bloccato
• Non è richiesta bufferizzazione dei dati (grazie
  al path dedicato)
• Pesante overhead durante la fase di
  trasferimento dei dati, tutti i canali sono
  riservati per lintero trasferimento del
  messaggio, con conseguente degrado delle
  prestazioni
• Questa tecnica non viene usata nei sistemi
  multicomputer commerciali

11
Packet switching

• Il messaggio viene diviso in pacchetti che sono
  instradati ognuno sulla propria strada
• Lintero pacchetto viene memorizzato in ogni nodo
  intermedio ed instradato al successivo nodo del
  path quando
• Il canale di output scelto è disponibile
• Il nodo vicino ha un buffer libero per ricevere
  il pacchetto
• Ogni pacchetto contiene le informazioni di
  routing e può selezionare un percorso piuttosto
  che un altro in base allo stato di congestione
  della rete
• Il canale risulta occupato SOLO in fase di
  trasferimento di un pacchetto
• Dato che ciascun pacchetto viene memorizzato in
  ogni nodo, il tempo per trasmetterlo dal nodo
  sorgente al nodo destinazione è proporzionale al
  numero di hops nel path inoltre, è richiesto
  spazio di bufferizzazione in ciascun nodo
  intermedio

12
Virtual cut-through switching

• Il pacchetto viene memorizzato nel nodo
  intermedio solamente se il successivo canale
  richiesto è occupato da un altro pacchetto
• Nel caso peggiore (blocco ad ogni nodo
  intermedio) coincide con il packet switching
• Poco usata a causa degli eccessivi costi dato
  che molti messaggi potrebbero essere bloccati in
  un nodo, ogni nodo deve mettere a disposizione
  notevoli risorse di bufferizzazione

13
Wormhole switching
14
Wormhole switching

• E una variante del virtual cut-through che
  consente di superare il problema della necessità
  di ampi spazi di bufferizzazione
• Un pacchetto è trasmesso in unità dette flits
• FLITla più piccola unità di un messaggio cui
  viene applicato il controllo di flusso
• Lheader flit contiene tutte le informazioni
  necessarie per lesecuzione del routing, compreso
  lindirizzo di destinazione gli altri flits
  contengono soltanto dati
• I flit vengono trasmessi in fila in modo
  canalizzato
• Quando lheader flit viene bloccato, il blocco si
  propaga a tutti i flit che seguono, i quali
  vengono bufferizzati nei nodi intermedi

15
Wormhole switching (2)
MESSAGGIO
PACCHETTO
FLITS
D
H
D
D
D
D
D
D
D
D
16
Routing in sistemi Cluster
Flit
2
3
1
2
3
1
2
3
1
2
3
1
2
1
3
1
2
2
3
1
3
2
3
17
Un flit può avanzare...
Avanti Savoia!
18
Wormhole switching vantaggi e svantaggi
Vantaggi

• Ogni nodo deve memorizzare un solo flit (anche se
  alcune implementazioni richiedono la
  memorizzazione di flit multipli per migliorare le
  prestazioni)
• La limitata richiesta di spazio di
  bufferizzazione rende inferiori costi e
  dimensioni del sistema multicomputer.

Svantaggi

• Il solo header flit conserva le informazioni di
  routing se non può avanzare nella rete, il
  blocco deve essere propagato a tutto il
  pacchetto.
• Il deadlock è una conseguenza di questo fatto.

19
Routing in sistemi Cluster richiesta dello
stesso buffer di output
Flit
2
3
Ops..
1
2
1
2
3
3
1
1
2
1
2
3
2
3
3
1
2
1
3
1
2
1
3
2
1
2
3
2
3
3
1
2
3
1
1
2
3
2
3
1
2
3
Flit
2
3

• Un verme passa, laltro si blocca

• Il blocco si propaga allindietro a tutti i flit
  del pacchetto

• Quando il primo verme è passato passa anche
  laltro

20
Deadlock
1
2
3
1
4
5
2
1
2
1
2
3
4
1
3
E, invece, il verde non continua...perchè qui
vuole un buffer in cui cè un flit del blu si
blocca anche lui
1
1
2
1
2
3
3
4
1
2
2
3
4
5
1
Ah! Il blu ed il verde vogliono lo stesso buffer
di output. Il verde continua ed il blu si blocca
Deadlock!
21
Topologie di rete
22
Topologie di rete

• I nodi del cluster sono interconnessi tra loro
  attraverso una rete.

• I nodi comunicano tra loro attraverso scambio di
  messaggi che vengono inviati
• lungo la rete.

• La scelta della tecnologia e della topologia
  della rete incide pesantemente
• sulle prestazioni del cluster.

Le topologie di rete possono essere classificate
in
Il wormhole switching viene utilizzato in tutte e
due, ma noi vedremo solo topologie direct
23
Topologie di rete (2)

• Le topologie di rete possono essere descritte
  attraverso un grafo in cui i vertici
• sono i nodi del cluster e gli archi sono i
  canali fisici che li collegano
• n-dimensional mesh n dimensioni e ki nodi nella
  dimensione i (i0, 1, , n-1)
• k-ary n-cube k nodi in ciascuna delle n
  dimensioni, con wraparound connections

ESEMPI
mesh 3D con k3 in ciascuna dimensione
5-ary 2-cube (torus)
24
Topologie di rete (3)

• Nella realtà, vengono utilizzate soprattutto tre
  sottoclassi
• Lhypercube n-dimensional mesh con k fisso a 2
  in ogni dimensione
• (es. Intel iPSC/1, nCUBE)
• Il torus un k-ary n-cube con n fisso a 2 (es.
  Cray T3D)
• Mesh 2D (es. Intel Paragon)

ESEMPI di mesh 2D
ESEMPI di hypercube
2-cube (n2)
3-cube (n3)
K4
K8
25
Topologie di rete (4)

• In generale un n-dimensional mesh è una
  topologia asimmetrica nei nodi al
• centro della maglia abbiamo una densità di
  traffico maggiore rispetto a quella
• nei nodi sulla periferia.

• Hypercube e torus, invece, sono topologie
  simmetriche ogni nodo ha la stessa
• connettività con gli altri nodi.

Vediamo leffetto che questo ha sui parametri di
una retericordo che essi sono
Diametro lunghezza del più lungo shortest path
tra due qualsiasi nodi della rete
Bisection cut numero di link che deve essere
tagliato per dividere la rete in due metà
uguali.
26
Topologie di rete (5)
Vediamo un confrontoa parità di nodi n, si ha
che
Diametro
2nx2n 2DMesh gtgt 2nx2n 2DTorus gtgt 2nHypercube
Bisection cut
2nx2n 2DMesh ltlt 2nx2n 2DTorus ltlt 2nHypercube
Esiste anche una stima del costo della rete la
bisection density, che è data dal prodotto del
bisection cut e della banda del canale.
Sembrerebbe quindi che la topologia hypercube sia
una delle più costoseperò bisogna osservare
che, essendo lhypercube una struttura più
fitta di links, è necessaria molta meno banda
rispetto ad un torus (ed ancora meno rispetto
alla mesh) per ottenere le stesse prestazioni
(latenza e throughput). Quindi
27
Ah giàdimenticavo
Cosa sono latenza e throughput?
latenza tempo che la rete impiega a recapitare
un messaggio.
throughput massimo tasso di messaggi che può
essere immesso nella rete
senza che la latenza media cresca (la rete va in
saturazione).
Nelle reti cluster, come si è visto, lunità di
trasferimento è il flit ne consegue che se Tc
(tempo di ciclo) è il tempo che un flit impiega a
fare un hop e se D è il numero di nodi
attraversati, la latenza di tutto il pacchetto di
dimensione L è
Tm(L) Tc x (D L / W)
Dove W è la dimensione di ogni singolo flit.
Diminuendo il diametro, quindi, diminuiscono i
valori D nei trasferimenti di pacchetti tra i
nodi del cluster e, quindi, diminuisce la latenza.
28
Algoritmi di routing
Un algoritmo di routing, in generale, si può
classificare in vari modi
Lintero cammino sorgente-destinazione è
stabilito sul nodo sorgente prima che il
messaggio sia spedito
Il cammino sorgente-destinazione viene stabilito
di volta in volta dai nodi intermedi attraverso
cui i il messaggio transita
I messaggi sono sempre instradati lungo uno dei
cammini più corti tra sorgente e destinazione
I messaggi sono instradati attraverso qualsiasi
cammino tra sorgente e destinazione
Il cammino sorgente-destinazione è unico ed è
determinato solo sulla base degli indirizzi di
sorgente e destinazione
Il cammino sorgente-destinazione viene stabilito
di volta in volta dai nodi intermedi e dipende
dalle condizioni attuali della rete (guasti,
traffico, )
29
Deadlock
30
Deadlock free routing
Sia gli algoritmi deterministici che gli
algoritmi adattativi possono essere Deadlock free
La tecnica solitamente utilizzata per risolvere
il problema del deadlock è quella del Deadlock
avoidance
Questo teorema è solo condizione sufficiente per
gli algoritmi adattativi...
31
Deadlock free routing (2)
Magari ci vuole qualche definizione...

• Una routing function RNxN?p(C) è una funzione
  che associa, ad ogni coppia di
• nodi (ns, nd) ? NxN, linsieme dei canali p(C)
  su cui si può spedire un flit da ns per
• raggiungere nd.

• Una subrouting function R1 di R è una funzione
  che implementa un sottoinsieme
• delle associazioni di R.

• Una routing\subrouting function R è connessa se
  per ogni coppia di nodi (ns, nd) si
• ha che R(ns, nd) non è vuoto.

• Un extended channel dependency graph della
  routing function R è un grafo i cui
• nodi sono i canali presenti in R ed in cui
  esiste un arco (ci, cj) se R permette un
• cammino tra due nodi che passa per ci e cj (e
  ci precede cj in tale cammino).

32
Un esempio...
Invece che vedere la dimostrazione dei due
teoremi Duato, 1994, vediamo un esempio del
secondo...che è più complicato...
Consideriamo la seguente topologia...

• Un semplice algoritmo che rispetta il secondo
  teorema
• Se il nodo corrente ni è uguale al nodo
  destinazione nj, consuma il messaggio.
• Altrimenti, spedisci il flit sul canale CAi (?i
  ? j) o sul canale CHi (?j gt i)

Tale algoritmo è ovviamente adattativo, perchè,
in quasi tutte le situazioni, ho più di un canale
in cui scegliere di spedire il flit.
33
Un esempio...
Consideriamo ora subrouting function di R, che
chiamiamo R1 e che è uguale ad R eccetto che...

• CA0 non viene utilizzato.
• CA1 e CA2 possono essere usati solo per spedire
  flits ad una destinazione con
• indice più piccolo del nodo corrente.

E privo di cicli!!! Per il teorema visto, questo
algoritmo adattativo non entra mai in deadlock
Da n3 posso raggiungere n0, n1, n2 passando per
CH0 e CH1
I canali CHn possono spedire solo a nodi con
indici superiori ad n
CA1 può raggiungere solo n0 passando solo da CA2
e CA3
Da n2 posso raggiungere solo n0 ed n1 passando
per CA3 e CH0
34
Algoritmi di routing
35
Wormhole routing deterministico

• Il path è determinato SOLO dalla coppia
  sorgente-destinazione
• Per ogni coppia sorgente-destinazione, tutti i
  pacchetti seguono il medesimo percorso
• Idea di base il deadlock è prevenuto ordinando i
  canali che un messaggio deve attraversare
• Un messaggio percorre i canali in ordine
  ascendente o discendente, evitando dei cicli nel
  grafo delle dipendenze dei canali
• Un esempio di routing deterministico è il
  dimension-order routing Dally e Seitz, 1987

36
Dimension-order routing

• Schema di routing deterministico in cui il path
  selezionato attraversa le dimensioni della rete
  in sequenza
• Le dimensioni della rete sono preventivamente
  organizzate mediante un ordine monotono x1, x2,
  , xn
• Il messaggio compie prima tutti gli spostamenti
  nella direzione x1, quindi nella direzione x2,,
  fino al raggiungimento della destinazione
• A questo punto, il messaggio attraversa la rete
  nella successiva dimensione, fino a che non
  raggiunge la destinazione
• Il deadlock è scongiurato dal fatto che i
  messaggi non attraversano MAI la rete nella
  direzione inversa dellordine di dimensione

37
Dimension-order routing su hypercube

• I nodi delln-cube vengono rappresentati da una
  stringa binaria di n bit
• Lindirizzo di destinazione viene memorizzato
  nellheader flit
• Quando un nodo riceve un messaggio esegue lXOR
  tra il proprio indirizzo e lindirizzo della
  destinazione
• Se è zero, consuma il messaggio
• Se è diverso da zero, inoltra il messaggio nella
  dimensione corrispondente alluno del risultato
  più a destra (o più a sinistra)
• Si parla di e-cube routing ed è una tecnica
  minimale
• Vediamo un esempio

38
Dimension-order routing su hypercube (2)
010
101
XOR
111
111
110
010
011
011
111
101
XOR
011
010
101
110
110
100
011
001
001
000
001
101
XOR
100
100
001
101
101
39
Dimension-order routing su mesh 2D

• Chiamato routing XY, è minimale
• Le due dimensioni della mesh sono etichettate con
  X e Y
• Un messaggio viene prima inoltrato completamente
  nella direzione X, quindi viene inoltrato
  completamente nella direzione Y
• Nelle mesh multidimensionali si esegue il
  medesimo algoritmo, completando il routing in una
  direzione prima di passare alla successiva (le
  dimensioni sono ordinate)
• Questa tecnica è deadlock-free

40
Dimension-order routing su mesh 2D (2)
1 7
Possibili turns
0 4
6 2
Direzione Y
3 0
Direzione X
41
Dimension-order routing (conclusione)

• Esistono algoritmi di routing minimali per k-ary
  n-cubes che sfruttano i canali virtuali Dally e
  Seitz, 1987
• In ogni caso, il dimension-order routing è adatto
  ad una distribuzione uniforme del traffico sulla
  rete (sceglie il cammino minimo per tutto il
  messaggio)
• Non sfrutta la possibilità di cammini multipli
  tra coppie di nodi sorgente-destinazione
• Non è adatto a gestire
• Guasti sulla rete
• Congestione della rete

42
Dimension-order routing vs Routing adattativo
43
Wormhole routing adattativo

• Gli algoritmi deterministici calcolano uno e un
  solo cammino tra sorgente e destinazione
• Per gestire guasti e reagire opportunamente alla
  congestione della rete è necessario che gli
  algoritmi di routing calcolino dei cammini
  alternativi per i messaggi
• Gli algoritmi che offrono questa opportunità sono
  detti ADATTATIVI che si dividono in

I messaggi vengono instradati su un sottoinsieme
dei possibili cammini tra sorgente e destinazione
Tutti i possibili cammini tra sorgente e
destinazione sono messi a disposizione per
linstradamento dei messaggi
44
Fully-adaptive algoritmo PFNF

• Vediamo nel dettaglio un altro esempio
  lalgoritmo positive-first-negative-first (PFNF)
  per mesh bi-dimensionali, illustrato in Upadhyay
  et al., 1997
• Lalgoritmo usa due canali virtuali per ciascun
  canale fisico
• I messaggi vengono inoltrati nelle due reti
  virtuali in modo da distribuire uniformemente il
  carico ed ottenendo un algoritmo di routing
  fully-adaptive
• Utilizzando il teorema di Duato si può provare
  che lalgoritmo PFNF è deadlock free

45
Fully-adaptive algoritmo PFNF (2)

• La rete fisica è logicamente divisa in due reti
  virtuali VN1 e VN2
• Due canali virtuali associati al medesimo canale
  fisico si trovano in reti virtuali diverse
• La rete virtuale VN1 è gestita mediante le
  restrizioni dellalgoritmo positive first
• La rete virtuale VN2 è gestita mediante le
  restrizioni dellalgoritmo negative first
• Quando il nodo destinazione si trova nelle
  direzioni ltx, ygt e lt-x, -ygt, il messaggio viene
  instradato senza restrizioni
• Quando il nodo destinazione si trova nelle
  direzioni lt-x, ygt o ltx, -ygt vengono applicate
  le restrizioni positive first e negative first

46
Fully-adaptive algoritmo PFNF (3)
2. Se tutti gli elementi in Routing_tag 0
Se Routing_tag0 gt0
aggiungi a VC i canali ? vcVN1((x0 ,
x1),(x0 1, x1)) ? vcVN2((x0 ,
x1),(x0 1, x1)) Se Routing_tag1 gt0
aggiungi a VC i canali ? vcVN1((x0 ,
x1),(x0 ,x11)) ? vcVN2((x0 , x1),(x0
,x11))

• VCØ
• Se tutti gli elementi in Routing_tag 0
• Se Routing_tag0 lt0
• aggiungi a VC i canali
• ? vcVN1((x0 , x1),(x0 -1, x1))
• ? vcVN2((x0 , x1),(x0 -1, x1))
• Se Routing_tag1 lt0
• aggiungi a VC i canali
• ? vcVN1((x0 , x1),(x0 ,x1-1))
• ? vcVN2((x0 , x1),(x0 ,x1-1))

3c. Se Routing_tag1 gt0 aggiungi
a VC il canale ? vcVN1((x0 , x1),(x0 , x1
1))
Nodo sorgente (x0 , x1)
3a. Se Routing_tag0 gt0 aggiungi
a VC il canale ? vcVN1((x0 , x1),(x0 1,
x1))
Nodo destinatario (d0 , d1)
Se vi è un solo canale in VC, lo
restituisce. Altrimenti, ne sceglie uno a
random o impiegando un multiplex-turn bias (se
possibile, si cerca di proseguire nella direzione
intrapresa, evitando di compiere dei turni)
SE di - xi gt0 ALLORA METTI 1 SE di - xi lt0
ALLORA METTI -1 SE di - xi 0 ALLORA METTI 0
3b. Se Routing_tag0 lt0 aggiungi
a VC il canale ? vcVN2((x0 , x1),(x0 -1,
x1))
3d. Se Routing_tag1 lt0 aggiungi
a VC il canale ? vcVN2((x0 , x1),(x0 , x1
-1)) return VC
1
Routing_tag
1
Routing_function
VN1
VN2
Selection_function(VC)
47
Fully-adaptive algoritmo PFNF (4)

• Vediamo un esempio di funzionamento il mittente
  del messaggio è (2,2), il destinatario è (5,0)

(2,2)
(5,0)
48
Fully adaptive conclusioni

• La flessibilità garantita dai meccanismi di
  routing adattativo migliorano le performance, ma
  richiedono una crescita della complessità di
  gestione da parte dellhardware, che rallenta
  notevolmente i router
• E stato osservato che gli algoritmi adattativi
  non migliorano necessariamente le prestazioni di
  una rete a bassa dimensione
• Un netto miglioramento si riscontra nelle reti ad
  alta dimensione, tipo hypercubes, e nelle reti in
  cui il traffico non è distribuito uniformemente
• Spesso ci si accontenta di un grado di
  adattabilità più basso, in cambio di una gestione
  più semplice algoritmi parzialmente adattativi

49
Partially adaptive routing

• Glass e Ni hanno proposto il turn model, sulla
  base del quale sono stati sviluppati diversi
  algoritmi parzialmente adattativi
• Soffermiamoci ancora sulle mesh 2-D secondo il
  modello, ci sono otto possibili turni

• Lalgoritmo xy previene il deadlock impedendo 4
  turns

50
Partially adaptive routing (2)

• Per impedire il deadlock è sufficiente impedire 2
  soli turni, uno in ciascun ciclo
• A seconda di quali turns vengono
  permessi/impediti si ottengono i seguenti
  algoritmi parzialmente adattativi

Algoritmo west-first
Algoritmo north-last
Algoritmo negative-first
51
Partially adaptive routing west-first routing
52
Deadlock recovery

• Come discusso, la prevenzione del deadlock
  richiede luso di risorse aggiuntive ed una
  gestione impegnativa
• Alcuni studi hanno evidenziato che le situazioni
  di potenziale deadlock sono rare nei sistemi
  multicomputers
• Impiegare risorse aggiuntive per prevenire
  situazioni rare non è una buona scelta
• Il deadlock recovery è una buona alternativa alla
  prevenzione del deadlock
• I messaggi vengono instradati senza restrizioni
  permettendo la formazione di cicli
• Un meccanismo di deadlock detection identifica
  potenziali configurazioni di deadlock in tal
  caso, un opportuno schema di recovery rompe il
  ciclo

53
Deadlock recovery disha

• Disha è un esempio di strategia di deadlock
  recovery Anjan e Pinkston, 1995
• Il recovery è realizzato mediante un singolo flit
  buffer presente in ciascun nodo, chiamato
  deadlock buffer
• Tale buffer aggiuntivo viene utilizzato soltanto
  in caso di situazioni di potenziale deadlock
• Durante il recovery, i deadlock buffers formano
  una strada deadlock-free
• Al formarsi di un ciclo, uno dei messaggi del
  ciclo viene instradato nella strada deadlock-free
  e gli altri messaggi possono procedere

54
Deadlock recovery disha (2)
Viene fissato un time-out di permanenza di un
messaggio in un nodo. Scaduto il time out, il
messaggio è considerato deadlocked
55
Fault tolerant wormhole routing

• Nelle reti multicomputers di grandi dimensioni
  non si può trascurare limportanza dei
  malfunzionamenti dei nodi
• Gli algoritmi di routing dovrebbero garantire che
  un pacchetto raggiunga la destinazione, qualora i
  nodi sorgente e destinazione siano connessi
• In letteratura sono stati presentati diversi
  algoritmi SPECIFICI che consentono di reagire ad
  eventuali guasti nella rete
• Glass e Ni hanno proposto unestensione
  dellalgoritmo Negative-first che lo rendono in
  grado di reagire ai fallimenti Glass e Ni, 1993
• Vengono rilassate le condizioni di non
  adaptivity il pacchetto viene fatto girare
  attorno al faulty node
• Il pacchetto viene scartato qualora sia
  impossibile instradarlo ulteriormente

56
Fault tolerant wormhole routing (2)

• Un altro approccio è quello di Varavithya et
  al., 1995
• Estensione dellalgoritmo PFNF combinando
  wormhole routing e virtual cut-through
• Quando un pacchetto incontra un guasto, viene
  instradato nei cammini alternativi offerti
  dallalgoritmo a meno che non si trovi
  nellultima dimensione
• In tal caso, il messaggio viene completamente
  bufferizzato in un nodo adiacente a partire dal
  quale viene successivamente ritrasmesso
• Questa soluzione offre ottime performance
  inoltre, non richiede hardware aggiuntivo per la
  gestione dei guasti

57
Conclusioni
58
Conclusioni

• Il wormhole routing è la tecnica di switching più
  usata nei sistemi multicomputer, ma ci sono
  diversi problemi aperti
• E necessario proseguire lo studio degli
  algoritmi adattativi (al momento, non sembrano
  efficienti al punto di giustificare i costi
  aggiuntivi)
• Gli algoritmi di routing fault-tolerant sono
  stati valutati assumendo fallimenti casuali dei
  nodi. Sarebbe interessante studiare meccanismi
  che permettano di introdurre fallimenti mirati
• Sono necessari algoritmi di routing specifici per
  certe applicazioni
• Abbiamo presentato algoritmi di routing
  implementati dallhardware del router tuttavia,
  per reti con elevate prestazioni ma costi
  accettabili è possibile implementare alcune
  funzionalità via software (schemi di routing
  ibrido)

59
Bibliografia
60
Bibliografia

• Anjan e Pinkston, 1995. K. V. Anjan e T. M.
  Pinkston. An Efficient, Fully Adaptive Deadlock
  Recovery Scheme DISHA. 22 International
  Symposium on Computer Architecture, 201-210,
  1995.
• Dally e Seitz, 1987. W. J. Dally e C. L. Seitz.
  Deadlock Free Message Routing in Multiprocessor
  Interconnection Networks. IEEE Trans. Comput.,
  Vol. 36(5), 547-553, 1987.
• Duato, 1994. J. Duato. A necessary and Sufficient
  Condition for Deadlock-free Adaptive Routing in
  Wormhole Networks. In Proceedings of the
  International Conference on Parallel Processing,
  Vol. I, 142-149, 1994.
• Glass e Ni, 1993. C. J. Glass e L. M. Ni.
  Fault-tolerant Wormhole Routing in Meshes. In
  Proceedings of the International Symposium on
  Fault-Tolerant Computing, 240-249, 1993.

61
Bibliografia (2)
Mohapatra, 1998. P. Mohapatra. Wormhole Routing
Techniques for Directly Connected Multicomputer
Systems. ACM Computing Surveys, Vol. 30(3),
374-410, 1998. Ni e McKinley., 1993. L. M. Ni e
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