Просмотр кода страницы Параллельные алгоритмы вычисления компонент связности и минимальных остовных деревьев

== Ключевые слова и синонимы ==
Алгоритмы EREW PRAM для нахождения компонент связности и минимальных остовных деревьев


== Постановка задачи ==
Пусть дан взвешенный неориентированный граф G с n вершинами и m ребрами. Необходимо вычислить [[минимальное остовное дерево]] (или остовный лес) графа G на [[PRAM|параллельной равнодоступной машине]] без возможности одновременной записи.


Минимальное остовное дерево графа представляет собой остовное дерево с минимальной возможной суммой весов ребер. Параллельная [[равнодоступная адресная машина|равнодоступная машина]] (PRAM) – это абстрактная модель для разработки параллельных алгоритмов и понимания возможностей параллелизма. В этой модели процессоры (каждый из которых является равнодоступной машиной) работают синхронно, обмениваясь друг с другом сообщениями при помощи совместно используемой памяти. Параллельные равнодоступные машины можно [[Вычислительная_модель_PRAM|различать]] по тому обстоятельству, разрешается ли более чем одному процессору одновременно производить операции чтения и записи с одной и той же ячейкой совместно используемой памяти. Самой сильной является модель с одновременным чтением и одновременной записью CRCW (concurrent-read, concurrent-write), самой слабой – с эксклюзивным чтением и эксклюзивной записью, EREW (exclusive-read, exclusive-write). Введение в алгоритмы PRAM см. в работах Карпа и Рамачандрана [8] и Джаджи [5].


Предполагается, что входной граф G представлен в виде списков смежности. Изолированные вершины (имеющие степень 0) удаляются, в результате чего предполагается, что <math>m \ge n \;</math>.

== Основные результаты ==
Задача нахождения [[ минимальное остовное дерево|минимального остовного дерева]] (MST) связана с задачей нахождения [[компонента связности|компоненты связности]] (CC) неориентированного графа. Последовательные алгоритмы решения задач CC и MST за время O(m) и O(m log n), соответственно, известны уже несколько десятилетий. Также было предложено несколько более эффективных алгоритмов MST, в том числе недавний алгоритм Петти-Рамачандрана [9], являющийся доказуемо оптимальным.


В параллельном контексте эти задачи решаются сходным образом. В случае CRCW PRAM обе задачи можно решить за время O(log n) при помощи n + m процессоров (см, например, Коул и Вишкин [3]). Используя рандомизацию, можно ограничиться для решения (n + m)/log n процессорами с ожидаемым временем выполнения O(log n) [2, 10].


В случае EREW PRAM для решения задач CC и MST в начале восьмидесятых были разработаны алгоритмы с временем выполнения <math>O(log^2 \;n)</math>. Некоторое время считалось, что для моделей с эксклюзивной записью (как для случая одновременного чтения, так и для эксклюзивного) невозможно улучшить временную границу <math>O(log^2 \; n)</math> [8]. Первый прорыв совершили Джонсон и Метаксас [6], предложившие алгоритмы с временем выполнения <math>O(log^{1.5} \; n)</math> для обеих задач. Чонг и Лэм вскоре улучшили этот результат до O(log n log log n). Если допускается рандомизация, то временная сложность может быть уменьшена до ожидаемого времени O(log n) в оптимальном случае [7, 10, 11]. Наконец, Чонг, Хан и Лэм [1] получили алгоритм для задач MST и CC с временем выполнения O(log n) для n + m процессоров, не требующий рандомизации. Заметим, что время <math>\Theta (log \; n)</math> является оптимальным, поскольку данные графовые задачи имеют не меньшую сложность, чем выполнение операции OR для n бит, для которой Кук и коллеги [4] показали, что она требует <math>\Omega (log \; n)</math> времени для PRAM с эксклюзивной записью, независимо от количества используемых процессоров.


Рассмотрим примерный подход к вычислению минимального остовного дерева параллельным образом без использования одновременных операций записи.


Без потери общности будем считать, что веса всех ребер различны. В таком случае граф G имеет уникальное минимальное остовное дерево; обозначим его как <math>T^*_G \;</math>. Пусть B – подмножество ребер графа G, не содержащее циклов. B естественным образом порождает множество деревьев <math>F = \{ T_1, T_2, ..., T_l \} \;</math>: две вершины G принадлежат к одному дереву, если они связаны ребром из множества B. B называется <math>\lambda</math>-лесом, если каждое дерево <math>T \in F \;</math> имеет не менее <math>\lambda</math> вершин. Например, если множество B пусто, то B является 1-лесом; остовное дерево является n-лесом.


Предположим, что B является <math>\lambda</math>-лесом и все его ребра входят в <math>T^*_G \;</math>. Тогда B может быть дополнено для получения <math>2 \lambda</math>-леса при помощи жадного подхода:

Пусть F' – произвольное подмножество F, включающее все деревья <math>T \in F \;</math> с числом вершин меньше <math>2 \lambda</math>. Для любого дерева из F' выберем его минимальное внешнее ребро (т.е. ребро с минимальным весом, соединяющее его с вершиной вне дерева). Обозначим множество таких ребер за B'. Можно показать, что B' состоит только из ребер, принадлежащих к <math>T^*_G \;</math>, а <math>B \cup B' \;</math> является <math>2 \lambda</math>-лесом. Это обстоятельство позволяет найти <math>T^*_G \;</math> за <math>\lfloor log \; n \rfloor</math> шагов следующим образом:

1.	<math>B \leftarrow \empty \;</math>

2.	'''For''' i = 1 '''to''' <math>\lfloor log \; n \rfloor</math> '''do''' /* Шаг i */

(а)	Пусть F – множество деревьев, порожденных B на G. Пусть F' – произвольное подмножество F, включающее все деревья <math>T \in F \;</math> с числом вершин меньше <math>2^i \;</math>.

(б)	<math>B_i \leftarrow \{ e \;</math> | <math>e \;</math>  является минимальным внешним ребром <math>T \in F' \} \;</math>; <math>B \leftarrow B \cup B_i \;</math>

3.	'''return''' B


Различные стратегии выбора F' на шагу 2(а) могут привести к получению различных <math>B_i \;</math>. Тем не менее, B[1, i] всегда является подмножеством <math>T^*_G \;</math> и порождает <math>2^i \;</math>-лес. В частности, <math>B[1, \lfloor log \; n \rfloor ]</math> порождает ровно одно дерево, которым и является <math>T^*_G \;</math>. Используя стандартные техники распараллеливания алгоритмов, каждый шаг можно реализовать за время O(log n) на машине EREW PRAM с линейным числом процессоров (см, например, [5]). Таким образом, минимальное остовное дерево <math>T^*_G \;</math> может быть найдено за время <math>O(log^2 \; n)</math>. Большинство параллельных алгоритмов поиска MST используют подобный подход. Эти параллельные алгоритмы являются «последовательными» в том смысле, что вычисление <math>B_i \;</math> начинается только после нахождения <math>B_{i-1} \;</math>.


Алгоритм для EREW с временем выполнения O(log n), предложенный в [1], основан на некоторых структурных свойствах, связанных с минимальными остовными деревьями, и способен вычислять элементы <math>B_i \;</math> более независимым образом. У этого алгоритма имеются <math>\lfloor log \; n \rfloor</math> одновременных потоков (поток представляет собой группу процессоров). Для <math>1 \le i \le \lfloor log \; n \rfloor</math> поток (i) пытается вычислить <math>B_i \;</math>, начиная работу задолго до того, как поток (i-1) вычислит <math>B_{i-1} \;</math>, и получая результаты работы потоков от 1 до i-1 (т.е. <math>B_1, ..., B_{i-1} \;</math>) по мере продвижения. Говоря более точно, алгоритм выполняется за <math>\lfloor log \; n \rfloor</math> меташагов, где каждый меташаг выполняется за время O(1). Поток (i) выдает в результате <math>B_i \;</math> по окончании i-го меташага. Вычисление потока (i) разбито на <math>\lfloor log \; i \rfloor</math> фаз. Вначале рассмотрим простой случай, когда i представляет собой степень двойки. Фаза 1 потока (i) начинается на (i/2 + 1)-м меташагу, т.е. когда <math>B_1, ..., B_{i/2} \;</math> уже доступны. Фаза 1 занимает не более i/4 меташагов и заканчивается на (i/2 + i/4)-м меташагу. Фаза 2 начинается на (i/2 + i/4 + 1)-м меташагу, т.е. когда уже доступны <math>B_{i/2+1}, ..., B_{i/2 + i/4} \;</math>, и занимает i/8 меташагов. Каждая последующая фаза использует вдвое меньше меташагов, чем предшествующая ей. Последняя фаза (log i) начинается и заканчивается на i-м меташагу; заметим, что <math>B_{i-1} \;</math> доступно после (i-1)-го меташага.

== Применение ==
Нахождение компонент связности или минимальных остовных деревьев представляет собой важнейший этап нескольких параллельных алгоритмов решения других графовых задач. Например, алгоритм Чонга-Хана-Лэма становится основой для алгоритма вычисления [[ушная декомпозиция|ушной декомпозиции]] и нахождения [[двусвязность|двусвязности]] с временем выполнения O(log n) без использования одновременных операций записи.

== См. также ==
* ''[[Связность графа]]
* ''[[Рандомизированные параллельные аппроксимационные алгоритмы для расчета максимального потока]]

== Литература ==
1.	Chong, K.W., Han, Y., Lam, T.W.: Concurrent Threads and Optical Parallel Minimum Spanning Trees Algorithm. J. ACM 48(2), 297-323(2001)

2.	Cole, R., Klein, P.N., Tarjan, R.E.: Finding minimum spanning forests in logarithmic time and linear work using random sampling. In: Proceedings of the 8th Annual ACM Symposium on Parallel Architectures and Algorithms, 1996, pp. 243-250

3.	Cole, R., Vishkin, U.: Approximate and Exact Parallel Scheduling with Applications to List, Tree, and Graph Problems. In: Proceedings of the 27th Annual IEEE Symposium on Foundations of Computer Science, 1986, pp. 478-491

4.	Cook, S.A., Dwork, C., Reischuk, R.: Upper and lower time bounds for parallel random access machines without simultaneous writes. SIAM J. Comput. 15(1), 87-97 (1986)

5.	JaJa, J.: An Introduction to Parallel Algorithms. Addison-Wesley (1992)

6.	Johnson,   D.B.,   Metaxas,   P.:   Connected   Components   in O(lg3/2 jVj) Parallel Time for the CREW PRAM. In: Proceedings of the 32nd  Annual  IEEE Symposium  on  Foundations of Computer Science, 1991, pp. 688-697

7.	Karger, D.R.: Random sampling in Graph Optimization Problems. Ph. D. thesis, Department of Computer Science, Stanford University (1995)

8.	Karp, R.M., Ramachandran, V.: Parallel Algorithms for Shared-Memory Machines. In: Van Leeuwen Ed, J. (ed) Handbook of Theoretical Computer Science, vol. A, pp. (869-941). MIT Press, Massachusetts (1990)

9.	Pettie, S. Ramachandran, V.: An Optimal Minimum Spanning Tree Algorithm. J. ACM 49(1), 16-34 (2002)

10.	Pettie, S., Ramachandran, V.: A randomized time-work optimal parallel algorithm for finding a minimum spanning forest. SIAM J. Comput. 31 (6), 1879-1895 (2002)

11.	Poon, C.K., Ramachandran, V.: A randomized linear-work EREW PRAM algorithm to find a minimum spanning forest. Algorithmica 35(3), 257-268 (2003)

[[Категория: Совместное определение связанных терминов]]