设M是图G中的边子集且M中任意两条边无公共端点,则称M为G的一个匹配。若|G|为偶数,G中匹配M满足|M|=|G|/2,则称M为G的一个完美匹配。若|G|为奇数,G中匹配M满足|M|=(|G|-1)/2,则称M为G的一个几乎完美匹配。若图G中存在完美匹配或几乎完美匹配,则称G是可匹配的;否则称G是不可匹配的。对于图G中任意一点v,G中所有与v相邻的点构成的集合称为v的邻域,记为NG(v);G中与点v相关联的边的数目称为v的度,记为dG(v)。若V(G)可以划分成两个非空子集X和Y,使得每条边都有一个端点在X中,另一个端点在Y中,则称G为一个二部图,(X, Y)为G的一个二分类。对于文中其他未加定义而被使用的图论术语和记号参见文献[1]。
并行计算机系统通常以某个无向简单图G=(V(G), E(G))作为其基本的互连网络,其中V(G)中每个顶点对应一个处理器,E(G)中每条边对应一对处理器之间的一条直接通信线路。对于某些特定的系统,要求其互连网络中每个处理器在任意时间都需要被指定一个与其配对的处理器,这些处理器对之间通过相互通信协同工作,整个系统才能正常运行。为了优化资源配置、降低通信延迟,人们希望这样的处理器对之间是通过直接的物理连线连接的。在此背景下,Brigham等[2]提出了互连网络的匹配排除问题,即一个互连网络中至少需要多少条边发生故障才可以使该网络是不可匹配的。在实际构建的系统中元器件和通信信道发生故障是随机的、不可预知的,互连网络中某些点和边可能同时发生故障。基于这一考虑,Park等[3]对匹配排除问题进行了推广,提出了互连网络的强匹配排除问题。设G=(V(G), E(G))是一个无向简单图,F⊆V(G)∪E(G)为G中的故障集。若G\F是不可匹配的,则称F为G的一个强匹配排除集。G的含元素最少的强匹配排除集中元素的个数称为G的强匹配排除数,记为smp(G)。若G中强匹配排除集F满足|F|=smp(G),则称F为G的一个最小强匹配排除集。近来,互连网络的强匹配排除问题得到了大量的关注[4-5]。对于带有故障诊断算法的系统,系统发生故障导致出现孤立点的可能性很小。Park等[6]于2013年对条件故障下(即假定系统不会由于发生故障而产生孤立点)互连网络的强匹配排除问题进行了研究。称图G中相应的强匹配排除集为G的条件强匹配排除集,相应的强匹配排除数记为smp1(G)。
k元n方体(k≥2, n≥1),记为Qnk,是一个具有kn个顶点的正则连通图,其中任一顶点可标号为u=u1u2…un,这里对于任一整数i(1≤i≤n)均有0≤ui≤k-1。两个顶点u=u1u2…un和v=v1v2…vn相邻当且仅当存在j∈{1, 2, …, n},使得uj=vj±1(mod k)且对于任意的l∈{1, 2, …, n}\{j}均有ul=vl。这样的一条边(u, v)称为Qnk的一条j维边。为了便于表述,下文类似之处省略“(mod k)”。对于1≤d≤n,通过去除Qnk中所有的d维边,可以将Qnk沿d维划分为Q(d)[0], Q(d)[1], …, Q(d)[k-1],其中Q(d)[p]为Qnk的由点集{u=u1u2…ud…un∈V(Qnk):ud=p}导出的子图,这里0≤p≤k-1。容易得出,Q(d)[p]和Qn-1k是同构的。k元n方体是并行计算机系统最常用的互连网络拓扑结构之一,其具有易执行、低延迟和高带宽等优良的性质。k元n方体已经得到了广泛的研究[7-10]。目前,以k元n方体为互连网络构建的著名并行计算机系统有iWarp[11]、Cray T3E[12]以及IBM Blue Gene[13]等。Wang等在文献[7]和文献[8]中分别研究了k元n方体的匹配排除问题和强匹配排除问题。本文将对条件故障下k元n方体的强匹配排除问题进行研究。
1 主要结果由定义可知,图中一个条件强匹配排除集是一个特殊的强匹配排除集。下面的性质显然成立。
性质1 若图G中有强匹配排除集和条件强匹配排除集,则smp(G)≤smp1(G)。
性质2[6] 对于图G中的一条路(u, z, v),构造故障集Fuzv如下:
1)Fuzv包含(NG(u)∩NG(v))\{z}中的每个点;
2) 若(u, v)∈E(G),Fuzv包含边(u, v);
3) 对任意的w∈NG(u)\NG(v),Fuzv或者包含w或者包含(u, w);
4) 对任意的w∈NG(v)\NG(u),Fuzv或者包含w或者包含(v, w)。
若G\Fuzv不含孤立点且|G\Fuzv|为偶数,则Fuzv为G的一个条件强匹配排除集。
性质2给出了在图G中构造条件强匹配排除集的一种简单而且直观的方法,称这种类型的条件强匹配排除集为平凡的。显然,对于G中任一平凡的条件强匹配排除集Fuzv,有|Fuzv|=dG(u)+dG(v)-2-gG(u, v),其中
引理1[8] 设k≥3为整数,smp(Q1k)=2。
注意到Qk1为一个长为k的圈。当3≤k≤5时,设F为Qk1中任一故障集,易知或者Qk1\F是可匹配的或者Qk1\F含有孤立点,即此时Qk1中无条件强匹配排除集。
定理1 设k≥6为整数,smp1(Q1k)=2。
证明 当k为奇数时,设F={k-1, (2, 3)};当k为偶数时,设F={(0, k-1), (2, 3)}。无论k为奇数还是偶数,Qk1\F不含孤立点且被划分为两条点不交的含有奇数个顶点的路。显然,Qk1\F是不可匹配的,这意味着smp1(Qk1)≤2。由性质1和引理1知,2=smp(Qk1)≤smp1(Qk1)。因此,smp1(Qk1)=2。证毕。
注:定理1的证明中构造的条件强匹配排除集是平凡的,但是不是所有的Qk1(k≥6) 的条件强匹配排除集都是平凡的。例如,设F={(0, 9), (4, 5)}为Q110中的故障集,此时Q110\F是不可匹配的且不含孤立点,而F不是一个平凡的条件强匹配排除集;设F={10, (4, 5)}为Q111中的故障集,此时Q111\F是不可匹配的且不含孤立点,而F不是一个平凡的条件强匹配排除集。
引理2[6] 设G为m正则连通二部图,其中m≥3,则smp1(G)=2且G中任一个最小条件强匹配排除集均由同一部集中的两个点构成。
定理2 设k≥4为偶整数,n≥2为整数。令V1={u1u2…un:u1u2…un∈V(Qnk),
证明 对任意的u1u2…un∈V1,设v1v2…vn∈NQnk(u1u2…un)。由定义,存在j∈{1, 2, …, n},使得uj=vj±1(mod k)且对于任意的l∈{1, 2, …, n}\{j}均有ul=vl。由于k为偶数,可知uj与vj奇偶性不同。故
引理3 设k≥3为整数,n≥1为整数,则有:
1) 若Qnk中的圈C至少含某两维的边,则|C|≥4。
2) 若k≥4,则Qnk中不含3圈。
证明 设C=(u11u21…un1, u12u22…un2, …, u1pu2p…unp, u11u21…un1)为Qnk中的一个圈。
1) 假定C中至少含某两维的边。断言如下:若C中包含r维边(其中1≤r≤n),则C中至少有两条r维边。若不然的话,假定C中只有一条r维边,不失一般性设(u11u21…un1, u12u22…un2)为C中的r维边。由定义可知,ur1=ur2±1(mod k)且对于任意的l∈{1, 2, …, n}\{r}均有ul1=ul2。注意到(u12u22…un2, u13u23…un3),(u13u23…un3, u14u24…un4),…,(u1p-1u2p-1…unp-1, u1pu2p…unp)均不是r维边。由定义可知,ur2=ur3=…=urp-1=urp。因此ur1≠urp,这与(u1pu2p…unp, u11u21…un1)不是C中r维边矛盾。断言证毕。由断言可知,若C中至少含某两维的边,则|C|≥2×2=4。
2) 假定C中仅含r维边(其中1≤r≤n)。由定义可知,对于任意的l∈{1, 2, …, n}\{r}均有ul1=ul2=…=ulp。此时必有|C|=k。结合(1) 中结论可知,当k≥4时,Qnk中任一个圈的长度均大于等于4,这意味着Qnk中不含3圈。证毕。
引理4 设k≥3为整数,n≥1为整数。对于任意两个不同的点u, v∈V(Qnk),|NQnk(u)∩NQnk(v)|≤2。
证明 对n用归纳法来证明结论成立。当k≥3且n=1时,Qnk为一个长为k的圈。对于任意两个不同的点u, v∈V(Qnk),此时有|NQnk(u)∩NQnk(v)|≤|NQnk(u)|=2。假设k≥3且n≥2时,对于任意两个不同的点u, v∈V(Qn-1k)有|NQn-1k(u)∩NQn-1k(v)|≤2。设u=u1u2…un和v=v1v2…vn为Qnk中任意两点,考虑以下两种情形:
1) 存在d∈{1, 2, …, n}使得ud=vd。
将Qnk沿d维划分为Q(d)[0], Q(d)[1], …, Q(d)[k-1]。此时,u, v∈V(Q(d)[ud])。断言如下:对任意的w=w1w2…wn∈V(Qnk)\V(Q(d)[ud]),w∉NQnk(u)∩NQnk(v)。若不然的话,假定w∈NQnk(u)∩NQnk(v),那么(u, w)和(v, w)均为d维边,即对于任意的l∈{1, 2, …, n}\{d}均有ul=wl=vl。这意味着u=v,与条件矛盾。断言证毕。由断言可知,|NQnk(u)∩NQnk(v)|=|NQ(d)[ud](u)∩NQ(d)[ud](v)|。注意到Q(d)[ud]和Qn-1k是同构的。由归纳假设可知,|NQ(d)[ud](u)∩NQ(d)[ud](v)|≤2。因此,|NQnk(u)∩NQnk(v)|≤2。
2) 对任意d∈{1, 2, …, n}有ud≠vd。
将Qnk沿1维划分为Q(1)[0], Q(1)[1], …, Q(1)[k-1]。此时,u∈V(Q(1)[u1]),v∈V(Q(1)[v1])。断言如下:对任意的w=w1w2…wn∈V(Qnk)\(V(Q(1)[u1])∪V(Q(1)[v1])),w∉NQnk(u)∩NQnk(v)。若不然的话,假定w∈NQnk(u)∩NQnk(v)。那么(u, w)和(v, w)均为1维边,即对于任意的l∈{2, 3, …, n}均有ul=wl=vl,与情形假设矛盾。由断言可知,NQnk(u)∩NQnk(v)⊆V(Q(1)[u1])∪V(Q(1)[v1])。若NQnk(u)∩NQnk(v)∩V(Q(1)[u1])=Ø,则|NQnk(u)∩NQnk(v)∩V(Q(1)[u1])|=0。若存在x=x1x2…xn∈NQnk(u)∩NQnk(v)∩V(Q(1)[u1]),则x1=u1且(v, x)为1维边。此时,对于任意的l∈{2, 3, …, n}均有xl=vl。可知,x=u1v2…vn是唯一的,即|NQnk(u)∩NQnk(v)∩V(Q(1)[u1])|=1。因此,|NQnk(u)∩NQnk(v)∩V(Q(1)[u1])|≤1。同理可证,|NQnk(u)∩NQnk(v)∩V(Q(1)[v1])|≤1。从而可知,|NQnk(u)∩NQnk(v)|=|NQnk(u)∩NQnk(v)∩V(Q(1)[u1])|+ |NQnk(u)∩NQnk(v)∩V(Q(1)[v1])|≤2。
综上可知,对于任意两个不同的点u, v∈V(Qnk),|NQnk(u)∩NQnk(v)|≤2。证毕。
引理5 设k≥3为整数,n≥2为整数。若Qnk中任意两点u=u1u2…un和v=v1v2…vn满足|NQnk(u)∩NQnk(v)|=2,则(u, v)∉E(Qnk)。
证明 反证法。假设(u, v)∈E(Qnk)。设NQnk(u)∩NQnk(v)={w, x}。此时,(u, v, w, u)和(u, v, x, u)均为Qnk中的3圈。由引理3可知,此时k=3,(u, v, w, u)仅含某一维的边且(u, v, x, u)也仅含某一维的边。不失一般性,设(u, v, w, u)仅含d维边(1≤d≤n),则(u, v),(u, w)和(u, x)均为d维边。由定义,u在Qnk中有且仅有两条d维边,矛盾。故假设不成立。
证毕。
定理3 设k≥3为奇整数,n≥2为整数,则min{|Fuzv|:Fuzv为Qnk中平凡的条件强匹配排除集}=4n-3。
证明 由引理4和引理5可知,对于任意两个不同的点u, v∈V(Qnk),gQnk(u, v)≤1。注意到Qnk是2n正则的。设Fuzv为Qnk中任一条路(u, z, v)对应的平凡的条件强匹配排除集,则|Fuzv|=4n-2-gQnk(u, v)≥4n-3。
设(u, z, v)=(0000…0, 0100…0, 1100…0) 为Qnk中一条路,V1={x:x∈NQnk(0000…0)\{0100…0, 1000…0}},V2={y:y∈NQnk(1100…0)\{0100…0, 1000…0}}。令Fuzv*={1000…0, (u, x), (v, y):x∈V1, y∈V2}。易知,Qnk\Fuzv*不含孤立点且|Qnk\Fuzv*|=kn-1为偶数。故Fuzv*为Qnk中一个平凡的条件强匹配排除集且|Fuzv*|=2(2n-2)+1=4n-3。
综上可知,min{|Fuzv|:Fuzv为Qnk中平凡的条件强匹配排除集}=4n-3。证毕。
引理6[8] 设k≥3为奇整数,n≥2为整数,则smp(Qnk)=2n。进一步地,Qnk中任一个最小强匹配排除集F满足Qnk\F中有一个孤立点且|Qnk\F|为偶数。
定理4 设k≥3为奇整数,n≥2为整数,则2n+1≤smp1(Qnk)≤4n-3。
证明 设Qnk中的故障集F⊆V(Qnk)∪E(Qnk)满足|F|≤2n且Qnk\F不含孤立点。由引理6可知,Qnk\F是可匹配的,这意味着smp1(Qnk)>2n,即smp1(Qnk)≥2n+1。
由定义,smp1(Qnk)≤min{|Fuzv|:Fuzv为Qnk中平凡的条件强匹配排除集}。由定理3可知,smp1(Qnk)≤4n-3。证毕。
由定理4,显然有下面的结论成立。
推论1 设k≥3为奇整数,则smp1(Q2k)=5。
2 结语目前,随着高性能并行计算机技术的发展,人们越来越关注具有优良性能的互连网络拓扑结构。互连网络的容错性是衡量互连网络性能的关键指标,它主要考虑在发生故障时网络中某些特有性质的保持能力。本文对条件故障下使得Qnk中不存在完美匹配或几乎完美匹配所需要的最小故障数smp1(Qnk)进行了研究。对于k≥4为偶数且n≥2,得出了smp1(Qnk)的精确值并刻画了其所有相应的最小故障集;对于k≥3为奇数且n≥2,给出了该参数一个较好的界,推论1表明得出的上下界是可达的。这一结论可以帮助工程师更精确地分析有故障发生时k元n方体的可匹配性,为设计以k元n方体为拓扑结构的互连网络提供理论参考。当k≥3为奇数且n≥3时,smp1(Qnk)精确值的计算是值得进一步研究的方向。
[1] | BONDY J A, MURTY U S R. Graph Theory[M]. New York: Springer, 2008: 1-450. |
[2] | BRIGHAM R C, HARARY F, VIOLIN E C, et al. Perfect-matching preclusion[J]. Congressus Numerantium, 2005, 174: 185-192. |
[3] | PARK J H, IHM I. Strong matching preclusion[J]. Theoretical Computer Science, 2011, 412(45): 6409-6419. DOI:10.1016/j.tcs.2011.08.008 |
[4] | FENG K, WANG S. Strong matching preclusion for two-dimensional torus networks[J]. International Journal of Computer Mathematics, 2015, 92(3): 473-485. DOI:10.1080/00207160.2014.913034 |
[5] | CHENG E, KELM J, RENZI J. Strong matching preclusion of (n, k)-star graphs[J]. Theoretical Computer Science, 2016, 615: 91-101. DOI:10.1016/j.tcs.2015.11.051 |
[6] | PARK J H, IHM I. Strong matching preclusion under the conditional fault model[J]. Discrete Applied Mathematics, 2013, 161(7/8): 1093-1105. |
[7] | WANG S, WANG R, LIN S, et al. Matching preclusion for k-ary n-cubes[J]. Discrete Applied Mathematics, 2010, 158(18): 2066-2070. DOI:10.1016/j.dam.2010.08.017 |
[8] | WANG S, FENG K, ZHANG G. Strong matching preclusion for k-ary n-cubes[J]. Discrete Applied Mathematics, 2013, 161(18): 3054-3062. DOI:10.1016/j.dam.2013.06.011 |
[9] | 杨玉星, 王世英. k元n立方网络的k圈排除问题的递归算法[J]. 计算机应用, 2013, 33(9): 2401-2403. (YANG Y X, WANG S Y. Recursive algorithm for k-cycle preclusion problem in k-ary n-cubes[J]. Journal of Computer Applications, 2013, 33(9): 2401-2403.) |
[10] | YANG Y, LI J, WANG S. Embedding various cycles with prescribed paths into k-ary n-cubes[J]. Discrete Applied Mathematics, 2017, 220: 161-169. DOI:10.1016/j.dam.2016.12.006 |
[11] | PETERSON C, SUTTON J, WILEY P. iWarp:a 100-MOPS, LIW microprocessor for multicomputers[J]. IEEE Micro, 1991, 11(3): 26-29. DOI:10.1109/40.87568 |
[12] | ANDERSON E, BROOKS J, GRASSL C, et al. Performance of the CRAY T3E multiprocessor[C]//Proceedings of the 1997 ACM/IEEE Conference on Supercomputing. New York:ACM, 1997:1-17. |
[13] | ADIGA N R, BLUMRICH M A, CHEN D, et al. Blue Gene/L torus interconnection network[J]. IBM Journal of Research and Development, 2005, 49(2/3): 265-276. |