Am impărțit calculul în următoarele subcalcule:

• C = A' x A

  • Inițial pun în C rezultatul calcului de mai sus.
  • Pentru efectuarea calculului am folosit funcția DTRMM în forma: C := alpha*op( A )*A, cu alpha = 1.0, op(A) = A**T și A = UPPER TRIANGULAR

• AB = A x B

  • Pentru efectuarea calculului am folosit funcția DTRMM în forma: AB := alpha*op( A )*B, cu alpha = 1.0, op(A) = A și A = UPPER TRIANGULAR

• C = [(A x B) x B'] + (A' x A) = AB x B' + C

  • Pentru efectuarea calculului am folosit funcția DGEMM în forma: C := alpha*op( AB )*op( B ) + beta*C, cu alpha = 1.0, op(AB) = AB, beta = 1.0și op(B) = B**T

Run=./tema2_blas: N=400: Time=0.058755  OK
Run=./tema2_blas: N=600: Time=0.131540
Run=./tema2_blas: N=800: Time=0.292576  OK
Run=./tema2_blas: N=1000: Time=0.490025
Run=./tema2_blas: N=1200: Time=0.862272 OK
Run=./tema2_blas: N=1400: Time=1.327101
Run=./tema2_blas: N=1600: Time=1.969486
Run=./tema2_blas: N=1800: Time=2.794288
Run=./tema2_blas: N=2000: Time=3.809342

Am impărțit calculul în următoarele subcalcule:

• AtA = A' x A

  • Cum A este superior triunghiulară, rezultă că A' este inferior triunghiulară
  • Astfel, pot să reduc numărul de înmulțiri ignorând zerourile din ambele matrici
  • Pentru a face asta, k ia valori în intervalul: k = [0 .. min(i, j)]

• BBt = B x B'

  • Nu se știe nimic despre B, așadar se folosește algoritmul clasic de înmulțire

• ABBt = A x (B x B') = A x BBt

  • Se ignoră zerourile din partea inferioară a lui A (k = [i .. N])

• C = [A x (B x B')] + (A' x A) = ABBt + AtA

  • Se însumează rezultatele temporare și se salvează în totul în C

Run=./tema2_neopt: N=400: Time=1.135183    OK
Run=./tema2_neopt: N=600: Time=3.470950
Run=./tema2_neopt: N=800: Time=8.269319    OK
Run=./tema2_neopt: N=1000: Time=16.031574
Run=./tema2_neopt: N=1200: Time=27.859262  OK
Run=./tema2_neopt: N=1400: Time=45.311760
Run=./tema2_neopt: N=1600: Time=74.682930
Run=./tema2_neopt: N=1800: Time=103.854233
Run=./tema2_neopt: N=2000: Time=145.613525

Am impărțit calculul în următoarele subcalcule:

• At = A'

  • Precalculez A' deoarece mai departe va trebui să fac calculul A' x A, iar după cum s-a observat și pe implementarea neoptimizată, accesele la matrici în varianta aceasta sunt nesecvențiale (AtA[i][j] += A[k][i] * A[k][j]).
  • Cum A este superior triunghiulară, rezultă că A' este inferior triunghiulară.
  • Formulă de calcul a transpusei este: At[j][i] = A[i][j]
  • Optimizări:
    1. Se sare peste zerourile de sub diagonala matricii A (j = [0 .. i])
    2. Adresarea elementelor se face prin pointer arithmetic
    3. Din formula de calcul se observă că accesul la memorie este secvențial pentru A, dar nesecvențial pentru At (unlucky)

• C = A' x A = A' x (A')' = At * At'

  • Noua formulă de calcul este: C[i][j] += At[i][k] * At[j][k]
  • Optimizări:
    1. Se sare peste zerourile din ambele matrici
    2. Adresarea elementelor se face prin pointer arithmetic
    3. Din formula de calcul se observă că accesul la memorie este optim (C - constant, At - secvențial, At - secvențial)
    4. Se folosesc regiștri pentru sume parțiale
    5. Se înlocuiește apelul de funcție min cu codul inline.

• BBt = B x B'

  • Formula de calcul este: BBt[i][j] += B[i][k] * B[j][k]
  • Calcul este similar celui anterior, singura diferență fiind că B nu este matrice superior triunghiulară. Din această cauză nu se ignoră înmulțiri.
  • Optimizări:
    • (-) Ignorarea zerourilor nu se mai poate face
    • (+) În schimb, se garantează că N este multiplu de 40, deci implicit 8 și se face loop unrolling la cea mai din interior buclă

• ABBt = A x (B x B') = A x BBt

  • Formula de calcul este: ABBt[i][j] += A[i][k] * BBt[k][j]
  • Optimizări:
    1. Se sare peste zerourile din matricea A
    2. Adresarea elementelor se face prin pointer arithmetic
    3. Se observă din formulă că accesul la BBt este nesecvențial; se impune o reordonare a buclelor astfel: i - k - j
    4. După reordonare, accesul la memorie este optim (ABBt - secvențial, A - constant, BBt - secvențial)
    5. Se folosesc regiștri pentru constante
    6. Se face loop unrolling la cea mai din interior buclă

• C = [A x (B x B')] + (A' x A) = ABBt + C

  • Se adună la C(= A' x A) rezultatul calculului anterior.
  • Formula de calcul este: C[i][j] += ABBt[i][j]
  • Optimizări:
    1. Adresarea elementelor se face prin pointer arithmetic
    2. Accesul la memorie este optim (secvențial)
    3. Se face loop unrolling

Folosesc regiștri pentru aproape toate variabilele, singurele variabile alocate pe stack fiind cele accesate rar (base pointerul pentru matricele temporare). Cu ajutorul unui decompiler am confirmat că se respectă keyword-ul register, singurele variabile aruncate pe stivă fiind următoarele:

double *A; // [rsp+10h] [rbp-60h]
double *ABBt; // [rsp+20h] [rbp-50h]
double *BBt; // [rsp+28h] [rbp-48h]
double *At; // [rsp+30h] [rbp-40h]
double *C; // [rsp+38h] [rbp-38h]

(tbf, testul N=1200 e hit or miss; alternează între ~4.05s și ~4.30s)

Run=./tema2_opt_m: N=400: Time=0.161150   OK
Run=./tema2_opt_m: N=600: Time=0.541214
Run=./tema2_opt_m: N=800: Time=1.270233   OK
Run=./tema2_opt_m: N=1000: Time=2.413441
Run=./tema2_opt_m: N=1200: Time=4.055645  OK
Run=./tema2_opt_m: N=1400: Time=6.650734
Run=./tema2_opt_m: N=1600: Time=10.012427
Run=./tema2_opt_m: N=1800: Time=14.430511
Run=./tema2_opt_m: N=2000: Time=19.866138
<<< Bonus=10p >>>

Nu există memory leak-uri. Rezultatele rulărilor se află în analysis/.

Primul lucru care iese în evidență este numărul de instrucțiuni (5.7mld pentru neopt, 1.2 mld pentru opt_m și doar 200 mil pentru BLAS). Totuși, numărul de miss-uri în cache-ul pentru instrucțiuni este aproape inexistent în toate cele 3 implementări.

Următorul fapt observat este accesul la memorie - opt_m accesează de 10 ori mai puține date din memorie față de varianta neoptimizată. Acest salt uriaș poate fi datorat optimizării constantelor și folosirii a cât mai multe registre în loc de variabile alocate pe stivă.

Deși procentual în cazul implementării optimizate sunt mai multe missuri, acestea sunt în valoare absolută cu mult mai puține față de varianta neoptimizată, fapt datorat optimizărilor de reordonare a buclelor pentru a avea acces secvențial.

Ultimul lucru observat este numărul de branch-uri mai mic în cazul implementării optimizate (loop unrolling).

În urma analizării executabilului BLAS se observă că acesta exploatează foarte bine accesul la memorie, având atât procentual, cât și în valori absolute mult mai puține miss-uri, branch-uri și mispredicts față de celelalte 2 implementări.

Rezultatele rulărilor se află în analysis/.

În urma analizei timpilor de execuție a celor 3 implementări se observă că pentru matrici mici (N < 800), opt_m și BLAS au timpi apropiați, însă pentru matrici mai mari de atât, implementarea cu BLAS se execută mai rapid (medie: de 5x mai rapid, însă conform evoluției graficului estimez că pentru valori N > 2000 această diferență între implementări va crește).

Implementarea neoptimizată nu se poate compara nici cu opt_m, nici cu BLAS (mai ales). Spre exemplu, în timpul în care neopt calculează rezultatul pentru o matrice cu N=400, BLAS poate face același calcul cu N=1400, iar această diferență crește pe măsură ce N crește. În medie, BLAS este de 32 de ori mai rapid decât neopt. În raport cu opt_m, implementarea neoptimizată este în medie de 7 ori mai lentă.