信息通信专业资料应用层组播概述(word版).doc

应 用 层 组 播 概 述应用层组网首先是要基于组播和重叠网技术。下面将先介绍组播和重叠网技术。组播传输是一对多通信且发送的数据是一致的时候。发送方只要发送一份数据，而在路由器上进行复制转发。因此适用于那些在时间上具有集中性、而在空间上具有分布性的应用。可达到减少带宽浪费（相对与单播而言）和降低服务器处理负担的目的。IP 组播是对Internet 基本的单播、尽力发送模型扩充，它把组播的主要功能都放在路由器上实现。它有组播的优点，但也存在很多弊端，如下所述：首先路由器必须为每个组播组单独保存状态，扩展性很差。要求所有参加组播的终端之间的路由器都必须支持组播功能，加大了对路由器的要求。试图用一种统一的组播模型来适应所有的应用，而现实中不同的应用对组播的要求差别很大，这给组播算法的设计造成很大的困难。组播组的管理方法存在缺陷，在组播组的加入、退出和管理等方面开销大，组播组的加入和出的延迟也很大。对那些不是时间上具有集中性、而在空间上具有分布性的应用，效果比较差。IP 组播的地址空间不够，在分配上存在困难。正是由于IP组播存在这样多的不足，所以要研究在应用成上组网，尽量减少它的缺点。重叠网模型它保持Internet原有的单播、尽力发送模型，尽量不改变原来网络的体系结构，而主要通过增加端系统的功能来实现组播的功能。由于对网络本身的改变很少，应用层组播具有很好的灵活性。但是，端系统的稳定性一般不如专用网络设备，应用层组播在带宽利用效率方面也无法和IP组播相比。应用层组播的主要优势(1)应用层组播便于实现和推广。它只需要改变端系统，而不需要对路由器进行任何修改。(2)应用层组播便于针对特定应用进行优化，可以针对不同的应用使用不同的实现方案，而不必象IP 组播那样必须统一到一个模型中。应用层组播的主要缺点(1) 一般会比IP 组播使用更多的网络资源。(2) 由于参与转发的端系统可能不稳定，导致组播转发的可靠性受到影响。(3) 由于参与转发的端系统的性能无法保证，可能导致延迟、转发速率等性能的下降。应用层组播的主要应用是实时的多媒体传输。一方面这利用了多媒体信息的性质，即在传输链路质量下降的情况下，用户仍然可以利用收到的低速率的或者不完整的信息，这适用于同一组播组中的多个用户可能接收能力不同的情况。组播节点的组织方法：组播节点的组织方法决定了组播节点之间的关系。目前主要方式是树、网和特定的逻辑结构。Tree 的优点是实现简单，维护的开销小，扩展性好。它的缺点是可靠性比较差，这主要由于Tree 一般节点接收数据通路是唯一的，是单一故障点。而Mesh 和Tree 的优缺点恰好相反，节点一般有多个接收数据通路，可靠性比较高；但维护开销比较大，扩展性比较差。在大组播组的应用中一般使用Tree，而在一些中小组播组的应用中使用Mesh。如何结合Tree和Mesh 的优点是一个值得研究的问题。特定的逻辑结构一般扩展性好，且不需要路由算法，其主要问题是网络节点映射后所建立的逻辑结构一般不能很好的利用网络的性能，这是目前这些算法分析中很少涉及的。组播节点的维护方法：组播节点的维护包括：节点的加入、退出和“失效”节点的检测。节点的加入指新的组播节点如何发现组播组的存在、并加入到组播组中。目前大部分算法都假设存在一个或者多个“集中点”RP，通过RP 完成加入的管理。这种方式的缺陷是，RP很容易成为整个系统的一个瓶颈。节点退出时需要发出退出组播组的通知，有些算法还要对组播节点的组织进行调整。“失效”是指节点没有发出退出组播组的通知，而节点已经无法正常工作。目前对“失效”节点的检测一般使用定期发送报文的方法。基于应用层组播实例：PALS Framework:综述由于单对单的媒体流通信时会产生很多的弊端。如发送者带宽的变化，会对传输数据速率有很大的影响，特别是对实时业务而言。这样接收方收到的数据仅没有很好的保证。从相对的意义上讲这样也是对重叠网络资源的浪费。为了很好的保证接收方的利益，引入了PALS（P2P Adaptive layered streaming）模型。它是一种采用多个发送者和单个接收者之间的媒体流通信。尤其是针对实时媒体流传输，性能有更大的改善。PALS设计目标是在不同发送者带宽随机变化时，达到有效的使用带宽资源，并保持在稳定传输的情况下媒体流性能最优。多个发送者和单个接收者之间的通信，特别是分布式的不同种类对等实体之间媒体流的传输，有很多的问题的存在亟须解决。首先在一次数据发送中，终端的带宽并不是已知不变的，相反可能还会有很大的变化。所以发送者必需要提供友好的拥塞控制（发送者和接收者之间是采用UDP进行连接的，用以更好的保证它的实时性）。其次，由于多个发送者之间网络特性的不同，而且发送者可能随时退出通信过程，这样就要求发送者在发送媒体流的同时携带网络参数的集总信息，且多个发送者之间要协同工作。PALS原理对上述图示，它是一个基于Internet的重叠网。有三个发送方和一个接收方进行媒体流通信。接收方将收到的流按照带宽的不同要求进行分成处理。接收到的不同带宽的数据流就进入不同的buffer。再对buffer中同一个流，但是它有更佳的性能特性的流进行解码送出播放，以在接收方能达到一个最佳的效果。同时在由解码出来的数据得到控制信息，用以控制滑动窗口的大小。而窗口的大小选择可以使传输质量的稳定性与自适应质量机制对总体的带宽变化所做出的响应达到均衡。自适应质量机制又将产生的一些信息传递给发送者，从而达到最佳利用发送者带宽资源的效果。其实其本质上就是采用接收较多相同的数据流，在从其中选出最符合要求的让接收方播放。即以数据传输的冗余性来达到更好的视觉效果。基于上述的原理，如果针对多个发送者和多个接收者的情况，也可以采用类似的方法。假设有两个接收者同步或几乎同步需要同一个数据块，而p2p网络中又4个源。则接收者可以选用物理距离上最接近它的两个源相其传送数据。在两个接收者之间也可以传送数据。假定两个接收者是选用不同的源的，则可以将接收到的数据原封不动的在传给对方。这之间将会有很多问题的存在，如接收者之间的地址的传送，对有多与2个接收者之间的选取问题，以及对不是同步的，但相差不多的接收者之间的关系等等。相信有一个研究的空间！ZIGZAG：对媒体流处理的一种高效的对等方案实现一个源多个接收者的媒体流传输，我们利用应用层组播地方式，通过终端进行转发来完成流的传输，本文采用的是一种新的P2P流技术ZIGZAG.ZIGZAG有如下优点：1. 树的连续性由一组规则来约束，以保证树的高度和节点数不会太大。2. 网络的动态影响可以很容易解决而无需改变规则。3. 差错恢复只是局部性的，只是影响一部分存在的接收者，不会增加源的负担。ZIGZAG方案包含两个主要的部分：管理组织代表对等体之间的逻辑关系，组播树表示他们之间的物理关系（即对等体之间是如何连接的）。管理组织：对等体是按多层的层次化结构组织的。 0层包含所有的对等体。 j(jH-1)层的对等体被划分成大小为k,3k的集。H-1层只有一个集。 选择j层的一个集中的一个对等体作为该集的头。如果j1,则在A中选择剩余出度值最大者作为数据源s1,次大者作为备用数据源s2,此时一定可以选取合适的根结点使得组播树独立。若|A|=0,则选择在当前排列图中选择最大剩余出度结点作为数据源s1,次大者作为备用数据源s2。若|A|=1,则选择A中的结点作为数据源s1,选择当前排列图中其他成员中最大剩余出度结点作为备用数据源s2。s1和s2的剩余出度值分别减1。在此子排列图中先后选取数据源s1对应的根结点r,并把选出的根结点的剩余入度值减1。当s1不能正常工作或失效时,s2作为r的数据源结点。选取根结点时既要考虑结点的剩余出度值和剩余入度值,又要注意尽量保证组播树的独立性。如果能保证组播树独立性的结点的剩余入度值全为零,则选取子排列图中的剩余入度值最大者。在此子排列图内根据文献6中的算法生成以r为根的组播树,并修改相应结点的剩余出度值和剩余入度值。(2)如果还有再下一级的子排列图,则令ai, j=当前排列图的相应子排列图的根结点的r,转(1);否则,结束。图3给出了AG1中的a31和AG2中的a41发言时根据以上算法为实现应用层组播建立的组播树,分别以虚线和实线表示。在AG1、AG2和AG3中分别由三个DM(a34、a42、a41)作为IP组播岛的数据源结点,组播岛内的IP组播树分别以它们为根建立,由它们传输到IP组播岛中的PM。IP组播岛中对应的IP组播树在图3中没有画出。两种树拓扑优先的方案介绍：ALMIALMI是美国华盛顿大学St.Louis分校计算机系2001年发布的研究成果，是最早开发的应用层组播中间件之一。ALMI实现了应用层组播的基础服务功能，包括组播树构造、成员管理、组播数据分发和自组织组网，支持在小规模的只有少量成员(几十个)的组之间进行可靠通信。ALMI基本上可以划分为两个模块:一个是会话控制器模块，属于控制平面，功能包括会话管理、组播树构造和自组织组网;另一个是成员管理模块，属于数据平面，功能包括成员操作和组播数据分发。ALMI的会话控制器只属于控制平面，并不影响会话成员间的数据分发，即使会话控制器失效，只要失效前所形成的成员关系不发生变化，成员间仍然能够进行通信。ALMI使用集中式控制方法来维护组播树的一致性和有效性，由一个网关控制服务器根据终端问的延迟为每一个组生成一颗数据路由树。ALMI的一个会话包括一个会话控制器和多个会话成员，会话控制器和会话成员间的通信依靠ALMI的控制协议进行。会话控制器集中处理成员注册，周期性地计算和维护组播树，并将结果以(parent, children)列表的形式通知所有成员。ALMI的组播树是带度约束的双向共享树，树中的成员之间具有父子关系。一旦构造好组播树，会话成员就可以发送或接收组播数据，同时也负责向邻居结点转发组播数据。Void（1）数据传输拓扑所有基于数据拓扑优先方法的组播协议都会创建一个共享的数据传输拓扑树，每个成员的任务就是找到合适于自己的父结点。既然Void是直接建立的数据传输树，那么为了使组播达到更好的性能，它就会对树的结构给出直接的限制，例如每个成员结点的度、邻接点的选择等。当有新成员需要加入时，其会查询RP 得到的已加入成员的信息，然后新成员通过这些信息找到合适的父结点。一个结点如果成为这个新成员的合适的父结点必须满足两个条件：如果选其做新成员的父结点，数拓扑上将不会出现循环；如果选新成员做其子结点不会超过其度的要求。如果新成员找到了多个合适的父结点，那么它将根据具体实际量度的要求来找出最合适的一个父结点。由于每个成员都会自己选择合适的度即子结点的个数，则很有可能导致树的深度加深，使得数据传输出现比较长的传输路径。（2）控制拓扑为了防止由于某个非叶结点的意外断开而使得整个数据传输树被分割，Void中的每个成员会在数据传输拓扑上随机选取一些非父结点填加到其的连接，这样便组成了控制拓扑。终端系统组播(Narada) 3.1.1终端系统组播简介终端系统组播提出Narada 协议,运行完全分发协议,终端系统以自组织方式形成覆盖网络。终端系统通过适应网络中的动态性和考虑应用层的性能指标优化覆盖网的效率。在进行设计Narada 提出了以下目标:(1) 自组织(Self2organize) 。终端覆盖网的构造要以完全分发的方式,动态适应组成员变化时,需具有较强的鲁棒性。(2) 有效的覆盖网。覆盖网的构造必须使物理传输链路的冗余性最小化。(3) 自身优化的能力。终端系统要能广泛收集网络中的信息,并借此对Mesh 网的结构进一步的优化。3.1.2构造Mesh 网基于Mesh 网的构造,是因为需要进行多源的服务。Mesh网允许我们对每个发送源构造最优树,可以将成员的管理抽象到Mesh 层。构造Mesh 网不存在集合点(rendezvous point)节点，也就是说可以通过联系任何已知的活跃组成员执行加入操作；通过交换控制消息来获取组中其它成员的位置随机选择一些组成员作为自己的邻居，邻居节点之间交换更新消息维护Mesh。我们在构造分发树时还可以使用已有的路由算法。以下我们介绍Mesh 网的构造:(1) 新成员加入Mesh 网当有成员加入组时,Narada 假设该成员可以利用外部引导机制获得组成员的列表。这个列表并不需要非常的完全和准确,但至少要包含一个当前活动的组成员。该成员从它的列表中随机的选择一些组成员和给他们发送加入邻居的信息请求。重复这个过程,直到从列表成员中获得响应。一旦获得加入,成员开始与它的邻居交换刷新信息,使成员之间能相互的了解。(2) 成员离开和失败当成员离开组时,它就通知邻居,这个信息通过Mesh 网传送到其他的组成员。假设C 成员失效了,Mesh 网中C 的邻居A 和G接收不到C 的刷新信息,他们独立地发送探测消息到C ,所以每个发送信息(与C 的回应) 都丢失的可能性很小。如果是这种情况,A 和G就假定C 失效,因此把这个信息发送到整个Mesh 网。如果节点A 失效,那就造成Mesh 网的分离,就要运行一定的算法进行验证,一旦确认,就要加上链路,将两个分开的Mesh 网重新连接起来。每个成员需要保留有失效的组成员,这样才能区分是新成员的刷新,还是失效的成员的重申,失效的成员能在满足一定的时间重新被激活。(3)Mesh 网分离的修复成员的失效可能导致Mesh 网的分离。例如在图1 中,如果成员A 失效,到达一定的时间,Mesh 网的两边就不再接收成员之间的刷新信息,Mesh 网就分离了。在此情况下,成员必须首先检测到Mesh 网分离的存在,然后用至少添加一条覆盖链路去重新连接。图1 Mesh 网的失效情况每个成员保持有tm 时间,在这段时间内没有收到成员的更新信息,并利用一定的算法,计算出失3.1.3Mesh 网性能的优化以下原因使Narada 构造的Mesh 网并不一定是最优的:(1) 新节点的加入并没有考虑网络拓扑。(2) 分离和修复可能产生多余的链路。(3) 组成员之间因加入、离开是不断变化。(4) 底层的网络环境、路由、负载情况不尽相同。所以Narada 利用一定的策略算法对链路进行评估,添加和去除链路优化性能。3.1.4分发树的构造在Mesh 网上运行距离向量协议和构造最短路径剪枝树。分发树的质量取决于所构造的Mesh 网的性能。因为分发树是在Mesh 网的基础上进行剪枝构造的,所以Mesh 网的构造是极为关键的。3.2可扩展应用层组播(NICE) 3.2.1NICE 简介NICE 是一种可扩展的应用层组播,主要针对大量接收者的低带宽、数据流应用,它基于分层的结构,同时具有较小的控制负荷,有利于它的扩展性。采用Implicit方法和基于层次化（Hierarchical）的节点集群（Cluster）思想，可以支持大量接收者的组播应用。NICE 的数据拓扑隐含在它的控制拓扑中,因而还可以支持不同源的数据分发树;并且由于它的分层,进行错误检测较为迅速。3.2.2NICE 的控制拓扑和数据拓扑成员怎么进行分层,NICE 分层将成员赋予不同的层。图2所示,从L0 到L1 层在每个层中,成员被分为多个群集,每个群集的数量k3k-1。图2 NICE 成员的分层控制拓扑的图形,将每层群集中的领导节点连接起来,每个节点只包含一定常数量的成员信息,这样有更好的扩展性。数据拓扑、图形,可以在控制拓扑上,单源进行方便的构造,分发树隐含在控制拓扑中,可以方便地构造多个分发树。控制拓扑:每个层中群集的成员可以很快地清楚其对等成员的变化信息。如图3中B0 可以知道L0 层上A0 ,A1 ,A2 ,还有L1 层上B1 ,B2 ,C0 的信息,邻居之间信息的交换在控制拓扑上交换。数据拓扑:组播数据的分发路径需要防止循环。数据的分发是一个具有固定源的树。如图4 所示,从源A0 发送数据的情况我们可以看出数据拓扑隐含于控制拓扑中。图3 NICE控制拓扑 图4 NICE数据拓扑3.2.3NICE 协议的描述(1) 成员的加入当一个成员要加入组播组的时候必须映射到L0 层的某个群集上。从高层开始向汇聚点进行提出查询,寻找最近的成员,然后顺序查询至L0 层。(2) 群集的维持和精简成员的分裂和聚合:群集中的领导成员定期地检测群集中成员的数目。如果群集的数目超过3k-1 ,那么就将这个群集分裂成两个数量相同的群集;如果群集的数目少于k ,那么就将群集进行聚合。群集的优化:因为成员的加入不一定加到最近的群集中(可能由于查询和响应信息的丢失等) ,所以成员定期地检测他的上层,寻找最近的群集。(3) 成员的离开和领导节点的选择正常离开:发送离开信息到它所属的群集中的所有成员。突然离开:群集中的其他主机接收不到离开主机的刷新信息,经过一定的时间就认为该成员失效了。如果离开的主机是这个群集中的领导成员,那么就在剩下的成员中选择一个作为新的领导成员。3.3应用层组播体系结构(ALMI) 3.3.1ALMI 简介ALMI 采用集中式对成员进行管理,主要针对成员数量较少的组播应用。在ALMI 中,一个组播组由一个会话控制器和多个组播成员组成。利用控制器集中对成员的管理和组播树的构造,并可以提供基于