信息通信专业资料P2P_Streaming学习报告(word版).doc

姓名学号所做工作SC06006006阅读”Internet Multicast Video Delivery”和”Understanding Mesh-based Peer-to-Peer Streaming” 2篇论文，综合其他同学的读书报告后成文。SA06006081阅读”Adaptive Multi-Source Streaming in Heterogeneous Peer-to-Peer Networks”和” Centralized Peer to Peer Streaming With Layerd Video” 2篇论文，完成读书报告SA06022009阅读”Pere-to-Pere Streaming Media Delivery”和”ZIGZAG: An Efficient Peer-to-Peer Scheme for Media Streaming”两篇论文，完成读书报告。最后论文排版。SA06006086阅读”Stable Group Model in Mobile Peer-to-Peer”论文，完成读书报告，综合其他同学读书报告后做出PPT。SA06006114阅读”The Methodology of Mesh-Cast Streaming in P2P Networks”和” Layered Peer-to-Peer Streaming” 两篇论文，完成读书报告。李轶杰SA06006088阅读”Peer-to-peer Streaming of Stored Media: The Indirect Approach”论文，完成读书报告。P2P Streaming学习报告第1章应用层组播和P2P streaming背景知识3第2章叠加网（Overlay Network）有关知识4第3章基于网格的P2P Streaming5第4章多源发送对单一接收的流媒体传输机制7第5章多发送对多接收的流媒体传输机制8第6章 P2P流媒体系统多点下载技术的研究11第7章集中式P2P（centralized p2p）13第8章异种P2P网络中的多源流媒体传输PALS15第9章高效的P2P流媒体模式zigzag模式19第1节管理结构19第2节组播树20第3节控制协议21第4节结点加入21第5节节点退出21第10章 一种移动P2P流媒体稳定组模型授权算法22第1节背景22第2节系统模型23第3节快速系统容量扩展24第11章评价和展望28第1章应用层组播和P2P streaming背景知识随着互联网的飞速发展，要求点到多点或多点到多点的群组通信业务日益增多。这些业务包括音频/视频会议、Web缓存更新、文件分发、距离测量以及在线游戏等。由于群组通信的复杂性，这些业务的大规模应用需要互联网提供有效支持。因此群组通信技术成为互联网的主要研究方向之一。其中，群组通信技术主要包括IP组播技术和应用层组播技术。我们小组主要研讨的是应用层组播的具体特例P2P streaming。组播技术算法的基本出发点是：在存在多个接收者的时候，通过合并重复信息的传输来达到减少带宽浪费和降低服务器处理负担的目的。应用层组播的节点是组播成员主机，数据路由、复制、转发功能都由成员主机完成，成员主机之间建立一个叠加在IP网络之上的叠加网(overlay network)，主机基于自组织算法建立和维护叠加网。IP组播的数据沿着物理链路复制和转发，而应用层组播的数据则在主机实现复制和转发，数据报沿着逻辑链路转发，多条逻辑链路可能经过同一条物理链路。应用层组播可以避开网络层实现组播功能的许多难题:一是应用层组播的状态在主机系统中维护，不需要路由器保持组的状态，解决了业务的扩展性问题，网络可以支持大量的组播组。二是组播应用可以随时部署，不需要网络设备的升级和功能扩展。三是可以简化组播的控制、可靠等功能的实现，建立在网络连接之上的应用层组播可以使用TCP, UDP服务，如可以利用TCP的可靠和拥塞控制简化组播的可靠和拥塞控制。随着网络宽带化的趋势，人们不再满足于信息高速公路中仅有文本，图像或声音这一类简单的信息，而越来越希望更直观，更丰富的新一代信息的表现形式，流媒体技术（Streaming Media）由此应运而生。以前，多媒体文件需要从服务器上下载后才能播放，由于多媒体文件一般都比较大，一般下载整个文件往往需要很长的时间，限制了人们在互联网上使用多媒体数据进行交流。流媒体应用的一个最大的好处是用户不需要花费很长时间将多媒体数据全部下载到本地后才能播放，而仅需将起始几秒的数据先下载到本地的缓冲区中就可以开始播放。然而，目前的Internet中流媒体应用的QoS并不能让人满意，因为Internet的原始设计主要是为满足端对端系统的需求，资源集中在一台或少数服务器中，热点访问和单点失效将会导致严重的负载平衡问题甚至服务的终止。传统的基于单播的传输方式很容易导致服务器端的性能瓶颈，并不能有效的支持流媒体的大规模数据分发。为了提高Internet上流媒体应用的QoS，P2P Streaming技术被提了出来。第2章叠加网（Overlay Network）有关知识叠加网实际上整个应用层组播服务的核心。叠加网(Overlay ne twork)是支持同一功能的连接着网络边界路由器或接入路由器的数据通路(tunnels)所组成的逻辑性网络。实际上我们可以把网络边界扩展到包括到本地的数据服务器。根据需要提供的服务不同可以选择是在边界路由器平台上直接实现附加功能还是通过转发数据流到服务器上来实现。例如，差异服务(DiffServ)和网络安全可以在接入路由器上实现因为这样的功能适合所有的数据流并且也只需要少量的附加状态;但是对于内容分发(content distribution)和网络存储这样的服务则更可能用到的是服务器，因为这些服务只是对针对于一部分数据流而且需要更多的管理资源。对于应用层叠加网络而言，其是一个定义主机之间通信的寻址方式、路由方式和服务模型，位于现有的Internet传输网络之上的一个完全位于应用层的网络系统。在其中，拓扑发现，路由等功能完全由应用层自己完成，不依赖网络层。我们可以把它看作成是基于Internet网络的大规模的分布式应用。当然，我们也可以把Internet本身也看成是一个通过接入链路和主干网络互联的联系着大量局域网的叠加网络。其进行寻址和路由所采用的策略便是为所有的分组增加IP报文头。第3章基于网格的P2P StreamingP2P Streaming是一种一对多的多媒体数据流传输方式，目标是在覆盖网所覆盖的范围内最大化每个实体(peer)的传输质量。这种方法的首要问题是组织所有参与覆盖网的节点组成一个只有单节点的树，然后待传输数据从树的根向各个节点传送数据。具体结构见图1。这种方法避免了单播方式下为每个接收者单独发送信息的缺点，同时减轻了服务器的负载，节约了网络资源。但是，在这种方式下，由于节点既接收数据又转发数据,完成应用层的路由功能，因此对节点的性能要求较高，上行带宽要足够大。同时，容量传输机制也无法充分利用大部分叶节点的闲置带宽（outgoing bandwidth）。图1 树状结构传输方法为了解决树状结构的局限性，人们又提出了以网状结构为基础的类似于BT下载方法的多点文件传输方法。见图2。图2 网格结构多点传输方法整个文件传输机制使用了并行下载技术,基本思想是要下载文件的实体(peer)同时在存放源文件的机器上分别下载源文件的不同部分,当各部分下载完时,再由具有相互联结的实体互相交换所下载的部分。最后每个实体将多个分块合并得到完整的文件。这种思想的应用对于P2P网络能更充分体现其优势。第4章多源发送对单一接收的流媒体传输机制在数据传输时容易出现的问题在于由于每个发送者的可用的带宽对于接受者是先前不可知的，并且这在传输的过程中也是可变的，并且连接不同种类的发送者会由于其不同的特性甚至在传输的时候造成模型的中断。因而必须要使流媒体机制在任何情况下都能够动态自适应平缓地在总的发送者之间进行过渡。如何能够通过接受者（receiver）动态地选择发送者（sender）的配对问题对于传输性能的提升以及克服拥塞等问题的出现有十分重要的意义。人们提出了一种PALS（P2P adaptive layered streaming）的技术。它主要是由接受者进行控制的机制。它最为核心的思想在于，接受者会周期性地根据从所有发送者得到的总计带宽情况以及涵盖所有发送者的总体情况的评估下来动态地改变，并且根据发送者提交的特殊种类的数据包，对突发性的带宽改变做出及时平缓的自适应的修正。简言之，就是周期性的测试所有的发送者（总体性能）是否在一个适合自己（接受者）要求的工作点，如若不是则动态地对发送者地分类做出修正和改变，以保证自己的工作性能不受影响。与其它的机制不同的是PALS是接受者驱动的，不用去假设总的带宽情况以及潜在的接入点。PALS还是结合了分散式和中心式两种覆盖网机制的p2p流媒体机制。它并不在乎发送者的传输速率，相反的是，它会对如何利用发送者的可用带宽非常关心。第5章多发送对多接收的流媒体传输机制上面的方法只能解决P2P网络中多传输到单接受的模型，但是现实中往往出现多个节点同时请求数据的情况，即所谓的Many-to-Many.一多到多（many-to-many）数据流面临的拥塞同样，多到多数据流同样面临着拥塞，例如图3中每个圆点代表一个Peer，每个正方形代表一个路由器，每条边（edge）上的数字代表可用带宽。每个节点（Peer）有两个参数，第一个为输出数据带宽，第二个为接受数据的带宽。如果P10发出寻找视频A的请求，而P1P6都有视频A， P2,P3,P6被选为传输数据给P10。如果这时候节点P11也发出视频B的请求，而只有P7，P8有该视频。由于Edge的带宽被前一个任务占用完了，所以P8在前面的任务完成之前就不能传输数据给P11了。这就是多到多数据传送面临的拥塞问题。图3 单点对多点的流媒体传输机制图4 多点对多点的流媒体传输机制二Mesh-Cast（多到多数据流）的解决办法。前面提到了问题，现在就问题说下解决方法。这里需要说下图论中的一个的概念：Articulation Edge，Articulation Point。如图5，所谓Articulation Point，就是如果去掉改点，图就会出现分割，蓝色的点就是Articulation Point。同样，Articulation Edge就是去掉该边，图像就会出现分割，而不会连通在一起。如图中的红线。 图5 Articulation Edge，Articulation Point.说明根据上面的概念，文章提出了inferred articulation edge (IAE)，inferred articulation point (IAP).在图三中，如路由器3就是IAP，边界就是IAE。另外还有一个重要的概念：Peripheral Articulation Node（PAN）：假设数据流A（streaming A）构成的一个网络拓扑结构中（如图三），e是IAP，而v是一个IAE，现在另有u是这个结构之外的一个节点，如果把节点u加入到这个拓扑结构中，并且那么e和v就不再是IAP和IAE，那么u就叫做e和v的Peripheral Articulation Node（PAN）。显然，对于一个IAP和IAE，都会有多个PAN的。比如图二中，如果节点P9和路由器6加进来之后边界就不再是IAE了，路由器3也不再是IAP了。下面分析图四，前面提到，对于节点P10发出视频A的请求，那么事件A构成的网络拓扑结构G1，包括节点P1P8，P10，路由器15。同时，节点P11发出视频B的请求，那么事件B构成的网络拓扑结构为G2，包括节点P7，P8，P11，路由器1，3，4，5。所以改多到多数据流（Mesh-Cast）拓扑结构就有G1和G2构成，成为G。那么对于G，就会出现我前面说的多到多数据流面临拥塞。节点P9是G的一个PAN，如果我们把P8传给P11的数据先暂缓存到节点P9上，然后再让P9把缓存数据传给P11，这样新的边就加入到该拓扑结构中，拥塞问题就解决了。现在看到，IAP或IAE是造成Mesh-Cast拥塞，而PAN是解决这个问题的关键。基于上面分析，文章提出了两种思路： optimistic 和pessimistic。方法就是利用PAN迫使P2P网络中的拥塞数据流转向其它空闲的路径和节点，实现数据的分布。pessimistic的方法：当我们发起数据流计划（stream plan）时,选择尽量避免拥塞。这就是说，我们对于一个节点发出的请求，选择尽可能多的满主要求的节点（Host）和它进行连接。这种情况下发生拥塞时，选择尽可能多的PAN来转存数据。这种方法的缺点是选择了太多的PAN节点而导致难以管理。optimistic的方法第二种方法相对于第一种方法来说是一种优化方法：我们先选择最优分布的Host。当拥塞发生，又选用合适的PAN节点（而不是尽可能多）来重新分布数据和传输。第6章 P2P流媒体系统多点下载技术的研究刚才我们提到在P2P情况下，文件内容通常在多个用户结点复制，用户高速从不同结点下载同一文件的不同内容。这种方法适合于大容量文件下载，但是对于实时媒体播放是不够的，因为后者关心的是边下载边播放，而不是等待整个媒体数据快速下载完成。所以，并行文件传输技术(eMule，BitTorrent)的问题是从哪个服务段下载哪些数据，而并行媒体传输结构的问题是何时下载哪块数据。因为根据下载软件的共享机制，上传越大，下载也越大。所以，要采用一种方法来计算上传的平均速度，然后根据平均速度来进行选择片段下载。具体思想是:计算出该实体的平均上传速度。这可能是要不断动态计算调整的，然后计算出每个实体的上传速度，根据两者的比较结果，分配下载片段。而平均速度的计算要结合他先前已经上传的速度来取其平均值。当向某实体发出第一次下载请求时，没有办法得知此实体的上传速度。可以采取先分配最后的片段给它，不管速度快慢影响都比较小，当下载完一个子片段时,就有速度的数据来当作选择片段的依据。当然若是这个实体系统先天设计就可以知道该实体的上传速度，则不需此步骤。如某个实体之前已上传过片段，就有先前速度的数据。这样就可以计算出平均上传速度了。具体分配下载片段是采用如下思路:如果计算出来的上传速度高于平均上传速度就选择前面的片段，如果低于均值的就再去计算适合的片段。此外，还有一种非直接方法，称为stream存储流传输结构。使得用户能够在internet上以较高速度直接从多个服务器，并相互合作从多个其他用户下载媒体数据。Stream是一种用户驱动的间接流结构，它在客户端采用一种称为local proxy stream server(LPSS)的软件。这种结构保证了用户系统能够和当前存在的商用媒体流客户紧密联系在一起，无需任何改变。STREAM通过与服务器结点和用户软件之间的LPSS共同作用将媒体传输过程分为如下两个部分：LPSS下载器使用简单的协议(HTTP，FTP，etc.)从多服务器和其它用户协调分进度下载媒体内容中的不同部分。LPSS streamer以期望的回放格式从LPSS中下载媒体内容到用户的媒体播放器中。我们称这种两个过程的媒体回放为间接流(indirect streaming)图6 Stream结构原理图Stream结构包括以下五个部分：1Client：包括LPSS和媒体播放器，在同一台机器中处理相互独立的进程。2Server：任何字节流服务器，例如：web服务器或FTP服务器3Tracker：类似于BitTorrent中的tracker，为每个客户提供系统中其它要求播放同样媒体内容的用户的位置和下载状态信息。STREAM系统通过使用一个大容量下载缓冲器窗口可以补偿未来时刻的带宽波动，在不考虑服务器连接失败的情况下能提供稳定，长时间高质量的回放，它降低了服务端的负载，通过数据块调度算法可以增加总体的下载速率。第7章集中式P2P（centralized p2p）以网状结构为基础p2p的目的之一就是利用每个叶节点的闲置带宽，以提高所有用户的服务质量并很大程度上的减轻父节点的工作负担。C p2p的特点在于，通过一个总的管理节点对其下的所有实体进行拓扑结构的管理和传输方式的管理。通常它是一个可信的服务终端，可以在下层需要的时候对其提供基本质量之外的最优的数据传输。它的优点在于：a：确认服务可以得到保证（AAA）认证。可以消除不合法用户的干扰。b：在任何时间centralized server都可以给client peers提供最低质量的服务保证c：c p2p的模式下不需要进行很大范围的全网络传播计算通过一个管理服务器完成所有这些工作。它的工作流程为：Step1：某个用户对中心server提出了请求（preq），在通过对其的认证（AAA）后，中心server会对领机发送（psup）信息，如若没有领机则中心server自己作为psup的相应者。Step2：通过一种动态的管理方式，在preq的基本质量的数据被满足的情况下，如若有额外的增强数据可被提供（psup有更高的等级），并且对用户也是可到达的，则对其的preq进行修正，将更高等级的数据传输的用户。Step3：psup在建立连接后就可以持续地对用户提供数据服务，知道获得新的preq改变，在对服务根据用户需求进行修正（比如，暂停，中止等）。另外对于不同层同步特性要求，不采用vbr的编码方式（比如mpeg4）（当然在同步可以很好的达到的情况下采用高效率的编码方式一定是首选）。图7 cs与p2p传输模式的比较本文中提到的是一种3d dct的方法，它是将图像的xy以及temporal dimension（z）三个参量进行dct而后进行基于self organizing tree map的矢量量化和优化的编码从而得到不同质量的编码图像。由于各个质量的数据的码率都是一致的，因而同步上不后有很多的问题，也就是解码的复杂度得到了降低。通过以上的方式对传输的数据流分为了基本级别以及增强级别的数据类型可以很好的应用在p2p的应用上。使用户在得到更高质量服务数据的同时还降低了服务器的工作负荷，很好的利用了各个client的剩余带宽。第8章异种P2P网络中的多源流媒体传输PALS本文中主要针对多senders对单一receiver的流媒体传输的拥塞控制机制的描述。核心的两个策略是QA和PA。文章提出了一种PALS（P2P adaptive layered streaming）的技术。它主要是由接受者进行控制的机制。它最为核心的思想在于，接受者会周期性地根据从所有发送者得到的总计带宽情况以及涵盖所有发送者的总体情况的评估下来动态地改变，并且根据发送者提交的特殊种类的数据包作出对突发性的带宽改变及时平缓的自适应的修正。简言之，就是周期性的测试所有的发送者（总体性能）是否在一个适合自己（接受者）要求的工作点，如若不是则动态地对发送者地分类作出修正和改变，以保证自己的工作性能不受影响。近年来的p2p系统研究热点是在streaming applications上，它主要对两点有着十分重要的要求：a.overlay construction（每个结点如何选择父结点） b. content delivery（如何从senders处得到所需要的流媒体服务）。如何能够通过receiver动态地选择senders的配对问题对于传输性能的提升以及克服拥塞等问题的出现有十分重要的意义。在传输时容易出现的问题在于1，由于tcpfriendly cc 每个sender的可用的带宽对于receiver是先前不可知的，并且这在传输的过程中也是可变的。2，连接不同种类型的senders会由于其不同的特性甚至在传输的时候造成模型session的中断。因而必须要使mechanism for streaming在任何情况下都能够动态自适应平缓地在总的senders间进行过渡。同时传输机制又要强调各个senders间的平衡性会造成一定的困难。主要体现在1，单层不一定会得到足够的带宽2，多余的带宽不能分给其它层3，传输过程中的不可预知的带宽变化对同步以及缓冲提出了很高的要求。这样也就要求了每个senders的可用带宽被完全利用；在总体带宽的保证下平缓的过渡机制强调了各个senders间良好的协同性。PALS是和一种“带宽敏感”的结构机制（PRO）所结合在一起的。PRO的特点就在于每个receiver可以独立地从一个给定集合中选择合适数目的senders以得到最大化的带宽。PALS的前身是一种senderbased QA机制，它也是针对多层编码视频流的。与其它的机制不同的是PALS是receiverdriven的，不用去假设总的带宽情况以及潜在的接入点。PALS还是结合了分散式和中心式两种overlay的p2p流媒体机制。它对与senders的传输速率并不关心，而是对如何利用senders的可用带宽。图8PALS协议接收端内部结构如图8所示，初始时每个sender都与receiver建立一个udp连接，并进行友好的tcp拥塞控制协议。并且PALS假设媒体流是分层编码并保持恒定的bit速率的。并且算法中重点关注的是1带宽的动态变化，2结点的接入情况的动态变化，3部分可接入内容的动态变化。在初始设定时有关的类似于最大分层数，个层的带宽，流的长度等信息就被告知给了receiver。PALS的工作原理：每个receiver被动的得到有关每个sender的exponentially weighted moving average带宽的信息，并且得到总的。Receiver配置一个滑动窗口以接受sender同等的接受送来的数据包。起初假设是不变的，并且可以计算出接受的包的个数k，通过质量适应算法QA（quality adaptation），得到能够被激活的层的个数以及在各个窗口所需要的特殊的包的数量。文中给出了一个例子：假设receiver要接受50个包，从四个被激活的层，对与各个层可能分配如下：20，15，10，5；进而控制各层在一个窗口下分包的个数。分包的策略PA（packet assignment）是根据带宽的情况动态的分配各个层所要传送的包的个数，也就是包的个数和带宽成正比关系。并且传送的速率是被限定在拥塞控制协议之下的合理的范围内。在这种方式下，每个sender所发送的包的个数和速率是被receiver所控制的，因而可以使receiver根据不同的质量要求来改变需求的策略；并根据自身的需求对接受到的包进行排序。这样做带来的好处就是随着某次sender带宽的突然下降，但保证重要的关键性的包不被丢弃而优先到达，这样就能使最为基本的服务得到保证。图9滑动窗口与PALS包传递丢弃Packets from Last Window，使用Packets from Buffering Window，转发Packets from Future Windows。整个过程的特点。通常窗长被选定为 5*S(smooth)RT T.滑动窗口有两个缺陷分别是：overestimating bandwidth以及underestimating bandwidth对于前者，采用overwriting requests的方法，丢弃旧的列表中的sender发来的包，全部只接受新的list中发来的数据包。在packet ordering的方法中，将底层的数据包以及急切需要的数据包排序到高的优先级上面。对于后者，由于某个sender突然增加的带宽情况，使得很多的数据包都已经送到，因而后面的时间里这个sender的带宽就被闲置了。为了克服这个情况，则需要增加从这个sender得到的包的数量，也就是增加这个sender的窗长。图10PALS中三种接收包缓冲模式图11窗口大小对包缓冲的影响QA（Quality Adaptation）当传输带宽大于所需带宽时，可以将后面要进来的包先缓存起来此时对应的是filling window当缓冲的包达到一定的门限的时候，可以增加层数来增加带宽而不让包有溢出的现象发生。在相反的情况下，则需要减少层数。同时这个门限值也是在不同情况下可变的。具体的几种情况在fig3中有详尽的描述。a 中给出了保守情况下的读包过程 ；b 中给出了最为理想的带宽情况下的读包过程，c中给出了一般情况下的读包过程，Fig4给出了几种不同窗长对future packets的影响。PA（Packet Assignment）当对于每个窗口选择好所有要发送的包的时候，如何将这些包分配到各层不同的sender就是PA完成的工作。在保证即使sender带宽下降时最为重要的基础包也不丢失，按照各个sender的传送能力按照其带宽比例将所需的包的个数分法给各个senders，并且将重要的包排在list的前面不重要的排在list的末尾。第9章高效的P2P流媒体模式zigzag模式在P2P-Streaming系统中，包含两个重要部分：管理结构揭示了节点间的逻辑关系，而组播树说明了节点间的物理关系(例如，节点间的连接关系)。第1节 管理结构管理结构是用来维护系统中当前所拥有的节点，如图10所示。节点以层次簇的方式组织，其递归定义如下(H表示层数，k是个常数，且k 3)： 图12 节点的管理结构(1)第0层包含所有节点。 (2)第j层(j H - 1)的节点被划分为多个簇，每个簇的大小为k, 3k。第H 1层只有一个簇，大小为2, 3k。 (3)第j层(j H)每个簇中选出一个节点作为簇首。如果j H 1，簇首节点变成第j + 1层的成员。任何包含服务器(流媒体源)节点S的簇，其簇首都是节点S。 第2节 组播树 第1个提出层次簇思想的是NICE组播树构建协议，其缺点是层次越高的节点其负载越重，当系统规模很大时，可能成为系统瓶颈。与NICE不同，P2P-Streaming的管理结构并不意味着数据传输拓扑。例如，接下来很快就会发现第j层(j H - 1)一个簇的簇首节点并不会转发数据给其下属。P2P-Streaming的组播树构建规则如图11所示。 图13 组播树(1)一个节点，如果不是在其最高层，就不能连上或被连上任何其他节点。比如，在第1层的节点4没有任何外出和进入的连接。 (2)一个节点，如果在其最高层，就能且仅能连上其外下属。比如，第2层的节点4只能连接到第1层的节点5、6和7，这些节点都是节点4的外下属。唯一的例外是服务器节点，在最高层，服务器节点连接它的所有下属。 (3)在第j层(j 0)，失败恢复过程就会执行。此外，因为节点X曾是j个簇的簇首(第0层，第1层，第j1层)，这些簇都需要有一个新的簇首。任选一个X在第0层的下属X。X将会取代X成为j个簇的簇首。X将会获得一个来自X的父亲节点的连接。 大量节点离开的结果是一个簇的大小小于规定的最小值。这种情况下，将会在同一层进行合并操作。考虑簇U是第j层的一个大小不足的簇，它准备与同一层的另外一个簇V合并。选择簇V的最简单的方法就是查找一个第j层中成员最少的簇。第10章 一种移动P2P流媒体稳定组模型授权算法移动P2P流媒体中的两个关键问题：移动P2P流媒体系统中供应点和需求点的稳定连接以及整个移动P2P流系统中的快速容量扩展。对于后者，已经有许多相应算法被提出，但是，这些算法在移动Ad Hoc网络中是不够有效的。移动P2P的拓补动态性是随着移动用户位置和需求的变化而加剧的。这里在稳定组的基础上提出了一种分布式的稳定组分类授权控制算法（SGCACp2p），这种算法运用系统的自生长引起其快速容量扩展。与传统算法相比，前者具有很大优越性。第1节 背景普通P2P系统和流媒体P2P系统的最大差别在于peers 之间的共享模式：前者采用“先下载后打开”（open-after-downloading）模式，后者采用“边下载边播放”（play-while-downloading）模式。在P2P流媒体系统中，peers的一个子集共享固定的媒体文件，并且把该文件流传输至需求peer。另一方面，需求peer在流会话过程的同时重播并存储数据流，进而在流会话结束后成为新的供应peer。系统的总容量便是如此扩展的：越多的peers服务，它便会获得越大的容量。Peers在对系统的贡献过程中是异类的，这种异类性因peers不同的网络连接方式或不同的贡献目标而产生。移动peer是可以自由运动的，Ad Hoc无线网通过多跳维持着移动节点间的动态拓补连接。SGCACp2p 与现有的不分组的分类管理算法（DACp2p）相比，达到了更高的系统容量提升速度。第2节 系统模型图表 3 移动节点的初始位置如图5所示，实际Ad Hoc网络中节点在移动过程中表现出一定相关性。假如两个邻近节点A、B具有相同的移动类型，它们之间的距离便会围绕一个稳定值作轻微浮动，当距离r），但是这种可能性是非常小的。图6便给出了非邻居节点的稳定连接关系的一个例子。图表 4 片刻之后的移动节点位置1 稳定组模型当节点A、B之间距离|AB|r时，把A、B定义为邻居。假如A和B都属于相同的组，|AB|的变化便相对少些。采用下列定义：定义1：Peer A和B组成了一个相邻组对（AGP），用AB表示。前提是|AB|的均值r，且标准偏差s =1，用Ak B表示。前提是存在着邻接对：A0C1 ，C10C2 ，C20C3 Ck10Ck ，Ck B。定义3：Peer A1 、A2 、A3 An 同在一个组G中，表示为AG。前提是对任意i，j，1=i，j Rout (Pr) = R0 /2n (1= n = N)，我们称这种peer为n级节点。Csys ：代表移动P2P 流媒体系统的容量。定义这种容量为系统可以同时提供的P2P流会话数。因为一个P2P流会话牵扯到多个供应peer将其Rout （Pr）添加至R0，所以系统总容量可计算为：Csys （PsPs（t） （Rout （Ps）/R0 其中Ps(t)是在t时刻系统中供应peer的集合。1 供应节点的SCDACp2p客户端peer和服务器端peer均在规则的时间间隔运行分组算法。每次运行该算法后，peer建立其稳定组Gs 。每个供应节点维持两个授权概率矢量：Vs 以及Vd 。Vs 代表相同稳定组中的授权概率矢量，Vd 代表了所有其他不同稳定组中的授权概率。这些矢量被决定来为需求节点供应媒体。在矢量Ps 中的值按如下方式确定：最初，当Ps 成为供应节点时，它的Vs 由下列方式初始化：假如Ps 是k级peer，则对k i N，我们使Pr i = 1/2i-k 。例如，对于2级的供应peer，它的初始授权概率矢量是。我们按如下方法初始化矢量Vd ：对1 = i = N，初始化Pr i = 0。Ps 将通过授权的办法来优先考虑k级的peer。假如Ps 是空闲的，则它的Vs 将在一个时间间隔Tout 后被更新。更新方式为： 对任何k i = N， 使Pr Pr i2。这意味着Ps 提高同一稳定组中低级别请求peer的授权概率。假如在下一个时间间隔Tout中它仍然没有给任何请求节点服务，那么Vs 将再次更新，如此直到它的概率矢量中每一个概率都为1。假如Ps 刚刚在P2P流媒体会话中服务过，它的概率矢量将按照下列方法更新：情况1：如果在会话过程中它并没有收到自己同一稳定组中任何优先级别需求节点的请求，Ps 将提升Vs 中低级别的授权概率，这与b步骤中的更新相似：对任一k = i = N，Pr i = Pr i2。情况2：如果在它的矢量概率中所有概率都是1了，它仍然没有收到来自同一稳定组中任何需求节点的请求，Ps 将为其他稳定组的需求节点服务，它将更倾向于高级别的请求peer。情况3：假如