（计算机应用技术专业论文）应用层组播通信技术研究.pdf

郑州大学工学硕士学位论文 摘要 随着网络技术的不断发展，尤其是多媒体应用需求的增加，出现了一对 多、多对多的组通信需求，针对互联网上的大规模一对多数据分发问题，有 三种可选的通信模型，分别是纯单播，i p 组播，应用层组播。本文从实验 的角度对这三种通信模型进行了性能比较，结果显示纯单播组通信存在单点 瓶颈问题，可扩展性差，i p 组播是最高效的组通信方式，应用层组播的性 能介于纯单播和i p 组播之间。 虽然i p 组播是最高效的组通信方式，但是，从1 9 8 8 年提出i p 组播通 信模型以来，由于技术以及非技术的原因，i p 组播并没有得到广泛应用。 而应用层组播是一种灵活、易于部署的新技术，是近几年网络研究的热点。 然而，已有的应用层组播协议，在构建组播转发树的时候，一般都没有考虑 节点的异构性问题。本文提出了一种解决节点异构性问题的方法，并将该方 法应用于应用层组播协议n i c e 的领导节点选择，提出了改进协议e n i c e 。 通过理论推导和实验分析，证明该协议在整网s t r e s s 和s t r e t c h 方面，与 n i c e 协议基本类似，在平均传输延迟和最大延时方面，比n i c e 协议要优 越。 关键词计算机网络，网络层组播，应用层组播，异构性，n i c e 郑州大学工学硕士学位论文 a b s t r a c t a st h ei n t e r n e tg r o w su p ，n e wc o m m u n i c a t i o nn e e d ss u c ha so n e m a n yd a t a t r a n s f e r 印p l i c a t i o n s a r i s e ， a n dm e r e a r et 1 1 r e e c h o i c e so fm u l t i c a s t c o m m u n i c a t i o nm o d e l s w ep r e s e n ts o m es i m u l a t i o n so fp u r e - u n i c a s t ， i p m u l t i c a s t ，a n da p p l i c a t i o n l e v e lm u l t i c a s t ( a l m ) o v e ri n t e m e t 一1 i k et o p 0 1 0 9 i e s o u rr c s u l t ss h o wt h a tt h e r ei s s i n 9 1 e p o i n tb o t n e n e c ki n p u r e u n i c a s tw h i c h d o e s n ts u i t sf o r t h eo n e - m a n yd a t at r a n s f e ra p p l i c a t i o n s ，a 1 1 do nt h ec o n t r a r y ，i p m u i t i c a s ta n da l ma r ep r e f e r r e do n e m a n yc o m m u n i c a t i o nm o d e l s h o w e v e r ，m o r et h a nad e c a d ea f t e ri t si n i t i a lp r o p o s a l ，d e p l o y m e n to fi p m u l t i c a s th a sb e e n1 i m i t e da n ds p a r s ed u et oav a r i e t yo ft e c h i l i c a la i l dn o n t e c h n i c a lr e a s o n s a p p l i c a t i o nl e v e lm u l t i c a s ti san e w t e c h n o l o g yu s e df o r l a r g e s c a l ed a t ad i s t r i b m i o no nt h ei m e m e t m o s ta l m p r o t o c o l sd o n t c o n s i d e rt h e n o d eh e t e r o g e n e i t yp r o b l e mw h e nt h e yc o n s t r u c tt 1 1 em u l t i c a s tf o r w a r d i n gt r e e i n t h i st h e s i s ，w ep r o v i d eam e t h o dt os o l v e 廿1 eh e t e r o g e n e i t yp r o b l e m b a s e do n t h i sm e t l l o d ，w ep r o v i d ea ni m p r o v e dp r o t o c 0 1n 锄e de n i c e ，w h i c hi sd i f r e n t i n1 e a d e rs e l e c t i o nm e c h a n i s mw i t hn i c ep r o t o c 0 1 t h r o u 曲t l l e o r e t i cd e d u c t i o n a 1 1 ds i m u l a t i o ne x p e r i m e n t s ，w ep r o v et h a te n i c ei sa ss 珊ea sn i c ei ns t r e s s a n ds t r e t c h ，a n db e t t e rt h a nn i c ei na v e r a g ed e l a ya n dm a ) 【d e l a y k e y w o r d sc o m p u t e rn e t w o r k ，i pm u l t i c a s t ，a p p l i c a t i o nl e v e lm u l t i c a s t ， h e t e r o g e n e i t y ，n i c e i i 郑州大学工学硕士学位论文 图索引 1 一lp u r eu n i c a s t 通信模型一 1 2i pm u l t i c a s t 通信模型 1 3 a p p l i c a t i o nl e v e lm u l t i c a s t 通信模型 2 1 三种组播通信模型的丢包率 2 2 三种组播通信模型的平均延时 2 3 三种组播通信模型的最大延时 2 4 三种组播通信模型的抖动 2 5 三种组播通信模型的平均吞吐量 2 6 三种组播通信模型的最大吞吐量 2 7 三种组播通信模型的强度 2 8 三种组播通信模型的伸展度 2 9 低能节点成为整个组播转发树的性能瓶颈 3 1 n i c e 中的节点组织 n i c e 协议的层次结构 n i c e 集群领导选择算法 e n i c e 的领导能力算法 e n i c e 协议中某个组播组成员a 的s t r e t c h 近似后的e n i c e 协议中某个组播组成员a 的s t r c t c h e n i c e 与n i c e 的平均延时比较 e n i c e 与n i c e 的最大延时比较一 e n i c e 与n i c e 的s 廿e t c h 之比 v 卫op加加他”h：2拇扒丝那凹如”弘弭勉牝 图图图图图图图图图图图图图图图图图图图图图 郑重声明 、y 9 7 5 7 本人的学位论文是在导师指导下独立撰写并完成的，学位论文没有剽 窃、抄袭等违反学术道德、学术规范的侵权行为，否则，本人愿意承担由此 产生的一切法律责任和法律后果，特此郑重声明。 学位论文作者( 签名) ：钾吹源 伽6 年 月 日 郑州大学工学硕士学位论文 1 1 应用需求 第l 章引言 随着网络技术的不断发展，特别是多媒体应用需求的增加，出现了诸如视 频会议、视频点播、网络电视、新闻发布等一对多或多对多的组播通信需求。 这种业务的特点是“在时间上具有一致性，空间上具有分布性”【1 。比如，具 有多个分会场的视频会议系统是典型的多数据源一多接收者的组播通信需 求，网络电视是典型的单数据源多接收者的组播通信需求。 这种单点到多点，多点到多点的组通信应用需求，需要有如下的保证： 1 ) 在目前网络的条件下，有效地将数据从数据源传送至所有的接收者； 2 ) 不论接收者处于网络的任何位置，其都能接收到其所感兴趣的数据， 而不受网络条件的限制； 3 ) 接收者可以自由地加入、退出组通信组； 4 ) 接收者数目很多时，系统照常能够工作： 5 ) 不论接收者是何种设备，其都能有效的接收数据。 满足了以上保障的通信技术，就是有效的组播( m u l t i c a s t ) 通信。 1 2 目前的解决方案 为了满足日益增多的组通信需求，目前存在如下的解决方案： 1 2 1p u r eu n i c a s t 在p u r eu n i c a s t ( 纯单播) 解决方案中，每个数据接收者都从数据源处获 得数据，如图1 1 所示： 郑卅大学工学硕士学位论文 图1 1 p u r eu n i c a s t 通信模型 在p u r eu n i c a s t 通信模型中，组播通信通过每个接收者的单播地址进行通 信。一份相同的数据报文在网络上要分别为每个接收者传送，当接收者很多 时，数据源变得不堪重负，因此这种通信模型不适合大规模的组播通信。但 是，如果接收者数目很少的话，利用p u r eu n i c a s t 通信技术可以简单、方便、 快速的部署网络应用。 1 2 2i pm u l t i c a s t 为了有效解决纯单播的单点瓶颈问题，s - d e e 血喀在1 9 8 8 年首先提出了i p 组播( i pm m t i c a s t ) 【2 】通信模型，其基本思想是：在网络层部署组播技术，组 播功能在路由器中实现，分组的复制转发发生在路由器中。网络路由器采用分 布式算法构造一棵组播数据转发树。当组播数据沿着转发树进行转发时，在树 的分支节点处，由组播路由器进行分组复制，如图1 2 所示。 在i p 组播通信模型中，组播通信通过d 类组播地址进行，如上图所示。 i p 组播是实现组播的最有效的方式，因为它可以使全网范围内的分组复制数量 达到最少，亦即通过合并重复分组来减少带宽的浪费。由于i p 组播使全网范 围内的分组复制数量达到最少，所以m 组播是最有效的组通信模型。 2 郑卅大学工学硕士学位论文 图1 2i p m m t i c a s t 通信模型 但是，从s d e e 曲g 在1 9 8 8 年提出i p 组播通信模型以来，i p 组播并没有 得到广泛应用【3 。主要有以下几方面的原因： 1 ) 组播路由器需要维护每个组播组的状态信息，路由器的路由表和转发 表也需要为每个组播组维护一个地址项，和单播地址不同，组播地址 很难聚集，这就影响了组播的可扩展性； 2 ) i p 组播试图使用统一的模型适应所有的应用，为了适应所有的应用， 因此算法设计很困难； 3 ) 对组播流量没有较好的计费模式，由于组播分组在i s p 网络内部要进 行复制，这和i s p 根据流量对单播分组计费的模型相矛盾。这对服务 提供商来说，是i p 组播发展的一个障碍； 4 ) 在i p 组播中实现可靠性和拥塞控制保障非常困难，这些因素使服务提 供商i s p 很难下决心在网络中提供组播服务； 5 ) 而i p 组播要求所有路由器支持组播，而有些i s p 的路由器不愿意支持 组播功能，所以组播服务的部署、推广变的很困难。 1 2 3a p p l i c a t i o nl e v e lm u l t i c a s t 由于在i p 层部署组播所存在的问题，因此，研究者将目光转向了在应用 层部署组播系统。这种组播通信模型我们称为应用层组播( a i m ：a p p l i c 砒i o n 郑卅l 大学工学硕士学位论文 l e v e lm u l t i c a s t ) 。应用层组播的基本思想是：在应用层部署组播技术，应用 层组播在终端系统中实现。即数据的复制转发都发生在终端系统中，如图1 3 所示。 图1 3a p p l i c a t i o nl e v e lm u l t i c a s t 通信模型 应用层组播保持了i n t e n l e t 简单、开放的模型，将组播树的构建和维护从 路由器推向了终端主机，终端主机是组播数据的r e l a y 。虽然其效率不如i p 层 组播高效，但其不需要改变现有的网络体系结构就可以方便、灵活的部署，所 以，应用层组播是目前组通信领域较活跃的分支。 应用层组播通常按照两个拓扑结构组织组成员，一个是控制拓扑，另一个 是数据拓扑。控制拓扑中的成员周期性的交互刷新信息以相互识别身份并从节 点失效中恢复。而拓扑控制通常是控制拓扑的子集，它用于标识组播转发时使 用的数据路径。一般来说，数据拓扑是一棵树，而控制拓扑是更一般的结构。 因此，在许多协议中，控制拓扑被称为网( m e s h ) ，而数据拓扑被称为树 ( t r e e ) 。 根据构造控制拓扑和数据拓扑的顺序，应用层组播协议可以分为三类：基 于m e s h 网的策略、基于树的策略，以及基于隐含组播转发拓扑结构的策略 4 。 在基于m e s h 网的策略中，组成员首先采用分布式算法构建应用层覆盖网 络，在m e s h 网中一对对端之间可能存在多条路径，此时控制拓扑形成。每个 d 郑州大学工学硕士学位论文 组成员都参与到分布式路由计算中，计算出一条通往其他对端的最优路径。然 后，可以使用i p 组播协议产生基于源的组播树，此时，数据拓扑形成。这类 协议有：n a r a d a 5 ，s c a t t e r c a s t 【6 。 在基于树的策略中，首先，直接采用分布式算法构建一棵共享的数据转发 树，此时数据拓扑形成。然后，每个组成员发现其他的不是其邻居的组成员， 并且建立并维护额外的到这些对端的控制链路，此时，控制拓扑形成。这类协 议有y o i d 【7 】，h m t p 8 。 在基于隐含组播转发拓扑结构的策略中，建立具有特殊属性的控制拓扑， 在控制拓扑中已经隐含定义了数据拓扑。在这种策略中m e s h 和t r e e 是同时建 立的。组成员间不需额外的信息交互。这种方式的应用层组播协议支持大规模 组播，具有良好的可扩展性。这类协议有n i c e 9 】，s c r i b e 1 0 ，c a n m u t i c a s t 【“ 。 1 3 本文主要工作 针对单点到多点、多点到多点的互联网应用需求，本文回顾了一些基本的 解决方案，着重对应用层组播技术进行了分析、介绍。并通过实验对当前的几 种解决方案进行了比较。而目前已有的应用层组播方案忽略了终端系统的性能 差异，即组播系统部署在异构的网络环境下，其忽略了网络异构性的存在。针 对这个问题，本文提出了一种“能者多劳”的思想，基于这种思想，贯彻区分 节点能力的思想，对n i c e 协议进行了改进，称为e n i c e ，并对其做出了性 能评价，实验证明改进后的e n i c e 协议在最大传输延时与平均传输延时方面 比n i c e 优越。 郑卅大学工学硕士学位论文 1 4 本文组织结构 第1 章以当今的互联网日益增多的一对多组通信应用需求为出发点，分析 了几种已有的通信解决方案； 第2 章对应用层组播方案进行了研究分析，给出了组播技术的性能评价指 标，并通过实验对几种通信模型进行了性能比较，然后分析了现有应用层组播 技术所存在的问题： 第3 章介绍了目前已有的一种大规模应用层组播协议n i c e ，并分析其存 在的问题： 第4 章针对n c i e 协议存在的问题，提出了一种“能者多劳”的思想，基 于这种思想，对n c i e 协议进行改进，改进后的协议称为e n i c e ，其可以在异 构网络环境下进行组播通信，并从理论分析和实验角度证明了e n i c e 的优越 性。 第5 章对全文进行了总结，并给出了进一步的研究方向。 1 5 本章小结 本章首先从一对多、多对多的组播通信需求出发，总结了几种可选的通信 模型，并重点阐述了应用层组播技术，概述了本文的主要工作，以及本文的组 织结构。 郑州大学工学硕士学位论文 第2 章三种通信模型的比较研究 2 1 组播技术性能度量标准 组通信可采取纯单播模式，i p 组播模式，应用层组播模式。而比较组通信 模型的性能优劣的指标除了延时，丢包率，吞吐量，抖动等传统的度量指标 外，通常还使用强度( s t r e s s ) ，伸展度( s t r e t c h ) ，以及控制开销( c o m o l o v e r h e a d ) 等指标 4 。 其中强度是( s 订e s s ) 指每条链路或者每个路由器在传输分组时发送相同 分组的次数。i p 组播中由于分组不进行多余的复制，故其强度最低( 强度是 1 ) ；对于纯单播模式，组播组有多大，在每条链路上就有多少个同样的分组， 这样一来每条链路的“劳动强度太高”或称“通信压力太大”，这也是纯单播 模式不适合组播通信的原因；而对于应用层组播，可能在某些链路上有相同的 分组，也就是存在一些“劳动强度大”的链路或路由器。一般情况下，应用层 组播的强度指标介于纯单播模式和i p 组播之间，i p 组播的强度最小，纯单播 的强度最大。 伸展度( s 戗妣h ) 是指平均每个组成员在覆盖网络中的从源到目的距离和 对应的单播路径的距离之比。也就是组通信报文平均延时方面的一个度量。明 显的，纯单播模式走的是最短路径，所以其伸展度最小，所以组播通信模型在 这方面的性能都要与单播模式相比较，也就是单播模式的伸展度是标准l 。i p 组播报文的转发是由组播树转发，其伸展度比单播稍大。而应用层组播的每个 报文都是依靠一些终端主机作为中继来转发，所以其伸展度比i p 组播要大。 一般情况下，单播模式的伸展度最小，应用层组播的伸展度最大，i p 组播介于 两者之间。 l 。， 郑州大学工学硕士学位论文 控制信息开销( c o n t r o lo v e r h e a d ) 。在组通信中，具有组播功能的节点都 要维护一定数量的关于组播通信的控制信息。维护这些组通信的控制信息一般 有两种策略，一种是组播节点维护每个组成员的状态信息，也就是每个节点维 护一个全局视图( g 1 0 b a lv i e w ) 1 2 信息，这种策略的优点是简单易实现，并 且组播树或o v e r l a y 的可靠性高，缺点是控制负载太高，不适合大规模组播通 信。另一种策略是组播节点只维护一部分组成员的状态信息，也就是每个节点 维护一个局部视图( p a n i a lv i e w ) 【1 2 】，这种策略的优点是可以有效地降低控制 负载，尤其适合较大规模组通信的情况，缺点是组播树或者o v e r l a y 的可靠性 有所降低，不过目前也有一些较好的o v e r l a y 或者组播树的恢复重建技术，基 于这种局部视图策略的典型协议有g o s s i p 【1 3 1 4 】。i p 组播和应用层组播均可 采取这两种策略。 整体来说，p 组播的性能最优，应用层组播的性能次之，纯单播模式的的 带宽耗费最多。又由于i p 组播存在一些技术以及非技术的问题，而应用层组 播灵活、容易部署的优势，使得其是当前流行的组通信技术。 2 2 组通信技术的仿真比较实验 实验使用n s 一2 【1 5 】作为仿真实验平台，利用g t i t m 1 6 生成t r a l l s i t s t u b 。在n s 一2 中，我们分别实现了纯单播、网络层组播、应用层组播的协议 行为，其中，在n s - 2 中实现了m i ) 【c a s t 【1 7 协议作为应用层组播协议的代表， 网络层组播协议选择了最常用的域间组播协议一一m s d p 1 8 协议进行了实 现，单播通信方式相对简单，使数据源和所有接收者之间建立单播连接直接通 信即可。 数据源数据流量的取值选取5 0 k b p s ，2 5 0 k b p s ，4 5 0 k b p s 三种流量，节点规 模由s t u b 域的个数决定，实验中s t u b 域的范围是从1 个到1 0 个。 郑州大学工学硕士学位论文 2 2 1 丢包率( p a c k e tl o s sr a t e ) 1 2 3 4 5 6 7 8 9 i oi 2 3 4 5 6 7 e 9 i o s t u b s i z es t u b s i z e 图2 1三种组播通信模型的丢包率 1 2 3 4 567 8 91 0 s t u b s l z e 丢包率反映了网络的拥塞状况。图2 1 是三种组播通信模型的丢包率。 从实验结果来看：纯单播通信随着用户数目的增多，以及数据流码率的变 大，丢包率显著上升，当用户规模增加到1 0 个s t u b ，数据流码率为2 5 0 k b p s 或者4 5 0 k b p s 时，丢包率高达9 0 ；而i p 组播与应用层组播的丢包率维持在 l 一2 的较低水平。其原因是随着用户数目的增多，数据源以及其附近的链路 将变得不堪重负，甚至发生拥塞而丢包，致使某些用户接收不到数据。可见利 用纯单播技术来实现大规模的组通信应用在数据源附近存在单一瓶颈点。 2 2 2 平均延时( a v e r a g ee n d t o l e n dd e i a y ) 平均延时是数据流从数据源到接收者所经过的平均时间，其是组播通信性 能的一个重要评价指标。图2 2 是三种组播通信的平均延时比较。从实验结果 来看： 1 ) i p 组播的平均延时最低，纯单播通信的平均延时次之，应用层组播的 平均延时最高。之所以这样，是因为在i p 组播、纯单播通信中，数据 路径是最优的；而应用层组播的数据流要经过终端主机的中转，数据 9 i 9 8 7 6 5 4 3 2 i o o o 0 o o o o o o 9 8 7 6 5 4 3 2 i o o o o o o 0 0 o o m#口 3 g j 郑州大学工学硕士学位论文 路径相对于i p 组播，纯单播来说是“迂回”的； 2 ) 对于i p 组播，应用层组播来说，随着组规模的变大，平均延时变大； 而对于单播来说，随着组规模的变大，平均延时反而下降，这是因 为，当用户数目增大到一定限度，丢包率开始增大，某些用户接收不 到组播数据的缘故。 雪 苫 暑 12345678 9 i oi 2 3 456 7 8 9i o 钍u bs i z e s t u bs l 琵 三 芋 图2 2 三种组播通信模型的平均延时 2 2 3 最大延时( m a xe n d t o e n dd e l a y ) 君 言 垩 君 言 爱 垩 b c b r r a t e = 2 | b o s 0 葛 i2 34567 891 0 s t u b s 1 z e i 2 3 45678 9 1 0 i23 456789i oi 2 34567b9 i o s t u b s i z es t u b s l z e s t u bs i 琵 图2 3 三种组播通信模型的最大延时 最大延时是数据流从数据源到达各个接收者所经历的最长时间，组播通信 蛳蛳m伽m蝴帅 印帅砷舌：阳己伯 ；吾撕搬枷瑚埘伽埘 拗撕拗瑚蛳蛳m拗柳拗撕埘螂m撕 邦州大学工学硕士学位论文 的最大延时与平均延时从时间角度反映了组播通信的效率。虽大延时与平均延 时反映了组播通信时间的方差。图2 3 是三种通信模型的最大延时，从实验结 果来看： 1 ) 随着用户数目增多，应用层组播，i p 组播的最大延时呈“阶梯”状上 升，其原因是应用层组播与i p 组播的数据是沿着组播树流动的，所以 组播树增加一层，其最大延时呈“阶梯”状上升； 2 ) 与平均延时类似，i p 组播，纯单播，应用层组播的最大延时依次变 大； 3 ) 从三种通信模型的平均延时、最大延时来看，虽然单播的平均延时及 最大延时比应用层组播低，但是纯单播在用户较多的情况下，数据源 附近存在性能瓶颈点，会出现大量的丢包现象。 2 2 4 抖动( j i t t e r ) 日c a t e 。5 0 k b b c 眼r n e = 2 5 0 k b p 8c c r a t e 2 o k b 。s 己 1 zj436 ，b9 1 0 i 234 5 67891 0 i 234 5 6 7 8 9 1 0 s t u bs i z e s t 曲s i 聃 s t 曲s l z e 图2 - 4 三种组播通信模型的抖动 抖动反映了数据流的流畅程度，频繁的抖动影响实时应用的质量，比如在 视频会议应用中，频繁的抖动使视频流断断续续，影响用户的收看质量。图2 4 是三种组播通信模型的抖动，实验结果表明： i 9 8 7 6 5 4 3 2 l o 石一卫i墙石上o 9 b 7 6 5 4 3 2 i o lopph，瑚) 郑州大学工学硕士学位论文 1 ) 纯单播的抖动最大，i p 组播、应用层组播的抖动最小，i p 组播、应用 层组播的抖动基本重合； 2 ) 纯单播随着用户数目的增多，数据流码率的增大，抖动急剧减小。原 因是，用户增多到一定程度，服务器所能服务的用户数目已经饱和， 好多用户已经接收不到数据流； 3 ) 从抖动指标来看，纯单播不合适用作实时的流媒体传输。 2 2 5 平均吞吐量( a - v e r a g et h r o u g ho u t p u t ) n c 昧阳t e = 5 0 k b p sb c b 矾a t e 2 2 5 0 k b p sc c b r r a t f 4 5 0 k b 日s 1zj406 ，日，1 01z3 4 5 6 7 8 91 0 i2 3456789i 0 s t u b s i z es t u bs i z e s t u b s i z e 图2 5三种组播通信模型的平均吞吐量 平均吞吐量反映了通信模型对链路带宽的占用情况，实验中测量的是从 t r a i l s i t 域到达每个s t u b 域的链路吞吐量的平均值，如图2 5 所示。从实验结 果可以看出： 1 ) 纯单播的平均吞吐量最高，应用层组播次之，i p 组播最低。可见i p 组播最节省链路带宽，应用层组播次之，纯单播最浪费链路带宽； 2 ) 数据流码率一定的情况下，随着用户数目的增多，应用层组播的平均 吞吐量程上升趋势，网络层组播的平均吞吐量基本维持不变； 3 ) 而纯单播在数据流码率较小( 5 0 k b p s ) 的情况下，随着用户数目的增 蝴唧撕|黾i毫蛳埘o 郑卅l 大学工学硕士学位论文 多平均吞吐量先上升后下降，原因是用户增多到一定规模，丢包率上 升的缘故；而当数据流码率较大( 2 5 0 k b p s 或者4 5 0 k b p s ) 的情况下， 随着用户数目的增多，平均吞吐量单调下降，这是由于组播源及其附 近的链路承受不了如此高的负载。 2 2 6 最大吞吐量( m a xt h r o u g ho u t p u t ) 自- c b r r 垤= 5 0 k b 口sb c 眼r a t e = 2 k b d s 1z 3 43678 9i 0 iz3 4 5 67b 91 0i234 56789 1 0 s t u bs 1 琵s t u bs i 矾 s t u b s i z e 图2 6 三种组播通信模型的最大吞吐量 最大吞吐量反映了通信模型对链路带宽占用的最坏情况，实验中测量的是 从t r a i l s i t 域到达每个s t u b 域的链路吞吐量的最大值，如图2 6 所示。从实验 结果可以看出： 1 ) 纯单播的最大吞吐量最大，应用层组播次之，i p 组播最大吞吐量最 低； 2 ) 随着用户数目的增加，i p 组播的最大吞吐量基本保持不变，应用层组 播的最大吞吐量程阶梯状上升，纯单播在服务器的负载限制内，随着 用户数目增多，最大吞吐量程阶梯状上升，超出了负载限制，最大吞 吐量反而下降，这是由于其严重丢包的原因： 3 ) 随着数据流码率的增加，三种组播通信模型的最大吞吐量都增大。 p 3 n x b 苫曼 垂|晰卿枷蛳跏l毫抽埘枷靳。 苫d x 慧 郑州大学工学硕士学位论文 2 2 7 强度( s t r e s s ) 强度是( s 廿e s s ) 指每条链路或者每个路由器在传输分组时发送相同分组 的次数，其反映了链路或者其它网络设备的压力，平均强度越高，越不利于组 播数据的分发。图2 7 是三种组播通信模型的强度。 1 ) 总体来说，单播的强度最高，应用层组播次之，i p 组播最低； 2 ) 在i p 组播中，相同的组播报文在链路或者其它网络设备上只走一次， 故其强度为1 ，效率最高； 3 ) 着用户数目的增多，应用层组播的链路强度缓慢上升，表明应用层组 播具备较强的可扩展性； 4 ) 而纯单播模型随着用户数目增多，其强度快速上升又急剧下降，更甚 者，数据流码率较高( 2 5 0 k b p s 或者4 5 0 k b p s ) 时，纯单播的链路强度 单调下降。纯单播的强度出现下降是网络拥塞，大量丢包造成的。这 再次表明了纯单播在可扩展性方面，表现太差。 l234 5 6789i o s t u bs l z e 图2 7 三种组播通信模型的强度 l ；。 郑州大学工学硕士学位论文 2 2 8 伸展度( s t r e t c h ) 伸展度是组播通信中的端到端延时在路经长度方面的反映，图2 8 是三种 组播通信模型的伸展度，从实验结果看出： 1 6 i 5 i 4 1 3 1 2 1 i 1 图2 8 三种组播通信模型的伸展度 纯单播中报文所走路径一般最短，因此将纯单播的s t r e t c h 值设置为基准 值1 ；由于i p 组播一般走最短路径，所以其伸展度与纯单播基本一致，而应用 层组播的伸展度随着用户数目的增多而增加。 2 3 仿真对比实验总结 表格2 1 纯单播、i p 组播、应用层组播的比较 纯单播d 组播应用层组播 丢包率高低低 平均延时中等最低最高 最大延时 中等最低 最高 抖动最大小小 平均吞吐量最大最小中等 最大吞吐量最大最小中等 强度 最大最小 小 伸展度最小小爿 可扩展性 差 好好 易部署性好 差 好 。j 蓬蠹 郑州大学工学硕士学位论文 根据上面的仿真实验结果，三种通信模型的比较可以总结如下： 1 ) 在丢包率方面，纯单播模式随着用户的增多，丢包率急剧上升，而i p 组播、应用层组播的丢包率基本维持不变，因此，纯单播不适合大规 模的一对多、多对多通信，而i p 组播、应用层组播可以支持大规模的 组通信； 2 ) 在延时方面，i p 组播最低，纯单播次之，应用层组播最高，这是因为 应用层组播数据是在终端主机之间传递的，其走的路经是“迂回 的”。而纯单播、i p 组播一般走最优路经，因此其延时相对较低。虽 然纯单播的延时较低，但是随着用户数目的增多，数据源的负载达到 上限，有些用户可能接收不到数据。但是晚些接收到数据总比接收不 到数据要好，因此相对应用层组播来说，不能因为纯单播的延时低就 断定其性能高； 3 ) 在抖动方面，纯单播表现的最差，这是用户难以接受的。而i p 组播、 应用层组播的抖动不大，因此其对于大规模流媒体来说是很好的： 4 ) 在吞吐量方面，纯单播最浪费带宽，应用层组播次之，i p 组播最节省 带宽； 5 ) 在链路强度方面，纯单播的链路强度最高，这是纯单播丢包率较高的 原因，而i p 组播在网络中的每条链路，每个网络节点上所走的相同报 文都是最少的，因此其链路强度最低，而应用层组播在终端主机之间 进行数据的转发，不可避免的某些链路或节点上出现相同的报文，因 此其链路强度稍高； 6 ) 在伸展度方面，纯单播的伸展度是基准1 ，i p 组播一般走的是最优路 径，其伸展度稍大，而应用层组播报文所走的路经是迂回的，因此其 伸展度最大； 郑州大学工学硕士学位论文 7 ) 在可扩展性方面，纯单播的可扩展性最差，而i p 组播、应用层组播的 可扩展性较好，可扩展性是大规模组通信技术的基本要求； 8 ) 从各种技术的部署难易程度来看，纯单播、应用层组播都可以在不改 变现有网络体系结构的情况下，方便的部署。而i p 组播的部署需要路 由器的支持，部署起来困难重重，目前还没有较好的解决方案。 2 4 应用层组播存在的问题 从以上的实验结果看出，i p 组播的性能最优，应用层组播的性能次之，纯 单播模式基本不适合大规模组播数据的转发。又由于p 组播存在一些技术以 及非技术的问题，而应用层组播灵活、易部署的优势，使得其是当前流行的组 通信技术。 然而，应用层组播也存在一些问题： 1 ) 应用层组播转发树与底层实际网络拓扑结构可能存在较大差距。应用 层组播不需要网络层的额外支持，这就造成了覆盖网络拓扑结构与底 层实际网络拓扑结构产生较大的差距，给i p 网络带来了很大的负担。 比如应用层组播转发树中的两个相邻节点可能实际上相距很远，或者 i p 网络中距离很近的节点可能在组播转发树上相距很远，这种现象导 致了应用层组播不能高效的利用底层的基础网络，给底层的i p 网络带 来很大的负担。 2 ) 应用层组播树的重构问题。终端主机频繁的加入、退出组播系统，可 能造成组播树的断裂，如何快速、高效的恢复是应用层组播中需要研 究的一个重要问题。 3 ) 应用层组播的终端节点异构性问题。目前已有的应用层组播协议 【5 6 【7 8 在构建组播转发树时，一般采用最短路径树的策略，只考 郑州大学工学硕士学位论文 虑节点间的单播延时和网络带宽。随着网络技术的普及和终端技术的 发展，越来越多不同的终端加入到网络中来。在一个应用层组播树 中，其节点有可能是服务器、台式机、笔记本、p d a ，甚至是手机。 以往的协议只考虑节点间的单播延迟和网络带宽情况，而忽略了这些 不同的端系统在c p u 处理能力、内存、机器内部带宽，以及链路质量 方面的差异。例如，一个p d a 节点和一个服务器节点，它们同时接收 和转发一个2 5 6 k b p s 的流媒体数据，其处理速度和转发速度会有很大 的不同；再比如，一台笔记本通过1 0 0 m b p s 的以太网接入，和它通过 一条m o d e m 拨号线路接入，其网络通信质量也会有很大的不同。因 此，在进行应用层组播转发树构造的时候，应当考虑这种端系统的异 构性问题。 由于目前的应用层组播协议没有考虑节点的能力差异，可能导致 性能低的节点( 比如p d a ) 处于应用层组播覆盖网络的核心或组播转 发树的上游成为整个组播系统的性能瓶颈，如图2 9 所示： 图2 9 低能节点成为整个组播转发树的性能瓶颈 本文着重研究应用层组播的异构性问题。 郑州大学工学硕士学位论文 2 5 本章小结 本章首先介绍了组播技术的几种性能度量指标，然后采用实验的方法，从 延时、抖动、吞吐量、s 廿e s s 以及s 仃e t c h 等方面，对纯单播，i p 组播，应用层 组播三种通信模型的性能进行了比较实验，验证了单播不适合于组通信应用， 而i p 组播、应用层组播适合于组通信应用，其中以i p 组播的性能最优。 由于i p 组播存在一些技术以及非技术的问题，而应用层组播灵活、易部 署的优势，使其成为当前流行的组通信技术。本章分析了应用层组播存在的问 题，着重分析了应用层组播的异构性问题，这是本文在后面章节中需要解决的 问题。 郑卅f 大学工学硕士学位论文 第3 章n i c e 协议概述 3 1n i c e 协议概述 文献 9 针对低带宽，大量接收者的组播应用需求设计了可扩展的应用层组 播协议，称为n i c e 协议。n i c e 协议基于层次化的节点集群策略思想并可以 支持大量不同的数据转发树。 3 1 - 1n i c e 中的层次性拓扑结构 n i c e 协议的基本功能就是维护图3 1 的层次性结构，层次结构中隐含了 组播数据的转发路径，而且层次结构是保证n c i e 协议具有良好扩展性的关键 因素。在最底层的节点只需要维护常数个其它节点的软状态( 软状态是需要不 断动态刷新的状态信息) ，最高层次的节点要维护0 ( 1 0 9 ) 个其它节点信息。 如图所示，n i c e 通过把成员分配到不同的层次来创建层次拓扑。层次从 最低层开始顺序编号，最低层编号为0 ，表示为岛。每个层次的节点都被分成 多个节点集群，集群的大小介于如3 虹- 之间，这里七是配置常数。一般来说， 物理位置比较接近的节点位于同一个集群中。每个集群有一个领导节点， n i c e 协议将根据集群的拓扑结构选择中心的节点作为领导节点，也就是说， 领导节点到其它所有节点的距离之和在这个集群中是最小的。这样选择领导节 点是为了保证新加入的成员可以通过很少查询次数就可以在层次结构中找到自 己合适的位置。 郑州大学工学硕士学位论文 图3 - 1n i c e 中的节点组织 成员按照下面的规则分配到不同的层次中。所有成员都是最低层次局的 成员。每个层次都使用分布式集群协议把该层次的成员分成多个成员集群并选 择出每个集群的领导节点。厶层的所有集群的领导节点是厶+ 层的节点。图3 2 是成员组成3 层层次结构的例子。其中如的集群领导节点c 、f 、k 是三层 的成员，而c 、f 、k 的领导节点f 是唯一的幻层的成员节点。 郑州大学工学硕士学位论文 第1 靴层么j 二嚣鬃罐 图3 2n i c e 协议的层次结构 3 1 2 控制拓扑与数据拓扑 第0 层的所有群 领导构成第1 层 所有的组成员都 要加入第0 层 节点的层次结构同时用于控制和数据拓扑。在控制拓扑中，每个集群的成 员之间相互发送周期性的更新消息。数据拓扑基于下面的转发规则从控制拓扑 中自然得到。组播数据分发时，如果该节点仅是最低层的一般成员( 非某个群 的领导) ，那么组播数据首先会到达该群的所有节点( 包括该群的领导节 点) ，然后由该领导节点通知其它群的领导节点，然后逐步扩散到所有群的所 有节点。图3 - 1 中的最后3 张子图给出了不同数据源发送分组的数据的拓扑结 构。在这个数据分发过程中，各级领导节点的承担着重要的数据转发任务，并 且级别越高的领导节点任务越繁重。因此，领导节点的性能对整网的传输性能 影响较大。 3 1 3 节点加入过程 新节点将根据距离度量选择加入离自己最近的岛中的某个集群。加入过 程从最顶层的节点开始，顺次探测每个层次的集群直到找到最近的集群为止。 由于集群领导的选择原则是选择集群的图论中心作为集群领导，所以当有 成员加入或离开，就有可能重新选择集群的领导。算法如下： 郑州大学工学硕士学位论文 图3 3n i c e 集群领导选择算法 3 2n i c e 协议存在的问题 在n i c e 协议的数据分发过程中，各级领导节点的承担着重要的数据转发 任务，并且级别越高的领导节点任务越繁重。因此，领导节点的性能对整网的 传输性能影响较大。 n i c e 使用端到端延时作为主机间距离的度量，群的图论中心作为群领 导。也就是说n i c e 协议在构建组播树时，端到端延时作为唯一度量。但是在 现实的网络世界，每个节点之间的性能存在差异，亦即现实网络的异构性 ( h e t e r o g e n e o u s ) 。 n i c e 协议在构建组播转发树的时候没有考虑参与组播转发节点的能力差 异，这样的组播转发树可能存在这样的情况，能力弱的节点处于n i c e 协议的 高层，这些节点就可能会负载较高，不堪重负，成为组播转发树的性能瓶颈。 【司此在构建组播树的时候，节点之间的性能差异也应该考虑进去。 郑卅大学工学硕士学位论文 3 3 本章小结 本章对一种大规模应用层组播协议n i c e 进行研究，发现其司样存在目前 存在已有的应用层组播协议所存在的问题，即没有考虑终端节点的异构性问 题。第4 章将针对n i c e 中存在的这些问题对其进行改进。 郑卅l 大学工学硕士学位论文 第4 章对n i c e 协议的改进 n i c e 协议没有考虑转发节点的能力差异，可能会造成能力弱的节点处于 转发树的高层，这些节点负载较高，将会成为组播转发树的性能瓶颈。在 n i c e 协议中，高层节点最多需要向0 ( 豇l o g ) 个节点转发数据，这对于一令能 力较低的主机系统而言是难以胜任的。因此n i c e 协议中的集群领导的选择应 该考虑节点异构性的问题。 4 1 针对异构性问题的解决方案 针对n i c e 协议的异构性问题可以考虑的解决思路有： 1 ) 根据节点的终端类型的不同，在构造转发树的时候，考虑节点的差 异，让处理能力强、网络状况好的节点位于转发树的中央，承担数据 的转发任务，而让处理能力较弱、网络状况较差的节点位于树的边 缘，这样不但能够提高整个转发树的可靠性，也能提高整个树的转发 效率。 2 ) 把节点的失效情况反馈给转发树的根节点或者i 冲节点，然后作为该 节点的信用等级。根据信用等级，在构造树的时候采用不同的优先 级；信用等级高的节点往中间靠，信用等级低的节点边缘化；这样一 来，那些经常失效，或者经常加入、退出的节点，就让它处于树的边 缘。这样可以提高整棵树的稳定性，避免由于节点的失效经常引起树 的重构。树的重构不但会消耗网络资源，还会引起数据的丢失。 本章根据前一种思想提