（计算机系统结构专业论文）基于分层组播的拥塞控制研究.pdf

华 中 科 技 大 学 硕 士 学 位 论 文 摘要 组播是因特网的新型网络应用，利用组播传输多媒体数据可以节约大量的带 宽，因此组播在视频会议、远程教学等系统中被广泛应用。 分层组播是异构网络环境下组播通信的有效手段，现有的分层组播对数据的分 层都是累积型的，要求接收者必须先接收基本层数据，再从低到高依次接收增强层 数据，才能解码出原始数据，所以接收者的接收速率只能为接收的所有组播层速率 总和，不能实现细粒度的速率调整，对解决客户端异构性还有一定的缺陷。 在研究累积分层组播基础上，在分层组播中对数据流采用非累积分层的策略， 原始数据被分成若干个 “ 平等”的组播层，即接收者可以加入这些组播层的任意集 合，不必按照特定次序接收，增加了接收者加入组播层的灵活度，媒体质量也将随 着所接收的组播层速率和的增长而增强。数据流的非累积分层采用多描述视频编码 来实现，按照指数序列对各层分配速率，可使用最少的组播层数表示最大速率范 围。 基于接收方调整速率的拥塞控制算法首先将实时传输控制协议进行扩展，扩展 后的协议可支持接收方计算与发送方之间链路的往返延迟，接收方将此延迟结合当 前丢包率和平均包长度，计算出对传输控制协议友好的接收速率，再根据此速率对 目 前加入组播层情况进行调整，使目 前的友好接收速率与加入的组播层速率总和最 接近，从而充分利用接收端的带宽。 最后，用网络仿真软件n s - 2 对该算法进行了仿真实验，结果表明该 算法可使异 构链路接收者的带宽被充分利用，并且可扩展性好。 关键词:组播，传输控制协议友好，分层组播， 拥塞控制，非累积分层 一. 一甲一一-一-一一一- i 华 中 科 技 大 学 硕 士 学 位 论 文 ab s t r a c t mu l t i c a s t i s a n e w n e t w o r k a p p l i c a t i o n i n i n t e r n e t , it c a n s a v e m u c h o f t h e b a n d w i d t h , s o i t i s u s e d t o t r a n s m i t mu l t i m e d i a d a t a , s u c h as v i d e o c o n f e r e n c e a n d r e m o t e - t e a c h i n g . l a y e r e d m u lt i c as t i s a n e f f i c i e n t a p p r o a c h i n m u l t i c as t c o m m u n i c a t i o n . h o w e v e r t h e c o n v e n t i o n a l l a y e r e d m u l t i c as t i s c u m u l a t i v e , i n o r d e r t o d e c o d e t h e o r i g i n a l d a t a s t r e a m , t h e r e c e i v e r s h o u l d j o i n t h e l a y e r s g r a d u a l l y , a n d i t s r a t e c a n o n l y b e t h e s u m o f g r o u p s r a t e w h i c h i t r e c e i v e s ， a n d c a n n o t r e a li z e f in e - g r a i n e d m u l t i c as t , s o c a n n o t u t i l i z e t h e b a n d w i d t h s u ff i c i e n t l y . b a s e d o n t h e r e s e a r c h o f t h e c u m u l a t i v e l a y e r e d m u l t i c as t , a m u l t i c as t p o l i c y u s i n g n o n - c u m u l a t i v e l a y e r i n g i s p r o p o s e d , t h e o r i g i n a l d a t a i s d iv i d e d i n t o s e v e r a l e q u a l m u lt i c a s t l a y e r s , a n d t h e r e c e i v e r c a n j o i n a s e t o f l a y e r s d u e t o i t s b a n d w i d t h , b u t n o t t o j o i n t h e l a y e r s g r a d u a l ly fr o m l o w l a y e r s t o h i g h l a y e r s , t h i s c a n m a k e t h e r e c e i v e r j o i n o r l e a v e t h e l a y e r w i t h m o r e fl e x i b i l i t y , s o t h e r e c e i v e r c a n u t i l i z e t h e b a n d w i d t h w it h g r e a t s u ff i c i e n c y . t h e m u l t i c as t p o l i c y u s i n g n o n - c u m u l a t i v e l a y e r in g i s r e a l iz e d b y m d c ( mu l t i p l e d e s c r ip t i o n c o d in g ) , w e u s e e x p o n e n t i a l s e q u e n c e t o a l l o t t h e r a t e i n t h e n o n - c u m u l a t i v e l a y e r s , s o i t c a n p r o v i d e t h e l a r g e s t r a n g e b y u s i n g c e r t a i n l a y e r s . a r e c e i v e r - d r i v e n t c p - f r i e n d l y c o n g e s t i o n a r i t h m e t i c h as b e e n p r o p o s e d as w e l l . a t f i r s t , t h e a r i t h m e t i c e x p a n d t h e r t c p p r o t o c o l ( r e a l - t i m e t r a n s p o rt c o n t r o l p r o t o c o l ) , a n d i t c a n m a k e t h e r e c e i v e r g e t t h e r o u n d - t r i p t u n e o f l in k b e t w e e n t h e s e n d e r a n d i t s e l f , t h e n c a l c u l a t e t h e t c p - f r i e n d l y re c e i v e r a t e , a n d a d j u s t t h e l a y e r s i t s h o u l d s u b s c r i b e a c c o r d i n g t o r e c e i v e - r a t e o f i t s e l f . t h u s , t h e re c e i v e r c a n a d j u s t t h e r a t e s li g h t l y a n d m a k e t h e b e tt e r o f t h e b a n d wi d t h . t h e a r i t h m e t i c w as b e i n g e m u l a t e d i n n s - 2 a t l as t , t h e re s u l t s h o w t h a t t h e a r i t h m e t i c c a n ma k e t h e b e tt e r o f t h e b a n d wi d t h a n d s c a l a b l e . k e y w o r d s : m u l t i c as t , t c p - f r i e n d ly , l a y e r e d mu l t i c a s t , c o n g e s t i o n c o n t r o l , n o n - c u m u l a t i v e l a y e r i n g 独创性声明 本人声明所呈交的学位论文是我个人在导师指导下进行的研究工作及取得的 研究成果。尽我所知，除文中已经标明引用的内容外，本论文不包含任何其他个 人或集体已经发表或撰写过的研究成果。对本文的研究做出贡献的个人和集体， 均已在文中以明确方式标明。本人完全意识到本声明的法律结果由本人承担。 学 位 论 文 作 者 签 “ : 瓜 奋 乙 日 期 勺 吧 砂 年犷月。 日 学位论文版权使用授权书 本学位论文作者完全了解学校有关保留、使用学位论文的规定，即:学校有 权保留并向国家有关部门或机构送交论文的复印件和电子版，允许论文被查阅和 借阅。本人授权华中科技大学可以将本学位论文的全部或部分内容编入有关数据 库进行检索，可以采用影印、缩印或扫描等复制手段保存和汇编本学位论文。 保密口，在_年解密后适用本授权书。 本论文属于i 不保密 可. ( 请在以上方框内打 “ .1 ) 学 位 论 文 作 者 签 “ : 讯 “ ， 日 期 : 砂年 5 月ia 日 指导教师签名 日 期 :， 科 . 名 4 4 1 t . 年 少拥rp日 华 中 科 技 大 学 硕 士 学 位 论 文 i 绪论 1 . 1 i p 组播多媒体系统的应用概况 计算机网络的出现改变了现代人的工作和生活方式，日新月异的网络新技术则 有力地推动着这种改变不断深入。最近几年内，人们的工作、生活、娱乐越来越多 地依赖于网络的支持，这种依赖性的不断加深使得整个互联网承载的业务总量有了 巨大的增长，网络所提供的业务种类也己经由以前的数据业务扩展到包括多媒体与 实时业务的综合业务。 在因特网 ( i n t e rn e t )上，多媒体业务诸如流媒体，视频会议和视频点播等，正 在成为信息传送的重要组成部分。多媒体与网络的结合极大地丰富了网络传输的数 据内容。随着各种不同的视频、音频压缩格式的出现，人们可以直接从网络上听音 乐、听广播、看电影，甚至收看现场实况转播，还能通过互联网与远方的亲友打视 频电话，这种基于传统互联网的多媒体服务往往是建立在两个用户 ( 两台主机)之 间的。 然而点对点传输的单播方式不能适应多媒体业务传输特性，因为在单播方式下 服务器必须为每一个接收者提供一个相同内容的网际协议i p ( i n t e rn e t p ro t o c o l ) 报 文拷贝，同时网络上也重复地传输相同内容的报文，占用了大量资源。虽然i p 广播 允许一个主机把一个i p 报文发送给同一个网络的所有主机，但是由于不是所有的主 机都需要这些报文，因而浪费了网络资源。此时组播 ( m u l t i c a s t ) 应运而生，它的出 现提供了一个主机向特定的多个接收者发送消息的新方法。1 9 8 9 年，因特网工程任 务组i e t f ( i n t e r n e t e n g i n e e r i n g t a s k f o r c e )通过其请求注解文件r f c ( r e q u e s t f o r c o m m e n t s ) ，即r f c 1 1 1 2 ， 它定义了 i n t e rn e t 上的 组播方式。 组播是一种允许一个或多个发送者 ( 也称为组播源)发送单一的数据包到多个 接收者的网络技术d 1 。组播源把数据包发送到特定组播组， 只有属于该组播组的地址 刁 能接收到数据包。组播可以大大地节省网络带宽，因为无论有多少个目 标地址， 在整个网络的任何一条链路上只传送单一的数据包。它提高了数据传送效率，减少 了主干网出现拥塞的可能性。组播组中的主机可以是在同一个物理网络，但如果有 组播路由器的支持的话，主机也可以来自 不同的物理网络。 华 中 科 技 大 学 硕 士 学 位 论 文 组播、选播或多播 ( m u lt i c a s t )并不是一个很新的概念。在分布式系统中，它是 作为描述分布式进程之间的一种通信模式而提出来的。正如人与人之间的交流方式 一样，进程之间的通信可以按照参与通信的进程关系，分成一对一、一对多和多对 多三种模式。其中，一对一的方式也称为单播 ( u n ic a s t )， 后两种模式则称为组播。 i p组播改变了 互联网 上传统的一对一的数据传输方式， 在组播方式下， 任何人都能 够以平等的身份加入组播层， 接收所有其他组播参与者发出的数据，同时向所有组 播参与者发送自己的数据。 组播是i n t e rn e t 的新型网络应用，利用组播传输机制进行多媒体数据的传输非常 适合那些需要某种协同关系的 松散祸合的网络分布式应用系统，如远程视频会议、 远程教学系统、大规模分布交互仿真、软件分发等等，1 9 9 2 年3 月，i e t f 小组成功地 利用组播技术举行了一次网络会议。1 9 9 2 年7 月， i e t f 在i n t e rn e t 上建立了的支持i p 组 播的组播骨千网mb o n e ( mu lt i c a s t b o n e )。之后，mb o n e 作为一种有效的网络多媒体 传输基础设施在美国以及世界各地被广泛的使用，每年都有各种会议、讨论、演出 借助mb o n e 的支持而进行。 然而 组播至今 无法 得到因 特网 服务 提供商i s p ( i n t e m e t s e r v i c e p r o v i d e r ) 的 广泛应 用，一个重要的原因在于组播没有提供合适的拥塞控制。近来，组播拥塞控制得到 了 广泛的 关注， 它己 成为互联网 研究领 域中的 一 个热点课 题2 3 1 同 时 ， 分 层 组 播( l a y e re d m u lt ic a s t ) 14 ,5 7 是 异 构网 络环 境下 组 播通 信的 有 效 手 段。分层组播的数据发送方根据特定的编码算法对数据流 ( 视频、音频信息或数 据)进行分层编码，并把得到的每一层数据编码用一个组播地址进行发送。接收者 则根据从发送方到其自 身路径的可用带宽独立地决定所能接收的层次，从而使得同 一个组播会话的不同接收者可以以不同的速率接收数据。由此，分层组播是解决网 络拥塞控制的一个新的思路和方法，对分层组播的研究是当前网络界一个非常活跃 的领域，我们也相信分层组播在不久的将来会得到广泛的应用。 1 . 2 本文研究内 容 在研究现有的分层组播系统的拥塞控制及分层策略基础上，提出用非累积分层 的方法来传输媒体流，以达到细粒度的分层组播。将进行的主要研究工作如下: 1 )分析现有的多媒体分层组播系统及其拥塞控制研究状况，根据拥塞控制通用 的评价标准对典型的几类算法做详细的评价和比较: 华 中 科 技 大 学 硕 士 学 位 论 文 2 )在研究支持累积分层的视频编码基础上，研究支持非累积分层的循环编码及 多 描 述编码m d c ( m u l t i p l e d e s c r ip t i o n c o d i n g ) 的原 理和 性能等; 3 ) 提出 使用指数序列在分层组播中对速率进行分配的方法，分析其是否可以达 到细粒度的速率调整并在密度、加入/ 退出复杂度、速率调整粒度等方面具有可行 a; 4 )对实时传输协议及实时传输控制协议 r t p / r t c p ( r e a l- t im e t r a n s p o rt p r o t o c o l/ r e a l - t i m e t r a n s p o r t c o n t r o l p r o t o c o l ) 进 行 扩 展， 并 根 据 扩 展 后的r t p / r t c p 协 、 议在接收端计算对传输控制协议 t c p ( t r a n s m i s s io n c o n t r o l p r o t o c o l )友好的速 率; 5 )提出一种基于接收者驱动的分层组播拥塞控制策略，并在网络仿真器 n s - 2 上进行仿真，分析该策略是否t c p友好并且可扩展的。 华中科技大学硕士学位论文 2 1i p 组播技术 2 组播拥塞控制技术 i p 组播也称“多播”或“多点传送”，是一种允许一个或多个发送者( 组播源) 发送单一的数据包到多个接收者( 一次的，同时的) 的网络技术。组播源把数据包 发送到特定组播组，而只有属于该组播组的地址才能接收到数据包。组播可以大大 地节省网络带宽，因为无论有多少个目标地址，在整个网络的任何一条链路上只传 送单一的数据包。它提高了数据传送效率，减少了主干网出现拥塞的可能性。组播 组中的主机可以是在同一个物理网络，也可以来自不同的物理网络( 必须有组播路 由器的支持) 。组播和单播在传输多媒体流时对网络的带宽占用如图2 1 所示。 图2 1 单播和组播对比图 要实现组播技术，其实也是一个很复杂的工程，它要求网络满足如下的前提条 件： 1 ) 要实现组播技术，主机的通信协议必须要支持发送和接收组播数据。 因为并不是所有的协议都支持组播通信，对w i n d o w s 3 2 平台而言，仅球和异步 传输模式a t m ( a s y n c h r o n o u st r a n s f e rm o d e ) 两种通过w i n d o w s 套接字 ( w i n s o e k ) 内访问的协议才提供对组播通信的支持。组播通信具有两个层面的重要 特性：控制层和数据层。其中，控制层定义了组成员的组织方式，而数据层决定了 不同的成员之间数据的传送方式。各层面的特征也分为两种形式，一种是“有根 的”，另一种是“无根的”。a t m 组播采用的是有根方式，而基于i p 网络的系统一般 采用无根方式，无根组播模型如图2 2 所示。 4 华中科技大学硕士学位论文 图2 2 无根组播模型 2 ) 要实现组播技术，主机的网络接口( 如网卡) 必须支持组播。 某些型号较老的网卡不能使用i p 组播地址进行数据的发送和接收，因为网卡对 组播通信的支持通常以硬件形式即增加组播过滤器的方式来实现。出于组播i p 地址 是一个比较特殊的介质访问控制m a c ( m e d i aa c c e s sc o n t r 0 1 ) 地址，它包含了一个 被编码的i p 地址，网卡的组播过滤器通过扫描m a c 地址便可判断出进入的数据包 是否属于组播数据，并检查这个数据包的目标组播i p 地址是哪一个。i p 组播在各种 平台上的具体实现方式是不同的，在w i n d o w s 9 5 和w i n d o w sn t 4 上，通过将网卡置 为“混杂”模式来实现组播。在这种模式下，网卡会通过信号线取得传来的所有数 据包，再一起转交给网络驱动程序，由后者负责检查m a c 头的内容，看看是否有组 播数据发送给一个组播组，而且当前系统中有没有属于该组成员的进程。所以，“混 杂模式”实质上是一种软件( 驱动程序) 实现方式，效率比较低。而在w i n d o w s 9 8 及w i n d o w s 2 0 0 0 等系统中，都是利用网卡自身的能力来实现数据包的过滤，通过硬 件的直接完成，可以获得更高的效率。 3 ) 要实现组播技术，必须有一套用于加入、退出、查询的组管理协议。 这就是i n t e m e t 组管理协议i g m p ( i n t e r n e tg r o u pm a n a g e m e n tp r o t o c 0 1 ) ，目酊 有两个版本：i g m p v l ( r f c l l l 2 ) ，i g m p v 2 ( r f c 2 3 2 6 ) 。i g m p 是i p 组播方案的基 础，主机使用i g m p 消息通告本地的组播路由器想要接收组播数据的组播组地址。 如果主机支持i g m p v 2 它还可以通告组播路由器退出某组播组。组播路出器通过 i g m p 协议为其每个端口都建立并维护一张组播组成员表， g m p 协议定期地探询表 中的组成员，以确定该组播组是否仍存活。i g m p 消息通过p 报文进行传送，在 i g m p v 2 中，其报文格式如图2 3 所示。 5 华中科技大学硕士学位论文 4 ) 要实现组播技术，必须有一套i p 地址分配策略，并能将网络层组播i p 地址 映像到数据链路层的m a c 地址。 i p 组播地址，或称为主机组地址，由d 类i p 地址标记。d 类i p 地址的最高四 位为“1 1 1 0 ”，起止范围从2 2 4 0 0 0 到2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 。其中，部分d 类地址被保 留，用作永久组的地址，这段地址从2 2 4 0 0 0 到2 2 4 0 0 2 5 5 ，中间范围从2 2 4 0 1 0 到2 3 8 2 5 5 2 5 5 2 5 5 用来在组、内部网和i n t e r a c t 的终端应用程序中使用，从 2 3 9 0 0 0 到2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 则指定给本地的组播应用程序。因此可由开发人员自己 从2 2 4 0 1 0 到2 3 8 2 5 5 2 5 5 2 5 5 中选择组播组地址，但一定要保证这个地址在定的 范围内没有其它的组播组也在使用相同的地址。数据链路层的组播地址( 组播m a c 地址) 可以从i p 组播地址中衍生。计算方法是把i p 地址的最后2 3 位拷贝到网卡 m a c 地址的最后2 3 位，然后把这2 3 位前面的那一位置为0 。组播m a c 地址的前 2 4 位必须为0 x 0 1 0 0 5 e 。例如：组播i p 地址2 2 4 0 1 1 2 8 ，1 6 进制表示为0 x e 0 0 0 0 1 8 0 ，最低的2 3 位为0 x 0 0 0 1 8 0 ，计算得出的m a c 地址为0 x 0 1 0 0 5 e 一0 0 0 1 8 0 。 5 ) 要实现组播技术，必须使位于组播源和接收者之间的路由器、集线器、交换 机、t c p i p 栈、防火墙均需支持i g m p 协议。如果某个路由器不支持i g m p ，那么 当它接收到组播数据时，就会自动丢弃。 只有在网络设备和操作系统平台上满足了以上五个条件，礤组播才能够得以实 现，所幸的是现在绝大多数的网络设备都支持i g m p 协议和i p 组播，这就使得在 i n t e m e t 上的组播应用成为可能，而且伴随着组播技术的应用推广，各种关于组播的 网络拥塞控制算法也得到了广泛的研究，如加权公平排队算法等，由于本文只关心 i p 组播的应用问题，这已超出本文讨论范围，在此不再讨论。 然而与传统i p 相同，i p 组播不提供速率控制。因此组播流量可能耗光所有的网 络资源，导致网络拥塞。为i p 组播设计合适的拥塞控制成为最迫切需要解决的问 题。 i e t f 将组播分为两种模式：单点对多点、多点对多点。后者在组播树生成和组 管理等方面存在较大的难度，现阶段在i n t e r a c t 上推广的希望不大，而且它可以通 过多组单点对多点通信来实现。本文的讨论仅限于单点对多点模式。 组播应用在网络拥塞时，如果不能对其正确地进行响应，将会给i n t e r a c t 带来比 单点投递应用更为严重的影响【6 】，这主要因为( 1 ) 一个组播流可能沿着其组播树广 泛分布于整个i n t e r a c t ； ( 2 ) 异构性是i n t e r a c t 网络的固有特性；对i n t e m e t 网络本身而 言，主干( b a c k b o n e ) 可以使用n 和t 3 链路，接入网络则可能采用高速a i m 网络， 6 华中科技大学硕士学位论文 以太网或无线网络。同时，用户端系统日益多样化，不同的端系统具有不同的处理 能力和视频音频硬件配置。比如，无线手机的处理能力显然不同于具有视频卡的高 端工作站。随着未来越来越多不同种类的网络接, n i n t e m e t ，i n t e m e t 规模不断扩 大，异构性问题将更加严重。组播流的接收者显然具有异构性特点1 7 ，每个接收者的 路径可能有不同的带宽和差错特性，如图2 4 所示。 图2 4i n t e r n e t 的异构性 为了把数据发送给所有接收者，在没有外界人为干涉的情况下，组播流可能要 持续无限制的时间； ( 3 ) 组播流一般必须处理较多数量的反馈控制信息，如确认报 文、否定确认报文和状态报文。因此，随着越来越多的组播协议在i n t e m e t 上得到应 用，搁塞控制协议研究领域日趋活跃。 2 2 组播的拥塞控制评价标准 组播拥塞控制协议具有很强的针对性，大部分协议都是针对某些特定的问题而 提出的，需求多样性导致了组播拥塞控制协议的评价目标多样化，我们认为以下的 三个评价目标对组播的发展尤为重要： 2 2 1 公平性 组播应用的广泛开展，引起了非t c p 通信量所占比重的增加，这些协议大部分 没有与t c p 兼容的拥塞控制机制p 】，它们以一种不公平的方式与t c p 流竞争。当 遇到拥塞时，所有参与的t c p 流应该立即减小它们的速度试图减轻拥塞，而非t c p 流继续以原速发送，这种极度不公平的情形会遏制t c p 通信，甚至导致拥塞崩溃， 当网络中可利用的带宽被耗尽，所有的包在到达目的地之前将会因拥塞而被丢弃。 因而组播应用要想成功地在 n t c m e t 上应用，必须使用能与t c p 友好共存的组播拥 塞控制机制，即保证与t c p 的公平性。公平性研究是网络拥塞控制的难点问题，目 7 华中科技大学硕士学位论文 前，还缺少对公平性的一致定义。通常，组播拥塞控制算法至少要考虑两类公平 性；协议问公平性和组播组内部公平性，下面我们将对这两个公平性分别阐述： 1 ) 协议闯公平性 出于i n t e m e t 上的主流协议为t c p 族协议，所以任何协议要在i m e m e t 上成功应 用必须做到“t c p 友好”i s ，也就是说其通信量不能超过网络中可利用的带宽，而 且要与现存的协议保持公平。 组播协议除了保证各种组播应用之间的公平性外，还应确保与其他行为良好的 协议公平分享网络资源。目前t c p 通信量占i n t e m e t 通信的9 0 以上，因此组播协 议应该首先保证组播流量与t c p 流量之间公平地竞争资源。因此在制定组播拥塞控 制标准时，一般要求组播拥塞控制算法必须做到t c p 友好( t c p f r i e n d l y ) 。 t c p 的吞吐量与下面的参数有关：往返时间r 盯r ，重传超时值rr t o ，分组大 小5 ，丢失率口，公式2 1 1 9 】给出一个简化模型，近似模拟t c p 在稳定状念下的吞吐 量。该简化模型没有考虑t c p 超时。 公式2 2 ( 1 0 】给出了一个更复杂的模型：b 是每个a c k 应答的分组数量，炜0 是 捐j 塞窗口的最大值，与公式2 1 不同，它考虑了t c p 超时。在高丢失率网络中，公 式2 2 更精确的模拟了t c p 的行为。 r ( b ，j ，p ) ：j 羔 ，r 月x p ，。，= 4 等， c 是常量，通常取1 5 历( 2 1 ) ( 2 2 ) 在组播传输用数据报协议u d p ( u s e rd a t ap r o t o c 0 1 ) 封装的数据流时，可以根 据这两个公式，将组播的t c p 友好性描述为：在给定同样的丢失率与往返时间r t t ( r o u n d t r i pt i m e ) 时，组播拥塞控制算法获得的吞吐量不超过t c p 流的吞吐量。 组播t c p - f r i e n d l y 的定义：组播t c p f r i e n d l y 存在多种定义，般认为非t c p 流量的长期吞吐量不超过相同情况下t c p 流量的吞吐量1 1 1 】，一种更加严格的对 t c p f i l e n d l y 的定义 1 2 1 如下： ( 1 ) 单播t c p - f r i e n d l y ：在相同网络条件下，如果一个单播流量对其它并存 t c p 流量的长期吞吐量的影响不大于另外个t c p 流量对后者的影响，此单播流 量被认为是t c p f r i e n d l y ： 华中科技大学硕士学位论文 ( 2 ) 组播t c p f r i e n d l y ：在发送者与每个接收者之间，如果流量具有单播流量 t c p f r i e n d l y 的特性，则此组播流量被认为是t c p f r i e n d l y 的。 对组播t c p f r i e n d l y 的定义还存在争论，某些定义提出应该允许组播流量使用 比单播流量稍多的带宽，因为组播流量为多个接收者提供服务【i3 】引入式2 3 来定义 组播的t c p 友好性： n x r t c p r s b xr t c p ( 2 3 ) 其中，表示瓶颈链路上的组播流的速率，代p 表示相同情况下t c p 流的速 率，靠和b 是流接收端数目的函数，当b = l 时，两种定义是相同的。 2 ) 组播组内部的公平性 组播是单点对多点的通信，在组播会话中存在多个接收者，组播组内部公平性 主要指一个拥塞的接收者不应该影响其他接收者的速度，即孤立拥塞的影响，允许 每个接收者根据各自到源端的路径上的拥塞情况来做出正确的判断。 目前在组播拥塞控制设计中常用的一种公平性标准是s b h a t t a c h a r y y a 在文献 1 3 中提出的最坏路径公平性，即根据组播树中最拥挤的端到端的路径来为整个组播会 话分配带宽。 如图2 5 所示，源s 组播数据到三个接收者，各条路径的带宽分别是b 、2 丑、 4 b ，其中从s 到r l 的路径是组播树中带宽最小的路径，假设有一个单播会话经过 这条路径，那么单播会话与组播会话将各被分配b 2 的带宽，同时在组播树的其他 几条路径上，组播会话也只占引2 的带宽。其余带宽留给经过这几条链路的其他会 话使用。采用这种公平性设计的算法，组播会话的吞吐量容易受到某几个较拥塞的 接收者的影响。在下文中讨论的分层组播拥塞控制算法采用多种速率，使用不同的 速度向不同的接收者发送，较好地解决了组内部公平性问题，但算法设计比较复 杂。 图2 5 组播带宽分配 另外，g o l e s t a n i a n d 还提出了面向速率的公平性与面向窗口的公平性，文中 指出拥塞控制算法的公平特性主要由调节算法的形式所决定，同时也受到调节参数 9 华中科技大学硕士学位论文 的影响。根据调节参数的不同可以将拥塞控制机制分为：基于窗口的拥塞控制和基 于速率的拥塞控制。基于窗1 3 或速率的拥塞控制算法对r t t 的依赖与它们的公平属 性密切相关。在基于速率( 基于窗f 1 ) 调节中，如果调节算法独立于r t t ，它的公 平性是面向速率( 面向窗口) 的。如在t c p 中，r t t 仅用来设置定时器但调节算法 不依赖于r t t ，所以t c p 拥塞控制有面向窗口的公平性。如果要通过基于窗口的调 节提供面向速率的公平性，或通过基于速率的调节提供面向窗口的公平性，调节算 法又不得不依赖于r t t ，因此要通过基于速率的调节提供面向窗口的公平性( 与 t c p 兼容) ，必须知道r t t 。反之，通过采用与t c p 不同的公平性含义或应用基 于窗口的调节，r t t 的测量可以避免。由于在组播拥塞控制中估计i t 是很困难 的，这会增加拥塞控制的复杂性，因而避免调节算法对r t t 的依赖是非常值得尝试 的。但是，必须强调t c p 公平性的主要方面在于它的吞吐量随丢失率的变化而变 化。如果我们选择提供面向速率的公平性，也同样可以保持与t c p 的兼容性。 2 2 2 可扩展性 组播拥塞控制协议的可扩展性是指该协议在性能( 包括吞吐率、延时) 下降前可以 支持多少用户，它受到以下四个方面因素的限制： 1 ) 任务复杂性：组成员的数量变得越来越大时，拥塞控制任务的复杂性会急剧 上升，从两限制协议的可扩展性，这个问题可以通过在发送端和接收端之间进行合 适的分工来解决； 2 ) 反馈爆炸【1 4 】：拥塞控制需要考虑所有组成员的拥塞状况，随着组的规模的增 加，大量的反馈可能湮没发送端，这个问题可以通过反馈聚合或反馈抑制机制解 决； 3 ) 丢失路径多样性：随着组规模的增加，组播树的数据丢失路径会随之增 加，从而导致大多数分组至少会经历一次丢失，如果发送端对每一次丢失做出响 应，组播吞吐量可能下降为零，这就是组播中的丢失路径多样性问题。适当的反馈 聚合和反馈抑制可以减轻该因素对组播拥塞控制协议性能的影响； 4 ) 网络随机延迟的影响：即使在非常理想的网络环境中( 网络中无分组丢 失，路由器缓存无限大) ，随着组播组的增多，网络中随机分布的队列延迟( 路由器的 服务延迟) 会对组播组的性能造成影响。在大的组播组中，多速率组播可能是更好的 选择。 1 0 华 中 科 技 大 学 硕 士 学 位 论 文 2 .3 组播拥塞控制研究现状 不同的组播应用有不同的要求，有的组播应用对时延和带宽比较敏感，如传输 视频音频的程序等，但对可靠性要求不高，而有的组播应用要求可靠性但对时延不 敏感 1 7 1 。针对不同的应用，出现了许多组播拥塞控制算法，这些算法基本上可以 分 为两类:单速率拥塞控制和多速率拥塞控制。 2 . 3 . 1 单速率拥塞控制 在单速率机制中，数据以相同的速度发送给所有的接收者，而发送的速度由最 慢的接收者决定，这就限制了该机制的可扩展性，因为所有的接收者都受瓶颈接收 者的速度的影响。 在单速率拥塞控制中为了保持 t c p友好性，通常在设计组播拥塞控制机制时有 两种倾向:基于t c p效仿和基于t c p公式。t c p效仿是指在组播中模仿t c p的和 式增加、 积式减少，即a i m d ( a d d i t i v e i n c r e a s e a n d m u l t ip l i c a t i v e d e c r e as e ) 行为调 节参数 ( 窗口或速度)进行拥塞控制，而基于 t c p公式是指利用 t c p吞吐量模型 来显式或隐式地调节组播数据的发送速度，以达到t c p友好。 2 .3 .2 多速率拥塞控制 多速率拥塞控制协议允许发送者使用多种发送速率，可以在不同的网络路径之 间 灵 活 地 分 配 带宽， 可以 被 用 来 解决 接收 者的 链 路 异构 性 3 1 。 与 单 速 率 机 制 相比 ， 多 速率机制在发送数据之前必须对数据进行编码，这无疑增加了拥塞控制机制的复杂 性，但同时它又比前者更能适应网络的异质性，有良 好的可扩展性。实际应用中， 对大规模异质接收者集合，通常采用多速率协议。单一速率的方法只适合中等规模 的或性质相似的组播组。 多速率拥塞控制的一个典型的方法是使用分层组播，其原理是发送方将数据进 行编码，以不同的速度传输到不同的组播层。每个接收者根据自己与发送端之间路 径的拥塞情况，独立地选择加入或退出某些组播层，一个接收者加入的层次越多， 接收的数据越多，以视频传输为例，增加组播层次数目将提高视频质量，而对于块 数据的可靠传输，增加的层次将减小传输时间。因此分层组播是近几年内网络通信 中 的 研 究 热 点 3 ,4 1 华 中 科 技 大 学 硕 士 学 位 论 文 目前分层组播的拥塞控制策略一般为以下三类:基于接收端驱动、基于源端动 态调整或接收方驱动一 源端调整的综合策略。 1 ) 基于 接收端驱动的 策略 基于接收者驱动的策略比 较简单可行，典型的 代表是接收方驱动层次组播 r l m 算 法 ( r e c e iv e r - d r i v e n l a y e r e d m u lt ic a s t ) 5 , r l m算 法 是 第 一 个 基于 分 层 视 频 数 据 在 i n t e rn e t 上传输的实用接收端驱动的适应算法。 它的主要思想是发送者在几个层上传输视频数据，每层使用独立的组播组发 送，接收端只需加入第一层组播层即可开始接收数据，之后通过周期性加入更高层 的组播层来探测网络带宽，如果接收者在一段时间内没有经历拥塞，它将继续加入 高一层的组播组，如果发现包丢失后，接收者从它当前正在接收数据的最高层中退 出， 在较低的层次上接收数据。这一过程一直持续到该组播过程结束。 r l m 被认为是自 适应视频传输的一个有潜力的方向。首先，因为它与当前基于 “ 尽力而为”思想的 i n t e rn e t 架构兼容。其次，因为是有在接收端实现的自 适应策 略，所以 它的可扩展性好，而且能解决接收端异构性问题。 因为过多的失败 “ 加入”测试将导致网络拥塞，r l m 提出了 “ 共享”学习机制 来减少加入测试的频率和持续的时间，但是同时使协议收敛至稳定状态的时间变 长，而且该算法没有考虑 t c p友好性3 。也没有提供接收者之间 加入/ 退出的同步机 制，如果只有一些接收者退出一个层次而其他仍处在该层，则不能进行剪枝，拥塞 状况也不能被减轻。 v i c i s a n o 等人提出的r l c ( t c p - l i k e c o n g e s t i o n c o n t ro l f o r l a y e r e d mu l t i c a s t d a t a t r a n s f e r ) i算法对r l m有了 很大改 进，主要体现在以 下几方面: ( 1 ) 按 指 数 递 增 分 配 每 层带 宽 减少 编 码复 杂 度 和层的 数 量 在 r l c算法中， 接收端加入第一层即可开始接收数据，之后加入每层的等待时 间也呈指数增长。一旦接收方发现有分组丢失， 立刻退出最新加入的层，由于每层 都是按指数递增分配，而最新加入层带宽最大，所以退出该层后，接收端接收速率 将减半，在没有分组丢失的情况下，接收速率将随加入新层的等待时间成比例增 长，由此模仿了t c p的a i m d行为，相比r l m能较好地利用网络带宽。 ( 2 )改善接收端之间的同步问题 r l c要求接收端只能在同步点加入新层。每层的同步点数量呈指数递减，由于 越低的组播层的同步点越多，所以越容易被加入，所以对后加入的接收端而言，可 以在一段时间后赶上加入了 较高层的接收端，进而使相同瓶颈的接收端可以同步的 华 中 科 技 大 学 硕 士 学 位 论 文 做出加入/ 退出决策。 ( 3 )减轻加入测试产生的额外拥塞 r l c使发送端在相邻同步点之间定义的一段突发周期内将每层的发送速率倍 增，在此时如果接收端检测到拥塞，就不会进行加入测试，由此减少加入测试产生 的额外拥塞。 r l c的 缺点为:由于 r l c算法基于指数分层的策略只允许接收速率加倍或减 半， 所以其调整速率粒度较粗糙，使接收端无法充分利用带宽，r l c还要求数据支 持分层。 此外r l c在决定发送速度时没有将r tt 时间考虑在内，在长r t t情况下 可能会导致对t c p的不友好行为。 上面的几种算法都是通过分组丢失来检测可以利用的带宽，然而在具有队列丢 弃缓存管理的公平调度网络中还可以 通过分组对方法来检测带宽，发送方依次发送 两个数据包，接收者根据收到的这两个包的时间间隔和包的大小来判断它到发送方 路径上的可利用带宽。 累积分层组播机制的快速收敛算法p l m ( p l m : f as t c o n v e r g e n c e f o r c u m u l a t i v e l a y e r e d m u lt ic as t t r a n s m i s s i o n s c h e m e s ) 7 1使 用 此 分 组 对的 方 法 来 测 量 带 宽 ， 为 接 收 端应该加入哪些组播层做依据。p l m 还通过额外的时钟机制，保证接收端的加入/ 退 出同步。但是 p l m 需要网络的支持，尽管 p l m 的作者声称以每个服务提供商为基 础，公平调度队列是可实行的，但要在整个 i n t e rn e t 上很快广泛地使用公平排队的 路由器是不太可能的。 2 )发送端调整层次速率或动态分层的策略 改进层次组播的另一个引人注目的方法是分优先级传输，在这种方法中，发送 方将各层按照它们的重要性分成几个优先等级，在拥塞情况下，路由器最先放弃低 优先级的分组，这种方法非常稳定因为高优先级的分组总是被保护得很好。另外， 如果在路由器中实现了 “ 流独立”的话，t c p友好性就已经实