（通信与信息系统专业论文）异构网络环境下流媒体传输机制的研究.pdf

摘要 摘要 随着i n t e r n e t 的飞速发展和多媒体技术的不断成熟，流媒体应用已经成为互联网上最为 重要、最具活力的应用之一然而由于i n t e r a c t 与生俱来的尽力而为特性以及在网络拓扑、 终端设备等方面存在的异构性，导致流媒体应用在传输机制方面仍然存在许多有待改进的地 方本论文针对当前流媒体传输中存在的服务质量、拥塞控制、系统扩展性以及网络环境异 构等问题展开深入研究和探讨，主要贡献归纳如下： 论文针对流媒体传输中的服务质量路由问题进行研究，在分布式探测路由算法的基础 上，结合主动网络技术的优点，提出一种新的基于主动网络技术的多约束主动路由协议m a r ( m u l t i - c o n s t r a i n t sa c t i v er o u t i n g ) ，通过运行m a r 协议能够为流媒体业务建立一条具有可靠 服务质量保证的传输路径。作为一种主动网络协议，m a r 允许用户根据应用要求和网络状 况自行定制q o s 约柬条件和路由参数，使主动分组在主动节点的路由转发由其携带的路由 参数和可执行代码在该节点的执行结果来决定。与已有的服务质量路由协议相比，m a r 具 有以下优点：( 1 ) 探测路径由源端确定，因此不存在分布式路由探测中通信开销过大、路由 环路和路由终止等问题；( 2 ) 每个节点只需维护简单的全局拓扑关系和本地状态信息，从而 避免了全局链路状态信息交换和维护带来的通信开销和存储开销过大的问题； s s t h r e s h 时，t c p 重新进入拥塞避免阶 段，此时源端每收到1 个a c k 确认，就将c w n d 增加l e w n d 。这样在1 个r t t 时间内 c w n d 增加l 。可以看到在该阶段t c p 使用“线性增加倍率减少( a d d i t i v ei n c r e a s ea n d m u l t i p l i e a t i v ed e c r e a s e ，a i m d ) 的原则来探测额外带宽并执行拥塞控制 快速重传和快速恢复阶段：快速重传是指当t c p 源端收到3 个相同的a c k 时，即认为 数据包丢失，则源端重传丢失的数据包，而不必等待r 1 d 超时，同时将s s t h r e s h 和c w n d 设置为当前c w n d 值的一半。快速恢复是基于“管道( p i p e m o d e l ) ”模型的“数据包守恒” 原则，即同一时刻在网络中传输的数据包数量是恒定的，只有当“旧”数据包离开网络 后，才能发送“新”数据包进入网络。如果源端收到1 个重复的a c k 则认为已经有 1 个数据包离开网络，于是c w n d 应该增加l 。 在1 3 2 节中，我们已经指出流媒体并不适合采用t c p 进行传输，而应该采用非连接的 u d p 进行传输，但是u d p 本身并不提供任何的拥塞控制机制，因此需要为流媒体传输重新 设计一种拥寒控制机制，以适合流媒体传输的特点在设计时，除了考虑响应能力、资源使 用效率等因素外，还必须考虑与t c p 拥塞控制机制的友好性，以保证非t c p 流和t c p 流公 平地竞争网络资源。文献1 1 7 】定义了t c p - f r i e n d l i n e s s 的概念，如果一个非t c p 流和t c p 流 注：这里暂时不考虑流量控制的通知窗口 1 6 第1 章绪论 是友好的，那么它“在稳定时长期占用的带宽不超过相同情况下t c p 流所占用的带宽” 1 4 6 1 单播的拥塞控制 单播拥塞控制主要是发送端发起的，可以分为基于探测的和基于模型的两种类型d 2 。 基于探测的方案通过模仿t c p 的a i m d 行为实现拥塞控制，这种方案实现简单，但是容易 导致速率在短期内出现与t c p 类似的锯齿形变化基于模型的方案则是根据t c p 流量模型 进行拥塞控制。这种方案的目的是在对拥塞有响应的前提下，保持平滑的速率变化因此非 常适合流媒体的传输，但是这个平滑性是以牺牲拥塞反应速度为代价的。 基于a i m d 方案的拥塞控制算法可表示为a i m d ( a ，) t 即在增加时：( 0 1 + r4 - q + 口 ( 口 o ) ；在减少时：脚，+ 4 - - ( 1 一p ) c o ，( o 0 ，则执行s t e p 2 ；若t = 0 则问题无解。 在上述算法中，s t e pi 的时间复杂度为d d 司l o g 陋f ) ，s t e p2 在最坏情况下需要执行吲 次d i j k s t r a 算法，其时间复杂度为o ( i e | ( 1 矿l l o g 旷i + 陋1 ) ) ，因此综合考虑上述算法的时间 复杂度为o l e l d t | 一a f o r w a r dt h e a c kt op r eh o p ； t h e ne l s e n “t _ d e s t i n a t i o n2d l i s t 【h o p _ c o t m t + l 】； s e n da n a c k ( s o s i d ) t o j ； f o r w a r dt h ep r o b et on e x t _ d e s t i n a t i o n ； s e n daf r e et od l i s t ( h o pc o u n t + 1 1 ； e l l e e n d i f d i s c a r dt l i ep r o b c ： e n d i f s e n d a n a c k ( s , s i d ) t o e n d w h i k e n d i f e n d i f e n dw h i l e 图2 _ 6 路径探测过程 图2 7 资源预留过程 第3 阶段最优路径确定 当p r o b e 消息到达目的节点，自动下载所携带的可执行代码在e e 中执行： s t e pl ：更新其携带的路径状态信息，如果更新后的路径状态仍然满足用户规定的约 束条件，则说明该探测路径为可行路径( f e a s i b l ep a t h ) ，目的节点把其携带的 m i s t 缓存起来，否则丢弃该p r o b e ： s t e p2 ：在一个定时周期内，目的节点对所收到的可行路径进行缓存。当定时到达， 目的节点对缓存的所有可行路径按用户规定的最优准l j ( o p t i m a lr u l e ) 进行选 择( 包括可用带宽、路径延迟、延迟抖动等) ；然后根据选出的最优路径( o p t i m a l p a t h ) 生成相应的a c k 消息，沿所选路径进行反向资源预留 第4 阶段反向资源预留 当a c k 消息到达中间节点，自动下载其携带的可执行代码在e e 中执行： s t e pl ：判断该节点是否具有足够的资源，如果具有。则在相应端1 2 1 进行资源预留 同时初始化对应的资源管理列表，然后向所选路径的上一跳节点继续转发该 a c k 消息；否则，向源端节点发送n a c k 消息，通知预留失败，同时向所选路 径的下一跳节点发送f r e e 消息，通知它释放已经预留的资源并删除相关的资 源管理记录。如果下一跳节点不是目的地址则继续转发f r e e 消息，直到撤销 该路径的所有预留资源为止，其执行过程的伪代码描述如图2 7 所示 当a c k 消息在定时周期内到达源端节点，则寻路成功：否则，源节点认为初始探测失 败源节点根据用户制定的路由参数判断是否进行迭代探测( i t e r a t i v ep r o b i n g ) ，如果不 采用迭代探测，则直接通知用户连接建立失败；否则，源节点从剩余可达路径中按转发跳 数最小重新选择可达路径作为探测路径，返回第一阶段开始迭代探测，如果所有允许探测 的可达路径都不能满足约束条件则通知用户寻路失败。当用户希望撤销该预留时，由源 第2 章基于单插的服务质量路由机制研究 节点发送f r e e 消息撤销各节点的资源预留。 源节点1 中问节点2 中间节点3 目的节点4潦节点l 中问节点2 中间节点3 目的节点4 图2 - 8 预留成功建立的过程图2 - 9 预留失败的过程 注意本文不考虑m a r 协议中涉及到的主动代码生存时间以及代码回收方式等问题。 预留成功建立的过程如图2 8 所示，其中( 1 ) ( 2 ) ( 3 ) 是正向路径探测过程，( 4 ) ( 5 ) ( 6 ) 是反向 资源预留过程；图2 9 给出了预留建立失败的过程，它共分为两种情况，一种是( 1 ) ( 2 ) ( 3 ) 所示的正向路径探测失败的情况，由于探测分组到达中间节点3 时。更新后的路径状态信 息不满足用户规定的q o s 约束条件，所以该路径的探测分组没有到达目的节点就被丢弃， 其中( 1 ) ( 2 ) 是正向路径探测过程，( 3 ) 是否定应答过程，它通知源节点该路径不是适合路径