信息通信专业资料 应用层组播概述word版

1、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

2、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

3、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

4、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

5、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

6、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

7、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

8、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

9、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

10、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(j<H-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j<H-1，那么该头就成为j+1层的一个成员。组播树：在越接近源的地方节点的量级越大，即在传

11、输路径上很容易发生瓶颈。我们使用一个不相关的头作为父节点就有比较好的特性。当父节点失效后，它的子节点仍然工作，这样就可以使子节点很快且很方便地与父节点建立连接。控制协议：为了保持它在组播树和管理组织中的位置与连接，j层的集中的每个节点都需要周期性地与j层的其它集以及它的子节点和父节点进行通信。客户加入：当有新的用户加入时，组播树就要增加。加入的算法如下： 一个新的用户P向服务器提出请求，如果目前管理组织只有一层的话，那么P就可以很简单地连接到服务器上，否则地话，加入请求就会沿着组播树向下转发，直到找到一个合适的对等体加入。 如果 X是叶子节点，那么就只将P加到集X中，使P成为X的一个子节点，

12、否则 如果Addable（X）选择子节点Y使得Addable（Y）和D（Y）d（Y，P）达到最小 并将该加入请求转发给Y；否则选择子节点Y使得Reachable(Y) 和 D(Y)+d(Y, P)达到最小，并将该加入请求转发给Y。上图即为分解算法图客户退出：当某个用户因为人为的或是意外的原因导致失效，那么它的父节点和子节点都会知道它的失效，它的父节点就会删除与它的连接。上图即为失效恢复图。ZIGZAG的核心思想就是利用一个不相关的头来代替集的头，以完成对该集的其它成员的内容的转发。因为ZIGZAG对组播树的高度进行了限制，这样整个树的长度就有限，因而可以减少端到端的延时，另外，它还能降低控制开

13、销和维护开销，能够有效地进行加入和失效恢复。一种适用于IP视频会议的混合式组播技术拓扑结构在采用混合式组播的IP视频会议中,与会成员组成如图1所示的拓扑结构。在每个IP组播岛内,与会成员之间的数据传输使用IP组播,并选定一个与会成员作指定成员(Designate Member, DM),把岛内除DM外的与会成员称为其他成员(Pertinent Member, PM),DM是岛内成员与岛外成员之间通信的桥梁。岛外成员与DM参加应用层组播叠加网5(包括一个控制拓扑和一个数据拓扑)的构建,将其称为应用层组播成员(ALM Member, AM),AM之间的数据传输使用应用层组播。IP组播岛中PM通过D

14、M与叠加网相连,DM与岛外成员之间的数据传输采用应用层组播方式,与岛内的成员之间的数据传输使用IP组播的方式。DM负责将来自叠加网的数据以IP组播方式传送给组播岛中PM,PM的数据也通过IP组播方式传送到DM,由DM以应用层组播的方式发送给叠加网上的其他与会成员。DM的选取原则:岛中第一个参加会议的成员被设为DM,以后可以根据某种策略(如参加会议的时间最长者或物理位置“中心”点成员,或剩余带宽资源最多者等)选定某个成员作为DM。如果DM离开,则根据某种策略从岛内的PM中选择一个作DM。图1 混合式组播拓扑结构图基于分层排列图的混合式组播控制拓扑构建一个排列图实例A4,2的拓扑结构如图2所示。排

15、列图An,2仅能容纳n(n-1)个主机。为使系统可容纳任意多主机,可将参与主机组合成多个An,2结构,这些An,2按照树形结构连接在一起,称为分层排列图结构。 图2 排列图A4,2的拓扑结构图图3 以与会主机为单位的拓扑结构图图4 以排列图混合式组播的核心任务是为AM完成拓扑(包括数据拓扑和控制拓扑)的构建。由于网络状况的动态性,以及客户端数量与客户端加入系统时间的不确定性,当前的应用层组播方案一般需要每个结点定期与其他全部或一定比例的结点交换控制信息,以了解其他结点的状态,形成控制拓扑,保障数据拓扑的健壮性。在结点个数逐渐增加时,网络上的控制信息数量会占用大量的带宽资源。应用层组播的数据拓扑

16、可分为二大类:信源树和共享树。信源树必须为每个组播源保存路由信息,这样会占用大量的系统资源。共享树传输延时较大。IP视频会议系统属于实时交互应用,视音频数据占据很大的带宽,并且对端到端传输延迟和网络抖动的要求很高,需要寻找一种既可以减少交换控制信息又可以保证视音频数据实时传输的拓扑构建方式。为利用排列图的优越特性(如结点和边的对称性、故障恢复能力和容错能力、可以嵌入独立的组播树等),这里采用分层排列图的结构来组织混合式组播中的AM。这里把参与IP视频会议所有主机中的AM组织成分层排列图结构,作为混合式组播的控制拓扑,并在主机申请加入会议时根据其带宽处理能力和一定的算法规定它的入度最大值和出度最

17、大值,它们分别也是剩余入度和剩余出度的初始值。每个分层排列图都对应一棵以排列图为结点单位的树。如图3所示的以与会主机为单位的拓扑结构是一个由3个A4,2结构(AG1、AG2和AG3)所组成的分层排列图。图3也可以看作如图4所示的以排列图为单位的树结构,即以排列图AG2为根、以AG1和AG3为叶子的一棵树状拓扑。设在分层排列图中,父排列图AGi中的结点i1和i2分别是子排列图AGj的数据源结点和备用数据源结点,AGj中的结点j1和j2分别是i1和i2对应的根结点,则在树拓扑中父排列图AGi与子排列图AGj的连线实际上包括2条:(1)i1与j1之间的连线;(2)i2与j2之间的连线。图4中父排列图

18、AG2与其子排列图AG1之间的连线有2条:(1)图3中AG2的a14与AG1的a31之间的连线;(2)图3 中AG2的a24与AG1的a41之间的连线。各排列图之间的连线在混合式组播中并不一定作为数据传输路径。数据拓扑构建基于分层排列图的混合式组播的控制拓扑是分层排列图,其数据拓扑在此基础上构建,具体算法如下:设某排列图中的与会成员主机ai, j发言,首先把分层排列图对应的树结构转换为以ai, j所在的排列图为根的树结构,然后执行步骤(1)(2)。把ai, j所处的排列图作为当前排列图,在当前排列图中用文献6中的算法生成以ai, j为根的组播树,并修改当前排列图中所有结点的剩余入度值和剩余出度

19、值。(1)为当前排列图的所有子排列图选择数据源、备用数据源和根结点(为描述方便起见,这里分别把它们记为s1、s2和r)。为某个子排列图选择数据源s1、备用数据源s2和根结点r的算法如下:令与会成员主机结点子集A=am, n | am, n属于当前排列图, ai, j与am, n相邻接并且am, n的剩余出度值大于0。·若|A|>1,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

20、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

21、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

22、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

23、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

24、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) 终端系统组播简

25、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。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,

26、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

27、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

28、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Mesh 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

29、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。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) NICE 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

30、。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。NICE 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

31、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NICE 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