基于不定叉树的应用层组播协议

1  概述

    自应用层组播的概念提出以来，已有很多各具特点的解决方案被提出。各个不同的应用层组播系统具有不同的设计目标及系统结构。如，ESM(End-System Multicast)^[1]和ALMI^[2]适合时延要求不高的小规模多对多通信，而Scattercast^[3]和Overcasts^[4]则支持大规模的数据递送系统。

在系统结构方面，根据建立应用层组播拓扑结构时采用的方案，将这些系统分为两种：网优先(Mesh First)和树优先(TreeFirst)，网优先的系统会首先为覆盖节点建立一个网状的拓扑结构，然后按照某种路由协议来生成数据路由树，如ESM的Narada协议，会先构建一个网，然后通过修改后的DVMRP协议完成路由树的生成；而树优先的系统则是直接建立数据路由树，ALMI、 Overcast、 HostMulticastis^[5]均属于这种系统。一般来说，网优先的系统稳定性更好，不会形成回路，树优先的系统则在效率上占优势。

    在多源的应用层组播方案中，根据数据路由树的使用和维持，可以分为Shared Tree和Source-specificTree两种。Shared Tree，就是所有的源使用同一棵树；Source-specificTree，就是每个源维持一棵树，前者不能保证每个源都能获得较好的传输延迟。

    本协议根据视频会议系统的应用特点，采用效率较高的树优先的拓扑结构，使用Source-specificTree数据路由树策略。树的生成、维持由根(源)负责，集中点(RP)不参与，这点类似Host Multicast的做法，HostMulticast是分布的方式，每个组的数据路由树都有一个根节点，每个新的组成员加入时，都要从该根节点开始依次协商，直到找到一个距离最近的节点为止。

2  基于不定叉树的应用层组播协议

2.1 协议设计思想

    我们的思路是，建立一个全分布的，支持多组、多源，低时延的，基于不定叉源指定树(Source-specific Tree)的Tree-First应用层组播协议平台。

   由于目前Internet终端多数是以xDSL方式接入的，考虑到这些终端具有的极限带宽是上传512kbps(部分是1Mbps)，下载5Mbps(其余接入方式的终端一般具有更高的带宽)，假定每个源每秒产生的实时数据流量为150kbps(如视频会议)，按照90%极限上传带宽的可利用率，一个节点可以为3个节点实现分发任务；再假定组的规模控制在100个节点内，如果按照三叉树的组织结构，这样的树将不超过4层，经过4个节点的转发，其时延基本可以控制在5秒内。

    基于以上的假设，我们将在组应用开始前建立n棵Source-specificTree，n等于组的节点数，每个节点负责生成一棵以它为根的满三叉树。我们又知道，有的节点的上传能力可能不到3个，有的节点则可能超过3个，而且这种能力可能是变动的。由此，这些树必须根据网络的实际状态进行调整，节点的分发孩子个数视其能力变动而定，分发能力的判断，则通过孩子节点反馈RTCP信息包来计算丢包率。也就是说，满三叉树在应用预运行或运行后成为动态调整的不定叉树。

2.2 节点加入

    节点必须清楚自己属于哪个组，然后加入到合适的组中。

    RP(集中点)为节点提供加入服务。任一个节点加入时，必须向RP报到，RP将新节点加入到组的节点列表中，然后将已加入的节点列表发给新节点，同时，向所有节点通告单个节点加入消息。

2.3 满三叉树的生成

2.3.1 “距离”与“距离”计算

    节点一旦成功加入，马上与列表中的同组节点通信，估算节点之间的“距离”。所谓的“距离”，指的是节点间的传输延迟和带宽加权后的值，我们采取简单做法，就是测试1K UDP包来回所需的时间。我们采取如下算法计算Node_A和Node_B节点间的“距离”：

Time_AS= Current Time of Node_A

Node_A Send 1K bytes to Node_B by UDP with Time_AS

Node_B Recvive packet from Node_A

Time_BR= Time when Node_B Recvives the packet

Time_BS= Current Time of Node_B

Node_B Send 1K bytes to A by UDP with Time_AS, Time_BR and Time_BS

Node _A Recvive packet from Node_B

Time_AR= Time when Node_A Recvives the packet

Distance_AB=Time_AR- Time_AS- (Time_BS -Time_BR)

 2.3.2  树生成

    开始时，每个源生成一棵不超过4层(源，即根，为0层)的满三叉数据路由树，树的生成依据这样的原则，在树中，离源较近的节点与源有更近的“距离”，而第2层的节点即与其第1层的父亲节点有更近的“距离” ，依此类推。

    首先，根选择3个最合适的节点作为它的第一层子节点，然后，根分别通知这3个子节点，去寻找它们合适的孩子节点，过程不断重复，直到所有的节点都加入到树中。树的生成是由覆盖网中的所有节点协同完成的，因此其生成算法是分布的，算法如下：

OnReceiveCreateTree (void *packet){

//根收到建树命令,每个节点都需要生成一棵以其为根的树

    按”距离”大小选择3个孩子节点;

    向选择好的节点发送邀请其成为我的孩子节点的请求包(以’我’为根的树);

}

OnReceiveInviteTobeChildReq(void * packet){//收到i邀请为其孩子的请求(j为根的树)

    if(我还没加入到以j为根的树)发送接受邀请的回应包;

    else发送拒绝邀请的回应包;

}

OnReceiveToBeChildReply(void * packet){//收到节点i对我邀请的回应(j为根的树)

if(i接受我的邀请){

   将i置为 以j为根的树中的’我’的孩子;

   将i加入到本地以j为根的树已入树节点列表;

   if(我是j)修改树结构;//根维持整棵树的结构描述,树生成后,分发给所有孩子

}

else {

   将i加入到本地在建以j为根的树中拒绝我的节点列表;

   if(重新选择一个节点成功)

      向被选择的节点发送邀请其成为我的孩子节点的请求包(以j为根的树);

}

if( (孩子数==3 ) || (已入树节点数+拒绝我的节点数==组节点数)){// 以j为根的树

  if((我是j){

      将孩子节点列表打包;

      向被选中的孩子节点发送选择孩子的命令;

  }

else

将孩子节点列表打包,发送给根;

        }

   }

OnReceiveSelectChildrenOrder(void * packet){//收到根的选择孩子节点的命令

   将包中已入树的节点列表复制到本地;

   for(int i=0; i<3;i++){

      if(选择一个节点成功)向其发送邀请其成为孩子的请求;

      else break;

   }

}

    树生成的算法是由分布在网络上的多个节点机共同执行的，为避免多个节点同时选择一个节点为其孩子，因此，我们采用了应答制。

2.4 性能优化--不定叉树的调整

    前面讲到，在生成树时，并没有过多考虑树的上传能力，只是基于经验及网络的一般现状，假设每节点有能力完成对3个节点的视音频数据转发。但，实际情况可能是，有的节点的分发能力超过3，有的节点则不足3。这样，在应用预运行后，必须尽快对树进行调整。

   我们使用UDP协议进行应用数据的传输，父亲在向孩子节点发送应用数据包时，统计单位时间已向孩子节点发送了多少数据包，每隔3秒钟，孩子节点向父亲发送一个RTCP包，告诉父亲，最近3秒，已接收其发送的数据包数量，父亲节点据此计算单链路的丢包率，并根据所有链路的丢包率，结合帧率，估算其带宽，然后通告带宽。为将问题简单化，并基于Internet现状(xDSL节点是上传能力不足，非下载能力不足)，我们规定，当一定时间内，丢包率超过一定程度时，总假定是父亲节点上传能力不足。

   当父亲节点认为其上传能力不足时，希望移交孩子节点，父亲节点会选择带宽较高的节点发送移交请求。收到移交请求的节点检查其自身上传能力，回应接受请求或不接受请求，发送移交请求的节点会一直尝试，直到有节点同意移交，此外，上传能力不足的节点可以启用选帧，降低对带宽的需求，这属于应用层QoS的任务，不在这里详述。

   目前多数的ALM协议，对底层网络变动的适应普遍采取整体变动的方法，这样的代价相当大，如NARADA，节点状态的变化将导致网Mesh的重构，从而导致所有source-specific Tree的重构，这个过程需要较长的收敛时间。我们采取局部变化的对策以适应overlayNetwork的变化。

图1 节点转移实现优化

2.5 树的修补

    有边相连的节点，互相为邻居。节点每3秒钟向邻居发送“心跳”信息。“心跳”信息可以简单到是一个不断增长的序列号。当节点在30秒钟收不到邻居的“心跳”信息后，节点认为邻居已经出现故障。

    故障处理：

    1). 为避免多个节点同时尝试修补树，我们规定，只允许上层节点对下层节点进行修补。如果根节点故障，树的修补失去意义。

    2). 后备选择

    从故障节点的最左边的子孙节点逐级往上提升，最左的节点不存在，则往右选择。

    3). 叶子节点故障将不修补。

    4). 树修补算法

    如图2:

   i发现其儿子节点j故障后,执行如下算法:

    1.  向组内所有节点通告j的故障

    2.  j是叶子节点吗?

    2.1 是，算法结束

    2.2 否，转3

    3.  j有合适的孩子吗？

    3.1 有，转4

    3.2 没有，算法结束

    4. 选择合适的孩子，向其发送接替j的通知

    5.  T:=j      

                       

图2树的修补

    任何节点k收到l发送给自己，要求自己接替节点j的通知，执行如下算法：

    1. k是否叶子

    1.1 是，向l发送j ßk、kß0的通知

    1.2 否，选择合适的儿子，向其发送接替k的通知，T:=j,T₁:=l

 

    任何节点k收到确认接替的通知，执行如下算法：

    1. 接替串的第一个节点是自己吗？

    1.1 是，接替串 := Tßk+接替串，向T₁发送接替串

    1.2 否，根据接替串替换树，将新树向所有节点发送

3  性能测试

4  小结及下一步工作

    本协议适合小规模、时延要求高的应用层组播系统，我们在协议的基础上开发了一个视频会议系统，经试验，在网络状态变动不是太频繁的前提下，系统能很好工作。

协议对很多复杂问题做了简化，这些简化对协议的实现带来很大的便利，但同时也使得协议的适应能力存在着一定的问题，我们将在树的优化、修补上进行改造，以使得协议具有更广阔的适应能力。

参考文献

1 Chu Y, Rao S, Zhang H. A Case for End System Multicast. ACM SIGMETRICS, 2000

2 Pendarakis D. ALMI: An Application Level Multicast Infrastructure 3rd USNIX Symp. Internet Tech. and Sys., 2001-03

3 Chawathe Y. Scattercast: An Architecture for Internet Broadcast Distribution as an Infrastructure Service[Ph.D.Thesis].2000

4 Jannot J.Overcast: Reliable Multicasting with An Overlay Network.USENIX OSDI, 2000-10

本文引自：http://www.ahcit.com/lanmuyd.asp?id=2194