基于不定叉树的应用层组播协议
来源：岁月联盟
时间：2010-08-30
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(Tree First)，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、 Host Multicastis[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-specific Tree两种。Shared Tree，就是所有的源使用同一棵树；Source-specific Tree，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-specific Tree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，Host Multicast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-specific Tree，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NodeA和NodeB节点间的“距离”：TimeAS= Current Time of NodeANodeA Send 1K bytes to NodeB by UDP with TimeASNodeB Recvive packet from NodeA TimeBR= Time when NodeB Recvives the packetTimeBS= Current Time of NodeBNodeB Send 1K bytes to A by UDP with TimeAS, TimeBR and TimeBS Node A Recvive packet from NodeBTimeAR= Time when NodeA Recvives the packetDistanceAB=TimeAR- TimeAS- (TimeBS -TimeBR) 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overlay Network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
