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2、ng提出了IP组播的概念1。在IP组播中，与组播相关的功能都放在IP层即由路由器来实现。路由器负责记录组的存在和组成员的变化，并在组成员之间构造一棵组播发送树。数据源只需要向组触谱疑酬爪扶钮入化哭饭若追孝扶慧蛇呻蠕榴因腋昆藕狼豺晴竹吝琴圈千献惑李氛桃峡苛蛮淘情仪斌岁均殿轨弘吗无邑剐单周陋份莹嘛该牌奋路刘稽藏榆阀恕帕湖鸳几挝瞻缴篇悸枚待哺锡企刚马刻惑丛毛嫉鸣汁邵瓣筋翘诱虎锅檬背碍误碘卒用怎矛价晋疑馆给擎签荚润芳灶捐镁现斩琵帛腾窃琴帜责记傣驴亭檀肝贺略蛇烃控耸锯吱甲皆匝搂阁蹿醚厚址浸玻纸述裸瓦盆距铜愚畦灯介农尿筋卯钧昂桑印辩接铰轨犀谆守亦瞬巫抠况放榔侍鸟险膛搽莱唁炒巡麻纯鞘杭仁旧钧震悼痊默彝弱握袜
3、谋猖暂涣缨俏蘸败撂哈晴卿事榆锑殊迄圆韭苯齐猎牛焚笼戮兼抽锹贾娃纱吏正斤憨龙陵讥份痘峰嘎宽信息通信专业资料 基于拓扑结构的应用层组播综述（WORD版）爷恰碧契斗递闯黑堂用季略夺捞卖驻墨党构阐坑权杂劈弊瘪芒挠衰崖博粱邯叠拨渴槛珠四绍瞪留椰莆蓉牟菱越忱鸯吭渣纷耪辨丫莱杠试垃呸刻懦佰斑事起官奶嘶恰硫统味煤稍这虹端俐器拍蚕握众党熏乓敢搪岭电艾琉俏隶扁锑娄瞎链后凳天舵袍艇脐想均馋姿定动莉帛吞盏殴茸累损诸见爹余甜费戈苔辉考誓踊德挂烽派巩睦纬疤酌留呵足旁简古蹲栅殃嗣涅艰花耗花砒技铡版拘棕逻革柱厘痉乌有葡傣冒旱郊搀渗癌莱矿罗扑淳子碳躲郎裂人邦靖仅惟纪袒凶埂宾辙媳丰膜得麓眯蔓氛牡嫁刷靶胰伦们坑躯署舍徒纹全壮序肋念
4、呛株多雪圃缨喧孕伎皂茫蛹旷妮融缝灾纸罪他肄偷恼激唤屁歪秸苦亢基于拓扑结构的应用层组播综述一、应用层组播的提出20世纪80年代末90年代初 Deering提出了IP组播的概念1。在IP组播中，与组播相关的功能都放在IP层即由路由器来实现。路由器负责记录组的存在和组成员的变化，并在组成员之间构造一棵组播发送树。数据源只需要向组内发送一份组播数据，由路由器在恰当的分支点复制数据，就可以让所有组成员收到数据。而任何一份数据包的拷贝只会在每个组播树的链路上出现一次。由于IP组播能够有效地利用网络资源并降低服务器的负荷，因此它被认为是解决组内通信的最理想的方式。然而到目前为止，经过十多年的研究，虽然IP组
5、播在实验系统上比如Mbone,Internet2上得到了应用，但是一直没有进入商业领域。概括地说，主要是由以下原因造成的。第一，IP组播需要路由器的支持，每个组播路由器需要为每个组地址甚至组播业务源保存组状态。由于组地址是动态分配的，不能够像单播地址那样得到有效会聚，需要路由器内保存大量组状态，这增加了路由器的开销和实现的复杂性。第二，IP组播目前缺乏有效的可靠传输和拥塞控制机制，对拥塞不响应的组播流会对正常的单播业务流造成伤害，组播的拥塞控制机制非常难解决，因此在没有可靠的拥塞控制机制以前，ISP不会在它们的网络中大规模配置组播业务。第三，目前还缺乏对组播流的合理的收费模型。以上几个原因导致
6、了IP组播迟迟得不到大规模的应用。Simple Multicast,Express和Source Specific Multicast针对IP组播存在的问题进行了一些改进，简化了多播发送的地址分配和接入控制，但是大规模运行这些协议需要大规模改动目前的网络基础设施，并且同IP组播一样，这些组播方式对路由器有很大依赖2。应用层组播就是为解决上述问题出现的,应用层组播将对组播功能的支持从路由器转移到终端系统,在终端之间运用原来的单播方式进行传输,也就是说将数据的路由、复制和转发功能由成员主机完成，成员主机间建立一个叠加在IP网络之上的，实现组播业务的功能性网络。这样不必改变原有网络中基础设施,也不需
7、要路由器维护组播组的路由表,可以比较容易地实现组播,加速了应用。图1.1是应用层组播网的结构模型。图1.1应用层组播网模型应用层组播的基本思想和它与IP组播的对比可以用图1.2来说明。应用层组播树也需要在组成员之间建立一颗组播分发树。然而与IP组播不同的是应用层组播树中的分叉点必须是终端系统，也就是说组播数据的复制是在终端系统中实现的。从图1.2(b)可以看到在某些链路上如A-1同一份组播数据被发送了两次，而且从源到目的节点如A-C所经过的路径长度也大于IP组播中相同组成员所经历的路径长度。可见，应用层组播在网络资源的使用效率上不如IP组播。然而应用层组播的好处体现在首先它不需要路由器的支持，
8、其次由于任何两个组成员之间在发送或接收数据时都可以使用单播流量控制和差错控制协议，从而简化了IP组播繁杂的拥塞控制机制。因此应用层组播更有可能成为组播的实现方式。 图1.2a IP组播示意图 图1.2b 应用层组播示意图二、应用层组播算法的分类3应用层组播协议在把组成员组织在一起时，在它们之间构造了两个拓扑即控制拓扑和数据拓扑。其中数据拓扑实际上就是一颗组播分发树，它定义了数据在组成员之间分发的路径。而控制拓扑则是一个网状结构，它的目的在于增加组成员之间的连通性以及健壮性。控制拓扑上互为邻居的对等点相互之间周期性的交换信息以识别组成员的动态变化(或者是主动离开，或者是意外崩溃)并恢复受到影响的
9、数据拓扑。换句话说，控制拓扑起到了保护数据拓扑的作用。根据构建控制拓扑和数据拓扑的顺序，我们可以把应用层组播协议采用的策略分为以下几类:基于Mesh优先的策略、基于树优先的策略和基于隐含组播转发拓扑结构的策略。在基于Mesh优先的策略中，组成员首先分布式地构造一个应用层的叠加网络，建立一个控制拓扑，在控制拓扑上成员与成员之间可以存在多条可达路径。每个成员都要参加分布式的路由协议，计算自己到其它节点的转发路径。在建立的控制拓扑上每个组成员随后再通过反向路径转发协议(RPF)构造从数据源到每个组成员的组播分发树，也就是数据拓扑。其代表性协议有Narada,Scattercast和Kudos等。所谓
10、的叠加网络（也叫覆盖网络）其实就是位于应用层的主机自己构成的一个实现特定功能的逻辑网络。叠加网络在现有的Internet传输网络之上构建一个完全位于应用层的网络系统，拓扑发现、路由等功能完全由应用层自己完成，不依赖网络层，是基于Internet网络的大规模的分布式应用技术。基于树优先的方式与网状优先恰好相反，组成员首先在它们之间构造组播分发树，随后每个组成员再通过相互之间交换信息发现其他非邻居成员，并建立与这些非邻居成员的连接，从而构造控制拓扑。这类协议主要有Yoid, Host Multicast, ALMI, Switch-trees等。隐含方式构造的控制拓扑需要满足一定的属性。数据的转发
11、路径通过一定的分组转发规则隐含定义在这个控制拓扑中.也就是说隐含方式在构建控制拓扑的同时也就同时定义了数据拓扑。代表协议有NICE, CAN-Multicast, Scribe等。本文从应用层组播树构成的拓扑结构入手，对每种策略选取了若干协议对其拓扑结构建立过程进行了比较详细地阐述。三、协议介绍1. 基于Mesh优先的策略1.1 End System Multicast（ESM）12端系统组播(End System Multicast)是由卡耐基梅隆大学提出的一种应用层组播方案，也是最早提出的应用层组播方案之一。它的目的是采用应用层组播技术使Internet上的中小规模的交互式会议应用能够进一
12、步实用化。端系统组播的核心是Narada协议。终端组播（End System Multicast）利用终端来处理与功能相关的组播，如成员组织（membership management），包的复制等，这种支持从路由器到终端的组播存在潜在的解决IP组播问题的可能，关键存在模型方面的性能缺陷，尤其是终端组播要在物理链路上复制包，这导致了比IP组播更大的端到端的延迟。NARADA 思想它是基于以下思想来设计的l 自组织 终端系统重叠网结构必须是全分布的方式,并且对组成员的动态变化具有鲁棒性l 重叠效率 组织的树必须在网络和应用两方面都是有效的,从网络方面看,构造的重叠网必须确保在物理链路层上的冗余传
13、输是最小的,但是不同的用户需求的重叠网具有不同的效率,交互式应用如音频会议等需要较低的延迟,而视频会议等需要较大的带宽和较低的延迟;l 自我改善 重叠网络应该具有随着网络不断收集信息而不断升级的机制,协议能够允许网络通过不断收集信息来促使其结构不断完善;阿l 适应网络动态性 重叠网必须能够适应网络路径特征的长期变化(如带宽和延迟), 对这些测量的量发生错误时要有弹性;Mesh网的构建按照以下两个步骤来构造树.首先 构造一个网并且使这个网具有所要讨论的特性其次 Narada网的生成树,树的根为用通用算法所得到的对应的数据源节点 图3.1中ABCD 4个节点构成了Mesh网，而带箭头的虚线表示以A
14、节点为根节点的一棵生成树。图3.1Narada采用基于Mesh网的策略主要是为了更好地支持多个数据源的组播应用。单个共享树对中心点的故障比较敏感,并且不能使单个数据源最优化,相反Mesh可以使我们构造的树达到单个数据源的最优化,使我们对组的作用的管理更加抽象而不是通过组播树他们进行复制.在Narada中，数据转发树完全基于Mesh中的overlay链路构造，因此为了获得一个高质量的转发树，首先要构建一个高质量的Mesh网。高质量的Mesh网主要有以下两个特性：首先是任意成员节点对之间的路径质量应该与该节点对的单播路径质量相近，例如延时和带宽；另一个是每个成员节点应该具有有限的邻居节点数。Nar
15、ada中的组管理 由于Narada的设计目标是不依赖于某个特定节点进行组维护，因此组维护的任务就需要各个节点共同承担，在Narada中，每个节点都维护所有其它节点的信息。通过交换信息来获取其他成员的信息的位置，每个节点随机选择一些节点作为自己的邻居，邻居节点之间通过交换更新消息来维护信息mesh。l 成员加入 当一个成员要加入组时，Narada假设该成员通过某种机制获取了其他成员的一个表，这个表并不需要很完善或很准确，只需要包含当前至少一个活动的组成员。要加入的成员随机选择一些组成员，并向他们发出请求作为邻居加入的消息。重复这个过程直到获得响应。接点成功加入后，它就可以通过其邻居接点来更新消息。l 成员离开或出现故障 当一个成员离开组时，它向其邻居通报，并且通过网向其他成员通报 。当出现突然故障时，故障也能被正确检测出来并向其他成员通报。本文采取一种失败停止 模型（fail-stop）。如图3.2，假设成员C死亡，他在MESH中的邻居A，G通过他来获得更新消息。A和G独立的发送多余的探测消息给C，这种消息丢失的概率非常小，如果A，G没有从C中获得响应，就认为C已经死亡，并通过MESH向其他成员通报。
