ComNET中的组播问题的分析与研究

　　摘 要： P2P网络广播使用广度优先的泛洪方式，导致对等点的处理负荷过大，网络流量激增，容易造成网络阻塞。在分析ComNET及组播的基础上，提出设计一个分布式算法，使一对多的消息传递变得高效而不含冗余，以此来解决ComNET中的组播问题。

　　关键词： P2P；组播；ComNET；分布式算法

　　P2P[1]网络广播使用广度优先的泛洪方式，根据对等点网络拓扑的不同，可能有大部分节点会被广播消息重复到达。重复到达的消息不仅增加了对等点的处理负荷，而且大大地增加了网络流量，容易造成网络阻塞。

　　通过实验可以简单地模拟广度优先的泛洪算法[2]在ComNET中进行组播消息的传递情况，模拟结果如图1所示。

　　数据统计过程如下。首先使用简单的广度优先算法在指定的组内传播消息，当一个对等点收到一个组播消息后，记住它曾经收到此消息，然后直接把消息发送到它所有邻居。重复访问次数是统计所有对等点收到的重复消息的总数（一个对等点可能收到多个重复消息，统计时算实际重复的次数，而不是一次），图1（a）所示为重复的次数随着网络规模的增大的情况，而图1（b）则给出了重复消息个数占发送消息总数的比例。从图1中可以看到，无论在比率还是绝对数量上，重复消息的量都是很惊人的。比如当对等点数目为2 M时，有131 917个消息是无用、重复接收的，占发送出去的消息总数140 119的94.14%。这些重复的消息严重祸害着互联网络。

　　本文主要研究讨论如何在ComNET指定的对等点组中广播消息。方法是首先研究简单的情况，即Cayley图Γ上的组播情况。然后再推广到动态网络ComNET上。

　　1 ComNET及组播分析

　　现实中一般很少需要在整个网络中转发消息，因而暂不考虑在整个ComNET上广播消息的情况，而把问题集中在如何在某个指定的对等点组中广播消息，称之为组播。问题的更形式化的定义[3]如下。

　　1.1 Γ中的组播

　　给定Cayley图Γ以及起始顶点P0=（c，p，r），给出以P0为根的一颗转发树T，满足：

　　（cn，pn，rn）（（cn，pn，rn）Tcn=c）

　　（cn，pn，rn）（（（cn，pn，rn）cn=c）（cn，pn，rn）T）

　　1.2 ComNET中的组播：

　　给定一个动态覆盖网络ComNET以及起始对等点P0=（c，p，r），给出以P0为根的一颗转发树T，且满足：

　　（cn，pn，rn）（（cn，pn，rn）TAPlockall（c，cn，k））

　　（cn，pn，rn）（（（cn，pn，rn）APlockall（c，cn，k））（cn，pn，rn）T）

　　1.3 Γ中的组播的缺点

　　图Γ的一级聚集系数该值较大。较大的聚集系数在直观上来看是指“一个顶点的邻居很可能也相互是邻居”，虽然增大CC1不仅可以增加“浏览功能”的可用性以及增强鲁棒性，但较大的CC1对组播是一场噩梦。可以通过图2来说明情况。

　　假设组播的起始顶点是P0，并且组播使用广度优先的方式进行扩散。第一步P0会把消息扩散到它的所有4个邻居中，其中包括P1、P2、P3；接着在第二步，由于P3同时又是P1和P2的邻居，所以P3（逻辑上）同时收到它们发出的组播消息。同理P1会同时收到P2和P3的组播消息；P2会收到P1和P3的组播消息。因此仅在两个时间步内，P1，P2和P3就总共收到了3个相同的消息，而且这些都只是所有消息副本中的很少的一部分，随着扩散规模的扩大，被重复到达的顶点以及重复到达的次数将会大大增加，因而在Γ中使用简单的广度优先策略来实现组播并不是一种明智的选择。

　　2 ComNET组播树实现

　　2.1 算法思路

　　在Γ上组播消息的关键是生成组播树，也就是说转发关系图不能含有环，因此只要找出一个分布式算法来确定一条从组播树根P0到其他组播树顶点P的唯一路径就能解决组播问题。事实上，可以把要求再降低一点，只需找出一个算法routeLastHop[4]用于计算从P0到P的路径中顶点P的上一跳，然后执行以下算法框架groupCast[5]即可。

　　输入：当前顶点P的标识符（c，p，r）以及组播树根标识符（c0，p0，r0）。

　　输出：无。

　　forall（（cn，pn，rn）in P的邻居集合）

　　if（c0=cn）

　　（cl，pl，rl）：=routeLastHop（（cn，pn，rn），（c0，p0，r0））

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