能力和预测到的网络性能被请求订阅一条或更多条组播流。不能够通过组播 覆盖的单独变化然后能够根据它们的能力像W上所描述的那样被单播到主机。
[0072] 因为每个组播流本质上是在网络中的内容的时间交错的复制，所W人们不希望在 能够避免运个时生成运些流。因此，能够利用一些智能选择性地做出何时触发新组播流的 决定。W下方法尽管被独立地描述，但是可W在不同的时间被实现在在同一系统中或者可 W彼此相结合地实现，所W例如如果尚未通过实现第二方法的算法触发流，则可W根据第 一描述的方法每N分钟生成一条流。
[0073] 第一潜在方法是W规则间隔（每N分钟）触发组播流。运是周期性的并且可能不 是自适应的。
[0074] 在第二方法中，考虑请求主机的能力触发流。在各个间隔（间隔（M))之间，主机 组随着主机加入和离开组而经历变化。运意味着如果各个主机订阅一条或更多条并行但时 间交错的流，则间隔能够被选择为使得大多数主机能够缓冲在该时段内所需的分组。
[0075] 例如，根据主机组在给定评估时段下的分布，90%的主机可能能够总共保持2小 时的内容。如果大多数主机订阅了 3条并行时间交错的组播流，则必须选择3条流之间的间 隔，使得到前2个小时结束时，由于缓冲溢出而不丢弃来自最旧流的数据。除主机订阅的流 的数量W及主机针对运种数据速率的缓冲容量（能够被缓冲的放出的最大时间）之外，算 法还能够考虑分组被媒体播放器消耗的速率。如果主机仅能够总共缓冲2小时的内容，贝U 假定运个主机订阅已被生成直到它加入为止的各条流，则运些流的周期性必须是运样的， 良P，在2小时内，所有流尚未递送比能够由播放器消耗更多的数据。如果运些流之间的间隔 太大，则主机的缓冲容量将不足W订阅流并缓冲所有接收到的内容，W在将追赶提供给组 播流的单播流首先已被放出之后的后面的时间放出。将丢弃组播流中的后面的分组，运意 味着间隙存在于放出中并且必须被W差放出质量填充或者重新请求所丢弃的数据块。已经 针对单个主机对此进行了说明一给定的一条内容的总间隔（M)能够从组中的所有主机的 分布得到并且选择间隔使得大多数主机能够受益于多条流。
[0076] 在第=方法中，还能够基于预测到的摄取模式来生成新流。例如，如果运营商知道 大多数消费者在晚上观看内容（例如电影），则可W不足W在白天期间触发流，因为摄取将 是最小的。
[0077] 组播流的预测触发的另一示例如下。如果源监测到小型网络的20个主机中的11 个主机已在前面的时间段（比如说15分钟）内请求了一条内容，则对于持续两小时的内 容，它能够基于运个网络中的更多主机还可能请求相同数据的预测来触发在第12个主机 的加入时从开头开始的组播流。所述方法是预测的并且不作用W使现有单播流合并，而是 替代地利用追赶使将来单播流的数量最小化为单个组播流。
[0078] 第四方法是针对单独的主机从利用追赶使现有多条紧密间隔开的单播流合并到 单条组播流中来应用的。另选地，能够追溯地触发组播流，W从先前时间点放出。在来自方 法3的示例中，在进入流最远点处开始的组播流即在作为第一主机将在流中的地方的15分 钟处被创建，W-直运行到终点并且对于剩余主机触发追赶协议。此结果是在最多15分钟 之后，所有单播追赶将完成，已经避免了数据通过10个不必要的单播流的复制，并且所有 前11个主机将放出从组播流开始接收到的存储在缓冲器中的内容。在例示了各自接收到 相同内容的四个主机化、肥、册和H4的图4中进一步对此进行说明。
[0079] 主机H4进入流最远（即它是已请求内容的第一主机）。因此组播流在运个点（即， 进入内容15分钟）处开始，并且其它3个主机Hl、肥和册使用单播追赶到运个点，W随着 组播流被递送和缓冲W用于重放时填充它们的缓冲器。当播放器放出经缓冲的分组并最终 到达进入视频15分钟时，播放器更远地移动到流中，在那里它将开始放出通过组播递送的 内容。类似地，为了所有主机更快地加入被递送给H4的流，可W例如在主机H3已在内容中 到达的点（进入内容12分钟）处建立第二临时组播流。因此可W向H1、肥和H3同时递送 12至15分钟，并且运个组播流可W由运些主机在15分钟处剪枝，因为运些主机将已经从被 递送给H4的流接收到向前15分钟的流。因此，可W追溯地生成多条时间交错的组播流。
[0080] 能够使用W上所描述的四种决定方法中的一种来生成任何数量的组播流。另选 地，有经验的用户能够设计何时在第一组播流之后触发新组播流（若有的话）的算法。
[0081] 一旦已经确定应该如W上所描述的那样触发组播流并且已经计算出它们之间的 时间间隔，就触发新流并且在下面描述用于做运个的一种方法。
[0082] 用于触发新流的决定存在于源或其进入网络的代理处（具体地在源难W接近运 里所描述的组播使能器的情况下）。假定PIM-SM作为组播路由协议是适当的，为了使得能 实现新组播流，应该在源处创建针对运条流的会话描述文件，并且其源DR应该向汇聚点RP 注册，通告其存在。
[0083] 我们假定源通过从实现诸如组播地址动态客户端分配协议MADCAP的现有地址分 配服务器获得组地址W及使用可用组播流中的每一个的URI将此通告给主机来控制其流 的成员关系。为了简单，我们在源流与组地址之间假定1对1映射：单个组的所有成员可能 从一条时间交错的流接收内容，相同的成员在它们可能接收到相同内容的另一时间交错的 流的情况下也能够订阅另一组地址。另选地，将许多不同的内容流的组合映射到组地址也 是可能的。可W与本系统相结合地实现运种动态地址分配。然而，因为我们仅考虑一条内 容的时间交错的版本，所W我们假定组地址到时间交错的内容流的简单1:1分配策略。
[0084]源使用诸如RTSP的Announce、Redirect、Get/Set_Paramete;r消息运样的实时流 协议来将其新URI传送到请求主机。另选地，HTTP流可W是适当的或任何其它专有协议找。 主机然后将新URI分解为由源分配的流并且向其指定路由器值时发送其IGMPJoin(非请 求成员关系报告）。运个请求使用现有的树构建方法来朝RP或源逐跳行进，随后创建组播 树分支并且在主机处下游接收内容。
[0085] 上述方法中的每一个能够被用作用于触发新组播流的条件。能够使用它们中的任 一个或组合。还能够在追赶场景外使用它们，例如W在可能时根据应用处理固定实况数据 流并减少单播数据复制。触发多条组播流的方法是能够感知为内容发布幕后的方法的独立 实体，而不论内容如何由主机组订阅。W上所描述的示例说明了在固定流场景中W及在灵 活流场景中触发多条时间交错的流时部署运种智能的优点。在灵活流的情况下，如果被接 收到的组播内容中的当前播放时间是在将来，则主机必须缓冲运个内容（如果追赶是可适 用的话）并且由媒体服务器在它单播追赶到组播已开始的点之后按需放出所述内容。在网 络域外面用于在纯粹发布模型（无追赶）中应用运个系统的示例是影响航班娱乐的广播。 内容广播内的另一示例是使用运个方法来影响重复放映的滞后时间，例如频道4+1可W是 频道4+20分钟。
[0086] 对于W下描述的剩余部分，不管从上文使用的方法，假定了决定方法学的结果是 运样的，即，3条流已被触发：在时间T、T+N和T+M处的S灯）、S护脚和S(T+M)，其中M>N 并且S(T)将在任一个时间进入内容最远。在运个示例中，N和M是表示决定算法在间隔（M) 内的计算结果的变量。
[0087] 本文所描述的方法中的下一个步骤是紧跟用于接收一条特定点播内容的请求之 后决定哪一个主机将订阅可用组播流中的哪一条。下面描述的是能够被考虑来进行分配的 因素和选项。
[0088] 注意，内容发布模型不必是如W上针对要应用的运个方法所规定的。考虑到下面 所说明的各种因素，运是能够针对给定的发布模式来管理用于主机组的订阅模式的独立订 阅模型系统。在下面所描述的示例中，我们假定单条内容存在使用准则的任何集合生成的 许多时间交错的可用流。
[0089] 网络被划分为两种类型：网络足够小W致各种组播树交叠或者共享公共链路的一 种类型W及树本身相对稀疏并且潜在地在地理上跨越网络分布的另一种类型。运个的示例 在图5中被示出。下面所陈述的最后方法最适合于后者。被使用的方法还可能取决于由运 营商采取的方法。
[0090] 注意，在一些实施方式中，源维护各条组播流进入视频的当前时间位置W及哪些 用户在哪一条流上的映射的表。运个表在一些实施方式中能够如下表所陈述的那样被实 现，下表示出了由源针对各个可用组播流维护的简单表。
[0092] 注意，运与不必知道给定组的所有主机的传统方法不同。缺乏运个知识还暗示缺 乏当前树结构的知识。运个信息在它可能的情况下能够被收集。如果存在在网络中按照仍 然可从数据得到更通用的树结构的方式聚合成员关系的方法，则能够替代地使用运个。如 果运个是适当的，则还能够从IGMP侦听装置而不是主机-DR收集数据。如果不在收集组成 员关系信息，则W下方法中的一些在一些网络中可能不是可能的。
[0093] 注意，在W下场景中，源确保主机具有链路容量和缓冲容量二者来接收许多流并 存储它们直到放出为止。如果单条内容流被W2Mbps的数据数率发送并且主机的最后一跳 仅能够支持2. 5Mbps的最大速率（其中500Mbps被保留用于其它业务），则除非带宽共享技 术被强加于递送给运个主机的各条流并且使视频开始的分组被主机优先处理，否则运个主 机仅能够支持为了迅速放出应该提供视频的开头的一个组播频道。如果到主机的链路具有 FTTC(光纤到路边）（下游> 60Mbps)，则可用数据速率将高很多并且可能存在到运个主机 的许多数据流。我们在我们的描述中假定链路容量不受限制。然而，应用能够触发成员关 系的组播会话的数量可W根据链路容量的可用性而受限制。
[0094] 在第一方法中，源试图向主机同时递送尽可能多的数据。源因此请求主机订阅尽 可能多的可用流，在运种情况下为S(T)、S(T+N)和S(T+M)。源必须验证主机具有足够的缓 冲容量来容纳运个，使得到媒体播放器已放出直到最旧流（S(T))开始为止的点时，仍然能 够存储在S(T)上递送的最后分组。否则，S(T)的最近分组将在它们被放出之前被丢弃，因 为缓冲器填满尚未被消耗的分组并且不能够存储S(T)的最新分组。当S(T)的运个段必须 被消耗时运将在媒体中导