完全分布式测量协同问题解决方法

专利名称：完全分布式测量协同问题解决方法
技术领域：
本发明涉及计算机和通信网络中的测量技术领域，特别涉及一种完全分布式测量协同问题的解决方法。
目前的网络测量系统多为分布式系统，它所包含的节点按照功能不同一般可以划分为三类控制节点、测量节点和被测节点。其中控制节点负责测量命令的发布和测量结果的回收，测量节点和被测节点协作完成测量命令的执行。测量的一个关键问题是测量结果的精确性。如果一个测量节点同时执行了多个测量，那么这些测量所产生的流量会在网络中相互干扰，从而影响了测量结果的精确度；另一方面，如果测量进程不是运行在系统的内核级，操作系统在调度多个测量进程的过程中，可能会造成测量时间戳记录不准确；同时，有人建议块传输能力的测量应该在一个干净的网络环境中。
综合考虑上面两个方面，则引入了新的问题。如果把测量看成任务，那么一次大规模测量的过程可以看作分布式节点协作完成一系列不断产生的任务。限定测量的互斥进行相当于任意时刻某个节点只能为一个任务服务。节点执行测量进程需要受到自己和其它节点多方面的影响，因此会引起任务冲突、进程死锁等一系列问题，我们称之为测量协同问题(MCP)。

发明内容
本发明的目的是为网络测量系统提供互斥测量协同的能力。而提供一种完全分布式测量协同问题解决方法，为实现该目的，完全分布式的测量协同问题解决方法包括步骤●产生测量任务的请求节点向协同节点发送第一类测量请求消息；●协同节点根据当前状态决定发送否定应答还是保持沉默；●如果请求节点超时，则根据当前状态进行下列3类操作中的一种(1)向协同节点发送第二类测量请求消息；(2)进行环检测；(3)保持沉默；●收到第二类测量请求消息的协同节点根据当前状态决定发送否定应答还是肯定应答；●接收到肯定应答的请求节点进入测量状态，并开始测量。
使用了两类测量请求消息，节点只有发送了第一类请求消息后才能够发送第二类消息，且肯定应答消息只针对第二类请求消息。
不但第一类请求消息的接收者可以对该消息作否定应答，而且该消息的发送者也可以对该消息做否定应答。
肯定应答消息只能由协同节点发送并作为对第二类请求消息的应答。
节点处于等待状态1和等待状态4时，在定时器没有超时的情况下仍然可以接收第一类请求消息。
只有当节点有可能在孤立环上的时候，即满足孤立有向环检测条件时，才进行孤立有向环检测。
环检测中每个检测到环存在的节点都进行拆环操作。
存储所有拓扑信息就可以有全局一致的，环检测中节点无须拆环动作

图1 节点的状态转移示意图；图2 是多个节点所构成的测量请求图；图3 有向环检测和拆除中的状态转移示意图；图4 是多个节点的测量系统和测量协同示意图；图5 是测量协同过程的消息传递时间序列示意图；
由于Req2消息只能在发送了Req消息后才能够发送，因此作为对Req2应答的Ack和Rst消息，相当于应答了Req2消息之前发送的Req消息。消息传递存在时间上限Ttrans，任务执行时间存在上限Texec。节点状态idle 空闲状态。表示节点没有执行测量任务，也没有和其它节点进行协商。busy 繁忙状态。表示节点正在执行测量任务。wait1 等待状态1。表示该节点接收了来自其它节点的Req消息。wait2 等待状态2。表示该节点刚刚发送了Req消息。wait3 等待状态3。表示该节点判定没有其它节点向自己请求测量。wait4 等待状态4。表示该节点发送了Req消息后，接收到了来自其它节点的Req消息。节点的数据结构State单个变量。存放节点的当前状态(即idle，busy，wait1~wait4)。Requests 数组。存放节点收到且未应答的Req消息。Collaborator 单个变量。存放节点发送Req消息的目的节点编号。Priority 单个变量。保存环检测中已发现节点的最大优先级。Distance 单个变量。环检测中具有最大优先级的节点和发现的最新节点之间的距离(以跳数为单位)。Nodes数组。存放节点所知道但尚未报告的拓扑信息。(节点编号)节点的处理过程1)公共操作 基本操作节点使用State变量记录它的当前状态。节点发送Req消息时，把该消息发往的节点编号记录在Collaborator变量和Nodes数组的第一个变量中。节点接收到Req消息时，如果没有立即回复Rst消息，就会先把该消息放入Requests数组。 错误处理如果节点处于某个状态时接收到了下面没有定义的消息，则按照下面的规则处理如果消息类型是Req或Req2，则应答Rst消息；如果消息类型是Ld，Ack或Rst消息，则保持沉默。错误处理过程中节点的状态不发生改变。2)busy状态的操作 节点拒绝来自其它任何节点的任何消息。当任务执行完成后，节点自动回到idle状态。3)idle状态的操作 可以向其它任何节点发送Req消息，启动超时时间为Ttrans的定时器，进入状态wait2； 可以接受来自其它任何节点的Req消息，启动超时时间为Ttrans-Tsend的定时器，进入wait1状态。其中Tsend指Req消息的发送时刻。4)wait1状态的操作 节点只能在定时器没有超时的情况下接收Req消息，超时后接收到的Req消息按错误处理。没有超时的情况下接收Req消息的动作参见公共操作中的说明； 接收Rst消息时，从Requests数组中删除对应的Req消息，如果删除后数组为空，则进入idle状态； 接收到Req2消息时，如果Requests数组中包含了该消息的发送节点曾经发送的Req消息，则应答Ack消息，并对Requests数组中的其它所有Req消息应答Rst消息，最后清空Requests数组，进入busy状态。5)wait2状态的操作 如果接收到来自Collaborator节点的Rst消息，则进入idle状态； 如果接收到来自其它节点的Req消息，则进入wait4状态； 如果定时器超时，则向Collaborator节点发送Req2消息，进入wait3状态。6)wait3状态的操作 如果接收到来自Collaborator节点的Rst消息，则进入状态idle； 如果接收到来自Collaborator节点的Ack消息，则进入busy状态。7)wait4状态的操作 节点只能在定时器没有超时的情况下接收Req消息，超时后接收到的Req消息按错误处理。没有超时的情况下接收Req消息的动作参见公共操作中的说明； 接收Rst消息时，如果Rst消息来自Collaborator节点，则进入wait1状态；如果该消息和Requests数组中的某个Req消息匹配，则把该消息从数组中删除，如果删除后数组为空，则向Collaborator节点发送Req2消息并进入wait3状态； 接收Req2消息时，如果Requests数组中包含了该消息的发送节点曾经发送的Req消息，则应答Ack消息，并对dest节点和Requests数组中的所有其它节点发送Rst消息，最后清空Requests数组，进入busy状态； 如果定时器超时，则节点执行有向环检测和拆除操作(参见0节)。8)接收Ld消息的操作 参见有向环的检测和拆除。
图1给出了节点的状态转移示意图。该图为携带动作的有限状态机，其中问号“？”表示发送，感叹号“！”表示接收。动作(如果有)和转移条件之间使用斜线“/”分割开。处理过程中的许多细节，如wait1和wait4状态的超时、有向环的检测和拆除以及不发生状态转移的条件等都没有在图上表现出来。该图给出了节点之间大致的处理流程。有向环的检测和拆除定义3测量请求图测量请求图G＝(V，E)是一个有向图。其中V代表系统中的节点集合， 向r发送了Req消息，且s和r均未对该消息做出应答}，即系统中的每个测量请求对应G中的一条有向边。
图2给出了一个测量请求图，图中节点1请求和节点3进行测量，节点2请求和节点3进行测量，节点3请求和节点4进行测量，节点4请求和节点5进行测量，节点5请求和节点6进行测量，节点6请求和节点4进行测量。
如果某个时刻系统对应的测量请求图存在有向环，则环上节点的Requests数组均不为空，不会有节点主动发送Req2消息，系统可能存在死锁。如果该环所在的连通子图包含其它节点，那么不在环上的节点有可能给环上的节点发送Req2消息，从而引起有向环的拆除。即有向环不一定会引起死锁，只有孤立的有向环才会引起死锁。因此只需要检测孤立的有向环。如果节点处于孤立的有向环上，则节点的入度为1，即Requests数组中恰好只包含一个Req消息，令该消息的发送者为Superior。按照节点的处理过程，在进行有向环检测时，节点处于wait4状态，且定时器已经超时。定义4孤立有向环检测条件如果节点处于wait4状态，定时器超时，且Requests数组长度为1，则称该节点满足孤立有向环检测条件。完整的有向环检测和拆除操作如下1)Ld消息的发送如果节点满足孤立有向环检测条件，且Nodes数组长度大于0，则●节点比较Nodes数组中的成员和自己，根据定义更新Priority和Distance变量；●节点构造Ld消息，消息体中携带Nodes数组；●该节点把构造好的Ld消息报告给Superior节点，并清空Nodes数组。2)Ld消息的接收节点处于wait2或wait4状态时可以接收Ld消息。(其它状态也不可能接收到Ld消息)●节点首先把Ld消息中携带的数组放到Nodes数组中的尾部；
●如果在Nodes数组中发现了自己，则说明发现了有向环。节点更新计算Priority和Distance变量，并执行拆环操作；●如果节点满足孤立有向环检测条件，则进行Ld消息的发送操作(参见Ld消息发送)。3)拆环操作考虑到协同节点的Ld消息中发现自己的节点。如果该节点的Requests数组中元素数目大于1，则该节点从未发送过Ld消息。也就是说，只有该节点自己知道存在有向环。设该节点为a0，环上的其他节点分别为a1，…，an-1，环的方向沿节点下标从小到大。根据a0的最终状态不同，拆环可以分为下面两种情况 如果a0不在环上的请求节点向a0发送Req2消息，那么根据节点处理过程，a0应答Ack并向所有其它邻居节点(包括a1和an-1)发送Rst消息，该有向环被拆除； 如果上述节点均向a0发送Rst消息，则该有向环成为孤立有向环，由于环上节点中只有a0知道该环的存在，因此拆环工作由a0来完成。此时a0向a1发送Req2消息，向an-1发送Rst消息，并进入wait3状态，从而孤立有向环被拆除。
如果a0的Requests数组中元素数目等于1，由于只有满足有向环检测的节点才发送Ld消息，因此a0，…，an-1构成了孤立有向环。另外，有可能多个节点均检测到了有向环，这时多个节点必须有全局一致的拆环动作。在这种情况下，设P是节点的权值函数，且不同节点的权值不同，那么从权值最大的节点开始拆环。即如果P(ai)＝max{P(ak)|0≤k≤n-1}，那么所有检测到环的节点一致同意ai和ai1进行组合，其中为模n加法，并沿环的方向依次匹配。为了加快拆环速度，所有检测到孤立有向环的节点可以进行拆环。节点ak根据自己的判断可能有以下三种动作 如果ak判断自己应该和ak1进行测量协同，则向ak1发送Req2消息，向ak(n-1)发送Rst消息，并进入wait3状态； 如果ak判断自己应该和ak(n-1)进行测量协同，则向ak1发送Rst消息；等待ak(n-1)发来的Req2消息； 如果ak判断没有节点和自己测量协同，必然有i＝k1。ak向ai和
ak(n-1)发送Rst消息，并进入idle状态。
节点在有向环检测和拆除过程中的状态转移如图3所示。与图1相比，图3增加了从wait4直接到idle的转移，wait4到wait1和wait3的转移条件也有了扩充。增加了这些以后，只有节点在wait4时的状态转移发生了影响，节点当且仅当进入wait3才伴随发送Req2消息的性质依然保持。
从节点的拆环动作可以看出节点只使用了环检测中已发现节点的最大优先级Priority和具有最大优先级的节点和发现的最新节点之间的距离Distance作为拆环的依据，因此节点无须存储所有拓扑信息就可以有全局一致的拆环动作。
下面将结合附图用一个实际例子说明该方法的处理过程。
图4是一个包括6个节点的测量系统。图中每个节点均向其他节点发送了测量请求。图5为处理过程的消息传递时间序列示意图。其中竖实线代表时间轴，越靠下说明时间越晚，时间轴上面的节点编号代表该时间轴刻划该节点的事件。不同时间轴的刻度和起点相同，即如果用一个水平线和时间轴相交，那么不同的交点代表相同的时刻。时间轴之间的带箭头线段代表消息的传递线段从某个时间轴开始，到另一个时间轴终止，起点所在的时间轴对应的节点代表消息的发送方，起点对应消息的发送时刻；终点所在的时间轴对应的节点代表消息的接收方，终点对应接收时刻。下面对该过程作详细解释步骤1，t0时刻，所有节点处于状态idle。
步骤2，t1时刻，节点1产生测量任务(1，3，t1)，并向节点3发送Req消息，切换到状态wait2。
步骤3，t2时刻，节点3产生测量任务(3，4，t2)，并向节点4发送Req消息，切换到状态wait2。
步骤4，t3时刻，节点6产生测量任务(6，4，t3)，并向节点4发送Req消息，切换到状态wait2。
步骤5，t4时刻，节点4产生测量任务(4，5，t4)，并向节点5发送Req消息，切换到状态wait2。
步骤6，t5时刻，节点2产生测量任务(2，3，t5)，并向节点3发送Req消息，切换到状态wait2。
步骤7，t6时刻，节点3收到节点1发来的Req消息，切换到状态wait4。
步骤8，t7时刻，节点5产生测量任务(5，6，t7)，并向节点6发送Req消息，切换到状态wait2。
步骤9，t8时刻，节点4收到节点3发来的Req消息，切换到状态wait4。
步骤10，t9时刻，节点4收到节点6发来的Req消息。
步骤11，t10时刻，节点5收到节点4发来的Req消息，切换到状态wait4。
步骤12，t11时刻，节点3收到节点2发来的Req消息。
步骤13，t12时刻，节点6收到节点5发来的Req消息，切换到状态wait4。
步骤14，t13时刻，节点1超时，向节点3发送Req2消息，切换到状态wait3。
步骤15，t14时刻，节点6超时，向节点5发送环检测消息。
步骤16，t15时刻，节点2超时，向节点3发送Req2消息，切换到状态wait3。
步骤17，t16时刻，节点3收到节点1发来的Req2消息，切换到状态busy，并向节点1发送Ack消息，向节点2和节点4发送Rst消息。
步骤18，t17时刻，节点5超时，向节点4发送环检测消息。
步骤19，t18时刻，节点5收到节点6发来的环检测消息，更新自己相应的变量，并向再次节点4发送环检测消息。
步骤20，t19时刻，节点3收到节点2发来的Req2消息，由于节点3此时处于busy状态，因此向节点2发送Rst消息。
步骤21，t20时刻，节点4收到节点3发来的Rst消息，节点4判断自己满足环检测条件，因此向节点6发送环检测消息。
步骤22，t21时刻，节点1收到节点3发来的Ack消息，进入busy状态。
步骤23，t22时刻，节点4收到节点5首次发来的环检测消息，更新自己相应的变量，并向节点6再次发送环检测消息。
步骤24，t23时刻，节点2收到节点3发来的Rst消息，从wait3状态进入idle状态。
步骤25，t24时刻，节点4收到节点5第二次发来的环检测消息，更新自己相应的变量，发现环存在。由于节点6是环上权值最大的节点，因此节点4按照规则向节点5发送Rst消息，进入wait1状态。
步骤26，t25时刻，节点6收到节点4首次发来的环检测消息，更新自己相应的变量，并向节点5再次发送环检测消息。
步骤27，t26时刻，节点2收到节点3发来的Rst消息，由于节点2处于idle状态，因此节点2忽略该Rst消息。
步骤28，t27时刻，节点6收到节点4第二次发来的环检测消息，更新自己相应的变量，发现环存在。由于自己是环上权值最大的节点，因此节点6按照规则向节点5发送Rst消息，向节点4发送Req2消息，进入wait3状态。
步骤29，t28时刻，节点5收到节点4发来的Rst消息，按照规则，节点5切换到wait3状态，并向节点6发出Req2消息。
步骤30，t29时刻，节点5收到节点6第二次发来的环检测消息，由于节点5此时处于wait3状态，因此节点5忽略该消息。
步骤31，t30时刻，节点4收到节点6发来的Req2消息，切换到状态busy，并向节点6发送Ack消息。
步骤32，t31时刻，节点6收到节点5发来的Req2消息，由于节点6处于wait3状态，因此节点6向节点5发送Rst消息。
步骤33，t32时刻，节点6收到节点4发来的Ack消息，进入busy状态。
步骤34，t33时刻，节点5收到节点6发来的Ack消息，进入idle状态。
本发明在网络测量系统上实现了互斥测量协同的能力。现有的网络测量系统均不支持测量协同和测量任务的互斥执行。该方法具有良好的处理冲突任务的能力，使得在任务并发性较强时仍然具有较好的任务执行能力。
权利要求
1.一种完全分布式的测量协同问题解决方法，包括步骤●产生测量任务的请求节点向协同节点发送第一类测量请求消息；●协同节点根据当前状态决定发送否定应答还是保持沉默；●如果请求节点超时，则根据当前状态进行下列3类操作中的一种(1)向协同节点发送第二类测量请求消息；(2)进行环检测；(3)保持沉默；●收到第二类测量请求消息的协同节点根据当前状态决定发送否定应答还是肯定应答；●接收到肯定应答的请求节点进入测量状态，并开始测量。
2.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，使用了两类测量请求消息，节点只有发送了第一类请求消息后才能够发送第二类消息，且肯定应答消息只针对第二类请求消息。
3.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，不但第一类请求消息的接收者可以对该消息作否定应答，而且该消息的发送者也可以对该消息做否定应答。
4.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，肯定应答消息只能由协同节点发送并作为对第二类请求消息的应答。
5.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，节点处于等待状态1和等待状态4时，在定时器没有超时的情况下仍然可以接收第一类请求消息。
6.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，只有当节点有可能在孤立环上的时候，即满足孤立有向环检测条件时，才进行孤立有向环检测。
7.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，环检测中每个检测到环存在的节点都进行拆环操作。
8.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，存储所有拓扑信息就可以有全局一致的，环检测中节点无须拆环动作。
全文摘要
本发明涉及计算机和通信网络中的测量技术领域，特别涉及一种完全分布式测量协同问题的解决方法。包括步骤产生测量任务的请求节点向协同节点发送第一类测量请求消息；协同节点根据当前状态决定发送否定应答还是保持沉默；如果请求节点超时，则根据当前状态进行下列3类操作中的一种(1)向协同节点发送第二类测量请求消息；(2)进行环检测；(3)保持沉默；收到第二类测量请求消息的协同节点根据当前状态决定发送否定应答还是肯定应答；接收到肯定应答的请求节点进入测量状态，并开始测量。本发明在网络测量系统上实现了互斥测量协同的能力。现有的网络测量系统均不支持测量协同和测量任务的互斥执行。该方法具有良好的处理冲突任务的能力，使得在任务并发性较强时仍然具有较好的任务执行能力。
文档编号H04L12/26GK1461128SQ0314115
公开日2003年12月10日 申请日期2003年6月11日 优先权日2003年6月11日
发明者毕经平, 吴起 申请人:中国科学院计算技术研究所