专利名称：处理通信网络中群组通信的方法
处理通信网络中群组通信的方法
4支术领域
本发明涉及容错的、可靠的流处理方法。本发明也涉及与所述方法 有关的计算机软件产品，网络客户端和通信系统。
背景技术：
通过(蜂窝)网络即按即说(PTT)在(蜂窝)网络中引入了一种 新的一对一和一对多实时直接语音通信服务。所述服务的通信原则非常 简单按键即通话。由于"永远在线，，的连接，即典型地只要蜂窝网络 支持所述服务，网络可用并且没有超载，订购者在订购所述服务后，无 需另外的步骤(例如拨号)即可直接访问所述服务，只要按一个键就能 够开始与个人和通话群组的呼叫。所述呼叫连接几乎是即时的并且接收
方并不一定要应答所述呼叫。
通过美国专利申i青2003/0050083 Al可以了解这种共享信道^皮几个 移动台控制的系统。
即按即说服务用户典型地在电话呼叫同时还在从事一些其他活动， 并且在活动过程中收听群组业务。可以通过名字联系用户，或者用户有 时希望对所述群组说话。半双工业务对于这种使用情况非常理想。
即按即说服务不是任何现有的蜂窝服务的替代，因此是真正的差分 语音服务。
即按即说服务也可以是IP (网际协议)多媒体系统(IMS)中的IP 多媒体通信服务的组成部分。例如其可以基于通过移动网络的基于IP的 语音传输(VoIP)的半双工技术。由于IP技术，即按即说服务仅在语音 突发期间而不是整个呼叫会话过程中保留网络资源，与电路交换蜂窝服 务相比能更有效地使用*奪窝访问和无线电资源。
实施和才乘作PTT并非易事，为了优化成功必须考虑并最终解决/管
理很多问题，包括例如语音质量，即为PTT使用IP技术自然增加了语
音服务质量(QoS)的问题，正如QoS对使用固定网络上的VoIP是一 个问题一样；呼叫建立时间，即从选择一个用户进行PTT会话之时到用 户能够发起对话之时的时间间隔；或者PTT互通性。
PTT的核心是公知为会话初始化协议(SIP)的IETP标准化协议， 用于IP通信和无线软切换网络基础设施。由于使用IP传输/承载，PTT 高度依赖于2.5G和3G技术及基础设施的推广、扩展和改进。开放移动 联盟(OMA)对支持通过蜂窝即按即说(PoC)的基础设施和过程进行 了标准化，这是PTT从专有方法到更开放方法的进步，更开放方法可以 在技术和服务商之间统一地无缝地操作。OMA正在寻求提供以下基础 设施网络元件
包含服务器侧逻辑的PoC服务器，其提供以下功能用于SIP信令 和语音突发的端点，处理参与者列表分配，向计费系统报告，以及媒体 分配。
IMS核心，包括SIP代理和SIP寄存器。Ue(用户设备)为到PoC 服务器的SIP信令而访问IMS核心。所述IMS核心也处理i人证和帐户 功能以及触发个人和群组即时交谈会话。 一个群组/列表管理器服务器 (GLMS),负责管理联络列表、群组列表、访问列表和许可管理例如免 打扰。以及一个用户设备(Ue)，即包含PoC应用软件的终端客户端设 备(移动电话)。
因此当前的PTT服务概念是基于中央服务器的，这会造成很长的传 输延迟并且不适用于Adhoc网络。此外，即使是分布式服务器群集也可 能是通信和协调的瓶颈。
直接连接对话带来与常规呼叫不同的体验。即按即说功能倾向于使 人不再闲"i炎。
当前系统在按4定之后需要10到15秒钟建立连接，而这本应是几乎 瞬时完成的。更令人感到不便的是，在讲话后至少有五秒钟的延迟，另 一端的人才能听到所讲的话。结果是每次一个人讲话完毕后都有一段令 人苦恼的暂停。
发明内容
这个问题可通过一种处理通信网络中群组通信的方法解决，其中同 意和安排参与客户端为一个群组；建立通信会话用于参与客户端之间的 定向流媒体交换，并且协调通信资源特别是如流媒体交换定向的资源， 即当客户端已请求通信资源时将所述通信资源重新分配给所述客户端， 其方法是在通信网络中将所述客户端作为对等端对称地组织，即没有突 出的(中央的)客户端而只有平等的对等端的分布式系统，其中在参与 客户端之中建立对等网络用于协调流媒体交换定向，协调通过下述步骤
进行从所述参与对等端中选举至少一个参与对等端用于分派所请求的 资源；并且经由对等网络将源自所述至少一个参与对等端的流媒体交换
之间的分布式选举算法公平实时地解决并发请求从而协调资源请求。所
述问题还可以另外地通过实施所述方法的计算机软件产品，网络客户端
和通^言系统角罕决。
本发明具有的优势是系统变得可扩展并且不会有大的延迟。而且本
发明适用于Adhoc网络。
并且本发明具有使通信系统可靠性和容错性得到增强的优势。 此外，鲁棒和可扩展的对等体系结构还具有这样的优势节约资源
使用，减少延迟，并且避免中央(瓶颈)服务器。
以下参照附图详述本发明，其中
图1示出了信息结构到硬件的概念化映射需要；
图2示出了根据现有技术通过客户端服务器体系结构实现的通信系
统；
图3示出了表示根据现有技术的客户端服务器体系结构的交互的序 列图4示出了根据本发明通过对等体系结构实现的通信系统； 图5示出了表示根据本发明的对等体系结构的交互的序列图。
具体实施例方式
图1示出了在有时被称为管理系统平台的信息结构MSP中的实体 与包括客户端设备CD1、 CD2和CD3的通信网络石更件CNW之间的映 射MAP。所述信息结构MSP包括(虚拟的)实体P1、 P2、 P3,例如信 息对象或过程，以及可以由所述实体调用的一组服务Sl， ...， S5。
图2示出了广泛应用的客户端服务器的例子，或者更确切地说是客 户端服务器体系结构的拓朴，由此规定了映射MAP。服务器SVR包括 提供所述服务S1，…，S5的服务组件SVC。所述服务器SVR是所述通 信网络石更件CNW的一部分，每个客户端设备CD1、 CD2和CD3包括 一个称为客户端C1、 C2和C3的软件，用于承载各个信息对象P1、 P2 和P3的4言息。
图3示出了石更件组件和软件组件之间的交互。客户端设备CD1的客 户端Cl可以通过请求1互斥通信资源，经由通信网络调用服务器SVR 上的所述服务组件SVC的服务。服务组件决定2必须通知哪一个客户端， 并且通过通信网络通知3对应客户端设备CD2，.，.中的客户端C2,...。被 通知的客户端C2,…更新4其视图(view)，如果必要则释放通信资源，并 且确认5所述释放。最后，所述服务组件更新6其状态并且如果所请求 的资源可用，将所述请求的资源给予7所述第一个客户端Cl。
该过程有上文所述的缺点。因此在图4开发出一种替代的映射 MAP,其中每个客户端设备CDl, CD2都包括对称管理服务基础设施。 这样每个客户端设备都有自己的信息结构MSP,其能够创建(虛拟的) 网络视图，意味着其了解位于另一个客户端设备CD2的其他信息结构。
在下文中，包括虚拟实体P1、 P2、 P3的所述—见图称为对等网络， 并且所述实体称为对等端。对等基础设施一般地公知为P2P。这是一类 利用在网络边缘处可用的资源(存储器，周期，内容，人类在线)的应 用，在P2P体系结构中，对等端之中直接通信并且既可做为客户端也可 做为服务器，承担任何对网络最有效的角色。对等系统利用面向服务的
体系结构(SoA)。但对提供商、消费者或注册者是谁的确定非常宽松。 对等技术用于促进跨分布式网络的实时通信和协作。在对等模型中， 不使用服务器，每个称为对等端的客户端都能够交换数据，共享资源， 定位其他对等端或用户，实时地直接通信或协作。通过使用对等技术， 协调计算机CPU周期和存储器使用的应用能够在连接到网络如因特网 的小型或大型计算机群组之中共享资源。
在可扩展的P2P体系结构中，带宽要求降低的PTT服务可以为服务 提供商节约大量资源，并且可能意味着对带宽消耗的基于用户的控制。 所述信息结构是可下载的，例如用于蜂窝电话的PTT客户端。
即使PTT客户端本身并未标准化， 一定程度上标准化的将客户端下 载到移动电话的方法对于追求简易地尝试PTT(无需去移动电话营业厅) 的人来说也非常有用，这很快地加速了采用PTT。特别地，基于P2P体 系结构的PTT服务可以节约资源和带宽的使用，并且可以在任何基于分 组的IP网络包括CDMA、 GPRS、 UMTS、 802.1 lx和固网上运行。网际 协议(多媒体子系统)(IMS )可以用作彼此共享平衡资源的机器进行通 信的介质。
每个用户可以处理自己的伙伴列表。已知一种检查参与者的可用性 (在线)的解决机制，其包括通过调查和探测得到的有关参与者的知识。 一旦建立了通信社区群组，就必须建立流通信(语音)的定向(逻辑) 网络。在对多人寻址的情况下，可以使用多播或顺序地传送消息。 一种 有效的选举算法通过推导网络的方向确保即按即说功能。
实际上，原始的因特网从根本上是作为对等系统设计的。随着时间 推移而转向客户端/服务器，数百万消费者客户端与一系列服务器进行通 信。当前对等应用在很大程度上按照因特网的原始设计使用因特网作 为彼此平等的共享资源的机器进行通信的介质。
为检查参与者的可用性(在线)，可使用简单的会话初始化协议(SIP ) 程序，例如使用邀请和确认来更新伙伴列表的可用性(在线，首选项)。
可以采用直接RTP/UTP语音分组将消息推送给定义的参与过程。在 对多人寻址的情况下，可以使用多播协议或顺序地传送消息。客户端可
以下载到电话机、智能电话、PDA或台式机并且确保与SIP、 RTP、 UDP、 SIMPLE以及3 GPP标准兼容。
对等技术可看作是协议的集合。每个协议都由所述协议中 一个或多 个在参与者之中交换的消息定义；每个消息都有预设的格式，并且可包 括各种数据字段。
以下是六个基础协议对等端发现协议，对等端解析协议，对等端 信息协议，对等端成员资格协议，管道绑定协议，端点路由协议。
对等端是可以表达对等端所需协议的任何实体。这与因特网类似， 其中因特网节点是能够表达IP协议组的任何实体。同样的，对等端可以 将自身表现为处理器、过程、机器或用户的形式。消息被设计为可以在 异步的、不可靠的和单向的传输上使用。因此，消息被设计为数据报， 其包括封套和一系列协议报头和正文。所述封套包括报头、消息摘要， (可选的)源端点以及目的地端点。端点是逻辑目的地，在任何能够发 送和接收数据报型消息的联网传输中以URI的形式给出。
对等群组是可以表达对等群组协议集合的虚拟实体。典型地，对等 群组是提供共同服务集合的合作对等端的集合。
管道是用于发送和接收消息的通信信道，并且它们是异步的。管道 也是单向的，因此有输入管道和输出管道。管道也是虚拟的，因为管道 的端点可以绑定到一个或多个对等端端点。管道通常在运行时通过所述 管道绑定协议动态地绑定到对等端。这也意味着管道可以到处移动并且 在不同的时候绑定到不同的对等端。
管道可以服务于互通(intercommunication)信道，即在前文所述的 示例性即按即说对等端之间的通信资源，而信道请求的同步需要确保传 输的互斥。这意味着在系统生命周期的任何时候只能有一个发送者和多 个接收者。这要求某种同步，例如简单的分布式优先级Lamport算法或 更为有效(也许是最有效)的算法，如下文所述。
现有的互斥算法分布式系统不适用于这样的系统。 一种用于分布式 互斥的"前瞻"技术的概念，是仅在并发地竟争关键区段(critical section)
的站点之中实施互斥，而不是在系统所有对等端之中实施互斥，结果使 得消息开销较少。其在发出请求消息之前，首先寻求找出当前请求关键 区段的站点。设计前瞻互斥涉及两个方面首先，确定并发地竟争关键 区段(如按键请求)的站点，以及其次，在这些站点之中实施互斥。
上文所述在图5的序列图中示出。客户端设备CD1上的第一个对等 端Pl请求l，互斥资源。所述请求在其他对等端之中分配并且每个涉及 的对等端促成2'、 4，资源同步，所述资源最终被给予7'所述第一个对等 端P1。每个对等端P1， P2，...自己维护6'其系统-f见图。下文详述有效 的选举算法。
分布式应用包括过程的集合，所述对等端在系统中的一组计算机上 执行，使一个或多个过程可以在任何单一站点上执行。所述站点不共享 任何存储器并且完全通过消息传递来进行通信。消息传播延迟是有限的 但通常不可预知。在对等环境中可以假设基础通信介质是可靠的并且站 点不会崩溃。
过去几十年里，分布式系统中的互斥问题得到了充分的关注并且提 出了若千种在分布式系统中实现互斥的算法，例如参见Joydeep Ganguly 和Michael D. Lemmon的圣母大学ISIS小组技术报告"Theory of Clock Synchronized and Mutual Exclusion in Networked Control Systems"(《联网 控制系统中的时钟同步和互斥理论》)。也可以查到关于方法和概念的概 览。
更简单的算法如基于令牌的算法，由于也向不参与竟争的站点发送 请求消息， 一般地效率不高。因此这样的算法不适用于消耗低带宽并且 具有较高实时要求的计算系统。参见所引用文件的5.2部分，对等应用 环境中最适用于选举的似乎是非令牌算法，例如Lamport算法或 Ricart-Agrawala算法。
为了提高效率提出了一种改进的分布式互斥算法，其中当一个对等 端希望执行关键区段时，不需要得到所有对等端的许可而只需要得到对 等端子集的许可，这样的结果是消息开销低。因此用于分布式互斥的前 瞻概念，其中仅在并发地竟争关键区段的站点之中实施互斥，而不是在
所有对等端之中实施互斥。我们称之为"前瞻"技术，因为其在发出请 求消息之前首先寻求找出当前正在进行请求的站点。对等端仅需要询问 竟争所述关键区段的所述对等端。
前瞻互斥有两个优势(i)前瞻互斥算法消除了站点之中不必要的 通信，因此效率更高。消息流量与任意时间活动站点的平均数量成比例 (不需要与站点总数量成比例)。而且，非请求站点没有处理来自请求站 点的请求消息的开销。(ii)理论上讲，前瞻互斥算法为动态分布式算法 引入了另外一个维度。
假设每个对等端的并发集合是并发地调用与该对等端的互斥的对等 端的集合。这要求确定并发地与对等端竟争的对等端，并且在第二步在 并发竟争的站点之中实施互斥。
设计前瞻互斥算法的 一 个主要任务是在不交换过多的消息的情况下 确定请求站点的并发集合。
第一步确定并发集合站点找出哪些对等端当前在竟争。至少有三 个方法可以做到这点中央式中央服务器保留每个站点的最新状态。 站点将其状态变化通知所述中央站点。该方法不是针对互斥的分布式解 决方案因此效率不高。窥探式该方法仅可用于有广播类型通信介质的 系统。站点通过监控在所述通信介质上的消息传输活动了解其他站点的 状态。该方法开销极小但是限于有广播通信体系结构的系统。分布式 在这种方法中，对等端向其他对等端发送消息通知其状态。这又至少可 以通过两个方法实现对等端可以通知所有其他对等端其状态改变或者 对等端每当决定执行关键区段的时候探测其他对等端的状态。然而，这
些方法都很昂贵一需要至少2* ( #对等端-1)个消息。使用以下经验 可以将状态信息分发/获取带来的消息流量降低一半如果I通知J其请 求状态，.随后无论何时I发出请求，J自动地被通知。这样就不需要J 明确地向I请求状态信息。
设对等端是l, 2， 3， ...， n,并且info I是I向其通知自己正在发 出请求的对等端的集合。进一步设state I是通知I它们正在发出请求的 对等端的集合。
条件l:构建集合
I. 对于所有对等端I; info—I U state—I =所有对等端
II. 对于所有对等端I和J: I属于info_J,则J属于state_I
显然，对等端I 了解整个系统中请求活动的充分条件要求I应通知 每个J其状态或被J通知J的状态。
为了集合最小化，state—I和info—I不相交。否则，在信息交换中会 有冗余，即I通知J同时I又被J通知。所述条件说明了系统中的集合如 何初始化。任何满足所述条件的集合初始化都是可以的。
如果满足所述充分条件，其结果是对于每对对等端I和J, I属于 info—J, 或J属于info—I。
站点I通过两种方式了解其他并发请求的站点(i)如果J属于 state—I,则J自己会通知I。 ( ii)如果J属于info—I,则I会通知J,随后 如果J当前正在发出请求，J通知I。形式上其结果是
条件2:处理请求
当I从J接收到请求消息时，如果I自身此时也在发出请求，并且J 属于state—I,则I向J发出请求消息，即I将J乂人state—I删除并将J加入 info—I 。
因此，当对等端I 了解另一个对等端J在发出请求时，将条目J加 入info一I。如果I当时也在发出请求，则I向J发出请求消息(如果尚未 发送)。以这种方式处理请求，可使请求对等端了解哪些其他站点在并发 地请求，其被表达如下如果所有站点遵循条件1和2,则站点最终可 以了解所有并发请求的站点。只有属于info—I的站点可以与I并发地请 求。
设info集合的分解(resolution )是info—x中实际与对应站点并发请 求的那部分对等端。对等端必须从所有与其并发请求关键区段的站点得 到许可。然而，如果所述对等端也向少数未并发请求的站点请求许可， 这并不影响正确性；只影响性能。
一旦站点了解了所有正在并发请求的站点，就可以在那些站点上使 用如Ricart-Agrawala方法或任何其他互斥算法实施互斥。
当站点I接收到请求时，如果站点I未请求或站点I请求的优先级低 于所述发来的请求的优先级，其响应于所述请求发送回复消息。否则，I 推迟回复。站点只有从每个其他站点接收到回复消息后才进入关键区段。
注意首先向info集合中的对等端发送消息询问其状态并且随后仅向 那些实际上请求的站点发送请求消息的做法可能代价高昂(造成大量消 息流量和大量延迟)。这样就更希望对等端首先向其info集合中的所有 站点发送请求消息。只有所述info集合中的对等端能够并发地请求。因 此，要发出请求，对等端向其info集合中的所有对等端发送请求。注意 随着对等端逐渐了解条目的请求，其递增地增加条目(条件2)。因此， 随着站点从对等端接收请求，其递增地向所述对等端发送请求，并将所 述对等端加入其state集合(条件2 )。
条件3:处理请求
如果站点I未请求或站点I请求的优先级低于所述发来的请求的优 先级，站点I响应于请求发送回复。
条件2和条件3都针对处理请求。条件2规定了如何更新集合，属 于前瞻方法；而条件3特定于实施互斥的Ricart-Agrawala算法。
条件4:执行关键区段
站点I只有在收到对其所发出的每个请求的回复消息后才执行关键 区段。
由于条件2的继续应用，info集合的大小单调地增加并且因此分解 率降低。如果I从J接收到回复，则在那一刻I属于info—J并且J属于 info—I 。
因此，当此情况发生时，站点应将J从info—I中删除，反之亦然。 注意如果I将J从info一I中删除，则可能不能保证互斥。这样，唯一地 选择是J应将I从info—J中删除(并将I加入state—J )以满足条件1。进 一步注意当I从J接收到回复消息时可以执行这些操作。
条件5:处理回复消息
当站点I从J收到回复后，将条目J从info—I中删除并且将其加入 state 1。
作为结果如果在I执行关键区段前，J属于info—I,则在I执行所 述关键区段后，I属于infoj。当对等端I完成执行后，infoj中对应于 对等端的所有条目都有一个未决请求。
因此，在完成执行后，对等端应向其info集合中所有站点发送回复。
条件6:退出关键区段
在退出时，对等端I向infoJ中所有对等端发送回复。 对等端信息的不变量由执行保留。并且条件2到条件6执行的活动 保留条件1。该算法有几个优势它是正确的，即其保留互斥，不发生 死锁或饥饿。最重要的是由于信息流量大幅度降低，其性能很高。
权利要求
1.一种用于处理通信网络中群组通信的方法，所述方法包括以下步骤·同意和安排群组的参与客户端；·建立通信会话用于所述参与客户端之间的定向流媒体交换，·通过将通信资源重新分配给已请求所述通信资源的客户端，协调通信资源，特别是流媒体交换定向，其特征在于所述客户端在所述通信网络中作为对等端对称地组织，其中在所述参与客户端之中建立对等网络，用于通过以下步骤协调流媒体交换定向·从所述参与对等端(P1，P2，P3)的群组中选举至少一个参与对等端(P1，P2，P3)作为源对等端；并且·通过所述对等网络使用管道将源自所述至少一个参与对等端的流媒体发送给所述参与对等端，并且·保证由所述对等端之一独占地访问所述通信资源，其目的是使用无死锁和无饥饿的分布式互斥算法进行发送(1’，2’，4’，7’，6’)。
2. 根据权利要求1的方法，其特征在于所述资源是提供向其他参 与对等端发送流媒体的能力的即按即说服务。
3. 根据权利要求1的方法，其特征在于所述选举算法是Lamports 算法，可选地包括Ricart-Agrawala优化。
4. 根据权利要求1的方法，其特征在于所述选举算法是基于信息 结构的算法，例如Sanders算法。
5. 根据权利要求1的方法，其特征在于所述请求由所述参与客户 端之一的流媒体注入而触发，并且被延迟直至所述请求被接受为止。
6. 根据权利要求5的方法，其特征在于所述流媒体注入是语音， 被语音探测探测到，使得所述选举确保对所述参与客户端之一的唯一资 源分配。
7. —种用于处理通信网络中群组通信的计算机软件产品(SVC)，其特征在于包括用于实施根据权利要求1的方法的编程装置。
8. —种网络客户端(CD1, CD2， CD3),其特征在于包括根据权 利要求7的计算机软件产品(SVC )。
9. 一种通信系统(CNW),其特征在于包括根据权利要求8的多 个网络客户端(CD1, CD2, CD3)。
全文摘要
本申请涉及处理通信网络中群组通信的方法，所述方法包括以下步骤同意和安排群组的参与客户端，建立通信会话用于参与客户端之间的定向流媒体交换，协调通信资源特别是流媒体交换定向，即当客户端已请求通信资源时将所述通信资源重新分配给所述客户端，其中客户端在通信网络中作为对等端对称地组织，即没有突出的(中心的)客户端，而只有对等端(P1，P2，P3)的分布式系统，其中在参与客户端之中建立对等网络用于协调流媒体交换定向，所述协调流媒体交换定向是通过从所述参与对等端(P1，P2，P3)的群组中选举至少一个参与对等端(P1，P2，P3)作为源对等端；并且通过对等网络使用管道将源自所述至少一个参与对等端(P1，P2，P3)的流媒体传送给所述参与对等端(P1，P2，P3)，并且通过由请求(1’)发起选举并通过利用对等网络的对等端之间的分布式选举算法公平实时地解决并发请求(2’，4’，7’，6’)从而协调互斥通信资源。本发明也涉及与所述方法有关的计算机软件产品，网络客户端和通信系统。
文档编号H04L12/18GK101171792SQ200680014907
公开日2008年4月30日 申请日期2006年4月6日 优先权日2005年5月2日
发明者D·科普, H·勒斯勒尔 申请人:阿尔卡特朗讯