張建偉,王旭輝,蔡增玉

1(鄭州輕工業(yè)大學(xué) 計算機與通信工程學(xué)院,鄭州 450002)2(鄭州輕工業(yè)大學(xué) 軟件學(xué)院,鄭州 450002)

1 引 言

隨著互聯(lián)網(wǎng)任務(wù)以及用戶關(guān)注方向的轉(zhuǎn)變[1,2],傳統(tǒng)的IP網(wǎng)絡(luò)已經(jīng)不能滿足時代的需求[3,4],迫切需要提出新的網(wǎng)絡(luò)體系架構(gòu).鑒于此,國內(nèi)外學(xué)者提出了許多不同的網(wǎng)絡(luò)體系架構(gòu)[5],其中一種以信息為中心的體系架構(gòu)——信息中心網(wǎng)絡(luò)(Information-Centric Network,ICN)由于其良好的特性得到了學(xué)者們的廣泛認可[6],而內(nèi)容中心網(wǎng)絡(luò)(Content-Centric Network,CCN)作為ICN的一種典型架構(gòu),被認為是最有發(fā)展前景的未來網(wǎng)絡(luò)體系架構(gòu)[7].

與傳統(tǒng)的IP網(wǎng)絡(luò)相比,CCN網(wǎng)絡(luò)最重要的特征就是不再依賴IP地址來確定內(nèi)容在網(wǎng)絡(luò)中的位置[8],而是以內(nèi)容的名字作為其全網(wǎng)的唯一標識,并以內(nèi)容名作為用戶獲取內(nèi)容的索引[9].同時,CCN網(wǎng)絡(luò)采用發(fā)布/訂閱式的模式請求內(nèi)容,使得內(nèi)容的供需雙方可以在時空上解耦合.此外,CCN路由器同時具有存儲及路由轉(zhuǎn)發(fā)內(nèi)容的功能[10],所以CCN可以進行域內(nèi)緩存.正是由于域內(nèi)緩存的存在,使得用戶的請求在到達內(nèi)容源服務(wù)器之前就能夠得到響應(yīng),這在減少用戶平均請求時延的同時.大大減輕了內(nèi)容源服務(wù)器的負載.

域內(nèi)緩存作為CCN網(wǎng)絡(luò)的重要組成部分[11],其性能的優(yōu)劣直接影響著CCN網(wǎng)絡(luò)的整體性能.而CCN網(wǎng)絡(luò)總的緩存空間以及每一個路由器的緩存空間是有限度的[12],因此選擇有效的域內(nèi)緩存決策策略,將內(nèi)容放置于合適的位置,在有限的空間中緩存更加多樣化的內(nèi)容,使網(wǎng)絡(luò)資源得到更加合理的利用,可以增加緩存內(nèi)容的多樣性、提高緩存命中率.

為了充分發(fā)揮CCN網(wǎng)絡(luò)的性能[13],域內(nèi)緩存決策策略需要滿足兩方面的要求:1)將訪問量(流行度)高的內(nèi)容緩存到距離互聯(lián)網(wǎng)用戶較近(網(wǎng)絡(luò)邊緣)的路由器節(jié)點中,降低用戶的請求時延,提升用戶使用體驗;2)提高整個網(wǎng)絡(luò)緩存系統(tǒng)的緩存內(nèi)容的多樣性,降低網(wǎng)絡(luò)緩存內(nèi)容的冗余度,提升網(wǎng)絡(luò)的緩存命中率.

目前,國內(nèi)外學(xué)者致力于域內(nèi)緩存性能的研究,已經(jīng)有了創(chuàng)造性的研究成果[14,15].文獻[16]提出的TERC(Techniques for En-Route Web Caching)策略是CCN默認的決策策略,其將用戶請求的內(nèi)容緩存至內(nèi)容所經(jīng)過的每一個節(jié)點中,其缺點是造成了大量的緩存內(nèi)容冗余,同時因為CCN路由器的緩存空間有限,導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)的緩存內(nèi)容多樣性不高,此外,TERC策略也沒有考慮到內(nèi)容訪問量的問題.文獻[17]提出的ProbC(Probabilistic Caching)策略將用戶所請求的內(nèi)容盡量的緩存到距離用戶較近的節(jié)點中,進而降低用戶的請求時延,但是該策略同樣沒有考慮到內(nèi)容的訪問量等因素,而是一味地將內(nèi)容緩存至網(wǎng)絡(luò)邊緣的位置,加大了網(wǎng)絡(luò)邊緣位置的競爭.MPC(Most Popularity Caching)策略[18]的宗旨是將用戶訪問較多的內(nèi)容盡可能多的備份在CCN網(wǎng)絡(luò)中,但是MPC策略僅僅緩存用戶訪問量高的內(nèi)容,導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)內(nèi)容的多樣性不高.文獻[19]所提出的CC-CCN(Cache Capacity-aware)策略將內(nèi)容緩存至路徑上剩余緩存空間最大的節(jié)點中,并沒有考慮到內(nèi)容的訪問量,此外,沒有將內(nèi)容備份至網(wǎng)絡(luò)邊緣的位置.

在綜合分析現(xiàn)有緩存決策策略的基礎(chǔ)上,文中提出了一種基于勢能的緩存決策策略PECDS.該策略引用物理學(xué)中“勢能”的概念,分別賦予內(nèi)容以及網(wǎng)絡(luò)節(jié)點相應(yīng)的勢能,并將兩者的勢能進行匹配,實現(xiàn)內(nèi)容的分級緩存,避免了CCN網(wǎng)絡(luò)默認的TERC策略所造成的內(nèi)容冗余問題.提高了整個CCN網(wǎng)絡(luò)緩存內(nèi)容的多樣性.同時,PECDS策略能夠更加合理的分配網(wǎng)絡(luò)中的資源,提高網(wǎng)絡(luò)資源的利用率.

本文的第二部分主要介紹本文所提出的PECDS方案;第三部分對PECDS方案進行實驗仿真,并對其性能進行對比分析;第四部分為結(jié)束語.

2 基于勢能的緩存決策策略(PECDS)

2.1 PECDS概述

一個內(nèi)容中心網(wǎng)絡(luò)CCN由1個內(nèi)容源服務(wù)器、I個路由器節(jié)點和K個互聯(lián)網(wǎng)用戶組成.內(nèi)容源服務(wù)器中存儲有整個網(wǎng)絡(luò)中的所有的內(nèi)容備份,且永久不會刪除.假設(shè)在內(nèi)容源服務(wù)器中,每一個內(nèi)容數(shù)據(jù)的大小都相同,每一個路由器節(jié)點具有相同大小的緩存空間.

在本文所提出的PECDS方案中,我們在Data包中加入了用來標記內(nèi)容勢能等級(如何劃分內(nèi)容的勢能等級,請見2.4.1節(jié))的字段PE_C.同時,根據(jù)路由器節(jié)點距離互聯(lián)網(wǎng)用戶的跳數(shù)為路由器節(jié)點分配勢能(如何確定節(jié)點的勢能,請見2.4.1節(jié)),互聯(lián)網(wǎng)用戶的勢能最低,距離用戶的跳數(shù)越多,路由器節(jié)點的勢能越高,直至最終的內(nèi)容源服務(wù)器.此外,為了統(tǒng)計互聯(lián)網(wǎng)用戶的請求信息,在距離互聯(lián)網(wǎng)用戶最近的第一跳路由器節(jié)點中添加了用戶請求信息表(User Requests Information Table,URIT)(詳情請見2.4.2節(jié)),URIT會根據(jù)其統(tǒng)計的用戶請求信息以及路徑上路由器的數(shù)量為用戶所訪問的內(nèi)容劃分勢能等級,訪問量多的內(nèi)容其對應(yīng)的勢能等級越低.

如果互聯(lián)網(wǎng)用戶需要請求內(nèi)容,就會發(fā)送一個Interest包,當此Interest包到達距離用戶的第一跳路由器節(jié)點時,首先,位于該路由器節(jié)點的URIT會記錄此Interest包所請求的內(nèi)容名以及其訪問次數(shù);之后,該路由器節(jié)點會查詢內(nèi)容存儲CS中是否存在此Interest包所請求的Data包.如果有,就會直接響應(yīng)此Interest包的請求并刪除此Interest包,如果沒有,此Interest包將會被路由到該路徑上的上游路由器節(jié)點或者最終的內(nèi)容源服務(wù)器滿足其請求.

2.2 PECDS工作原理

圖1 PECDS工作原理Fig.1 Working principle of PECDS

下面以圖1所示的通信鏈路闡述PECDS方案的工作原理.圖1(Ⅰ)所示的是該條通信鏈路的初始狀態(tài).可以看出,在此條通信鏈路中,存在4個互聯(lián)網(wǎng)用戶U1、U2、U3、U4,3個路由器節(jié)點R1、R2、R3以及1個內(nèi)容源服務(wù)器CRS.其中,每一個路由器節(jié)點擁有大小相同的緩存空間;用來統(tǒng)計用戶請求信息的URIT存放于路由器節(jié)點R1中,且URIT中的CN、CPV以及CPE等3個字段均為空,而RN字段記錄的是該條路徑上路由器節(jié)點的個數(shù);在內(nèi)容源服務(wù)器中存有4個大小相同的內(nèi)容C1、C2、C3、C4.

在圖1(Ⅱ)中,用戶U1請求內(nèi)容C1,首先發(fā)送請求內(nèi)容C1的Interest包,當Interest包到達R1時,位于其中的URIT會記錄此Interest包所請求的內(nèi)容名字以及其訪問次數(shù),由于R1中沒有內(nèi)容C1的緩存?zhèn)浞?所以此Interest包將會被轉(zhuǎn)發(fā).同時,該路徑上的所有路由器節(jié)點中都沒有此Interest包所請求內(nèi)容的緩存?zhèn)浞?所以,最終由內(nèi)容源服務(wù)器響應(yīng)此Interest包的請求.

接下來,如圖1中(Ⅲ)、(Ⅳ)、(Ⅴ)所示,用戶U2請求內(nèi)容C1和C2,用戶U3請求內(nèi)容C1、C2和C3,用戶U4請求內(nèi)容C1、C2、C3和C4.與圖1(Ⅰ)所示的用戶U1請求內(nèi)容C1的情況類似,由于在沿途的路由器節(jié)點中都沒有其所請求的內(nèi)容備份.所以,用戶U2、U3、U4所發(fā)出的Interest包都會被路由到最終的內(nèi)容源服務(wù)器中滿足其請求.但是,位于R1中的URIT會記錄用戶所請求內(nèi)容的名字以及其被訪問的次數(shù).

經(jīng)過上述過程,URIT的狀態(tài)如圖1(Ⅴ)所示,存儲于內(nèi)容源服務(wù)器中的內(nèi)容C1、C2、C3、C4被遍歷訪問.假設(shè)內(nèi)容C1的訪問量已將達到了內(nèi)容訪問量閾值,接下來,便會根據(jù)URIT中的CPV字段對其中的條目進行排序,排名由高到低依次是C1、C2、C3、C4.根據(jù)2.4.1節(jié)所述,內(nèi)容勢能被劃分為3個等級,且每一個等級中具有1個內(nèi)容.同時,內(nèi)容的勢能等級被寫入包含該內(nèi)容的Data包的PE_C字段中.接下來,PECDS會根據(jù)PE_C字段將該Data包緩存至與之相匹配的路由器節(jié)點中(詳情請見2.4.2節(jié)).

圖1(Ⅵ)所示的是該條通信鏈路的最終狀態(tài).其中,C1、C2、C3分別被緩存到R1、R2、R3中,由于用戶對內(nèi)容C4的訪問量最少,所以C4在任何路由器節(jié)點中都沒有備份.同時,為了避免“緩存污染”,Data包中的PE_C字段、URIT中的CN、CPV以及CPE等字段被全部清空,即保證那些在近段時間訪問量較多的內(nèi)容能夠在較短的時間內(nèi)獲得較低的勢能而不被近段時間訪問量較少的內(nèi)容所影響.

接下來,如圖2所示,用戶U1發(fā)出兩個Interest包分別請求內(nèi)容C1與C4,當請求內(nèi)容C1的Interest包到達緩存路由器R1時,位于R1中的URIT會記錄此Interest包所請求內(nèi)容的名字以及訪問次數(shù),然后R1會查詢其自身的內(nèi)容存儲CS,發(fā)現(xiàn)在CS中存在C1的備份,就會從R1直接將包含內(nèi)容C1的Data包發(fā)送給用戶U1并舍棄請求C1的Interest包.與此同時,當請求C4的Interest包到達R1時,位于R1中的URIT同樣會記錄其所請求的內(nèi)容名以及訪問次數(shù),如前所述,在節(jié)點R1、R2、R3中都沒有C4的緩存?zhèn)浞?所以,請求C4的Interest包將會被路由到最終的內(nèi)容源服務(wù)器中滿足其請求.

通過圖1以及圖2所示的例子,我們可以了解到,內(nèi)容所

圖2 請求C1與C4Fig.2 Requests for C1 and C4

處的路由器節(jié)點的勢能與其內(nèi)容勢能相對應(yīng),勢能等級低(訪問量多)的內(nèi)容被緩存?zhèn)浞莸絼菽艿?接近互聯(lián)網(wǎng)用戶)的路由器節(jié)點中.同時,僅僅位于距離互聯(lián)網(wǎng)用戶最近的路由器節(jié)點的URIT會記錄用戶請求的內(nèi)容名以及其訪問次數(shù),并根據(jù)內(nèi)容的訪問量以及在互聯(lián)網(wǎng)用戶與內(nèi)容源服務(wù)器之間的路由器的數(shù)量劃分內(nèi)容的勢能等級,進而決定內(nèi)容的緩存位置.在提高整個網(wǎng)絡(luò)緩存效率的同時避免了不必要的網(wǎng)絡(luò)開銷.

2.3 算法描述

為了更進一步的理解PECDS緩存決策策略的實現(xiàn)過程,下面給出初始化(表1),節(jié)點Interest包(表2)以及Data包(表3)處理過程的偽代碼.

表1 初始化過程偽代碼
Table 1 Pseudo-code of initialization

Pseudo-code Ⅰinitialization PE_C = NULL PE_C=NULL CPE=NULL CPV=NULL CN=NULL RN is the number of router set PE_R(The potential energy of router)according to RNend

表2 Interest包處理過程偽代碼
Table 2 Pseudo-code of Interest package

Pseudo-code Ⅱfor each Interest User send Interest URIT record the information of Interest,such as CN,CPV if Data in cache send Data & delete Interest else if Interest in PIT PIT records port else PIT records Interest(name,port) transmit Interest according to FIB send Data end ifend for

2.4 PECDS特性描述

上文詳述了PECDS的工作原理,下文將介紹內(nèi)容勢能等級與節(jié)點勢能的判斷方法、URIT表,并通過例子闡述如何利用URIT表對內(nèi)容進行分級緩存.

2.4.1 勢能等級判斷

在物理學(xué)中,若將地面視為0勢能面,則一個物體的重力勢能主要取決于其本身的重量m、距離地面的垂直高度h以及當?shù)氐闹亓铀俣萭.同時,根據(jù)距離地面的垂直高度,可將平面劃分為勢能等級不同的勢能面.

表3 Data包處理過程偽代碼
Table 3 Pseudo-code of Data package

Pseudo-code Ⅲfor(CPV >= T) set CPE according to RN & CPV PE_C=CPE for(each router) if PE_C==PE_R cache Data PE_C=NULL CPE=NULL CPV=NULL CN=NULL end if end forend for

在本文所提出的PECDS方案中,引用“勢能”的概念,為內(nèi)容及網(wǎng)絡(luò)拓撲中的節(jié)點賦予勢能.下面以圖3所示的通信鏈路為例,分別介紹內(nèi)容勢能等級與節(jié)點勢能的判斷方法.

1)內(nèi)容勢能等級

內(nèi)容勢能等級主要取決于內(nèi)容訪問量以及互聯(lián)網(wǎng)用戶與內(nèi)容源服務(wù)器之間路由器節(jié)點的數(shù)目等兩方面的因素.假設(shè)位于路由器R1的URIT中共有X個內(nèi)容,并且已經(jīng)按照其訪問量的高低排序.在互聯(lián)網(wǎng)用戶與內(nèi)容源服務(wù)器之間存在Y個路由器,則可將URIT中的X個內(nèi)容的勢能劃分為Y個等級,其中,有Z個內(nèi)容的勢能等級相同.Z可由公式(1)得出:

Z=[X/Y]

(1)

2)節(jié)點勢能

在本文所提出的PECDS方案中,我們將網(wǎng)絡(luò)拓撲中所有用戶節(jié)點所構(gòu)成的用戶層視為“0勢能面”,則每一個“路由器平面”由所有距離0勢能面“垂直高度”相同的路由器節(jié)點所構(gòu)成.這里的“垂直高度”指的是路由器節(jié)點距離用戶節(jié)點的跳數(shù).

如同本小節(jié)開頭所述,一個物體的勢能由其本身的重量m、當?shù)氐闹亓铀俣萭以及其距離地面的垂直高度h所決定.在圖3所示的鏈路中,假設(shè)每一個路由器節(jié)點具有相同大小的緩存空間,并且每一段鏈路的材質(zhì)都相同,那么每一個路由器節(jié)點的勢能僅僅取決于其距離用戶節(jié)點的“垂直高度”,路由器節(jié)點的勢能將隨著距離用戶節(jié)點跳數(shù)的增加而遞增.如前所述,用戶節(jié)點的勢能為0,則R1的勢能為1,R2的勢能為2,依次類推,RY的勢能為Y,最終的源服務(wù)器CRS的勢能為Y+1.

圖3 勢能等級判斷Fig.3 Judgment of the level for Potential energy

2.4.2 URIT表

URIT僅僅位于每一個距離用戶第一跳位置的路由器節(jié)點中,而不會在其它的路由器節(jié)點中生成,以節(jié)省路由器節(jié)點的緩存空間.URIT的形式如圖1所示,其包含內(nèi)容名(Content Name,CN)、內(nèi)容訪問量(Content Page View,CPV)以及內(nèi)容勢能(Content Potential Energy,CPE)和路由器數(shù)量(Router Number,RN)等4個字段.其中,內(nèi)容名CN是內(nèi)容的全網(wǎng)唯一標識;內(nèi)容訪問量CPV字段所記錄的是一段時間內(nèi)用戶對內(nèi)容的訪問量,這里的“一段時間”可以是一星期,可以是一天或者更短,并會根據(jù)用戶對內(nèi)容的訪問量進行調(diào)整,同時,整個URIT會根據(jù)內(nèi)容訪問量CPV字段進行排序;路由器節(jié)點數(shù)量RN字段所記錄的是該條路徑上用戶節(jié)點與內(nèi)容源服務(wù)器之間路由器節(jié)點的數(shù)量.

內(nèi)容勢能CPE字段是URIT中最重要的字段,其與路由器數(shù)量RN字段共同決定著內(nèi)容被緩存?zhèn)浞莸奈恢?下面以圖4為例說明如何利用URIT表實現(xiàn)內(nèi)容的分級緩存.

圖4 分級緩存內(nèi)容Fig.4 Content is hierarchically cached

從圖4(Ⅰ)中可以看到,在內(nèi)容源服務(wù)器中存儲了8個內(nèi)容,但是用戶僅僅對其中的C1、C2、C3、C4、C5等5個內(nèi)容進行了訪問,并且對每一個內(nèi)容的訪問量都不一樣,假設(shè)C1的訪問量已經(jīng)達到了內(nèi)容訪問量閾值.同時,該條路徑上存在2個路由器節(jié)點R1、R2,根據(jù)公式(1),每一個路由器節(jié)點中會緩存?zhèn)浞?個內(nèi)容.所以,根據(jù)URIT中的CPV字段對其中的內(nèi)容進行排序,同時,根據(jù)RN劃分URIT中內(nèi)容的勢能等級,并將內(nèi)容的勢能等級寫入到包含此內(nèi)容的Data包的PE_C字段中.接下來,PECDS將Data包緩存至與其PE_C匹配的路由器節(jié)點中,則通信鏈路的最終狀態(tài)如圖4(Ⅱ)所示.其中,C1、C4被備份到R1中,C5、C2被備份到R2中,而C3不會被備份到任何路由器節(jié)點中.同時,為了避免“緩存污染”,Data包中的PE_C字段、URIT中的CN、CPV與CPE等字段將被清空.

3 仿真分析

為了驗證文中所提出的PECDS方案的性能,本文在CCNSim仿真平臺實現(xiàn)了對TERC、ProbC以及PECDS三種策略的仿真,并通過緩存命中率(Cache Hit Ratio,CHR)、緩存內(nèi)容多樣性(Cache Content Diversity,CCD)以及平均請求跳數(shù)(Average Request Hops,ARH)三個性能參數(shù)對上述三種策略進行了對比和分析.

3.1 仿真環(huán)境與參數(shù)配置

仿真拓撲采用如圖5所示的網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu),其中共有12個路由器節(jié)點,每一個路由器節(jié)點都同時具有緩存以及路由轉(zhuǎn)發(fā)內(nèi)容的能力,并且每一個路由器節(jié)點擁有相同大小的緩存空間;每一個客戶端(用戶)都連接于一個路由器節(jié)點;內(nèi)容源服務(wù)器CRS位于該網(wǎng)絡(luò)的中心,其中存有所有內(nèi)容的備份,且永久不會被刪除.仿真中主要用到的參數(shù)及其含義如表4所示.

圖5 拓撲結(jié)構(gòu)Fig.5 Topology

假設(shè)內(nèi)容源服務(wù)器CRS中共有10000個內(nèi)容,每一個內(nèi)容的大小都同為1MB,并且一個內(nèi)容由1個chunk組成,即N=10000,S=1;路由器節(jié)點的緩存空間C的取值如圖6所示;策略ProbC的沿路緩存概率為0.7,即p=0.7;網(wǎng)絡(luò)中所有內(nèi)容的流行度,即內(nèi)容被訪問的概率遵循參數(shù)α=1的Zipf分布(二八定律)[20];路由器節(jié)點的緩存替換策略選擇LRU策略;內(nèi)容訪問閾值T是PECDS策略的專屬參數(shù),其值需要根據(jù)Zipf分布(二八定律)以及網(wǎng)絡(luò)中的內(nèi)容總數(shù)進行設(shè)定,所以在這里設(shè)定內(nèi)容訪問量閾值T=400.

表4 主要參數(shù)及其含義
Table 4 Main parameters and their meanings

參數(shù)含義N(個)內(nèi)容源服務(wù)器中內(nèi)容項的總數(shù)S(MB)每一個chunk的大小C(MB)路由器節(jié)點緩存空間的大小pProbC沿路緩存概率αZipf的參數(shù)T內(nèi)容訪問量閾值RS路由器節(jié)點緩存替換策略

3.2 仿真結(jié)果分析

在仿真的過程中,我們按照圖6所示對路由器節(jié)點的Cache Space進行設(shè)置,考慮在Cache Space不同的情況下TERC、ProbC以及PECDS三種策略的緩存命中率CRH、緩存內(nèi)容多樣性CCD與平均請求條數(shù)ARH的仿真對比.如圖6(a)所示,隨著路由器節(jié)點Cache Space的增加,TERC、ProbC以及PECDS三種策略的緩存命中率CHR都有所提高,同時,我們也看到,在Cache Space為2000MB的情況下,PECDS的CHR相比于TERC及ProbC分別提高了44.1%和21.1%.如圖6(b)所示,隨著路由器節(jié)點緩存空間的擴大,三種策略在緩存內(nèi)容多樣性CCD方面都有所改善,但是,相比于TERC及ProbC,PECDS的CCD明顯要更具有優(yōu)越性,譬如,在Cache Space為2000MB時,PECDS的CCD為0.198,相比于TERC與ProbC分別增加了53.5%和23%.圖6(c)所示的是三種策略的平均請求跳數(shù)ARH隨Cache Space的變化,從圖(c)中我們可以發(fā)現(xiàn),隨著Cache Space的增加,三種策略的ARH都呈現(xiàn)下降趨勢,這說明三種策略都在一定程度上減少了用戶的平均請求時延,但是,當Cache Space為2000MB時,PECDS的ARH相比于TERC與ProbC,分別減少了0.41跳和0.23跳,說明PECDS將更多的內(nèi)容緩存至路由器節(jié)點中,有效減輕了內(nèi)容源服務(wù)器CRS的負載壓力.

圖6 仿真結(jié)果Fig.6 Results of simulation

接下來對仿真結(jié)果作一下簡要分析.如本文第1部分所述,TERC,即LCE策略,是內(nèi)容中心網(wǎng)絡(luò)CCN默認的緩存決策策略,其將用戶請求的內(nèi)容緩存至沿途上的每一個路由器中.這就使得沿途上所有的路由器節(jié)點所緩存的內(nèi)容都一樣,造成整個網(wǎng)絡(luò)的緩存內(nèi)容多樣性不高,進而導(dǎo)致緩存命中率低下,用戶的大多數(shù)請求在最終的內(nèi)容源服務(wù)器中才能得到響應(yīng),導(dǎo)致用戶的請求跳數(shù)偏大.

ProbC策略中,沿途上的每一個路由器會以不同的概率緩存用戶所請求的內(nèi)容,并且緩存概率與其距離用戶的距離成反比,即距離用戶越近,其緩存概率越大,使得沿途上的路由器節(jié)點可以緩存不同的內(nèi)容.相比于LCE策略,ProbC在一定程度上提高了緩存內(nèi)容的多樣性,進而提高了緩存命中率,降低了用戶的平均請求跳數(shù).

本文所提出的PECDS策略引入“勢能”這一物理學(xué)中的概念,為網(wǎng)絡(luò)中的內(nèi)容以及節(jié)點賦予勢能,同時根據(jù)網(wǎng)絡(luò)狀況設(shè)置了內(nèi)容的訪問閾值.當內(nèi)容的訪問量達到該閾值,就匹配內(nèi)容以及路由器的勢能,有針對性的對內(nèi)容進行緩存.相比于LCE策略以及ProbC策略,提高了緩存內(nèi)容的多樣性,同時提高了緩存命中率,降低了用戶的請求跳數(shù).

4 結(jié)束語

域內(nèi)緩存是CCN網(wǎng)絡(luò)最重要的特性,而緩存決策作為域內(nèi)緩存的重要組成部分,其性能的優(yōu)劣直接影響著CCN網(wǎng)絡(luò)域內(nèi)緩存的性能.CCN默認的緩存決策策略——TERC會造成大量的緩存冗余,并且請求時延長、命中率低.本文將物理學(xué)中的“勢能”概念引入到網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu)中,提出了基于勢能的緩存決策策略,即PECDS方案.PECDS方案分別為網(wǎng)絡(luò)拓撲中的內(nèi)容以及節(jié)點賦予勢能,并按照一定的匹配原則匹配兩者之間的勢能,實現(xiàn)了內(nèi)容的分級緩存.最后通過仿真結(jié)果表明,相比于TERC策略以及ProbC策略,PECDS在一定程度上提高了緩存命中率,降低了緩存內(nèi)容的冗余度,減少了用戶的平均請求時延,有效的減輕了內(nèi)容源服務(wù)器的負載壓力.

接下來,進一步優(yōu)化勢能的匹配機制以及研究與PECDS策略相匹配的緩存替換策略,并將兩者結(jié)合應(yīng)用到實際的網(wǎng)絡(luò)拓撲中,逐步調(diào)優(yōu)以期達到最優(yōu)的性能,將是我們的重點研究內(nèi)容.