IJDMB 国际期刊的数字多媒体广播 1687 - 7586 1687 - 7578 Hindawi出版公司 192314年 10.1155 / 2012/192314 192314年 研究文章 基于分段流可调两级缓存IPTV 梁 Kai-Chun 1 余 Hsiang-Fu 1 何 宾汉 1 计算机科学部门 国立台北教育大学,台北106 台湾 ntue.edu.tw 2012年 21 5 2012年 2012年 31日 01 2012年 10 03 2012年 2012年 版权©2012 Kai-Chun梁和Hsiang-Fu玉。 这是一个开放的文章在知识共享归属许可下发布的,它允许无限制的使用,分布和繁殖在任何媒介,提供最初的工作是正确的引用。

互联网协议电视(IPTV)是一种很有前途的互联网杀手级应用,集视频、声音和数据到一个IP网络,为观众提供了一个创新的选择和控制他们的电视内容。提供高质量的IPTV服务,一个有效的策略是基于缓存。这项工作提出了一个基于航段两级缓存的方法,每个视频分为多个片段缓存。这种方法还分区缓存空间分成两层,第一层主要是缓存播放段和第二层保存可能段。随着段访问变得频繁,该方法扩大第一层、第二层降低,反之亦然。因为要求部分可能不是经常访问,承认这项工作进一步设计控制机制来确定传入段是否应该被缓存。缓存架构考虑了向前/停止播放和可能会替换下的未使用部分打断回放。最后,我们进行全面的仿真实验对该方法的性能进行评估。结果表明,我们的方法可以产生更高的命中率比之前在各种环境参数下工作。

 1。介绍

互联网协议电视(IPTV)是一种很有前途的互联网杀手级应用,集视频、声音和数据到一个IP网络,为观众提供了一个创新的选择和控制他们的电视内容。等主要电信公司AT&T, Verizon和贝尔,宣布他们的IPTV解决方案取代铜线与光纤网络创造足够的带宽提供许多电视内容。在贝尔加拿大贝尔娱乐服务,例如,使用一个单一VDSL和一致的20 Mbps的下载速度和一个上传的速度8 Mbps互联网和电视服务提供一个聚集。趋势是相似的在其他领域,比如欧洲和亚洲。在日本主要城市,例如,已经提供高速网络,让客户获得IP视频。台湾最大的电信公司中华电信,提供多媒体点播(MOD)服务,允许客户观看传统电视内容在IPTV基础设施。

传统解决方案提供IPTV服务是通过一个内容分发网络(CDN),在服务提供者安装多个视频服务器在不同的位置将视频内容到本地客户。一般来说,多媒体流对象远比web对象。此外,实时传输连续视频回放是必要的。视频服务器因此收益更大的磁盘负载比web服务器和带宽消耗。一旦观众到达率显著增加,视频服务器很容易超载,降低服务质量。为了缓解限制,大多数cdn都是基于缓存服务器。图 1描绘了一个流行的体系结构,它是由视频服务器的缓存服务器和客户端。通常,视频服务器是广域网,缓存服务器部署在客户端。传入视频请求转发到缓存服务器,而不是视频服务器。一旦收到请求,缓存服务器检查是否可用的视频数据在缓存中存储。如果是这样,缓存服务器直接传送数据到客户端。否则,缓存服务器连接到视频数据的视频服务器,然后转发到客户端。

基本的流媒体缓存架构。

研究[ 1- - - - - - 3]调查如何允许时移IPTV服务,这可能使最终用户能够观看直播时移电视节目。“et al。 1, 2)提出了一个基于网络的时移电视使用合作代理缓存(tsTV)解决方案。这项研究在 3)提出了一种结合遗传算法确定最优混合策略缓存位置支持时移IPTV服务。Simsarian和Duelk 4]分析了带宽需求在大都市区域网络(芒)提供IPTV IPTV网络的服务和开发了一个模型来确定最优位置的缓存的视频内容。这项研究在 5]介绍了内容缓存能力的概念,提出了一个缓存分区算法使用缓存能力为视频请求的最大数量受限制缓存内存和吞吐量。Sofman和Krogfoss 6)表示,部分视频内容可以存储在缓存接近客户减少IPTV交通,进一步提出了一个分析模型的分层缓存优化取决于交通,拓扑结构和成本参数。一个启发式模型( 7)提出了在IPTV网络分层缓存优化。陈等人。 8]介绍了IPTV系统基于对等层次缓存架构。工作( 9)设计了一个缓存算法,跟踪对象的流行在IPTV业务智能缓存做决定。

web缓存服务器通常认为一个网页一个原子对象,因此缓存一个完整的页面。然而,缓存一个完整的流媒体对象不适合流媒体缓存服务器。如果一个流媒体缓存服务器总是缓存一个完整的视频对象,缓存的视频的数量将非常小,因为一个流对象远远大于一个web页面。当传入的请求增加,缓存的视频很容易换,因为缓存的对象是不够的,导致可怜的缓存性能。此外,缓存整个视频还导致长时间回放数据传输延迟,因为太大了,被忽略。假设一个客户可以下载一个100分钟的MPEG2视频编码6 Mbps带宽的10 Mbps。视频的大小是100 * 60 * 6位,和数据传输时间等于3600秒。显然,回放下载后是不现实的。为了缓解这些问题,许多研究[ 10- - - - - - 19)一个流对象分割成多个小段,缓存的部分。一个前缀缓存( 10)存储初始帧的流行视频。在接收一个视频请求,缓存服务器初始帧传送到客户端,同时其余的帧从视频服务器的请求。吴et al。 11, 12)研究如何分区视频实现更高的命中率。三个视频分割approaches-fixed、金字塔和摩天楼都是建议。其仿真结果表明,金字塔分割是最好的分割方法。相比之下,整个视频缓存,有效缓存是更有效地增加byte-hit比率。懒惰的分割方法( 13)延迟直到访问视频录像分区。这项研究在 14]介绍了代理抖动,导致在客户端播放抖动由于代理延迟抓取不缓存段。拟议中的hyperproxy [ 14)可以生成最小代理抖动低延迟启动比和小byte-hit比率下降。SProxy [ 15鱿鱼(上)实现了一个基于航段流媒体缓存系统 16]。这项研究在 17设计一个基于航段在客户端缓存机制来支持VCR功能。延长popularity-aware部分缓存算法(爸爸) 18(十)[],动态的基于航段缓存算法 19)决定了段大小根据段流行。

本文提出了一个两层的基于航段为流媒体缓存对象,如图 2。缓存服务器缓存存储分为两个layers-L1和L2-in缓存主要L1缓存播放段和L2缓存保存可能段。随着段访问变得频繁,该方法增大缓存L1、L2缓存降低,反之亦然。一旦L1缓存的空间是不够的,L1缓存使用LRU选择一个受害者,然后搬到L2缓存。如果缓存L2也没有足够的空间,缓存L2第一互换选定段根据LRU-K [ 20.),节省部分来自L1缓存。因为要求部分可能不是经常访问,承认这项工作进一步设计控制机制来确定传入段是否应该被缓存。缓存架构考虑了向前/停止播放和可能会替换下的未使用部分打断回放。表 1简要比较了提出缓存架构与先前的方法。这项工作进行全面的仿真评估拟议中的缓存下各种缓存大小,视频人气,请求到达率和播放中断率。与基于航段LRU相比,视频LRU,吴的方法( 12),我们的方法主要是收益率更高的命中率。

有关流媒体缓存之间的比较。

方法 吴的方法 Hyperproxy SProxy 爸爸 十 基于航段两层缓存
段分区 金字塔 懒惰的 固定 段前缀 动态段前缀 固定
缓存替换 成本函数+ LRU 成本函数 NA 成本函数 成本函数 LRU + LRU-K
数量的缓存层 2 1 1 1 2 2
允许控制 是的 是的 NA NA NA 是的
Precache NA 是的 是的 NA NA NA

提出了流媒体缓存。

本文的其余部分组织如下。部分 2介绍了提出的缓存。仿真结果和性能比较部分所示 3。简短的结论部分 4。

 2。提出了缓存

工作设计一个基于航段两层缓存的方法增加byte-hit比率。假设一个视频服务器和缓存服务器之间的带宽是无限的,和缓存服务器和客户机之间的带宽比回放速度大。每个视频分割成多个固定长度的片段,显示在图 2。该方法定期调整缓存L1和L2的大小根据访问片段的大小,如图 3。当前段的数量的减少,该方法减少了缓存的大小L1和L2缓存大小的加大,反之亦然。为了避免频繁的大小调整,定期调整执行,而不是当一个请求到达时。表 2列出了参数确定L1和L2缓存的大小。算法 1显示了如何确定L1和L2缓存的大小。L1缓存的大小有一个上限,以避免L2缓存的大小为零,许多视频请求到达。在确定缓存大小、缓存服务器调整缓存空间最近通过移动或很少使用段,表明算法 2。

术语使用的算法来确定缓存大小。

术语 定义
C L1 + L2 整个缓存大小
C L1_current_size 目前L1缓存的大小
C L1_new_size 新L1缓存的大小
C L2_current_size 当前的L2缓存的大小
C L2_new_size 新L2高速缓存的大小
C 查看 大小的片段
L1_Cache_<我nline-formula> Rati o 马克斯 最大的比例大小的缓存L1缓存大小
Rati o 查看 玩段比整个缓存大小

<大胆>算法1:< /大胆>算法来确定L1和L2缓存的大小。

Rati o 查看 = C 查看 / C L1 + L2

如果(<我nline-formula> Rati o 查看 ≥ L1 _ 缓存 _ Rati o 马克斯 ){

C L1 _ 新 _ 大小 = C L1 + L2 · L1 _ 缓存 _ Rati o 马克斯

C L2 _ 新 _ 大小 = C L1 + L2 - - - - - - C L1 _ 当前的 _ 大小 }

其他{

C L1 _ 新 _ 大小 = Rati o 查看 · C L1 + L2

C L2 _ 新 _ 大小 = C L1 + L2 - - - - - - C L1 _ new_size }

<大胆>算法2:< /大胆>算法调整L1和L2缓存的大小。

如果(<我nline-formula> Rati o 查看 > C L1_current_size / C L1 + L2 ){/ /如果L1缓存是不够的

而(<我nline-formula> C L1 _ 当前的 _ 大小 < C L1 _ 新 _ 大小 ){

选择它们缓存最近使用过段缓存L2缓存L1的底部。

更新当前L1和L2缓存大小的缓存。<我nline-formula> } }

Elsif (<我nline-formula> Rati o 查看 < C L1 _ 当前的 _ 大小 / C L1 + L2 ){<我nline-formula>

而(<我nline-formula> C L1 _ 当前的 _ 大小 > C L1 _ 新 _ 大小 ){

L1缓存中选择使用的部分移动到顶部的L2缓存。

更新当前的缓存大小的缓存L1和L2。}}

大小调整L1和L2缓存。

除了LRU,更换L1缓存也是基于这样的观察:一个视频连续播放。如果目前视频播放,其部分没有玩很可能稍后访问。因此,L1缓存避免交换这些片段。众所周知,视频数据的流行随时间。条件是视频片段缓存L1不再扮演可能反映了部分变得不那么受欢迎。我们因此L1缓存L2当缓存的片段是满的。图 4描述了该方法的完整操作一旦缓存命中率。段命中缓存请求时,部分可以在L1缓存或L2缓存。如果段支安打L1缓存,缓存L1重新排列了段根据LRU和传输请求的客户端部分。否则,部分热门L1缓存L2和搬到缓存。如果L1缓存有足够空间,L1缓存L2直接移动段缓存;L2缓存,缓存L1互换了段的段。

该算法处理部分。

当一段既不是在L1和L2缓存,缓存段是错过了。图 5显示了如何处理一个错过了。如果L1缓存有足够的空间,部分保存在缓存根据LRU L1。否则,如果缓存L2自由空间,缓存L1缓存互换L2段为错过的段。如果缓存L2也满,L2缓存执行承认控制来确定是否缓存段。如果不是,错过的部分就是不缓存和传输到客户端。如果是这样,根据LRU-K L2缓存受害者下降段。L1缓存然后移动一段选择LRU L2缓存并保存错过的部分。

该算法处理段错过。

基于LRU-K接纳控制。当两个缓存L1和L2,承认控制比较前面的<我talic> Kth的访问时间错过了段与受害者段选择的L2缓存。如果错过了段的访问时间是晚于受害者的段缓存L2滴受害者段并保存错过的部分。

 3所示。性能分析和比较

我们通过Perl实现事件驱动模拟器评估提出了缓存的性能的方法。仿真设置表中列出 3。假设视频的数量等于2000。假设视频大小均匀分布之间的10段和110段,每个段的长度= 1分钟。缓存大小表示视频总额的比率,和默认值是0.2。interarrival时间都要遵循泊松分布。对于每个请求,它是由一个泊松过程,这是指数分布的均值<我nline-formula> 1 / λ ,在那里<我nline-formula> λ 是请求到达率。默认值是每分钟6请求。所请求的视频是画的<我nline-formula> 米 不同的视频。每个视频的流行是Zipf-like分布<我nline-formula> Zipf ( x , 米 ) ( 21]。Zipf-like分布包含两个参数,<我nline-formula> x 和<我nline-formula> 米 ,前者对应的倾斜程度。每个视频的分布<我nline-formula> 我 =<我nline-formula> p 我 = c / 我 1 - - - - - - x ,在那里<我nline-formula> 我 ∈ { 1 , … , 米 } 和<我nline-formula> c = 1 / ∑ j = 1 米 ( 1 / j 1 - - - - - - x ) 。设置<我nline-formula> x = 0 对应于一个纯Zipf分布,这是高度倾斜。另一方面,设置<我nline-formula> x = 1 对应于一个没有斜均匀分布。的默认值<我nline-formula> x 是0.2吗<我nline-formula> 米 是2000。每个视频的流行变化随着时间的模拟场景,可能会有不同的用户组访问视频在不同的时间和他们的兴趣可能是不同的。类似于吴的研究( 11),每21600分钟的流行分布变化,转变的距离等于10的视频。向前/停止播放的违约概率是0.2。

仿真参数和默认值。

数量的视频 2000年
视频长度 10 - 110分钟
请求到达率 每分钟6请求
仿真时间 43200分钟
缓存大小 0.2(在整个视频大小的百分比)
视频的受欢迎程度 Zipf-like分布视频标题,Zipf (<我nline-formula> 0.2 , 2000年 )
向前/停止播放的概率 0.2
人气改变距离 10每21600分钟的视频

这项工作比较该方法与基于视频的LRU、基于航段LRU,吴的方法( 12]。视频LRU缓存一个完整的视频和选择一个视频根据LRU所取代。基于航段LRU,只有一个视频被划分到多个段。吴的方法将视频分成不平等下段金字塔分割。模拟器上安装FreeBSD 8.0上运行惠普把DL380G6和惠普把DL320G6。

图 6显示了byte-hit比率上的缓存大小的影响。大范围的缓存大小,该方法byte-hit比率高于其他方法。byte-hit优势比我们的方法是更重要的一个较小的缓存大小。例如,我们的方法是11%的命中率高于吴的方法缓存大小的0.1,而26%的比视频LRU和基于航段LRU。缓存大小的增长,所有计划可以缓存最视频,因此他们的表现是相似的。

缓存大小byte-hit比率的影响。

我们接下来研究的影响斜在视频人气byte-hit比率,显示在图 7。拟议的方法有更高的byte-hit比率下倾斜视频人气。当视频人气正态分布,我们计划有效执行更少。例如,该方案是7%的命中率比吴的倾斜因子的方法0.2。该计划也优于基于视频的LRU和基于航段LRU。然而,当倾斜因子大于0.6,吴的方法比提出性能更好。

斜在视频人气byte-hit比率的影响。

图 8显示请求到达率的影响在byte-hit比率。广泛的到达率,该方法优于其它方案。与吴的方法相比,我们的方法收益率higher-hit比3 - 11%。命中率的方法也11 - 13%比那些视频LRU和基于航段LRU。结果反映出该缓存稳步执行在不同请求到达率。

请求到达率byte-hit比率的影响。

图 9描绘了前进的速度的影响/停止回放byte-hit比率。率显示一个用户执行的概率向前/停止回放期间看一个视频。0.1的速度代表之一十视频发生向前/停止回放。图显示,该缓存收益率8 - 9%命中率比吴的方法。与视频LRU和基于航段LRU相比,该方法也达到更好的13 - 17%。

向前/停止回放byte-hit比率的影响。

 4所示。结论

互联网协议电视(IPTV)是一种很有前途的互联网杀手级应用,集视频、声音和数据到一个IP网络,为观众提供了一个创新的选择和控制他们的电视内容。提供高质量的IPTV服务,这项工作提出了一个两层的基于航段缓存,缓存存储分为缓存L1和L2,并动态地调整其大小根据视频的受欢迎程度。随着段访问变得频繁,该方法增大缓存L1、L2缓存降低,反之亦然。一旦L1缓存的空间是不够的,L1缓存使用LRU选择一个受害者,然后搬到L2缓存。如果缓存L2也没有足够的空间,缓存L2第一互换选定段根据LRU-K和节省段来自L1缓存。扩大命中率外,本研究还提出了一种允许控制访问,以确定哪些部分应该被缓存。该缓存进一步考虑的情况下,客户可能会突然向前执行/停止回放。这项工作进行全面的仿真评估拟议中的缓存下不同的缓存大小,视频人气,请求到达率和播放中断率。仿真结果表明,我们的方法优于基于航段LRU,视频LRU,吴的方法在不同的设置。

 承认

经济工作是由国家科学委员会,台湾下一个研究批准号NSC - 152 - 005 100 - 2221 e。

 “ T。 Van De Meerssche W。 De Turck F。 Dhoedt B。 Demeester P。 范Caenegem T。 六个 E。 合作代理缓存算法时移IPTV服务 美国第32 Euromicro会议软件工程和先进的应用程序(SEAA 06年) 2006年9月 379年 386年 2 - s2.0 - 34547445758 10.1109 / EUROMICRO.2006.29 “ T。 Van De Meerssche W。 De Turck F。 Dhoedt B。 Demeester P。 范Caenegem T。 六个 E。 通过透明代理部署时移IPTV服务的管理 《IEEE全球电信会议(GLOBECOM 06年) 2006年12月 1 5 2 - s2.0 - 50949099642 10.1109 / GLOCOM.2006.21 Juchao Z。 小君 l 帮派 W。 研究集群缓存位置时移电视使用遗传算法 《遗传与进化计算会议(GEC ' 09) 2009年6月 781年 785年 2 - s2.0 - 67650673023 10.1145/1543834.1543941 Simsarian j·E。 Duelk M。 IPTV在市区网络带宽要求 第15届IEEE学报》研讨会上本地和市区网络(LANMAN ' 07) 2007年6月 31日 36 2 - s2.0 - 46449086187 10.1109 / LANMAN.2007.4295971 Sofman l . B。 Krogfoss B。 Agrawal 一个。 优化缓存分区在IPTV网络 学报11日通信和网络模拟研讨会(中枢神经系统' 08) 2008年4月 79年 84年 2 - s2.0 - 70249085576 10.1145/1400713.1400726 Sofman l . B。 Krogfoss B。 在IPTV网络分析模型分层缓存优化 IEEE广播 2009年 55 1 62年 70年 2 - s2.0 - 61449138990 10.1109 / TBC.2008.2012018 Krogfoss B。 Sofman l . B。 Agrawal 一个。 在IPTV网络分层缓存优化 《IEEE国际研讨会宽带多媒体系统和广播(BMSB ' 09) 2009年5月 1 10 2 - s2.0 - 70350277961 10.1109 / ISBMSB.2009.5133767 陈 l Meo M。 西奇塔诺 一个。 缓存视频内容在IPTV系统分层体系结构 IEEE国际会议通信学报》(ICC ' 09) 2009年6月 1 6 2 - s2.0 - 70449482945 10.1109 / ICC.2009.5198800 De Vleeschauwer D。 laeven K。 IPTV按需服务的缓存算法的性能 IEEE广播 2009年 55 2 491年 501年 2 - s2.0 - 64949100969 10.1109 / TBC.2009.2015983 森 年代。 范顿 J。 Towsley D。 代理前缀缓存的多媒体流 《第十八届IEEE计算机和通讯Societie联合会议(99年INFOCOM”) 1999年3月 纽约,纽约,美国 1310年 1319年 2 - s2.0 - 0032647237 吴 k . L。 余 p S。 狼 j·L。 基于航段的代理缓存多媒体流 《国际会议上万维网(WWW的01) 2001年5月 香港 吴 k . L。 余 p S。 狼 j·L。 分割的多媒体流代理缓存 IEEE多媒体 2004年 6 5 770年 780年 2 - s2.0 - 4744348295 10.1109 / TMM.2004.834870 陈 年代。 王 H。 张 X。 沈 B。 凌晨 年代。 基于航段互联网流媒体代理缓存交付 IEEE多媒体 2005年 12 3 59 67年 2 - s2.0 - 24144474609 10.1109 / MMUL.2005.56 陈 年代。 沈 B。 凌晨 年代。 张 X。 基于航段流媒体代理:建模和优化 IEEE多媒体 2006年 8 2 243年 256年 2 - s2.0 - 33645139253 10.1109 / TMM.2005.864281 陈 年代。 沈 B。 凌晨 年代。 张 X。 SProxy:支持网络流媒体缓存基础设施 IEEE多媒体 2007年 9 5 1062年 1072年 2 - s2.0 - 34547411878 10.1109 / TMM.2007.898943 http://www.squid-cache.org/ 王 j . Z。 余 p S。 碎屑流多媒体对象的代理缓存 IEEE多媒体 2007年 9 1 147年 156年 2 - s2.0 - 33846230019 10.1109 / TMM.2006.886379 沈 l 你 W。 施泰因巴赫 E。 一个灵活的基于起点部分缓存算法对视频点播 《IEEE国际会议多媒体和世博会(ICME ' 07) 2007年7月 中国,北京 76年 79年 2 - s2.0 - 46449101773 你 W。 施泰因巴赫 E。 默罕默德 M。 李 X。 视频点播使用灵活的起点选择的代理缓存 IEEE多媒体 2009年 11 4 716年 729年 2 - s2.0 - 67349239848 10.1109 / TMM.2009.2017621 奥尼尔 e . J。 奥尼尔 p E。 威库姆 G。 为数据库磁盘缓冲LRU-K页面置换算法 诉讼的ACM SIGMOD国际会议管理的数据 1993年5月 297年 306年 2 - s2.0 - 0027621695 Zipf g·K。 人类行为和最小的原则努力 1949年 美国马萨诸塞州剑桥市 addison - wesley