無線Ad-Hoc網(wǎng)絡中P2P文件搜索機制的研究

1 引言
    無線Ad-Hoc網(wǎng)絡因其構建容易、支持用戶移動性的特點，在無線通信領域中占有極其重要的地位并具有廣闊的應用前景。無線通信技術、移動技術的發(fā)展為無線Ad-Hoc網(wǎng)絡(WANET)提供了更廣泛的應用空間。經(jīng)常使用文件共享的P2P網(wǎng)非常適合 WANET。然而，在現(xiàn)有的無線Ad-Hoc網(wǎng)絡中直接應用P2P技術，會造成系統(tǒng)開銷大量增加，傳輸效率及查詢成功率不高，從而影響整個網(wǎng)絡的性能。在無線Ad-Hoc網(wǎng)絡(WANET)中方便快捷地實現(xiàn)P2P數(shù)據(jù)共享與交換，改善文件搜索和下載機制成為廣泛關注的課題。
    這里提出一種將查詢功能和路由功能統(tǒng)一的跨層設計方案，利用分布式哈希表建立樹狀網(wǎng)絡拓撲結構，使用P2P位置查找技術將文件位置信息分配在其間，每一網(wǎng)絡成員都存儲和保留系統(tǒng)資源的位置及路由信息，實現(xiàn)共享文件的定位查詢。在WANET中實現(xiàn)查詢和路由功能的統(tǒng)一，提高文件搜索和下載效率，定向查詢網(wǎng)絡資源，降低冗余開銷。

2 系統(tǒng)概述
    這里WANET通過節(jié)點間的樹形邏輯結構解決共享文件的定位查詢問題，隨著網(wǎng)絡新節(jié)點的加入樹形拓撲結構增大。新節(jié)點只能通過某一個鄰居節(jié)點加入 WANET，每個WANET向外提供唯一的網(wǎng)絡ID，在同一ID的網(wǎng)絡中，每個節(jié)點只能擁有一個雙親節(jié)點。網(wǎng)絡有一個層次分明的樹狀拓撲結構，這種結構有助于查找文件路徑(即從存放路徑的節(jié)點獲得到達文件存儲節(jié)點的路由)，以便從文件存儲節(jié)點下載文件。

    為了存儲和保留位置信息以及路由信息，系統(tǒng)使用全分布哈希表，關鍵詞是所要共享文件的文件名，值是共享文件的全球統(tǒng)一的位置信息(節(jié)點MAC地址和節(jié)點文件的全路徑)。用一維空間來存儲關鍵詞和哈希值對，通過統(tǒng)一的哈希函數(shù)將每個關鍵詞映射到哈希鏈上的對應位置。統(tǒng)一的函數(shù)有助于節(jié)點之間信息分配的平衡， WANET中的每個節(jié)點負責存儲一段哈希鏈(與哈希表上的索引項對應)。如果某一節(jié)點負責哈希鏈段上包含某一文件哈希值，稱該節(jié)點為文件的路徑節(jié)點 (Pnode)，存儲文件F的節(jié)點就稱為文件節(jié)點(Fnode)。因此Pnode存儲攜帶位置信息的索引，F(xiàn)node存儲實際文件。因此，訪問一個文件的步驟如下：查詢節(jié)點(Qnode)哈希被搜索的文件名以確定哈希鏈上的值；訪問Pnode(哈希值包含在Pnode負責的哈希鏈內(nèi))；從Pnode獲取被搜索文件的位置(即Fnode)并確定從Pnode小節(jié)點到Fnode的路由；從Qnode獲取到Qnode-Fnode的路由，訪問Fnode，文件從 Fnode被下載。

3 樹形拓撲的建立和節(jié)點文件定位
    圖1d表示一個含有7個節(jié)點的WANET網(wǎng)絡，在該網(wǎng)絡中，假定節(jié)點A、B、C、D、E、F、G提供的共享文件分別為(α1α2)、(β1β2)、(γ1)、(δ1 δ2)、(σ1)、(ε1)、(η1η2)。

3．1 WANET網(wǎng)絡系統(tǒng)樹形拓撲的建立
    假設網(wǎng)絡組建初期只有一個初始節(jié)點A，要建立一個如圖1d所示的7個節(jié)點的WANET文件共享網(wǎng)絡，樹形拓撲的建立過程如下：
    (1)節(jié)點A對自己的兩個共享文件α1、α2哈希后將值映射到整段共享文件哈希鏈上，如圖2a所示。

    (2)節(jié)點B(共享文件β1、β2)發(fā)現(xiàn)節(jié)點A并向節(jié)點A發(fā)起接入請求，即B要加入A組成的網(wǎng)絡。節(jié)點A收到B的接入請求后，將自己所負責的哈希鏈分成兩段并分配一半給B，文件α2因此落入節(jié)點B負責的一段哈希鏈，A將文件α2的位置索引送至B(文件雖然還存放在節(jié)點A，但A上α2的位置信息置空)。因此，A成為B的雙親節(jié)點。B存放著文件α2的位置信息[α2，A]。
    (3)B向網(wǎng)絡插入其共享文件β1和β2，β1映射到B節(jié)點所負責的哈希鏈段，β2映射到A節(jié)點所負責哈希鏈段。則B節(jié)點存儲位置信息[β1，B]，A節(jié)點存儲位置信息[β2，B]，即B為文件β1的PnodeA為文件β2的Pnode,如圖2b所示。
    (4)另一個新節(jié)點C(存儲文件γ1、γ2)發(fā)現(xiàn)節(jié)點B并對其發(fā)出接入請求，節(jié)點C從B接入網(wǎng)絡，B將自己的哈希鏈段分出一半給C。節(jié)點C上的文件γ1、 γ2哈希后映射到哈希鏈上，如圖2c。α2落入C所負責的哈希鏈段，B將α2的信息送至C，節(jié)點C不僅保留α2的位置信息，也保留從C到文件α2的路徑信息。C將B加到路徑上，同時保存[α2，BA]的索引項。表明文件α2存儲在節(jié)點A，并且從C到節(jié)點A的路徑是“C-B-A”。節(jié)點B成為C的雙親節(jié)點。
    (5)C向網(wǎng)絡插入共享文件γ1、γ2，γ1映射到C負責的哈希鏈段，γ2映射到A負責的哈希鏈段。
    (6)同理，節(jié)點E發(fā)現(xiàn)網(wǎng)絡并向節(jié)點B發(fā)出接入請求后，分擔了B負責的一半哈希鏈并插入文件σ1，B成為E的雙親節(jié)點；節(jié)點D(存儲文件δ1和δ2)發(fā)現(xiàn)網(wǎng)絡并從節(jié)點E接入后分擔了E一半的哈希鏈，節(jié)點F(存儲了文件η1和η2)發(fā)現(xiàn)網(wǎng)絡并從E接入，叉分擔E剩下部分一半的哈希鏈：最后節(jié)點G(存儲共享文件ε1)也從E加入網(wǎng)絡又分擔了 E剩下哈希鏈的一半。這樣，E成為節(jié)點D、G、F的雙親節(jié)點。各個節(jié)點在加入的過程中向網(wǎng)絡插入自己提供的共享文件，如圖2d~圖2g中所示，相應的共享文件被插入到網(wǎng)絡中各節(jié)點所負責的哈希鏈上，在此過程中，相應的節(jié)點也存儲了文件名及到達文件存儲節(jié)點的路由信息。
    該網(wǎng)絡結構建立后，網(wǎng)絡中各共享文件的當前位置和路由信息也被定位，搜索各共享文件的路由可從訪問Pnode的請求消息中獲得，如圖2所示。網(wǎng)絡的樹形拓撲結構也同時建立，如圖1所示。
    (7)恢復當雙親節(jié)點的一個子節(jié)點斷網(wǎng)時，雙親節(jié)點重新獲得子節(jié)點所負責的哈希鏈段。或子節(jié)點與其雙親斷開時，從子節(jié)點往下每個雙親與子節(jié)點哈希鏈重新分配。
    (8)離開當一個節(jié)點要離開WANET文件共享網(wǎng)絡時，要先刪除所有共享文件，再將其索引信息刪除，如E將自己的哈希鏈交付雙親B，同時將離網(wǎng)消息通知其雙親B和子節(jié)點D、G、F，則節(jié)點B將D、G、F加為子節(jié)點，節(jié)點D、G、F將B作為雙親節(jié)點。
    綜上所述，在圖1d中，假設節(jié)點D要查找文件η1，則D為查詢節(jié)點Qnode，文件η1存儲在F節(jié)點，則F節(jié)點就是文件節(jié)點Fnode，文件η1映射到哈希鏈上的H(η1)點，而H(η1)點正好落在節(jié)點C負責的哈希鏈上，所以，節(jié)點C就是路徑節(jié)點Pnode，它存儲著由Pnode(節(jié)點C)到Fnode (節(jié)點F)的路由信息。

4 WANET網(wǎng)絡中共享文件搜索和下載過程
    在圖1d中，假設D作為查詢節(jié)點搜索文件η2，D不知道η2的位置，甚至不知道這個文件是否存在，但由H(η2)的可以知道文件存儲在某個節(jié)點中。共享文件η2文件的搜索和下載過程如圖4所示。

    (1)節(jié)點D對文件η2哈希，得到H(η2)，D發(fā)現(xiàn)H(η2)不在自己負責的哈希鏈內(nèi)，而D本身又沒有子節(jié)點，D就將查詢傳遞給其唯一的鄰居節(jié)點E(E這里也是D的雙親節(jié)點)。
    (2)節(jié)點E收到節(jié)點D查詢η2的請求[η2，D]，但節(jié)點E的3個鄰居節(jié)點B、G和F都不包含文件η2的路由信息H(η2)，E就將查詢送至其雙親節(jié)點B。
    (3)由于節(jié)點B所負責的哈希鏈也不包含H(η2)，但是因為節(jié)點B知道它的一個子節(jié)點(這里指節(jié)點C)負責的哈希鏈上包含所請求的文件名的哈希值，按照H(η2)值和文件哈希鏈狀態(tài)，B將查詢向前傳送到節(jié)點C(否則節(jié)點B將查詢送給其雙親節(jié)點A)。
    節(jié)點B將查詢送到節(jié)點C后并不能保證能收到C的應答。節(jié)點C除和節(jié)點B相連外可能還與其他節(jié)點相連，因此，確定節(jié)點所在的哈希鏈后，C可能將查詢送給它的一個子節(jié)點。但是無論節(jié)點C還是其子節(jié)點響應查詢請求都對節(jié)點B無影響。節(jié)點B只知道將查詢送至節(jié)點C。在拓撲結構圖中，節(jié)點C沒有子節(jié)點并且擁有文件 η2的位置信息。從源節(jié)點發(fā)起查詢的路徑都被標識為查詢。
    (1)C節(jié)點收到查詢消息[η2，BED]，表示節(jié)點D經(jīng)節(jié)點E、B查詢文件η2，于是C對D產(chǎn)生查詢響應消息ACK[η2，EBC](包含位置信息)，沿著路徑[η2，EBC]返回給節(jié)點D。
    (2)從節(jié)點C獲得文件節(jié)點Fnode的路由信息FED沿查詢節(jié)點的路由回送節(jié)點D，節(jié)點C將響應傳送給路徑上的下一個節(jié)點B。
    (3)節(jié)點B查看響應中的路由后，將消息送至路徑的下一個節(jié)點E。
    (4)E查看路由后再將消息送至路徑中文件節(jié)點F(文件η2的存儲節(jié)點)。
    (5)節(jié)點D收到查詢響應，響應消息中包含文件η2的位置信息[η2，DEF]。現(xiàn)在，節(jié)點D不僅知道了文件η2存在節(jié)點F中，也知道了兩個路徑從D到C (含η2文件位置信息)和從C到F(η2文件存儲節(jié)點)。節(jié)點D將路徑鏈接成D-E-B-C-B-E-F，然后刪除不需要的路徑E-B-C-B，最后形成從D到η2的路徑D-E-F，即從查詢發(fā)起節(jié)點D到文件η2的存儲節(jié)點F的路徑，通過它能直接從節(jié)點F找到并下載文件η2。

5 與洪泛的比較系統(tǒng)的通信開銷
    WANET通常用于P2P文件共享，且一般采用洪泛查詢。假定洪泛模型無選擇轉發(fā)功能，因此，假定洪泛查詢一旦在網(wǎng)絡中啟動，網(wǎng)絡中所有節(jié)點都能收到查詢。該查詢產(chǎn)生的系統(tǒng)開銷O=(n-1)m，其中m表示查詢次數(shù)，n表示節(jié)點數(shù)量。該WANET共享系統(tǒng)中P2P文件搜索和下載模型(圖4)組建網(wǎng)絡拓撲時形成的樹形結構使得即便所查文件不存在，也不會像洪泛一樣造成過多無用的查詢消息，該結構幾乎能發(fā)現(xiàn)和訪問網(wǎng)絡中的所有共享文件。

    所以。一旦網(wǎng)絡建立。系統(tǒng)開銷與洪泛相比，單個查詢的成本效益明顯合算。
    另一方面，由于恢復操作和網(wǎng)絡接入操作產(chǎn)生的系統(tǒng)開銷較大，當每次斷網(wǎng)和網(wǎng)絡接入發(fā)生時，會帶來額外開銷(在執(zhí)行恢復操作中斷開的子節(jié)點變?yōu)楦?jié)點，哈希鏈在整個子網(wǎng)絡中重新分配；網(wǎng)絡接入時，每個接入的節(jié)點要對全網(wǎng)絡中的共享文件執(zhí)行插入請求，產(chǎn)生很大通信流量)，而洪泛不會帶來這樣的開銷。

6 結論
    同樣大小的網(wǎng)絡中，在低移動性、需要頻繁搜索文件的WANET上，提出方案的帶寬效率比洪泛高，文件搜索更有效。如果WANET網(wǎng)絡成員移動頻繁且搜索文件不頻繁，則采用洪泛會更好。為避免洪泛和通過單播方式訪問文件，我們盡量保持分布式位置信息的一致性。保持位置信息一致性的開銷通過大量減少后續(xù)文件搜索的開銷來補償。
    當一個消息不存在時，網(wǎng)絡中每個節(jié)點的每個文件都被洪泛就會導致?lián)砣ANET文件共享系統(tǒng)允許成員的低移動性，重新哈希運算后更完善的網(wǎng)絡結構可抵消移動性造成的查詢開銷的增加。