Muitas vezes, espe ialmente no ontexto de mídia ontínua, um nó origem quer enviar os
mesmosdadosparadiversosnósdestino. Issopodeserfeito,naturalmente,atravésda riação
deum uxoaté adanódestino,partindodonódeorigem. Porsimpli ação,podemosassumir
que ada uxoper orreum aminho xoatéseunódestino. O onjuntodos aminhosaté ada
umdosnósdestinopodeservisto omoumaárvore, uja raizéo nóorigem. Adesvantagem
dessaabordageméo desperdí iodebanda derede, jáquehaverá
n
uxosidênti ospassandopor adalink quesirvaaumasubárvorede
n
lientes. Seos uxossãoidênti os,seriapossívelenviar apenas uma ópia delesatravésde tal link, e oroteador naoutra ponta re riariaas
n
uxo enviado por umnó origem heguea diversos nósdestino. Isso é feitoatravésda bifur-
ação de um uxoque hega adado nó nointeriordarede, naqual essenó envia ópias dos
dados re ebidos para dois ou mais outros nós adja entes. A esses esquemas de roteamento
mais e on mi os hamamos roteamento om ompartilhamento de uxosde rede (ou
multi ast). Já o esquema menos e on mi o, no qual ada liente possui um uxo de rede
totalmente dedi ado desdea origem, é hamado uni ast.
No ontexto de mídia ontínua, pode-se utilizar roteamento om ompartilhamento de
uxosquandoumservidorenviaummesmoobjetodemídia ontínua(porexemplo,umvídeo)
a diversos lientes espalhados pelarede. Estendendo essa idéia,podehaver vários servidores
espalhados pelarede, adaumservindoa ertogrupode lientes, onforme veremosaseguir.
2.2.1 Floresta de distribuição
Uma orestade distribuição onsiste emum onjunto xode
m
servidores,um onjunto xodesites lientes(ousimplesmente lientes) omdemandas xaseum onjuntotambém xode
aminhos sobre aredeIP, ada aminho ligando umservidoraum liente. Cada lienteestá
ligadoaexatamenteumservidor. Porsimpli idade,assume-sequeuma oresta orrespondea
um úni oobjeto(p.ex. determinado vídeo)sendorequisitado pelos lientes e forne ido pelos
servidores. Assume-se também quetalobjetoestá ompletamente repli adoem ada umdos
servidores, razãopelaqual hamaremos osservidores tambémde répli as.
A demanda
N
i
de um site lientei
é o agregado dasdemandas dos usuários dessa rede.Essa demanda é dada em termos de número de requisições efetuadas por aquele site liente
emumaunidadedetempoigualaotamanho(tempodeexibição)doobjetosendorequisitado.
Por exemplo, supondo que o objetoem questãoseja um vídeo de 90 minutos, seosusuários
do site liente
i
requisitarem aumataxa de 10requisiçõespor minuto,entãoserão feitasemmédia 900 requisições durante o período de 90 minutos (que é o tamanho do objeto sendo
requisitado). Assim,neste aso,temos
N
i
= 900
.2.2.2 Cál ulo do usto
Apesar de o ál ulo da banda média de rede 1
ser trivial para uma oresta de distribuição
que use uni ast, para ompartilhamento de uxos o ál ulo não é tão óbvio. Nesta seção
mostramos omoserealiza esse ál ulo.
Parao ál ulodo ustoderede,assumimos,queo ustodetransmissãoatravésdequalquer
link é igual a 1. Isso é apenas uma simpli ação, a análise poderia fa ilmente serestendida
para a situação emque os ustos doslinks sãoheterogêneos. Assim,o usto de rede é igual
à banda médiade rede, dadapelasomadasbandasmédias em adaumdoslinks da oresta
de distribuição. Abanda médiaemumlink édada,no ontextodesse trabalho,pelonúmero
médio de uxos derede passandopor tallink.
1
Banda onsumida, não banda disponível. Nesta dissertação, toda vez que nos referirmos à banda
Para uni ast, a banda de servidorvaria linearmente om a demanda total da oresta, já
quenãohá ompartilhamento de uxos. Pelomesmomotivo,abandamédia deredeem ada
link também varia linearmente om a demanda da subárvore servida por tal link. Nota-se,
portanto, que, omousode uni ast, abanda de redetotal da oresta varia linearmente om
ademanda etambém oma distân iadosservidores atéseus lientes.
Como usode ompartilhamento a variação nãoélinear omademanda. Eageretal[20 ℄
derivaram umlimite inferiorteóri oparaabandamédia no asoemqueseusaumproto olo
ótimo para ompartilhamento de uxos om entrega imediata. A banda média para um
servidor[20℄ouparaumlink [70℄quesirvaaumademandatotal deN,usandoesseproto olo
ótimo,é dada por:
ln(N + 1)
Assim, em orestas que usam ompartilhamento de uxos, a banda média de rede total
varialogaritmi amente omademandaelinearmente omadistân ia dosservidores atéseus
lientes. A banda deservidorvaria logaritmi amente oma demanda.
Foimostrado,tambémem[20 ℄,queousodoproto oloBandwidthSkimming(aserde nido
no apítulo 3), om banda de liente limitada a 2 vezes a taxa de bits usada na exibição
onsegue atingir umdesempenho muito próximo do limite inferior teóri o. Por esse motivo,
semprequenosreferirmosao ustoderoteamentopara ompartilhamentode uxos,estaremos
assumindoo limite inferiorteóri o a ima.
Note queessa diferençaentre os ustos de roteamento usando uni ast e usando ompar-
tilhamento de uxos faz om queo roteamento ótimopara uni ast não sejane essariamente
ótimopara uxos ompartilhados. Por exemplo,emuni ast,não há diferença,em termosde
banda média de rede, se há
1
link ligando o servidor até um liente de demanda2N
ou sehá
2
links ligando umservidoratéum liente dedemandaN
. Já para ompartilhamento deuxos,o usto émenor no primeiro aso, pois
ln(2N + 1) < 2 × ln(N + 1)
.2.2.3 Florestas mais e on mi as e a diversidade de aminhos
Umaformasimplesdese riar uma oresta de distribuição, dadosumarede, um onjuntode
répli as e um onjunto de sites lientes om suas respe tivas demandas, é ligar ada liente
atéarépli a maispróxima atravésdo aminho mais urto. Com o usode ompartilhamento
de uxos de rede, no entanto, esse esquema pode não ser ótimo. Almeida [2 ℄ mostra que
pode existir uma penalidade (em termos de banda de rede média ne essária) asso iada à
utilizaçãode umesquematãosimples,dependendodas ara terísti as daredeexistenteentre
as répli as e os lientes. Mostra ainda que outros proto olos ligeiramente mais so sti ados
permitem obter um roteamento, em muitas situações, próximo do ótimo. Assim, um dos
problemas na área de roteamento de mídia ontínua, fo o deste trabalho, é determinar qual
é omelhor proto olo para se onstruirem orestas de distribuição na Internet atual. Alguns
A possibilidade de riação de orestas de distribuição alternativas à do aminho mais
urto depende, naturalmente, da topologia de rede existente entre os sites parti ipantes.
Quando se diz topologia de rede, está-se referindo aos nós de uma rede e quais nós estão
ligadosaquaisoutrosnós. Assim,seexistemvários aminhospossíveisentreosparesdesites
lientesou répli asqueparti iparãodedada oresta dedistribuição, então hávárias orestas
de distribuição diferentes quepodem ser riadas, abrindo possibilidadespara a existên ia de
orestas de menor usto que a dos aminhos mais urtos. Onúmero de aminhosexistentes
entre ospares de sites são uma ara terísti a topológi a quedenominamos diversidade de
aminhos. O apítulo5 estuda essa ara terísti a emtopologiasreaisda Internet.
Assim, para estudar roteamento de mídia ontínua na Internet atual, é ne essário usar
mapastopológi os orrespondentesàInternetreal,tantoparamediradiversidadede aminhos
presentenessastopologiasquantoparasimulara riaçãode orestasdedistribuiçãoutilizando
proto olos alternativosao aminho mais urto.