【正文】 (3)可擴展性由第4章宿主節(jié)點的加。特性說明：新節(jié)點加入系統(tǒng)時，只是把此節(jié)點維護的信息量進行了遷移，所以一定滿足要求。(2)動態(tài)遷移性設(shè)網(wǎng)格系統(tǒng)中有N個宿主節(jié)點和I個邏輯文件，當(dāng)有節(jié)點加入時，索引信息發(fā)生遷移的邏輯文件個數(shù)小于或等于。特性說明：由第4章可知，系統(tǒng)初始分配情況下，每個宿主節(jié)點上維護的邏輯文件個數(shù)為或者，即要么每個宿主節(jié)點上維護的邏輯文件數(shù)相等都為，要么一部分是另一部分是，顯然滿足負(fù)載均衡要求。所以，此策略在更新較少的數(shù)據(jù)網(wǎng)格環(huán)境中是系統(tǒng)副本創(chuàng)建策略的較佳選擇。 200次文件訪問所花費的全部時間，本文提出的域內(nèi)副本衍生和域間副本創(chuàng)建相結(jié)合的副本創(chuàng)建策略總是能保持最快的訪問響應(yīng)時間和最低的帶寬消耗。 訪問延遲隨訪問頻率的變化 副本隨訪問頻率的變化情況，初始階段，文件只有一個副本，平均訪問延遲較大，隨著訪問熱度的提升，副本隨之增加，表現(xiàn)在明顯降低訪問延遲，但副本數(shù)達(dá)到一定程度后，副本總數(shù)和訪問延遲維持在一個穩(wěn)定的水平，副本沒有無謂的增加。 環(huán)境配置參數(shù)實驗參數(shù)參數(shù)值域內(nèi)站點之間的帶寬2000Mbps域間站點之間的帶寬100Mbps～1000Mbps文件訪問頻率閾值20節(jié)點數(shù)目100網(wǎng)絡(luò)延遲20ms磁盤訪問時間19ms以100個PC機器作為節(jié)點構(gòu)建一個P2P實驗網(wǎng)絡(luò)。NYYN副本請求找到信息查詢本地LLN查詢對應(yīng)GHN找到相應(yīng)LLN返回PRN信息本地復(fù)制到充足數(shù)量充足開始結(jié)束 DDRL系統(tǒng)副本定位流程圖為了對動態(tài)區(qū)間映射原算法及改進算法進行測試，現(xiàn)給出其測試環(huán)境如下。對于本地資源，每個節(jié)點擁有一個數(shù)據(jù)庫注冊本地共享到網(wǎng)絡(luò)上的資源，并通過更新控制模塊保持資源的實時一致性。本系統(tǒng)主要針對域內(nèi)副本定位問題，給出本地資源、服務(wù)器資源的副本定位機制?？蛻舳舜_定資源存在于服務(wù)器時，通過傳輸控制模塊對資源進行從服務(wù)器到客戶端的傳輸。S：客戶端結(jié)點D：資源名T：時間閾值L：負(fù)載閾值T`：訪問D次數(shù)L`：當(dāng)前負(fù)載NNNYYY轉(zhuǎn)到域間副本創(chuàng)建環(huán)節(jié)域內(nèi)存在在S上創(chuàng)建D的副本S對D的副本請求T`TL`L放棄D副本創(chuàng)建，直接訪問開始結(jié)束 副本創(chuàng)建流程圖上一小節(jié)提到客戶端可以通過直接指定文件名發(fā)送到服務(wù)器查找資源是否存在、或者把服務(wù)器資源注冊表下載到本地然后點擊下載資源，兩種方法進行資源訪問?？蛻舳耸艿娇隙ǖ姆答佇畔⒑螅蚍?wù)器發(fā)送傳輸文件的請求，服務(wù)器如同意則建立連接通訊進行資源下載。副本創(chuàng)建模塊管理客戶端請求資源訪問時，從服務(wù)器下載資源的過程。采用這種策略主要考慮到域內(nèi)各節(jié)點一般都屬于局域網(wǎng)內(nèi)的范疇，下載資源對帶寬和訪問時間的消耗要求都比較低，不會阻止或者阻礙網(wǎng)絡(luò)的暢通。這時刷新控制類除了要及時響應(yīng)本地資源的更新以外還要維護網(wǎng)絡(luò)資源的增、刪、改的更新控制。通過直接指定文件名發(fā)送到服務(wù)器端查找資源是否存在、或者把服務(wù)器資源注冊表下載到本地然后點擊下載資源，兩種方法進行資源訪問。這些函數(shù)對發(fā)生的共享資源的更新事件，作出響應(yīng)和相關(guān)處理。以上幾類共享資源的改變都需要通過某種途徑通知數(shù)據(jù)庫以及界面注冊表，以保持實時的數(shù)據(jù)一致性。每個節(jié)點擁有自己的共享文件夾指定本地共享到網(wǎng)絡(luò)上的資源。當(dāng)資源被增加、刪除、修改時促觸發(fā)更新控制消息，刷新數(shù)據(jù)庫中資源登記信息。資源信息類正是管理保證服務(wù)器與客戶端正確通訊的信息格式?？蛻舳耸艿娇隙ǖ姆答佇畔⒑?，向服務(wù)器發(fā)送傳輸文件的請求，服務(wù)器如同意則建立連接通訊進行資源下載。下層根據(jù)其獲得的IP地址，啟動TCP/IP協(xié)議與相應(yīng)的服務(wù)器進行連接通訊?？蛻舳诵枰W(wǎng)絡(luò)資源時，會選擇服務(wù)器進行通訊。復(fù)制管理器資源管理模塊服務(wù)器IP資源信息注冊表更新控制模塊副本創(chuàng)建模塊副本定位模塊本地資源網(wǎng)絡(luò)資源查詢控制傳輸控制本地數(shù)據(jù)服務(wù)器端 系統(tǒng)單點結(jié)構(gòu)圖資源管理模塊負(fù)責(zé)對服務(wù)器IP地址、資源信息定義、注冊表組織等資源相關(guān)模塊進行分別管理。為了減少代碼重用，提高程序的可讀性，把系統(tǒng)劃分為資源管理、更新控制、副本創(chuàng)建和副本定位四個不同的模塊對復(fù)制管理器的功能分類描述。客戶端根據(jù)得到的IP地址，連接相關(guān)服務(wù)器進行資源訪問。分別建立客戶和服務(wù)器端類，封裝其基本操作，在主窗口建立m_Client,m_Server分別封裝客戶端類CClient, 和服務(wù)器端類CServer的對象。第二，在客戶端輸入需要的資源名，發(fā)送給服務(wù)器端，服務(wù)器反饋信息，通知客戶端請求的資源是否存在，并告知資源的具體位置。通過設(shè)定服務(wù)器端IP來決定選擇哪個服務(wù)器端訪問資源。當(dāng)文件夾中添加、刪除文件等事件發(fā)生時即自動觸發(fā)數(shù)據(jù)庫刷新消息。刷新模塊讀入本地磁盤文件數(shù)據(jù)庫服務(wù)器IP創(chuàng)建模塊查詢關(guān)鍵字創(chuàng)建副本定位模塊共享文件網(wǎng)絡(luò)文件服務(wù)器端數(shù)據(jù)庫本地磁盤文件注冊表注冊表定位模塊共享文件網(wǎng)絡(luò)文件刷新模塊邏輯與物理地址映射表返回創(chuàng)建消息客戶端關(guān)鍵字創(chuàng)建副本 系統(tǒng)結(jié)構(gòu)圖，實現(xiàn)對本地資源的查詢和更新。其中客戶端、服務(wù)器采用同一個程序，根據(jù)不同需要選擇每個節(jié)點是服務(wù)器還是客戶端。并且動態(tài)選擇服務(wù)器端，進行資源的訪問與副本的創(chuàng)建。系統(tǒng)初始狀態(tài)均默認(rèn)為服務(wù)器狀態(tài)。原型系統(tǒng)實驗的硬、。所有機器通過100Mbps以太網(wǎng)進行連接。測試的環(huán)境是在同一個局域網(wǎng)內(nèi)的多臺節(jié)點機上進行。在DSRL結(jié)構(gòu)的啟發(fā)下，提出了一種基于域的思想的改進的分布式動態(tài)副本定位方法DDRL，并通過對DDRL實現(xiàn)過程的具體介紹，分析了DDRL定位機制的有效可行性。有效保持了動態(tài)均衡的特性。又可以均衡的分布副本信息，與平衡二叉樹、二叉樹、Huffman編址等方法相比，實現(xiàn)起來要簡易的多。這種情況下系統(tǒng)中只需要移動很少的一部分相應(yīng)的定位信息，其他的宿主節(jié)點和副本定位信息不變。：采用分布式副本定位機制，使用動態(tài)均衡映射技術(shù)，將副本信息均衡的定位在各宿主節(jié)點上，并可以動態(tài)更新記錄，對數(shù)據(jù)元以及副本數(shù)目的可擴展性較好的支持。：域內(nèi)副本每次使用時動態(tài)讀入表中，并且定時刷新，保證數(shù)據(jù)的實時性和準(zhǔn)確性。LLN節(jié)點有效支持域內(nèi)副本的本地查詢。LLN節(jié)點是副本定位查詢?nèi)肟冢?dāng)一個LLN接收到對數(shù)據(jù)元LDN副本的查詢請求后，首先查詢域內(nèi)是否有LDN的本地副本信息，如果有并且個數(shù)滿足要求，則自己返回對應(yīng)PRN信息；否則通過域間動態(tài)均衡映射策略得到LDN的宿主節(jié)點GHN，到GHN上查詢LDN的宿主目錄信息，得到存儲有LDN副本信息的全部本地定位節(jié)點：；后到上查詢LDN的域內(nèi)副本信息，返回各副本物理名。要退出的節(jié)點上維護的信息遷移到i上。LNIA[j+1]= LNIA[j]+( LNIA[j] LNIA[k])。每次結(jié)點加入后都要保持結(jié)點地址由小到大順序排列。該宿主節(jié)點宿主目錄維護著此LDN的副本定位信息，即：FOR i=1 to NIF(找到的第一個大于或等于此GIDI的值的節(jié)點LNIA[i])把此LDN副本定位信息加入LNIA[i]對應(yīng)的GHN；退出；當(dāng)有新的宿主節(jié)點要加入到系統(tǒng)中時，如果最后加入的宿主節(jié)點地址為2或比最后加入的結(jié)點地址大的結(jié)點只有1個值為2，則把最小的宿主節(jié)點地址i除以2得到的整數(shù)j作為新加宿主節(jié)點的地址，并且把i上維護的信息中小于j的信息遷移到新加宿主節(jié)點上。反之，則前n個宿主節(jié)點包含的值比后N－n個宿主節(jié)點所包含的值多一個。每個宿主節(jié)點的宿主目錄里存儲值小于它本身LNIA并且大于前一個宿主LNIN的GIDI映射信息；設(shè)初始宿主節(jié)點的個數(shù)為N，LNIA[i]為分配給各個節(jié)點的地址(i＝1,2,3,…,N)。以下詳細(xì)介紹動態(tài)均衡映射技術(shù)：上面我們已經(jīng)介紹把每個數(shù)據(jù)元通過MD5算法，用一個128為的GIDI表示，為每個GHN都通過算法賦一個地址值（Local Node Index Address,LNIA）。例如若數(shù)據(jù)元LDNl在3個本地定位結(jié)點LLN1，LLN2，LLN3所負(fù)責(zé)的SS上都有副本，則LLN1，LLN2，LLN3上都有數(shù)據(jù)元LDN1的部分副本信息，同時數(shù)據(jù)元LDN1的宿主結(jié)點GHNp上維護了LDN宿主目錄信息，即3個映射信息：(LDN1,LLN1)，(LDN1,LLN2)，(LDN1,LLN3)；宿主節(jié)點目錄信息中只維護了LLN節(jié)點的索引信息，這樣做的好處是可以減小存儲和更新開銷，例如副本在同一個域內(nèi)的物理存儲層的移動或復(fù)制只會使LLN層的某條記錄相應(yīng)更新，而不會引起宿主目錄信息的變化。某個節(jié)點存儲了某數(shù)據(jù)元(Data element)的副本定位信息，那么就稱該節(jié)點是該數(shù)據(jù)元的宿主節(jié)點。域間副本定位維護了宿主節(jié)點與邏輯名的映射信息。當(dāng)前LLN發(fā)生故障時，可以根據(jù)各節(jié)點的資源注冊信息表的內(nèi)容，在重新選擇新的LLN上面生成域內(nèi)地址映射。比如：創(chuàng)建名為：，存儲位置在D:\test\，所在主機的IP地址為：，則此數(shù)據(jù)元的LDN為：；同時，在域內(nèi)每一個節(jié)點SS上，用一張資源注冊信息表記錄每個數(shù)據(jù)文件的信息：如物理名字，存儲路徑，IP地址和邏輯名等。為了保證邏輯名的唯一性，在產(chǎn)生第一個初始數(shù)據(jù)元時，以其物理名、IP地址、存儲路徑為參數(shù)對其采用MD5算法產(chǎn)生一個128位的數(shù)字標(biāo)識稱為：全局內(nèi)部數(shù)據(jù)標(biāo)識(Global Internal Data Identifier ,GIDI)作為它的LDN。在LLN上保存數(shù)據(jù)元的邏輯名與其物理名的映射。下面就分別對這兩種策略進行介紹。在每個域內(nèi)的SS與其所屬的LLN的映射關(guān)系采用域內(nèi)副本定位策略。，其中任意一個國家中心、地區(qū)中心、工作組甚至是單獨的工作站都可以組成一個域。文[41]中采用了基于Huffman編碼的地址映射技術(shù)為各數(shù)據(jù)文件選擇宿主節(jié)點。在動態(tài)均衡映射方面DSRL提出了基于平衡二叉樹思想：把數(shù)據(jù)節(jié)點的全局內(nèi)部宿主地址(global internal home address,GIHA)的分配看成產(chǎn)生以宿主節(jié)點為葉節(jié)點的平衡二叉樹的過程。宿主節(jié)點：某個節(jié)點存儲了某數(shù)據(jù)元(Data element)的副本定位信息，那么就稱該節(jié)點是該數(shù)據(jù)元的宿主節(jié)點。GHN與LLN是M：N的關(guān)系。LLN與SS是1：N的關(guān)系。DSRL系統(tǒng)中包括三種結(jié)點：存儲結(jié)點(storage site ,SS)、本地定位節(jié)點(local location node ,LLN)、宿主結(jié)點(global home node ,GHN)、SS上存儲了實際的物理數(shù)據(jù)，LLN提供了本地副本信息，GHN存儲了全局定位信息。本地定位層物理存儲層SS2全局定位層GHNGHN…LLNLLNLLNSSSS1 DSRL的邏輯結(jié)構(gòu)副本定位相關(guān)的幾個概念：在數(shù)據(jù)復(fù)制管理技術(shù)中，因為同一文件可能存在幾個不同副本，為了便于查找和使用且不容易混淆，我們規(guī)定同一個數(shù)據(jù)在整個網(wǎng)格中只有一個獨一無二的名字――邏輯名(logical data name ,LDN)，不同的副本又有其各自的物理本名(physics replica name ,PRN)，PRN通常包括副本所在的物理存儲位置，數(shù)據(jù)特征等信息。DSRL使用宿主節(jié)點來支持對同一數(shù)據(jù)多個副本的同時高效定位，使用本地副本定位節(jié)點來支持對副本的本地查詢，提出一種動態(tài)均衡映射方法，將全局副本定位信息均衡分布在多個宿主結(jié)點上，并能夠自適應(yīng)的動態(tài)加入和退出。本章綜合研究和評價基于同一個模型的幾種分布式、動態(tài)自適應(yīng)的副本定位方法[39,40,41,42]然后提出一種改進的副本定位機制，目的是對以上算法的可靠性、可行性、可擴展性以及負(fù)載均衡等方面進行良好的折中。但是該文并沒有說明怎么將動態(tài)加入的節(jié)點歸入某一VO當(dāng)中。文[37]提出運用于P2P中的數(shù)據(jù)定位方法，設(shè)想利用P2P網(wǎng)絡(luò)中的小世界現(xiàn)象進行虛擬組織的劃分，并將數(shù)據(jù)定位劃分為域內(nèi)和域間，在域內(nèi)采用Gossip技術(shù)[38]將副本的定位信息在域中進行擴散。副本目錄服務(wù)實現(xiàn)副本定位是純集中式定位方法的一種改進，不會因為服務(wù)器的崩潰引起所有數(shù)據(jù)文件的丟失，Globus、歐洲D(zhuǎn)ata Grid項目都是采用這種結(jié)構(gòu)[35]；副本目錄集中存儲在指定服務(wù)器，如果此服務(wù)器崩潰，雖然不至于丟失信息，但會造成查找數(shù)據(jù)的困難，因此還是沒有擺脫集中控制的不足，擴展性、可靠性不好；Ripeanu和Foster提出了一種分布的副本定位方法，利用Bloom Filter技術(shù)在本地各個節(jié)點上壓縮存儲系統(tǒng)全部副本定位信息，是目前副本定位的主流方法，這種方法基本上不需要考慮單點失效的問題，但是如果定位方法不當(dāng)將會帶來巨大的存儲開銷和更新開銷。副本定位的方法有集中式和分布式兩類。副本定位是網(wǎng)格環(huán)境下資源定位的關(guān)鍵問題。如何有效的定位可能存在的諸多副本是數(shù)據(jù)網(wǎng)格關(guān)注的重要問題之一。并且比較分析了這種策略與相關(guān)副本創(chuàng)建策略相比有效提高了訪問效率、減少帶寬消耗、節(jié)省存儲空間。這樣，每個域內(nèi)資源都達(dá)到的最大可能最優(yōu)利用，他們組成的整個網(wǎng)格自然處于較優(yōu)的資源狀態(tài)。IF(creat_flag)更新G中文件D在所有Q中的訪問服務(wù)范圍；creat_flag＝FALSE；}域內(nèi)副本衍生和域間副本創(chuàng)建相結(jié)合的副本創(chuàng)建算法，充分考慮到系統(tǒng)的局部性特征把整個網(wǎng)格劃分為域內(nèi)、域間兩部分，并針對其不同的特征制定截然不同的創(chuàng)建算法，結(jié)合目前存在副本創(chuàng)建策略的優(yōu)點，大大改進了系統(tǒng)性能。訪問閾值分別設(shè)定為T，T1（T1T）。副本的訪問原則是：當(dāng)域內(nèi)不存在要訪問的副本時，查找域間離此域最近的副本，進行訪問，訪問頻率超過某一閾值時，采用最佳客戶端策略[16]的思想，在本域的Best Client節(jié)點上創(chuàng)建此文件副本，當(dāng)域內(nèi)某一節(jié)點對此副本的訪問頻率超過閾值時，直接在此節(jié)點上創(chuàng)建此文件副本。creat_flag=FALSE。副本創(chuàng)建觸發(fā)時機如下形式化描述：IF（客戶端Sm`請求對數(shù)據(jù)D訪問）IF(t時間段內(nèi)對D的訪問次數(shù)T