分布式多媒体流式传输系统及媒体内容分发的方法和设备

摘要

一种用于分布式多媒体流式传输的媒体内容分发系统，其通过网络通信并且合并了多个独立的媒体站，每个媒体站具有用于控制的一个媒体引向器和用于媒体内容的存储、检索和流式传输的若干媒体引擎。来自连接到该网络的一个媒体控制台的内容请求被媒体引向器重定向到用于存储与该流式传输请求对应的内容的一个选定媒体引擎。该系统包括提供媒体内容下载能力的至少一个分发中心以及一个与每个媒体站中的媒体引向器通信的媒体位置注册表。该媒体位置注册表存储媒体站中所有媒体内容的位置。

说明书

技术领域

本发明通常涉及分布式多媒体流式传输领域，尤其涉及来自分布式组件的高比特率流式传输的媒体内容分发。

背景技术

高比特率多媒体流式传输，尤其是高比特率视频流式传输已从处理数千同步用户发展到了数百万用户。基于采用集中控制的单个强大机器或群集系统的传统系统结构不再能够满足这种大量的需求。

发明内容

本发明提供一种用于分布式多媒体流式传输的媒体内容分发系统，其通过网络传送并合并多个独立的媒体站，每个媒体站有一个媒体引向器和若干媒体引擎。每个媒体引擎包括用于媒体内容的存储器、通过网络获得媒体内容的检索系统以及用于通过网络流式传输媒体内容的互连。媒体引向器控制媒体站并被用于通过一个选定媒体引擎引导经由网络检索媒体内容，并跟踪存储在媒体引擎上的内容。来自连接到网络的媒体控制台的一个内容请求被媒体引向器重定向到存储与流式传输请求对应的内容的一个选定媒体引擎。

通过网络进行传送的至少一个分发中心被提供并且其包括媒体内容下载能力和与每个媒体站中的媒体引向器通信的媒体位置注册表。媒体位置注册表存储媒体站中所有媒体内容的位置。

附图说明

当结合附图考虑时，参考如下详细的说明书将更好地理解本发明的这些和其它特征和优点，附图中：

图1是使用本发明的媒体交换机系统的层结构框图；

图2是用于实现图1各层的硬件元件的框图；

图3是在采用本发明的一个系统中用于内容分发的逻辑分层结构框图；

图4是被合并在媒体站中的各元件的框图；

图5是说明内容分发到媒体站的示意图；

图6是用于把内容推入到媒体站的硬件交互作用和处理的示图；

图7是说明由用户请求所导致的用于传送内容的硬件交互作用和处理的示图；

图8a是用于把数据流式传输给用户媒体控制台的硬件相互作用和流程的图表；

图8b是如图8a所示用于流式传输数据的处理的流程图；

图9是为了减轻过载在替换的媒体引擎上快速复制分段的处理的流程图；

图10是响应于用户命令用于避免差错的媒体引擎交换的处理流程图；

图11是从媒体站中删除节目的过程的流程图；

图12是结合了本发明的集成媒体交换机的高级数据流框图；

图13是硬件物理结构的顶层框图；

图14是底架布置的详细框图；

图15是具有网络管理系统和底架叶片控制器的叶片主板的功能相互作用框图；

图16是在采用本发明的系统中的用于接入控制的秘密密钥系统的基础元件框图；和

图17是用于流式传输数据的媒体控制台请求的验证的系统通信的框图。

具体实施方式

一个合并了本发明的媒体内容分发系统采用两层：一个媒体站以及一个媒体交换机，其中该媒体站覆盖一个行政区，而媒体交换机覆盖一个城市区域或好几个城市区域，其包括若干媒体站。图1是示出系统在其中操作的各层的体系概述。从媒体控制台/终端层102开始，媒体控制台104或终端是用于媒体流式传输操作的终端装置并提供内容给用户。一个典型的装置具有：显示节目指南的电子节目指南(EPG)代理，用于解码诸如MPEG-2、MPEG-4之类的压缩数据流的解码器，微软视窗媒体系列9，与流式传输服务器相互作用以便控制节目选择、特技模式(trick-mode)操作(″诸如快进、暂停和倒带之类的″类似VCR″的操作)和数据流的媒体播放器。在媒体控制台的情况下，电视编码器被嵌入以便把流式传输数据变换成为电视信号。在许多应用中，个人计算机106和可视电话108在用户级将被附加到网络上。

媒体站层110提供用于数据流式传输的多个媒体站。媒体站112是一个与具有媒体控制台/终端的一组用户通信的自给自足流式传输单元。媒体站通常被安装在宽带网中的中心局(CO)中。媒体站的布局按照要被覆盖的客户数目、网络拓扑和主干网可用带宽来确定。

正如随后将更详细描述的，媒体站有足够的存储量来存储被最频繁访问的节目及相关元数据。用户的流式传输请求被发送给媒体站。媒体站将采取适当的行动并开始该数据流。来自用户的诸如特技模式操作和EPG导航之类的其它请求也被发送给媒体站。

媒体站与在线支持层114相互作用以便获取用户信息、内容管理信息、记帐相关信息以及EPG相关信息。它们还与在线支持层以及其它媒体站相互作用以便在媒体站之中以及在媒体站和数据中心之间拷贝或移动节目数据。

每个媒体站有若干媒体引擎116。正如将随后更详细描述的，一个媒体引擎可以是底架中的一个叶片。媒体引擎负责把节目数据流式传输给用户。媒体引擎的特定结构取决于所覆盖的用户数目以及存储在媒体站中的节目数据量。

媒体引向器118是媒体站的控制单元。所有用户的初始流式传输请求被发送给媒体引向器。另外，媒体引向器控制媒体站内的负载平衡、存储平衡以及媒体数据复制。在随后更详细描述的某些硬件应用中，媒体引擎之一将被使用作为一个备份媒体引向器。它在正常操作期间从媒体引向器镜像数据并当媒体引向器不能工作时接管该任务。

一个在线支持层114管理整个媒体交换机系统的内容信息并控制媒体站之中的媒体数据分发。在一个示例性实施例中，在线支持层还向媒体站提供计帐和用户管理服务以及网络管理功能。

在线支持层中的一个归属媒体站120存储目前在服务的所有节目的媒体数据。这一层中的内容引擎122是媒体数据进入该系统中的传入点。内容引擎获得来自事务部门层126的媒体资产管理系统(MAM)124的指令并执行必需的编码、转换编码或者从诸如数字视频磁带、DVD、现场电视等等之类的各种源的上载，存储该数据在归属媒体站中并把它分发给媒体站层中的各媒体站。

客户自我服务系统128也被合并到在线支持层中，通过它，客户能够检查帐目状态，支付预订费用，购买特定节目的服务计划，登记服务请求以及配置EPG设定。

事务部门层126提供离线支持操作以及为其它层生成控制数据。媒体资产管理(MAM)系统124被用来跟踪并控制每个媒体节目的寿命周期。它为每个新的媒体节目分配系统级的唯一节目ID，并为媒体捕获控制模块128生成工作指令，媒体捕获控制模块128接着与操作员交互作用以便开始并控制在线支持层中的内容引擎的操作。记帐系统130和用户管理系统132管理后端数据库，并支持用户接口用于建立记帐策略并输入或修改用户信息。

图2示范了被配置成使用于被服务的若干地理区域或城市202中的媒体交换机的多个层的一个实施例。每个城市使用通过城域网(MAN)204互连的一系列媒体站112。每个媒体站服务若干用户206。每个用户有一个固定媒体站来服务它的流式传输请求。另外，每个城市合并了在线支持层单元，它包括媒体位置注册表(MLR)208、归属媒体站210和分发中心(DC)214中的内容管理器212。对于示出的实施例，主要城市202′被选择作为总部站点。与该站点相关的是MAM 124。在替换实施例中，多个城市合并了一个MAM用于把内容引入到系统中。

MAM确定何时何地分发一个节目。CM在MAM规定的时刻公开节目，并且MLR识别用于分发的数据的位置。逻辑上，所得到的内容分发系统是如图3所示的层次型。总部分发中心214′提供内容给各个城市的分发中心214。每个城市DC然后分发数据给它控制中的媒体站112，并且正如将随后更详细描述的，媒体站进一步分发数据给其它媒体站。

如前所述，媒体站是一个覆盖一组用户的自给自足流式传输单元。一个典型应用中的媒体站被安装在宽带网的中心局中。媒体站的布局按照要被覆盖的用户数目、网络拓扑和网络可用带宽来确定。

如图4的一个示例性实施例所示，每个媒体站112合并了一个媒体引向器118，媒体引向器118具有一个EPG服务器402和一个用于处理流式传输和来自用户的特技请求的应用服务器404。一个超媒体文件系统(HMFS)406被合并用于数据存储。一个容量相同的备用媒体引向器118S被提供来在服务故障或撤销时承担工作引向器的角色。多媒体引擎存在于媒体站中。媒体引向器记录系统中所有节目的位置并且记录哪一媒体引擎保存一个特定节目或它的一部分。在来自用户媒体控制台的通信中，媒体引向器把媒体控制台引导到适当的媒体引擎以便开始数据流。一个分布式存储子系统(对于示出的实施例，是一个HMFS)408存在于媒体引擎中来使用大量独立、并行的I/O信道410以便满足大存储尺寸需求和I/O数据率需求。媒体引擎通过一组吉比特以太网交换机412连接在一起并且连接到与用户通信的网络204。网络到用户之间的带宽和I/O信道的匹配避免了流式传输系统中的任何瓶颈。

每个媒体节目(影片、文件、电视节目、音乐片，等等)都被划分成为较小的分段(在本领域中也可称为“切片”)。这样的划分提供媒体数据单元的小颗粒性并使得数据移动、复制、分级和管理容易得多并更有效率。向媒体站的内容分发如图5所示被完成。

一个新的节目被MAM载入并分发，MAM把新节目的元数据502传送给内容管理器(CM)212。MAM然后通过一个工作指令504命令内容引擎(CE)122把节目数据506传送到归属媒体站(HMS)120中。MAM把节目的状态更新为″待用″并规定一个发布时刻508。MAM发送分发参数510给MLR以触发节目的分发512。MLR开始操作序列以便分发内容给媒体站112，正如将随后更详细描述的。CM在一个规定的时刻发送″发布″命令给所有的媒体站以便开始节目的服务514。

为了提供内容给媒体站以便可供用户访问，内容被″推″向媒体站，如图6所示。MLR引导媒体站MS2中的媒体引向器MS2MD来获取节目602，识别内容所存在的媒体站MS1。最初，内容将存在于归属媒体站中并随后存在于逻辑分层结构中，如先前结合图3所述。查找媒体站MS2中的媒体引向器然后将向所标识的站的媒体引向器MS1MD请求所需分段的位置604。所标识的MD然后将向查找MD通知606该分段在媒体引擎MS1MB中的位置。该查找MD然后将引导608一个适当的媒体引擎MS2ME来从MS1MB取得该分段。MS2ME将向MS1MB请求610该分段的拷贝，MS1MB将进行响应612，传送该分段。当分段拷贝完成时，MS2ME将通知MS2MD分段拷贝完成614。媒体引向器然后向MLR通知616附加到位置数据库的该分段的新位置。

MLR可以计划从媒体站到媒体站的推动序列，以便推入操作能够在最短时间内向所有媒体站完成。例如，通过引导顶层的所有媒体站从归属媒体站获取分段，然后引导下一级媒体站从它们的组长获得这些分段来使用如图3所示的逻辑树形结构。对于一个实例性实施例，所有活动节目的第一分段被分发给所有的媒体站以便简化用户的访问。

对于尚末呈现在媒体站但是如图5所示为分发已被发布的内容，来自用户的请求导致如图7所示的内容传送。用户媒体控制台104向媒体站MS2的媒体引向器MS2MD提出一个流式传输请求702。MD询问704MLR所请求的节目或分段的位置。MLR用该分段位置的通知706响应。可能存在期望的分段被存储的多个位置。MD基于包括可用带宽、离源媒体站的距离、拷贝时间和源媒体站的负载在内的若干参数来计算获得所述分段的期望拷贝的相对费用。一旦选择一个源媒体站(在这里例如是MS1)，MD从MS1MD请求708分段的位置，MS1MD用存储该分段的媒体引擎MS1ME的地址响应。MS2MD然后引导712一个选定的媒体引擎MS2ME取得该分段。MS2ME从源媒体引擎MS1ME请求714该分段的一个拷贝，MS1ME进行响应716，发送该分段。一旦分段拷贝完成，MS2ME通知718MD拷贝完成，并且MD通知720MLR该分段的新位置。

为了把内容流式传输到用户，每一媒体站中的媒体引向器使用一个负载平衡方案来跟踪媒体站中媒体引擎的任务负载。通过按照当前系统状态和负载分布来引导流式传输请求而实现负载平衡。在媒体引向器的命令之下的数据传送的通信序列的一个示例由具有各系统元件典型IP地址位置的图8a所示。媒体控制台104从媒体引向器118请求802一个分段0021。媒体引向器识别这个分段在存在于媒体引擎1和8(ME1和ME8)中的分段位置表804中的位置，并把MC重定向806到ME1的IP地址10.01.1.11。MC然后从开始流式传输数据810的ME1请求808分段0021。当被流式传输的分段接近它的结束时，ME1从位于下一分段的MD和在分段位置表中存储那个分段的ME请求812下一分段的位置，基于负载和状态来选择一个ME并用下一分段的标识(seg 0022)和下一分段属于的ME2的IP地址10.0.1.12来应答814。ME1通知ME2预先载入816下一分段seg 0022并在seg 0021流式传输完成时引导818ME2以便开始流式传输seg 0022到IP地址18.0.2.15，媒体控制台。ME2然后开始流式传输820来自seg 0022的数据给MC。

相对于图8a描述的序列的流程图如图8b所示。在由ME2承担与MC的流的通信时，ME2发送一个通知822给MD。所述过程继续直到在ME通知MD流式传输已经停止826的那一时刻MC命令停止由ME执行的流式传输824为止。

作为负载平衡方案的一部分，快速复制方案被用来从一个媒体引擎向另一媒体引擎拷贝一个分段。当一个媒体引擎超过它的流式传输容量时，一个非常需要的分段可以被复制到另一媒体引擎并且对于那个分段的进一步的请求被引导到该新的媒体引擎。在示例性实施例中，触发复制的流式传输请求所观察到的额外延迟小于30毫秒。

通信序列如图9所示。第一媒体控制台MC1请求分段流式传输902到媒体引向器MD。MD用向存储该分段的媒体引擎ME1的重定向来进行应答904。MC1请求从ME1播放流906，并且ME1通过流式传输来自该分段的RTF分组数据来进行响应908。MD已经对至ME1的重定向编目录并监控ME1的负载。如果ME1已经达到一个预定最大能力，当另一媒体控制台MEn请求流式传输910同一分段时，如果分段不存在于分段位置表中的另一可用ME上，则MD引导912另一媒体引擎ME2取得该分段并规定从中该分段要被复制的ME。在各个实施例中，最大能力可以如此确定，以使复制可以从第一媒体引擎或分段位置表中的其它现有的媒体引擎发生。可替代地，如关于图7所述，取得命令可以引导从另一媒体站中的媒体引擎直接复制该分段。为了举例的目的，由MD定义的源媒体引擎被指定MEx。ME2从通过发送分段916来应答的MEx请求拷贝914该分段。在取得的方向上，MD应答918MCn，重定向到ME2的IP地址。MCn然后请求播放流920并且ME2进行响应922，转发分段的RTF分组给MCn。当从MEx到ME2的分段拷贝完成时，ME2发送一个拷贝完成924给MD，它如前所述那样通知MLR该分段的新位置。

一个流交换方法被用来交换同一分段的两个流，一个在具有分段完整拷贝的第一媒体引擎ME2上，第二个在当前接收同一分段的第二媒体引擎ME1上。在用户尝试快进，同时用不完整分段从ME1流式传输的情况下，媒体引向器从ME1向ME2交换快进流(用完整的分段)。使用以标准速率运行的同一分段的流被从第一媒体引擎交换到第二媒体引擎，因此避免快进操作的失败。

图10示范了用于交换媒体引擎的通信序列。在正常操作期间，媒体引向器MD引导ME1取得1002一个特定的分段。ME1请求从源ME(任意地被标识为MEx)拷贝1004该分段，并且MEx通过发送1006所期望的分段来进行响应。在分段接收期间，媒体控制台MC1从MD请求一个流1008，MD进行应答1010，把MC重定向到ME1。MC1请求播放流1012，ME1通过发送来自所请求分段中的RTF分组来进行响应1014。如果MC1请求流(分段)的快进1016，若快进超过已经从MEx中接收到的分段部分，则ME1识别流式传输出错的可能。ME1通知1018MD即将来临的差错状态，并且MD用空闲的或者在ME1之后已经开始流式传输的具有整个分段的媒体引擎ME2(它可以是MEx本身)的标识进行应答。ME2已经把分段的RTF分组流式传输1020到另一媒体控制台MCn。ME1请求一个交换1022，识别MC1为当前通信中的媒体控制台，并提供分段编号和该分段内的帧。ME2开始向MC流式传输来自该分段的数据1024，如果ME2已在流式传输，则返回一个交换1026，识别媒体控制台MCn和该分段的帧。ME1接管RTF分组1028向MCn的流式传输。

媒体站中的媒体引擎相对于输入和输出是对称的，从而允许数据大体上与流式传输数据被发送出一样迅速地被带入媒体引擎。因此，媒体站可以被用作为一个高比特率的大存储库。这个结构在节目分段实时被传送给各媒体站并流式传输到媒体控制台的现场广播传输中特别有益。在本发明中使用的媒体站的实施例的细节公开在标题为″METHOD AND APPARATUS FOR ALOOSELY COUPLED，SCALABLE DISTRIBUTED MULTIMEDIA STREAMINGSYSTEM″(用于松耦合式可缩放分布式多媒体流系统的方法和设备)的未决专利申请(代理人档案号No.U001 100085)中，该申请具有与本申请共同的受让人，并且该申请内容在此被完全引入作为参考。

除了获取节目分段之外，未从媒体站请求的分段将陈旧并被移走。图11提供了用于消除一个未使用节目/分段的示例性通信流程。在确定一个节目已超时或者对于使用较高的节目需要额外的存储空间时，媒体引向器MS1MD请求向媒体位置注册表MLR删除节目1102。MLR用一个节目删除许可1104进行响应，并且MD向站中的媒体引擎(组)MS1ME生成内部删除消息1106，分段位置表指示所述站具有与节目相关的分段。媒体引向器然后发送一则消息1108给MLR，向MLR确认该删除，以便更新位置数据库。

在某些情况下，为了存储的原因，希望保持被媒体站删除的节目的一个拷贝。这种情况也如图11所示，在此，媒体站1正在删除一个节目以便释放存储空间，但是MLR确定希望保存该节目，然后引导该节目传送到有剩余存储可用性的一个媒体站。MS1MD向MLR请求删除一个节目1110。MLR引导一个节目移动1112到在第二媒体站中的媒体引向器MS2MD，识别该媒体站当前请求删除。MS2MD询问MS1MD查找与该节目相关的分段(组)1114，并且MS1MD用该分段位置(组)进行响应1116。MS2MD引导媒体引擎MS2ME取得该分段(组)1118。MS2ME发送一个拷贝请求1120给MS1ME，MS1ME通过发送该分段(组)1122来进行响应。当分段(组)拷贝完成时MS2ME通知1124MS2MD，并且MS2MD通知1126MLR该新的分段位置。这个过程被重复，直到在MS2MD通知MS1MD移动已经完成1128的那一时刻该节目的所有分段被传送为止。MS1MD然后向MLR再一次请求删除该节目1130，MLR用一个许可1132进行响应。MS1MD然后发送内部删除消息1134给MS1ME以便删除该节目分段并且通知MLR节目删除完成1136，用于更新位置数据库。

整个媒体交换机的高级数据流程如图12所示。由内容供应商1202使原始内容可用。控制器使用MAM用户接口(UI)1204来引导MAM与内容供应商接口以便接收内容。在MAM的控制之下，内容引擎122准备并按分段加密该节目并且分发该内容给归属媒体站120，内容管理器212把内容的元数据存储在一个数据库1206中。该内容的位置由媒体位置注册表208存储在媒体位置管理数据库1208中。内容管理器提供内容元数据给每个媒体站112的EPG和接入控制元件402以用于存储在它们的数据库1210中，如前所述。如前所述，为了存储，在媒体引向器的控制之下，归属媒体站把数据传送给媒体站中的各媒体引擎。

用户管理系统1212把关于用户的数据保持在用户数据库1214中，并通过超高速缓存1216与一个验证服务器1218和客户自顾系统1220通信。作为数据流式传输的第一步，验证服务器与用户的媒体控制台104通信。当用户通过使用媒体控制台中的EPG功能来选择一个要获取的节目时，从媒体控制台向验证服务器提出一个请求，验证服务器验证用户并提供服务令牌。服务令牌然后经过媒体控制台传到媒体站的接入控制功能。媒体引向器然后通过如前所述的媒体引擎提供节目分段给媒体控制台。

一个集成的记帐系统1222类似地通过超高速缓存1216进行操作，提供记帐数据给媒体站内的分布式帐单功能1224，每个媒体站有一个用户和记帐超高速缓存1226用于数据存储。记帐信息然后被发射给用户的媒体控制台。

顾客自顾系统也可由用户通过媒体控制台访问。顾客自顾系统通过超高速缓存与记帐和用户管理系统通信。

网络管理系统(NMS)1228能够控制整个系统的硬件元件。一个示例性NMS可以是UTStarcom的MediaSwitch NMS。

从典型实施例的硬件立场看，媒体交换机系统被分级为四层：如前所述，在图2和12中所示的整体系统、媒体站、底架和各个叶片。从如图13所示的顶层，中央位置中的网络管理系统(NMS)1228覆盖一个城市、一个国家或甚至多个国家。第二层是媒体站(MS)112，一个通常位于CO中并覆盖CO附近地区的自包含流式传输单元。每个MS包括第三管理层的若干底架1302。底架管理系统提供对于底架中的各叶片的外部控制。叶片1304是最低层的管理单元。每个叶片是一台独立的计算机。它可以是媒体引擎(ME)或者是媒体引向器(MD)。

在示出的实施例中，媒体站是一个抽象级，它的状态由它的MD表示。因此，MS不是管理结构中的一个实体，并且一个三层的管理系统被使用。

网络管理是第一级并且提供全套的管理功能和GUI。系统负载以及诸如温度和风扇速度之类的其它工作参数被监控。自动告警可以被配置来向系统操作员发送电子邮件或呼叫。

底架管理是第二级并且提供叶片存在检测、自动叶片加电、远程叶片加电和断电、管理的叶片加电，以便在盘驱动器旋转、底架id读取和底架控制失败期间避免电流浪涌。

叶片自我管理和监控是第三级并且允许通过SNMP向NMS的温度、风扇速度以及电源电压监控和告警、自我健康状况检测，其包括关键线程监控、存储级监控、负载监控，等等。所有的告警门限值可以由NMS远程设置。对于与软件相关的故障，将自动尝试软件重启或OS重启，并且事件将被报告给NMS。

如图14实例性实施例所示，底架可以作为高达10个叶片1304的主机，每个叶片可以是媒体引擎或媒体引向器。每个叶片可以读出底架ID 1402和用于识别的它自己的插槽编号1404。

底架中的所有叶片具有一个控制单元或底架叶片控制器(CBC)1406。对于该示例性实施例，每个CBC包括一个实现控制逻辑的Intel8501芯片和一个被配置来担当控制目标的FPGA。8501芯片还通过UART接口1410与主板1408通信。主板能够发出控制命令或者通过网络把从NMS接收到的控制命令中继到CBC。

对于该示例性实施例，位于插槽5和6中的叶片是控制叶片。在加电时由仲裁逻辑确定一个工作，一个备用。当底架在加电时，插槽5和插槽6中的叶片进行仲裁然后一个变成工作控制器。工作控制叶片上的CBC扫描底板并按照具有一个预定间隔的控制顺序加电这些叶片，以避免盘驱动器在各个叶片上旋转所引起的电流浪涌。

在工作控制叶片上的CBC然后扫描底板上的所有插槽并检测每个叶片的存在和状态。备用控制叶片监控工作控制叶片的状态。当工作控制叶片停止控制时，备用控制叶片自动接管并变成工作控制叶片。

在正常操作期间，工作控制叶片上的CBC周期性地扫描底板。如果一个新的叶片被插入，则它将被自动加电。

工作控制叶片向NMS注册它自己，然后可以使用来自NMS的命令用于控制底架中的其它叶片，比如检查它们的存在和状态、加电/断电或者一个叶片供电周期，等等。非控制叶片也向NMS注册它们自己并能够使用来自NMS的命令重新启动或者断电。

从管理的观点看，每个叶片是一个独立计算机。除它的应用功能之外，每个叶片具有管理软件以便监控应用软件的健康状态、系统负载和性能、以及诸如CPU温度、风扇速度和电源电压之类的硬件相关参数。叶片管理软件功能如图15所示。

流式传输应用线程1502周期性地把它们的健康状态和负载信息放入一个共享存储区域中。管理监控线程1504扫描该区域以便分析线程和系统的状态。除了通过一个SNMP代理1506向NMS周期性地报告状态信息之外，当检测到一个异常状态时可采取本领域中已知的适当行动。

如前所述，一个基于验证方案的服务令牌被使用作为用户的媒体控制台所请求的任何数据传送的预报器。图16示出了接入控制方案，在此，″sk″表示一个秘密密钥。秘密密钥只在诸如媒体控制台104或媒体站112之类的一个系统元件以及验证服务器1218之间被建立。系统组件当中的所有其它接入由验证服务器许可的Kerberose类型的令牌控制。这减少了在各组件当中分发的秘密密钥的数目，并使增加新组件更简单。一个mc_token 1602由媒体控制台传送到媒体站以便获得流式传输服务。一个cp_token 1604被媒体站传送用于在各媒体站之间的数据转送。

一个媒体控制台占有两个号码，MC_ID和MC_Key。那些号码可以被烧入盒中的芯片中、在智能卡上或者在盒中的某些形式的非易失存储器上。当用户为服务签署时，用户管理系统记录数目并把它们与用户帐户相关。MC_ID和MC_Key随后将被传到验证服务器。图17描述了验证过程。

一个媒体控制台104当它在获得IP之后加电时，发送一个验证请求1702[对于所公开的实施例，它包括MC_ID，{MC_ID，MC_IP，其它信息，salt，校验和}_MC_Key]给验证服务器1218。注意：{x}_k表示这则消息x用k加密。

验证服务器利用MC_ID来查找媒体控制台的记录，解密这则消息，并为该媒体控制台生成一个对话密钥、MC_SK和一个access_token。对于一个示例性实施例，access_token＝{MC_SK，服务码，时间戳，校验和}_MS_SK，在此，MS_SK是在验证服务器和服务该媒体控制台的媒体站之间预先建立的一个秘密密钥；″服务码″表示该令牌可以被用于什么服务。验证服务器为MC_SK计算″种子密钥″(seed key)。验证服务器用[{access_token，MS_IP，salt，校验和}_MC_Key]向媒体控制台应答1704。MC用MC_Key解密这则消息并获得mc_token和它应该接触的媒体引向器的IP地址。mc_token将被保存直到媒体控制台关闭或者验证服务器发送一个新的为止。媒体控制台把mc_token发送1706给媒体站中的应用服务器(当请求一个媒体节目时)，或者发送给用于浏览EPG的EPG服务器。

现在已经按专利权法规的需要详细地描述了本发明，本领域技术人员将知晓对于在此所公开的特定实施例的修改和替换。这些修改在下列权利要求中定义的本发明的范围和意图内。