ノード障害に対する自律分散的回復を可能とするオーバレイ遅延最小木の構築アルゴリズム

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(1)社団法人情報処理学会研究報告 IPSJ SIG Technical Report. 2003−DPS−115 (7) 2003／11／14. ノード障害に対する自律分散的回復を可能とするオーバレイ遅延最小木の構築アルゴリズムティルミーマリンダ廣森聡仁山口弘純東野輝夫大阪大学大学院情報科学研究科

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(3) 本稿では、次数制約を持つ遅延最小のスパニングツリーをオーバレイネットワーク上で動的に構築及び維持する分散型プロトコルを提案する．提案プロトコルでは，一定時間内に，複数のノードが同時又は連続して離脱あるいは故障する（予告なしで離脱する）ような場合でもスパニングツリーの回復を可能にする．を利用したシミュレーション実験により頻繁に複数のノードの参加，離脱が起きた場合でも，既存の集中型の静的アルゴリズムと比較してツリーの最大遅延が妥当な大きさに保たれることが確認できた．. .

(4)

(5)

(6)

(7)

(8).

(9) . .

(10)

(11) .

(12) . . . . . . ! " . はじめに近年のインターネットの急速な普及によりマルチユーザービデオチャット #会議システム等多数のインタラクティブなマルチメディアグループアプリケーションが登場している．これらのアプリケーションにおいては，各参加者自身の情報をを他の全参加者に効率良く発信するために参加者間のマルチキャストインフラが必要になる．これに対し，各参加者をマルチキャストスパニングツリーで接続する . . マルチキャストが考えられる．このようなインタラクティブなアプリケーションにおいては全体の遅延がアプリケーションのレスポンス性能に影響を与えるため，スパニングツリーの直径最大遅延を最小化することが重要である．さらに，オーバーレイマルチキャストにおいて木の各ノードのリンク数次数はそのノードのネットワークインタフェース容量を考慮し，ある一定値以下に抑える必要があると考えられる．本稿では，次数制約を持つ遅延最小スパニングツリーをオーバーレイマルチキャストツリーとして構築するプロトコルを提案する．この木構築問題は .

(13)

(14) 問題として知られており $% 困難な問題である &'(．この問題に対しては，文. 献 &'( が ) . ) アルゴリズムと呼ばれるヒューリスティックを提案している．しかし，) アルゴリズムはネットワークの全情報を用いる集中型の静的アルゴリズムであり，セッション中にノードの参加#離脱が発生する問題には適してない．本稿では、最大ノードはプロトコルパラメータの同時又は連続した離脱の際にスパニングツリーを高速にかつ分散実行的に修復するプロトコルを提案する．を用いて行なった実験結果により，提案アルゴリズムは分散型でありながら、より少ない計算量と少ないトラフィック量で ) アルゴリズムとほぼ同程度の直径を達成できることが分った．以下本稿の構成を示す．章で *+,* 問題と提案プロトコルの概要を述べ，- 章でスパニングツリーを修復するための木情報の分散型収集方法を述べる．. 章で提案プロトコルがノードの参加#離脱に対しどのようにスパニングツリーの拡張#修復を行なうかを述べ，/ 章において実験結果を述べる．最後に 0 章おいてまとめと今後の課題を述べる．. −33−.

(15) . 提案プロトコルの概要. Tu,v’. . node f dia(Tu,v’). *+,*

(16)

(17) . は以下のように定義されるスパニングツリーである． 1 が完全無向グラフを表すとする．但し，はノード集合，はノード間のユニキャスト接続であるである．また，各ノーオーバーレイリンク集合の次数制約最大オーバーレイリンク数をドで表すとし，の各リンクには正の実数が遅延として与えられているとする．この時 *+,* は，直径最大遅延が最小で各ノードの次数がを満たすスバニングツリーをいう．. node v’. Tu,v’’. . node a. node h node v. node v’’ dia(Tu,v’’) node k. node b. . node c. dia(Tu,v). node m. node e node d. node n. プロトコル概要. diaNode. 提案プロトコルでは収集フェーズと定常フェーズとの. つのフェーズが交互に繰り返される．収集フェーズは比較的短く実験では秒以内，定常フェーズは比較的長い ' 分ものとする．各収集フェーズではノードに. 隣接している各ノードが，ノードの離脱の場合に孤立する部分木の情報を収集する．従って，次の定常フェーズでノードが離脱した場合，隣接ノードが孤立した部分木の情報を既に把握しているので瞬時にこれらの部分木を再接続できる．なお，再接続の際にはなるべく部分木の中心間を接続することで直径の短縮を試みる．. フォールトモデルノードの離脱に対して以下のような仮定をおく．（ ' ）ノードの離脱は物理ネットワークに影響を与えない．また，各ノードは隣接しているノードの離脱を瞬時に検出できる．（）初期ノードは離脱しない．セッションに参加する新たなノードはこのノードのネットワークアドレスを知っている．これは初期ノードが集中管理ノードの役割を果たす事を意味するのではなく，新ノードの参加において必要な代表ノードの役割を果たすだけである．（ - ）制御メッセージが消滅するようなノードの離脱は生じない．以下の仮定はプロトコルの定常フェーズにおけるもので，プロトコルの正当性を容易に述べるためのものである．しかし，これらの仮定が成立しなくても木が破壊されるループや孤立部分木が発生することなく，正しく動作するように設計されている．.- 節を参照（ . ）任意の定常フェーズで，節ノードの離脱時にともなう修復手続きが終了するまで少なくとも ' つのの隣接ノードは離脱しない．（ / ）任意の定常フェーズで，あるノードが修復マスタ，あるいは修復マスタへの接続候補ノードとして選択された場合，修復操作が終了するまでそのノードは離脱しない．. . node u. Tu,v. . . node g. 木の情報収集. 本節では，各収集フェーズにおける提案プロトコルの動きを説明する．. ノード割り当て. 提案プロトコルでは木の各ノードに一意な * を割り当てる．これらの * は各収集フェーズの開始時にリフ. 図. 部分木の例. レッシュされる．このため一意な * 割り当て方法が提案されている文献 &2( のアルゴリズミックルーティングを利用する．前節で述べたように，初期ノードが離脱しないと仮定し仮定，このノードにノード * 3 を割り当て，ルートノードと呼ぶ．ルートノードが定期的に同期メッセージを木にブロードキャストすることで収集フェーズが開始される．ルートノードとするが隣接しているノードにメッセージを送る時，'. のノード * をそれらに割り当てる．同様に，ノードが隣接ノードから同期メッセージを受信し，ノード * が割り当てられたら，ノードが残りの隣接ノードにメッセージを送る時に 4 '. 4 ' までのノード * を割り当てる（ここでは全ノードの次数制約の最大値を示す）．最終的に木の全てのノードが一意なノード * を持つことになる．各ノードに対しそのノード * より小さなノード * を持つのノードをの親ノード，より大きなノード * を持つのノードをの子ノードと呼ぶ．. . . 部分木情報収集. 以下で，隣接しているつのノード

(18) ，に対しノード

(19) の離脱により生成される，ノードを含む部分木を表す．同期メッセージのブロードキャストの後，各ノード

(20) の全隣接ノードが，

(21) の離脱により生成される部分木の情報を収集する．この情報を部分木情報と呼ぶ．この情報を利用すると，ノード

(22) が離脱した場合に孤立した部分木を接続する修復作業を，隣接するノードのいずれかにより開始することができる．ここで，修復された木の直径をなるべく短くするために孤立した部分木をそれらの 5中心ノード 6 で接続する．中心ノードとは部分木の直径となる経路以下直径経路上に存在し，直径経路の両端からの遅延の差が最小であるノードをいう．例えば，図 ' のにおいて直径経路は & ，，

(23)

(24) ( で，中心ノードはノードである但し，各リンクの遅延は等しいと仮定する．そして図 ' の例では，ノードがノード

(25) の離脱に備えて

(26) ¼ と ¼¼ の部分木情報，そしてノードの離脱に備えて

(27) との部分木情報を保持する．の部分木情報は以下からなる．. −34− .

(28) . ノードのネットワークアドレス例：% アドレスとノード * 7 の直径 7中心ノード付近にある 4 ' ノードの集合．各ノードに対し，空き次数 1

(29) ネットワークアドレス，及びノード * も含まれる．例えば，図 ' の部分木に対して，＝ . 1 &' (&' ( であっても良いはノードの空き次数がであることを表しているとなる．ここで， 1 '，各ノードに対し最大次数 1 . であり，各リンクの遅延は等しいと仮定している．葉ノードが同期メッセージを受信した場合，親ノードに情報収集メッセージを送信する．ノードは情報収集メッセージを受信する度に，そのメッセージを送信したノード以外の全ての隣接するノードに情報収集メッセージを送信する．各ノードはの部分木情報を収集し，計算した情報をノード

(30) への情報収集メッセージに含める．ノードが

(31) 以外の全ての隣接するノードから情報収集メッセージを受信したらの部分木情報が計算できる．このように部分木情報を再帰的に計算するために，各ごと以下の補助パラメータを用いる． 7 のからの最大遅延 7 の最大遅延経路を表すのからのノードリスト．各ノードに対し，空き次数 1

(32) ネットワークアドレス，及びノード * も含む．これらは以下のように再帰的に定義できる．ここで，＠はノードリストの連結を表す．. . . . . . . .

(33) ! ´µ½ 4

(34) を最大にする

(35) に対して， 1 & (8 は以下のように再帰的に定義できる． 1 ! ½

(36) ´ µ½ 1. ½. 但し，. ! ´µ½ 4 4 4 ここで，とは ½ . ´µ½ 中のつの異なるノードを表す．の直径は部分木の直径と 1. ½. １番目と２番目に長い

(37) の和のいずれか大きい方となる．最後に $ は以下のように定義できる．. 1 . 1 5 6 の中心ノード付近にある 4' 個のノード 1 . 但し，. . 1 8& (8 . dia(T1,5) diaNode(T1,5) depth(T1,5) depthNode(T1,5). 0 [5(3)] 0 5(3). dia(T0,1) diaNode(T0,1) depth(T0,1) depthNode(T0,1) dia(T1,2) diaNode(T1,2) dia(T1,6) diaNode(T1,6). T0,1 5. 1 dia(T6,25) 0 diaNode(T6,25) [25(3)] depth(T6,25) 0 depthNode(T6,25) 25(3) 25. 6. 26 105. dia(T26,105) 0 diaNode(T26,105) [105(3)] depth(T26,105) 0 depthNode(T26,105)105(3). 図. 4 [6(1),26(2)] 3 [1(1),6(1),26(2),105(3)] 0 [5(3)] 3 [6(1),26(2)]. 0 dia(T1,6) diaNode(T1,6) depth(T1,6) depthNode(T1,6) dia(T6,25) diaNode(T6,25) dia(T6,26) diaNode(T6,26) dia(T6,26) diaNode(T6,26) depth(T6,26) depthNode(T6,26) dia(T26,105) diaNode(T26,105). 9. 2 3 [6(1),26(2)] 3 [6(1),26(2),105(3)] 0 [25(3)] 1 [26(2),105(3)]. 10. 1 [26(2),105(3)] 1 [26(2),105(3)] 0 [105(3)]. - dmax(v)=4 (for all v), thus dmax=4 - k=1 - integer of each node denotes node ID - integer following node ID denotes residual degree of the node. 例：部分木情報の交換例. ここで，5 6 はリストの逆順にしたものを表す関数である．の直径がその部分木 ¼ の直径に等しい時， $ は $ ¼ と同じものとなる．一方からの ' 番目と番目のの和がの直径になる時には，新直径上のノードの中から 4 ' 個の候補ノードが選択される．から

(38) への情報収集メッセージは以下の情報を含む．の部分木情報と $ 各の隣接ノードに対しての部分木情報但し， 1

(39) 従って，ノード

(40) が全ての隣接するノードから情報収集メッセージを受信送信し終えた時点で，ノード

(41) は各の部分木情報を持つことになる．ここで，は

(42) の隣接しているノードではの隣接しているノードである．図に情報収集メッセージが交換される様子を示す．33 ノード程度のノードの数で行なった実験において木全体の部分木情報収集にかかる時間は秒以内であった．. . . 収集フェーズでの離脱各情報収集フェーズは比較的短い時間で完了するが，この間も幾つかのノードの離脱は起こり得る．ノードの離脱が発生した場合必ず，孤立した部分木が生成される．ここでノード離脱のタイミングによって，孤立した部分木は既に同期メッセージを受信し，そのノード * が更新されている，同期メッセージを未受信である，との状態に場合分けできる．いずれの場合においても，の ' つのノードのみがスパニングツリーに再結合する．ここでの再結合方法は . 節で説明する方法と同じである．また，定常フェーズでの孤立は修復作業で解決できるため，ここでは収集フェーズで起きた孤立に関してのみ議論を行なう．において，離脱したノードの周辺ノードが情報収集メッセージの交換を終了していなかった場合，その離脱が収集フェーズで. −35−.

(43) node 0. node 0. repair master node in diaNode node node which has disappeared. Tv,u. node 0. Tv,u. repair master diameter. node u node u. node t. node v’. node v’’. node v node w1. node w3. node w2. the repair master of node u treats this as a single sub-tree Tu,v. node v Tv,w2. Tv,w1. node w3. node w1 node w2. Tv,w3 diameter. alternative repair master. diameter. diameter. Tv,w1. (a). 図. Tv,w2. Tv,w3. (a). (b). (b). repair master for disappearance of node u alternative repair master for disappearance of node v. 修復手続き単一ノードの離脱. 起きたと判断できる．そして，のルートノードでと再結合できる．ここで，のルートノードは更新されている * に基づいて選択される．一方，ののノードにおいては，離脱が収集フェーズで起きたのか，あるいは以前の定常フェーズで起きたかの判断ができない．ここで，全てのノードがルートノードの同期メッセージの発生間隔を知っていると仮定する．これにより，離脱が定常フェーズで発生した場合には，修復作業により木が修復され，同期メッセージがの各ノードに届くことになる．そうでなければ離脱が収集フェーズで起きたと判断できる．この場合，の中でリーダーノードを選択しはスパニングツリーであるのでリーダ選択は容易である，そのノードがとの再結合を行なう．. 構築プロトコル本節では，*+,* 構築プロトコルについて述べる．プロトコルは定常フェーズにおける以下の手続きからなる．. 参加手続き. 現在の木Ｔに参加するノード参加ノードは，まずルートノードに接続可能かどうかを問い合わせる．もし可能であれば，新ノードはルートノードに接続される．もし，ルートノードに空き次数がない，あるいはルートノードとの遅延がある閾値より大きい場合，ルートノードが隣接しているノードの内 ' つを無作為に選択しそれを参加のノードに知らせ，参加ノードはこのノードに同様の問い合わせを行なう．これを繰り返すことでＴに接続することができる．このようなアプローチをとるのは，参加手続きをできるだけ単純にし，参加要求を素早く処理させるためである．この参加プロセスは木の直径を拡大せず，かつ十分な高速性を持っていることを後節で示す．. . 修復手続き離脱したノードの親ノードを

(44) ，の番目の子ノードを

(45) ' ' とする．但し，ここではノードの現在の次数を表す．. 簡単のために，まず離脱するノードは１つそのノードをで表すとし，その後複数ノードの離脱について述べる．図 - に離脱するノード数が ' の場合の修復プロセスを示す．ノードが離脱した時，親ノードであるノード

(46) が. 図. 親ノードが離脱した場合. の中心ノードに最も近く，かつ空き次数が少なくとも ' であるノードを選択し修復プロセスを開始させる．このように選択されたノードを修復マスタと呼ぶ．ノード

(47) はと ' ' の部分木を修復マスタに送る図 - 参照．ノード

(48) は修復マスタの * を利用し，文献 &2( のアルゴリズミックルーティングに従いこれらの部分木情報を送信する．修復マスタは各部分木の ' ' から中心ノードに最も近く，かつ空き次数が少なくとも ' であるノードを選択し，そのノードにオーバーレイリンクを張る．もし，全ての部分木を修復する前に修復マスタの次数が上限に到達したら，修復マスタに隣接しているノードに残り部分木の修復を依頼する．この手続きによって部分木の中心付近にあるノード間が接続され，修復後の木の直径は離脱前の直径より小さく，あるいは等しくなる．次にノードの離脱が発生した場合を下のように場合分けして議論する．ノードが離脱し，その修復手続きを開始させる前に親ノード

(49) も離脱した場合図 . - 節の仮定 . によってこの時少なくとも ' つの子ノードが存在していることが保証される．従って，ノードが離脱した場合，の各子ノードが，の親ノードが存在しているかどうか，そして自分より小さい * を持つの他の子ノードが存在しているかどうかをチェックする．そして，最も小さい * を持つ子ノードがから代替修復マスタを選択する図 . ．代替修復マスタは修復マスタの代わりに ' ' を接続する．そして，

(50) の修復マスタから部分木

(51) の ' つのノードにリンクを張る．従っ ' のみをて，代替修復マスタが ' 接続することが求められる．この手続きは ½ がの親であるようなノード列 ½ ¾ . の同時離脱の場合にも容易に拡張できる． ½ の代替修復マスタがも含め ½ の子ノードをルートとしている部分木を接続する．の離脱のためをルートとする部分木が切断されているが，これがの代替修復マスタにより修復される．この操作を ½ ∼ まで繰り返すことによって，孤立した全ての部分木が接続される．ここで，仮定に従い木のルートノードが離脱することがなく，従って ½ の親ノードが既に存在す. −36−. . . . . . . . . .

(52) 800 700 600 500. node u’ node v’ node w2’. 300 Diameter (ms). node w1’. 400. alternative repair master of node v. node w3’. Proposed CT # of Nodes on Tree. 200 100 0. node u node v node w1. node w2. node w3. (a). Join Leave. (b). ! ノードから修復マスタへのルート上のノードが離脱した場合. 不意の離脱離脱が仮定 .，/ に従わなかった場合には，修復過程で役割を果たすノードが存在しないことにより孤立した部分木が生じ得る．このように孤立した部分木に存在するノードは収集フェーズでの同期メッセージタイムアウ. 6 3. 図. ることに注意されたい．ノード

(53) から修復マスタへのルート上にあるノードが離脱した場合図 / この時 ’の直前にあるノードが代替修復マスタになる．例えば，図 / においてノード

(54) が代替修復マスタになる．修復マスタがリンクを張ろうとしたノードが離脱した場合この場合の修復は容易である．どののにも 4 ' ノードが存在する，あるいはのノード数は 4 ' 以下である．言い変えれば，ノードが離脱しても，にまだ ' つノードが存在している．あるいは木全体が消えており修復する必要はない．の修復手続きでの祖先又は子孫ではないノードが離脱した場合この場合，両修復手続きは互いに影響しないため，独立に修復することができる．ノードの修復手続きの終了後，新たなノード離脱が生じた場合孤立した部分木が修復された後，同一定常フェーズで起きる木の他のノードの離脱のために引き続いて実行される修復手続きでは以前修復された部分木は利用されない．なぜなら，ノードの離脱が発生し，その親ノード

(55) が以前修復された部分木に属するノードを修復マスタとして選択した場合，制御メッセージはに転送される途中でノードの離脱により切断されたリンクに到達した場合，そのノードがのような代替修復マスタになるためである．結果的に，既に修復されている部分木のノードが次の収集フェーズまで他のノードの修復手続きに参加せず，連続して実行される修復手続きは互いに独立である．言いかえれば，各修復手続きは収集フェーズで更新されている情報のみを利用し，元の場所から移動された部分木を無視する．さらに，定常フェーズで木に新たに参加したノードも無視する．. 200 190 180 170 160 150 140 130 120 110 100 90 80 70 60 50 40 30 20 10 0. 0. 20. 40. 60. 80. 100. 図. 120. " 直径の時間変化 Time (ms). 140. 160. 0 180. # of Nodes (on tree). node 0. # of Join and Leave / sec.. node 0. repair master for disappearance of node v’ repair master for disappearance of node v. トによって自身が孤立していることが分る．従って，次の収集フェーズの後，このように孤立した部分木は修復されるが，この場合孤立している時間が長いため望ましくない． ' つの対策として，ルートノードが短い間隔で定期的にプローブメッセージを送ることが考えられる．これにより，孤立した部分木のルートノードが，自身が孤立したことが分り，木のルートノードに問い合わせを行なった後再接続することができる．. 性能評価. シミュレーション設定を用いて提案プロトコルを実装し，シミュレーションにより性能を評価した．実験において約 .33 物理ノードを生成し，その内 33 ノード程度をオーバレイ参加ノードして選択した．また，エンド間の遅延を 93 ∼'3平均値 '33 にした．ビデオ会議やグループウェア等のインタラクティブなアプリケーションを考慮し，リアルタイムセッションをシミュレートする以下のシナリオを設定した．ここで，収集フェーズと定常フェーズにかかる時間を順に '/ 秒と /9/ 秒にし，を /全ノード数の /: に，次数制約を / に設定した．セッションの継続時間は '93 秒である．各ノードはセッション中１回のみ参加する．最初の -3 秒間で約 03 ノードがセッションに参加する．時刻 -3 秒∼'.3 秒間では，ノードの参加と共に離脱も発生する．時刻 03 秒と '3 秒でつの収集フェーズが実行される．時刻 '.3 秒以降は，新たなノードの参加は起こらず，約 .3 ノードの離脱が生じる．結果として各定常フェーズで起こる離脱数はを大きく上回る．図 0 と図 2 にノード数の時間変化を参加#離脱回数と共に示す．なお，このシナリオにおいて離脱回数がを大きく上回っている場合でも孤立した部分木は生成されなかった．. . ! −37−.

(56) 0.4 0.2 0. Join Leave. 6 3. 0. 20. 40. 60. 80. 100. 120. 140. 160. # 制御トラフィック Time (ms). 図. . 0 180. # of Join Procedures. Traffic (KByte/sec). 0.6. Join 60. 比較対象：アルゴリズム. 比較対象として，文献 &'( で提案されている集中型アルゴリズムである ) アルゴリズムを実装した．これは最小遅延のリンクを初期リンクとし，遅延の小さいリンクをグリーディに加えていく集中型の静的アルゴリズムである． ) アルゴリズムは最適値に近い直径を持つスパニングツリーを構築するため，提案プロトコルでの木の直径の最適性のベンチマークとして利用した．また，) アルゴリズムにおける参加及び離脱を以下のように実装した．新たな参加ノードには木全体の情報を利用し直径を最小にする接続先ノードを選択する．ノードの離脱に対しに直径が最小になるように木全体を再構築する．. 表. .-. '.; ;. 修復コストの比較. 30 20. Repair 60 50 40 30 20 10 0 0. 0.1. 0.2. 0.3. 0.4. 0.5. 0.6. 0.7. 0.8. 0.9. 1. $ 参加%離脱に要する時間の分布 Processing Time (sec.). 図. れぞれ 3.2 と 3.; であり，両手続きが十分高速に行なわれているといえる．. まとめと今後の課題本稿では次数制約を持つオーバレイマルチキャスト遅延最小木のノードの同時又は連続した参加#離脱の発生ある期間内にに対し，分散的に修復を行なうプロトコルを提案した．提案プロトコルを実現するミドルウェアを実装することが今後の課題である．. 参考文献. 直径：秒単位で測定した直径を図 0 に示す．直径の平均値が ) アルゴリズムの '3; 倍，最悪時でも '/ 倍であり，妥当な直径が得られている．また，直径の時間変動も ) アルゴリズムのものと同じ振舞をしており，提案プロトコルは分散型でありながらも最適値に近い直径値を維持しているといえる．修復コスト：削除あるいは追加されたオーバーレイリンク数の総和を修復コストと定義する．) アルゴリズムは木全体が再構築されるため修復コストは大きくなる．総修復コスト適用された修復手続き数平均修復コスト. 40. 70 0. 実験結果. 提案. 50. 10. # of Repair Procedures. 0.8. 70. # of Nodes (on tree). 200 190 180 170 160 150 140 130 120 110 100 90 80 70 60 50 40 30 20 10 0. 1. # of Join and Leave / sec.. 1.2. ) 29'.; .9;. 表 ' により，提案プロトコルがコストの面で優れていることが分かる．トラフィック：木の制御トラフィック量の測定結果を図 2 に示す．これにより提案プロトコルは収集フェーズで最大トラフィックの '<+ # 9 を生じている時刻６０秒と１２０秒でのピーク値が，これは十分に小さいといえる．手続きの所要時間：最後に参加#離脱手続きが要する時間を測定し，その分布を図 9 に示す．これにより全参加#離脱手続きが 39 秒以内に終了していることが分る．さらに，参加，離脱手続きの所要時間の期待値はそ. " −38−. &'( = =

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(116)