（通信与信息系统专业论文）以太无源光网络点到多点控制技术研究.pdf

电子科技大学硕士论文 中文摘要 以e t h e m e t 为基础的无源光网络( e p o n ) 是未来实现宽带、多业务综合接 入的重要技术手段。本文对以太无源光网络的关键技术：点到多点控制进行了深 入的理论研究、算法分析以及系统管理实现。 本文首先以m e e8 0 2 3 a 1 1e f m 工作组最新起草的i e e ep 8 0 2 3 a h d 3 1 为参 考，详细介绍了e p o n 点到多点控制的基本原理与技术。包括e p o n 系统的组 织结构、e p o n 点到多点模拟( p 2 p e ) 及多点控制协议( m p c p ) 。其中在多点 控制协议中详细阐述了目前最新定义的m p c p 控制过程、m p c p 协议数据格式以 及测距技术等。 其次对e p o n 点到多点下行信道的动态带宽分配算法进行了深入的研究。详 细阐述了两种算法：间插轮询算法( 口) a c t ) 和一种基于m p c p 的新的动态带宽 分配算法一一及时授权法。对其进行了原理、性能的分析、比较，并在o p n e t 模拟环境下对新算法进行了仿真，以验证分析结果。 为了适应多种业务综合接入，我们还在及时授权法的基础上提出了新的改 进。针对实时业务的时延及时延抖动要求提出了实时窗口插入法。并与几种 常用的实时优先算法进行了比较。同样通过o p n e t 进行了仿真检验。 最后本文介绍了如何开发基于简单网络管理协议( s p ) 的e p o n 点到多 点网络管理系统。其中重点介绍s n m p 协议内容，e p o n 管理信息库( m m ) 的 建立，和s n m p 代理部分开发方法。 关键词：以太无源光网络、多点控制协议、及时授权法、实时窗口插入法点 到多点网络管理 电子科技大学硕士论文 a b s t r a c t d u et ot h ei y l a t n r et e c h n o l o g ya n db r o a da p p l i c a t i o no ft h ee t h e r n e t ，e t h e r n e t p a s s i v eo p t i c a ln e t w o r k ( e p o n ) h a sn o w v i r t u a l l yb e e nt h em o s tp o p u l a rt e c h n o l o g y i nt h ea c c e s sn e t w o r k i nt h i ss t u d y , w ed i s c u s sa n de v a l u a t es o m ek e yt h e o r ya n d d e s i g ni s s u e sf o re p o n a c c e s sn e t w o r k s w i t hr e f e r e n c et ot h el a t e s td r a f td 3 1o fi e e ep 8 0 2 3 a h ，w ef i r s ti m r o d u c et h e b a s i ct h e o r i e sa n dt e c h q u e sa b o u tp o n p o i n tt om u l t i p o i n ts y s t e m ，s u c ha ss y s t e m a r c h i t e c t u r eo fe p o n ，p o i n tt op o i n te m u l a t i o na n ds o m ek e ya s p e c t so fm u l t i - p o i n t c o n t r o lp r o t o c o l ( m p c p ) ，i n c l u d i n gt h en e w l yd e f i n e dm p c pp r o c e s s e s ，m p c p d u f o r m a t sa n d r a n g i n gt e c h n o l o g y s e c o n d ，w ed i s c u s st h ed y n a m i cb a n d w i d t hd i s t r i b u t i o nf o rp o n n e t w o r k s w e p r o p o s ean e wd y n a m i cb a n d w i d t ha l l o c a t i o na l g o r i t t n nf o rm u l t i m e d i as e r v i c e so v e r p o n f i r s t ，w ei n t r o d u c et h eb a s i ca l g o r i t h m i t sb a s e do ni p a c t b u td o e sab e t t e r j o b s e c o n d ，w ef o c u so nh o w t oi m p r o v ei tt op r o v i d eh i g hq u a l i t yo f m u l t i s e r v i c e a f t e rd i s c u s st w oc o m m o n l yu s e dm e t h o d sa n dp o i n to u tt h e i rs h o r t c o m i n g s ，w e p r o p o s ean e ww a y n a m e da sd y n a m i ce m e r g e n tw i n d o wi n s e r t i o n i t sc o m p a t i b l e w i t ht h eb a s i ca l g o r i t h ma n dt r a n s m i t sd i f f e r e n tk i n d so fd a t ae f f e c t i v e l y w ea l s og i v e t h es i m u l a t i o nr e s u l t ss h o w i n gt h ep e r f o r m a n c eo f t h en e wa l g o r i t l u n a tt h ee n do ft h i s s t u d y , w er e s e a r c h i n t oh o wt o d e v e l o p t h en e t w o r k n a a n a g e m e n tp r o g r a mo v e r e p o n w ec h o o s et od e s i g ni tb a s e do i ls i m p l en e t w o r k m a n a g e m e n tp r o t o c o l ( s n m p ) ，a n dd e v e l o pi t o v e rw i n d o w so p e r a t i o ns y s t e mb y u s i n g w i n d o w s k e y w o r d s ：e p o n ( e t h e r n e t p a s s i v e o p t i c a ln e t w o r k ) ，p 2 m p ( p o i n t t o m u l t i p o i n 0 ，m p c p ( m u l t i p o i n tc o n t r o lp r o t o c 0 1 ) ，m m a c c ( m u l t i - p o i n tm a c c o n t r 0 1 ) ，d b a ( d y n a m i c b a n d w i d t ha l l o c a t i o n i i 独创性声明 本人声明所呈交的学位论文是本人在导师指导下进行的研究工 作及取得的研究成果。据我所知，除了文中特别加以标注和致谢的地 方外，论文中不包含其他人已经发表或撰写过的研究成果，也不包含 为获得电子科技大学或其它教育机构的学位或证书而使用过的材料。 与我一同工作的同志对本研究所做的任何贡献均已在论文中作了明 确的说明并表示谢意。 签名：堑整日期：抽牛年月h 日 关于论文使用授权的说明 本学位论文作者完全了解电子科技大学有关保留、使用学位论文 的规定，有权保留并向国家有关部门或机构送交论文的复印件和磁 盘，允许论文被查阅和借阅。本人授权电子科技大学可以将学位论文 的全部或部分内容编入有关数据库进行检索，可以采用影印、缩印或 扫描等复制手段保存、汇编学位论文。 ( 保密的学位论文在解密后应遵守此规定) 签名： 塾塑 导师签名： 逝 日期：口宰年乡月i 日 电子科技大学硕士论文 第一章绪论 目前，城域网的数据传送速率已高达吉甚至几十吉，用户本地网的数据传送 速率也已高达几十兆甚至几百兆，但位于用户本地网和城域网之间的接入网，数 据的传送速率大部分低于1m ，甚至只有几十k b p s ，因此，接入网现有的解决 方案无法满足用户的巨大需求，已经成为信息高速公路的“瓶颈”。 1 3 无源光网络p o n ( p a s s i v eo p t i c a ln e t w o r k ) 是一种从源到目的地均使用无 源器件( 光纤，光和路器，光分路器等) 的光网络。作为接入网其成本低、对业 务透明、易于升级和易于维护管理，因此被广泛看好。 遍 口h u 口 图1 一个典型p o n 结构 图1 为一个典型的p o n 结构。连接在主干节点上的设备叫光纤线路终端 ( o l t ) ，一般位于服务提供方( 如中心交换局一侧) ，能完成光电转换、带宽分 配和控制各信道的连接，并有实时监控、管理及维护功能。连接在分支节点上 的设备叫光网络单元( o n u ) ，一般位于用户方( 可以是路边、d , n 、住宅楼， 或者是家中、办公室中) 。 p o n 的具体实现有很多种，而作为结合了以太网和p o n 技术的以太一无源 光网络( e p o n ) 技术是目前较为看好的方式。e p o n 相对于现有类似技术的优 势主要体现在： 互连互通容易，各个厂家生产的网卡都能互连互通。而在a p o n 标准下 的各厂家产品目前不能轻易做到这一点； 以太网网络技术应用广泛，实现i p o v e re p o n 被大多数人认为是光接入 网的最佳方案； e p o n 设备成本低、技术容易实现。 1 e e e 于2 0 0 0 年底成立了e f m 工作组( e t h e m e ti n t h e f i r s t m i l es t u d yg r o u p ) ， 致力e p o n 技术的研究及相关协议的制定。原则是在现有i e e e 8 0 2 3 协议基础上， 通过较小的修改实现在接入网络中直接传输以太网帧。i e e e8 0 2 3e f m 工作组 第一章绪论 以于2 0 0 2 年7 月提出了e p o n 相关的第一份草案8 0 2 3 a h d 0 9 。目前最新的版本 是于2 0 0 4 年2 月更新的i e e ep 8 0 2 3 a l v d 3 1 。内容主要设及e p o n 物理层和数 据链路层的实现。其重点是解决如何将p o n 的点到多点拓扑结构引入以太网原 有的体系。因此p 8 0 2 3 a h 草案的一个重要内容便是多点m a c 控制( m u l t i p o i n t m a cc o n t r 0 1 ) 。本论文的第一章会根据最新的i e e ep 8 0 2 3 a h d 3 1 草案详细介 绍e p o n 点到多点控制的现有最新内容。 由于e p o n 的上行信道为共享信道，因此需要有一套有效地调度算法来控制 上行信道带宽分配，以公平地最优化地利用带宽资源。但8 0 2 3 a h 草案没有统一 制定算法，而是明确提出由制造方自行实现。所以带宽分配算法也是e p o n 研 究开发中的热点。 传统的静态t d m a 方式( 如图2 ) 实现了多用户对同一条链路的共享。其方 法简单，成本低廉。但是这种方式存在着带宽利用率较低、传输性能受数据突发 性影响较大的缺点。 匦卫匦坠趟 吨匿芦匦匝 、际网璺三一阿 图2t 蹴a 方式 2 0 0 1 年6 月份，由加州大学戴维南分校计算机系的g l e n k r a m e r ，b i s w a n a t h m u k h e r j e e ，以及a l l o p t i c 公司的g e r r y p e s a v e n t o 首次提出了i p a c t ( i n t e r l e a v e d p o l l i n w i t ha d a p t i v e c y c l et i m e ) 算法。 p a c t 算法采用变长轮询周期，通过动 态分配的方式很好地解决了系统受数据突发性影响的问题。提供了一种公平、高 效的带宽利用方式。 i p a c t 在实现中采用简单的测距调整，不需要各o n u 同o l t 之间进行同步。 这样的设计使o n u 的操作十分简单；但却带来一些隐患，降低了系统稳定性和 可靠性。同时i p a c t 的包延时抖动较大，不足以为实时业务提供优质的服务。 电子科技大学硕士论文 所以本文中还介绍了另一种新的基于m p c p 协议的动态分配算法及时授权法 及针对实时业务而改进的实时窗口插入法。新算法不仅能达到i p a c t 的性能 指标，还能解决 p a c t 的以上问题。 目前网络管理程序的开发也是一个研究热点。基于简单网络管理协议 ( s n m p ) 的网管应用程序和应用开发包种类繁多，如a d v e n t n e t 的w e bn m s 2 ， m g - s o f t 的m i bb r o w s e r ，l o r i o t p r o ，n e t s n m p ，u c d s n n p ，s 1 1 m p + + ，o p e n s n m p 等。本文针对e p o n 的点到多点结构利用s n m p 协议也提出了自己的一种网络 管理程序的开发方案。 电子科技大学硕士论文 第二章e p o n 点到多点控制概述 本章即以i e e e8 0 2 3 a he f m 工作组最新起草的草案d 3 1 为参考，对e p o n 点到多点控制的几个主要方面( 如o n u 的发现和测距、下行帧的广播、上行帧 的多址接入等) 进行研究。 2 1 e p o n 系统组织 2 i 1 e p o n 拓扑结构 p o n 采用点到多点( p 2 m p ) 的树形拓扑结构，如图3 所示： 图3p 0 1 1 拓扑结构示例 连接在主干节点上的终端设备( d t e ) 叫光纤线路终端( o l t ) ，般位于服 务提供方。连接在分支节点上的终端设备( d t e ) 叫光网络单元( o n u ) ，一般 位于用户方。e p o n 上下行数据流使用粗波分复用技术，在同一根光纤种传输。 在下行方向( o l t - - o n u ) o l t 发出的下行信号经过一个l ：n 无源光分路器 到达每个o n u a o n u 方在判断信号的目的地是否为自己，如果是就接收否则丢 弃。 上行方向( o n u - ) o l t ) o n u 发出的上行信号只会到达o l t ，不会到达其 他o n u 。为了避免上行数据冲突并增加接入网效率，o n u 上行数据的发送必须 经过o l t 授权( g r a n t ) ，为o n u 指定数据发送时间段。这个指定的时间段称作 传送窗口。每个o n u 的上行数据在发送前都可能会等待一定时间，直到属于它 4 第二章e p o n 点到多点控制概述 的窗口到来。 2 1 2 e p o n 分层模型 如何将p o n 的p 2 m p 拓扑结构引入到以太网体系中，怎样保证一个o l t 与 多个o n u 之间的正常通信是实现e p o n 的关键。由于现有以太网路由器和网桥 等设备的广泛应用，处于成本和技术的考虑都希望e p o n 设备能与标准的以太网 设备兼容。因此e p o n 的分层模型是在原有的8 0 2 3 以太网分层模型的基础上定 义的( 如图4 所示) 。尽量保持数据链路层及物理层的功能与标准8 0 2 3 以太网 相应子层的功能基本相同。在m a c 层和l l c 层之间引入多点m a c 控制层 m m a c c ( m u l t i p o i n t m a c c o n t r 0 1 ) 并定义了多点控制协议m p c p ( m u l t i p o i m m a cc o n t r o lp r o t o c 0 1 ) 实现点到多点的控制功能。 g h e ri a y 皿s l l c o a x u ( o p t i o n a l ) 叫a c c m a c r e c o n c i l i a t i o n ( r s ) g m i i 一 l p c s l p m a l p m d m d i 一 lp a s s - v eo p c a lm i m t u m 图4系统分层结构图 2 2 e p o n 点到点模拟( p 2 p e ) a d a t a i i n k 7 、 p b y s i c a l 7 目前为止，i e e e8 0 2 _ 3 标准中只定义了两种l a n ：当一个l a n 中只有两 个站点时称作“点到点l a n ”；当有三个或三个以上站点相连时，就可以称作“共 享l a n ”。这两种l a n 的共同特性是：l a n 中的任何一个站点发出的信号， 都被同一个l a n 中的其它所有站接收。显然这与e p o n 中o n u 之间不能相互 发送和接收信号的特性是不同的。所以8 0 2 3 e f m 工作组为e p o n 提出了点到 点模拟( p 2 p e ) 的概念。如图5 所示，o l t 方可以看成具有多个逻辑m a c 实体， 电子科技大学硕士论文 每个逻辑m a c 实体拥有各自的m a c 实体i d 分别对应不同o n u 的m a c 。通 过m m a c c 控制，各逻辑m a c 实体互不干涉互相透明。从各个m a c 实体的角 度来看数据好像通过一条专有链路在o n u ，o l t 之间直接传输，达到在p 2 m p 的拓扑结构上实现点到点模拟( p 2 p e ：p o i n t t op o i n te m u l a t i o n ) 。那些标准的以 太网兼容的设备，如网桥、路由器等就可以连接到基于e p o n 的l a n 上了。 下面我们分别讨论如何在e p o n 上实现点到点l a n 和共享l a i n 模拟的技术。 2 2 1 点到点l a n 模拟 图5点到点模拟( p 2 p e ) 图6 是用e p o n 模拟点到点l a n 的模型，将e p o n 看成若干个点到点 l a n 的集合。o l t 方首先具有n 个( n 为o n u 的个数) 逻辑m a c 实体， 负责与对应的o n u 交换数据。即o l t 处的m a c i 与o n u i 的m a c 一一对应。 在下行方向，o l t 从外部设备( 如网桥或路由器等) 接收到数据后，得知 它的目的o n u ( 假设是o n u i ) 则o l t 就将它交给m a c i 处理。m a c i 负责为 这个数据选择到达o n u i 的逻辑链路，然后发送到物理媒质上进行传输。此时 m a c i 发送的数据会通过p o n 到达每一个o n u ，但只有o n u i 可以接收。我们 把这种下行传输模式叫做模式l ( m o d e0 ) 。 在上行方向上，当o l t 接收到来自o n u i 的数据后就交给m a c i 。m a c i 检 查这个数据的目的地址，若它的目的地址是e p o n 外部的一个地址，则m a c i 就 将它交给高层处理；若它的目的地址是e p o n 中的另一个o n u ( 如o n u j ) 则 m a c i 将这个数据交给m a c j ，由m a c j 为数据选择到达o n u j 的逻辑链路。 第二章e p o n 点到多点控制概述 图6模拟点到点l a n 这种工作模式实现起来较为简单，但是它不能发挥e p o n 的一个最大优势， 即p o n 的下行广播能力。所有下行广播帧必须依次发送给每一个接收o n u 。 例如，若数据( 无论是来自e p o n 外部或内部) 要广播给所有的o n u 时，o l t 中的所有的逻辑m a c 都要给对应的o n u i 发送一份数据的拷贝，这显然降 低了带宽的利用率。所以可以在o l t 方新增加一个逻辑m a c 实体专门负责下行 广播s c b ( s i n g l ec o p y b r o a d c a s t ) 简称s c b m a c ( 图中标识为m a c 0 ) 。e p o n 上的所有o n u 得到s c b m a c 发出的数据帧后都会接收并处理。s c b m a c 只发 送下行广播帧，不接收任何上行数据。 所以o l t 方的实际的逻辑m a c 实体数为n + 1 ，其中n 为o l t 管理的o n u 个数。 2 2 2 共享l a n 模拟 图7 是模拟共享l a n 功能的模型，即实现某个o n u 发出的数据要能被所 有其他的o n u 看到的模拟。在o l t 侧，逻辑m a c 在上行方向仍然是负责接 收相应的o n u i 的数据，但在下行方向，每个m a c 可以到达除了相对应的 o n u i 之外的所有的o n u 。 o n u 侧与点到点模拟基本相同。当o l t 的m a c 接收到o n ui 的数据 后，它一方面将数据送往高层，高层会根据目的地址判断是否需要转发( 同1 2 1 ) 。 同时m a c i 还将数据直接返回给e p o n 中。此时m a c i 发送的下行数据同 7 电子科技大学硕士论文 样会通过p o n 到达所有o n u ，但除了o n u ia # i - # 所有o n u 都会接收。我们 把这种下行传输模式称为模式2 ( m o d e i ) 。其他o n u 得到数据后再根据m a c 地址过滤数据包，以此达到模拟共享l a n 的目的。 图7模拟麸享t a n 2 2 3 l l i d ( l o g i cl i n ki d ) l l i d 是一个1 6 b i t 的逻辑链路端口号。它由1 b i t 的m o d e 和1 5 b i t 的m a c 实体d 两部分组成。l l i d 的处理是在m a c 层之下的r s ( r e c o n c i l i a t i o n ) 层 进行的。 在发送数据时，o n u 和o l t 都需要在数据包头内填写相应的l l i d 。其中， o n u 的m o d e 值始终为0 ，o l t 需根据下行数据的不同传输模式分别填写m o d e 值为0 或l 。 当接收到数据时，o n u 会根据l l i d 判断是否将数据包上传给m a c 层。 o l t 则根据l l i d 值判断将数据包交给哪个逻辑m a c 实体。 当数据包需要在p o n 内被广播时，m o d e 值为1 ：m a c 实体d 为广播i d ， 其值为0 ( o x 7 f f f ) 。 所以一个e p o n 系统中一菇有2 n + 1 个不同的l l i d 值。 2 3 多点控制协议( m p c p ) 前面已经提到e p o n 通过多点控制协议m p c p ( m u l t i p o i n tm a cc o n t r o l 第二章e p o n 点到多点控制概述 p r o t o c 0 1 ) 实现点到多点的控制功能。m p c p 主要包括3 个控制过程：申请过程 ( r e p o r tp r o c e s s ) 授权过程( g a t ep r o c e s s ) 。其中r e p o r t 过程，g a t e 过程控 制上下行带宽分配，保证数据有序传输，实现一个o l t 与多个g n u 的正常通信。 d i s c o v e r y 过程使o l t 可以自动发现并注册g n u 。m p c p 通过5 个控制消息 ( m p c p d u ) ：g a t e ，r e p o r t 、r e g i s t e r _ r e q 、r e g i s t e r ，r e g i s t e 足爿c k 来完成上述控制过程。 2 3 1 m p c p 的3 个控制过程 现在我们分别简要介绍一下m p c p 的3 个控制过程 2 3 1 1 g a t e 过程 m p c p 的一个关键原则是每时刻只允许一个g n u 占用上行信道，g n u 上行 数据的发送必须在o l t 授权下进行。o l t 通过发送g a t e 消息想g n u 授权， 告诉传送窗口的起始时间( s t a r tt i m e ) 和间隔大小( 1 e n g t h ) 。g n u 接收到g a t e 消息后等待自己的传送窗1 2 1 打开( 起始时间s t a r t t i m e 到来) ，然后开始向o l t 发送数据；当传送窗口关闭时。( 经过l e n g t h 大小的时间间隔后) 停止发送，等待 下一次授权和授权所指定的窗口。 这里需要注意的是：授权( g a t e ) 只是一个控制命令，是o l t 用来告诉 g n u 什么时候可以上传数据而发送的一个消息。传送窗口是g n u 上传数据的时 间区间。通常g n u 接收到授权后需等待一段时间才能传送数据。 具体过程如图8 所示 电子科技大学硕士论文 图8 g a t e 过程图 2 3 1 2 r e p o r t 过程 为了优化带宽分配o l t 须实时监控各o n u 的传输需求，所以o l t 的授权 必须以o n u 的申请( r e p o r t ) 为前提。o n u 在传送窗口内除了发送一般数据 也会向o l t 发送命令数据r e p o r t 消息。向o l t 报告本地还有多少数据等待下 次发送。o l t 才能够根据每个o n u 的申请统筹规划，动态分配带宽。m p c p 没 有定义带宽分配算法，但自定义的算法需要符合“o l t 每次授权不可超过o n u 申请大小，同时必须应尽量满足o n u 需求”的基本原则。( e p o n 动态带宽分配 算法也是本论文着重讨论的内容之一，在后面将有详细叙述。) m p c p 要求o l t 必须定期向o n u 授权。所以在o n u 没有数据申请时，也要向其发送一个空授 权( 窗口的间隔大小l e n g t h 仅够o n u 发下次的r e p o r t ，不附带任何其他上行 数据) ，只有这样才可以驱动o n u 发下一个r e p o r t 。通过严格的r e p o r t ， g a t e 机制保持o l t ，o n u 同步。 2 3 1 3 d i s c o v e r y 过程 o l t 启动时首先要运行d i s c o v e r y 过程，自动发现活动的o n u ，将它连 接到p o n 上( o n u 登录) 。此后o l t 还会周期调用d i s c o v e r y 过程动态发现 新启动的o n u 或掉线后重新恢复的o n u ，使它们能及时登录到p o n 上。此外 还可以通过该过程实现重新登录( r e r e g i s t e r ) 和注销( d e r e g i s t e r ) 。在登录过程 0 第二章e p o n 点到多点控制概述 中o n u ，o l t 可以相互交换性能参数，使得p o n 的介质更加广泛，不同厂商的 设备可以互连互通。 具体过程如图9 所示： o l to n u b r o a d c a s tt oa i is t a t i o n s i nu p s t r e a mc o n t e n t i o nc h a n n e a s s i g nl i n ki dt oo n u ( o n u m a c a d d r e s sa si d e n t i f i e r ) o n ul i n ki da si d e n t i f i e r i nu p s t r e a mp r i v a t ec h a n n e 图9d i s c o v e r y 过程 1 o l t 广播d i s c o v e r yg a t e ，向所有o n u 通知d i s c o v e r y 窗口的时间 范围： 2 未登录的o n u 在d i s c o v e r y 窗内发送r e g i s t e r _ r e q 消息，告知o l t 自己的m a c 地址，及其他性能参数。 3 o l t 收到r e g i s t e r _ r e q 后：( 1 ) 为该o n u 分配l l i d ，并将该l l i d 与 其m a c 地址绑定；( 2 ) 记录o n u 参数并作相应处理；( 3 ) 发送r e g i s t e r 消息通知o n u 登录是否成功，返回l l i d 、a g c 、c d r 等参数，并回应o n u 的性能参数； 4 o l t 向o n u 发标准g a t e ，授权o n u 回复r e g i s t e r _ a c k ； 5 o n u 在g a t e 所授权的窗口内回应r e g i s t e r a c k 。 o l t 正确收蜀j r e g i s t e ra c k 标志着对该o n u 的d i s c o v e r y 过程结束。 o n u 登录后正常的数据传送开始。 需要注意的是：d i s c o v e r y 窗是唯一允许多个o n u 同时占用上行信道的 电子科技大学硕士论文 时段，会有数据冲突可能。为了减小冲突可采用：每个o n u 发r e g i s t e r _ r e q 前随机等待一段时间( 时间小于d i s c o v e r y 窗口大小) 。所以o l t 在一个 d i s c o v e r y 窗内可能收到多个正确的r e g i s t e rr e q 请求。 2 3 2 m p c p 的几个细节 2 3 2 1 ，时间、测距 由前所述m p c p 采用的授权机制是通过指定不同的时间值来完成的，同时 o l t 和每个o n u 的距离都不同，他们之间的网络延时也会不同，所以o n u ， o l t 之间需要一套精确的同步和测距机制来保证协议的执行。 m p c p 要求o l t 和o n u 都要拥有一个本地时钟( 一个3 2 位计数器) ，每经 过1 6 b i t 数据发送时间，计数器+ l 。同时o l t ，o n u 在发送控制消息时都需将 本地时间记录在消息的时间戳( t i m e s t a m p ) 字段中。然后就可通过测量控制信 号从o l t 到达o n u 再返回o l t 的往返时间r t t ( r o u n dt r i pt i m e ) 实现同步。 r t t 的计算方法如图1 0 所示： 图l o测距和同步 o l t 在绝对时间t 1 发送g a t e ，在g a t e 中加时间戳为t 1 ； o n u 在绝对时间t 2 收到g a t e ，根据时间戳t 1 修改本地时钟为t 1 ； o n u 在本地时间为t 4 时发送r e p o r t ( 此时绝对时间为t 3 ) ，在r e p o r t 2 第二章e p o n 点到多点控制概述 中加时间戳t 4 ； o l t 在绝对时刻t 5 收到r e p o r t ，得到时间戳t 4 。 图中黄色阴影就是信号的r t t 往返时间 显然r t t = ( t 5 t 1 ) 一( t 3 一t 2 ) 又有t 3 一t 2 = t 4 t 1 带入( 1 ) 得r t t = ( t 5 t 1 ) 一( t 4 一t 1 ) = t 5 t 4 所以得到：r t t = t 5 ，t 4 ( 1 ) 2 3 2 2 时延常数d 上面所得的r 1 、t 计算公式中并没有包含信号在o l t ，o n u 两端通过m a c 层和p h y 层到达网络所使用的时间。一种折中的实现方式时引入个时延常数 d ，则上面的推导公式修正为：r t t = t 5 t 4 + d 。d 的具体取值与实现方法相关。 2 3 3 m p c p d u 结构和编码 m p c p d u 包括g a t e ，r e p o r t ，r e g i s t e r _ r e q ，r e g i s t e r ， r e g i s t e r a c k 。m p c p d u 采用标准的8 0 2 3 帧结构，其l e n g t l l t y p e 为8 8 0 8 。 统一结构如图1 1 所示： d e s t i n a t i o na d d r e s s s o u r c ea d d r e s s l e n g t h t y p e = 8 8 0 8 o p c e d e t i m e s t m p d a t a r e s e r v e d ，p a d f c s n t0 - - - - - 。- 。- 。- - - - - 。- 。哼b i t7 图1 1m p c p d u 统一帧结构 1 d a ( d e s t i n a t i o n a d d r e s s ) ：目的m a c 地址。 2 s a ( s o u r c e a d d r e s s ) ：源m a c 地址。 3 l e n g t h t y p e ：p d u 种类，m p c p d u 为8 8 0 8 。 4 o p c o d e ：操作码，用来识别m p c p d u 控制消息类型，在2 - 6 的范围内 取值。 下面分别介绍5 个控制命令的具体帧结构和编码 耕。：。加。 电子科技大学硕士论文 2 3 3 1 g a t e ：o p c o d e = 0 0 0 2 d e s t i n a t i o na d d r e s s s o u r c ea d d r e s s l e n g t h ，t y p e = 8 8 0 8 0 d c o d e = 0 0 0 2 t i m e s t a m p n u m b e ro fg r a n t s f l a g s g r a n t 存1s t a r tt i m e g r a n t 拌1l e n g t h g r a n t 撑2s t a r t t i m e g r a n t # 2l e n g t h g r a n t 捍3s t a r t t i m e g r a n t # 3l e n g t h g r a n t 撑4s t a r t t i m e g r a n t 料l e n g t h s y n ct i m e p a d r e s e r v e d f c s 图1 2g a t e 帧结构 1 n u m b e r o f g r a n t s f l a g s 为g a t e 命令标识，具体如图1 3 所示 d i s c o v e r y 图1 3g a t e 命令标识：n u m b e ro fg r a n t s f l a g s ( 1 ) n u m b e r o f g r a n t 为授权个数。一次g a t e 命令可包含o 4 个授权，值 为0 表明该g a t e 为空授权( 见1 2 2 2 ) 。 ( 2 ) d i s c o v e r y 标识符为0 表示该g a t e 为普通g a t e ；为1 表明为 d i s c o v e r y g a t e ( 见1 2 2 3 ) 。 ( 3 ) f o r c er e p o r tg r a n t 位若为1 表示o n u 在授权所指定的传输窗口内必 须报告r e p o r t 消息；若为0 ，则无此强制性要求。因为一个g a t e 最多可包含 4 个授权，所以留有4 个f o r c er e p o r tg r a n t 位。 1 4 挪。：。叭叭眈眦吖眈。 第二章e p o n 点到多点控制概述 2 当n u m b e r o f g r a n t 不为0 时( 不是空授权) ，紧接着n u m b e r o f g r a n t s f l a g s 按顺序给出每个授权的传输窗口的起始时间：g r a n t # ns t a r t t i m e ，和大小：g r a n t # n l e n g t h 。 3 当g a t e 为d i s c o v e r yg a t e 时s y n ct i m e 有意义：表明o l t 接收信 号所需的同步时间( 包含所有p m dp m ap c s 同步) ，在这段时间内o n u 应发 送用于同步的i d l e 信号。 4 p a d r e s e r v e d ：填充0 使m p c p d u 帧长固定为6 4 b y t e 。 2 3 3 2 r e p o r t ：o p c o d e = 0 0 0 3 d e s t i n a t i o na d d r e s s s o u r c ea d d r e s s l e n g t h t y p e = 8 8 0 8 o d c o d e = 0 0 0 3 t i m e s t a m p n u m b e ro fq u e u es e t s r e p o r tb i t m a p q u e u e 薛0 r e p o r t ) e r q u e u e 撑1r e p o r t r q u e u e 撑2r e p o r t q u e u e 撑3r e p o r t q u e u e 撑4r e p o r t q u e u e 拌5 r e p o r t q u e u e 撑6r e p o r t q u e u e 撑7r e p o r t p a d r e s e r v e d f c s 图1 4r e p o r t 帧结构 1 n u m b e ro fq u e u es e t s 为o n u 该次r e p o r t 所提出的申请个数。每次申 请需给出r e p o r tb i t m a p 和相应的q u e u e # h ar e p o r t 。 2 r e p o r tb i t m a p 为队列申请表。如图1 5 所示： n n 臣 工 习臣 二 匪皿 q u e u e 01234567 呻o o：o，。毗叽眦毗们叽毗毗o 电子科技大学硕士论文 图1 5 r e p o r tb i t m a p 每个o n u 可包含8 个8 0 2 1 q 优先级队列，r e p o r tb i t m a p 指明哪些队列有 申请( 有数据等待发送) 。8 b i t 分别对应8 个队列，值为0 表明没申请，值为1 表明有申请。然后按顺序在q u e u e # n r e p o r t 中给出该队列的申请大小。 2 3 3 3 r e g i s t e r _ r e q ：o p c o d e = 0 0 0 4 d e s t i n a t i o na d d r e s s s o u r c ea d d r e s s l e n g t h t y p e = 8 8 0 8 o p c o d e = 0 0 0 4 t i r n e s t a m p f l a g s p e n d i n gg r a n t s p a d r e s e r v e d f c s 图1 6r e g i s t e r r e q 帧结构 1 f l a g s 为r e g i s t e r _ r e q 消息的标识符，表明o n u 做何登录请求。由 f l a g s 的数值大小来判断：f l a g s = 1 表明o n u 要求登录( r e g i s t e r ) ；f l a g s = 3 表 明o n u 要求注销( d e r e g i s t e r ) 。 2 p e n d i n gg r a n d s 给出o n u 一次可接受的授权个数。 2 3 3 4 r e g i s t e r ：o p c o d e = 0 0 0 5 d e s t i n a t i o na d d r e s s s o u r c ea d d r e s s l e n g t h t y p e = 8 8 0 8 o p c o d e = 0 0 0 5 t i r n e s t a m