集合的客户端分组的传输的制作方法

专利名称：集合的客户端分组的传输的制作方法
技术领域：
本发明涉及光通信，更特别地涉及一种经由分组传输网络发送一个 或多个客户端信号的集合分组的方法。进一步地，本发明涉及这种分组 传输网络的网络元件，以及涉及这种分组传输网络。
在分组网络中，分组大小、数据速率和转发时延这三者的要素内在 地互相关联。分组，例如以太网分组，在分组大小上典型地适应于终端 用户应用的需要，特别是适应于提供应用可接受的转发时延。在终端用 户的典型的数据速率上，设定分组大小以产生低于人类临时感知水平的
转发时延。例如以速率为64 kbit/s的语音呼叫数据来填充一个大小为 1000比特的以太网分组要用125 ms，由此产生在125ms范围内的转发 时延。这样，以较小的终端用户数据速率运行的应用倾向于较小的分组 大小，由此将转发时延减少到低于人类临时感知水平。
背景技术：
在核心网络中，由于从应用数据速率到核心数据速率的加速，分组 的依赖于分组大小的额外转发时延较低。但是，因为其他时延贡献，应 用(特别地，高速数据速率的应用，如数据速率为10 Mbit/s的视频流 传播应用)不能从这种较小的转发时延中获益。例如，在核心网络中跨 度为1000km的光纤传播时延在5ms之内(不依赖于分组大小)，反之 在这种核心网络的节点中，依赖于分组大小的1000比特分组的转发时 延为lps那么低，远低于所有其他时延贡献。这样，核心网络中的全部 额外转发时延不是由核心网络中依赖于较小分组大小的转发时延占主 导地位的，而主要是由其他时延贡献决定的。核心网络中依赖于较小分 组大小的转发时延将同样允许更大的分组大小。但是，正如上面所讨论的，典型地通过用户应用需要来确定分组大小。
协议分组甚至可能具有更小的分组大小。在广泛使用的最小分组
中，TCP (发送控制协议)ACK分组的大小是64比特。这种分组用于 确认接收到TCP中的分组，在现有的因特网实践中不能避免这种分组。
在高速核心网络中，将客户端业务量集合成巻，然而在核心中将单 独地转发每个单独客户端分组。这样，从终端用户应用到核心网络，没 有改变分组粒度。在核心网络的入口节点处，可能为了经由核心网络的 发送分别地封装每个客户端分组，使用1: 1封装技术如T-MPLS (传送 多协议标签交换)、PBB (提供商骨干桥接)或者MAC-in-MAC (MAC 嵌套技术)，即，可以将一个以太网分组封装到另一个以太网分组中。 已封装的分组是不透明的，即对核心网络是不可见的。
在核心网络中的高数据速率上，由于在核心网络中处理每个分组的 报头，由用户应用所确定的不可变分组大小对于核心网络中相同分组 (或1: 1封装在另一个分组中)的有效传输来说太小了。核心网络的 线速率越高，报头处理的工作量越高。此外，必须将核心网络元件的分 组处理能力设计成甚至在最大负荷和最小分组大小的最坏情况下都是 够用的。这类情形不太可能发生但是不能安全地排除。这样，在例如用 于100 Gbit/s以太网的10Gbit/s、100 Gbit/s以及更高的核心网络线卡中， 分组的报头处理是功率最大和消耗硅面积最大的任务。
用于减少报头处理工作量的公知方法是，将较小大小的分组集合到 较大大小容器中，例如，在光突发交换(OBS)中使用分组到较大容器(也 称为突发或帧)的突发装配。在网络入口节点处，累积具有相同目的地 的分组并将其集合到一个容器中，该容器继而经过核心网络作为不透明 实体移动。只在相应的网络出口节点处，卸载该容器，将所包含的分组 释放到客户端网络。因为光装置的较低交换速度，在OBS中分组到容 器的集合是必需的。如果没有集合的话，光装置将必须以分组方式进行 交换，这是不可能的。在电子或光电子交换中，为了减少核心交换中每 秒的分组数，也能重新使用累积分组以及将所累积的分组集合到容器中 的概念。集合到容器和这种容器的解集合的处理导致了至少两个缺陷
1. 在低负荷情况下，由于容器中分组时序丢失，经由核心网络传送 之后，在初始时(例如，在集合之前)分得很稀疏的分组在分组突发中 可能集中在一起。这引起了核心网络出口节点下游的低阶网络的问题。
2. 这种核心网络入口节点处的可变业务量负荷进一步导致了对于容
器的累积分组的可变累积时间。累积时间的这种不确定性导致了容器之 间时延的临时变化，这样导致了在解集合之后分组到达的较大幅抖动。 这种抖动例如是流传送应用的一个问题，这种应用需要恒定的分组时间距离。
下面将详细讨论解集合之后分组流的高突发问题。 在于边界处具有较低速度接入网络并且于中间具有高速核心网络 的分级网络中，分组流的时序是至关重要的参量。典型地，分组流通过 始发网络自然地成形。分组之间的临时距离确保传送不会造成始发网络 和接收网络超负荷。独立于其他业务量负荷的时序以及在没有单独流的 明确知识的条件下，核心网络应该保留分组流的时序。通过使用排队等
待和时间表安排如加权公平排队法(WFQ)或加权轮叫(WRR)以确
保保留时序。
对于经由高速核心网络发送客户端分组，典型地，将客户端信号的 细颗粒分组封装到更大的传输容器，例如，在SDH (如ITU-T G701定 义的同步数字体系)、SONET (如Telcordia的GR-253隱CORE定义的同 步光网络)或者OTN (如ITU-TG.709定义的光传输网)的情况下。所 有这些传输协议共有的是，容器是连续移动的TDM (时分复用)实体 (同步业务量)，即根据传输协议的数据速率连续地生成和发送容器而 不考虑容器负荷。将客户端分组映射到闲置的容器中。在偶发分组流传 送时，按照需要用空闲样本(pattern)填补容器。这样，从这种高速网 络的入口节点到这种网络的出口节点没有改变分组之间的相对时序。
在具有分组累积和累积分组到容器的集合的分组传输网络中，例如 在突发或帧交换网络中，典型地不是这样。这种网络仍然在研究中，至 今还没有完全地标准化。在这种网络中，为了在网络核心中节省交换开
8销而将多个较小客户端分组集合到大容器中。
突发交换网络是基于OBS概念的。在突发交换网络中，将一个或
多个客户端信号的更小分组集合到一个更大的突发中，其待发送到专用 的出口节点。在经由该网络发送突发的时候，从网络的入口节点到相应
的出口节点，将该网络的光突发交换机切换到转发单独的突发。
同样，在帧交换网络中，将一个或多个客户端信号的大量更小分组 集合到更大的帧中。在填充该帧之后(依赖于负荷)，将该帧作为单独
实体交换到同步的高速传丰lr流。i仑文"Long term network architectures and scenarios based on optical burst/packet switching (基于光突发/分组交换的 长期网络体系结构和方案)，，，G. Eilenberger, Proceedings of SPIE, AsiaPacific Optical Communications 2006， 2006年9月,Gwangju， South Korea, Vol.6354，在3.1节中公开了 一个基于G709标准修改的帧交换 网络实例。通过引用包含该公开。帧在该网络节点内作为单独实体交换， 同时节点之间的传送链路依照G.709保持连续且同步的传送。在增删多 路器处，通过帧集合单元使客户端接口信号集合适应G709的帧格式。 在填充该帧之后，单独地将该帧交换到同步传输流中，即帧不是按一个 固定时间段周期性地交换到高速传输流中。
在突发交换网络和帧交换网络中，在发送前，使用包含多个客户端 分组的较大容器(即，突发交换网络中的突发，帧交换网络中的帧)， 其通常等待直到完成。继而，容器的完成依赖于实际业务量负荷。例如 在低业务量负荷时，通常不使用分组之间的空闲样本。与入口节点处的 相对时序无关地，将客户端分组一个接一个封装到容器中。填充样本只 可能在容器末尾出现。在出口节点处，卸载容器中已封装的分组并将其 释放到接入网络(或城域网)。但是，在该点上分组间的原时序不再是 可用的。依赖于业务量负荷，在突发中客户端分组可能集中在一起。这 就导致了下游网络緩冲器上的较高负担。特别是在低业务量负荷时，出 口节点处可能容易出现分组流的高突发。在分组进入入口节点时这种高 突发不存在。
参考图1到3更详细地解释了这个问题。图1示出了在具有传统同步高速核心网络(例如SDH网络)和边 界上的具有一个或多个较低速度接入网络或城域网的传统分级网络中 的客户端分组流。典型地，将较低速度接入网络连接到甚至更低次序的 分配网络。从例如位于公司网络中的发送节点(终端附近)1处，经由 接入网络将较低数据速率的客户端信号2发送到高速核心网络的入口节 点3。如图l所指出的，由于较低数据速率，信号2的分组具有相对较 长的持续时间。入口节点3提供了用于减少分组持续时间(通过增加数 据速率)的装置4以及用于将分组与其他客户端信号一起多路复用到连 续高速传输信号6如10 Gbit/s的SDH信号的多路复用装置5。尽管以 分别的单元示出，典型地装置4和5可以在一个单元中实现。经由核心 网络传送到出口节点7之后，处理是相反的，即通过信号解复用装置8 将接收到的高速传输信号6解复用为不同客户端信号，通过适当的装置 9增加解复用信号的分组持续时间。从出口节点7经由较低速度接入网 络和其他较低次序分配网络将客户端信号IO转发到目的地。远端ll(图 1中所示)描述了目的地之前的最后的中间节点(例如基层分配器或DSL 接入多路器)，在该处可能出现分组流突发的问题，即远端ll显示出了 出口节点7后面的瓶颈。但是，如图1中所示，入口节点3处信号2的 接收分组流与出口节点7处信号10的转发分组流相对应，即保持流的 形状，没有出现问题。
图2示出了在重负荷时，在具有突发或帧交换核心网络的分级网络 中的客户端分组流，其中生成了依赖于负荷的容器。图1和图2中相同 引用符号所表示的图形元件基本上相同。在图2中，为了将不同客户端 信号的分组集合到容器20a-c进一步配置了多路复用装置5，，并为了从 容器20a-c中提取分组还配置了解复用装置8，。与入口节点处的相对时 序无关地，将客户端分组一个接一个放到容器中。在重负荷时，只将一 个客户端信号的有限数目分组(这里每个容器一个分组)集合到一个 容器中。在出口节点7处提取客户端信号2的分组，并在装置9中调整 分组持续时间之后，将分组转发到目的地。如图2中所指明的，入口节 点3，处信号2的接收分组流基本上与出口节点7处信号10的转发分组流相对应。这样，集合到容器完全不会干扰或仅仅可忽略地千扰流的形状。
图3示出了图2中网络在低负荷时的客户端分组流。图2和图3中 相同引用信号所表示的图形元件基本上相同。由于图3中的低负荷，可 能将更多客户端信号分组集合到一个容器中，例如，客户端信号2的两 个分组可以集合到第一个容器20d中。在出口节点7，处提取客户端信 号2的分组并在装置9中调整分组持续时间之后，分组集中在一起，给 远端11处的低速链路造成压力。出口节点7处该流的这种高突发将负 担加于下游网络緩沖器上，因为突发业务引起远端的临时超负荷。由于
最小的缓冲器典型地安装在接入点中，或者甚至安装在靠近容器交换网 络不知道且远离该网络的目的地主机的用户所有交换机中，情况甚至更
糟。结果，这种网络的容器的分组集合不仅引起了业务量成形的改变， 而且引起了连接的远端处的问题，远离了真正的根本原因，予以适当緩 解的机会更低。

发明内容
因此，本发明的一个目的是提供一种经由分组传输网络发送客户端 分组的方法，同时该方法允许减少的报头处理能力。该方法克服了上面 所讨论的出口节点处流的高突发问题。本发明的另 一 目的是提供用于这 种分组传输网络的出口和入口节点的相应网络元件以及提供这种网络。 通过下面的方法、网络元件和传输网络实现这些目的。 本发明的第 一方面涉及一种经由分组传输网络发送一个或多个客 户端信号(例如，以太网信号或IP/PPP-因特网协议/点对点协议信号) 的方法。
该方法提议，在分组传输网络入口节点处将多个分组集合(特别是 依赖于负荷地集合)到更大的容器中，并将其与用于在出口节点处再现 客户端流的时序的措施相结合。
在中间的节点中可以只处理容器报头而不处理分组报头。这样，对
ii这种集合可以使最坏情况下的分组报头处理(例如，对于10 Gbit/s或 100Gbit/s的以太网链路)至少减少IOO倍。
本发明通过提供用于在出口节点处再现客户端流的时序的措施解 决了由集合(例如业务量成形、抖动引入和通常的时序问题)引发的问 题，特别是能够独立于实际业务量负荷及其变化。这样，在不对接入点 和应用层造成负面影响的条件下，能够在生产网络中使用理论研究中所 讨论的容器集合概念。
通过确定入口节点处接收到的分组的时序信息并经由分组传输网 络发送此时序信息，在核心网络中将重构容器内分组的原相对分组时 序。
将报头数限制在基本上恒定(不依赖于实际业务量)的较低水平上。 在低负荷时，例如一个容器只包含1个或2个分组，反之在高负荷时一 个容器中封装了许多分组。在这两种情况下，核心网络只须处理容器报 头，不管容器负荷。这就减少了传输网络中的报头处理工作量，特别是 传输网络的交换机中的报头处理工作量。这样，可能减少传输网络中网 络元件的报头处理功率，或在相同处理功率下增加总通过量。
根据本发明的方法，在网络的入口节点处接收和累积一个或多个客 户端信号的分组。确定描述所接收分组的时序的时序信息，将所接收的 分组映射到容器中。例如，将分组到达的相对距离与分组一起存储。经 由该网络发送该容器和该时序信息。优选地，将时序信息当作容器的一 部分发送。在该网络的出口节点处，从该容器中提取分组，并基于所发 送的时序信息设定分组的时序用于进一步的传送。可能在从容器中提取 分组之前、之后或同时执行时序设定。
提议的方法提供了当分组集合到容器内时接收到的分组的时序不 会丢失的优势。代替地，确定描述在入口节点处所接收分组的时序的时 序信息并将其发送到出口节点。这样，基于所发送的时序信息，可能在 出口节点处恢复该时序，所以在出口节点处所提取分组的时序基本上与 在入口节点处所接收分组的时序相对应。这样，避免了在出口节点处的 转发分组流的高突发，从而避免远端的临时超负荷问题。换句话说，通
12过重建与分组一起存储的出发间距，在卸载阶段模拟分组到达过程。
提议的解决方案以一种透明的方式解决了问题其对于容器集合和
解集合过程是本地的，其不需要明确知晓在核心处的应用流，并且其对
于所影响的远端接入链路是不可见的。这样，不需要特别关注单独流就
可以再现应用流的形状。
为了实现发明方法，可能在核心网络出口节点处需要用于解集合的
额外时延，即额外緩冲器空间。
本发明方法使用客户端分组封装，这样本发明方法可能适用于传统
客户端分组封装方案如T-MPLS (传送多协议标签交换)、PBB (提供商 骨干桥接)或者MAC-in-MAC。通过本发明的方法可能扩展这种传统1: 1 (例如每一个容器一个分组)客户端分组封装方案以支持每个容器多 个分组。
集合传输流可能遵从标准分组技术，例如以太网。
优选地，通过使用修改的通用成帧规程(GFP)执行确定时序信息 和映射分组的步骤。
在ITU-T G.7041中定义的传统GFP中，将不同类型(例如以太网 MAC， IP/PPP)的客户端分组编码成通用帧4各式，即编码成具有GFP 核心报头和GFP有效载荷区域的GFP客户端数据帧。详细地，将客户 端分组映射到GFP有效载荷区域。然后将GFP客户端数据帧映射到传 输协议帧中，例如SDH、 SONET或OTN帧。如果没有GFP帧可用于 传送，那么将GFP空闲帧插入所接收的客户端分组之间。将GFP空闲 帧用作一个填充帧，由此促进了 GFP流对于4壬何症合定传输J 某介的适应 性，传输媒介具有比客户端信号所需的更高的数据容量。这提供了连续 的帧流。这里通过引用包含了 2005年8月的ITU-T G. 7041文档，特别 是涉及GFP空闲帧的注释。
随后的GFP客户端数据帧之间并由此也是随后的客户端分组之间 的GFP空闲帧的数目依赖于所接收帧的时序，并继而是在入口节点处 接收到的客户端分组时序的度量。
根据本发明的优选实施例，当通过修改的GFP编码接收到的分组时，客户端分组之间的GFP空闲帧不考虑，通过计数器对两个分组之 间不考虑的空闲帧进行计数。将不考虑的空闲帧的数目用作时序信息。
优选地，生成基本上依照传统GFP的数据流，同时数据流具有GFP 空闲帧。移除GFP空闲帧，并对在随后的GFP客户端数据帧(对应于 随后的客户端分组)之间不考虑的空闲帧进行计数。也可以在没有预先 插入GFP空闲帧以及没有随后移除这些帧的情况下，对不考虑空闲帧 进行计数。
有利地，将不考虑空闲帧的每个数目存储在GFP报头的备用字段 中。进一步地，优选地，将不考虑空闲帧的每个数目存储在紧跟相应的 不考虑空闲帧之后的GFP客户端数据帧(特别是其报头)中。
优选地，在出口节点处，基于不考虑空闲帧的数目设定将要转发的 分组的时序。特别地，通过根据相应的不考虑空闲帧的数目在随后的 GFP帧之间插入GFP空闲帧实现。
正如上面所讨论的，这种网络的入口节点处可变的业务量负荷进一
步导致了在容器中累积待发送分组的可变累积时间。累积时间的这种不
确定性导致了出口节点处容器到达的临时变化，这样导致了解集合之后
分组到达的较大抖动。
为了克服这个问题，优选地，应当注意容器中最早的分组在入口节 点和出口节点处一共等待对于不同容器中相应的最早分组基本上恒定
的强制时间段。优选地，依赖于入口节点处的负荷，在出口节点和入口 节点之间划分完整的时间段。例如，在低负荷时，最早的分组在入口节 点处等待较长时间间隔(由于在较长时间间隔中填充容器)，在出口节 点处等待较短时间间隔。相反地在重负荷时，最早的分组在入口节点处 等待较短时间间隔(由于在较短时间间隔中填充容器)，在出口节点处 等待较长时间间隔(补偿在入口节点处较短的时间间隔)。这样，用出 口节点处等待时间的逆变化补偿由业务量负荷引发的入口节点处累积 时间的变化。例如在使用结合了这个想法的已修改的成帧规程时，不依 赖于实际负荷，将精确地再现客户端流的时序。
根据优选实施例，每个分组在入口节点和出口节点处强制地一共等
14待一个时间段，该时间段对于容器中所有分组和不同容器中的分组来说 基本上恒定。这个时候不同容器中最早分组的等待时间是恒定的，以及 在涉及最早分组的出口节点处重构每个容器中其他分组的时序。
无论实际的分组大小、密度、业务量负荷或容器粒度如何，任意分 组的恒定时延等于光纤光缆上的光纤时延。容器交换核心外部的网络应 用不能分辨两种时延贡献。
优选地，监测针对相应容器中待发送的最早接收分组在入口节点处 是否达到预定的超时时段。在最坏的情况下，最早的分组在入口节点处 等待直到超时时段。达到超时时段时，准备容器以便传送，而不管容器 是否充满。在非常低负荷的情况下，出现达到超时时段。在正常或重负 荷的情况下，当入口节点处的累积分组已经达到容器容量(例如，全部 容器容量)的预定部分时，对于最早的分组只有超时时段的一部分逝去。
在入口节点处，当(在非常低负荷的情况下)针对最早分组达到预 定超时时段时，或当(在正常或重负荷的情况下)入口节点处的累积分 组已经达到容器容量的预定部分时，准备容器以便传送。在出口节点处 基于超时时段的未逝去部分(例如超时时段的剩余部分，其在达到超时 时段的情况下可能是零)给最早的分组设定时序，并基于时序信息给容 器中的剩余分组设定时序，由此再现了容器中分组之间的相对时序。应 该注意到，在精确地等待超时时段的未逝去部分之后，并非强制地释放 最早的分组以便传送。可以在对于所有分组来说都恒定的额外时延之后 再释放最早的分组。
最早分组的总等待时间可能是超时时段逝去部分(对应于入口节点 处的等待时间或累积时间)加上超时时段的未逝去部分(对应于出口节 点处的等待)的结果。自然，可以例如在出口节点处使最早分组的总等 ^寺时间增加一个恒定的时延。
根据优选实施例，在入口节点处，将分组累积在第一緩冲器中，例
如第一 FIFO緩冲器(先入先出)中。在出口节点处，将接收到的容器 的内容存储在第二緩沖器中，例如第二 FIFO緩冲器中。
于是，优选地注意到，容器中最早的分组在第一和第二緩沖器中一共等待一段对于不同容器中相应的最早分组来说基本上恒定的强制时 间段。更优选地，每个分组在第一和第二緩沖器中强制地一共等待一段 对于容器中所有分组和不同容器中的分组来说基本上恒定的时间段。
优选地，监测针对第一緩沖器中相应容器中待发送的最早分组(例 如FIFO緩冲器中的第一个分组)是否达到预定的超时时段。同样，监 测第一緩沖器是否达到预定填充大小(例如填充大小对应于最大容器有 效载荷大小)。
当针对最早分组预定超时时段已经逝去(在非常低的负荷的情况 下)时或当第一緩沖器达到预定的填充大小(在正常或重负荷的情况下) 时，准备第一緩沖器内容以便传送(例如，将第一緩沖器的内容存储在 容器帧中，将分组之间的到达距离与分组一起存储在容器中，并将超时 时段的未逝去部分存储在容器中)。
基于超时时段未逝去部分(即，基于超时时段的剩余部分)定时在 出口节点处从第二緩冲器中释放最早分组。这样，通过在出口节点处释 放时间的有意逆向变化补偿入口节点处的累积时间的变化。基于时序信
息定时从第二緩冲器中释;^文容器中的剩余分组，由此再现分组之间的相 对时序。应该注意到，"基于超时时段未逝去部分定时，，不是指必须在 等待了超时时段的未逝去部分之后立即释放最早的分组以便传输。可能 在一个对于所有分组来说都是恒定的额外时延之后释放最早的分组。
有利地，同样在入口节点处确定涉及最早分组的时序信息并经由网 络发送该时序信息。发送的涉及最早分组的时序信息可能指出超时时段 的未逝去部分。可以将最早分组的时序信息设置为超时时段的未逝去部 分。如果已经达到超时时段了那么这种未逝去部分可能是零。
根据优选实施例，容器是以太网巨型帧。才艮据IEEE 802.3，以太网 帧的最大大小为1518比特(在IP的情况下是1500比特)。巨型帧是所 有超过1518比特(1500比特)这个大小的以太网帧，例如大小为9.6 千比特或更高的以太网帧。
本发明可以用于10 Gbit/s或100Gbit/s的以太网传输网络。100 Gbit/s将是一种纯粹的传输技术，应用不能在100Gbit/s上操作。这样，
16潜在地所有100Gbit/s以太网产品可能从本发明中获益。
应该注意到，上面提到的本发明实施例能够任意地组合。特别地， 按修改的通用成帧规程对客户端分组进行编码的概念可能与提供入口 节点和出口节点处恒定的等待时间的概念组合。更多地，应该注意到，
本发明公开也覆盖了除从属权利要求中的回引所明确给出的权利要求 组合之外的其他权利要求组合，即，权利要求基本上可以以任意顺序组合。
本发明的第二方面涉及分组传输网络的入口节点的网络元件。该网 络元件配置为接收和累积一个或多个将要经由该网络发送的客户端信 号的分组。该网络元件包括确定描述分组的时序的时序信息的确定装 置。进一步地，提供了将接收到的分组映射到容器中的映射装置。另夕卜， 该网络包括经由该网络发送该容器和该时序信息的发送装置。
本发明的第三方面涉及这种网络出口节点的网络元件。该网络元件 配置为接收由根据本发明的第二方面的网络元件所映射的容器。出口节 点的网络元件包括从该容器中提取分组的提取装置、和设定基于该时序 信息给用于进一步发送的分组设定时序的设定时序装置。
本发明的第四方面涉及分组传输网络。在该网络的入口节点处，该 网络包括根据本发明第二方面的第一网络元件。在该网络的出口节点 处，该网络包括根据本发明第三方面的第二网络元件。该网络可能包括 额外的网络节点，特别是入口节点和出口节点之间的交换节点；但是， 这种额外的网络节点不是强制的。入口节点和出口节点处的网络元件使 用相同的封装格式。这种封装格式可能以公司标准或公共标准而进行标 准化。该传输网络中的网络交换机不需要知道具体的封装格式，只要该 交换机知道容器自身的格式，例如以太网巨型帧。
以上涉及根据本发明第 一 方面方法的注释和其优选实施例都适用 于根据本发明第二到第四方面的网络和网络元件。


参考附图下面示例性地解释了本发明，其中图1示出了在具有传统高速核心网络的传统分级网络中的客户端分
组流；
图2示出了在核心网络重负荷的情况下，具有进行分组集合的分组 传输网络的分级网络中的客户端分组流；
图3示出了在图2中核心网络低负荷情况下的客户端分组流； 图4示出了本发明方法的第一实施例；以及 图5示出了本发明方法的第二实施例。
具体实施例方式
上面已经讨论了图l到图3。图4示出了经由进行分组集合的分组 传输网络如突发交换网络发送客户端信号的本发明方法。下面将解释， 通过标准通用成帧规程(GFP)的扩展实现该方法。
客户端分组30a、 30b、 30c例如在不同时间ti、 t2和t3时到达网络 入口节点处。在图4中，客户端分组30a、 30b、 30c涉及不同客户端信 号。例如客户端分组30a、 30b、 30c可能是以太网帧和/或IP/PPP帧。
将客户端分组30a、 30b、 30c编码成GFP已编码比特流，即将客户 端分组30a、 30b、 30c映射为GFP客户端数据帧31a、 31b、 31c。进一 步，将GFP空闲帧32放在GFP客户端数据帧31a、 31b、 31c之间以补 偿客户端数据帧31a、 31b、 31c之间的间隙。
在GFP中存在两种映射模式在图4中使用的帧映射GFP(GFP-F) 和透明的映射GFP (GFP-T)。
在GFP-F中将基本上全部的客户端分组映射到GFP客户端数据帧 中，反之在GFP-T中将多个8B/10B块编码客户端数据流映射成GFP 帧。典型地GFP-F用于以太网或IP/PPP客户端信号，反之在光纤通道、 ESCON (企业管理系统连接)或FICON (光纤连通性)客户端信号的 情况下将应用GFP-T。
每个GFP客户端数据帧31a、 31b、 31c包括核心报头字段(没有示 出)，该核心报头区描述GFP字段，特别是有效载荷的长度。进一步， 每个GFP客户端数据帧31a、 31b、 31c包括有效载荷区域，该有效载荷区域具有有效载荷报头3Ua、 31.1b、 31.1c和有效载荷信息字段31.2a、 31.2b、 31.2c。将客户端分组30a、 30b、 30c映射到有效载荷信息字段 31.2a、 31.2b、 31.2c。
GFP客户端数据帧31a、 31b、 31c之间的GFP空闲帧32 (形成专 用的GFP控制帧)包括核心报头字段但不包括有效载荷区域，以及其 每个的长度是4比特。
通过计数器对两个随后的GFP客户端数据帧31a、 31b、 31c之间的 GFP空闲帧32进行计数。将计数器的值存储在紧跟于由已计数的GFP 空闲帧32形成的相应的空闲时段之后的GFP客户端数据帧的GFP有效 载荷报头的备用字段中。特别地，可以将计数器值存储在作为有效载荷 报头的一部分的扩展报头的备用字段中。作为备选，由于扩展报头标识 (EXI)字段允许更多的类型定义，也可以定义一种新的扩展报头类型。 扩展报头的大小不是固定的，可以根据类型在0比特和58比特之间变 化。
代替将计数器值存储在GFP有效载荷报头31.1a、 31.1b、 31.1c中， 可以将计数器值存储在GFP核心报头或扩展GFP核心报头中。
进一步地，将GFP空闲帧从比特流中移除。对不考虑的空闲帧进 行计数的步骤和移除空闲帧的步骤不是ITU-T G.7041推荐标准中所定 义的传统GFP的部分。这样，在该实施例中执行了修改的GFP。
直接将在有效载荷报头字段31.1a、 31.1b、 31.1c (参见如图4所示 的"报头"，包括不考虑空闲帧的数目)中包括不考虑GFP空闲帧的数 目的GFP客户端数据帧31a、 31b、 31c—个接一个地映射到容器33中， 例如突发容器33。
在经由网络不同节点传送容器33时，容器33的有效载荷，即分组 31a、 31b和31c和其报头在网络节点是不可见的，由于只有容器33的 报头(没有示出)需要处理而已封装分组的报头不需要处理，由此减少 了报头处理工作量。
在经由网络传送之后，在出口节点逆转该过程，即在卸载阶段通过 重建存储在报头字段31.1a、 3Ub、 31.1c中的已修正的出发距离来模拟分组到达过程。在为进一步传送将分组自身从容器中释放之前，基于存
储在有效载荷报头字段31.1a、 31.1b、 31.1c中的已发送的不考虑空闲帧 的计数器值来再现空闲帧的正确数目。
将正确数目的空闲帧插入接收到的GFP客户端数据帧31a、 31b、 31c之间，由此重构入口节点处的时序。最终，从按照重构时序的GFP 编码比特流中将客户端分组30a、 30b、 30c解映射出来。经由接入网络 传送的客户端分组30a、 30b、 30c的出发时序基本上与入口节点处客户 端分组30a、 30b、 30c的到达时序相对应。
正如上面所讨论的，这种网络入口节点处的可变业务量负荷进一步 导致了用于累积指派到容器中的分组的可变累积时间。累计时间的这种 不确定性导致了出口节点处随后的容器之间的临时时延变化，这样导致 了解集合之后分组到达的抖动。这种由业务量变化引发的累计时间的变 化可以以下面的本发明方法的第二实施例所讨论的方式进行补偿。结果 是，在出口节点处不仅要重构相同容器中分组的相对时序，还同样要重 构不同容器中分组的相对时序。
图5中示出的本发明方法的第二实施例通过下列步骤执行了将客户 端分组集合到容器中和将客户端分组从已发送的容器中解集合
1. 在高速分组传输网络的入口节点处，将来自不同源的进入客 户端分组40a-40e印上时间戳。
2. 通过将分组40a-40e存储在出口节点处的第一FIFO緩沖器41 中，累积进入客户端分组40a-40e。
3. 当针对第一FIFO緩冲器41的第一分组40e达到超时时段To (非常低负荷的情况下)，或者填充第一FIFO緩沖器41达到最大容
器帧大小(正常或重负荷的情况下)时，执行下列步骤
3.1将第一 FIFO緩沖器41中的全部内容放入容器帧42 (例 如以太网巨型帧)中，清空FIFO緩沖器41。
3.2将根据时间戳的时序信息存储在容器帧42中，其例如是 分组间特别是随后的分组之间的到达距离，或一个分组末尾和下 一个分组开始之间的距离。这可以通过将时序信息存储在分组中
20来完成，例如联系图4所讨论的将时序信息(这里是省略的空闲 帧的数量)存储在分组的修改报头中。
3.3第一分组40e的时序信息，例如第一分组40e到达距离， 设置为超时时段的未逝去部分(例如设置为超时时段的剩余部 分)。如果达到超时，那么超时时段的未逝去部分是零。
4. 然后在高速核心网络上发送容器帧42。在高速核心网络的交换 节点处，容器42的内容特别是分组的报头是不可见的。
5. 在接收出口节点处，将容器42中的内容放入第二 FIFO緩沖器 43。根据已存储的距离释放分组40a-40e，包括第一分组，其可能表现 了超时时段的零剩余部分或非零剩余部分。在零剩余部分的情况下，立 即释放第一分组40e以及在已存储的距离处释放其他分组40a-40d。在 非零剩余部分的情况下，在逝去了超时时段的剩余部分之后释放第一分
组40e，以及在已存储的距离处释放其他分组40a-40d。
当FIFO緩冲器41的开头达到超时的情况下，由超时控制递送。当 第一 FIFO緩沖器42的填充达到最大巨型帧大小的情况下，由巨型帧大 小控制递送。
但是，在这两种情形中，每个分组40a-40e必须在第一 FIFO緩冲 器41和第二FIFO緩沖器43中一共等待恒定的超时时段To。下面将通 过引用多个例子进行解释。
如果第 一分组在时间t到达空的第一 FIFO緩沖器41中，那么在由 超时控制的情形中，第一分组在那里等待直到时间t4一To。在第一FIFO 緩沖器41中第一分组的等待时间是At"、To。将第一分组的相对距离 设置为超时时段To的剩余部分，即设置为0。在传送之后，从第二FIFO 緩冲器43中立即释放第一分组，即第一分组在第二 FIFO緩冲器43中 的等待时间是At(2^0。所以，其总的等待时间是At-At(" + At(2)-To。
如果在第 一分组(第 一分组在t！到达)之后第二分组在时间t2到达， 则第二分组在那里等待直到第一分组超时，即直到t^!+T。。第二分组在 第一 FIFO緩沖器41中的等待时间是△ t (1) =t-t2= (tf+T。) -t2=T0- (t2々)。 在接收侧只有第 一分组被立即释放。根据相对第 一分组的到达距离Vh ，从第二 FIFO緩沖器43中释放随后的第二分组，即在等待时间△ t(2)=t2-1！ 之后。这样，总等待时间是At二At(" + At(2^T。-(t2-tJ + (t2-")-To， 其是恒定的。
同样的等待时间出现在由帧大小控制的情形时。假定第一分组在时 间ti时到达空的第一FIFO緩沖器41，在超时时段逝去之前随后将该緩 沖器完全填满。在时间t时填充第一FIFO緩沖器41,其中t^+To。这 种情况下在第一緩沖器41中的等待时间是At("二线〈To。将这个第一 分组的相对距离设置为超时时段To的剩余部分，即To-At("。在接收侧， 接收到容器之后，第一分组必须等待相对距离At("^T(rAt(1),这种情 况下其是非零的。这样，总的等待时间又是^1=^1(1) + ^1(2) = ^1(1) + (T0- △ t (1)) =T。。根据入口节点处的时序相对于第 一分组释放剩余的分 组；剩余分组的总等待时间也是△ t= △ t(1' + △ t(2) =T0。
自然，应该注意到对于所有分组来说总等待时间可以选择性地增加 一个额外的恒定时延。例如，在由超时时段控制递送的情况下，不是立 即地而是在 一段额外的恒定时间段之后释放第 一 分组。
无论实际的分组大小、密度、业务量负荷或容器粒度如何，任意分 组的恒定时延To等于光纤光缆上的光纤时延。容器交换核心外部的网 络应用不能区分两种时延贡献。
作为一个用于第二实施例的设定例子，可以假定一种10Gbit/s以太 网链路和将客户端分组封装到大小为9.6千比特的巨型帧内。能够将最 大分组速率计算成该链路容量除以最小分组大小。在没有将分组集合到 巨型帧并假定TCPACK分组的最小分组大小为64比特时，以太网链路 的线卡中最大分组率将是10 Gbit/s/ ( 64byte x 8bit/byte) =19 Mpps (每 秒分组数)。在将分组集合到巨型帧中时，最大分组率可以计算为10 Gbit/s/ ( 9.6kbyte x 8bit/byte) =130 kpps，即链路容量除以巨型帧大小9.6 kbyte。这样，集合到巨型帧导致分组处理减少了超过100倍。
当将超时时段To设置为TQ=1 ms,这种超时时段大致等于200 km 额外光纤距离(端到端，不是在网络的交换节点之间)的时延或一个中 间交换中的1.25 Mbyte队列大小。
22如果特定路径上的业务量负荷将至少等于巨型帧大小除以超时时
段T0，即(9.6 kbyte x 8 bit/byte) /1 ms=77 Mbit/s则在超时时段T0内于 入口节点处达到最大的巨型帧大小。这种业务量少于链路容量的1/100。 这样，只在非常低的负荷的情况下，才由超时控制递送。
权利要求
1. 一种经由分组传输网络发送分组的方法，所述方法包括以下步骤-在所述网络的入口节点(3’)处，-接收和累积一个或多个客户端信号(2)的分组(30a-c；40a-e)；-确定描述所接收分组(30a-c；40a-e)的时序的时序信息；并-将所累积分组(30a-c；40a-e)映射到容器(20a-d；33；42)中；-经由所述网络发送所述容器(20a-d；33；42)和所述时序信息；-在所述网络的出口节点(7’)处，-接收所述容器(20a-d；33；42)；并-从所述容器(20a-d；33；42)中提取所述分组(30a-c；40a-e)以及根据所述时序信息设定所述分组(30a-c；40a-e)的时序用于进一步的传送，其中相应容器(42)中待发送的每个最早接收到的分组(40e)在入口节点和出口节点处一共等待基本上恒定的时间段，在入口节点处的时间段与在出口节点处的时间段之比依赖于入口节点的负荷。
2. 根据权利要求1所述的方法，还包括以下步骤-监测针对所述容器(42 )中待发送的最早接收到的分组(40e) 在入口节点处是否达到预定的超时时段。
3. 根据权利要求2所述的方法，还包括以下步骤-监测所述累积分组(40a-e)在入口节点处是否达到所述容器 容量的预定部分；其中在入口节点处，在针对最早的分组(40e)达到预定的超时时 段时，或在所述累积分组(40a-e)达到所述容器容量的预定部分时，准备所述容器(42)以便传送；以及其中在出口节点处，基于所述超时时段的未逝去部分而设定最早的分组(40e)的时序，基于所述时序信息设定所述容器(42)中剩余分 组(40a-d)的时序，由此基本上再现所述分组之间的相对时序。
4. 根据权利要求2所述的方法，还包括以下步骤-在入口节点处，将所述分组(40a-e)存储在第一緩沖器(41 ) 中；以及-在出口节点处，将所述接收到的容器(42)中的内容存储在 第二緩冲器(43)中，其中监测针对第一緩冲器(41)中所述容器(42)中的最早分组是 否达到预定的超时时段，以及其中当针对最早分组预定超时时段已逝去时准备所述容器的第一 缓冲器(41)中的内容以便传送。
5. 根据权利要求4所述的方法，还包括以下步骤-监测所述第一缓沖器(41)是否达到预定的填充大小； 其中当所述第一緩沖器(41)达到所述预定的填充大小时，处理所述第一緩沖器(41)的所述内容以便传送，以及其中基于所述超时时段的未逝去部分从所述第二緩沖器(43)中依时序释放所述最早分组(40e),以及基于所述时序信息从所述第二緩冲器(43)中依时序释放所述容器(42)中的剩余分组(42a-d)，由此基本上再现所述分组之间的相对时序。
6. 根据权利要求3所述的方法，其中所发送的涉及所述最早分组的 时序信息指出了所述超时时段的所述未逝去部分。
7. 根据权利要求1所述的方法，其中所述容器(42)是以太网巨型帧。
8. 根据权利要求1所述的方法，其中所述确定和映射步骤包括以下 步骤-通过修改的通用成帧规程GFP,编码所述接收到的分组 (30a-c),其中GFP专用空闲帧(32)不考虑；以及-对不考虑的空闲帧(32)进行计数。
9. 根据权利要求8所述的方法，其中所述编码步骤包括以下步骤-生成基本上依照所述GFP的数据流，所述数据流具有GFP 专用空闲帧(32);以及-移除所述空闲帧(32)。
10. 根据权利要求8所述的方法，其中所述确定和映射步骤包括以 下步骤-将不考虑的空闲帧(32)的数目存储在GFP报头(3Ua-c) 的备用字段中。
11. 根据权利要求IO所述的方法，其中将不考虑的空闲帧(32)的 每个数目存储在紧跟相应的不考虑空闲帧(32)之后的分组的GFP报 头(31.1a-c)中。
12. 根据权利要求8所述的方法，其中所述设定时序的步骤包括插 入所述不考虑的空闲帧(32)的数目所指出的空闲帧(32)的步骤。
13. —种分组传输网络，包括-在所述网络的入口节点(3，)处，第一网络元件包括-用于接收和累积将经由所述网络发送的一个或多个客户端信号(2)的分组(30a-c; 40a-e)的装置；-用于确定描述所述分组(30a-c; 40a-e)的时序的时序信息的确定装置；-用于将所述累积分组(30a-c; 40a-e)映射到容器(20a-d; 33; 42)中的映射装置；以及-用于经由所述网络发送所述容器(20a-d; 33; 42)和所述 时序信息的发送装置；以及 匿在所述网络的出口节点(7，)处，第二网络元件包括-用于接收所述第 一 网络元件在所述网络的所述入口节点 (3，)处生成的所述容器(20a-d; 33; 42)的接收装置；以及 -用于从所述容器(20a-d; 33; 42)中提取所述分组(30a-c; 40a-e)的提取装置，以及基于所述时序信息给用于进一步传送的所述分组(30a-c; 40a-e)设定时序的设定时序装置， 其中所述分组传输网络配置为使得相应容器(42)中待发送的每个 最早接收到的分组(40e)在入口节点和出口节点处一共等待基本上恒 定的时间段，在入口节点处的时间段与在出口节点处的时间段之比依赖 于入口节点的负荷。
全文摘要
本发明涉及一种经由分组传输网络发送一个或多个客户端信号的方法。根据该方法，在网络的入口节点处接收该一个或多个客户端信号的分组。确定描述所接收分组的时序的时序信息，将所接收的分组映射到容器中。经由该网络发送该容器和该时序信息。在该网络的出口节点处，从该容器中提取分组，并基于所发送的时序信息设定分组的时序用于进一步的传送。
文档编号H04L12/54GK101465805SQ200810187148
公开日2009年6月24日 申请日期2008年12月17日 优先权日2007年12月17日
发明者W·劳滕施拉格尔 申请人:阿尔卡特朗讯