CN101193060B - 在分组网上采用前向纠错机制实现可靠的e1传送的方法 - Google Patents

Abstract

一种采用FEC机制在分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法。在E1进入分组网的一端，将E1数据流存入缓冲区(101)，然后封装成数据包(102)，再生成FEC包。将封装好的数据包和FEC包在分组网(107)上传送(103)。在E1离开分组网的一端，设置接收定时器以控制时延，设置去抖缓冲区以消除分组网时延抖动的影响。从收到的数据包提取E1数据，并存入去抖缓冲区(104)，将FEC包存入纠错缓冲区。接收定时器溢出时，检查缓冲区中的包，统计丢失的数据包并恢复丢失的信息(105)，同时恢复E1时钟，依据时钟和去抖缓冲区恢复E1码流(106)。本发明也能确保与不具有FEC机制的远端无缝互通互联。

Description

在分组网上采用前向纠错机制实现可靠的E1传送的方法

技术领域

本发明涉及分组网传输E1的通信方法，特别是涉及在分组网上实现传送E1业务的FEC(Forward Error Correction，前向纠错，下同)方法。

背景技术

1.TDM(Time-Division Multiplexing，时分复用)技术

TDM是时分复用技术的缩写，是一种分时传送多个数据流的技术，它为每个数据流分配一个时隙，并在同一传输信道上重复传送一固定的时隙序列。

传统电信网采用PDH和SONET/SDH***以TDM方式提供传输服务，主要向用户提供语音服务，这种方式虽然可以提供高可靠的服务，但其成本高、价格昂贵、带宽有限、敷设周期长的缺点也非常突出。

另一方面，从当前网络业务和应用的发展趋势来看，SONET/SDH技术经过二十几年的发展，在网上已经有大量应用，应用规模已达几十亿美元。

E1是TDM的一次群。

2.IP和以太网

基于IP和基于以太网是应用最为广泛的两种分组传输技术，但IP和以太网处于网络的不同层次。IP是网络层技术，其在Internet的巨大成功使其在分组网络中处于绝对性的统治地位，值得注意的是，IP多在以太网上承载。以太网处于网络层以下，由于其普遍存在(承载90％以上的接入数据流量)，简单易用和高性价比等特性，实质是应用最广泛的分组网络技术。

现有网络向分组网演进是大势所趋，但演进的过程中基于E1的网络和基于分组的网络是同时存在的。

分组网同时承载语音，视频和数据等业务是必要的也是必然的，而当前的语音业务多以E1传输。因而以诸如IP和以太网的分组网传送E1是必要的。

3.诸如IP的分组网的QOS保证技术

诸如IP的分组网的QoS问题是解决分组网承载多业务的关键因素，从当前的研究成果看，主要有以下几种解决方案。

<1>IntServ(Integrated Service，集成服务)

针对IP QoS的问题，IETF在早期提出了IntServ模型。IntServ模型又称为集成服务模型，其基本思想是在传送数据之前，根据业务的QoS需求进行网络资源预留，从而为该数据流提供端到端的QoS保证。为此，集成服务通常采用面向流的资源预留协议(RSVP)，在流传输路径上的每个节点为流预留并维护资源。主机利用RSVP向网络为应用流提出QoS的请求；路由器利用RSVP将QoS请求信息传给流的路径中的其他路由器，并建立和保存该服务的信息；RSVP请求将会使得沿着数据路径的资源在路由器处预留。这种模型的优点是能提供端到端的绝对的QoS保证。

但这种模型在实现上是非常困难的，主要体现在：

(1)由于预留是基于每个流而进行的，因此使得节点中要保留每个流的状态信息，导致核心路由器负担太重，因此可扩展性很差。

(2)网络中每个节点都要维护各类数据库，并实现复杂的功能模块(如资源预留、路由、接纳控制等)，造成了极大的复杂性。

IntServ适用于较小规模的网络。

<2>DiffServ(Differentiated Services，区分服务，或细分业务)

由于IntServ的局限性，IETF又提出了DiffServ模型，又称为区分服务模型。区分服务模型的基本思想是在网络的入口处为每个数据包分类，并在数据包中标记相应的区分服务代码点(DSCP，DiffServ CodePoint)，用于指示数据包在网络转发路径的中间节点上被处理的方式。在网络内部的核心路由器中只保存简单的DSCP与PHB(每跳行为)的对应机制，根据数据包头部中的DSCP值对数据包进行相应的优先级转发，而业务流状态信息的保存与流量控制机制的实现等都在网络边界节点进行，内部节点是与状态无关的。

区分服务具有实现简单，扩展性好的特点。目前在IP网中区分服务得到了绝大部分厂家的支持，其具体实现技术包括分类、重标记、速率限制、流量整形、拥塞避免、队列调度等。

但区分服务的局限性也很突出，主要体现在：

(1)区分服务只承诺相对的服务质量，因而不能对用户提供绝对的服务质量保证。

(2)在拥塞发生时，区分服务模型只能采取丢弃报文的方式，而不能采用例如旁路的方式使部分流量通过其他路径到达终点。

(3)对相同优先级的业务而言，设备在拥塞时对报文的丢弃是非智能化的，也就是说，设备只能随机地丢弃报文，其结果是所有业务的服务质量都受到影响。而此时希望的结果是只丢弃少部分业务流的报文，从而避免剩下的大多数的业务流的服务质量受到影响。

<3>IntServ与DiffServ结合

目前业界还提出了把IntServ与DiffServ结合的方式，其思路为：在用户网络仍使用RSVP，在运营商的DiffServ网络边界将IntServ的业务类型映射为DiffServ的业务类型，这样利用IntServ的架构来解决端到端的QoS(Qualityof Service，服务质量)，同时也利用DiffServ来提供好的扩展性。

但这种方法仍然存在IntServ的信令复杂、难于管理等问题，而且由于在运营商的网络采用DiffServ，因此在这一段网络也只能提供相对的QoS，从而使端到端的服务质量得不到硬性的带宽保证。该方法目前仍处于一种理论的研究阶段。

<4>MPLS(Multiprotocol Label Switching)&QoS

利用多协议标签交换MPLS技术，可以协助解决QoS问题。MPLS是一种结合第二层和第三层的交换技术，引入了基于标签的机制，把路由选择和数据转发分开，由标签来规定一个分组通过网络的路径。MPLS网络由核心部分的标签交换路由器(LSR)、边缘部分的标签边缘路由器(LER)组成。

由于MPLS采用标签交换来进行MPLS转发，因此其转发效率高于传统IP通过路由器的转发，从而通过减少转发时间来提高QoS。此外，MPLS的报文头中包含一个3bit的EXP字段，通过该字段可以标记该MPLS报文的优先级，从而使设备在转发该MPLS报文时能根据优先级标志进行区别对待。

这种方式的局限性在于：首先它必须基于MPLS网络实现，而当前许多网络上并没有实施MPLS；另外随着近几年芯片技术的不断发展，路由转发与交换转发之间的性能差异也越来越小；而且通过EXP进行优先级区分实际上也是DiffServ的实现方式，因而这种方式也不可避免地具有DiffServ所具有的一些局限性。

<5>MPLS-TE&QoS

流量工程(TE：Traffic Engineer)是指为业务流选择路径的处理过程，以在网络中不同的链路、路由器和交换机之间平衡业务流负载。其目标是在一给定节点与另一节点之间计算一条路径(源路由)，该路径不违反它的约束(例如带宽/管理要求)，并且从一些数量指标看来是最优的。

MPLS由于自身路由与转发分离的特点，适合与TE的结合，形成MPLS-TE技术。应用MPLS-TE，可以提高网络的QoS，主要体现在：

(1)利用MPLS-TE，可以在多条可能的转发路径中进行负载平衡，从而避免拥塞，提高QoS。

(2)应用MPLS-TE，通过RSVP-TE信令创建一条具有严格的QoS带宽保证的隧道，从而支持绝对的QoS。

(3)可以通过备份LSP、FRR(快速重路由)等方式对隧道进行额外保护，从而提高网络的QoS。

但MPLS-TE的局限性依然明显，包括：首先它必须应用在MPLS网络中，因此目前部分非MPLS现网无法支持该技术的应用；其次目前对MPLS-TE跨域的应用仍然在研究阶段，这意味着当前MPLS-TE主要的应用只能在单个域中；另外，MPLS-TE虽然可为用户创建具有带宽保证的隧道，但如果在隧道中同时传送多种业务时，如何对这些不同优先级的业务进行区别处理也是需要研究的问题。

<6>带宽代理

为了更有效地监视和控制全网的资源，在新一代的模型中，人们又提出了带宽代理(BB，Bandwidth Broker)，也就是网络资源管理器的概念。带宽代理收集网络的拓扑和节点及链路状态信息，管理网络资源，并且结合策略服务器规定的策略进行接纳控制。同时，带宽管理还负责管理域之间的通信，通过与相邻网络域的带宽代理通信来达到跨域之间QoS实现的目的。

带宽管理技术的优点是将QoS控制层与数据传输层分离开，核心路由器不需要进行接入控制和QoS状态信息保存，路由器之间也简化了或者说消除了QoS信令，简化了路由器的复杂性。此外这种方式支持绝对的QoS保证，包括支持跨域的QoS保证。还有就是这种方式中网络资源被统一地控制与管理，有利于电信运营商把QoS作为一种业务来开展。

但目前带宽管理技术仍然处于研究阶段，BB与业务层和承载层设备之间的信令交互，以及BB之间的信令交互都还在讨论之中。另外，这种方式对BB的要求很高，在某些情况下，如果同时申请资源的业务流个数很多，有可能会使BB成为网络中的瓶颈。

4.PWE3

PWE3原先称为马蒂尼草案(Martini Draft)，其初衷是在MPLS上仿真以太网。PWE3是一种在分组交换网络(PSN)上模拟各种点到点业务的机制，被模拟的业务可以是E1专线、ATM、FR或以太网等。PWE3利用PSN上的隧道机制来模拟一种业务的必要属性，这里的隧道称为虚拟线(PW)。PWE3可以对特定服务的协议数据单元(PDU)进行封装，PDU里面含有仿真特定服务所必需的数据和控制信息。使用PWE3机制，运营商可以将所有的传送业务转移到一个融合的网络(如IP/MPLS)之中。从用户的角度来看，可以认为PWE3模拟的虚拟线是一种专用的链路或电路。

PWE3任务组已有在PSN(Packet Switch Network，分组交换网络)上传输E1方面的标准，对PSN上传输E1的框架结构有了完整的定义。

图2是PSN上传输E1的功能示意图。

CE(Customer Edge，用户边缘设备)：它是发起或终结业务的一侧，CE不会意识到自身采用的是仿真方式而不是原有业务的方式。

PE(Provider Edge，提供商边缘设备)：它为CE提供PWE3业务。

PW(Pseudo Wire，伪线)：是基于分组网络之上的两个PE设备之间的连接。PE提供CE和PW之间的适配功能。

PSN(分组交换网络)隧道：可以传送多个伪线(PW)，使其透明通过分组交换网络(PSN)。

两个PE(PE1和PE2)设备为它们分别连接的CE设备(CE1和CE2)提供一条或多条伪线，使CE之间能通过PSN通信。PSN隧道用来给伪线提供一条数据通道。伪线的业务对于核心网络来说是不可见的，即核心网络对于CE来说是透明的。

图3则是其协议分层结构表示。

其中封装层为在伪线上传送的指定负荷类型提供必要的结构。PW封装层包含三个子层：负荷汇聚、定时、排序。

PWE3也对PSN上传输E1对PSN性能的适应能力提出了需求：

包丢失：E1电路边缘到边缘仿真可假定分组网的端到端丢包率较低，特别的，不需要重传机制。为将分组网丢包率的影响降至最小，封装层应具备以下功能：

(1)在E1的出口，应能独立解析每个数据包封装的E1数据。

(2)可靠探测丢失的数据包。

(3)将数据包对时钟恢复的影响降至最小。

(4)增加接口的弹性，可以适当的数据取代丢失的数据包。

数据包顺序：封装层必须保证携带E1信息的数据包传递的顺序性：

(1)能够检测出乱序状态。

(2)能够重新顺序化。

拥塞控制：E1电路具有恒定的比特率，给PSN带来的负载也是恒定的。不需要诸如TCP的流控机制。

5.ITU-T8261

ITU-T8261详细的描述了分组网传送E1的同步和定时方面的要求。

ITU-T8261指出，除了在两端提供同一的参考时钟外，在分组网传送E1时的时钟恢复主要有两种方案：

<1>差分时钟恢复法(Differential Methods)。

两端都能够提供参考时钟，并且可以测出本端时钟与参考时钟的偏差，并将这个偏差传送到远端，远端根据这个差异，结合参考时钟得到E1时钟。

<2>自适应时钟恢复法(Adaptive Methods)

两端并不能同时提供参考时钟，业务时钟依据数据包恢复。

ITU-T 8261对E1接口的漂移的规定如下表所示：

观察间隔   τ(秒)	MRTIE要求    (us)
		0.05＜τ≤0.2	40τ
0.2＜τ≤32	8
		32＜τ≤64	0.25τ
64＜τ≤1000(Note)	16

ITU-T 8261指出，分组丢失引起的信息错误对分组网传送E1的影响极大。原因之一是分组中某一位出错，将导致整个数据包丢失，从而引起E1信息流的突发性错误。因此中等程度的丢包率(参考常规分组网的情况)将导致E1电路不可用。

6.FEC技术

FEC是一种纠错技术，在通信和存储领域有较广泛的应用。

FEC在通信应用的基本原理是：对于要传输k比特的信息位数据，根据某种编码方法对其编码，生成n(n＞k)比特的数据，将k比特的信息位数据和生成的n-k比特的冗余位一起发送，接收方可以利用冗余位恢复传输中丢失的信息位数据；接收方将接收到的k′(k′≥k)比特的数据，运用相应译码方法恢复k比特的信息位数据。

FEC技术在存储领域的应用的基本原理可表述为：在数据被存储到存储介质之前，预先按一定的算法进行编码处理，加入带有数据本身特征的冗余码，在从存储介质读取数据时，按照相应算法对读出的数据进行解码，从而找出存储介质产生的错误码并将其纠正。

基于比特级，字节级以及数据块的FEC机制已获得较广泛的应用。

在视频处理领域也采用了基于分组的FEC技术。

7.分组网传送E1的不足

分组网传送E1已有实际的应用。

分组网，不管是IP还是以太网，都是基于统计复用的异步的无连接的网络，对QOS(Quality Of Service，服务质量)的支持相对较弱。

上述的各种方案，大部分并不能完全实现QOS保证。采用IntServ或MPLS技术可以最大程度的保证QOS，但并非现有网络设备所能提供的，而且实现起来复杂性和成本都较高。同时，无论哪种方案，都是需要分组网络中的所有网络节点设备提供相应的支持，这在现有分组网络中是难以保证的。换句话说，现有网络设备并不能都支持这些方案中的一种。这使得在现有分组网络上传输E1的QOS并不能采用这些方案来保障。

因此分组网的QOS能力与基于同步的E1对QOS的高要求的矛盾非常突出。在用分组网络传送E1时，网络拥塞造成的分组丢失或时延超过门限都会在接收端表现为信息的丢失，这严重地影响了E1的质量。

现有的分组网传送E1的技术和产品，多依赖分组网来提供QOS的保证。在分组网络不能保障其要求的性能而导致信息丢失时，多以全“1”取代丢失的数据，或用收到的前一个帧来替代丢失的帧。这显然无法保证E1的质量。

虽然并未有在分组网传送E1应用FEC的先例，但由理论分析可知，采用FEC机制在现有分组网络上传送E1，能够在性能获得极大的改善。

发明内容

TDM对QOS的要求非常高，而现有分组网技术的QOS体系尚不完善，不能提供QOS保证。

PWE3任务组提出的标准和草案也并没有规定和要求分组网提供QOS保证。

正是由于现有的分组网传输TDM的技术和产品需依赖分组网络来提供QOS保证，而现有分组网络中的节点设备并不能提供QOS保障。所以分组网传输E1需要结合其它技术和机制，使得其不必依赖分组网络的QOS体系，从而拓展自身的应用领域。

也正是为了解决分组网传输E1等TDM业务过度依赖分组网络的性能的问题，本发明提出了一种采用FEC机制在分组网上可靠传送端到端E1的方法。其目的是：在网络QOS较差的情况下，仍能通过FEC机制保障E1在分组网上传输的端到端性能。

本发明的核心内容可以用下面三个步骤描述：

a)在源节点(E1进入分组网的一端，也可称为发送节点，区分源节点和目的节点只为叙述方便，仅相对单向传送而言，源节点和目的节点都同时具有发送/接收功能)将E1按照特定的规则和协议封装成一个数据包序列，并根据这个数据包序列采用特定的编码规则和协议生成一个FEC数据包组。

b)将这个数据包序列和FEC数据包组通过分组网发送到目的节点(E1离开分组网的一端，也可称为接收节点)。

c)在所述目的节点根据FEC包组和数据包序列，如存在数据包丢失，则依据特定的规则再生丢失的数据包，提取或再生E1净载荷并还原E1码流。

本发明能够兼容不含FEC机制的同类技术，也即，具有FEC机制的源节点可以和不具有FEC机制的目的节点互通互联。

本发明以自协商的方式确定目的节点是否具备相同的FEC机制。如目的节点不具备相同的FEC机制，则将本端设置成非FEC工作模式。

本发明分组网的封装层采用了RTP协议，用作定时(特别是差分时钟恢复方式)恢复。同时也与IETF PWE3任务组制定的标准相符合。在不依赖RTP实现定时恢复的应用，此协议可作为保留功能。

当配置成差分时钟恢复方式时，RTP协议的时戳字段携带本地时钟与参考时钟的差值信息。

当配置成自适应时钟恢复方式时，RTP协议的时戳字段携带依据本地业务时钟生成的时戳信息。

本发明分组网的封装层的控制字的FORMID采用扩充定义，并用以标识FEC机制使用的规则。本发明利用分组网的封装层的控制字(TDMoIP)中最左边的保留字段(共四个比特)定义以标识FEC机制采用的规则。本发明将该保留字段重新定义后命名为FEC类型。

本发明分组网的封装层的控制字的长度字段不再用于表示长度信息，而是用以标识本地测量的远端到本地单向端到端丢包率，并将此信息通过数据包反馈回远端。本发明将长度字段命名为长度/性能。

本发明分组网的封装层的控制字的序列号定义成一个二维结构，主序列号和次序列号两级。主序列号与时隙组对应，用以标识一个数据包组，次序列号则用以区分数据包组内的各个数据包。其中序列号1-k为时隙组使用，序列号k-n为FEC组使用。

本发明的分组交换网层采用IP协议和帧结构。

本发明的分组网的数据链路层采用以太网链路层协议和帧结构。

本发明所述a)步骤还进一步包括以下子步骤：

本发明设计一个32位业务时钟计数器对本地业务时钟计数。同时设计一个32位参考时钟计数器对外部参考时钟计数。

映射数据包时，将E1码流以按时隙分组。当一个完整的时隙进入缓冲区后，记录业务时钟计数器和参考时钟计数器的值以用于生成本时隙的时戳。

映射数据包时，时隙组映射生成的所有的数据包中RTP字段需携带确定的时戳信息。

如果配置成自适应时钟模式，则时戳信息依据记录的业务时钟计数值生成。

如果配置成差分时钟恢复方式，则时戳信息依据记录的业务时钟计数值和外部参考时钟计数值，并根据一定规则生成。

将一组E1时隙(称为E1时隙组)集中映射成一组数据包。其中E1时隙组中包含的E1时隙的个数可配置成8，16或32。之所以选择2^m作为时隙组的成员个数，是因为采用这样的值，设计缓冲区结构、相应处理以及生成FEC纠错包都比较方便。

将E1时隙组集中映射成分组数据包时，可以配置使用每个时隙独立映射成包的独立映射方式，也可选择从E1时隙组中的每个时隙选取部分数据，再封装成数据包的合成映射方式。

独立映射方式处理较为简单，数据包之间相互牵连比较少，但信息安全性较差，而分组网并不能提供信息安全的完善保证。

合成映射方式正好相反，可以打乱E1净荷信息的排列，相当于对信息进行了加密，有助于E1信息在分组网上安全的传输(相对于E1网络来说，分组网的安全性较差)。但其处理较为复杂，并且那样的话，一个E1时隙组包含的数据耦合非常紧密，要么全部错误，要么完全正确。

将一组E1时隙集中映射成分组数据包时，如果使用合成映射方式，则从每个时隙的每一字节选择对应的位拼成字节或字，再组成帧。以时隙组包含8个时隙为例，用b(i，j，k)表示第i个时隙的第j个字节的第k位，则映射成的第i个数据包的净信息的第j个字节(用B(i，j)表示)可以表示成b(1，j，i)b(2，j，i)b(3，j，i)b(4，j，i)b(5，j，i)b(6，j，i)b(7，j，i)b(8，j，i)。

将一个E1时隙组集中映射成数据包后，根据生成的分组数据包序列生成FEC数据包组。FEC数据包组的数据依据时隙组信息生成，数据包头的生成过程与普通数据包类似。

生成FEC包组，采用Reed-Solomon(n，k)编码。该编码体系为非二进制编码体系，以数据块为单位实现检错和纠错，n是数据块的长度，k是数据块包含的净信息长度，n-k是纠错码长度。

生成FEC包组，采用Reed-Solomon(n，k)编码时，k可配置成8，16或32，n的取值可有k+4，k+8，k+16，k+32等选项。这些选项可根据远端反馈的性能信息自动配置。

生成FEC包组的步骤是：

将k个时隙(也就是说一个时隙组包含k个时隙)中的每个时隙(包含32字节的信息)的第i字节组合在一起得到k字节序列，根据这个k字节序列，并结合生成多项式生成n-k字节的纠错码，这n-k字节分别作为第1，2...n-k个FEC包的第i字节。

本发明的b)步骤还进一步包括以下子步骤：

发送数据包时，普通数据包的发送时间取决于数据包(或其携带的时隙)对应的业务时钟计数值，也就是说，时隙组内两个相邻数据包的发送时间间隔与两个相邻业务时钟计数值的差值成比例。

发送数据包时，在两个普通数据包的发送间隔内，发送FEC数据包。每个时间间隔发送的FEC数据包个数，根据n和k的取值确定。发送FEC数据包的时间确定原则为：尽量使相邻数据包发送的时间间隔均匀。

本发明的c)步骤还进一步包括以下子步骤：

在接收端为控制时延设置接收定时器，溢出周期等于k*125us。

将接收到的数据包去掉帧头后，根据数据包携带的包序号，将得到的净数据信息存入去抖缓冲区的相应位置。

如果配置成基于时戳的自适应恢复模式，则需要将数据包携带的RTP协议中的时戳信息存入缓冲区的远端时戳存储空间。同时利用本地业务时钟生成时戳，并将这个时戳存入缓冲区的本地时戳存储空间。

如果配置成差分时钟恢复模式，则以这个时戳结合外部时钟得到本地业务时钟。

如果配置成基于时戳的自适应恢复模式，且本时隙组的时戳信息尚未存储，则需要将RTP协议中的时戳信息存入时戳缓冲区。

将接收到的FEC包去掉包头后，根据数据包携带的包序号，将得到的净纠错码信息存入纠错缓冲区的相应位置。

当接收定时器溢出时，检查去抖缓冲区的数据，如存在信息丢失，则利用纠错缓冲区的信息，结合去抖缓冲区的数据，再生丢失的数据包携带的净信息。

当接收定时器溢出时，并且丢失信息恢复完成后，需要恢复E1的业务时钟。可以根据是否具有参考时钟，配置E1时钟的恢复方法为差异方法和自适应方法。

差异方法是利用RTP协议携带的时戳，结合外部参考时钟生成本地业务时钟。

采用自适应方法，是根据去抖缓冲区的使用情况或时戳信息，采用反馈调节的方式恢复时钟。

采用自适应方法，可以根据需要选用基于去抖缓冲区填充级和基于RTP时戳两种模式。

采用自适应方法，可以配置恢复的业务时钟的精度范围。

如果配置成自适应方式恢复时钟时，且配置成使用缓冲填充级时，则根据缓冲区的使用情况恢复本地业务时钟。

如果配置成自适应方式恢复时钟时，且配置成使用时戳时，则根据缓冲区存储的时戳信息恢复本地业务时钟。

然后，使用恢复的业务时钟，并结合缓冲区的数据恢复E1码流。

本发明还提供了一种应用上述的方法以通过FEC机制在分组网上实现可靠的端到端E1传送的设备。

附图说明

图1表示本发明的主要功能流程(描述单方向的E1业务传送)。

图2是IETF PWE3任务组关于边缘到边缘的电路仿真的功能示意。

图3是IETF PWE3任务组关于边缘到边缘的电路仿真的协议分层结构。

图4是IETF PWE3任务组关于边缘到边缘的电路仿真PSN层IP协议之上的协议结构，也是本发明采用的协议结构。

图5是IETF PWE3有关TDMoIP的标准和草案定义的控制字的图示。

图6是本发明定义的控制字的图示。

图7是本发明使用的协议的分层结构图示。

图8是本发明使用的协议的帧结构图示。

图9是发明的设备的功能结构图。

图10本发明的采用FEC机制传送E1的示意。

图11本发明的功能模块详解。

图12本发明的FEC包生成的图示。

图13表示利用FEC机制纠正错误对物理信道性能的改善的情况。

图14本发明的编码模块的流程图。

图15本发明的封包模块的流程图。

图16本发明的解包模块的流程图。

图17本发明的解码模块的流程图。

图18本发明的基于缓冲区填充级模式的自适应时钟恢复模块的流程图。

图19本发明的去抖缓冲区的示意图.。

图20本发明的基于RTP时戳模式的自适应时钟恢复模块的流程图。

图21发明的设备的正面图。

图22发明的设备的背面图。

图23本发明的性能评估和测试网络拓扑。

具体实施方式

本发明的核心内容用FPGA实现，并在发明的设备中应用。

图1表示本发明的主要功能流程。

101表示发送端将E1映射到缓冲区的过程。

102表示发送端将数据封装成数据包的过程。

103表示发送端FEC数据包生成的过程。

104表示接收端收到的数据存入缓冲区的过程。

105表示接收端利用FEC机制再生丢失的数据包的过程。

106表示接收端FEC机制处理后，利用数据还原E1码流的过程。

107表示分组网。

实施的步骤分别为：

1)确定采用的帧格式。

2)确定FEC机制使用的编码规则。

3)时戳缓冲区设计

4)发送缓冲区设计。

5)去抖缓冲区设计。

6)纠错缓冲区设计。

7)接收定时器设计。

8)封包模块设计。

9)解包模块设计。

10)编码模块设计。

11)解码模块设计。

12)时钟恢复模块设计等。

13)对端类型确定(是否具备FEC机制)。

以下是各个步骤的详细内容

1)确定采用的帧格式。

图3描述了IETF PWE3任务组制定的标准说明的帧结构，本发明以此帧结构为模板。但由于要采用FEC机制，并且发送端应能够通过帧头信息通告接收端FEC机制的配置，以便接收端正确的解码，所以帧结构并不能和标准说明的完全一样。

同时为互联互通性考虑，本发明的帧结构与IETF PWE3任务组制定的标准和草案兼容。

为符合标准和兼容性考虑，本发明并不改变前述帧格式的主要框架，主要有以下几个方面的改动：

(1)用IETF PWE3关于TDMoIP控制字中的最左边四比特的保留字段重新定义FEC类型字段，FEC类型表示FEC机制的配置信息。

(2)用IETF PWE3关于TDMoIP控制字中的第8、9两个比特的保留字段重新定义FEC使能字段，FEC使能表示是否禁用本发明的FEC机制。

(3)将16位序列号分解为一个二维的结构：高10位作为主序列号，主序列号标识数据包组，低6位作为次序列号，表示数据包组内的每个数据包顺序。

(4)长度域重新定义为长度/性能级字段，用来表示网络的单向端到端性能。

原协议结构如图5所示，各字段分别为：

RES(最左边四位)，保留字段。当指示是MPLS网络时，该四位应该设置成全0。

L字段，1位，指示本地失效。

R字段，1位，指示远端失效。

M字段，2位，指示L字段的含义，当前未定义。

RES(第8位和第9位)，保留字段，应设置为全0。

长度域，6位，指示包含控制字在内的净负荷的长度。

序列号，用于数据包的定序。

本发明定义的协议结构如图6所示。各字段分别为：

FEC类型，4位。具体定义参见下面的描述。

L字段，1位，与原定义相同。

R字段，1位，与原定义相同。

M字段，2位，指示L字段的含义，当前未定义。

FEC机制使能(第8位和第9位)，设置为11表示本发明的FEC机制使能，设置为00时表示，为与远端非FEC机制的网络设备互通，禁用本发明的FEC机制。

性能级，6位，表示网络的单向端到端性能。共有64个值，具体定义如下：

0---单向无丢包。

1---单向丢包率小于或等于1％。

2---单向丢包率大于1％，但小于或等于5％。

3---单向丢包率大于5％，但小于或等于10％。

4---单向丢包率大于10％，但小于或等于15％。

5---单向丢包率大于15％，但小于或等于20％。

6---单向丢包率大于20％，但小于或等于25％。

7---单向丢包率大于25％，但小于或等于30％。

8---单向丢包率大于30％，但小于或等于35％。

9---单向丢包率大于35％，但小于或等于40％。

10---单向丢包率大于40％，但小于或等于45％。

11---单向丢包率大于45％，但小于或等于50％。

12---单向丢包率大于50％，但小于或等于55％。

13---单向丢包率大于55％，但小于或等于60％。

14---单向丢包率大于60％，但小于或等于65％。

15---单向丢包率大于65％，但小于或等于70％。

16---单向丢包率大于70％，但小于或等于75％。

17---单向丢包率大于75％，但小于或等于80％。

18---单向丢包率大于80％，但小于或等于85％。

19---单向丢包率大于85％，但小于或等于90％。

20---单向丢包率大于90％，但小于或等于95％。

21---单向丢包率大于95％，但小于或等于100％。

22-63---保留。

主序列号，10位，表示数据包组的组号。

次序列号，6位，表示每个数据包在数据包组内的顺序。

图7是本发明采用完整的帧结构。

701是以太网帧头，共14字节。

702是IP头，共20字节。

703是UDP头，为8字节。

704是RTP协议，共12字节。

705是携带FEC机制的控制字，为4字节。

706是TDM净负荷，共32字节。

2)确定FEC机制使用的编码规则。

FEC常常用于纠正物理通信和存储设备中的误码，应用非常广泛。传输网的主流技术SDH***也采用了FEC机制。

但查新并未发现分组网传送E1采用FEC机制的先例。

这里采用R-S(n，k)编码体系。

理论分析表明，采用R-S(n，k)编码，海明(Hamming)距离为

d_min＝n-k+1

则可以纠正的错误数至多为：

而删除纠错能力为：

ρ＝d_min-1＝n-k

本发明使用的生成多项式为：

G(x)＝x⁸+x⁴+x³+x²+1

恢复分组网传送E1的丢包，也就是通过FEC再生丢失的数据包的每一个字节。通过序列号可以判断丢失的分组的位置，也就可以确定每个数据块出错的位置，所以它实质是一种删除纠错能力。因此，采用R-S(n，k)编码，当每一组数据包丢失的个数小于(n-k)时，丢失的数据包都可用解码器完全正确的生成。

本发明的k的取值有8，16，32三个选项。

当k＝8时，n可以选用12，16，24，32等四个值。

当k＝16时，n可以选用20，24，28，32等四个值。

当k＝32时，n可以选用40，48，56，64等四个值。

k的取值可由软件配置，n的取值则有反馈协商机制确定，也就是说，当远端测出的丢包率较低时，n的取值可设置成较小的数，反之则可设置成较大的数。

例如，当k＝8时，远端测出的丢包率大于等于20％时，n的值选取32，而当远端测出的丢包率等于10％时，n的值选取16。

结合前述的帧结构，如果用b3b2b1b0表示所述的FEC类型，则可以用b3b2b1b0的值来表示带有FEC机制的数据包，具体定义如下：

b3b2：00---表示不采用FEC机制，当丢包率处于较低的水平时采用。

01---表示采用FEC机制，并且k＝8，

10---表示采用FEC机制，并且k＝16，

11---表示采用FEC机制，并且k＝32。

b1b0：00---当k＝8时，n＝12，

当k＝16时，n＝20，

当k＝32时，n＝40

b1b0：01---当k＝8时，n＝16，

当k＝16时，n＝24，

当k＝32时，n＝48

b1b0：10---当k＝8时，n＝24，

当k＝16时，n＝28，

当k＝32时，n＝56

b1b0：11---当k＝8时，n＝32，

当k＝16时，n＝32，

当k＝32时，n＝64

当FEC使能字段为00时，指示禁用FEC字段，这时b3b2b1b0的定义失效，应设置为全0。

下面以k＝8为例，分析本发明的FEC机制在现有网络上的性能表现。在网络上传输的各个数据包实际上是相对独立的，相互之间并无联系。现假设在分组网络上由于拥塞造成的实际丢包率为p，根据传输网络性能分析可知，传输n个数据包丢失m(m＜n)个以上的数据包的概率P(m)遵从二项分布，可以用下式表示：

$P\left(m\right)=\underset{j=m}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{C}_n^j{p}^j{(1-p)}^{(n-j)}$

那么，当m＜＝n-k时，丢失的数据包可以利用已收到的数据包和FEC数据包完全再生。反之，则不能恢复。

下表是P(k＝8)与p的关系，P(8)是在k＝8时，当端到端丢包率为p时，采用FEC机制可以达到的最小丢包率。

p(％)	5	10	15	20	30	40	50
								P(8)(ppm)n＝16	0.01	58	140	1866	18540	83950	174560
P(8)(ppm)n＝32	0	0	0	0	0.02	120	1000

由此可见：

当采用R-S(32，8)编码并实现FEC机制，即使网络拥塞高达50％时，实际数据包丢失的概率也仅在0.1％，这样的丢包率可以满足应用的要求。

3)时戳缓冲区设计

时戳缓冲区应能存储三种时戳，分别如下：

(1)TDM时隙进入缓冲区的时戳(业务时钟计数器的值)。

(2)收到的数据包携带的时戳(来自于RTP时戳域)。

(3)收到数据包时本地时戳(业务时钟计数器的值)。

本发明时戳缓冲区设计为1024字节，共可存储256个时戳信息。

4)发送缓冲区设计

这里的发送缓冲区是指在E1信息进入分组网时，缓存E1信息以便封装形成数据包的缓冲区。需要缓存的信息主要有如下三部分：

(1)时隙组的缓存：由于这里是以时隙组为单位来封装的，所以，缓冲区大小不能小于一个时隙组的大小。这里一个时隙组最大可包含32个时隙，而每个E1时隙包含的净数据的长度为32字节，因此，发送缓冲区的大小应大于32*32＝1024字节＝8192比特。

(2)FEC信息的缓存：同时，在缓存一个时隙组后，需要生成FEC信息，并将时隙组和FEC信息都封装成数据包，因此还需有缓存FEC信息和封装好的数据包的空间。

由前述内容可知，FEC信息不大于最大时隙组(32个时隙)包含的信息长度。

(3)数据包的缓存：同时缓存的数据包的数量S可以比较小，即使S为1的情况下也可正常工作，但S为1时，效率上的损失很大，基本退化为先封装后发送的串行工作模式。

这里选取4作为缓存的数据包的数量，既可做到封包过程和发送数据包过程为并行操作，占用的缓存数量也较少，总的缓存数据包的大小＜512字节。

发送缓冲区的总量设计为3K字节，既满足要求，又有一定的备用空间存储时戳信息，或供功能拓展之需。

在发送数据包时，普通数据包的发送时间取决于数据包(或其携带的时隙)对应的业务时钟计数值，也就是说，时隙组内两个相邻数据包的发送时间间隔与两个相邻业务时钟计数值的差值成比例。FEC数据包在两个普通数据包的发送间隔内发送，其中每个时间间隔发送的FEC数据包个数，根据n和k的取值确定。发送FEC数据包的时间确定原则为：尽量使相邻数据包发送的时间间隔均匀。

5)去抖缓冲区的设计

本发明的去抖缓冲区有两个职能：在不具有定时传送机制的情况下，用于自适应方式的定时信息恢复和用于丢失信息的再生。

用作丢失信息的再生，则去抖缓冲区的大小至少能存放一个E1时隙组对应的信息量，由于k＜＝32，而一路E1的一个时隙为32字节，则去抖缓冲区的最低大小为32*32＝1024字节＝8192比特。实际去抖缓冲区的大小设置成最低大小的L倍，L＝2，4，8...，可根据使用的可编程器件(这里是FPGA)的容量来决定。

用作自适应时钟的恢复，则理论上去抖缓冲区的大小越大越好，而且不能太小。因为去抖缓冲区太小，在恢复的时钟尚未锁定时，去抖缓冲区会出现上溢和下溢，造成数据丢失或同步问题。

另一方面，去抖缓冲区过大，则导致的时延会有较大的增加。

图19表示的去抖缓冲区的结构，是一个环形缓冲池结构。

1901表示该缓冲区对应的时隙组数据已完全到达或部分到达但通过FEC机制完全恢复，但尚没有被用作恢复成E1码流。

1902表示该缓冲区对应的时隙组无数据包到达或该缓冲区的数据已被用作恢复成E1码流。

1903表示该缓冲区对应的时隙组包含的数据部分到达(没有全部到达)，并且没有使用FEC恢复丢失数据的情况。

1904表示该缓冲区对应的时隙组数据已完全到达或部分到达但通过FEC机制完全恢复，且正在被恢复E1码流的情况。

1905表示1903对应的时隙组中已经到达的数据包(阴影部分)。

1906表示1903对应的时隙组中未到达的数据包(空白部分)。

1907表示环形缓冲池的写指针，指向当前时隙组中已到达的次序列号最大的数据包包含的信息的最后一个字节。

1908表示环形缓冲池的读指针，指向恢复E1码流时将要读取的数据。

一般的，采用自适应方法恢复时钟时，初始填充级约为1/2，所以去抖缓冲区引起的时延约为处理一半去抖缓冲区的时间。如果去抖缓冲区能存储L个时隙组，则去抖缓冲区会带来L/2*k*125us的时延。

E1对时延有比较高的要求。E1多携带语音信息，端到端语音信息的时延达到25ms以上时，就会产生比较明显的回声，使语音质量下降。使用专门的回声消除装置虽然可以抑制回声，但成本较高。因此，设计去抖缓冲区不能导致时延过大。

分组网传送E1的端到端时延D是发送端处理延迟Dht，传送时延Dt，转发时延Df已及接收端处理时延Dhr的累积和。

现有网络长距离传输一般使用光纤作为传输媒体，100公里的光纤带来的传输时延约在300～500US，因此，大多数情况下，Dt的影响可以忽略。

现有的网络节点设备，一般采用存储转发机制，因此会带来一定转发时延，整个分组网的端到端转发时延应是经过的路径所有网络节点设备的转发时延之和。但是，现有网络节点设备的转发机制多采用高速ASIC或NP实现，在没有网络拥塞的情况下，转发时延相对较小。

如果在出现拥塞的情况下，则实际导致的时延是一个随机变化的量，有可能很大。换句话说，时延抖动有可能处于一个很高的水平。但结合超时定时器使用FEC机制，可以使较大的时延抖动得到抑制。因此分析时延时，可以将拥塞的情况当作没有网络拥塞的情况处理。

下表表示的是在无拥塞的情况下，某种网络节点设备实测的不同长度的数据包通过该网络设备产生的时延。

转发时延(US)	4.74	7.7	11.2	17.7	22.3	26.7
							数据包长度(BYTE)	64	128	256	512	1024	1518

由于本发明的数据包都在128字节以下，因此，需经过120台以上的这种网络设备才会导致1ms的时延，因此，大多数情况下也可以忽略Df的影响。

因此，在端到端距离较短，且经过路径上的网络设备较少，则D≈Dht+Dhr。

由于在发送端需要将完整的时隙组同时映射成数据包，而每个时隙的周期为125us，因此发送端会带来固有的k*125us的缓冲延迟，而去抖缓冲区则也会带来L/2*k*125us的时延，加上封包时延，编码时延，解码时延以及解包时延的总和不能超过门限，因此L在满足要求的情况下，不能设置过大。

封包时延+编码时延与时隙组的大小相关，如果k为32，则封包时延+编码时延的和不能大于32*125us＝4ms。

同样，解码时延和解包时延也与时隙组的大小相关，如果k为32，则解码时延+解包时延的和不能也大于32*125us＝4ms。

如果为满足端到端的总时延小于25ms，则

L/2*k*0.125+解码时延+解包时延+封包时延+编码时延＜25，

则L*k＜272，这就是需要满足的条件。

本发明设计L值最大为32。

在k＝8时，L的值一般设计为32。

在k＝16时，L的值一般设计为16。

在k＝32时，L的值一般设计为8。

6)接收定时器设计。

接收定时器的职能是为数据包恢复提供定时信息。

图19表示去抖缓冲区，它实际是一个环形队列，使用读指针P11(如1907所示)和写指针P12(如1908所示)两个指针指示。其存放的L个时隙组逻辑上可以看作是有序的，主序列号相对小(由于是环形结构，并不存在绝对顺序)的在前面。

令写指针指向第S个缓冲区，读指针指向第T个缓冲区。同时令纠错缓冲区存储的FEC包组的个数为R。

当接收定时器溢出时，***从第(T+1)％L个缓冲区开始检查，到第S个缓冲区结束。

首先检查去抖缓冲区的信息，分以下两种情况讨论：

<1>如果(S+L-(T+1))％L大于R，表示该缓冲区不在本次FEC处理的范围，如果该缓冲区对应的时隙组存在某一个或多个时隙丢失，也不能够使用FEC机制恢复，则有以下三个可能：

若丢失的时隙的上一个时隙存在，则以上一个时隙填充本时隙，否则，

若丢失的时隙的下一个时隙存在，则以下一个时隙填充本时隙，否则，

若丢失的时隙的上一个时隙和下一个时隙都不存在，则以全1填充本时隙。

<2>如果(S+L-(T+1))％L小于或等于R，表示该缓冲区在本次FEC处理的范围，如果该缓冲区对应的时隙组存在某一个或多个时隙丢失，则结合纠错缓冲区的信息判定是否能够纠错，如能够纠错，则将相应数据送交解码模块，通过特定算法恢复丢失的信息。

接收定时器的周期的设置非常重要。

过长则会导致信息丢失。如果溢出周期过长，当接收定时器溢出时，可能读指针已经越过应该处理的时隙组对应的缓冲区。造成信息丢失。

周期过短可能不能保证在一个周期内处理完所有的从第(T+1)％L个缓冲区开始的，到第S个缓冲区结束的所有缓冲区。

这里设置周期约等于一个时隙组的时长。

7)纠错缓冲区设计

纠错缓冲区用于存放FEC数据包，由前述内容可知，一个FEC数据包组包含的数据包数最大可达到32，因此，纠错缓冲区必须保证能存放32个时隙对应的数据。

在网络时延变化量较大时，可能导致去抖缓冲区很多缓冲区都处于部分填充状态(即缓冲区对应的时隙组只有部分时隙的数据接收到)，最极端的情况，可能有L/2个缓冲区处于这样一来的情况，那么与之对应的纠错缓冲区最大也应能存放L/2个FEC包组。

但经分析确定绝大多数情况下不需要设置L/2个FEC包组，且太大对资源的利用率也较低。

本发明设计的纠错缓冲区的大小为可存放8个FEC包组。

8)编码模块设计。

图14是编码模块的流程图。

本发明的FEC机制就是使用一些冗余数据包来帮助再生丢失的数据包。采用R-S(n，k)编码来生成冗余数据包。

R-S(n，k)码是一种非二进制纠错码，有很强的纠正突发性错误的能力。它利用一个基本数据块经过运算，生成冗余块，将冗余块与基本数据块合并一起得到一具有纠错功能的数据块。

由于每个时隙组对应多个普通数据包，而每个普通数据包并不与FEC包一一对应，因此并不能使用编码器直接得到FEC包组。

将一个时隙组集中映射成分组数据包时，可以配置使用每个时隙独立映射成包的独立映射方式，也可选择从一组E1时隙中的每个时隙选取部分数据，再封装成数据包的合成映射方式。

本发明的主要思想是利用时隙组中每个时隙的对应字节(以i表示)组合成一个k字节的基本数据块，该数据块经过编码逻辑(例如余数生成逻辑)得到(n-k)长度的冗余块，冗余块的每一字节分别作为FEC包组中每一数据包的i字节。

如果由反馈信息获取的端到端丢包率满足应用要求，则不需要形成FEC包。

9)封包模块设计

图4是本发明采用的协议结构。

图5是IETF PWE3任务组标准或草案中定义的TDMoIP的控制字的图示。

图6是本发明定义的控制字的图示。

图7是本发明完整的协议分层结构图示。

图8是本发明完整的帧结构图示。

封包模块的功能就是将发送缓冲区的内容封装成图7，8描述的数据包，通过诸如IP或以太网的分组网发送到接收端。每个数据包净荷是32字节。封装成的数据包是90字节：分别是以太网头14字节，IP头20字节，UDP头8字节，RTP协议12字节，控制字4字节，信息净负荷32字节。

由于引入FEC机制，TDMoIP的控制字中的RES字段，长度字段以及序列号字段都已有新的定义，参见前述帧结构的内容。

同样，由于以时隙组为单位封包，控制字中的序列号定义为二维的结构。主序列号10位，次序列号6位，次序列号的前k个编号为普通数据包使用，k+1-n区间的序列号给FEC数据包使用。

图15是封包模块的示意图。

生成以太网帧头时，使用的源MAC和目的MAC地址应与实际设备配置的相同。

生成IP包头时，使用的源IP地址和目的IP地址应与实际设备配置的相同。

FEC类型字段的内容极其重要，不能出错。

序列号也非常重要，不能出错。

10)解包模块设计

图16是解包模块的流程图。

为简化设计和减少处理带来的时延。本模块不解析以太网数据包帧头和IP包头的内容。以太网帧头和IP包头仅用于在分组网上实现数据包转发。

首先分析数据包的控制字中的FEC类型字段，得到FEC机制的n和k值。

再取出数据包的控制字中的序列号，分解得到主序列号和次序列号。

主序列号MOD去抖缓冲区的时隙组数L得到当前时隙组在去抖缓冲区或纠错缓冲区的存储位置。

如次序列号＞n，则是非法数据包，需丢弃。

如n＞＝次序列号＞k，则是FEC数据包，需存入纠错缓冲区的相应位置。

如次序列号＜＝k，则是普通数据包，需存入去抖缓冲区的相应位置。

进入缓冲区的数据不包含所有的包头信息。

11)解码模块设计。

图17是解码模块的流程图。

在进行解码之前，需统计已收到的数据包和应收到的数据包的值，并计算端到端丢包率，以便反馈给远端。

当FORMID指示没有FEC机制时，不需要解码模块。

当检查去抖缓冲区并未发现信息丢失时，解码模块也不工作。

与编码模块对应，解码模块实质也不能直接恢复丢失的数据包，而是逐字节恢复丢失的数据包包含的信息。

也就是，将收到的数据包和FEC包的对应字节以及丢失数据包的次序列号送交解码逻辑，通过运算得到丢失的字节，再送到缓冲区的特定位置。

12)时钟恢复模块设计。

在不使用同一的外部参考时钟直接作为两端业务时钟的情况下，时钟恢复主要有两种方法：差分时钟恢复方法和自适应时钟恢复方法。

本发明可通过配置确定为采用差分时钟恢复方法还是自适应时钟恢复方法。

差分时钟恢复方法要求在两端具有同一的参考时钟。本发明中设计一个32位业务时钟计数器对本地业务时钟计数，同时设计一个32位参考时钟计数器对外部参考时钟计数。

在发送端，当一个完整的时隙进入缓冲区后，记录本地业务时钟计数器和外部参考时钟计数器的值，并计算本地业务时钟与外部参考时钟的差值，并将这个差值通过数据包(在RTP协议时戳域携带)发送到接收端。

在接收端，从数据包中(RTP协议时戳域)提取发送端业务时钟和与外部参考时钟的差值，并根据这个差值结合外部参考时钟得到本地业务时钟。

差分时钟恢复方法较为直接，但需要依赖同一的外部参考时钟，这里叙述从略。

这里重点讨论自适应时钟恢复模块。

由于分组网的时延问题，自适应时钟恢复方法恢复的时钟在相位上有一定延迟，但在锁定状态下，频率差异应在规定的范围内。

自适应时钟恢复的基本原理类似于PLL的自动反馈调节机制。

概括起来也就是三个主要功能块：

“鉴相”逻辑：这实际上并不等同于PLL的鉴相器，但输出在功能上与鉴相器的输出等价。也就是利用去抖缓冲区的使用情况，或利用时戳信息，得到本地业务时钟和远端业务时钟的差异表示。

环路滤波逻辑：使用滤波逻辑消除分组网时延变化带来的抖动。

压控振荡器/数控振荡器：结合环路滤波逻辑的输出生成本地业务时钟。

E1的标准频率是2.048Mhz，ITU-TG.703对E1频率精度的要求是2.048Mhz±50ppm。因此，发送端的业务时钟频率ft应落在(2047897.6hz，2048102.4hz)区间。同样接收端依据数据包恢复的时钟频率fr范围也应落在该区间。

理想情况下，f_r＝f_t。

但由于分组网的特性，大多数情况下，该等式并不能满足。

定义Δf＝f_r-f_t，由上述可知，Δf必然落在(-204.8hz，204.8hz)区间，而MAX(|Δf|)＝409.6hz。

区间(-204.8hz，204.8hz)就是接收端业务时钟围绕中心频率(2.048Mhz)波动的范围。自适应恢复方法的目的就是要消除这种差异，使Δf尽可能趋近于0。

在实际应用时，接收端业务时钟的调整范围是可配置的。

如果发送端业务时钟f_t劣化到超出ITU-T G.703的规定，为使f_r跟踪f_t，可以通过配置信息调大接收端时钟调整的范围。

同样，如果发送端业务时钟f_t具有较高的精度、较好的漂移和抖动特性，可以通过配置信息调小接收端时钟调整的范围。

这里用w表示时钟调整的配置信息，其含义是本地业务时钟的精度为2.048Mhz+wppm，则本地业务时钟的频率范围为：

((2.048M-2.048w)hz，(2.048M+2.048w)hz)，调整幅度为4.096whz。

本发明的自适应恢复方法有两种模式：基于缓冲区填充级模式和基于RTP时戳模式。

(1)基于缓冲区填充级模式

使用本模式对远端没有依赖，数据包不需要显式携带定时信息。

图18是基于缓冲区填充级模式的自适应时钟恢复模块的功能示意图。

定义填充级F＝去抖缓冲区中所有未恢复成E1码流的字节数与整个去抖缓冲区大小的比值。

假设整个去抖缓冲区的大小为S1字节，则S1可用下式计算得到：

S1＝L*k*32

如图19所示，假设写指针(1907)为P11，读指针(1908)为P12。P11，P12都是相对于去抖缓冲区的逻辑起始位置的偏移量。

读指针P12可以是逐字节的移动，利用移位逻辑甚至可以做到是逐位移动。这里把P12看作是逐字节移动。

写指针P11是以时隙(32字节)为单位移动的。它总是指向去抖缓冲区中最新到达的时隙组，并且指向该时隙组中到达的具有最大次序列号的时隙的最后一个字节。

则F可用下式计算：

F＝(P11+S1-P12)/S1

本发明的填充级偏移量FP定义为F相对于半填充状态(F＝50％)的差值。即：

FP＝F-0.5

由于从分组网侧收到的数据包不断填充去抖缓冲区，而E1侧不断将去抖缓冲区的数据发送出去，这样缓冲区的使用情况是不断变化的。因此填充级增量FD为时间的函数，随着时间T变化。

初始情况下，F＝0.5。

当提取的时钟比发送端的业务快时，则填充级减少，填充级偏移量FP是负值。

当提取的时钟比发送端的业务慢时，则填充级增加，填充级偏移量FP是正值。

FP经数模转换后得到一个控制信号V，V也是时间T的函数。

这个V可以看作是上述PLL机制的鉴相电路的输出。

V经低通滤波后，消除掉网络时延变化等因素引入的随机抖动成分。

由于V是相对较弱的信号，需以一定增益比放大得到Vc。Vc作为压控振荡器的输入，使压控振荡器产生一定频率增量，与振荡器的中心频率(2.048Mhz)合成得到E1的发送时钟。

令Δf¹为本次时钟调整的频率增量，则Δf¹是填充级偏移量FP的函数。基本可以用下式表示：

Δf¹＝4.096w*FP/0.5

上述的压控振荡器的输入应能使压控振荡器的输出产生Δf¹的调整量。

经过多次反馈调节后，填充级基本稳定的等于0.5，也就是半填充状态，或以半填充状态为中心以极小的幅度振动。这时，***时钟处于锁定状态，本地服务时钟与远端服务时钟基本匹配。

(2)基于RTP时戳模式

直观的说，该模式同样是利用适当机制，产生一个频率增量Δf，该增量与压控振荡器的中心频率合成得到本地的业务时钟f_r。

图20是基于RTP时戳模式的自适应时钟恢复模块的功能示意图。

与基于缓冲区填充级模式不同的是，两端都需要对本地业务时钟的进行统计。

以一个32位计数器对本地业务时钟计数。

当TDM时隙完整进入缓冲区后，记录本地业务时钟计数器的值以备生成数据包对应的时戳。

当发送端需要发送数据包(以时隙组为单位发送)时，在RTP协议时戳域填入前述记录的本地业务时钟计数值。

当接收端从分组网侧接收一个数据包时，从该数据包提取时戳信息，并将该时戳作为数据包发送(分组网侧)时戳按序列号记录到时戳缓冲区的相应位置。

以Tts(n)表示该时戳。

同时记录本地本地业务时钟计数器的值，作为该数据包的接收时戳。

以Rts(n)表示该时戳。

与去抖缓冲区相同，时戳缓冲区也是一个循环结构。可以存放T个发送时戳和T个接收时戳。序列号为n的时戳在时戳缓冲区的存储位置由n％T确定。

当本端接收到第1个数据包时，开始记录发送时戳信息。

当去抖缓冲区由全空到半填充状态时，E1 P12读指针指向第1个有效时隙组的第1个时隙的第1个字节。此时时戳缓冲区已存放了L/2个接收时戳信息及L/2个发送时戳信息。

令t(n)表示P12读指针指向第n个有效时隙组的第n个时隙的第1个字节的时刻。

令ΔRts(n)＝Rts(n+1)-Rts(n)，

且ΔTts(n)＝Tts(n+1)-Tts(n)。

令Δt(n)＝ΔTts(n)-ΔRts(n)，

令Δt¹(n)＝Δt(n)/ΔTts(n)，

则Δt¹(n)可以看作是上述PLL机制的鉴相器输出，利用这个输出经环路滤波器，在控制压控振荡器产生本地的业务时钟。

也可以这么说，根据这个Δt¹(n)产生Δf¹(n)，而这个Δf¹(n)与本地振荡器的中心频率合成得到t(n)时刻的本地业务时钟。

Δf¹(n)与时戳的关系可以由下式确定：

Δf¹(n)＝4.096w*Δt(n)/ΔTts(n)

滤波逻辑可以用加权移动平均算法或指数加权移动算法。

13)远端类型确定

此步骤是用来确定与之通信的远端是否具有FEC机制。

由于控制字的两个保留字段分别定义为FEC类型字段和FEC使能字段，所以判定远端是否具有相同的FEC机制比较方便。

当FEC使能字段为00，且FEC类型字段为0000时，可以判断远端没有相应的FEC机制。那样，本端也需要禁用FEC机制，需要作以下的处理：

封包时FEC使能字段设为00，且FEC类型字段设为0000。

长度字段设为全0。

不生成FEC包。

序列号不再分成两级。

封包时，不以时隙组为单位，以时隙为单位。

本发明的应用实例

武汉烽火网络有限责任公司研制的多业务分组平台产品M8000/T设备，完成了在以太网上高效可靠的传送E1的功能。

图21、是M8000/T设备的正面轮廓，有4个百兆以太网光口，4个百兆以太网电口以及4个千兆以太网光口。这些以太网口可用于与远端设备互联。

图22是M8000/T设备的背面轮廓，有1-32个E1接口。

如图23所示，将3台M8000/T搭成线性拓扑的网络。

图23中，2301是E1接口，连接2M误码仪和M8000/T设备。

2302是M8000/T设备。

2203是背景流量输入接口，从千兆接口输入，最大可输入2G的流量。

2304是M8000/T设备的千兆接口。

2305表示用千兆接口将两台设备连接起来。

图9是本发明的***结构描述，

在PCI总线之上是本设备的控制平面，包括CPU，RAM存储器，ROM存储器，FLASH存储器，带外以太网端口PHY等等。

在PCI总线之下的是本设备的数据平面，包括以太网交换芯片，RAM存储器，PHY接口芯片，FPGA，E1收发器等等。

从E1收发器进入的E1码流在FPGA完成向以太网数据包的映射，包括实现FEC功能。经过以太网交换芯片再从指定的以太网口进入以太网网络中，再经过网络到达另一端。

在另一端，E1数据包和FEC包从以太网口进入交换芯片，再到达FPGA，经FPGA处理后还原成E1码流，再从E1收发器发送出去。

图10是本发明的功能结构描述。

发送端带有发送缓冲区。

接收端带有去抖缓冲区和纠错缓冲区。

中间传输的有普通数据包和FEC包。

图11是本发明的主要数据流描述。

实现箭头表示功能结构中个功能模块的处理顺序。

虚线部分表示E1信息在整个***中的流向。

发送时，E1信息从上端的E1接口进入，流经需要的功能模块后，变换成以太网数据包，再从下端的以太网口发送出去。

接收时，携带E1信息的数据包从下端的以太网口进入，流经需要的功能模块后，从以太网数据包还原E1信息，再从上端的E1接口发送出去。

测试设计如图23所示。

从中间的M8000/T设备中的两个千兆以太网端口输入背景流量，以产生一定程度的拥塞，流量从Smartbits仪表中输入，可控制背景流量的大小。

三台设备用千兆以太网口互联，中间的设备使用了两个千兆以太网口，而两边的设备则个使用了一个千兆以太网口。

E1从误码仪输入并且从另一端输出到误码仪。

两路话机通过协议转换器连接到设备中两端的E1接口。

首先测试再禁用FEC机制的情况下，E1在以太网上传输的端到端性能。

然后测试再在使用FEC机制的情况下，E1在以太网上传输的端到端性能。

测试结果如下表所示：

背景流量输入	1.0G	1.1G	1.2G	1.3G
					无FEC机制的E1端到端性能	少量误码误码仪AIS灯闪烁电话可拨通但电话语音嘈杂	大量误码误码仪AIS灯长亮电话无法拨通	大量误码误码仪AIS灯长亮电话无法拨通	大量误码误码仪AIS灯长亮电话无法拨通
具有FEC机制的E1端到端性能	无误码误码仪指示正常电话可拨通电话语音良好	无误码误码仪指示正常电话可拨通电话语音良好	极少量误码误码仪指示正常电话可拨通电话语音良好	极少量误码误码仪指示正常电话可拨通电话语音良好

总结

E1在当前的网络中占有相当大的比重，其代表技术SDH已有几十亿美元的应用规模。

但现有网络向分组网络演进是大势所趋。分组网传送E1也是必然和必要的。

分组网对QOS支持较弱与E1对QOS的高要求是一个难以调和的矛盾。这个矛盾严重阻碍了分组网传送E1的发展。

本发明致力于在利用FEC技术改善分组网传送端到端E1的性能表现。在网络QOS不能保证的情况下，利用两端的FEC功能，对网络引起的数据包丢失进行纠错和恢复。从而确保，即使在网络性能较差的情况下，也能完成E1在分组网上的正确传输。

同时，本发明确保能与不具有FEC机制的同类技术兼容。换句话说，具有FEC机制的接口可以与不具有FEC机制的同类接口互通互连。

在本发明的实施和应用过程中，测试表明，本发明的FEC机制具有良好的性能。

尽管参考本发明的优选实施例具体展示和描述了本发明，但是本领域一般技术人员应该明白，在不脱离所附权利要求限定的本发明的原理和范围内的情况下，可以对其进行形式和细节上的具体修改。

Claims (29)

1.一种采用前向纠错FEC机制在分组网上实现可靠的端到端时分复用一次群E1传送的方法，其特征在于，该机制的实现包含以下步骤：

A.在E1进入分组网的源节点一端，将E1封装成一个数据包序列，并根据这个数据包序列生成一个FEC数据包组；

B.将这个数据包序列和FEC数据包组通过分组网发送到E1离开分组网的目的节点一端；

C.在所述目的节点，如果存在数据包丢失，则根据FEC数据包组和数据包序列再生丢失的数据包，然后提取或再生E1净载荷并还原E1码流，

其中，分组网的封装层的控制字的最左边四比特的保留字段定义FEC类型字段，用于标识FEC机制的配置信息；所述控制字的第8、9两个比特的保留字段定义FEC使能字段，用于标识是否禁用FEC机制；所述控制字的长度字段用以标识目的节点端测量的单向端到端丢包率；所述控制字的序列号定义成二维结构：主序列号和次序列号两级。

2.根据权利要求1所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，能够后向兼容不含FEC机制的同类技术，具有FEC机制的源节点可以通过禁用FEC机制与不具有FEC机制的目的节点互通互联。

3.根据权利要求2所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，以自协商的方式确定目的节点是否具备相同的FEC机制，如目的节点不具备相同的FEC机制，则将源节点自动设置成非FEC工作模式。

4.根据权利要求3所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，在分组网上传送E1的速率为2.048Mbps。

5.根据权利要求4所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，分组网的封装层采用了实时RTP协议，RTP协议用以携带映射的数据包的时戳信息。

6.根据权利要求5所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，分组网的分组交换网络PSN层采用IP协议和帧格式。

7.根据权利要求6所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，分组网的数据链路层采用以太网链路层协议和帧格式。

8.根据权利要求7所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括：设计一个32位业务时钟计数器对本地业务时钟计数，同时设计一个32位参考时钟计数器对外部参考时钟计数。

9.根据权利要求8所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括：映射数据包时，将E1码流按时隙分组，当一个完整的时隙进入缓冲区后，记录业务时钟计数器和参考时钟计数器的值以用于生成本时隙的时戳。

10.根据权利要求9所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括以下子步骤：

映射数据包时，时隙组映射生成的所有的数据包中RTP字段需携带确定的时戳信息，如果配置成自适应时钟模式，则时戳信息依据记录的业务时钟计数值生成；如果配置成差分时钟恢复方式，则时戳信息依据记录的业务时钟计数值和外部参考时钟计数值，并根据一定规则生成。

11.根据权利要求10所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括以下子步骤：

将一组E1时隙集中映射成分组数据包，并且数据包头携带一组E1时隙包含的时隙数k的信息，其中E1时隙组中包含的E1时隙的个数可配置成8，16或32。

12.根据权利要求11所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括以下子步骤：

将一组E1时隙集中映射成分组数据包时，可以配置使用每个时隙独立映射成包的独立映射方式，也可选择从一组E1时隙中的每个时隙选取部分数据，再封装成数据包的合成映射方式。

13.根据权利要求12所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括以下子步骤：

将一组E1时隙集中映射成分组数据包时，使用合成映射方式时，从每个时隙的每一字节选择对应的位拼成字节或字，再组成帧，这种映射方法可以用于对信息安全要求较高的应用。

14.根据权利要求13所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括以下子步骤：

将一组E1时隙集中映射成分组数据包后，根据生成的分组数据包序列生成FEC数据包组。

15.根据权利要求14所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括以下子步骤：

生成FEC数据包组，采用Reed-Solomon(n，k)编码，其中n是数据块的长度，k是数据块包含的净信息长度。

16.根据权利要求15所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括以下子步骤：

生成FEC数据包组，采用Reed-Solomon(n，k)编码时，k可配置成8，16或32，n可通过自动协商设置成k+4，k+8，k+16，k+32，且数据包头中包含配置信息：n和k的值。

17.根据权利要求16所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述A步骤还进一步包括以下子步骤：

生成FEC数据包组，将包含k个时隙的时隙组中每个时隙的第i字节组合在一起得到k字节序列，并根据生成多项式生成n-k个字节的纠错码，分别作为第1，2...n-k个FEC数据包的第i字节。

18.根据权利要求1所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述B步骤还进一步包括以下子步骤：

发送数据包时，普通数据包的发送时间取决于数据包或其携带的时隙对应的业务时钟计数值，也就是说，时隙组内两个相邻数据包的发送时间间隔与两个相邻业务时钟计数值的差值成比例。

19.根据权利要求18所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，在所述A步骤中采用Reed-Solomon(n，k)编码生成所述FEC数据包组，其中n是数据块的长度，k是数据块包含的净信息长度，

所述B步骤还进一步包括以下子步骤：

发送数据包时，在两个普通数据包的发送间隔内，发送FEC数据包，每个时间间隔发送的FEC数据包个数，根据n和k的取值确定，发送FEC数据包的时间确定原则为：尽量使相邻数据包发送的时间间隔均匀。

20.根据权利要求7所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，在所述A步骤中采用Reed-Solomon(n，k)编码生成所述FEC数据包组，其中n是数据块的长度，k是数据块包含的净信息长度，

所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

在接收端为控制时延设置接收定时器，溢出周期等于k*125us。

21.根据权利要求20所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

将接收到的数据包去掉数据包头后根据包序号存入去抖缓冲区，

如果配置成基于时戳的自适应恢复模式，则需要将数据包携带的RTP协议中的时戳信息存入时戳缓冲区的相应位置，同时利用本地业务时钟生成时戳，并将这个时戳存入时戳缓冲区的本地时戳存储空间；

如果配置成差分时钟恢复模式，则以数据包携带的RTP协议中的时戳信息结合外部时钟得到本地业务时钟。

22.根据权利要求21所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

将接收到的FEC数据包去掉数据包头后根据包序号存入纠错缓冲区。

23.根据权利要求22所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

当接收定时器溢出时，检查去抖缓冲区的数据，如存在信息丢失，则利用纠错信息再生丢失的信息。

24.根据权利要求23所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

当接收定时器溢出时，丢失信息恢复完成后，则进行时钟恢复，并且时钟恢复的方法可以根据是否具有同一参考时钟，配置成自适应方式或差分方式。

25.根据权利要求24所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

采用自适应方式恢复时钟时，可以配置成基于去抖缓冲区的填充级或基于RTP协议携带的时戳两种模式。

26.根据权利要求25所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

采用自适应方式恢复时钟时，可以配置恢复的业务时钟精度范围。

27.根据权利要求26所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

如果配置成自适应方式恢复时钟时，且配置成使用缓冲填充级时，则根据缓冲区的使用情况恢复本地业务时钟；

如果配置成自适应方式恢复时钟时，且配置成使用时戳时，则根据时戳缓冲区存储的时戳信息恢复本地业务时钟。

28.根据权利要求27所述的分组网上实现可靠的端到端E1传送的方法，其特征在于，所述C步骤还进一步包括以下子步骤：

时钟恢复完成后，依据业务时钟，结合缓冲区的数据恢复E1信息流。

29.一种采用前向纠错FEC机制在分组网上实现可靠的端到端时分复用一次群E1传送的***，包括：

封包模块，在E1进入分组网的源节点一端，将E1封装成一个数据包序列，并根据这个数据包序列生成一个FEC数据包组；

发送模块，将所述数据包序列和FEC数据包组通过分组网发送到E1离开分组网的目的节点一端；

解包模块，如果存在数据包丢失，则根据FEC数据包组和数据包序列再生丢失的数据包，然后提取或再生E1净载荷并还原E1码流，

其中，在所述封包模块中将分组网的封装层的控制字的最左边四比特的保留字段定义为FEC类型字段，用于标识FEC机制的配置信息；将所述控制字的第8、9两个比特的保留字段定义为FEC使能字段，用于标识是否禁用FEC机制；将所述控制字的长度字段用以标识目的节点端测量的单向端到端丢包率；将所述控制字的序列号定义成二维结构：主序列号和次序列号两级。

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