IEEE1588学习笔记报告.docVIP

一、端对端透明时钟（E2E）和点对点透明时钟（P2P） 1.1 透明时钟概述 IEEE1588V2.0版本（2008）相对于V1.0版本（2002）一个较大区别是，2.0版本增加了透明时钟类型。 一般组网中，交换机作为透明时钟使用。 当主从机交换消息路径包含一个或多个交换机时，延时包括两部分，路径延时（Path Delay）和驻留时间（residence time）。一般来说，路径延时是报文在物理媒介上的延时，双向对称且延时稳定。驻留时间取决于数据流量和交换机的处理能力，可能动态变化。 透明时钟分E2E（end to end）和P2P（peer to peer）两种类型。 两种类型都需要交换机支持将报文的出口时间（egress）和入口时间（igress）差值添加到报文中去。此差值即为交换机的驻留时间。 P2P时钟还能够主动发送延时请求报文给与它相接的端口，测量路径延时。 1.2 两种对时模式原理 E2E模式对时原理： 图1.1 E2E透明时钟对时原理 如图1.1所示，主从时钟经过一个E2E交换机对时，所有报文经过交换机时，交换机会将驻留时间累加到报文的校正域（CF）中,但是路径延时并没有事先知道，要发送同步报文和延时请求报文计算路径延时。E2E模式主机需要响应所有从机的Delay_Req报文，网络规模受到限制。 P2P模式对时原理： 图1.2 P2P透明时钟对时原理 如图1.2所示，主从时钟经过一个P2P交换机对时，在主机发送Sync报文之前，支持P2P模式的交换机已经主动发送pDelay_req报文，获取了交换机每个端口和与它相连的端口之间的路径延时，并保存下来。当网络拓扑关系变化时，能迅速获取到新的路径延时。因为路径延时事先获得，主机只需要广播Sync报文和Follow_Up报文，不需要响应所有从机的Delay_Req报文，负荷大大降低，可以支持比E2E模式更大的网络容量。Sync报文和Follow_Up报文经过交换机时，P2P节点的驻留时间会累加到报文校正域中，而路径延时已经事先获得，因此只需要单向报文就可以对时。 1.3 路径延时和驻留时间写入报文的方式 当报文经过交换机时，交换机会将路径延时和驻留时间写入报文的校正域（CorrectionField）中。与报文发送时间戳类型，校正域写入方式也分为一步方式（one-step）和两步方式（two-step）。 1.3.1 路径延时写入方式 如果时钟为一步点对点时钟，在Sync报文从出去端口转发之前，累加meanPathDleay值到Sync报文校正域中。meanPathDleay值已经通过对等延时机制，测量得到该Sync报文的进入端口对应链路的路径延时。 如果时钟为两步点对点时钟，累加meanPathDleay值到Sync报文随后的Follow_Up报文中。其他与一步时钟相同。 1.3.2 驻留时间写入方式 一步透明时钟：residenceTime值在报文离开出去端口时，累加到校正域中。 如果twoStepFlag标志为真，表示Follow_Up报文将随后接收到。 residenceTime是Sync报文离开交换机出口时间减去进入交换机入口时间。该值写入与Sync报文相匹配的随后的Follow_Up报文校正域中。 二、宣告报文（Announce） 2.0版本将1.0版本的Sync同步报文拆分为Announce报文和Sync报文。Announce报文包含超主时间信息，以广播方式定时发送。如果从机在一段时间内没有收到Announce报文，说明对应的超主时钟丢失，需要用最佳主时钟算法（BMC）寻找新的超主时钟。 拆分出超主时钟后，Sync报文除了公共报文头部外，只包含时间戳信息（如有Follow_Up报文，时间戳无效）。（按：有可能Sync变短后，路径延时和驻留时间更加短、更加稳定，有利于对时） 三、时钟ID和端口ID 每个时钟节点有一个或多个端口，因此一个时钟只有一个唯一的时钟ID,然后在时钟ID层次下，再分端口ID。端口ID只要保证本时钟内各端口ID互不相同，一般从1开始编号。不同时钟节点的端口ID可以相同。 ClockIdentity数据类型是一个8字节的数组，一般即为网卡的MAC地址保证唯一性（符合EUI-64规范）。 PortIdentity数据类型是一个结构体，包括ClockIdentity和porNumber。其中porNumber不是时钟节点的端口总数目，而是端口索引，从1开始编号。 只有一个PTP端口的PTP节点的PortNumber值应该为1。有N个PTP端口的PTP节点，PortNumber值分别为1，2，……，N。全0和 全1端口ID保留。全1端口在管理报文和信号报文中使用（报文的目标端口为所有端口）。全0端口在数据集比较算法比较端口ID和时钟ID时