基于HFC系统的高效数据传输协议

基于HFC系统的高效数据传输协议

[摘要]报告了一种新的、使数据信号能在混合光纤／同轴信道上有效传输的媒质接 入协议。这一工作的目的是保证协议中有关终端的部分尽可能简单。因此，在有线电 视前端采用集中式控制。想要发送信号的终端站利用争用信道向前端发送一个申请， 前端应答这个申请，对申请进行排队，并确切地通知终端何时可以发送信息。研究表 明，这个协议在各种情况下都是有效的，并且，其信道噪声具有鲁棒性。

【关键词】光纤同轴混合网（HFC）；数据传输；媒质接人控制协议（MAC协议）

1导言

1.1混合光纤／同轴信道 对于国家信息基础设施（National Information Infrastructure，NII）计划而 言，将网络接入家庭是一个关键步骤。这条线路除了支持许多原有的业务外，还应支 持电信业务和接入信息源。利用调制解调器、ISDN（综合业务数字网）和同步数字用 户环路，现有的双绞线已被用于满足传输数据业务的需要。一类用于替代双绞线的物 理媒质是将光纤和电缆结合起来的混合光纤／同轴，即HFC。由于HFC的优越性能，它 已引起了电缆业和电话业的注意，现今有许多利用HFC的实验正被实施。在由传统电 缆技术向HFC过渡的进程中，存在着如何最好地利用它为家庭提供信息与数据业务服 务的诸多问题。其中，最大的问题是，如何在被称为上行或反向信道上将数据从用户 端发往前端（H／E）。信道上传输的数据可经路由连接到办公室、信息提供者，或是 其它的用户。在与上行相反的方向，即从前端向用户（也被称为下行或前向）发送数 据时，所遇障碍少一些。这种非对称的情况是采用HFC网络后的自然结果。能在上行 信道中发送数据，但不能从其上读取信息；反之，它们只能从下行信道中读取数据。 目的是导出一种有效的媒质接入控制（medium access control，MAC）协议。假定存 在一个物理信令系统以提供终端与前端之间的数据连接。前端有办法确定一条信息从 终端发往前端，或是反向时所花费的时间（称之为测距）。对终端站的测距越准确， 则系统的工作效率就越高。

1.2协议的设计目标 协议最重要的目标是保证协议中有关终端的部分尽量简单，以使终端设备不太 昂贵。至于前端设备的费用就不必过多考虑，因为这种费用已被一个片区中所有的 终端所分摊。另一点也是重要的：即在一定传输速率范围（可以认为是 1－100 Mbps） 和相对长的传输距离（超过35km）内，协议能有效地利用媒质。信息等待时间应当 相对较短（小于几十微秒），以支持话音业务和交互式节目的开展。另外，协议要 支持固定速率（fixed－rate）信息流和具有多优先级（multiple Priorities）的 数据信号。

1.3前期工作 HFC信道与卫星广播信道类似，因此，在多数文献中它们是相关的。在设计CPR 之前，已有几篇直接与HFC有关的论文发表。 XDQRAP是一种分布式系统，这种系统的前端相当于一个反射节点，终端根据数 据信道上的分布队列，在争用信道上以随机争用方式接入媒质，并以冲突分解的树 形算法来分解冲突。 Counterman将MAC协议划分成两个部分，即接入控制和带宽分配。作为一个接人 控制的例子，他考虑了由前端进行轮询。例如，一个集中式带宽分配管理员就能够 靠向终端发出许可证来安排诸如话音一类的周期性业务。 UniLINK将一个帧结构叠加在固定长度的时隙上，但在采用级联的情况下，也支 持可变长度信号的传输。也就是说，终端可使用几个连续的时隙传输信号。因此， 节省了PHY和MAC的开销。一个帧被分为3个区域：周期性专用区（用于同步业务）， 预约区和争用区。区间的边界可由系统控制者根据负载的大小进行调节。要想发送 信息的终端，需利用CSMA／GD在争用区内去捕获一个或更多的时隙。在发送成功后， 终端将传输内容移入预约区。 近来，其它的一些有关协议已被提交给IEEE8O21.41作组。所有这些协议都是集 中式的，并且使用了一种支持不同业务类型的帧结构。ADAPt提出了划分为两个区域 的帧结构：支持话音业务的STM区和用于ATM信元的ATM区。ATM区中的时隙能以争用 方式工作，或是被预约用于数据。划分两个区的界线要根据负荷的大小进行间歇地 调整。ADAPt包括了一系列更有效地传输可变长度信息的内容；MLAP也是依靠一种固 定帧（或称块）结构，这种帧的长度比往返时延要长。争用时隙扩散在整个帧中。 传输争用时隙由树形算法分解。 笔者所提出的集中式优先级预约（CPR）方式用带简单p坚持的争用小时隙去向 前端发送申请，前端根据集中式策略生成预约区，并依靠下行信道中带有许可证的 小时隙通知终端。

2协议说明

2.1时隙结构 靠提取下行信道中前端所发信号的分时信息，终端使位及时隙保持同步。有一 个测距装置用于测量终端和前端之间的往返时延（round－triP delay，RTD）。前 端存储着每一个终端的RTD值。现在，利用每一个终端的时隙同步和由前端给出的R TD值，前端就能确切地为每一个上行信道中的时隙编号，并获知一个随机的时隙何 时会到达某个终端。 上行的～个争用小时隙的区包括了三个子区：第一个是源标识（source identif ier），以区分一个实际的终端可能拥有的一个以上的信息源；第二是类型区，它 指明了通信需求的类型；第三个是数量区（quantity），它指出终端发送一个包 （Packet）或信息所需要的时隙数。为了防止单个终端独占信道，需对用于同一个 发送申请的最大时隙数有所限制。作为一种选择，此类控制可由前端来进行。 下行信道的时隙结构是在两个数据时隙间嵌入一个包含了应答（ACK）和许可 证（GR）的小时隙。 ACK区只有一个包含了申请终端源标识的子区，而 GR区则需 要 3个子区：源标识、类型（对同一个终端要区分用于不同数据类型的许可证）和 数量。 上行信道小时隙有二种类型：一种为置于两个数据时隙之间的争用小时隙（CM S），另一种为附加在每个数据时隙后面的数据小时隙（DMS），这两种小时隙的结 构很相像。任何终端都会试图在一个争用基上写人一个CMS。但由于只有能写进数 据时隙的源才能写入DMS，所以在DMS中不需要源标识。在所有情况下，下行时隙中 ACK区的数量将与上行时隙中 CMS的数量相匹配。

2.2终端协议 当一个信号到达终端后，它就带着所具有的优先级（由类型区决定）和发送全 部信息所需的时隙数的要求（由数量区决定）加入申请队列。为了简化模型，在不 是特别需要的情况下，将假定任何时候都仅有一个已给定类型的信息申请是尚未处 理的。收到一个需发送的信息后，终端就在下一个到达它的时隙中写入请求。应答 信号花费～段固定时间返回终端，这一时间等于该终端的往返时延，也就是申请信 号到达前端的时间加上前端处理所需的时间（即使申请排队和生成ACK），最后再 加上ACK返回到终端的用时。经过了RTD时间后，终端就开始检查在下行数据流中是 否有包含本终端源标识的ACK信号。如果有，则说明申请已成功发送，终端开始监 听下行许可信道。收到许可证后，终端立刻发送与许可时隙数相等的信元。如果待 发信元多于许可的时隙数，终端要等待更多的许可时隙，直至许可的时隙总数等于 开初申请的时隙数，则此次信息发送即告完成。如果终端还有信息要发送，它能使 用最后一个许可时隙的DMS，开始下一次发送排队（请求排队）的预约过程。因为 DMS中可以无碰撞，它就不需要应答请求。如果收到的ACK时隙并末带有所期望的 ACK信号，终端就假定申请信号已发生碰撞。于是，它就申请一个p-坚持重发过程， 即在每一个后续小时隙中以概率p重发申请，直到申请被写入CMS。注意到要是前 端能够立即许可这一申请，那么许可证和ACK将出现在同一个ACK／GR时隙中，当 然，这里要假定前端能够及时地安排申请。

2.3前端协议 在收到一个从终端发来的申请后，前端立即将此终端的地址写入后续发出的下 行时隙的应答区中。前端就开始对申请进行排队，作法是检查存有未用时隙情况的 缓冲区，在那些时隙中，预约时隙已作了标志。 发现第一个可用的空闲时隙后，前端就预约后续时隙，直到达到申请的时隙数； 或者是一个已经被预约用于前面的申请的时隙发生碰撞。在后一种情况下，已分配 的时隙与许可证的其它信息被记录下来，并在适当的下行小时隙中发送给提出申请 的终端。剩下的时隙以一秒（或是更长）被分配一次，因此，一个申请可能导致多 于一个的许可证被发送到一个终端。前端能以这种方式非常紧凑地对上行数据时隙 排队；唯一的限制（它的发生非常偶然）是许可信道上的拥塞。使用第一个可用的 自由时隙并不总是可行的，因为前端想要写人的许可小时隙可能已被占用。依靠在 每个数据时隙中提供一个以上的许可小时隙，许可信道上的拥塞能被进一步减小。

3结论 笔者提出了一种称之为集中式优先级预约（CPR）的用于在HFC电视网络系统中 传输数据的媒质接人控制协议。该协议的前端为复杂的集中式控制，而终端则为简 单的鲁棒性。系统在上行信道上利用争用小时隙向前端提交申请。申请被前端应答 并参加排队，有关许可证的信息由前瑞安排发送到提出申请的终端。由于在每一个 上行数据时隙中附加一个申请时隙DMS，减少了上行争用小时隙中的碰撞数量，因 此，在一般负荷范围内，每个数据时隙仅需一个争用小时隙。 通过大量的系统仿真实验表明，所提出的协议支持多达500个终端，且系统负 荷与用户数相对无关。带宽分配器需要一种可变的指令去根据负荷安排业务。负荷 越大，排队的信息越多，前端处理排队所需的时间就越长。仿真实验时前端编码过 程与一个实际过程中所需进行的编码过程类似，在一台Sun SPARC终端的十台工作 站上运行。当负荷为0.9时，前端编码需要的平均时间为15ps／时隙。

如果假定数 据时隙带有53 Bytes的净负荷，再考虑到用于小时隙和保护带的开销，一个帧的长 度就共有75 Bytes，据此可求出什么样的传输速率能在 15PS内产生一个时隙，答 案是40 MbPS。因此，尽管排队过程随速率和负荷线性增长，但对于高达40MbPS的 速率（如果编码是理想化的，其值也许更高）来说，用一个约为80 MIPS的处理器 已足够了。 利用泊松分布和成批数据仿真，表明了在重负荷下协议性能良好。终端数量、 系统速率和系统物理长度对协议性能的影响很小，对传输误码率的影响也很小。协 议采用的集中式控制允许一种具有低费用和灵活性特点的系统，以实现控制和管理 的简单化。多优先级业务和固定比特率流可在基本不改变终端协议的情况下被纳入 终端协议中。