CN103959713B - 对通信网络中的数据流的测量 - Google Patents

Abstract

公开了一种用于在通信网络的节点处对数据流执行测量的方法，数据流沿着包括该节点的传送路径发送，所述数据流包括数据单元，在第一块周期中发送的数据单元用第一标记值标记，而在第二块周期中发送的数据单元用第二标记值标记，第一块周期和第二块周期在时间上交替，该方法包括，在所述节点处，在当前块周期中：a)确定关于在前一块周期中在所述节点处接收到的数据单元的第一参数；b)从所述传送路径的另一个节点接收第一数据结构，该第一数据结构包括关于在所述前一块周期中发送到所述节点的数据单元的第二参数；c)处理第一参数和第二参数，以用于提供对数据流的测量的结果；及d)向所述传送路径的又一个节点发送包括所述第一参数的第二数据结构。

Description

对通信网络中的数据流的测量

技术领域

本发明涉及通信网络领域。具体地，本发明涉及用于对在通信网络中传送的数据流执行测量尤其是数据丢失测量和/或时间测量(具体地，延迟和/或间隔抖动的测量)的方法。另外，本发明涉及实现这种方法的通信网络的节点。

背景技术

在分组交换通信网络中，数据是以通过可能的中间节点从源节点路由到目的地节点的分组的形式传送的。示例性的分组交换网络是以太网网络、IP网络和MPLS网络。

另一方面，在电路交换网络中，数据是在准同步或同步帧中以从源节点运送到目的地节点的持续位流的形式传送的。示例性的电路交换网络是PDH、SDH、Sonet和OTN网络。

在下文中，表述“数据单元”将指在通信网络中传送的数据部分。具体地，在分组交换网络的情况下，数据单元可以是分组或者分组的一部分。除此之外，在电路交换网络的情况下，数据单元可以是准同步帧、准同步帧的一部分、同步帧，或者同步帧的一部分。

分组交换网络中或电路交换网络中从源节点发送的数据不是总能到达目的地节点，即，它们可能在通过网络传送的过程中丢失。

数据丢失可能由于不同的原因。例如，节点或链路可能发生故障，由此在故障被绕过或者修复之前造成总的数据丢失。作为替代，在分组交换网络中，分组内的数据可能由于中间节点端口的拥塞而被中间节点丢弃。除此之外，在分组交换网络和电路交换网络中，数据都有可能由于它们包含位错误而被中间节点或者被目的地节点丢弃。

当通过经由分组交换网络或电路交换网络传送数据来提供服务时，传送过程中的数据丢失率影响该服务的服务质量(QoS)。

除此之外，数据单元在发送时间由源节点发送并且在接收时间由目的地节点接收。发送时间和接收时间之间所经过的时间通常被称为“单程延迟”(或者简单地说是“延迟”)。数据单元的延迟是由以下等式给出的：

D＝Trx-Ttx, [1]

其中，Ttx是数据单元的发送时间，而Trx是数据单元的接收时间。

数据单元的延迟主要依赖于数据单元从源到目的地所跨越的可能中间节点的个数、依赖于数据单元在源节点和在每个可能的中间节点(主要是在这种节点的缓冲区中)的持久时间并且依赖于沿链路的传播时间(这又依赖于链路的长度及其容量)。在其中数据单元是由每个节点一跳接一跳路由的分组交换网络中，数据单元所跨越的可能中间节点的个数以及数据单元在每个节点的持久时间是不可预测的。因此，数据单元的延迟几乎是不可预测的。

除此之外，同一数据流的数据单元可以具有不同的延迟。在分组交换通信网络中，同一数据流的两个数据单元(即，分组)的延迟差被称为“间隔抖动”。具体地，如果Ttx1和Ttx2是第一个分组和第二分组的发送时间，而Trx1和Trx2是第一个分组和第二分组的接收时间，则间隔抖动可以表示为：

J＝(Trx1-Trx2)-(Ttx1-Ttx2). [2]

当通信服务(具体地，诸如呼叫、会议呼叫、视频会议等实时的语音或数据服务)通过通信网络的方式提供时，运送服务的数据流的延迟和间隔抖动严重地影响该服务的终端用户可察觉到的服务质量(QoS)。

因此，测量运送服务的数据流的数据丢失和延迟/间隔抖动对于网络运营商来说是特别感兴趣的。

WO2010/072251(以相同申请人的名义)公开了用于测量通过通信网络从发送节点向接收节点发送的数据流的数据丢失的方法。在发送数据流的数据单元之前，发送节点标记每个数据单元，以便把数据流分成块。具体地，发送节点通过把每个数据单元的首部的一位设置成“1”或“0”来标记它。标记产生一系列块，其中用“1”标记的数据单元的块与用“0”标记的数据单元的块在时间上交替。块可以具有相同的持续时间，称为“块周期”Tb(例如，5分钟)。另外，在标记数据单元的同时，发送节点在每次用“1”标记一个数据单元的时候把第一计数器C1增大一，并且在每次用“0”标记一个数据单元的时候把第二计数器C0增大一。然后，标记的数据单元在接收节点被接收。每次当接收器节点接收到一个数据单元时，它检查其标记，如果标记为“1”就增大第三计数器C’1并且如果标记为“0”就增大第四计数器C’0。

根据WO2010/072251，在发送和接收节点如上所述地操作时，与发送和接收节点合作的管理服务器周期性地检测计数器C1、C0、C’1和C’0的值，并且使用它们来计算数据丢失。

WO2011/079857(以相同申请人的名义)公开了用于对从通信网络的发送节点发送到接收节点的数据流执行时间测量(具体地，测量延迟和/或间隔抖动)的方法。

发明内容

本申请人已经解决了提供用于对在通信网络中传送的数据流执行测量的方法的问题，该方法可以由节点自己以分布式的方式实现，而不需要从节点收集测量的任何外部管理服务器的介入，该方法能够自动适应网络拓扑结构的和数据流跨通信网络所遵循路径的可能变化，并且该方法方便了性能监视和故障检测以及管理的操作。

在以下描述中和权利要求中，表述“执行测量”将指测量数据丢失的操作和/或执行时间测量的操作。

另外，在以下描述和权利要求中，表述“测量数据丢失”将指测量在第一节点检测到的数据单元的个数和在第二节点检测到的数据单元的个数之差的操作，这个差值对应于在从第一节点向第二节点的传送当中丢失的数据单元的个数。

另外，在以下描述中和权利要求中，表述“执行时间测量”将指测量以下的操作：

-从第一节点向第二节点的传送对数据单元引起的延迟；和/或

-从第一节点向第二节点的传送对一对数据单元引起的间隔抖动。

除此之外，在以下描述中和权利要求中，表述“标记数据单元”将指把数据单元的特征设置成预定义标记值的操作，具体是设置成至少两个备选标记值中的一个。例如，标记数据单元的操作可以包括把数据单元的一个或多个位(例如，其首部的一位或者位序列)设置成至少两个预定义的备选标记值中的一个的操作、把其频率或者其相位设置成至少两个预定义的备选标记值中的一个的操作，等等。

另外，在权利要求中，术语“参数”指：计数用给定标记值标记的数据流的所接收或所发送的数据单元的个数，或者指示用给定标记值标记的数据流的数据单元被接收或发送的时间的时间戳。

根据第一方面，本发明提供了用于在通信网络的一个节点处对数据流执行测量的方法，数据流沿着包括该节点的传送路径发送，数据流包括数据单元，在第一块周期内发送的数据单元用第一标记值标记，而在第二块周期内发送的数据单元用第二标记值标记，第一块周期与第二块周期在时间上交替，该方法包括，在所述节点，在当前的块周期中：

a)确定关于在前一块周期中在该节点处接收到的数据单元的第一参数；

b)从传送路径的另一个节点接收第一数据结构，该第一数据结构包括关于在前一块周期中发送到该节点的数据单元的第二参数；

c)处理第一参数和第二参数，以用于提供对数据流的测量的结果；及

d)向传送路径的又一个节点发送包括第一参数的第二数据结构。

优选地，步骤d)进一步包括在第二数据结构中还插入对数据流的测量的结果。

根据优选实施例，第一数据结构还包括如由所述另一节点计算出的对数据流的测量的又一结果。在此类实施例中，步骤d)还包括在第二数据结构中还插入如由所述另一节点计算出的对数据流的测量的所述又一结果。

优选地，第一参数指示在前一块周期中在所述节点处接收到的数据单元的第一数目，第二参数指示在前一块周期中发送到该节点的数据单元的第二数目，并且对数据流的测量的结果指示在前一块周期中在从所述另一节点向所述节点的传送中丢失的数据单元的第三数目。

优选地，该方法包括，在所述节点，在第二块周期中，当接收到用第二标记值标记的每个数据单元时增大第一计数器，并且步骤a)包括通过处理该计数器确定第一参数。

具体地，优选地，步骤a)包括确定第一参数为第一数据单元计数和第二数据单元计数之差，第一数据单元计数等于在当前块周期中第一计数器达到的第一值，而第二数据单元计数等于在前一块周期中第一计数器达到的第二值；并且步骤c)包括提供对数据流的测量的结果作为第二参数与第一参数之差。

有利地，步骤a)包括：

-检查在当前块周期中和再前一块周期中在所述节点处是否通过相同的输入接口接收到数据流；

-在否定的情况下，确定第一数据单元计数不能确定；

-在肯定的情况下，设置第一数据单元计数等于在当前块周期中第一计数器达到的第一值，并且检查第二数据单元计数是否可用；

-在肯定的情况下，确定第一参数为第一数据单元计数和第二数据单元计数之差；及

-在否定的情况下，确定第一参数不能确定。

根据优选实施例，步骤b)包括，在当前块周期中所包括的查询时间，向所述另一个节点发送接收第一数据结构的请求。

优选地，步骤b)包括设置该查询时间等于在前一块周期中确定的前一查询时间延迟块周期的持续时间。

根据一个特别优选的变体，步骤b)包括把查询时间向后推(bring backward)预定义的偏移量。

优选地，该方法还包括：

-在步骤b)，检查第一数据结构是否是应答请求而从另一个节点(N(m’))接收到的；

-在否定的情况下，确定对数据流的测量的结果没有提供；

-在肯定的情况下，在步骤b)，检查第一数据结构是否包括关于在前一块周期中发送到该节点的数据单元的第二参数；

-在肯定的情况下，利用第一参数提供对数据流的测量的结果；及

-在否定的情况下，在步骤b)，把请求重新发送到另一个节点。

优选地，第二数据结构存储在所述节点处。

根据特别优选的变体，如果生成了新的第二数据结构，则第二数据结构的内容在每个块周期被重写。

根据第二方面，本发明提供了用于通信网络的节点，该节点配置为包括在传送路径中，数据流沿着该路径传送通过通信网络，数据流包括数据单元，在第一块周期内发送的数据单元用第一标记值标记，而在第二块周期内发送的数据单元用第二标记值标记，第一块周期与第二块周期在时间上交替，该节点配置为，在当前的块周期中：

a)确定关于在前一块周期中在该节点处接收到的数据单元的第一参数；

b)从传送路径的另一个节点接收第一数据结构，该第一数据结构包括关于在前一块周期中发送到该节点的数据单元的第二参数；

c)处理第一参数和第二参数，以用于提供对数据流的测量的结果；及

d)向传送路径的又一个节点发送包括第一参数的第二数据结构。

根据第三方面，本发明提供了包括如上所述的节点的通信网络。

根据第四方面，本发明提供了一种计算机程序产品，可在至少一个计算机的存储器中加载并且包括，当该产品在计算机上运行时，用于执行如上所述方法步骤的软件代码部分。

附图说明

在参考附图阅读时，本发明将从以下具体描述变得更加清楚，以下描述是作为例子而不是限制给出的，附图中：

-图1示意性地示出了示例性分组交换网络的一部分；

-图2根据本发明一种实施例示意性地示出了分组的结构；

-图3示意性地示出了一个节点、其前驱(predecessor)节点及连接它们的链路；

-图4是示出由图3的节点实现的计数器的时间上的演进的时间图；

-图5是图3的节点的操作的流程图；

-图6是由图3的节点执行的步骤的更详细流程图；

-图7是由图3的节点执行的进一步步骤的更详细流程图；

-图8是由图3的节点执行的更进一步步骤的更详细流程图；

-图9示出了在图3的节点处存储的表T；及

-图10示意性地示出了由图3的节点生成的令牌的结构。

具体实施例

在下文中，通过参考测量分组交换网络中的数据丢失的特定示例性情况，将详细地描述根据本发明实施例的方法。

图1示意性地示出了包括多个节点的示例性分组交换通信网络CN。通信网络CN可以是例如以太网、互联网，或者任何其它类型的分组交换通信网络。在图1中，为了简化，只示出了网络CN的四个节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)。节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)根据树形拓扑结构彼此连接。具体地，节点N(1)、N(2)由链路L(1,2)连接，节点N(2)、N(3)由链路L(2,3)连接，而节点N(2)、N(4)由链路L(2,4)连接。图1通信网络CN(并且，具体地，通信网络CN的包括节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)的部分)的拓扑结构仅仅是示例性的。

通信网络CN的节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)配置为用于支持分组Pki形式的数据流量的传送。在下文中，假设节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)是多播分发树的中间节点，即：节点N(1)接收由多播源节点生成的分组Pki，该分组指向多个目的地节点。节点N(1)把分组Pki发送到沿该多播分发树位于其紧接着的下游的节点，即，N(2)。类似地，节点N(2)把分组Pki发送到沿该多播分发树位于其紧接着的下游的节点，即，N(3)和N(4)。类似地，每个节点N(3)、N(4)都把分组Pki转发到沿该多播分发树位于其紧接着的下游的节点(为了简化，在图1中没有示出)。多播传送的分组Pki所遵循的路径示意性地由图1中的箭头指示。

多播传送场景仅仅是示例性的。实际上，本发明的方法可以适用于除多播传送之外的各种场景，例如，点到点传送(例如，MPLSE-TE隧道、ATM/FR隧道等)。

根据本发明的优选实施例，分组Pki被标记，即，它们包括其值设置成两个备选标记值Va、Vb之一的特征(即，包括至少一位的字段)。

更具体地，如图2中所示，每个分组Pki包括首部Hi和有效载荷Pi。有效载荷Pi包括要发送的数据。除此之外，优选地，首部Hi包括用于路由分组Pki的信息，诸如源节点地址和目的地节点地址。分组Pki还包括标记字段MF，这个字段可以设置成两个备选标记值Va、Vb之一。标记字段MF优选地包括在首部Hi当中。标记字段MF可以是例如分组Pki根据其格式化的协议还没有指定具体功能的字段。作为替代，标记字段MF可以是具有其它用途的字段。例如，在IP分组的情况下，标记字段可以是6位DSCP(差分服务代码点)字段，而且其两个备选标记值Va和Vb可以分别是25和27。作为替代，标记字段MF可以包括单个位，其备选的标记值Va和Vb分别是1或0。

分组Pki优选地是由位于节点N(1)上游的任何节点(优选地是由多播源节点)标记的，该节点适当地把标记字段MF的值设置成两个备选标记值Va、Vb之一。指定给标记字段MF的标记值Va、Vb(例如，在IP分组的DSCP字段的情况下是25或27)利用周期Tb周期性地改变，这个周期在本文中被称为“块周期”。以这种方式，在第一个块周期内被标记的分组Pki用第一标记值Va(例如，25)标记，而在时间上与第一个块周期交替的第二个块周期内被标记的分组Pki用第二标记值Vb(例如，27)标记。

根据期望的数据丢失测量率，块周期Tb可以由网络运营商设置(如在本文中随后将详细描述的，块周期Tb也是测量周期)。例如，块周期Tb可以等于5分钟。

一般而言，如图3中所示，多播分发树的中间节点N(m)从位于其上游的单个节点N(m’)接收分组Pki，节点N(m’)在本文中被称为“前驱节点”。中间节点N(m)可以是图1的节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)中任何一个。前驱节点N(m’)可以是分组Pki的源节点或者分组Pki所遵循的路径的一个中间节点。前驱节点N(m’)可以位于中间节点N(m)紧接着的上游。在这种情况下，中间节点N(m)通过链路L(m’,m)连接到前驱节点N(m’)，如图3中所示。作为替代，中间节点N(m)可以通过进一步的中间节点连接到前驱节点N(m’)。另外，中间节点N(m)把分组Pki转发到位于其下游的一个或多个节点，这些节点在本文中被称为“后继节点”(图3中没有示出)。每个后继节点可以位于中间节点N(m)紧接着的下游。在这种情况下，中间节点N(m)通过各自的链路连接到后继节点。作为替代，中间节点N(m)可以通过进一步的中间节点连接到每个后继节点。

在下文中，将详细地描述中间节点N(m)的操作。

节点N(m)优选地实现一对计数器Ca(m)、Cb(m)。在从前驱节点N(m’)接收到每个分组Pki时，节点N(m)优选地检查分组Pki的标记字段MF的值。如果标记字段MF设置成第一标记值Va，则节点N(m)优选地增大第一计数器Ca(m)。如果标记字段MF设置成第二标记值Vb，则节点N(m)优选地增大第二计数器Cb(m)。由此，在每个块周期中，计数器Ca(m)或Cb(m)中的一个增大，而另一个具有固定的值。

这在图4的时间图中示意性地示出，该图示出了在时间T(n-2)、T(n-1)、T(n)、T(n+1)开始的四个连续的块周期。起始时间T(n-2)、T(n-1)、T(n)、T(n+1)在时间上由Tb等间距地隔开。在时间T(n)开始的块周期在下文中将被称为“当前块周期”或者“块周期n”，在时间T(n-1)开始的块周期在下文中将被称为“前一块周期”或者“块周期n-1”，在时间T(n-2)开始的块周期在下文中将被称为“再前一块周期”或者“块周期n-2”，而在时间T(n+1)开始的块周期在下文中将被称为“后继块周期”或者“块周期n+1”。

在块周期n-2和n，分组Pki用第一标记值Va标记，并且因此在节点N(m)第一计数器Ca(m)增大，而第二计数器Cb(m)具有恒定的值。除此之外，在块周期n-1和n+1，分组Pki用第二标记值Vb标记，并且因此在节点N(m)第二计数器Cb(m)增大，而第一计数器Ca(m)具有恒定的值。

优选地，在每个块周期，节点N(m)处理计数器Ca(m)、Cb(m)，用于提供分组计数。具体地，在每个块周期，分组计数设置成当前恒定的计数器Ca(m)、Cb(m)的当前值。由此，在块周期n-2和n，分组计数C(m,n-2)、C(m,n)设置成第二计数器Cb(m)当前固定的值。除此之外，在块周期n-1和n+1，分组计数C(m,n-1)、C(m,n+1)设置成第一计数器Ca(m)当前固定的值。

在每个块周期，为了确定计数器Ca(m)、Cb(m)中哪一个具有固定的值，节点N(m)可以例如采样两个计数器Ca(m)、Cb(m)至少两次。如果一个计数器的所有样本都具有相同的值，则节点N(m)确定那个计数器当前具有固定的值。作为替代，节点N(m)可以事先知道在每个块周期中哪个标记应用到分组Pki。这允许节点N(m)事先知道两个计数器Ca(m)、Cb(m)中哪一个当前具有固定的值，而不需要对计数器执行任何多次采样(每个块周期单次采样就足够了)。

于是，在每个块周期，节点N(m)可以计算所接收到的分组的个数。具体地，在当前块周期n中，节点N(m)可以计算所接收到的分组的个数Pkt(m,n)：

Pkt(m,n)＝C(m,n)–C(m,n-2)。 [3]

根据等式[3]在当前块周期n计算出的分组个数Pkt(m,n)实际上是在前一块周期n-1中在节点N(m)接收到的分组Pki的个数。

如果在当前块周期n节点N(m)可以知道由前驱节点N(m’)接收到的(或者，如果前驱节点N(m’)是多播源节点，则是由前驱节点N(m’)发送的)分组个数Pkt(m’,n)，则，如果前驱节点N(m’)位于节点N(m)紧接着的上游，则节点N(m)还可以计算前驱节点N(m’)与节点N(m)之间(即，在链路L(m’m)上)的数据丢失DL(m’,m,n)：

DL(m',m,n)＝Pkt(m',n)-Pkt(m,n). [4]

数据丢失DL(m’,m,n)是在前驱节点N(m’)与节点N(m)之间的传送中丢失的分组Pki的个数。根据等式[4]在当前块周期n计算出的数据丢失DL(m’,m,n)实际上是在前一块周期n-1中在前驱节点N(m’)与节点N(m)之间丢失的分组Pki的个数。

现在假设图1的节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)的操作类似于如上所述的节点N(m)的操作。

在这种假设下，节点N(1)从多播源节点接收标记的分组Pki(优选地通过一个或多个中间节点)，实现一对计数器Ca(1)、Cb(1)，在接收到分组Pki时使其增大，并且从其得出分组计数C(1,n-2)、C(1,n-1)、C(1,n)、C(1,n+1)，如上所述。依次，节点N(2)从节点N(1)接收标记的分组Pki，实现一对计数器Ca(2)、Cb(2)，在接收到分组Pki时使其增大，并且从其得出分组计数C(2,n-2)、C(2,n-1)、C(2,n)、C(2,n+1)，如上所述。依次，节点N(3)从节点N(2)接收标记的分组Pki，实现一对计数器Ca(3)、Cb(3)，在接收到分组Pki时使其增大，并且从其得出分组计数C(3,n-2)、C(3,n-1)、C(3,n)、C(3,n+1)，如上所述。类似地，节点N(4)从节点N(2)接收标记的分组Pki，实现一对计数器Ca(4)、Cb(4)，在接收到分组Pki时使其增大，并且从其得出分组计数C(4,n-2)、C(4,n-1)、C(4,n)、C(4,n+1)，如上所述。

在当前块周期n，每个节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)优选地通过把以上等式[3]应用到在当前块周期n和在再前一块周期n-2得出的对应分组计数，计算所接收到的分组的个数Pkt(1,n)、Pkt(2,n)、Pkt(3,n)、Pkt(4,n)。

假设节点N(1)是分组Pki所遵循的路径的第一个节点，该节点与图3的节点N(m)类似地操作，节点N(1)可能不知道由其前驱节点接收或发送的分组的个数，因为其前驱节点不执行这种计算。由此，节点N(1)不能通过应用等式[4]来计算将它连接到前驱节点的链路上的数据丢失。于是，在当前块周期n，节点N(1)优选地生成数据结构(在下文中将被称为“令牌”)Tk(1,n)，包括：

-如由节点N(1)计算出的Pkt(1,n)，

并且使得令牌Tk(1,n)可以让其后继节点，即，N(2)，获得。

依次，在当前块周期n，节点N(2)优选地从节点N(1)检索令牌Tk(1,n)，读取包括在其中的值Pkt(1,n)并且根据以上等式[4]计算链路L(1,2)上的数据丢失DL(1,2,n)，即，DL(1,2,n)＝Pkt(1,n)-Pkt(2,n)。然后，节点N(2)优选地生成令牌Tk(2,n)，包括：

-如由节点N(2)计算出的Pkt(2,n)；及

-如由节点N(2)计算出的DL(1,2,n)，

并且使得令牌Tk(2,n)可以让其后继节点，即，N(3)和N(4)，获得。

依次，在当前块周期n，节点N(3)从节点N(2)检索令牌Tk(2,n)，读取包括在其中的值Pkt(2,n)并且根据以上等式[4]计算链路L(2,3)上的数据丢失DL(2,3,n)，即，DL(2,3,n)＝Pkt(2,n)-Pkt(3,n)。然后，节点N(3)优选地生成令牌Tk(3,n)，包括：

-如由节点N(3)计算出的Pkt(3,n)；

-如从令牌Tk(2,n)读取的DL(1,2,n)；及

-如由节点N(3)计算出的DL(2,3,n)，

并且使得令牌Tk(3,n)可以让其后继节点(图1中未示出)获得。

类似地，在当前块周期n，节点N(4)从节点N(2)检索令牌Tk(2,n)，读取包括在其中的值Pkt(2,n)并且根据以上等式[4]计算链路L(2,4)上的数据丢失DL(2,4,n)，即，DL(2,4,n)＝Pkt(2,n)-Pkt(4,n)。然后，节点N(4)优选地生成令牌Tk(4,n)，包括：

-如由节点N(4)计算出的Pkt(4,n)；

-如从令牌Tk(2,n)读取的DL(1,2,n)；及

-如由节点N(4)计算出的DL(2,4,n)，

并且使得令牌Tk(4,n)可以让其后继节点(图1中未示出)获得。

由此，在每个块周期，节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)生成令牌的流，该令牌流遵循基本上与分组Pki相同的路径，如图1中所示。

每个节点使用包括在从其前驱节点接收到的令牌中的信息来计算把它连接到其前驱节点的链路上的数据丢失。然后，每个节点都能够自主地对将它连接到其前驱节点的链路执行数据丢失的计算，因为它能够从前驱节点知道应用等式[4]所需的信息。由此，不需要负责从各个节点收集信息并且关于路径的各个链路执行数据丢失计算的集中式管理器。数据丢失计算在节点本身分散，节点能够通过令牌的转变(changeover)来交换所需的信息。

避免集中式管理器有利地降低了通信网络CN中数据丢失测量的实现成本。实际上，实现上述令牌转变机制的相邻节点之间信息的交换就带宽占用而言比集中式管理器和路径节点之间信息的交换要求更低，在集中式计算的情况下，这种信息交换是需要的。

另外，在通信网络节点处分散的数据丢失计算比集中式的实现更灵活，因为它能够自动地适应通信网络CN拓扑结构的可能变化(节点的添加/去除)和/或分组Pki所遵循的路径的可能变化(例如，由于故障)。实际上，在拓扑结构变化或路径变化的情况下由集中式管理器所执行的用于计算数据丢失的算法应当手动地重新配置的同时，在这种情形下在节点不需要重新配置。实际上，根据由节点执行的算法，每个节点在每个块周期识别其前驱节点，如在下文中将进一步详细描述的。如果拓扑结构变化或者路径变化，则识别出的前驱节点改变并且因此由该节点执行的计算将基于从新识别出的前驱节点取得的令牌中所包括的信息。以这种方式，在节点执行的数据丢失计算自动地适应拓扑结构/路径变化。

此外，以上所述的令牌转变机制还有利地方便了通信网络CN中的性能监视操作和故障检测及管理操作。

实际上，令牌转变机制中所涉及的每个节点都从其前驱节点接收令牌，除数据丢失计算所需的信息之外，令牌还包括关于把前驱节点连接到实现令牌转变机制的第一个节点的链路的数据丢失。由此，每个节点知道(并且存储)不仅关于把它连接到其前驱节点的链路的数据丢失(这是它利用从前驱节点取得的令牌中所包括的信息计算的)而且还有沿着分组Pki所遵循的路径(包括所述前驱节点)位于上游的节点计算出的数据丢失。由此，通过读取存储在路径的单个节点的信息，网络运营商可以对构成由分组Pki从实现以上令牌转变机制的第一节点到所检查节点所遵循路径的所有链路的性能的非常快速的概览。因此，关于路径的不同链路的可能性能降级可以利用对路径单个节点的单个查询容易且快速地定位。

根据第一实施例，节点之间的令牌转变机制是一种正向机制，根据这种机制，在每个块周期，每个节点在它生成的令牌一准备好时就把它“推”到后继节点。

作为替代，令牌转变机制可以是后向机制，根据这种机制，在每个块周期，每个节点通过向其前驱节点发送令牌请求从其前驱节点“拉”令牌，如下文中将更详细地描述的。这后一种机制在每个节点都具有单个前驱节点和多个后继节点的场景下是优选的，因为从节点之间通信的角度来看更简单。实际上，每个节点必须与单个节点，即，其前驱节点，通信。除此之外，后向机制不需要任何令牌接收确认，而这在正向机制的情况下是需要的(节点将确信它的后继节点正确地收到了令牌)。

另外，根据图中没有示出的更进一步的实施例，在与分组Pki相反的方向，令牌流可以遵循与分组Pki相同的路径。根据此类实施例，中间节点N(m)从其一个后继节点接收令牌，利用包括在从其后继节点接收到的令牌中所包含的信息生成其自己的令牌，并且使得该令牌可以让前驱节点N(m’)获得。如上所述，由中间节点N(m)生成的令牌可以被中间节点N(m)“推”或者被前驱节点N(m’)“拉”。在中间节点N(m)具有多个后继节点的情况下，由节点N(m)生成的令牌优选地包括关于把节点N(m)连接到后继节点的所有链路的信息。但是，这种实施例优选地适用于点到点传送的情况，其中每个中间节点具有单个后继节点。

在以上描述中，假设每个节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)计数接收到的分组Pki，即，关联到标记值Va、Vb的计数器在输入接口实现，通过该输入接口，在节点处接收分组Pki。因此，基于这种分组计数计算出的数据丢失实际上指示在前驱节点的输入接口和执行计算的节点的输入接口之间的传输中丢失的分组的个数。因此，计算出的数据丢失实际上既考虑了在两个节点之间的链路上发生的数据丢失又考虑了在前驱节点处在分组Pki的输入接口和输出接口之间发生的数据丢失。

根据其它变体，每个节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)可以计数所发送的分组，即，关联到标记值Va、Vb的计数器可以在输出接口实现，分组Pki通过该输出接口被节点发送。因此，基于这种分组计数计算的数据丢失指示在前驱节点的输出接口和执行计算的节点的输出接口之间的传送中丢失的分组的个数。因此，计算出的数据丢失实际上既考虑了在两个节点之间的链路上发生的数据丢失又考虑了在该节点处在分组Pki的输入接口和输出接口之间发生的数据丢失。

根据其它变体，通过在分组Pki的输入接口实现第一对计数器并且在分组Pki的输出接口实现第二对计数器，每个节点N(1)、N(2)、N(3)、N(4)可以既计数接收到的分组又计数发送的分组。这将允许节点独立地计算在把它连接到前驱节点的链路上(即，前驱节点的输出接口和执行计算的节点的输入接口之间)的传送中丢失的分组的个数以及在执行计算的节点内(即，在其输入接口和输出接口之间)的传送中丢失的分组的个数。

在下文中，将更详细地描述节点N(m)的操作。

首先参考图5的流程图，当节点N(m)接收到用于激活对分组流Pki的数据丢失测量会话的命令时，在每个块周期，节点N(m)优选地执行图5中所示的步骤10-50。块周期的持续时间Tb可以在所接收到的命令中规定。

具体地，在当前块周期n，节点N(m)优选地检查多个先决条件是否满足(步骤20)。具体地，在步骤20，节点N(m)优选地检查要测量的分组流Pki是否当前正流经节点N(m)。另外，在步骤20，节点N(m)优选地检查是否可以识别出通过其从前驱节点N(m’)接收分组Pki的输入接口。另外，在步骤20，节点N(m)优选地检查通过其接收分组Pki的输入接口是否处于“向上状态”(即，该输入接口是否接通并且上述计数器机制是否在该输入接口处于活动状态)。另外，在步骤20，节点N(m)优选地检查从其接收分组Pki的前驱节点N(m’)是否可达。

如果在步骤20检查的所有先决条件都满足，则在当前块周期n，基本上通过应用上述计算过程，节点N(m)优选地尝试计算在前一块周期n-1中接收到的分组的个数Pkt(m,n)(步骤30)。

更具体地，节点N(m)优选地存储在图9中示出的表T。表T包括多行，每一行对应于各自的块周期。行数优选地等于3，每一行对应于当前块周期n、前一块周期n-1和再前一块周期n-2。在每个块周期，表T的每一行的内容都根据滑动窗口机制刷新，因此表T总是存储关于当前块周期n、前一块周期n-1和再前一块周期n-2的信息。关于再往前的块周期的信息不在节点N(m)存储，因为它们对于计算在当前块周期n中接收到的分组的个数Pkt(m,n)是不需要的。

表T的每一行都优选地包括以下字段中的至少一个。

第一个字段F1优选地包括块周期的标识符，即，n-2、n-1和n。

第二个字段F2优选地包括块周期起始时间，即，T(n-2)、T(n-1)和T(n)。

第三个字段F3优选地包括在块周期中应用到分组Pki的标记值Va、Vb。

第四个字段F4优选地包括在块周期中在节点N(m)通过其接收分组Pki的输入接口的标识符，即，IF(m,n-2)、IF(m,n-1)和IF(m,n)。

第五个字段F5优选地包括由节点N(m)在块周期确定的分组计数，即，C(m,n-2)、C(m,n-1)和C(m,n)。

第六个字段F6优选地包括如由节点N(m)在块周期中计算出的所接收到的分组Pki的个数，即，Pkt(m,n-2)、Pkt(m,n-1)和Pkt(m,n)。所接收到的分组的个数优选地是通过对存储在第五个字段F5中的分组计数的值应用以上等式[3]来计算的。具体地，在当前块周期n中计算出的分组的个数Pkt(m,n)是分别对存储在表T的第一和最后一行的第五个字段中的分组计数C(m,n-2)、C(m,n)的值应用等式[3]来计算的。

第七个字段F7优选地包括所接收到的分组计算的个数的结果的指示。具体地，如果节点N(m)在块周期成功地计算出所接收到的分组的个数，则第七个字段F7设置成第一值(例如，“ON”或者“YES”)，而如果节点N(m)在块周期没有成功地计算出所接收到的分组的个数，则该字段设置成第二值(例如，“OFF”或者“NO”)。

现在，通过参考进一步详细示出步骤30的图6，在子步骤300，通过分别在这些字段中填写当前块周期的标识符n、当前块周期的起始时间T(n)、在前一块周期n-1应用的标记值Va或Vb以及在当前块周期n通过其接收分组Pki的输入接口IF(m,n)的标识符，节点N(m)优选地填充表T中与当前块周期n相关的行的字段F1、F2、F3、F4。

然后，在子步骤301，节点N(m)优选地检查在当前块周期n中通过其接收分组Pki的输入接口是否与在再前一块周期n-2中通过其接收分组的输入接口相同。为此，节点N(m)优选地在表T中读取与当前块周期n相关的行的第四个字段F4中所存储的标识符IF(m,n)和与再前一块周期n-2相关的行的第四个字段中所存储的标识符IF(m,n-2)，并比较它们。如果IF(m,n)＝IF(m,n-2)，则节点N(m)确定，在块周期n和n-2，分组Pki是通过相同的输入接口接收的。

如果在子步骤301节点N(m)确定，在块周期n和n-2，分组Pki是通过相同的输入接口接收的，则在子步骤302，节点N(m)如上所述地处理计数器Ca(m)、Cb(m)，用于得出当前块周期n的分组计数C(m,n)，如上所述。

然后，如果节点N(m)能够确定分组计数C(m,n)(子步骤303)，则在子步骤304a，节点N(m)优选地把确定的分组计数C(m,n)写到表T中与当前块周期n相关的行的第五个字段F5中。然后，在子步骤305，节点N(m)优选地在表T中检查再前一块周期n-2的分组计数C(m,n-2)是否可用。为此，节点N(m)优选地检查与再前一块周期n-2相关的行的第五个字段F5是否包括有效的值。

在肯定的情况下，在子步骤306，节点N(m)优选地通过应用以上等式[4]计算所接收到的分组的个数Pkt(m,n)，即：Pkt(m,n)＝C(m,n)-C(m,n-2)。然后，在子步骤307a，节点N(m)优选地把计算出的分组的个数Pkt(m,n)写到表T中与当前块周期n相关的行的第六个字段F6中。然后，在子步骤308a，节点N(m)优选地把值“ON”写到表T中与当前块周期n相关的行的第七个字段F7中。

如果在子步骤305节点N(m)确定再前一块周期n-2的分组计数C(m,n-2)不可用(即，与再前一块周期n-2相关的行的第五个字段F5包括非有效的值)，则确定接收到的分组的个数Pkt(m,n)不可以在当前块周期n计算。因此，在子步骤307b，节点N(m)优选地把预定义的值(例如，“BLANK”或“NULL”)写到表T中与当前块周期n相关的行的第六个字段F6中。另外，在子步骤308b，节点N(m)优选地把值“OFF”写到表T中与当前块周期n相关的行的第七个字段F7中。

如果在子步骤303节点N(m)确定不能在当前块周期n确定分组计数C(m,n)，则在子步骤304b，节点N(m)优选地把预定义的非有效值(例如，“BLANK”或“NULL”)写到表T中与当前块周期n相关的行的第五个字段F5中。然后，节点N(m)执行上述步骤307b和308b。实际上，在这种情况下，节点N(m)不能够在当前块周期n计算所接收到的分组的个数Pkt(m,n)。

如果在子步骤301节点N(m)确定分组Pki在块周期n和n-2是通过不同的输入接口接收的，则节点N(m)确定在当前块周期的分组计数C(m,n)不能与再前一块周期n-2的分组计数C(m,n-2)相比，因为它们是从在不同输入接口实现的计数器得出的，并且因此它们关于通过不同链路从不同的前驱节点发送到节点N(m)的分组Pki。由此，节点N(m)避免在当前块周期n确定分组计数C(m,n)，因为这将是无用的。然后，节点N(m)根据子步骤304b、307b和308b填充与当前块周期n相关的行的字段F5、F6和F7。

通过再次参考图5，在尝试计算所接收到的分组的个数Pkt(m,n)之后，在当前块周期n，节点N(m)优选地尝试从前驱节点N(m’)取得由驱节点N(m’)在当前块周期n生成的令牌Tk(m’,n)(步骤40)，即，它实现以上提到的向后令牌转变机制。

图7更详细地示出了步骤40。

为了尝试从前驱节点N(m’)取得令牌Tk(m’,n)，节点N(m)优选地周期性地向前驱节点N(m’)发送令牌请求。

为此，节点N(m)首先优选地确定它将开始请求令牌Tk(m’,n)的查询时间Tq(m,n)，即，第一令牌请求将向前驱节点N(m’)发送的时间。当前块周期n中的查询时间Tq(m,n)优选地设置成等于查询时间Tq(m,n-1)在步骤40的前一次迭代(即，步骤40在前一块周期n-1的迭代)结束时所设置的值加上块周期的持续时间Tb，即：

Tq(m,n)＝Tq(m,n-1)+Tb. [5]

但是，查询时间Tq(m,n)的这种确定可能导致查询时间Tq(m,n)朝着块周期结束的不期望的漂移。实际上，块周期开始时间和步骤40结束时查询时间设置的值之间的延迟可能在每个块周期增大。这种增大可以致使查询时间Tq(m,n)逐步朝着块周期的结束偏移并且甚至偏移超过块周期的结束。这将导致遗漏在当前块周期n生成的令牌Tk(m’,n)的不期望结果。

为了避免查询时间Tq(m,n)的不期望的漂移，节点N(m)可以可选地实现适应性偏移技术，根据这种技术，在每个块周期，漂移是通过从查询时间减去一个预定义的偏移量Δ(m,n)来预先补偿的，即：

Tq(m,n)＝Tq(m,n-1)+Tb-Δ(m,n). [6]

偏移量Δ(m,n)优选地是由网络运营商在初始化阶段设置的，考虑例如网络拓扑结构、多播分发树的深度、发送到前驱节点N(m’)的令牌请求个数的最小化与令牌Tk(m’,n)可以让前驱节点N(m’)获得的时间和由节点N(m)取得令牌Tk(m’,n)的时间之间延迟的最小化之间的权衡，等等。例如，Δ(m,n)可以是一个周期函数，由此在预定义的多个连续块周期中Δ(m,n)＝0，并且在这预定义的多个连续块周期之后的单个块周期中Δ(m,n)>0。

由此，在步骤40，节点N(m)首先确定适应性偏移量是否处于活动状态(子步骤400)。在否定的情况下，节点N(m)优选地根据以上等式[5]确定查询时间Tq(m,n)(子步骤401a)。否则，节点N(m)优选地根据以上等式[6]确定查询时间Tq(m,n)(子步骤401b)。

然后，节点N(m)优选地把索引k设置成等于初始值，即，0(子步骤402)并且，在子步骤401a或401b确定的查询时间Tq(m,n)，向前驱节点N(m’)发送令牌请求(子步骤403)。

如果，响应于令牌请求，节点N(m)从前驱节点N(m’)接收到令牌Tk(m’,n)(子步骤404)，则在子步骤405，节点N(m)优选地从其读取时间戳Ts(m’,n)(在令牌Tk(m’,n)生成的时候，前驱节点N(m’)把该时间戳插入到令牌当中，并且该时间戳指示令牌Tk(m’,n)生成的时间)并且检查时间戳Ts(m’,n)相对于前一块周期n-1的起始时间T(n-1)是一致还是有延迟。这允许节点N(m)确定令牌Tk(m’,n)是在当前块周期n还是在前一块周期n-1生成的，或者是在更早的块周期中生成的。

如果节点N(m)确定令牌Tk(m’,n)是在更早的块周期中生成的，则节点N(m)确定至少对于前一块周期n-1的一部分令牌机制在前驱节点N(m’)不处于活动状态，并且有可能对于前一块周期n-1之前的多个块周期都不处于活动状态。于是，节点N(m)得出结论，前驱节点N(m’)有可能不能在当前块周期n生成令牌Tk(m’,n)。然后，节点N(m)放弃从前驱节点N(m’)取得令牌Tk(m’,n)的尝试并且在步骤50继续其操作，如下文中将更详细描述的。

否则，如果节点N(m)确定令牌Tk(m’,n)是在当前块周期n或者前一块周期n-1生成的，则在子步骤406，节点N(m)确定从令牌Tk(m’,n)读出的时间戳Ts(m’,n)是否包括在当前块周期n中。这允许节点N(m)确定令牌Tk(m’,n)是在当前块周期n还是在前一块周期n-1生成的。

在肯定的情况下，节点N(m)确定令牌Tk(m’,n)是在当前块周期n中生成的，并且因此所取得的令牌Tk(m’,n)的内容包括关于当前块周期n的信息，该信息可以适当地用于计算链路L(m’,m)上的数据丢失，如下文中将更详细描述的。

在否定的情况下，节点N(m)确定令牌Tk(m’,n)是在前一块周期n-1中生成的，并且因此所取得的令牌Tk(m’,n)的内容包括关于前一块周期n-1的信息，该信息不能适当地用于计算在当前块周期n的链路L(m’,m)上的数据丢失。由此，在这种情况下，节点N(m)优选地继续向前驱节点N(m’)请求令牌Tk(m’,n)，直到它认识到令牌Tk(m’,n)包括关于当前块周期n的信息。

具体地，从延迟的查询时间Tq(m,n)开始，节点N(m)利用预定的请求迭代周期Td周期性地向前驱节点N(m’)请求令牌Tk(m’,n)，其中延迟的查询时间Tq(m,n)是基于在子步骤405从令牌Tk(m’,n)读出的时间戳Ts(m’,n)。更具体地，在子步骤407，节点N(m)优选地把查询时间Tq(m,n)设置成等于时间戳Ts(m’,n)加上块周期的持续时间Tb并加上预定的量k*Td。k是上面提到的索引，在子步骤407的第一次迭代，k等于其初始值，即，0(见子步骤402)。然后，在子步骤408，节点N(m)检查在子步骤407计算出的新查询时间Tq(m,n)是否比后续块周期的起始时间T(n+1)更早。

在肯定的情况下，节点N(m)确定在子步骤407确定的查询时间Tq(m,n)仍然包括在当前块周期n中。因此，节点N(m)优选地把索引k增大一(子步骤409)。然后，在子步骤407确定的查询时间Tq(m,n)，节点N(m)向前驱节点N(m’)发送第二令牌请求(子步骤410)。响应于该第二令牌请求，节点N(m)肯定地从前驱节点N(m’)接收令牌Tk(m’,n)，因为前驱节点N(m’)已经响应于在子步骤403发送的第一令牌请求而向节点N(m)发送了令牌Tk(m’,n)。

然后，节点N(m)重复子步骤406，通过检查包括在响应于在子步骤410的第一次迭代发送的第二令牌请求而接收到的令牌Tk(m’,n)中的时间戳Ts(m’,n)是否包括在当前块周期n中。

如果这种检查的结果仍然是否定的(如果令牌Tk(m’,n)的内容仍然与前一块周期n-1相关，则这种情况发生)，则节点N(m)重复子步骤407，由此延迟查询时间Tq(m,n)请求迭代周期Td。然后，节点N(m)重复子步骤408的检查并且，在肯定结果的情况下，重复子步骤409和410，由此向前驱节点N(m’)发送新令牌请求并且进一步增大索引k。

由子步骤406至410构成的循环优选地重复(即，查询时间Tq(m,n)延迟请求迭代周期Td并且新的令牌请求发送到前驱节点N(m’))，直到发生以下条件当中的一个：

i)在子步骤406，节点N(m)确定取得的令牌Tk(m’,n)的内容包括关于当前块周期n的信息，该信息可以适当地用于计算在当前块周期n在链路L(m’,m)上的数据丢失。在这种情况下，节点N(m)使用包括在令牌Tk(m’,n)中的信息来计算链路L(m’,m)上的数据丢失，如下文中将更详细描述的；或者

ii)在子步骤408，节点N(m)确定在子步骤408计算出的查询时间Tq(m,n)包括在后续的块周期n+1中。在这种情况下，节点N(m)放弃尝试从前驱节点N(m’)检索令牌Tk(m’,n)并且在步骤50继续其操作，如下文中将更详细描述的。

如果，在子步骤404，响应于在子步骤403发送的令牌请求，节点N(m)不从前驱节点N(m’)接收令牌Tk(m’,n)，则节点N(m)确定令牌机制在前驱节点N(m’)从未处于活动状态过。实际上，如果令牌机制在当前块周期之前至少一个块周期已经处于活动状态，则前驱节点N(m’)将已经生成现在可用的令牌，但是没有利用与当前块周期n相关的信息更新。于是，在这种情况下，节点N(m)放弃尝试从前驱节点N(m’)检索令牌Tk(m’,n)并且在步骤50继续其操作，如下文中将更详细描述的。

通过再次参考图5，在尝试从前驱节点N(m’)检索令牌Tk(m’,n)之后，节点N(m)优选地生成它自己的令牌Tk(m,n)(步骤50)。

步骤50在图8中详细示出。

在节点N(m)在步骤40成功地取得令牌Tk(m’,n)并且令牌Tk(m’,n)包括关于当前块周期n的信息的情况下(子步骤406的肯定结果)，在子步骤500a，节点N(m)优选地在表T中读取关于当前块周期n的行的第七个字段F7的值，该值(如上所述)指示所接收到的分组的个数Pkt(m,n)是否在步骤30成功地计算出来。如果在子步骤501a节点N(m)确定第七个字段F7的值指示计算的肯定结果，则在子步骤502a，节点N(m)优选地生成令牌Tk(m,n)，这个令牌在下文中被称为“类型1的令牌”。由节点N(m)在子步骤502a生成的类型1的令牌Tk(m,n)优选地包括：

-时间戳Ts(m,n)，指示由节点N(m)生成令牌Tk(m,n)的时间；

-如在步骤30由节点N(m)在当前块周期n计算出的所接收到的分组的个数Pkt(m,n)；

-指示在当前块周期n应用到分组Pki的标记值Va、Vb的信息；及

-包括在从前驱节点N(m’)取得的令牌Tk(m’,n)中的、关于位于前驱节点N(m’)上游的链路的数据丢失的可能值。

然后，在子步骤503，节点N(m)优选地确定从前驱节点N(m’)取得的令牌Tk(m’,n)是否包括如由前驱节点N(m’)在当前块周期n计算出的所接收到的分组的个数Pkt(m’,n)。

在肯定的情况下，由于在节点N(m)接收到的分组的个数Pkt(m,n)和在前驱节点N(m’)接收到的分组的个数Pkt(m’,n)都可用，因此节点N(m’)确定可以执行把前驱节点N(m’)连接到节点N(m)的链路L(m’,m)上的数据丢失的计算。由此，在子步骤504，节点N(m)优选地根据以上等式[4]计算链路L(m’,m)上的数据丢失DL(m',m,n)，即：DL(m',m,n)＝Pkt(m',n)-Pkt(m,n)。

在子步骤504，节点N(m)可以可选地还通过应用以下等式计算链路L(m’,m)上的数据丢失率DLR(m',m,n)：

DLR(m',m,n)＝[Pkt(m',n)-Pkt(m,n)]/Pkt(m',n) [7]

然后，在子步骤505，节点N(m)优选地在子步骤502a生成的类型1的令牌Tk(m,n)中还插入计算出的数据丢失DL(m',m,n)以及，可选地，计算出的数据丢失率DLR(m',m,n)。

由此，在这种情况下，由节点N(m)生成的令牌Tk(m,n)包括所接收到的分组的个数Pkt(m,n)(这允许后继节点计算关于把它们连接到节点N(m)的链路的数据丢失)、关于链路L(m’,m)的数据丢失DL(m',m,n)以及有可能还有关于前驱节点N(m’)上游链路的数据丢失，假如前驱节点N(m’)和在其上游的节点能够在当前块周期n中计算这些值的话。

如果在子步骤503节点N(m)确定从前驱节点N(m’)取得的令牌Tk(m’,n)不包括所接收到的分组的个数Pkt(m’,n)，则节点N(m)得出结论，关于链路L(m’,m)的数据丢失DL(m',m,n)不能在当前块周期n计算，并且因此不执行任何其它动作。

在这种情况下，由节点N(m)生成的令牌Tk(m,n)包括所接收到的分组的个数Pkt(m,n)(这允许后继节点计算关于把它们连接到节点N(m)的链路的数据丢失)以及有可能还有关于前驱节点N(m’)上游链路的数据丢失，假如前驱节点N(m’)和在其上游的节点能够在当前块周期中计算这些值的话。但是，令牌Tk(m,n)不包括关于链路L(m’,m)的数据丢失DL(m',m,n)，因为节点N(m)不能计算它。

如果在子步骤501a节点N(m)确定第七个字段F7中的值指示在当前块周期n所接收到的分组的个数Pkt(m,n)的计算的否定结果(例如，因为，在当前块周期n和在再前一块周期n-2，分组Pki在节点N(m)是通过不同接口接收的)，则在子步骤502b，节点N(m)优选地生成令牌Tk(m,n)，这个令牌在下文中将被称为“类型2的令牌”。由节点N(m)在子步骤502b生成的类型2的令牌Tk(m,n)优选地包括：

-时间戳Ts(m,n)，指示由节点N(m)生成令牌Tk(m,n)的时间；及

-包括在从前驱节点N(m’)取得的令牌Tk(m’,n)中的、关于位于前驱节点N(m’)上游的链路的数据丢失的可能值。

由此，在这种情况下，令牌Tk(m,n)基本上只包括关于前驱节点N(m’)上游的链路的数据丢失，假如前驱节点N(m’)和其上游的节点能够在当前块周期中计算这些值的话。但是，类型2的令牌Tk(m,n)既不包括接收到的分组的个数Pkt(m,n)也不包括数据丢失DL(m',m,n)，因为节点N(m)不能在当前块周期n计算它们。由此，后继节点将不能够计算关于把它们连接到节点N(m)的链路的数据丢失。但是，虽然如此，它们仍将能够在当前块周期n计算所接收到的分组的个数并且把计算出的值转发到它们各自的后继节点，然后这些后继节点将能够执行数据丢失计算。换句话说，如果一个节点不能够在给定的块周期计算所接收到的分组的个数，则这只影响其后继节点在那个块周期计算数据丢失的能力。但是，这不影响位于沿分组Pki的路径更下游的节点计算数据丢失的能力。此外，由位于不能计算所接收到的分组的个数的节点上游的节点计算的数据丢失的转发机制不受影响，因为这些值包括在类型2的令牌中。

即使当步骤20的先决条件满足时，在节点N(m)在步骤40未成功取得令牌Tk(m’,n)的情况下(子步骤404、405或408的否定结果)，在子步骤500b，节点N(m)也优选地在表T中读取关于当前块周期n的行的第七个字段F7的值，该值(如上所述)指示所接收到的分组的个数Pkt(m,n)是否在步骤30中成功地计算出来。

如果在子步骤501b节点N(m)确定第七个字段F7的值指示肯定的计算结果，则在子步骤502c，节点N(m)优选地生成令牌Tk(m,n)，这个令牌在下文中将被称为“类型3的令牌”。由节点N(m)在子步骤502c生成的类型3的令牌Tk(m,n)优选地包括：

-时间戳Ts(m,n)，指示由节点N(m)生成令牌Tk(m,n)的时间；

-如在步骤30由节点N(m)在当前块周期n计算出的所接收到的分组的个数Pkt(m,n)；及

-指示在当前块周期n应用到分组Pki的标记值Va、Vb的信息。

由此，在这种情况下，由节点N(m)生成的令牌Tk(m,n)包括所接收到的分组的个数Pkt(m,n)(这将允许后继节点计算关于把它们连接到节点N(m)的链路的数据丢失)。但是，令牌Tk(m,n)不包括关于链路L(m’,m)的数据丢失DL(m',m,n)，因为，在没有应当由前驱节点N(m’)提供的所需信息的情况下，节点N(m)不能计算它。另外，没有关于前驱节点N(m’)上游链路数据丢失的信息可用，因为前驱节点N(m’)不能转发它们。

然后，在子步骤506，节点N(m)优选地把查询时间Tq(m,n)设置成等于当前块周期的起始时间T(n)。这基本上复位了查询时间朝着块周期结束的任何时间偏移，这种偏移有可能在前面的块周期中发生。以这种方式，在下一块周期n+1，查询时间将与块周期的起始时间一致并且将不应用适应性偏移量。

如果在子步骤501b节点N(m)确定第七个字段F7的值指示在当前块周期n所接收到的分组Pkt(m,n)的否定计算结果(例如，因为，在当前块周期n和在再前一块周期n-2，分组Pki在节点N(m)是通过不同的接口接收的)，则节点N(m)不生成任何令牌，因为没有信息要转发到后继节点。于是，节点N(m)仅仅执行子步骤506。当步骤20的先决条件不满足时，这也适用。

如果在步骤50节点N(m)生成了类型1、2或3的令牌Tk(m,n)，则节点N(m)存储其并且，在从后继节点接收到令牌请求时，可以把生成的令牌Tk(m,n)发送到发出请求的后继节点。否则，在节点N(m)没有具有关于当前块周期n的更新信息的令牌可用。总之，在节点N(m)，在当前块周期n中，最后生成的令牌(包括未更新的信息)是可用的。

上述步骤10-50优选地由节点N(m)在每个块周期重复。由此，在每个块周期，节点N(m)从前驱N(m’)接收令牌并且生成令牌，这个令牌让后继节点可用。优选地，在每个块周期，在前一块周期生成的令牌被在当前块周期生成的令牌重写。实际上，包括在前一块周期生成的令牌中的信息在当前块周期是不需要的。这有利地最小化了在节点N(m)用于实现令牌机制所需的存储资源。作为替代，除在预定义的多个前面的块周期生成的令牌之外，在当前块周期生成的令牌可以被存储。

在下文中，参考图10，由节点N(m)在步骤50生成的令牌Tk(m,n)的结构将进一步详细描述。

令牌Tk(m,n)优选地包括：

-标签LB，它优选地包括生成令牌Tk(m,n)的节点N(m)的标识符。标签LB是可选的并且可以包括在类型1、2或3的令牌中；

-节点标识符Id-N(m)，即，生成令牌Tk(m,n)的节点N(m)的标识符(优选地，主机名)。节点标识符Id-N(m)优选地包括在类型1、2或3的令牌中；

-输入接口标识符Id-IF，即，通过其在生成令牌Tk(m,n)的节点N(m)接收分组Pki的输入接口的标识符。输入接口标识符Id-IF优选地包括在类型1、2或3的令牌中；

-时间戳Ts(m,n)，如以上所指出的，它指示由节点N(m)生成令牌Tk(m,n)的时间。时间戳Ts(m,n)被后继节点用于确定令牌Tk(m,n)是否包括关于当前块周期的信息(见上述子步骤405-406)。时间戳Ts(m,n)可以依赖于例如由节点N(m’)在步骤40发送的最后一个令牌请求的查询时间、在节点N(m)用于处理所接收到的令牌Tk(m’,n)的内容所需的处理时间、令牌请求在从节点N(m)到前驱节点N(m’)的链路L(m’,m)上的传播时间，以及令牌Tk(m’,n)在从前驱节点N(m’)到节点N(m)的链路L(m’,m)上的传播时间；

-流标识符Id-F，即，令牌Tk(m,n)中所包括的信息与之相关的分组流Pki的标识符。在多播分发的情况下，流标识符Id-F优选地包括关联到分组Pki的多播组的标识符。流标识符Id-F优选地包括在类型1、2或3的令牌中；

-由节点N(m)在当前块周期n计算出的所接收到的分组的个数Pkt(m,n)。所接收到的分组的个数Pkt(m,n)优选地包括在类型1和3的令牌中(不包括在类型2的令牌中)；

-由节点N(m)在当前块周期n计算出的所接收到字节个数B(m,n)。假如分组Pki的长度是已知的，则所接收到字节个数B(m,n)可以从所接收到的分组的个数Pkt(m,n)得出。所接收到字节个数B(m,n)优选地包括在类型1和3的令牌中(不包括在类型2的令牌中)；

-在当前块周期n应用到分组Pki的标记值MRK。标记值MRK优选地包括在类型1和3的令牌中(不包括在类型2的令牌中)；

-关于分组Pki所遵循的路径的第一、第二…最后一条链路上的数据丢失的信息InfoDL(1)、InfoDL(2)、…、InfoDL(m’)，如从由前驱节点N(m’)提供的令牌Tk(m’,n)读出的。每个信息InfoDL(1)、InfoDL(2)、…、InfoDL(m’)优选地包括：链路上的数据丢失、链路上的字节丢失(可选的)、链路上的数据丢失率(可选的)、执行计算的节点的标识符以及在这种节点通过其接收分组Pki的输入接口的标识符。信息InfoDL(1)、InfoDL(2)、…、InfoDL(m’)优选地包括在类型1和2的令牌中(不包括在类型3的令牌中)；

-关于节点N(m)和前驱节点N(m’)之间的链路L(m’,m)上的数据丢失的信息InfoDL(m)，如由节点N(m)计算的。这种信息优选地包括：链路L(m’,m)上的数据丢失DL(m’,m,n)以及，可选地，链路L(m’,m)上的字节丢失和链路L(m’,m)上的数据丢失率DLR(m’,m,n)。假如节点N(m)能够计算DL(m’,m,n)(子步骤503的肯定结果)，则信息InfoDL(m)优选地包括在类型1的令牌中；

-其它信息(例如，在测试阶段用于调试目的)。

令牌Tk(m,n)可以插入根据已知协议诸如像SNMP(简单网络管理协议)、Telnet或FTP(文件传输协议)或TFTP(普通文件传输协议)而格式化的管理消息中。例如，令牌Tk(m,n)可以格式化为一组SNMP消息。如果令牌转变机制是向后机制(即，每个节点从前驱节点“拉”令牌，如以上参考图7详细描述过的)，则令牌请求可以格式化为get SNMP消息。

总而言之，以上所述的数据丢失计算方法具有多个优点，即：降低的实现成本、对网络拓扑结构和/或分组所遵循路径的变化的自适应性、性能监视操作和故障检测以及管理操作的容易性。

除了数据丢失计算或者作为替代，以上方法还可以有利地用于对分组流Pki执行其它类型的测量。具体地，它可以有利地用于执行时间测量，例如延迟测量和/或抖动测量。

为此，分组Pki优选地如上所述地进行标记。节点N(m)优选地实现计数器Ca(m)、Cb(m)，这两个计数器在接收到每个分组Pki时根据分组的标记值Va、Vb增大，如上所述。每个计数器Ca(m)、Cb(m)具有关联的各自的接收时间戳Trxa(m)、Trxb(m)。在每个块周期，在接收到预定的分组Pki时(例如，每个块周期的第一个分组)，节点N(m)优选地把时间戳Trxa(m)(如果分组用第一值Va标记)或者时间戳Trxb(m)(如果分组用第二值Vb标记)设置成等于当前时间。

然后，在每个块周期，节点N(m)优选地确定哪个计数器Ca(m)、Cb(m)当前具有恒定的值，并且把测量时间戳Trx(m,n)设置成等于与那个计数器关联的接收时间戳Trxa(m)、Trxb(m)。

如果节点N(m)可以知道在当前块周期n由前驱节点N(m’)生成的测量时间戳Trx(m’,n)，则节点N(m)可以计算预定分组Pki在链路L(m’,m)上的延迟D(m',m,n)：

D(m',m,n)＝Trx(m,n)-Trx(m’,n) [8]

如果节点N(m)还可以知道在前一块周期n-1由前驱节点N(m’)生成的测量时间戳Trx(m’,n-1)，则节点N(m)可以计算分组Pki的抖动J(m',m,n)：

J(m',m,n)＝[Trx(m,n)-Trx(m’,n)]-[Trx(m,n-1)-Trx(m’,n-1)] [9]

假如节点N(m)和前驱节点N(m’)具有同步的时钟，则以上等式可以应用。

于是，在每个块周期，节点N(m)可以生成令牌Tk(n,m)，该令牌(有可能除关于数据丢失计算的上述信息之外)还包括关于时间测量的信息，即，测量时间戳和计算出的延迟和/或抖动。类似于以上所述的数据丢失测量，这允许沿着分组Pki的路径传播由每个节点执行的时间测量。

通过执行时间测量的这种方法所获得的优点基本上与数据丢失计算方法相同，即：降低的实现成本、对网络拓扑结构和/或分组所遵循路径的变化的自适应性、性能监视操作和故障检测以及管理操作的容易性。

Claims (16)

1.一种用于在通信网络的节点处对数据流执行测量的方法，所述数据流沿着包括所述节点的传送路径传送，所述数据流包括数据单元，在第一块周期中发送的数据单元用第一标记值标记，而在第二块周期中发送的数据单元用第二标记值标记，所述第一块周期和所述第二块周期在时间上交替，所述方法包括，在所述节点处，在当前块周期中：

a)确定关于在前一块周期中在所述节点处接收到的所述数据单元的第一参数；

b)从所述传送路径的另一个节点接收第一数据结构，该第一数据结构包括关于在所述前一块周期中发送到所述节点的数据单元的第二参数；

c)处理所述第一参数和所述第二参数，以用于提供对所述数据流的所述测量的结果；及

d)向所述传送路径的又一个节点发送包括所述第一参数的第二数据结构。

2.如权利要求1所述的方法，其中所述步骤d)进一步包括在所述第二数据结构中还插入对所述数据流的所述测量的所述结果。

3.如权利要求1或2所述的方法，其中所述第一数据结构还包括由所述另一个节点计算出的对所述数据流的所述测量的另一个结果。

4.如权利要求3所述的方法，其中所述步骤d)进一步包括在所述第二数据结构中还插入由所述另一个节点计算出的对所述数据流的所述测量的所述另一个结果。

5.如权利要求1所述的方法，其中：

-所述第一参数指示在所述前一块周期中在所述节点处接收到的数据单元的第一数目；

-所述第二参数指示在所述前一块周期中发送到所述节点的数据单元的第二数目；及

-对所述数据流的所述测量的所述结果指示在所述前一块周期中从所述另一个节点到所述节点的传送中丢失的数据单元的第三数目。

6.如权利要求5所述的方法，其中所述方法包括，在所述节点处，在所述第二块周期中，在接收到由所述第二标记值标记的每个数据单元时增大第一计数器，并且其中所述步骤a)包括通过处理所述计数器来确定所述第一参数。

7.如权利要求6所述的方法，其中：

-所述步骤a)包括确定所述第一参数为第一数据单元计数和第二数据单元计数之差，所述第一数据单元计数等于在所述当前块周期中所述第一计数器达到的第一值，并且所述第二数据单元计数等于在再前一块周期中所述第一计数器达到的第二值；及

-所述步骤c)包括提供对所述数据流的所述测量的所述结果作为所述第二参数和所述第一参数之差。

8.如权利要求7所述的方法，其中所述步骤a)包括：

-检查在所述当前块周期中和在所述再前一块周期中所述数据流在所述节点处是否是通过相同的输入接口接收到的；

-在否定的情况下，确定所述第一数据单元计数不能确定；

-在肯定的情况下，设置所述第一数据单元计数等于在所述当前块周期中所述第一计数器达到的所述第一值并且检查所述第二数据单元计数是否可用；

-在肯定的情况下，确定所述第一参数为所述第一数据单元计数和所述第二数据单元计数之差；及

-在否定的情况下，确定所述第一参数不能确定。

9.如权利要求1所述的方法，其中所述步骤b)包括，在所述当前块周期中包括的查询时间，向所述另一个节点发送接收所述第一数据结构的请求。

10.如权利要求9所述的方法，其中所述步骤b)包括设置所述查询时间等于在所述前一块周期中确定的前一查询时间延迟一个块周期的持续时间。

11.如权利要求10所述的方法，其中所述步骤b)包括把所述查询时间向后推预定义的偏移量。

12.如权利要求9至11中任何一项所述的方法，其中所述方法还包括：

-在所述步骤b)，检查所述第一数据结构是否是应答所述请求而从所述另一个节点接收到的；

-在否定的情况下，确定对所述数据流的所述测量的所述结果不能提供；

-在肯定的情况下，在所述步骤b)，检查所述第一数据结构是否包括关于在所述前一块周期中发送到所述节点的数据单元的所述第二参数；

-在肯定的情况下，利用所述第一参数提供对所述数据流的所述测量的所述结果；及

-在否定的情况下，在所述步骤b)，把所述请求重新发送到所述另一个节点。

13.如权利要求1所述的方法，其中所述第二数据结构存储在所述节点处。

14.如权利要求1所述的方法，其中，如果生成新的第二数据结构，则所述第二数据结构的内容在每个块周期被重写。

15.一种通信网络，包括节点，所述节点被配置为包括在数据流沿其传送通过所述通信网络的传送路径中，所述数据流包括数据单元，在第一块周期中发送的数据单元用第一标记值标记，而在第二块周期中发送的数据单元用第二标记值标记，所述第一块周期和所述第二块周期在时间上交替，所述节点被配置为在当前块周期中：

a)确定关于在前一块周期中在所述节点处接收到的所述数据单元的第一参数；

b)从所述传送路径的另一个节点接收第一数据结构，该第一数据结构包括关于在所述前一块周期中发送到所述节点的数据单元的第二参数；

c)处理所述第一参数和所述第二参数，以用于提供对所述数据流的测量的结果；及

d)向所述传送路径的又一个节点发送包括所述第一参数的第二数据结构。

16.一种用于在通信网络的节点处对数据流执行测量的设备，所述数据流沿着包括所述节点的传送路径传送，所述数据流包括数据单元，在第一块周期中发送的数据单元用第一标记值标记，而在第二块周期中发送的数据单元用第二标记值标记，所述第一块周期和所述第二块周期在时间上交替，所述设备包括用于执行如权利要求1至14中任何一项所述的方法的步骤的装置。