CN1387347A - 一种定长分组交换的信元适配方法 - Google Patents
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Abstract
本发明提供一种定长分组交换的信元适配方法,包括数据汇聚过程,数据分段过程,数据交换过程和数据重组过程,其特征在于,通过数据分段过程中“以同一信元连续承载不同CS－PDU”的技术方案,使得在同一个信元内可以连续放置多个CS－PDU,减少了适配封装所造成的开销,从而很好地解决定长分组交换中存在的带宽浪费问题,提高了带宽利用率。
Description
本发明涉及定长分组交换的信元适配方法，尤其是涉及用于交换机内部的信元适配方法。
定长分组交换是指分组长度固定的分组交换方法，尤其适合于快速处理。长度固定的分组称为信元。定长分组交换过程可分为两个过程：适配过程和交换过程。其中，适配过程可再分为汇聚过程和分段与重组过程。在汇聚过程中，发送方根据汇聚协议，形成汇聚信息，所述汇聚信息内容包含帧长、帧校验信息，然后将汇聚信息与IP数据包结合，并加入填充字节，使最后得到的汇聚层协议数据单元(CS-PDU)的帧长为4字节的整数倍；接收方则根据汇聚信息，将IP数据包从CS-PDU中提取出来。在分段与重组过程中，发送方将CS-PDU分段成若干定长的数据块，并将他们放到有相同信元头标记的信元中；同时为了交换后接收方能正确地将这些定长的单位重新组合成帧，有时还要将与分段相关的一些信息也和CS-PDU放到一起传送给接收方，所述分段信息用于指示该信元所携带的数据在CS-PDU中的位置，至少要能指示该信元是否包含CS-PDU的结束或开始字段；接收方接收到各段数据后根据信元头标识和分段信息将他们重组为帧。
在现有技术中，定长分组交换通常是采用异步转移模式(ATM)的适配方法。ATM也是一种基于信元的交换和复用技术，能实现业务综合与高速传送的目标，被国际电信联盟-电信组织(ITU-T)选为宽带综合业务数字网(BISDN)中的转移模式。ATM传送信息的基本载体是ATM信元，ATM信元是定长的，只有53字节，分为信头和净荷两部分，信头为5字节，净荷为48字节。根据ITU-T的建议I.321，BISDN协议参考模型分成三个功能层：物理层、ATM层和ATM适配层(AAL)。ITU-T根据各种业务的特点，将业务分成4类，并相应地定义了AAL1、AAL2、AAL3/4和AAL5。
AAL5分成两个子层：汇聚子层(CS)和分段与重组子层(SAR)，CS又分成两个子层：公用子层(CPCS)和业务特定子层(SSCS)。
AAL5的CPCS-PDU的格式如下：
--------------------------------------------
|IP净荷 | PAD | CPCS-UU | CPI | LEN | CRC |
--------------------------------------------
|<---------帧尾------------>|
PAD(0-47Byte)：填充节，保证CPCS-PDU长度为4字节(Byte)的整数倍；
CPCS-UU(1Byte)：CPCS-用户至用户，主要用来识别和区别不同用户；
CPI(1Byte)：公共标识符，用于指示所使用的CPCS规程，固定为00000000；
LEN(2Byte)：IP净荷长度；
CRC(4Byte)：CPCS-PDU的循环冗余校验码。
ATM适配方法的不足之处在于，在一个信元中，不能连续封装不同的CS-PDU，因此，当IP数据包长略小于信元长度的整数倍时，需要加大量的填充而使封装效率下降，带宽利用率剧降。根据统计，44Byte长度的IP数据包在Internet流量中占30％，如果将44Byte长度的IP数据包适配到AAL5上，则需要另加44Byte的填充和8Byte AAL5帧尾，这样带宽利用率在50％以下。
本发明的目的是克服现有技术的不足之处，而提供一种可以有效地减少适配封装所造成的开销，提高带宽利用率的定长分组交换的信元适配方法。
本发明的目的是这样实现的，一种定长分组交换的信元适配方法，包括数据汇聚过程，数据分段过程，数据交换过程和数据重组过程，其特征在于：所述数据分段过程进一步包括如下步骤：
(1)将本汇聚层协议数据单元(CS-PDU)按信元可分配净荷长度分段，依次分配至信元；
(2)判断本次CS-PDU分段得到的最后一个信元的净荷是否全部被使用，如果不是，则进入步骤(3)；如果是，则进入步骤(5)；
(3)判断距离上一次分段操作的时间间隔是否已超过设定值，如果不是，则进入步骤(4)；如果是，则进入步骤(5)；
(4)利用该信元的剩余净荷部分放置下一个CS-PDU的内容，返回步骤(1)；
(5)在该信元中不再放置其他的CS-PDU的内容，本次分段操作结束，进行下一个CS-PDU的分段操作，并返回步骤(1)。
根据本发明的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：在重组过程中，为了能正确识别放在同一个信元内的两个或多个CS-PDU，采用了“对同一信元内的不同帧之间进行定界”的方法，即，在信元中使用一个域来指示这个信元内各个CS-PDU间的分界线。所述重组过程包括以下步骤：
a、根据所述信元的信息域中的信息找到CS-PDU的起始位置；
b、依次将信元中的该CS-PDU分段数据取出重组；
c、当完成了一个CS-PDU的重组后，检查该信息域，判断对应这个CS-PDU的一组信元中的最后一个信元是否进行了“以同一信元连续承载不同CS-PDU”的操作，如果是，则根据该信息域的指示，在那个信元中找到下一个CS-PDU的起始位置，并返回步骤b，如果不是，则在下一个信元中找到下一个CS-PDU的起始位置，并返回步骤b。
根据本发明的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：所述的汇聚过程包括形成具有IP净荷、填充节以及帧尾信息的CS-PDU，以支持分段过程中的“以同一信元连续承载不同CS-PDU”。
根据本发明的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：所述分段过程中，是通过带有信元头标识符、净荷类型标识符和净荷长度标识符的信元来承载CS-PDU的，以实现“对同一信元内的不同帧之间进行定界”。
实施本发明的定长分组交换的信元适配方法，通过“以同一信元连续承载不同CS-PDU”的方案，使得在同一个信元内可以连续放置多个CS-PDU，减少了适配封装所造成的开销，从而很好地解决定长分组交换中存在的带宽浪费问题，提高了带宽利用率。
下面结合实施例，对本发明作进一步详细说明。
在本发明的一个实施例中，定长分组交换的信元适配方法是在AAL5基础上的改进，包括数据汇聚过程，数据分段过程，数据交换过程和数据重组过程。
在汇聚过程中，CPCS-PDU包括IP净荷、填充节(PAD)和帧尾，其格式如下：
-----------------------
| IP净荷 | PAD | 帧尾 |
-----------------------
其中PAD为0-3Byte，用以保证CPCS-PDU长度为4字节的整数倍，PAD内容不做规定。
AAL5的CPCS-PDU的帧尾原有8Byte，由于是系统内部的交换，误码率很低，并且芯片之间都有奇偶校验，因此，可以去掉帧尾中的CPCS-UU、CPI和CRC，而采用简化的帧尾：包括帧净荷长度标志符(LEN)、下一帧是否在本信元结束标志符(NEXT)和下一帧结束位置指示符(NEPTR)。
帧尾的字节数可以根据需要而使用，一般在2字节至4字节之间。当使用2字节帧尾时，可以采用如下的格式：
| BIT | |||||||||||||||
| 15 | 14 | 13 | 12 | 11 | 10 | 9 | 8 | 7 | 6 | 5 | 4 | 3 | 2 | 1 | 0 |
| NEPTR | NEXT | LEN | |||||||||||||
LEN：帧净荷长度标志符(单位为Byte)；
NEXT：下一帧是否在本信元结束标志符，为0表示这个信元中的下一帧还未结束，为1表示这个信元中还有另外一个完整的帧；
NEPTR：下一帧结束位置指示符，包括AAL帧尾，单位为长字(4Byte)；如果NEPTR＝0表示信元中的下一帧还未结束，如果NEPTR＝0×f表示信元中没有更多的帧了。
由于限定了LEN为11个bit，NEPTR为4个bit，因此要求帧总长不超过2K字节，信元净荷不超过15个长字(60字节)。
当使用4字节的帧尾时，可以采用如下格式：
| 8bit | 7个bit | 1个bit | 2个字节 |
| 保留 | NEPTR | NEXT | LEN |
由于限定了LEN为16个bit，NEPTR为7个bit，因此要求帧总长不超过64K字节，信元净荷不超过127个长字(508字节)。
在分段过程中，采用了“以同一信元连续承载不同CS-PDU”的方法。如图1所示，分段过程包括以下步骤：
(1)将本汇聚层协议数据单元(CS-PDU)按信元可分配净荷长度分段，依次分配至信元；
(2)判断本次CS-PDU分段得到的最后一个信元的净荷是否全部被使用，如果不是，则进入步骤(3)；如果是，则进入步骤(5)；
(3)判断距离上一次分段操作的时间间隔是否已超过设定值，如果不是，则进入步骤(4)；如果是，则进入步骤(5)；
(4)利用该信元的剩余净荷部分放置下一个CS-PDU的内容，返回步骤(1)；
(5)在该信元中不再放置其他的CS-PDU的内容，本次分段操作结束，进行下一个CS-PDU的分段操作，并返回步骤(1)。
在数据交换过程中，承载同一个CS-PDU中的所有信元都在一个顺序信元流中传输。如果同一个发送端口多于一个CS-PDU使用具有相同信元头标识的信元进行交换，要按不同的CS-PDU依次顺序进行数据交换。
为了在重组过程中能正确识别放在同一个信元内的两个或多个CS-PDU，本发明采用了“对同一信元内的不同帧之间进行定界”的方法，以信息域的方式来指示信元内各CS-PDU间的分界线，该信息域置于信元内。信元可以采用如下格式：
| TAG(16bit) | |
| CEPTR(4至7bit) | PTI(1bit) |
| 信元净荷 | |
其中信元头包括信元头标识符(TAG)、净荷类型标识符(PTI)和净荷长度标识符(CEPTR)。与AAL5的帧定界方式相比，除了使用PTI，即用信元头中的PTI＝0×1B表示帧的最后一个信元，PTI＝0×0B表示帧开始或中间信元，另外，还增加了表示净荷长度的参数CEPTR，当PTI＝0×1时，CEPTR指示CPCS域在信元中长字数。CEPTR和PTI合在一起构成分段信息域。
信元头除了TAG、CEPTR、PTI外还可以包含其他内容。CEPTR取4bit至7bit，具体取决于使用的信元净荷的大小，当信元净荷超过15个长字时，应该用7bit。
当待传输数据不能填满信元的全部净荷时，净荷剩余部分填充任意数据。
例如：设交换机使用的信元净荷长度为48字节，它的端口A在某一时刻收到了一个IP包IP1，随后又接连收到4个IP包IP2～IP5。这5个包的长度分别为60、33、30、60、30，并且都使用相同的信元头TAG＝0×21。则这些包分段出来信元如下：
信元一：
| 信元头 | TAG＝0×21 | |
| CEPTR＝任意值 | PTI＝0 | |
| 净荷(长字1～12) | IP1净荷(Byte1～Byte48) | |
信元二：
| 信元头 | TAG＝0×21 | ||
| CEPTR＝4 | PTI＝1 | ||
| 净荷(长字1～3) | IP1净荷(Byte49～Byte60) | ||
| 净荷(长字4) | PAD(2字节) | IP1的CS尾＝0×003c(NEPTR＝0，NEXT＝0，LEN＝0×3c) | |
| 净荷(长字5～12) | IP2净荷(Byte1～Byte32) | ||
信元三：
| 信元头 | TAG＝0×21 | ||
| CEPTR＝1 | PTI＝1 | ||
| 净荷(长字1) | IP2净荷(Byte33) | PAD(1字节) | IP2的CS尾＝0×9821(NEPTR＝9，NEXT＝1，LEN＝0×21) |
| 净荷(长字2～8) | IP3净荷(Byte1～Byte28) | ||
| 净荷(长字9) | IP3净荷(Byte29、Byte30) | IP3的CS尾＝0×001E(NEPTR＝0，NEXT＝0，LEN＝0×1e) | |
| 净荷(长字10～12) | IP4净荷(Byte1～Byte12) | ||
信元四：
| 信元头 | TAG＝0×21 | |
| CEPTR＝任意值 | PTI＝0 | |
| 净荷(长字1～12) | IP4净荷(Byte13～Byte60) | |
信元五：
| 信元头 | TAG＝0×21 | ||
| CEPTR＝1 | PTI＝1 | ||
| 净荷(长字1) | PAD(2字节) | IP4的CS尾＝0×983C(NEPTR＝9，NEXT＝1，LEN＝0×3c) | |
| 净荷(长字2～8) | IP5净荷(Byte1～Byte28) | ||
| 净荷(长字9) | IP5净荷(Byte29、Byte30) | IP5的CS尾＝0×F01E(NEPTR＝F，NEXT＝0，LEN＝0×1e) | |
| 净荷(长字10～12) | 任意值 | ||
在重组过程中，接收方接收到各段数据后根据信元头标识和分段信息将他们重组为帧。重组过程包括如下步骤：
a、根据所述信元的信息域中的信息找到CS-PDU的起始位置；
b、依次将信元中的该CS-PDU分段数据取出重组；
c、当完成了一个CS-PDU的重组后，检查该信息域，判断对应这个CS-PDU的一组信元中的最后一个信元是否进行了“以同一信元连续承载不同CS-PDU”的操作，如果是，则根据该信息域的指示，在那个信元中找到下一个CS-PDU的起始位置，并返回步骤b，如果不是，则在下一个信元中找到下一个CS-PDU的起始位置，并返回步骤b。
本发明并不限于ATM信元，对于系统内部交换，还可以定义一些特殊的信元格式。如ATM端口控制器(APC)的UTOPIA-II接口可以通过软件配置为扩展信元模式。在扩展信元模式下，每个信元64Byte，APC可以不再用VPI/VCI查表，而直接用LUX3作为虚信道(VC)表的索引，不再做信元头切换，信元头(GFC/VPI/VCI〕和UDF2可以通过交换网络透传到另外一个端口。此时信元头和UDF2域可以用来传送业务数据净荷，而原来的信元头转换为LUX3，这样净荷可以增加4Byte，由48Byte增加到52Byte。本发明可以很好地解决IP定长交换存在着带宽浪费问题。各种长度的IP数据包在任何长度的信元上的交换，使用本发明都可以达到尽可能高的带宽利用率。同时该发明可用甚高速集成电路硬件描述语言(VHDL)描述，很容易在现场可编程门阵列(FPGA)中实现，综合出来的电路简单，也易于做在专用集成电路(ASIC)中。
Claims (9)
1、一种定长分组交换的信元适配方法，包括数据汇聚过程，数据分段过程，数据交换过程和数据重组过程，其特征在于：所述数据分段过程进一步包括如下步骤：
(1)将本汇聚层协议数据单元(CS-PDU)按信元可分配净荷长度分段，依次分配至信元；
(2)判断本次CS-PDU分段得到的最后一个信元的净荷是否全部被使用，如果不是，则进入步骤(3)；如果是，则进入步骤(5)；
(3)判断距离上一次分段操作的时间间隔是否已超过设定值，如果不是，则进入步骤(4)；如果是，则进入步骤(5)；
(4)利用该信元的剩余净荷部分放置下一个CS-PDU的内容，返回步骤(1)；
(5)在该信元中不再放置其他的CS-PDU的内容，本次分段操作结束，进行下一个CS-PDU的分段操作，并返回步骤(1)。
2.根据权利要求1所述的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：所述重组过程中，以信息域的方式来指示信元内各CS-PDU间的分界线，该信息域置于信元内。
3、如权利要求1或2所述的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：在所述数据交换过程中，承载同一个CS-PDU中的所有信元都在一个顺序信元流中传输。
4、如权利要求1或2所述的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：如果同一个发送端口多于一个CS-PDU使用具有相同信元头标识的信元进行交换，要按不同的CS-PDU依次顺序进行数据交换。
5、如权利要求2所述的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：所述重组过程包括如下步骤：
a、根据所述信元的信息域中的信息找到CS-PDU的起始位置；
b、依次将信元中的该CS-PDU分段数据取出重组；
c、当完成了一个CS-PDU的重组后，检查该信息域，判断对应这个CS-PDU的一组信元中的最后一个信元是否进行了“以同一信元连续承载不同CS-PDU”的操作，如果是，则根据该信息域的指示，在那个信元中找到下一个CS-PDU的起始位置，并返回步骤b，如果不是，则在下一个信元中找到下一个CS-PDU的起始位置，并返回步骤b。
6、根据权利要求1所述的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：所述的汇聚过程包括形成具有IP净荷、填充节以及帧尾信息的CS-PDU。
7、根据权利要求6所述的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：所述帧尾信息包括帧净荷长度标识、下一帧是否在本信元结束标识和下一帧结束位置指示信息，所述帧尾占用2-4字节。
8、根据权利要求6或7所述的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：所述分段过程中，是通过带有信元头标识符(TAG)、净荷类型标识符(PTI)和净荷长度标识符(CEPTR)的信元来承载CS-PDU的。
9、根据权利要求1所述的定长分组交换的信元适配方法，其特征在于：所述信元为异步转移模式(ATM)的扩展信元。
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| CN101080914B (zh) * | 2004-12-16 | 2012-09-05 | 国际商业机器公司 | 用于通过避免数据损坏改进网络性能的方法、系统和物品 |
| CN101222485B (zh) * | 2007-01-08 | 2012-10-10 | 上海无线通信研究中心 | 用于介质接入控制层的mac复接、解复接方法 |
| WO2016029681A1 (zh) * | 2014-08-25 | 2016-03-03 | 深圳市中兴微电子技术有限公司 | 交换接入模块、信元封装方法、交换网系统及计算机存储介质 |
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2001
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