TWI334296B - Upstream channel bonding using legacy maps in a cable communications system - Google Patents

Description

1334296 九、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 本發明涉及f料驗祕，技說，涉及在有線通信系 統中傳輸資料的方法。 【先則技術】 傳統的有線通信系統一般使用有線數據機頭端管理與多個有 線數據機的通信。該頭端定義了能使有線數據機發送載波信號上 行資料流程至頭端的上行資料流程操作特性。上行資料流程可包 括勿配給有線數據機的多個通道。這些通道通過在不同頻率下工 作而彼此分隔開。 一個或多個有線數據機使用指定的頻道來傳送攜帶有請求和/ 或資料的載波信號至頭端。頭端通過與物理頻譜連接的解調器接 收上行資料流程信號，該物理頻譜使數據機和頭端互連。解調器 恢復载波信射含有的請求和/或允許資訊，麟發崎訊至媒體 訪問控制器（MAC)以進行額外的處理。 有線運營商希望可哺每細續供更高社行資料流程帶 寬以與光纖卿戶（FTTx)以及其他小贿業服務競爭。例如， 有線運營親定了對單細戶翻戶群的上行_流程吞吐量目 標爲IGGMbps。但是，在上行資韻程愤隸調製=術 (例如1024QAM)和更寬的通道目前來說是不可行的。衣1 因此，需要-種可行的方法和系統以在有線通信系统中提供 1334296 更高的上行資料流程吞吐量。 【發明内容】 個方料通信系統中實現更高的上行資料流程吞吐量的一 .桁:=通道綁定在一起建立較大帶寬的管道的技 种又“通道綁定，，技術。本料中介紹—種在有線 丨d系财實現上行通道較财法和㈣。 本說明書為述了一個或多個結合有本發明的特徵的實施例。 ^專等’表補實施地括有歡的特徵、結構或概，作不是 .實施例都必須包括該特徵、結構或特性。此外，以上片往不 一定是指相_實補。此外，當在—财施财描料一特心 結構或特_，縣侧_t馳術人Μ纽，彳晴:該特徵、 結構或特性還可胳本巾射介紹或未介紹的其他實施例中。 根據本發日第_實_，提供—種在树輯機中端系統 (CMTS)巾實現有線網路⑽高呑吐量帶寬分配財法。根據所 述方法’知上行通道被峡成—組。_，财線數據機接收 帶寬請求。作爲對接收到所述帶寬請求的回應，爲所述綁定組中 的每個上行通道發出-唯__的帶寬分配消息，所述唯—帶寬分配 消息的組合分配了整個綁定組上請求的帶寬，由所述有線數據機 用於傳輸資料包流至CMTS。 1334296 根據本發明的苐二貫施例供一種在有線數據機内實現有 線網路内的高吞吐量傳輸的方法。根據所述方法，傳輸帶寬請求 至CMTS。隨後，接收到多個帶寬分配消息，其中每個帶寬分配 消息與上行通道綁定組中的一個上行通道唯一地關聯，並且所述 多個帶寬分配消息共同地分配了整個上行通道綁定組上請求的帶 寬。隨後’根據所述多個帶寬分配消息通過所述上行通道鄉定組 將資料包流傳輸至CMTS。 根據本發明的第三實施例，提供一種實現有線資料網路内的 高吞吐量帶寬分配的系統。所述系統包括用於綁定多個上行通道 的CMTS以及用於發送帶寬請求至所述CMTS的有線數據機。所 述CMTS進一步用於將所述綁定組中每個上行通道的唯一帶寬分 配消息傳輸至所述有線數據機，其中所述唯一帶寬分配消息的組 合共同地分配了整個綁定組上請求的帶寬。所述有線數據機進一 步用於根據所述多個帶寬分配消息，通過所述上行通道綁定組傳 輸資料包流至所述CMTS。 根據本發制-個方面，提供—種在姐數據機終端系統 (CMTS)内實現有線網路内的高吞吐量帶寬分配的方法，所述方 法包括如下步驟： 將多個上行通道綁定爲一組； 從有線數據機接收帶寬請求； 回應所述帶寬請求的接收，騎述綁定組内的每個上行通道 7 卜334296 發出唯-的帶寬分配:¾息’其巾所述唯—帶寬分配消級组合共 同地分配麵峡社麟搞帶寬，叫有雜據機傳輸 資料包流至CMTS。 優選地，所述爲綁定組中每個上行通道發出唯一的帶寬分配 消息包括爲所述綁定組中每個上行通道發出唯一的有線電纜資料 服務傳輸規範（DOCSIS) MAP資訊。 優選地，所述方法進一步包括： • 通過所述綁定組内的上行通道接收由所述有線數據機發送的 多個片段，其中所述多個片段在所述唯一帶寬分配消息中指定的 時間傳送，且所述每個片段包括唯一的序列號； 基於所述唯一的序列號將所述多個片段中的資訊組合以重建 所述資料包流。 優選地，所述方法進一步包括： 分配一組唯一的識別字給所述有線數據機，其中每個所述唯 ® 一的識別字分別對應所述綁定組内的一個上行通道； 並且所述從有線數據機接收帶寬請求包括對包括有所述一組 唯一識別字中的一個唯一識別字的消息監視所述綁定組内的上行 通道。 優選地，所述分配一組唯一的識別字給所述有線數據機包括 分配一組唯一的識別字給與所述有線數據機相關聯的服務流。 優選地’爲所述綁定組中的特定上行通道發出唯一帶寬分配 8 1334296 消息包括發出包括有與特定上行通道相個唯—識別字和與 此相關的微時隙分配資訊的消息。 、 根據本發_-财面，提供_種在有線數據機内實現有線 網路内的高吞吐量傳輸的方法，所述方法包括如下步驟： 發送帶寬請求至有線數據機終端系統（CMTS)，· 接收多個帶寬分配消息，其中每個所述帶寬分配消息與上行 通道綁定組中的-個上行通道唯—_ ’並⑽述多辦寬分配 消息共同地分配整個上行通道綁定組上所請求的帶寬； 依據所述多個帶寬分配消息’通過所述上行通道綁定組傳輸 資料包流至所述CMTS。 優選地，所述接收多個帶寬分配消息包括接收多個D〇CSIS MAP消息。 優選地，所述依據多個帶寬分配消息通過所述上行通道綁定 組傳輸資料包流至所述CMTS包括： •將所述資料包流分割爲多個片段； 將唯一的序列號插入每個所述片段内； 在所述多個帶寬分配消息指定的時間通過所述上行通道綁定 組中的上行通道傳輸所述多個片段中的每個片段。 優選地，所述方法進一步包括： 從所述CMTS接收-組唯一的識別字，其中每個所述唯一的 識別字分騎應所述上行通道峽組巾的—個上行通道； 9 1334296 並且所述發送帶寬請求至CMTS包括通過與某一特定的唯一 識別字相關聯的上行通道發送包括有所述特定的唯一識別字的帶 寬請求。 優選地，所述方法進一步包括： 將所述一組唯一的識別字與服務流相關聯。 優選地’每個所述帶寬分配消息包括有對應的一個唯一識別 字和與此相關的微時隙分配資訊。 根據本發明的一個方面，提供一種實現有線網路内的高吞吐 量帶寬分配的系統，包括： 有線數據機終端系統（CMTS)，用於將多個上行通道綁定爲 一組； 有線數據機，用於發送帶寬請求至所述CMTS ; 其中所述CMTS進一步爲所述綁定組中的每個上行通道發送 唯一的帶寬分配消息給所述有線數據機，所述唯一帶寬分配消息 的組合共同地分配整個綁定組上所請求的帶寬； 其中所述有線數據機進一步依據所述多個帶寬分配消息，通 過所述上行通道綁定組傳輸資料包流至所述^^^^。 優選地，所述CMTS爲所述綁定組中的每個上行通道發送唯 一的DOCSIS MAP資訊至所述有線數據機。 優選地，所述有線數據機將所述資料包流分割爲多個片段， 將唯-的相號插人每個所制段内，並在所述多個帶寬分配消 1334296 息指定的時間通過所述綁定組内的上行通道組傳輸所述每個片段 至所述CMTS。 優選地，所述CMTS進一步從所述有線數據機接收所述多個 片段，並基於所述唯一的序列號將所述多個片段内的資訊組合以 重建所述資料包流。 優選地’所述CMTS進-步分配—組唯—的姻字給所述有 線數據機，其中所述每個唯一的識別字分別對應所述綁定組中的 一個上行通道； 並且所述有線數據機通過與某一特定的唯一識別字相關聯的 上行通道發送包括有所述特定的唯一識別字的帶寬請求。 優選地，所述CMTS分配一組唯一的識別字給與所述有線數 據機相關聯的服務流。 優選地，所述CMTS爲某一特定上行通道發送包括有與所述 特定上行通道相關的一個唯一識別字和與此相關的微時隙分配資 訊的唯一帶寬分配消息。 本發明的各種優點、各個方面和創新特徵，以及具體實施例 的、’’田節，將在以下的說明書和附圖中進行詳細介紹。需要注意的 疋，本發明並不限於本說明書中描述的實施例。本說明書中介紹 :實施例僅用於說明的目的。基於本申請提供的啓示，其他各種 只苑例對於本領欄位的普通技術人員來說是顯而易見的。 11 1334296 【實施方式】 1.概述 現有的CableLabs® Certified™有線數據機專案介面規範，又 稱爲有線電纜資料服務傳輸規範（DOCSIS®) ’在本說明書中稱# “傳統”規範（例如，DOCSIS 2.0、DOCSIS 1.1 和 DOCSIS 1.0)， 規定了有線通信系統的介面要求，但沒有規定實現上行通道鄉定 的介面要求。因此，在一個實施例中，本發明實現上行通道鄉定 技術作爲現有DOCSIS介面規範的擴展。有線電視實驗室公司 (Cable Television Laboratories，Inc.) 2005 年公佈的 DOCSIS 2 0 射頻介面規範SP-RFIv2.0-I04-030730在此作爲本申請的引用文 件。 1.1系統概述 圖1所示爲語音和資料通信管理系統100。語音和資料通信管 理系統100可支援現有的DOCSIS介面要求，也可支援本發明採 用上行通道綁定技術對現有DOCSIS介面要求的擴展。 系統100包括管理通信節點1〇6和一個或多個廣泛分佈的遠 端通信節點102a-102n(統稱爲“遠端通信節點1〇2，，）。系統1〇〇可 實現於任何乡媒體分佈網路巾。此外，需要理解的是，本發明的 方法和系統管理語音、資料、視頻、音頻、消息、圖形、其他格 式的媒體和/或多舰或上述任何舰的組合的交換。 &理通U點106位於巾央以命令和控制與遠端通信節點 12 ：Ι334296 102以及遠端通信節點102彼此之間的交互操作。管理通信節點 106管理上行資訊流調製並仲裁遠端通信節點1〇2彼此之間的帶 寬。如下詳細描述，管理通信節點106分別通過發送上行通道描 述符（UCD)消息和MAP消息至遠端通信節點102來建立上行時 隙結構和分配上行帶寬。一個實施例中，所述UCD和MAp消息 由現有的DOCSIS規範來定義。 一個實施例中，管理通信節點106是用於有線通信網路的頭 •端控制器的一個部件。因此，管理通信節點1〇6是有線數據機終 端系統（CMTS)或其中的一個部件。一個實施例中，至少一個遠 端通信節點102是有線數據機（CM)或其中的一個部件。另一個 實施例中’管理通信節點106是CMTS，且至少一個遠端通信節 點102疋電視機機頂盒的一個部件。 作爲CM的一個部件，遠端通信節點1〇2可傳輸一個或多個 服務給用戶。該服務可包括電^、電視廣播、收f節目、互聯網 •通信（例如萬維網）、無線電廣播、傳真'文件資料傳輸、電子郵 件服務（email)、消息、視頻會議、現場直播或延時媒體播放（如 演說、辯論、展示、通知、新聞、體育赛事或演唱會）等等。 母個妙0通彳。節點1〇2分配有-個或多個服務識別字（弧） 編碼，管理通信節點106使用此仙編碼來分配帶寬。耶主要 用於識別來自遠端通信節點1〇2的特定資訊流。然而，本領搁位 的技術人員明顯可知，還可以指定其他識別字來區別各個遠端通 13 ί1334296

I 信節點102和/或來自節點1〇2的資訊流。因此，一個實施例中， 疋或'、他類型的識別字以識別屬於-個或多個遠端通信節 點102的特定服務。-個實施例中，分配sm或其他類型的識別 縣指定與源遠端通信節點102無關的特定服務或服務組。一個 貫知例+刀配SID或其他類型的識別字以指明服務冑量（Q〇s), 如優先順序遞減的語音或資料、不同壓縮演算法下的賴線、最 佳資料等等。在-個分配多個孤給—個遠端通信節點的實施例 中主SID肖於識別該遠端通信節點或來自該遠端通信節點 的普通資訊流，而-個或多個其他SID用於識別其他具體的資訊 流，如電話、視頻流、消息、視頻會議等等。 -個實施例中，管理通信節點1〇6和遠端通信節點1〇2被集 成以支援純協定，如互聯網協定⑻、傳輸控制協定（Tcp)、 用戶資料報協定（UDP)、即時傳輸財（RTp)、魏預留協定 (RSVP)等等。 (intemodalinfrastructure) 105。如圖1所示，節間設備1〇5提供管理通信節點ι〇6和遠端通 信節點⑽之間的互連。節間設備1〇5支援有線、無線或這兩種 傳輸媒介，包括衛星、陸地（例如光纖、銅線、雙絞線、同轴線、 光纖同軸複合線（HFC)等等）、無線電、微波、自由空間光系統 和/或任何其他傳輸類型或方法。 從管理通信節點106到遠端通信節點1〇2的方向上傳輸的資 料流程在本申針稱爲下行資料流程。-個實施财，下行資料 Ά被刀A個❹個下行通道巾。每個下㈣道傳送不同類型 的貝式給賴通信節點1G2。所述下行資料流程資訊包括電視信 號、資料包（包括但不限於JP資料報）、語音包、娜肖息等等。 一個實施例中’下行資料流㈣格式爲動態圖像專家組（MPEG) 傳輸集中子層。_，本侧_普通技術人員賴可知，還可 以支援其他資料格式。 攸通端通k即點1〇2到管理通信節點1〇6的方向上傳輸的資 枓流程在本巾針稱爲上行資料流程。上行資料流程被分入一個 或多個上行通道中。每個上行通道將資料包猝發串從遠端通信節 …傳輸至s理通仏節點1〇6。本發明的一個實施例中，將多個 亍通C綁疋在域爲—個綁定通道組以增加上行資料流程的 吞吐量。在該上行資料流程中，每個通道被分割爲多個可分配的 時W例如，微時隙），而遠端通信節點1Q2在分配的時隙内發送 衝L號：δα上所述，時隙的結構由管理通信節點⑽來定義和 分配》 如圖1所示，管理通信節點106的一個實施例包括上行物理 層解調器（US ΡΗΥ) 108、下行物理層調製器（DS ΡΗΥ) 11〇、 _訪問控制器（MAC) 112、記憶體114、軟體應用程式ΐ2〇和 主時鐘源.US PHY 108構成管理通信節點1〇6和節間設備ι〇5 的上行通道之間的物理層介^管理通信節點⑽針對每個上行 15 通道具有-個單獨的us PHY⑽。因此，us ΡΗγ 1〇8接收和解 調所有來自遠端通信節點102的猝發串（bursts)。 相反的’ DS PHY 110構成管理通信節點1〇6和節間設備1〇5 的下行通道之間的物理層介面。因此，語音、#料（包括電視或 無線電信號）和/或預定給一個或多個遠端通信節點1()2的控制消 α在DS PHY 11〇處收集並傳輪至各自的遠端通信節點脱。dS PHY 110調製和/或格式化上述資訊以便進行下行傳輸。 mac m從us PHY108接收上行信號或提供下行信號至DS PHY 110。MAC 112用作管理通信節點106的資料連結層的較低 子層。在實_中，MAC H2支援分段、級連、有效載荷_壓 縮/擴展和/或對通過物理層（即節_備1G5)傳輸的信號進行誤 差檢查。 記憶體114與MAC 112互相通信以存儲MAC 112處理的信 號。記憶體114也存儲各種用於支援處理活動的辅助資料。所述 辅助資料包括安全協定、識別字、規則、策略等等。 MAC 112通過資料匯流排U8連接至軟體應用程式12〇，所 述資料匯流排118爲現有的雙向資料匯流排。軟體應用程式12〇 運行在一個或多個處理器（或硬體辅助設備，如場編程閘陣列 (FPGA)或專用積體電路（ASIC))以接收控制消息、語音和/ 或來自MAC 112的資料並執行進一步處理。如圖所示，軟體應用 程式120包括分類器/路由器124和帶寬（BW)分配控制器128。 :^34296 π見为配控制器128管理上行和/或下行調製和帶寬分配。分類器/ 路由益124提供分類和/或優先化與遠端通信節點1〇2的通信的規 則和策略。分類器/路由器124獅過主幹網路14〇將來自遠端通 ^節點1G2的信號路由至預定的地址。 幹用路140是有線、無線或有線無線結合的局攔位網 (LAN)、廣攔位網（WAN)和/或光網路（如企業内部網路、本 立也互聯4全球互聯網（包括萬維網）、虛擬個人網路等等）的一 刀因此理通仏網路節點1〇6使用主幹網路⑽與通信管 、、、 卜。卩的另—☆備或應用程式通信。所述設備或應用程 式可乂疋飼服器、，網頁劉覽器、作業系統、其他類型的資訊處理 軟體（如文書處理軟體、電子製表軟體、財政管理軟體等等）、電 視或無線電發射器、另一個遠端通信節點1〇2、另一個管理通 點106等等。 ° …根據本發明的一個實施例，當通信管理系統i㈤用於實現上 订通道綁疋時’該上行通道必顯主時娜ιι6同步。同步將在 第8節中詳細討論。 1·2通道綁定概述 如上所述’在有線通信純中實現較高的上行資訊流吞吐量 =一個方法是使單_戶或用戶群可_通過多個上行通道進行 貝訊傳輪。本發明的—個實施财，上行通道綁定過程由cmts 17 ! 1334296 作爲帶寬允許過程（bandwidth granting process )的一部分來控制。 例如’ CMTS可以是通信管理系統1〇〇的管理通信節點1〇6，如圖 1所示。 當CM爲與其相關的一個上行通道上的給定服務流發出帶寬 凊求時，CMTS選擇是否在給定通道或多個通道上允許該請求。 CMTS負責對各個上行通道分配帶寬。這種集中控制可使系統達 到最好的統計多卫可能，並允許CMTS執行綁定組_上行通道 的即時負載平衡。當CM接收到多個通道的帶寬允許（bandwi她 grants)後’ CM根據母個允許的傳輸時間和每個允許的大小分割 其傳輸。CM在每個允許内傳送的資訊内放置—個遞增的序列號。 該允許可以在任何或所有上行通道上及時交錯，並要求cm在所 有綁定的上行通道上同時進行傳輸。隨後，CMTs使用置入該資 訊中的序列號以重建原始資料流程。 、 本發明的-個實施例要求上行通道與主時鐘源（如圖工所示 的主時鐘源m)同步。儘管不必，見在本發明中，但是這一同步 要求簡化了 CM中的時鐘欄位和時序恢復。除了制步要求，對 上行綁定組巾_何财的物理層（PHY)參數科有其他要求。 7述各個通道可以是DOCSIS 2.0規範中規定的調製類型、符號 =腦⑽⑽或⑽MA (同步碼多分址）的任意混 σ並可k臨近鱗臨近上行通道的任意组合。 ®疋根據本發明一個實施例在CMTS内實現有線網路内的 1334296 高呑吐量帶寬分配的步驟的流程圖2⑻。流糊2⑻的步驟，如下 進-步域，可朗於圖i所示的語音和資料傳輸管理祕⑽， 其中管理通信節點106對應CMTS，遠端通信節點1〇2對應cm。 處理過程開始於步驟205，CMTS接收來自CM的帶寬請求。 請求的帶寬將由CM胁傳輸資料包流至CMTS。在步驟21〇中， CMTS選擇是否允許CM料個上行通道或屬於-個綁定組的幾 個上行信號所請求的帶寬。如步驟215所示，如果cmts選擇對 單個上行通道允許請求的帶寬，聽處理跳至轉，在步驟 230中CMTS通過以現有的方式對單個上行通道發出一個或多個 允許來分配所請求的帶寬。隨後步驟235中，在該允許期間内， CMTS接收由CM以現有的方式發送的資料包流。 然而’如果在步驟215巾CMTS選擇對鄉定上行通道組中的 所有通道允許所請求的帶寬，那麽處理跳至步驟η◦，在步驟细 中’ CMTS通過對該綁定組中的每個上行通道發送一個或多個允 許來刀配所μ求的帶寬^如下詳細描述，該步驟涉及爲绑定組中 的每個上顿道發鮮獨的ΜΑρ資訊。在轉22Q執行過程中， CMTS還執行與綁定組中所述多個上行通道相關的即時負載平 衡。隨後，在步驟225中’ CMTS基於每個允許期間通過綁定組 中每個通道發送的資料或信息量内嵌人的序列號來重建所逃由 CM發送的貞料包流。需纽意的是，參照圖〖，此處所描述的帶 見分配功能由官理通信節點1%中的帶寬分配控制器128執行。 19 1334296 圖3是根據本發明一個實施例在有線數據機内實現有線網路 内的高吞吐量傳輸的步驟的流程圖3〇〇。流程圖3〇〇中的步驟，如 下進行詳細描述，可在圖i所示的語音和資料通信管理系統1〇〇 中實現，其中管理通信節點106對應CMTS，以及遠端通信節點 102對應CM。 處理開始於步驟310，在步驟310中，CM發送帶寬請求至 CMTS。請求的帶寬由CM用於傳輸資料包流至CMTS。在步驟 320中，CM從CMTS接收對應帶寬請求的允許所述允許適用於 屬於一個綁定組的多個上行通道。如下詳細描述所述，步驟32〇 涉及爲綁定組中的每個上行通道接收單獨的MAp資訊。在步驟 330中，CM根據每個允許的傳輸時間和允許的大小將資料包的傳 輸進行分割。需要注意的是，該允許可以在任何或所有上行通道 上及時交錯，並要求CM麵有峽的上行通道上同_行傳輸。 在步驟330過程中，CM對在每個允許期間傳輸的信息量内嵌入遞 增的序舰。這餅舰由CMTS麟重建原歸料流程。 1.3術語 如上所述’-健_巾’本發_上㈣道攸技術實現 爲現有D〇CSIS介面規範的擴展。因此，以下介紹幾個新的術語 以描述上行通道峡介面職，㈣有D⑽IS介面職的擴展 規範。 20 1334296 本申請中所使用的術語“綁定的上行通道描述符（B_UCD)，， 指規疋包含于上行綁定組㈣通道酬字的下行資訊。 術語“片段，，描述帶寬分配，可包括下面的特性：⑴分配給 特定的SID (即，可以是單播、多播或廣播）；⑺由連續的微時 隙組成，（3)使用特殊的時隙使用碼（IUC)。 用於描述實現上行通道綁定的現有D〇CSIS介面規範的擴展 規範的這鑛躲錢其_謂在接下來的轉巾進行詳細描 述。 2.資訊分段（Traffic Segmentation ) 2.1分段概述 “如上所述，上行通道綁定是實現树通㈣統巾較高的上行 資訊吞吐量的-種方法。在本發明的一個實施例中，〔順將上 行通道綁定處理作爲帶寬允許處理的—部分來控制，並基於Μ 請求的帶寬及上行通道上的其他信息量蚊如何分割帶寬。 -個峽組中的上行通道可具有非常不__層特性。例 如’-個奴可支援16〇ksps的速率以及正交相移鍵控（QpsK) 資料區和TDMA巾貞，㈣—個通道可支援256 Msps的速率以及 64QAM資料區和S_CDMA巾貞。集中控制使得cmts可執行绑定 組中不同上行通道的即時負載平衡。 圖4是根據本發明一個實施例的具有不同微時隙大小的四個 21 丨1334296 上行通道405、410、415和420的信息量分段的示意圖。405、410、 415和420中每行代表一個上行通道的帶寬。垂直線劃分出微時隙 的邊界。爲了最小化圖4要求的水平空間的大小，該示例使用比 傳統的DOCSIS網路更短的資料包。然而，該示例中的垂直線也 可以代表多個微時隙而不是一個微時隙。 圖4中塊内的字母A_D表示CMTS已分配了對應模組帶寬的 服務流。在這個示例中，CMTS選擇允許服務流A的請求，允許 服務流A僅使用通道405和通道410的帶寬。同樣地，CMTS選 擇允許服務流B僅使用通道415和通道420的帶寬。CMTS選擇 允許服務流C使用所有四個上行通道405、410、415和420上的 帶寬。表示服務流E和服務流D的塊代表對非請求允許服務(UGS) 流的小量允許（small grant)。 圖4中分配給同一通道中的同一服務流的每組相鄰塊/微時隙 表示一個片段。因此’對服務流B的允許包括2個片段425和43〇, 對服務流C的允許包括4個片段435、440、445和450。由於對 通道405上的服務流A的允許由被服務流e分開的2個部分組成， 因而對服務流A的全部允許由3個片段組成，即通道405中的片 段455和460及通道410中片段465。從物理層開銷（overhead) 的角度來看’這些片段的每一個被看作是一個現有的DOCSIS允 許。每個片段在開始處需要有頭碼，在末尾處需要有保護時間 (guard time)。每個片段的物理層屬性由通道的物理參數和該片段 22 的IUC類型來指定。 2.2連續級連和分段 以上定義了通用帶寬分段結構，有效填充允許的帶寬片段的 機制將在下面描述。爲了描述本發明的有效填充允許的帶寬片段 的實施例，對比本發明的實施例和現有的方法有助於理解本發 明。例如，一種現有的填充允許的帶寬片段的方法是以下將要介 紹的現有DOCSIS級連和分段技術。 2.2.1現有的DOCSIS級連和分段 現有的DOCSIS系統中，CM決定是否在某個時間發送一個 資料包或一組資料包（即’級連）上行資料流程，並發送一個請 求’請求傳輸給定信息量所需的帶寬量。CMTS決定其如何允許 請求的帶寬以及是否以一個允許或整個時間段上的多個允許來分 配帶寬。如果CMTS決定以一個允許來允許該請求，CM不做任 何修改即傳輸該資訊。如果CMTS決定以分分佈在整個時間段上 的多個允許來允許該請求，則CM必須分割該資料包或資料包的 級連。現有的DOCSIS分段方法在每個片段内封包有片段頭和片 段迴圈冗餘碼（CRC)，對每個片段増加總數爲16位元組的開銷。 利用現有的DOCSIS封包技術獲得的片段與未分段的d〇csis傾 看起來相同，從而使CMTS硬體具有更相容的功能。 現有的DOCSIS系統要求請求和允許之間握手（handshaking) 23 以避免不必要的分段。如果CMTS發送的允許對於CM嘗試上行 發送資料包或資料包的級連來說太小的話，這種分段就會發生。 爲了使CM和CMTS在請求/允許過程中保持對齊，現有的DOCSIS 系統使用CM僅有一次突出的請求的慣例。所述一次突出請求規 則（one request outstanding rule)可避免某些請求/允許對齊的問 題。在一個示例中，一次突出請求規則可避免下面的情況：CM發 送2個請求’ 一個爲資料包A請求100個微時隙，另一個爲資料 包B請求75個微時隙’並且因爲兩者之間的競爭，CMTS只接收 到爲資料包B的請求。在另一個示例中，一次突出請求規則可避 免下面的情況：CMTS接收針對資料包A和B的請求，在兩個單 獨的DOCSIS MAP消息中允許該請求，並且第一 MAP消息因爲 噪音脈衝串的原因而丟失。一次突出請求規則可避免某些請求/允 許對齊問題，但不能解決所有的問題。 同樣的’總是會發生錯誤情況’導致CMTS和CM出現請求/ 允許不對齊的情況。一種錯誤情況是CMTS未準確地設置其每個 MAP内的確認時間，或者CMTS不恰當地忽略掉對請求已被考慮 但尚未允許的SID的未決定的允許。MAP中不準择的確認時間會 導致CM發送資料包請求時，因爲接收的確認時間不準確而認爲 明求被丟失，並重新請求資料包的情況。同時，CMTS允許最初 的睛求，並隨後允許來自CM的再次請求，認爲該再次請求是對 另負料包的新請求。這一事件順序導致對於CM來說該允許是 24 11334296 未被請求的允許。CM會嘗試對任何在其㈣中接下來出現的資料 包使用這個“未被請求的允許”，如有需要，分觀資料包。 依靠請求和允許的時間’上述祕將鋪請求/允許的不—致（由 多餘的允許而産生）直到所述SID的資訊流停止。 除了因爲分段開銷而導致的帶寬浪費之外，現有的分段級連 DOCSIS封包方法還因發送片段的規則而導致帶寬的低效率。只要 CM在傳輸片段，且MAP中沒有尚未決定的允許，不關其序列中 是否有其他資料包到達，CM發送帶寬請求，請求發送剩下的資料 包所需要的帶寬》CM不能爲新資料包請求額外的帶寬，直到CM 接收到足夠的允許以發送剩下的片段。此外，對於一個允許，最 後一個片段内的任何額外空間都不能用於其他資料包，CM必須 插入填充資訊（padding)以填滿浪費的空間。 圖5是現有的分段級連的DOCSIS封包方法的示意圖。圖5 t示出了資料包的原始級連505，CM爲該資料包發送帶寬請求， 圖中還示出了待傳輸的後續資料包的佇列510。CM接收到3個允 許515、520和525，並將原始級連505分割入3個傳輸允許中。 每個傳輸515、520和525包括對應的分段的片段頭535a、535b 和535c〇如圖5所示，片段級連的DOCSIS封包方法的缺點是CM 必須使用填充資訊（padding) 540填充該允許中浪費的帶寬，而 不是使用佇列510中下一個待傳輸的資料包來填充第三允許525。 正像在某些情況下現有的片段樣級連DOCSIS封包方法導致 25 f I的浪費一’現有的DOCSIS級連使用包含整個級連的長度資 訊的級連頭（concatenation header) ’因而效率也很低。因此在未 改變級連頭的情況下，不能隨後將資料包加入該級連中。如果到 達CM的允許足夠的大’以至於能包含該連接以及該級連開始後 到達的額外資料包，CM也不能將新的資料包加入該級連中。 例如，如圖5所示，原始級連505包括包含級連505的長度 資訊的級連頭530。因此’ CM必須使用填充資訊540來填充第三 允许525 ’而不疋使用來自仔列510的下一個待傳輸的資料包填充 允許525。有些情況中，改變級連結構特別有用，例如，當一個級 連被分割時’當PHY參數和微時隙大小間隔尺寸導致一個猝發串 t有太多未使用的位元組時，以及當CM接收到其認爲是未被請 求的允許時。 2.2.2本發明的連續級連和分段 根據本發明的一個或多個實施例，提供一種當請求和允許不 匹配時，實現更有效的帶見使用的新機制，具有較小的片段開銷 並允許在級連傳輸開始後改變該級連的長度。當允許的大小和資 料包邊界不一致時，這種機制能實現更有效的帶寬使用。一種這 樣的機制嵌入在連續級連和分段（CCF)的概念中。與現有的 DOCSIS封包方法不同的是，CCF採用資料流程類型的方法。資 料包在不使用級連頭的情況下插入到允許的帶寬中。 26 11334296 圖6是根據本發明一個實施例的CCF的示意圖。圖6中示出 了資料包的原始級連605，CM爲其發送了帶寬請求，還示出了隨 後待傳輸的資料包的件列610。與圖5中所示的方法不同的是， CM在未使用分段頭的情況下，將原始級連6〇5分割入3個允許 615、620和625中。在這種情況下，CM使用佇列61〇中隨後待 傳輸的資料包填充第三允許625，所以沒有帶寬浪費。 在圖5所示的現有DOCSIS方法中，因爲使用了包含級連5〇5 的長度資訊的級連頭530,帶寬被浪費。CM必須使用填充資訊54〇 填充第三允許525 ’不傳輸整個佇列510的資料包，而不是使用佇 列510中隨後待傳輸的資料包填充第三允許5乃。在圖6所示的 CCF方法中’因爲沒有使用級連頭，所以沒有帶寬浪費。cm可 使用佇列610中隨後待傳輸的資料包填充允許625，僅留下資料包 630待傳輸’而不是使用填充資訊（padding)。 在圖6所不中CCF實現中旦上行猝發脈衝因噪音而丟 失CMTS MAC >§便無法找出一組允許中資料包的邊界。在現有 的DOCSIS下行資料流程中，使用MpEG指標來指出MpEG幅中 D〇CSIS MAC頭的開始。在上行方向中，通過定義，脈衝mac 邊界總是與資料包、級連或片段頭的開始對齊。在圖6的CCF實 現的例子中，然而，如果允許620中的資料因爲嚼音而丢失，麗 層便無法找出允許625内的資料包的邊界。因此，CCF需要一個 附加的機制以區分DOCSIS幀邊界。 27 1334296 根據本發明的一個實施例，使用CCF填充允許的帶寬的一種 有效率的機制是使用片段頭來幫助重建資料。在一個實施例中， 片段頭包含有指向片段中第一 DOCSIS頭的指標。所述指標與現 有DOCSIS下行資料流程中用以識別資料包邊界的MPEG指標近 似。通過對每個片段使用固定的開銷，無論何時CMTS選擇分割 一個允許爲多個較小的允許，CMTS可很容易地計算出其必須允 許多少額外的帶寬。 圖7是根據本發明一個實施例利用片段頭的CCF技術的示意 圖。圖7中示出了資料包的原始級連705, CM爲其發送了帶寬請 求，還示出了隨後待傳輸的資料包的佇列710。在這種情況下， CM分別使用片段頭730a、730b和730c將資料包原始級連705分 割爲3個允許715、720和725以便傳輸。允許715内的片段頭730a 指向片段頭730a後的第一位元組。允許720内的片段頭730b指 向第三資料包737的DOCSIS頭736。允許725内的片段頭730c 指向第六資料包742的DOCSIS頭741 〇因此，如果任何片段丟失， CMTS仍可找到餘下的片段的資料包邊界。CMTS MAC使用允許 的大小來確定從每個允許中提取出多少個MAC位元組。只要CM 沒有待發資料，CM與其在現有D0CSIS系統中一樣填充該允許。 片段頭格式的例子在本說明書7.2節中詳細描述。在一個實施 例中，片#又頭含有可選的捎帶欄位（piggybackfield)，CM可使用 該欄位來請求額外的帶寬。使用可選的捎帶欄位的規則在本說明 28 丨1334296 書3·2·1節中詳細描述。 片段頭的使用佔用每個片段相對較小的開銷，實現允許帶寬 的最佳使用。如果沒有片段頭，CCF技術將不得不阻止資料包生 成片段邊界，潛在地浪費大量的上行帶寬，或者，不得不接受在 出現片段丟失的情況下因CMTS不能找出MAC _邊界而産生 的大大增加的誤碼率。 圖8—9是根據本發明一個或多個實施例的連續級連和信息量 分段的步驟的流程圖。圖1G—U是根據本發明—個或多個實施例 使用片段頭實現圖8—9所示的分段處理的附加步驟。 圖8是在CM内實現連續級連和信息量分段的步驟的流程圖 8〇〇。在步驟805中，CM請求帶寬以發送上行佇列中的資料包。 在步驟810中，CM接收多個來自CMTS的允許。所述允許將請 求帶寬的分配定義爲多個綁定的上行通道上的多個微時隙。 在步驟815中，CM將佇列中的資料包級連。在另一個實施例 中¥为配的帶寬超過請求的帶寬時，CM連續的級連仵列中的資 料包，這樣的話，已在佇列中的資料包與新到達的資料包級連， 直到該多通道允許被填滿。例如，圖7所示爲CM如何將原始級 連705中的資料包與來自佇列71〇的隨後待傳輸的資料包級連以 填充允許725。在另一個實施例中，當佇列爲空時，CM以固定位 兀組的形式（例如，對上行通道綁定的“PP”）填充該允許的帶寬。 在步驟820中，CM通過將級連的資料包分割爲多個片段來填 29 ! 1334296 充多個允許。每個片段的大小對應一個上行通道中相鄰微時隙的 子集。CM在未使用DOCSIS級連頭的情況下使用級連的資料包 填充該允許。在步驟825中，CM將上述片段發送至CMTS。 圖1〇是使用帶片段頭的分段方法實現圖8中步驟82〇的額外 步驟。在步驟1005中’ CM分割至少一個級連的資料包，從而使 被分割的資料分佈在多個片段中。在步驟1〇1〇中，CM在每個片 段中插入片段頭以幫助區分片段内的資料包邊界。例如，如圖7 所示’ CM分別將片段頭730a、730b和730c插入允許715、720 和725中以便傳輸。在另一個實施例中，月段頭中包括指向該片 段内第一 DOCSIS頭的地址的指標。例如’如圖7所示，片段頭 730b指向片段720的第一 DOCSIS頭736。當該片段沒有第一 DOCSIS頭時（例如一個大資料包分成兩個以上的片段時位於中間 的片段），片段頭中的指標有效位被清除。在另一個實施例中，片 段頭包括有固定量的開銷。 圖9是在CMTS内實現連續級連和信息量分段的步驟的流程 圖900。在步驟905中，CMTS從CM接收用於傳輸上行佇列中的 資料包的帶寬請求。在步驟910中，CMTS發出多個允許，將請 求的帶寬分配爲多個綁定的上行通道上的多個微時隙。在步驟915 中，CMTS從CM接收多個片段。所述片段包括佇列中資料包的 級連，並且母個片段的大小對應于一個上行通道内的相鄰微時隙 的子集。在步驟920中，CMTS從接收的片段中重建資料包佇列。 30 ! 1334296 圖11是使用帶片段頭的分段方法實現圖9中步驟915和920 的附加步驟。在步驟1105中，CMTS接收多個片段，該多個片段 包括有至少一個被分成多個片段的資料包。在步驟1110中，CMTS 基於插入每個片段的片段頭中的資訊重建資料包佇列。在一個實 施例中，CMTS基於每個片段頭内指向對應片段中第一 DOCSIS 頭的指標重建資料包仵列。 2.2.3不帶片段頭的分段 某些服務流具有唯一的屬性，所述屬性使得CMTS在CM未 發送請求的情況下便已知傳輸的大小。在這種情況下，根據本發 明的一個實施例’ CCF中片段頭的使用可使用現有的DOCSIS請 求/傳輸策略基於服務流來啟動和禁用。請求/傳輸策略的值將規定 對於一個特定服務流，片段頭是否啟動或禁用。對於片段頭被禁 用的服務流’ CM仍可使用CCF的級連部分，但禁止使用分段部 分。因此片段頭被禁用的服務流的所有片段僅包含完整的資料包 或多個完整的資料包。若一個片段丟失，CMTS MAC可知，丁一 片段的邊界與資料包的邊界一致，並可繼續處理接收的資料包。 在片段頭被禁用的情況下，CMTS不能對服務流分配一個以 上的上行通道的帶寬。這一約束的原因是整個通道上的資料包順 序在沒有片段頭的情況下不能得到保障。 當規定對服務流進行片段頭禁用操作時，捎帶請求時應使用 31 1334296 現有的DOCSIS基線保密介面擴展頭（BPi EHDR)或現有的 DOCSIS請求擴展頭（EHDR)。EHDR攔位提供對MAc幀格式的 擴展，用於現有的DOCSIS系統以實現資料連結安全以及幢分割， 但還可進行擴展以支援附加功能，例如當服務流被規定進行片段 頭禁用操作時的捎帶請求。片段頭啟動時，不需要EHDR内的請 求攔位，這時因爲片段頭格式允許進行捎帶請求。 耑要✓主忍的疋，片段頭禁用操作用於UGS資料流程以及其他 類型的CMTS已知服務該資料流程需要的帶寬量的資料流程。本 領欄位的普通技術人員可知，爲了處理允許的片段比請求量小的 情況，還可以定義片段頭禁用操作的其他用途（例如最佳效果）， 以增強請求/傳輸策略和CM操作規則。 片#又頭啟動/禁用操作以每個資料流程爲基礎來規定。UGS服 務可既適用於片段頭啟動操作又適用於片段頭禁用操作。 執行片段頭禁用操作的一個理由是最小化UGS流的開銷。對 於小的>料包來說，即使是增加2位元組，相對於發送的資料量 來說也是报大的開銷^通過對UGS資料流程提供片段頭禁用操 作，本發明的一個實施例可將這些小資料包的開銷最小化。 3·請求帶寬 爲了描述本發明使用綁定的上行通道請求帶寬的實施例，本 申請中將所述實施例與現有的方法進行對比以幫助理解。例如， 32 現有的DOCSIS請求/允許機制允許CM針對CM支援的每個上行 流SID請求單個資料包或多個資料包的級連。一旦CM針對給定 的SID發送帶寬請求後’ CM必須等到它接收到來自CMTS的分 配帶寬的允許（或多個允許）後，才能針對同—sn)請求額外的 帶寬。這些約束（即一次僅有一個請求突出和一個資料包或級連） 在大多數情況下可以防止CM和CMTS的請求/允許出現不一致。 在上行吞吐量爲大約100Mbps時，需要修改現有的D〇CSIS請求/ 允許機制以允許CM在給定的時幀内請求更大量的帶寬。 對上行通道綁定的系統的一種這樣的修改是給定與特定 相關的QoS參數的情況下，允許CM對所有準備好發送的資料包 *月求帶見。除了對某些服務流的限制比對傳統資訊流的限制高之 外’所述方法與現有的建立最大可允許級連的D〇CSIS方法類似。 因爲，通常情況下，CM會請求更多的帶寬，CM想要在一個請求 内請求更多的帶寬。 現有DOCSIS系統使用負祷請求（burdened requesting)方法 來允許CM爲已準備發送的資料包請求帶寬。使用負荷請求， 以負荷微時隙的形式請求帶寬。負荷請求包括有對傳輸資料包 所需要的PHY開銷的估算。在現有D〇CSIS系統中，ρΗγ“負荷，， 的計算由CM在其發送請求前執行。負荷請求可以簡化CMTS處 的計算’因而CMTS可不需要做任何額外的計算就可以很容易的 允許睛求的帶寬。然而，由於CM能夠同時在具有不同ρΗγ參數 33 11334296 ί 的多個上行通道上進行傳輸，以及CMTS能夠在多個上行通道上 對給定的CM允許帶寬，負荷請求導致<：]^1^的工作量增加。如 果負荷請求用於綁定的上行通道系統中，爲了估算原始的有效载

荷大小’ CMTS必須執行反向計算以減少pHY開銷。然後，CMTS 必須將有效載荷分割在多個上行通道上並計算與每個部分允許相 關的PHY開銷。 在本發明的一個實施例中，綁定的上行通道系統使用卸载請 •求（unburdened requesting)方法允許CM爲已準備發送的資料包 請求帶寬。使用卸載請求方法，CM以“卸載”位元組的形式請求帶 寬，因爲CM不知道CMTS會選擇哪個通道以允許請求的帶寬。 在一個實施例中，請求欄位被擴展以包括2位元組的長度欄 位以及4位元組的間隔（granularity)，以允許CM在單個請求内 可請求最高256千位元組。如果CM需要在給定的時間爲特殊的 服務流請求大於256千位元組’CM必須等到第一請求被確認後才 ♦能請求額外的帶寬。256千位元組的最大請求大小可實現長達 20ms的MAP周期，假如這樣的話，可允許單個服務流發送最高 100Mbps的資料傳輸率。在一個實施例中，請求大小的間隔可通 過綁定上行通道描述符（B-UCD)消息進行編程，並可編程爲除 4位元組之外的其他值以獲得256千位元組的最大請求大小。 3.1請求機制 如上所述，一種實現更大上行帶寬請求的機制是允許CM請 34 1334296 求其當前基於已準備上行發送的倾包所需要的所有上行帶寬。 所述請求機制允許CM基於佇列長度發送帶寬請求至cmts，該 行列長隊包括所有的上行資料包以及資料包的已知Mac頭。根據 本發明的-個實_，基於例長度輯求必顆上述ccf技術 結合使用，因爲CMTS不知道單個資料包的邊界，且在沒有找出 資料包邊界的叙下，純允許請求。料對制長度發送請求 時，CM考慮所有想要傳輸的資料包及所需要的帶寬量，包括所有 已知的MAC層開銷。在一個實施例中，圖3所示的步驟31〇可通 過基於剌長度的請絲實現，這樣的話，CM基於資料包的上行 仔列的長絲魏帶寬請求至CMTS。在另—個實施射，圖3 所示步驟310可通過基於符列長度的請求來實現，因此，帶寬請 求包括與上行佇列中資料包相關的MAC層開銷所需的帶寬。 根據本發明的一個實施例，當針對佇列長度發送請求時，CM 請求的帶寬不包括片段頭_的任何估算值，因爲CM不知道 CMTS會使用多少個片段來分割其允許帶寬。相反，當cmts發 送允許至CM時，CMTS將必要的附加帶寬加入以補償片段頭的 開銷。在一個實施例中，如圖8所示，當在處理流程8〇〇中使用 具有片段頭的分段方法時’ CM不爲片段頭開銷請求帶寬。在這種 情況下’在步驟805中，CM請求卸載帶寬量（unburdenedam〇unt of bandwidth)以傳輸上行佇列的資料包；在步驟81〇中，^^接 收來自CMTS的多個允許’該允許巾包括細加的帶寬量以爲每 35 1334296 個片段頭的固定開銷提供帶寬。同樣地，在另一個實施例中，如 圖9所示’在處理流程9〇〇中使用具有片段頭的分段方法時，cmts 補償片段頭的開銷。在這種情況下，在步驟91〇中，CMTs發出 多個包括冑附加帶寬的允許’以爲每個片段頭的固定開銷提供帶 寬。 根據本發明的一個實施例，CM爲任何CM可用的上行通道 上的給舰顧發送帶寬請求。在—個實酬巾，如圖3的步驟 305中，CM在可用的上行通道上發送帶寬請求至CMTS。cmts 可選則對其接收該請求所使用的上行通道允許帶寬，或對任何其 他與CM侧的上行通道’或對任何與CM侧的上行通道的組 合允許帶寬》 爲了爲上行通道上的SID分配提供最大的靈活性，根據本發 明一個實施例的系統識別一組由上行通道綁定組中的每個上行通 道的一個SID組成的SID組，並且從請求/允許的角度來看，這些 DIS視爲相同。這樣一組SID在本申請中稱爲“。 SID_Cluster的一個例子如表1描述。 SID一Cluster US #1 SID US #2 SID US #3 SID US #4 STD Cluster_0 58 479 85 1001 表 1 : SID_Cluster 示例 SIELCluster由CMTS分配給CM上的特定服務流。在上述分 配後，只要CM使用所述服務流做出請求，就必須使用適用 36 1334296 於其用於發送請求的上行通道的由SID_Cluster指定的SID。例 如’參照表1所示的SID_Cluster示例，當在上行通道2 (US#2) 上發送帶寬請求時’與SID_ClusterO相關聯的CM將使用SID 479。同樣地’無論CMTS何時允許與特定SID_auster相關聯的 一個CM的請求’都必須使用由適用于選擇的上行通道的 SID一Cluster指定的SID來允許該請求例如，仍然參照表1中的 示例’如果CMTS選擇使用上行通道3 (US #3)允許來自仙479 的請求，CMTS將爲上行通道3 (us #3)在MAp内設置對SID 85 的允許。 根據本發明的一個實施例，CMTS使用針對每個通道的單個 MAP來發送所有通道上的允許。如果CMTS決定不允許所有的請 求帶寬’可以在MAP資訊中發送傳統的D〇CSIS允許未決（grant pending)(其爲零長度的允許，表示一個請求已經被接收並處於未 決狀態），直到接收的所有針對該SID_cluster的請求被填滿。或 者’ CMTS可選财魏鱗核，並讓CM再錢求所需的帶 寬的餘下部分。 根據本發明的-個實施例，當CM做出帶寬請求時，其必須 存儲所請求通道（即，CM發送請求的上行通道）上的微時隙計數 值’以及發送請树通道綁定組中的其他通道上的下—個最接近 的微時隙計錄。隨後，CM雜對綁定組晴有通道上的請求 SID_au咖軌許。如果峡财财猶的MAp⑽確=時 37 11334296 f 間超過了明求的知間，並且在任何一個上述MAP中均沒有針對請 求SID_Cl_r的允許未決，貝，J CM f要再次請求該原始請求中的 任何未允制部分。當CM做出祕次時，其包含有用於待 發送的信資料包的新請求帶寬。 對於給定的SID_Cluster ’ CM被允許有多個突出的請求 (mitStandingreqUests)，i且當服觀被提辦，可觸服務流提 供不止1個的SID一Cluster。一旦CM爲服務流發送帶寬請求，用 於該服務流的請求/傳輸策略控制CM在接收到允許或允許未決形 式的確認前，是否可以針對該服務流做出另一個請求。如果請求/ 傳輸策略禁止做衫個突出的競爭，則CM不能不能請求額 外的競爭帶寬，直到其接收到表示CMTS已經接到到帶寬請求的 確認。該確認可採用允許或允許未決的形式。一旦CM接收到確 認後’便可請求額外的帶寬，儘f CMTS尚未填滿之前的請求。 前述内容在接下來的例子中給出說明，該示例中CM在其初始請 求中請求16千位元組。作爲回應，CMTS決定以2組8千位元組 的允許形式來允許CM的請求，其中每個允許加上了分段開銷， 並且該兩組允許在時間上分隔來並出現在不同的中。cm接 收到第-允許後’其請求已經被確認’現在CM可爲任何自cm 做出初始請求後到達的新的資料包做出請求。 如上面提到的，根據本發明的一個實施例，可將不止一個的 SID一Cluster分配給一個服務流。該服務流的請求策略參數決定何 38 1334296 時CM在SID_Cluster之間切換。在一個實施例中，需要cm和 CMTS支援每個服務流至少2個SID_Cluster。CMTS被要求始終 使用同一 SID一Cluster進行允許。當下述任何一種情況發生時，cm 需要停止在給定SID一Cluster上做出請求：（1 )達到每個 SID—Cluster突出請求的最大數量；（2)達到每個siD_Cluster突出 位元組的最大數量；（3)達到每個sro_auster請求的最大總位元 組數；或（4)達到SID_Cluster内的最大時間。 根據本發明的一個實施例，CM不能在一個時間内使用不止一 個的SID一Cluster爲給定的服務流請求帶寬。CM可在任何時間切 換至不同的SID一Cluster，但在上述4種情況下，需要停止對當前 SID_Cluster做出請求。一旦CM停止使用特定的SID_cluster，就 不肯b再使用該SID—Cluster來請求帶寬，直到針對該SID_cluster 的所有餘下的帶寬請求均被滿足。如果綁定組中所有通道上的確 認時間段超過了請求_，並且在#前MAp巾沒有出現允許未 決那麼，如果凊求仍未被填滿，則CM使用任何可用於請求的 SID_CluSter來再次請求該sid一Cluster上尚未允許的帶寬。 因爲CMTS可使用多組允許以允許來自單個請求的帶寬，可 能發生的航是CM和CMTS會0絲求丢失和MAp丟失而暫 時不致，其中該請求丟失因出現上行脈衝錯誤和衝突而産生， 該MAP丢失因下行錯誤而產生。根據本發明的-個實施例，CM 必須使用請求的碟認時間來在決定進行再次請求前確定cmts是 39 1334296

否已經接收到該請求。無論何時CM接收到針對上行綁定組中任 何通道上的MAP中的請求SID_Cluster的允許未決，CM都不能 對SID_Cluster再次請求帶寬。依據服務流的請求策略參數，CM 可以請求用於該服務流的上行傳輸的新帶寬。一旦CM接收綁定 組中所有通道上的MAP ’且該MAP不包括給定SID_Cluster的允 許未決時’依據請求策略參數，CM可使用捎帶機會或競爭機會請 求任何未傳輸的資料包的帶寬，其請求時間早於當前MAp内的球 涊時間。需要注意的是，請求時間遲於確認時間的請求仍可處於 傳送中或等待CMTS的處理。在確定是否需要再次請求前，CM 需要等待在綁定組中所有通道上的確認時間超過請求時間。這一 要求可實現CMTS通道調度器的獨立操作。

在丢失MAP過程中的操作中，假設CM在其初始請求中發送 16千位元組請求。CMTS接收該請求並發送包含有對該cm的一 組允許的-組MAP (-個MAP資訊龍，上行通道）。一個 map因爲脈衝噪音被損壞，所以CM拋棄該MAp資訊。同時， CM接收針對其他上行通道的未損壞的MAp。根據正確接收 的map中的允許傳送資料包。因爲CM未收到針對其中一個通道 的MAP，該MAP包含有超過請求時間的確認時間，所以，⑽不 能夠在此確定是爾㈣請求均被允許。下—組庸到達，CM 注意到所有韻上㈣鱗間超過請求相，魅針對 SID Cluster 沒有女耸士、土 mi _ &有允林决。CM由此可知，CMTS沒有針對該 SID—Cluster的突出的請求。然而，CM仍有待發送的來自原始ι6 千位το組請求的資料。CM針對該16千位元組中的餘下部分以及 任何新的準備好爲該服務流上行發送的資料包發賴的帶寬請 求。 3.2 捎帶請求（piggybackrequesting) 捎帶請求涉及到用於請求額外帶寬的單播資料分配中帶寬的 使用。該請求的效果是在資料傳輸的頂部“捎帶，，。在本發明的一 個實施例中，CM何時可爲給定的服務流捎帶請求的規則基於CCF 中是否使用了片段頭。片段頭的使用以每個服務流爲基礎。使用 片段頭和禁用片段頭的捎帶請求的規則的示例在下面提供。 3.2.1使用片段頭的捎帶請求規則的示例 捎帶請求基於每個服務流執行，因此CM僅可捎帶爲其發送 資料的同一服務流請求的帶寬請求。 當針對上行綁定組内任一通道的MAP内出現針對請求 SID一Cluster的允許未決時，CM不能爲之前使用該SID_Cluster發 送請求的資料包請求帶寬。CM可捎帶之前未使用該siD_Cluster 發送請求的資料包的帶寬請求。 當CM爲上行綁定組内的每個通道接收針對請求的 SID一Cluster沒有出現允許未決的MAP時’若該綁定組内所有通 道的MAP内的請求時間早于確定時間時’ CM可再次請求之前已 月长的帶見CM也可在5玄請求中包含任何新到達的資料包的帶 寬。 圖12是根據本發明一個實施例在CM内使用片段頭的捎帶請 求的流程圖12GG。該處理流針假設CM之前已經針對給定的與 特定上打綁定組相關聯的SID_cluster發送了帶寬請求給CMTS。 流程圖1200開始於決定步驟1205。如果，在步驟1205中， 片段頭被啟動，那麼流程12〇〇進行至步驟121〇。在決定步驟121〇 中’如果從CMTS接收的MAP包括有對上行綁定組中一個通道 的允許未決，那麼，在步驟1215中，CM使用片段頭内的捎帶攔 位（Piggyback field )僅爲上行仔列中新到達的資料包請求額外的 帶寬。然而’如果從CMTS接收的針對上行綁定組中每個通道的 MAP中沒有允許未決，那麼，在步驟122〇中，若每個MAp内的 凊求時間早於確認時間，CM使用片段頭中的捎帶攔位再次請求之 别已請求的帶寬。在另一個實施例中，在步驟1220中，CM還使 用片段頭中的捎帶欄位爲上行佇列中任何新到達的資料包請求帶 寬。 3·2·2禁用片段頭的捎帶請求規則的示例 當用於某一服務流的片段頭被禁用時，CM可使用BI>I EHDR 或請求EHDR發送捎帶請求。當CM爲其希望發送捎帶請求的原 始資料發送請求時，CM必須使用BPIEHDR或請求EHDR。 42 1334296 备針對上行綁定組内任—通道的MAp内出現針對請求 SID一Cluster的允許未決時’ CM不能爲之前使用該灿㈤沉發 送請求峨帶寬。CM謂帶之細_ sro_ci_ 發送請求的資料包的帶寬請求。 s CM胃上行綁定組内的每個通道接收針對請求的 SID一Cluster沒有出現允許未決的MAp時，若該鄉定組内所有通 道的MAP _請求_行較_時，cm可再謂求之前已 月求的帶寬CM也可在該凊求中包含任何新到達的資料包的帶 寬。 、 再參照圖12，流程1200所示爲當片段頭被禁用時cm内梢帶 請求的步驟。該處理流程中假設CM之前已經針對給定的與特定 上行綁定組相關聯的SID一Cluster發送了帶寬請求給CMTS。 處理開始於決定步驟1205。在步驟12〇5中，如果片段頭未被 啟動，流程1200進行至決定步驟1225。根據決定步驟1225，如 鲁果從CMTS接收的MAP巾包括有對上行綁定組内的一個通道的 允許未決，那麼，在步驟1230中，CM使用BPIEHDR或請求EHDR 僅爲上行^丁列中新到達的資料包請求帶寬。然而，如果從Cmts 接收的對上行綁定組内每個通道的MAP中沒有允許未決，那麼， 在步驟1235中，當每個MAP中請求時間早于確認時間時，CM 使用BPI EHDR或請求EHDR再次請求之前已請求的帶寬。在另 一個實施例中，在步驟1235中，CM還使用BPI EHDR或請求 43 EHDR爲任何新到達的資料包請求帶寬。 3.3 競爭請求（contentionrequesting) 根據本發明的一個實施例，在綁定上行通道系統中可使用競 爭請求。綁定通道上的競爭請求與傳統DOCSIS未綁定通道上的 競爭請求近似。綁定組中每個上行通道分配有一組序列號中的一 個序列藏。CM對所有通道上的請求機會（reqUest 0pp〇rtunities ) 以時間順序計數。當兩個或多個上行通道上的請求機會的起始時 間對齊時，只要所有的機會相對於CM隨機選擇的補償值（back〇ff value)被計數’則由CM決定選取這些機會的順序，該補償值定 義了 CM在做決定之前，必須放過多少個請求機會。 根據本發明的一個實施例，CMTS必須將請求機會分配給在 給疋通道上發送請求所需的所個微時隙内，因爲對於CM來說， 在所有通道上對請求機會計數比在單個上行通道上計數要難。例 如，如果某一個通道上每個請求需要2個微時隙，那麼cmts必 湏將明求區分配爲多個的2個微時隙（例如，5個微時隙的請求區 在該通道从不綺的）。冑纽意、的是，在财DGcsis系統中， 不禁止CMTS分配大小不正確的請求區。 當重新計數請求崎改補償窗σ (baekQff wind_)時，cm 必須僅計數在齡區内發送輯求。因此，哺帶模式發送的請 求和因嗓音岭失的請求不影響CM發送競爭請求所·的補償 窗口。 圖13是根據本發明一個實施例使用綁定的上行通道進行競爭 請求的步驟的流程圖1300。在步驟1305中，CMTS在多個綁定上 行通道中的一個上行通道上分配多個請求機會’所述多個分配的 請求機會是多個在該通道上發送資料所需的多個微時隙。在步驟 1310中’ CMTS在綁定上行通道上的至少一個請求機會内從CM 接收帶寬請求。 3.3.1 對傳統競爭重試計數（iegacy contenti〇n retry accounting )的 影響 DOCSIS 2.0規範規定，如果CM重試競爭請求不成功達到16 次，CM應放棄其請求的資料包或級連，並開始對該服^_流的下一 個資料包或級連的請求處理。在本發明的一個實施例中，採用多 個突出請求和連續級連以及分段，則需要對重試閾值的不同定 義。對於根據本發明實施例工作的CM，“請求重試”參數被重新定 義爲“針對給定服務流的帶寬分配請求的連續競爭重試的數量”。 CSIS 2.0 規範的 Contention Resolution Overview”章節中包括下 面的要求：“該重試步驟繼續，直到達到最大重試數量（16)，這 時必須丟棄PDU”。在本發明的一個實施例中，該要求變爲“該重 試步驟繼續’直到達到臨近競爭重試的最大數量（16)，這時 放棄從上行傳輸制的首部開始賴麟後—次爲服務流發送資 料包的請求的那些資料包”。 45 丨1334296 4.允許帶寬（grantingbandwidth) 在本發明的一個實施例中，CMTS調度器（scheduler)基於綁 定組中的所有上行通道的可用帶寬對各個通道分配帶寬。任何單 個通道上的請求可分配有對應該請求服務流的綁定組内上行通道 的任何組合上的帶寬。以這種方式，CMTS可執行上行通道上的 即時負載平衡。同樣地’ CMTS可考慮每個上行通道上的物理層 參數和請求的位元組數，以確定所有通道上的最優分配方案。 在本發明的一個實施例中’ CMTS使用傳統的DOCSIS MAP 資訊發送允許給CM。因爲每個通道的上行參數互相之間不同， MAP的分配起始時間互相之間也不同。因爲分配起始時間和確認 時間有很大的不同，在本發明的一個實施例中，在確定是否需要 再次請求前，CM必須等待所有上行通道的確認時間超過請求時 在傳統的DOCSIS系統中，CMTS可忽略一個請求的一部分 或整個請求。忽略來自實現本發明的CM的請求可導致性能的降 低（相對于傳統的系統），因爲如果有多個突出請求，實現本發明 的CM可能需要更長的時間檢測丟失的請求。 在本發明的一個實施例中，CMTS需要能夠對上行綁定組中 任何通道允許帶寬，不管帶寬請求在哪個通道上接收。 5.基線保岔的影響（baseiine privacy impact) 46 傳統的DOCSIS基線保護介面（BPI)爲DOCSIS MAC層中 的一組擴展服務，用以對CMTS和CM之間的資訊流進行加密以 對RF網路中的用戶提供資料加密服務。爲了描述本發明綁定上行 通道上的資訊流加密的實施例’將本發明的實施例和現有技術進 行比較以幫助理解。 5.1現有的DOCSIS資訊流加密 現有的DOCSIS系統根據資訊流是否在DOCSIS MAC層中被 分各段’以兩種不同的方法處理資訊流加密。如下進行詳細描述 的圖14-16所示爲現有的DOCSIS資訊流加密技術。 對於需要加密的未分割單個MAC幀的傳輸，所述巾貞從 DOCSIS MAC頭後12位元組開始到資料包的CRC均被加密。所 述12位元組偏置使得接收的實體在解密之前在目的地址/源位址 (DA/SA)的組合（未使用有效負載頭壓縮的情況下）上進行滤 波。該12位元組的偏置還可以實現更強的密碼，因爲頻繁出現的 目的地址串和源地址串仍爲可視的，這樣便不會爲電腦黑客提供 解碼提示。 對於未分段的級連，級連中的每個MAC幀被視爲未分段的單 個MAC齡對待。未加密和加密巾貞的混和將出現在一個級連中。 只要MAC f理資訊（假設未加密）和加密資料包含在一個級連 中，上述混和現象就會出現。圖14是對未分割的單個資料包 和未分割的級連資料包職執行具有12位元組偏置的現有 47 1334296 DOCSIS #息里加岔的不意圖。如圖14所示，未分割的單個資料 包1401包括通過資料包的CRC的未加密DOCSIS MAC頭1410、 從該未加密DOCSIS MAC頭1410開始的12位元組偏置1405以 及跟在該12位元組偏置1405後面的已加密有效載荷1415。同樣 地’資料包級連1402的每個幀包括跟在從對應的未加密DOCSIS MAC頭1420、1430、1440、1450和1460開始的12位元組偏置 1405後面的已加密有效載荷部分1425、1435、1445、1455和1465。 對已分割的單個幀和已分割的級連的處理與其未分割的形式 不同。圖15所示爲對已分割的單個資料包15〇〇執行現有的 DOCSIS信息量加密的示意圖。原始資料包15〇〇被分割爲3個允 許1501、1502和1503。每個資料包片段15〇5、1510和1515封包 有對應的片段頭1520、1525和1530以及對應的片段CRC 1535、 1540和1545。如圖15所示，每個片段1505、151〇、1515從對應 片段頭的末尾至對應片段CRC均被加密。 因爲一個級連内的片段邊界很少與資料包邊界對齊，因此現 有的DOCSIS資訊流加密技術將資料包的級連視爲一個大的Mac 幀。因此，對於已分割的資料包級連，每個級連片段封包有片段 頭和片段CRC。隨後’對該片段從片段頭的末尾至片段CRC執行 加密。用於未分割的幀的12位元組偏置不能用於已分割的幀，因 爲這12位元組爲用戶資料而不是DA/SA對。 圖16是對已分割的資料包級連ι6〇〇執行現有的D〇CSIS信 48 I334296 息量加密的示意圖。資料包級連1600通過3個允許1601、1602 和1603被分割爲3個具有對應的片段頭1606、1611和1616的片 段1605、1610和1615。需要注意的是，片段1605、1610和1615 中所有資料包以同樣的方式加密（即，對每個片段從對應的片段 碩末端至對應的片段CRC執行加密）。 參照圖16’如果允許1601中的第一資料包1620應該被加密， 但第二資料包1625應該不被加密，但兩個資料包均將被加密。因 此，如果級連1600本該包含有BPI密鑰交換消息並被分割，該 BPI密鑰交換消息將在一個或多個片段16〇5和1610内被加密。如 果該密錄交換消息被加密，且使用的密鑰不正確，CMTS將不能 夠對包含有該新密鑰的消息進行解密。因爲這個原因，傳統的 DOCSIS資訊流加密技術禁止CM在級連内包含BI»I密錄交換消 息。 5.2對綁定上行通道的資訊流加密 對於綁定上行通道系統，CMTS決定如何分割上行通道上的 帶寬’且事先不知道CM會在給定片段中傳輸哪種類型的資料包。 因此，除非在用於綁定上行通道系統的現有D〇CSIS協定中加入 額外的機制，否則不能夠確保BPI密錄交換消息具有其自己的片 段。 與其在該協定巾加人其他制，還不如使用下面的方法來避 49 免綁定上行通道系統中BPI密較換消息的加密：⑴基於每個 片段執行BPI加密’或⑺：欠級服務流專用于實現上行通道鄉定 以發送BPI密錄交換消息的每個CM，或（3)在分段前基於每個 協疋育料早7L執行BP][加密。所述三種方法在下面進行詳細描述。 5·2·1 CM強制單個資料包傳輸 避免對綁定上行通道系統的BPI密鑰交換消息加密的一種機 制是以片段爲基礎進行加密，即總是強制BPI密鑰交換消息爲一 個片段内僅有的資料包。此方法要求所有需要BPI的段的片段 頭包括有BPI頭。此方法還要求CM具有智慧請求代理(卿⑽㈣ agent) ’且能夠停止Βρι密输交換消息周圍的請求引擎。 例如’考慮表2中所示的資料包順序。假設表2所示爲CM 的特定服務流中排隊等待上行傳輸的資料包財前列表。爲了防 第五個負料包内的Bpj密鑰交換消息與其他資料包包含在一個 片&中’CM首先騎列中頭4個資料包發出請求。-旦CM接 收到對該頭4個資料包的允許後，CM僅爲第五資料包發送請求。 隨後’ CM在爲第六和第七及側中的其他資料包發送帶寬請求 月’J ’再次等待以便該允許填滿第五資料包的傳輸。這種方法效率 較爲表2中所示的佇列中的7個資料包發送一個請求的效率更低。 50 U334296 佇列中資料包序號 資料包類型 1 用戶資料 2 用戶資料 3 SNMP回應 4 用戶資料（確認） 5 BPI密鑰交換消息 6 用戶資料（確認） 7 用戶資料 表2CM佇列中的資料包 5-2.2使用BPI禁用的專用服務流 另一個避免對綁定上行通道系統的BPI密鑰交換消息加密的 機制是對僅用於BPI密鑰交換消息以及用於其他不需要加密的消 息的每個執行上行通道綁定的的CM使用專門的次級服務流。在 鲁所述方法中，無論何時請求發送BPI密鑰消息的帶寬，CM都使 用BPI-OFF服務流。雖然所述方法避免對BPI密鑰交換消息加密 的問題’但其對每個CM均需要額外的服務流。增加額外的服務 流對於有線運營商來說不是想要的，因爲這樣會增加DOCSIS設 備的數量並需要使用DOCSIS機頂閘道（DSG)以進行機頂盒控 制。 5.2.2基於PDU而不是片段進行加密 51 1334296 在綁足上行通道系統中，與其基於每個片段加密或爲密 錄交換消息要求專用的服務流，還不如在分段前基於每個pmj (即，基於單個MAC幀）執行BPI加密。爲了使CMTS能夠處 理未綁定上行通道資訊流和綁定上行通道資訊流的混和，對各個 資料包執行的加密使用與上述現有的BPI和BPI pius加密技術相 同的規則和12位元組偏置。 圖17是根據本發明一個實施例在分段前基於每個pDU執行 BPI加密的示意圖。如圖17所示，原始資料包級連17〇〇和後續待 傳輸資料包的佇列1704使用現有的BPI加密技術進行加密。每個 被加密的資料包 1710、1715、1720、1725、1730、1735 和 1740 跟在從對應的DOCSIS頭開始的12位元組偏置1705後面。接著， 已加密的資料包被分割入允許1701、1702和1703中。 根據本發明的一個實施例，因爲現有的BPI EHDR内的捎帶 搁位太小以至不能夠在多個4位元組中發送卸載請求，需要對現 有的DOCSIS BPI EHDR進行修改’使其包括更長的捎帶棚位以用 於無片段頭的情泥’或使其不包括捎帶攔位已用於有片段頭的情 況。這些修改後的BPI EHDR類型在7·3·1節中進行詳細描述。 6.系統初始化 圖18Α和18Β是根據本發明一個實施例用於對綁定上行通道 系統中的CMTS初始化的CM内的步驟的流程圖18〇〇。在CM獲 得適當的下行通道後，在步驟1805中，CM尋找綁定上行通道描 52 述符（B-UCD)消息。在步驟腦中，如果cm^能在預定的時 _找到B-UCD消息’那麼，在步驟1815中，CM返回傳統的 未綁定上行通道操作。 如果CM在預定的時賴内找到B UCD消息，那麼，在步驟 獅中’ CM開始爲與B4JCD相關的上行通道存儲MAp消息。 在步驟1825中’ CM還開始存儲與b_ucd標識的綁定組中的每 個通道相關的上行通道描述符（UCD )消息。 在步羯1830中，CM開始對綁定組令的一個上行通道進行排 列。在步驟1835中，-旦CM接收到上行通道制完成的指示， CM在該通道上魏基於侧長度㈣寬請相實肋始化處理 的餘下部分。 在步驟1840中’在註冊過程中，CM通知CMTS其可以鄉定 多少個上行通道。在步驟1845中，在同一註冊過程中，cmts通 知CM其希望CM使用多少個上行通道。註冊消息屬性在7 4 3節 中進行詳細描述。 在完成註冊過程前（例如，在發送資訊給CMTS 之前），CM使用額外的發射器嘗試以並行方式排列由CMTs分配 的由上行綁定組指定的附加上行通道，如步驟185〇所示。這一分 配可通過DOCSIS REG-RSP消息來實現^此外，對這些附加通道 的排列技術可在REG-RSP消息中指定。在一個實施例中，如果 CM不能夠成功地對所有規定的上行通道排列，CM發送具有失敗 53 丨1334296 t 碼的 REG-ACK 給 CMTS。 在步驟1855中，CM最終確定是否成功的對所有指定的上行 通道進行侧。如果是’聰CM可對非制纽紐用每個指 定的上行通道，如步驟1865所示。如果否，那麽CM將執行部分 通道操作（如上所述），其中僅有指定的上行通道的一部分用於非 排列資訊流，如步驟I860所示。 在本發明的一個實施例中，CMTS必須繼續爲CM已經發送 排列完成指示的綁定組中每個上行通道提供單播排列機會給 CM。如果CM在預定的時幀内（例如，傳統的D〇CSIST4時幀） 未接收單播排列機會，或達到發送排列請求資料包（例如，傳統 的DOCSIS RNG-REQ消息）的閥值，那麽CM會從其未使用上行 通道列表中移除相關的上行通道，並繼續對剩餘的上行通道進行 操作’如下面的“部分通道操作，，一節所描述。 6.1部分通道操作 ® 如果在進入操作狀態後的任何時間，CM超過其位置排列的重 試閥值或在預定的時幀（例如，傳統的D〇CSIST4時幀）内未接 收對給定上行通道的單播排列機會，CM認爲自己不再對該特定上 行通道進行排列，並停止傳輸除了該上行通道上排列資料包之外 的任何資訊。CM必須回應該上行通道上單播排列機會，但直到接 收到該上行通道排列完成資訊之前，一定不能傳輸任何非排列資 料包。 54 1334296 最後，CMTS意識到CM不再在該上行通道上進行排列。 CMTS以如下的内容作出回應：⑴允許CM繼續在該鄉定組的 剩餘通道上進行操作，並僅在CM排列的剩餘通道上分配允許;（2 ) 命令CM通過DCC移至不包含該問題通道的一個不同的鄉定組； (3)如果問題廣泛存在，CMTS可選擇通過改變B ucd從綁定 組中移除問題通道；或者⑷CMTS可指* CM通過適當的資2 .重啓。 7·詳細的MAC改變 如上所述，在-個實施射，本發_上行通道綁定技術實 現爲傳統# DOCSIS介面規範的擴展。因此，如下介紹幾個新的 和修改的MAC格式以擴展傳統D0CSIS介面規範以支援上行通道 綁定。 7·1請求資訊 在本發明的-個實施例中，爲了使CMTS能夠區別傳統的基 於負荷微咖的IX)CSIS帶寬請姊基於卸餘元_綁定上行 通道的帶寬請求’定義-個新的請求頭。騎的請求頭被傳統的 DOCSIS系統忽略。例如，表3所示爲綁定上行通道系統中_後 包括有新的基於仔列長度請求幀類型的傳統D〇csis 2 〇 PC一PARM 搁位。 55 1334296 fc_parm ------— 頭/幀類型 00000 時序頭 00001 MAC管理頭 00010 傳統請求幀 00011 片段頭 00100 基於仵列長度的請求幀 11100 級連頭 表 3 MAC-特定頭（MAC-Specific Headers )和幀類型

圖19所示爲基於仵列長度的請求幀格式19〇〇的示意圖。除 了 MAC_PARM欄位爲2位元組而不是丨位元組之外，所述格式 與傳統DOCSIS請求幀格式近似。如圖19所示，彳宁列長度爲基礎 的請求巾貞1900包括4個攔位：幀控制(fC)攔位19〇5、MAC_pARM 欄位1910、SID攔位1915和頭校驗序列（HCS)攔位1920。FC 欄位1905包括3個攔位：FC類型攔位1925、FC PARM攔位1930 和EHDR_ON欄位1935。所述佇列長度爲基礎的請求幀19〇〇的 攔位如下表4進行詳細描述。 攔位 使用情況 大小 FC FC_TYPE=11 ; MAC-Specific 頭 FC一PARM[4:0]=〇〇l〇〇 ;僅 MAC 請求頭 無數據PDU跟隨 ΕΗϋϋ_ΟΝ=0 ;無 ENDR 被允許 1位元組 56 11334296 MAC—PARM REQ2 ’請求的位元組總數單位爲N位元組， 其中N在綁定上行通道描述符消息中指定 2位元組 SID 服務ID 2位元組 EHDR 未允許的擴展MAC頭 0位元組 HCS MAC頭校驗序列 2位元組 佇列長度爲基礎的請求MAC頭的長度 7位元組 表4佇列長度爲基礎的請求幀格式 7·2片段頭格式 如上所述，爲了對綁定上行通道執行分割，在每個片段内插 入片段頭。圖20是根據本發明一個實施例的片段頭格式2〇〇〇的 示意圖。片段頭長度爲8位元組。如圖20所示，片段頭2000包 括7個攔位：指標攔位有效（ppy)欄位2〇〇5、預留（R)欄位 2010、指標攔位 2015、序列號 2020、SID_Cluster ( SC )欄位 2025、 #請求欄位2030和MAC頭校驗序列（HCS)欄位2035。片段頭2000 的欄位在下面的表5中進行詳細描述。 欄位 使用情況 大小 PFV 指標欄位有效。設爲1表示指標欄位有效， 設爲0表示指標攔位内沒有有效的指標。 1位 R 預留的，由CM設爲0 1位 57 i1334296

I 指標 攔位 當PFV位疋1，這個搁位的值是經過片段頭末尾的 位元組的數量，接收器在尋找DOCSIS MAC頭時 必須跳過該位元組。因此，指標欄位的值爲0及PFV 設爲1表示DOCSIS MAC頭在片段頭後開始。 14位 序列號 # 基於特定的服務流的每個片段，序列號增加1^ 13位 SC 片段頭的下一個攔位中的與請求相關的 SID_Cluster。有效的 SID_Cluster 範圍是 0 到 M-1， 其中Μ是分配到該服務流的siD_Cluster的數量。 3位 請求 以N位元組爲單位的請求的位元組的總數，其中n — -, 2位元 在綁定上行通道描述符消息中指定。 組 HCS MAC頭校驗序列。與所有MAC頭上使用的HCS 2位元 相似，在片段頭的所有其他攔位上計算得出。 組 表5片段頭攔位 7·3擴展的頭格式 根據本發明的一個或多個實施例’幾個新的DOCSIS EUDR 類型和長度可加入現有的D0CSIS規範中以適用于上行通道綁 定’如下表6所示。新的EHDR類型包括:EHJTYPE =： 1且EH LEN =4 和 EH_TYPE=7 且 EH_LEN=3 和 5。 58 1334296 ΕΝ TYPE EN LEN EH VALUE 0 0 空配置設定，可用於填充擴展頭。EN_LEN必 須 爲0，但配置設置可重復。 1 3 微時隙中的請求。請求（1位元組）；SID (2 位元組） 「CM—CMTS1 1 4 Nx位元組的佇列長度爲基礎的請求；N在 B-UCD中指定；請求（2位元組）；SID (2位 元組）[CM—CMTS] 2 2 請求的確認；SID (2位元組）[CM—CMTS] 3 (BP_UP) 4 上行秘密EH分量[DOCSIS] 5 具有片段EH分量的上行秘密[DOCSIS] 4 (BP DOWN) 4 下行秘密EH分量[DOCSIS] 5 1 服務流EH分量；有效載荷頭壓縮頭下行資料 流程 6 1 服務流EH分量；有效載荷頭壓縮頭上行資料 流程 6 2 服務流EH分量；有效載荷頭壓縮頭下行資料 流程（1位元組），未請求的允許同步頭（1位 元組） 7 (BP_UP2) 3 沒有捎帶請求的上行秘密EH分量 59 1334296 7 (BP_UP2) 5 具有捎帶基於佇列長度的請求的上行秘密eh 分量，Nx位元組，其中N在B_UCD中指定 8-9 預留的 ~ 10-14 預留的[CM<—一>CM] 15 XX 擴展的 EH 分量；εΗΧ ΤΥΡεΥΓΪ^^Τ EHX_LEN (1 位元組），EH_VALUE (長度由 EHXJLEN 決定） • 表6擴展的頭格式 本說明書中的表6和隨後的某些表格涉及到B-UCD消息中指 定的位元組請求乘法器（記作“N”）。然而，需要注意的是，在本 發明的一個可選實施例中，位元組請求乘法器事實上編碼爲有線 數據機註冊過程中中繼的服務流參數。

7.3.1長度爲4的請求EHDR 當上行通道綁定對CM有效’且片段頭對給定服務流無效時， ® CM在沒有基線保密頭的情況下，有機會在資料包上捎帶請求。爲 了處理這種情況’長度爲4的第二種類型的請求EHDR可用于本 發明的實施例中，如下表7所示。 EH分量欄位 使用情況 大小 EHTYPE EH_TYPE=i 4位 EHJLEN 片段頭禁用操作的EH_LEN=4 4位 1334296

EH一VALUE 4位元組 請求多個N位元組（2位元組）、sid (2 位元組），N在B-UCD中指定 ~~ - _ 表7長度爲4的請求ehdr 7.3.2 BP_UP2 在本發明的-個實施例中，上行通道鄉定和基線保密（⑽㈤ Privacy)有_航下可 BP—up2EHDR。當上行通道鄉定對 CM有效’且片段頭對給定SID有效，任何對該奶的梢帶請求 將使用該片段頭巾的捎帶機會。耻，對於該弧，bpiehdr 中不需要使用捎帶欄位。CM將對片段頭可用的仙使用長度爲3 的BPI—UP2 EHDR。長度爲3的BPI一UP2 EHDR的搁位如表8所 示。 EH分量攔位 使用情況 大小 EH_TYPE EH_TYPE=7，用於綁定通道 4位 eh_len ---------— EH—LEN=3，用於片段頭可用操作 4位 EH 一VALUE 密鑰序列（4位）、版本（4位）、啟動 3位元 (1位）、觸發（1位）、SID ( U位） 組 表8長度爲3的BP_UP2EHDR (片段頭可用） 當通道綁定對CM有效，且片段頭對給定服務流不可用的情 況下，BPIEHDR可實現捎帶請求機會。CM將對片段頭不可用的

SID使用長度爲5的BPI_UP2 EHDR。長度爲5的BPI_UP2 EHDR 61 1334296 的欄位如表9所示。 EH分量棚位 使用情況 大小 EH_TYPE EH—ΤΥΡΕ=7，用於鄉定通道 4位 EH_LEN EH-LEN=5，用於片段頭不可用操作 4位 EH_VALUE 密鑰序列（4位）、版本（4位）、啟動（1位）、 5位元 觸發（1位）、SID (14位元），請求（2位元組） 組 表9長度爲5的BP_UP2EHDR (片段頭禁用） 7.4 MAC管理消息改變 根據本發明的一個或多個實施例，多個MAC管理消息屬性被 修改，並且創建了多個新的MAC管理消息以支援綁定的上行通 道。這些已修改的MAC管理消息和新的MAC管理消息如下表1〇 所示。 改變 類型值 版本 消息名稱 消息描述 已修改 6 1 REG-REQ 註冊請求 已修改 7 1 REG-RSP 註冊回應 已修改 14 2 REG-ACK 註冊確認 已修改 32 2 --------- DCC-REQ 動態通道改變請求 新的 34 4 ____________ B-UCD 綁定上行通道描述符 62 1334296 新的 新的 36 4 B-RNG-Abort 綁定通道排列中斷 37 4

B-RNG-Abort-ACK 綁定通道排列中斷確 認 车 -- 表10新的和已修改的mac管理消息 7.4.1綁疋上行通道描述符（B-UCD)

根據本發’―個實關，綁定上行ϋ道描賴（B_UCD) U MTS在周期時間間隔内傳輸以定義鄉定上行通道組的特 性。需要爲每個綁定上行通道組發送單獨的__個Β υα)消息。 B-UCD格式㈣1讀倾DQCSIS單通道上行通道描述符 (UCD)消息格歧似’因此可使肖__触絲濾波通道 Π)和改變植值。CMTS還必賴每組、蚊上行通道巾的每個通 道發送UCD消息。 圖21是根據本發明一個實施例的上行通道描述符（b_ucd) 消息格式2100的示意圖。B_UCD消息格式21〇〇包括MAc管理 消息頭2101、所有綁定上行通道的類型長度值（TLV)元組編碼 資訊（tuple encoded information) 2102和如下的參數：綁定上行通 道識別字2105、配置改變計數值211〇、請求間隔參數2115和下 行通道識別字2120。這四個參數2105、2110、2115和2120定義 如下： 綁定上行通道ID :此消息涉及的上行綁定通道的識別字。此 識別字由CMTS任意地選擇，且僅在MAC子層攔位中唯一。注 63 1334296 意：上行通道Κ)=0預留給表示電話返還[D0CSIS6]。 配置改變计數值.只要此通道描述符改變，由Cmts增加1 (以攔位大小爲模）。如果此計數在隨後的UCD内保持不變，cm 可快速地決定通道操作參數沒有改變，並可忽略剩下的消息。 請求間隔：此欄位以位元組的形式指定第二類請求的間隔 N。法定值爲N=l，2,4,8和16。 下行通道ID :此消息被傳輸的下行通道的識別字。此識別字 鲁由CMTS任意選擇，並且僅在MAC子層攔位中唯一。 所有其他的參數被編碼爲TLV元組2102。使用的類型值如下 表11。 名稱 類型 長度 值 (1位元組） (1位元組） (可變長度） 綁定組大小 1 1 綁定組中的通道數量^至河） 子通道 2 1 綁定組中通道ID。此TLV對綁定 組中的每個上行通道重復。 表11綁定通道TLV參數 CMTS可使用B-UCD消息改變綁定組中通道的數量。例如， CMTS可使用B-UCD消息增加或減少綁定組中通道的數量，並且 CMTS也可使用B-UCD消息以2個步驟的處理替代綁定组中的通 道。圖22是根據本發明一個實施例在CMTS中使用B-UCD消幸 ⑶4296

改變綁社行通道_的通道設置的步驟麟雜2細。在步驟 2205中’ CMTS在觸_額魏絲峽轉㈣B_ucD 消息。 7Λ1.1從上行通道綁定組中移除通道 在步驟2210中，如果CMTS決定改變綁定組中通道的數量， 那麼流程2200進行至步驟2215。在步驟2215中，如果cmts決 定移除綁粒+㈣道，喊絲雇進行至步驟223()。在步驟 2230中，爲了從綁定組中移除上行通道，CMTS首先必須停止對 將要移除的目標上行通道停止映射任何時間 < 義的鄉定配置 (即，對請求區、排列區、資料允許等等的分配）。隨後，在步驟 2235中’ CMTS使用修改後的綁定組巾通道的數量和減少後的通 道列表更新抑〇)，同_配置改變計數細位w。因爲在MAp 資訊中沒有對應B-UCD改變計數值的改變計數值，當CM處理 B-UCD消息時，CM處會發生改變。因此，CMTS必須在傳輸新 的B-UCD前，停止發送允許給目標通道上綁定的CM。 7·4·1·2對上行鄉定組加入通道 在步驟2215中’如果CMTS決定對綁定組加入通道，那麼流 程2200進行至步驟2220。當CMTS想要對綁定組加入上行通道 時，CMTS更新B_UCD，如步驟222〇所示。可加入額外的上行通 道（基於註冊過程中指定的綁定通道的最大數量）的CM將嘗試 65 1334296 排列新的上行通道。所述排列可使用REG_RSP消息定義的排列技 術來實現。 7.4.1.3替換上行綁定組内的通道 在步驟2210中，如果CMTS決定不改變綁定組中通道的數 量’那麽流程2200進行至步驟2245。在步驟2245中，如果CMTS 決定替換綁定組中的通道，那麼流程2200進行至步驟2250。爲了 以另一個通道替代上行綁定組中的一個通道，CMTS首先必須停 止對將要移除的目標通道發送允許，如步驟2250所示。隨後， CMTS必須發送新的B—UCD，以新的通道代替通道列表中的舊通 道，如步驟2255所示。CMTS還必須更新B-UCD中的改變計數 值。因爲MAP資訊中沒有對應B_UCD改變計數值的改變計數值， 當CM處理B-UCD資訊時，CM處會發生改變。因此，CMTS在 傳輸新的B-UCD之前’必須停止發送允許至將要刪除的目標通道 上的綁定CM。當CM接收到帶有替換的B-UCD時，其必須放棄 在被替代的通道上傳輸的任何突出請求。可加入額外的上行通道 (基於註冊過程中指定的綁定通道的最大數量）的CM必須嘗試 在新的上行通道上排列。所述排列可使用REG一Rsp消息指定的排 列技術來實現。 7.4.2 MAP 消息 66 在本發明的一個實施例中，MAP消息未綁定地在下行通道中 發送。當本發明的一個實施例使用舊的（例如，傳統D〇csis) map結構時’還提供有確認時間的已修改的定義，以允許cmts 具有更好的靈活性。新的定義是：在此通道的MAP中處理和反映 的（通過允許或允許未決）CMTS初始化（微時隙）的最近時間。 7·4·3 fi·冊消息 根據本發明的一個或多個實施例，以下註冊參數被修改或加 入傳統的DOCSIS規範中以控制上行通道綁定的使用。

7·4.3.1上行通道綁定性能TLV 傳統DOCSIS數據機性能編碼的值欄位描述了特定CM的性 能，例如對特定特徵的與實現相關的限制或CM可支援的特徵的 數里。在本發明的一個實施例中，上行通道綁定性能TLV參數被 加入傳統的DOCSIS數據機性能編碼中，並且其值代表CM的上 行通道綁定支援。此類型是513，長度是丨位元組。所述值如下： 〇=不支援分段或上行通道綁定；1 =僅支援單個上行通道上的分 •k ’ 2—支援2個通道上的上行通道綁定；支援M個通道上（％ 的最大值爲255)的上行通道綁定。 7.4.3.2最大級連脈衝(MaximumC酿tenatedB⑽〇

TLV 最大級連脈衝TLV參數是現有|jpstream_speeige qgs參數編 67 ’·、的邛刀並疋義服務流允許的最大級連脈衝串（以位元組）。 在本發明的-個實施财，㈣級連的概念與上行通道绑定不 同’虽上㈣道綁定處於有效狀鱗，改參數被改變以定義CM 可在單個請求中請求的位元組的最大數量。

7.4.3.3最大請求位元組突出TLV 在本發明的-個實施例中，最大請求突出TLV參數被加入傳 統的DOCSIS系統的Upstream-Specific Qos參數編碼内以處理上 行通道綁定。此參數_ CM發出突出請树可請求的帶寬量。 所述類型爲23.25 ’且長度爲4。所述值是CM可能突出請求的位 兀組的最大數量。與上述修改的最大級連脈衝TLV參數相結合， 此參數可代替傳統DOCSIS系統中最大級連脈衝提供的功能。

7A3.4請求/傳輸策略TLV

Upstream-Specific Qos參數編碼内的請求/傳輸策略TLV參數 才曰疋了對給疋服務流的晴求/允许處理的特性。在本發明的一個實 施例中’此參數被修改以包括有額外的值，用以控制片段頭和突 出請求的使用。所述類型爲24.16 ’長度爲4。所述值爲9 =服矛务 流禁止使用片段頭’ 10=服務流禁止使用競爭區以發送多個突出 的帶寬請求。 68 1334296

7.4.3.5次級通道排列技術TLV 次級通道排列技術TLV參數指定了對次級上行通道初始排列 時CM使用的排列技術，其長度爲！，值爲〇=使用廣播初始排列 區；1 =使用單播初始排列區；2^使用廣播或單播初始排列區。 7.4.4配置文件改變 下面的内容描述根據本發明—個實施例的配置文件改變。 • 7.4.4.1突出請求的數量的限制 此參數允許運營商限制特定的服務流可具有的每個 SID一Cluster的突出請求的數量。例如，如果所述值是i，CM對每 個SID_Cluster —次僅可做出一個請求。在本發明的一個實施例 中，如果所述參數在CM初始的DSx請求或REG-REQ中被忽略， CMTS必須在對應的回應中指定一個數量。所述類型是24 (待確 定）’長度是1，以及值是突出請求（值爲〇代表限制未指定）的 •最大數量。 7.4.4.2上行绑定組替換值（overrjde) 當出現時，此參數提供上行綁定組的替換值。長度是1，值爲 上行綁定組的通道Π)。 7.4.5 DCC-REQ 消息 69 1334296 在本發明的一個實施例中，動態通道改變（DCC)消息的含 義被修改以用於上行通道綁定操作。在傳統的DOCSIS系統中， CMTS可傳輸DCC請求（DCC-REQ)消息以使CM改變其正在 發送資料的上行通道，以及其正在接收資料的下行通道，或者兩 者。 7·4·5·1綁定上行通道辽） 當出現時’綁定上行通道ID TLV指定CM執行動態通道改變 時必須使用的新的綁定上行通道。綁定上行通道仍TLV是當 前綁定上行通道ID的替換值。CMTS必須確保新通道的綁定上行 通道ID與舊通道的綁定上行通道仍不同。 如果上行綁定組被改變，綁定上行通道仍TLV必須包括在其 卜綁定上行通道ID TLV 將CM移至不同的上行綁定組，將 CM從綁々切通道移至未峡上行通道’以及將μ從未鄉定 上行通道移至綁定上行通道。 :、類型疋9 ’長度是丨。值是㈣5 ;綁定上行通道仍。值爲 〇表不CM證被移至沒有上行通道綁定的通道。當值爲〇時，上行 ^道1^LV祕如CM移至何處。需要_是，在CM證由 個，疋組中移出，但仍還有—個上行通道留在該綁&组的情況 新的上行通道m可與當前通道ID匹配。 7.5傳輪區排序 1334296 下面描述根據本發明一個實施例的傳輸區排列β 7·5.1 計數競爭區（counting contention regions) 在本發明的一個實施例中，CM必須根據下面的規則，以時間 順序推遲綁定通道組中所有的通道上的競爭請求機會： (1) 只要2個或多個上行通道的TDMA請求機會的起始時間相 同’ CM可在這些機會中選擇排序； (2) 儘管因爲綁定組中其他通道上的機會而不必連續，—個通 道上的TDMA競爭機會在時間順序上應該被推遲； (3 )隨後的S-CDMA幀中的S-CDMA競爭機會不應排在同一通 道上較早的S-CDMA幀的競爭機會之前。 7·6·2所有片段上的資訊流的排序 在本發明的一個實施例中’CM必須基於每個片段的起始時間 將資訊流放入片段中。服務流佇列首的資訊流必須放入首先傳輸 的片段中，以下情況例外： (1)只要2個或多個上行通道的TDMA請求機會的起始時間相 同’ CM可在這些機會中選擇排序； (2 ) —個通道上的TDMA傳輸機會應用於以時間爲順序的分段 中； (3) 後一 S-CDMA幀中S-CDMA競爭機會不應排在同一通道上 較早S-CDMA幀申的傳輸機會之前。 71 1334296 8.系統同步要求 本發明的-個實施例要求綁定組中的上行通道與—個下行通 道或彼此同步的夕個下行通道相關聯。例如，如圖丄所示，系統 100包括有主時鐘源、116以輔助實現該同步。 這-同步要求表示’CM^使用一個恢復時鐘生成在綁定上行 經内所有的通道上進行傳輸需要的時序^主時鐘源的相位可從— 個上行通道到另-個上行通道進行轉換，這一相位差在排列時需 •要考慮。 CM將在上行綁定組内的每個通道上進行排列，並且對每個通 道可能具有不同的排列偏置。 9.各種改變 下面描述根據本發明一個實施例傳統的D〇CSIS規範實現上 行通道綁定的各種改變。 鲁9.1動態UCD改變 對於傳統的DOCSIS“動態（cm-the-fly) ”的UCD改變，CM 和CMTS忽略影響請求/允許大小的突出請求。隨後CM切換至新 的通道參數並使用新的參數再次請求帶寬。動態Ucd改變的操作 可通過本發明以位元組爲基礎的請求、CCF和多通道調度特徵來 解釋。因爲CM以位元組發送請求，並不知道請求會在綁定組中 的哪個通道被允許，因此CM必須不能忽略任何對UCD改變的突 72 1334296 出明求。CMTS可放棄已經计劃的分配給改變的通道的請求，或

者修改分配給該通道的允許以匹配新的UCD參數。如果CMTS 放棄請求，CM最後將再次請求需要的帶寬。對於通道改變，包括 基於每個微時隙的改變或涉及SCDMA啟動的改變’針對已改變 上行通道的CM請求時間不再適用于新的上行通道參數。在這些 情況下’CM必須將用於該通道的所有突出請求而存儲的請求時間 替換爲CM使用該通道的新UCD改變計數接收的第一 MAp的分 •配起始時間。 9.2附錄B改變 附錄B將被修改’使得CM MAp處理時間的定義爲到達 的MAP的最後一位和該MAp有效之間的時間。 9.3對CM和CMTS排列的改變 根據本發明的一個實施例，用於CM_CMTS交互操作的 DOCSIS MAC要求被修改’要求CMTS爲上行綁定組内的所有通 道發达單齡賴會給CM。囉的，如果CM在其上行通道上 具有T4，則應阻止CM重啓。 10.用於綁定通道的其他機制的討論 用於綁社彳了通道域壯行猶巾更高帶寬“管道，，的其他 73 丄 W4296 ，制在下面的章節描述。如上所述，實現綁定社行通道的系統 提供增加的#醉和吞吐量，對比未實現綁定上行通道的系統， 好處疋增加了多路增益統計值和自動負載平衡。 10.1物理層（PHY)綁定 纟物理層綁&的—個綠是使用—個寬帶通道以提供更高的 最大吞吐里和更大的多路增益統計值。與之前描述的本發明的實 靶例不同的疋’此方法不允許未實現上行通道綁定的CM使用全 4的頻4 ’纽不允許未實現上行通道峽的CM和實現上行通 道綁定的CM有效地共用同一寬頻帶。 在物理層編碼級峽的第二财法是在多倾道上編碼。該 編碼包括向_錯、相_交錯和_ (seramWing)。與之前描 述的本發明的實施例不_是，對於通道綁定發生在物理層之上 的情況’此方法將通道綁定實現至ΡΗγ編碍相結合，因而其在不 鲁影響上行通道綁定實現的情況下改變編碼是很麻須的。 10·2 MAC層綁定的變化 根據之前描述的本發明的實施例，如果上行通道綁定發生在 傳輸的片段級上，該片段可在綁定通道組中的任何通道上傳輸， 而與如何《請求或在哪個通道上做出請求無關。在確定了該片 段在-個特定的通道上通過來自CMTS的允許傳輸後，該片段將 在恰當的時間使用該通道和爲該通道定義的脈衝串細節參數來發 74 1334296 送。 綁疋通道組中通道上的片段可爲一個完整的D〇CSIS幀、 DOCSIS幀的級連、DOCSIS幀的一個片段或D〇csis幀級連的一 個片段。DOCSIS t貞的級連可在任何位置處被分割，根據分割的類 型’該位置可以是巾貞邊界’也可以不是巾貞邊界。因此，根據本發 明之前描述的實施例，在MAC層片段邊界處的绑定爲

DOCSIS mac層提供了技的靈活性，啊轉了信麟縣構和物理層 的靈活性。MAC層的讀通道峽㈣觀化如下所述。 10.2.1請求同樣的通道參數 MAC層綁定的—觀化要求CMTs在所有綁定通道上同時 乂及在相同的時間段内允許CM傳輸機會。與之前描述的本發明 的實施例不同的是’此方法不夠靈活以在同樣的通道上適應不支 援供除各種服務的UGS齡之外的上行通道綁定的 CM。此方法 也同樣約束w通道有不同ΡΗγ參數（如資料傳輸率、調製順序和 微時隙大小等等）時的調度實現。 10.2.2 CM控制綁定 c層綁A的另—個變化允許CM做出多個關於綁定通道組 使用什麼it道g何對資料進行排序的“決定”。此方法允許Μ 決j在特定時間隨用哪個上行通道，財法將系_試和認證 變得更複雜k疋因爲CM的操作不確定。由於每個Μ的操作 75 ⑴4296 不同，這種不確定的操作使得欄位調試很難進行。 根據本發明的—個實施例，CMTS調度_綁定通道組中通 道上的所有傳輸機會進行調度，無論所述傳輸是相的、允許的 或是競爭機會。與CM控_上行献方法不_是，CM的操 作是確疋的並由CMTS的帶寬分g〔來狀。通過㈣^控制的上 行調度’ CMTS疋唯-知道每個上行通道上的負載的實體，並且 讀的話’ CMTS是唯-能解雜執行貞鮮衡和決定CM應 該在哪個通道或哪幾個通道上進行傳輸的實體。 10.3在高於MAC層的更高層上的綁定 MAC層上實現MAC層綁定和分段的一種可選方法是在jp層 分段。ip分段是分割資料以適合來自CMTS的允許量的一種可選 方法。然而，每個IP片段具有與原始！p資料包相同的格式。特別 的，每個片段中包括有20位元組的最小π>頭。因此，需要被分 割多次的長資料包會造成多次的！p開銷。除了每個允許内的 DOCSIS MAC頭的多次出現之外，如果每個片段的高層頭重復多 次’在高於MAC層的較高層上的上行通道分段的其他方案也會造 成額外的開銷。 根據本發明的一個實施例’在MAC層執行資料分段以適應來 自CMTS的允許量。此方法的分段開佩傳⑽分段方法和在高 於MAC層的層進行分段的方法的效率更高。 76 11.總結 以上Μ紹了本發明的各種實施例，應該理解的是，以上各種 實施例僅僅是對本發_補，枝對本發明的限制。本領 域的普通技術人員可知，可對本發魏行各種形式和細節的改變 而並不脫離本㈣制要核義的細。因此，本㈣的範圍並 不限於公_舰實施例，而由糊要求及其等效替縣定義。 【圖式簡單說明】 圖1是根縣伽-個實施例實現上行通道綁定的語音和資料通 ^管理系統的示意圖； 圖2是根據本發明一個實施例實現有線網路内的高吞吐量帶寬分 配和傳輸的流程圖； 圖3疋根據本發明一個實施例實現有線網路内的高吞吐量帶寬分 配和傳輸的流程圖； 圖4是根據本發明一個實施例具有不同微時隙大小的四個上行通 道的信息量分段的示意圖； 圖5疋根據現有的DOCSIS實現的片段級連（fragmented concatenation)的示意圖； 圖ό疋根據本發明一個實施例的連續級連（c〇ntinu〇us concatenation)和分段（fragmentati〇n)的示意圖； 圖7是根據本發明一個實施例利用片段頭的連續級連和分段的示 意圖； 77 圖8是根據本發明一個實施例的連續級連和信息量分段的步驟的 流程圖； 圖9是根據本發明一個實施例的連續級連和信息量分段的步驟的 流程圖； 圖10是根據本發明一個實施例實現圖8-9中使用片段頭進行分段 的處理過程的附加步驟的流程圖； 圖11是根據本發明一個實施例實現圖8-9中使用片段頭進行分段 的處理過程的附加步驟的流程圖； 圖12疋根據本發明一個實施例的捎帶請求（piggyback requesting ) 片段頭的步驟的流程圖； 圖13疋根據本發明一個實施例的競爭請求（contenti〇I1 reqUesting ) 綁定的上行通道的步驟的流程圖； 圖14是現有的用於未分段單數據包和未分段資料包級連的具有 12位元組偏置的DOCSIS信息量編碼技術的示意圖； 圖15是現有的用於分段單數據包的DOCSIS信息量編碼技術的示 意圖； 圖16是現有的用於分段資料包級連的DOCSIS信息量編碼技術的 示意圖； 圖17是根據本發明一個實施例在分段前對單個MAC幀執行的基 線保密介面（BPI)加密的示意圖； 圖18A是根據本發明一個實施例的支援上行通道綁定的有線數據 78 1334296 機（CM)的初始化步驟的流程圖； 圖18B是根據本發明一個實施例的支援上行通道綁定的cM的初 始化步驟的流程圖； 圖19是根據本發明一個實施例的基於佇列長度的請求幀格式的禾 意圖； 圖20是根據本發明一個實施例的片段頭格式的示意圖； 圖21是根據本發明一個實施例的綁定上行通道描述符（B_ucD) 消息格式的示意圖； 圖22是根據本發明一個或多個實施例在CMTS中使用B_UCD消 息改變上行通道綁定組内的通道設置的步驟的流程圖。 乂上附圖中’近似的標號數位表示相同的、功能近似的和/或結構 近似的部件。部件第一次出現的附圖由對應標號數位中最左邊的 數位表示。 【主要元件符號說明】 語音和資料通信管理系統100 遠端通信節點102 郎間s又備（Jntemodalinfrastructure) 105 管理通信節點106 上行物理層解調器（US PHY) 108 下行物理層調製器（DS PHY) 110 媒體訪問控制器（MAC) 112 記憶體 ι14 主時鐘源 116 資料匯流排 118 軟體應用程式 120 分類器/路由器124 79 1334296

帶寬（BW)分配控制器 128 主幹網路 140 上行通道 405、410、415 、420 片段 425 、430 片段 435、440、445 、450 片段 455 、460 片段 465 資料包的原始級達 ,505 待傳輸的後續資料包的佇列 510 允許 515、520 、525 長度資訊的級連頭 530 對應的分段的片段頭 535a 、535b 、535c 填充資訊（padding) 540 資料包的原始級連 605 隨後待傳輸的資料包的佇列 610 允許 615、620 、625 資料包 630 資料包的原始級連 705 隨後待傳輸的資料包的佇列 710 允許 715、720 、725 片段頭 730a、730b、 730c 第一 DOCSIS 頭 736 第三資料包 737 DOCSIS 頭 741 第六資料包 742 未分割的單個資料包 1401 未分割的級連資料包 1402 1334296 12位元組偏置 1405 未加密 DOCSIS MAC 頭 1410 已加密有效載荷 1415 對應的未加密 DOCSIS MAC 頭 1420、1430、1440、1450、1460 已加密有效載荷部分 1425、1435、1445、1455、1465 原始資料包 1500 允許 1501、1502、1503 資料包片段 1505、1510、1515 片段頭 1520、1525、1530 片段 CRC 1535、1540、1545 資料包級連 1600 允許 1601 - 1602 > 1603 片段 1605、1610、1615 片段頭 1606 > 1611 ' 1616 第二資料包 1625 原始資料包級連 1700 允許 1701、1702、1703 後續待傳輸資料包的佇列 1704 U位元組偏置 1705 被加密的資料包 1710、1715、1720、1725、1730、1735、1740 佇列長度爲基礎的請求幀 1900 81 1334296

幀控制(FC)欄位 1905 MAC_PARM 攔位 1910 服務識別字（SID)欄位 1915 頭校驗序列（HCS)欄位 1920 FC類型攔位 1925 FC PARM攔位 1930 EHDR一 ON 攔位 1935 片段頭格式 2000 指標欄位有效（PFV)欄位 2005 預留（R)攔位 2010 指標欄位 2015 序列號 2020 SID_Cluster (SC)攔位 2025 請求欄位 2030 MAC頭校驗序列（HCS )欄位 2035 上行通道描述符（B-UCD)消息格式 2100 MAC管理消息頭 2101 綁定上行通道的類型長度值（TLV) 元組編碼資訊（tuple encoded information ) 2102 綁定上行通道識別字 2105 配置改變計數值 2110 請求間隔參數 2115 下行通道識別字 2120 82

Claims (1)

1334296 十、申請專利範圍： 1、-種在树輯機終端祕内實财_路㈣高吞吐量帶寬 分配的方法，所述方法包括如下步驟： 將多個上行通道綁定爲一組； 從有線數據機接收帶寬請求； 回應所述帶寬請求的接收，麟猶定組_每個上行通 =發出唯-的帶寬分配消息’其中所述唯一帶寬分配消息的組 合共同地分配整個綁定組上所請求的帶寬，以由所述有線數據 機傳輸資料包流至CMTS。 2、 如申請專利範圍第i項所述的方法’其中，所述爲鄉定組中每 個上行通道發出唯一的帶寬分配消息包括爲所述绑定組中每個 上行通道發出唯一的有線電纜資料服務傳輸規範MAP資訊。 3、 如申請專利範圍第！項所述的方法，其中，所述方法進一步包 括： 通過所述綁定組内的上行通道接收由所述有線數據機發送 的夕個片段’其中所述多個片段在所述唯一帶寬分配消息中指 定的時間傳送，且所述每個片段包括唯一的序列號； 基於所述唯一的序列號將所述多個片段中的資訊組合以重 建所述資料包流。 4、 如申請專利範㈣1項所述的方法，其巾，所述方法進一步包 括： 分配一組唯一的識別字給所述有線數據機，其中每個所述 83 唯-的識別字分別對應所述綁定組内的一個上行通道； 並且所述從有線數據機接收帶寬請求包括對包括有所述一 組唯一識別字中的一個唯-識別字的消息監視所述綁定組内的 上行通道。 ' 5、 如申請專利範圍第4項所述的方法，其中，所述分配—組唯— 的識別予、、Ό所述有線數據機包括分配一組唯一的識別字給與所 述有線數據機相關聯的服務流。 6、 一種在有線數據機内實現有線網路内的高吞吐量傳輸的方法， 所述方法包括如下步驟： 發送帶寬請求至有線數據機終端系統； 接收多個帶寬分配消息，其中每個所述帶寬分配消息與上 行通道綁定組中的-個上行通道唯一關聯，並且所述多個帶寬 分配消息共同地分配整個上行通道綁定組上所請求的帶寬； 依據所述多個帶寬分配消息，通過所述上行通道綁定組傳 輸資料包流至所述CMTS。 7、 如申請專利範圍第6項所述的方法，其中，所述接收多個帶寬 分配消息包括接收多個DOCSIS MAP消息。 8、 一種實現有線網路内的高吞吐量帶寬分配的系統，包括·· 有線數據機終端系統，用於將多個上行通道綁定爲一組； 有線數據機，用於發送帶寬請求至所述〇^1^ ; 其中所述CMTS進-步爲所述綁定組巾的每個上行通道發 84 1334296 送唯一的帶寬分配消息給所述有線數據機，所述唯一帶寬分配 消息的組合共同地分配整個綁定組上所請求的帶寬； 其中所述有線數據機進一步依據所述多個帶寬分配消息， 通過所述上行通道綁定組傳輸資料包流至所述CMTS。 9、如申請專利範圍第8項所述的系統，其中，所述CMTS爲所述 綁定組中的每個上行通道發送唯一的D〇CSIS MAp資訊至所述 有線數據機。 如申凊專利範圍第8項所述的系統，其中，所述有線數據機 將所述貝料包流分割爲多個片段，將唯一的序列號插入每^^所 述片奴内，並在所述多個帶寬分配消息指定的時間通過所述綁 疋、且内的上行通道組傳輪所述每個片段至所述。

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