1588V2技术白皮书

1588v2技术白皮书
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Huawei Technologies Co., Ltd.
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1背景介绍 (5)
1.1同步概述 (5)
1.1.1频率同步 (5)
1.1.2时间同步 (5)
1.1.3时间同步与频率同步的区别 (6)
1.2移动承载网络的同步需求 (6)
1.2.1不同无线制式对同步的要求 (6)
1.2.2现有的时间同步解决方案 (7)
1.2.31588v2同步传送方案 (8)
21588v2技术介绍 (9)
2.11588V2标准介绍 (9)
2.21588V2版本新增的特性 (9)
2.31588v2协议简介 (9)
2.3.1网络节点模型 (9)
2.3.21588V2时戳 (14)
2.3.31588报文 (15)
2.3.4同步实现过程 (23)
2.3.5建立主从层次 (23)
2.3.6频率同步 (26)
2.3.7时间同步 (27)
31588v2典型应用场景 (29)
3.1全网同步（BC模式） (29)
3.2时间透传（TC模式） (30)
3.3网络保护 (31)
41588v2部署考虑 (32)
4.11588V2网络规划 (32)
4.2物理拓扑对同步精度的影响 (32)
4.3准确度问题 (32)
4.4系统实现问题 (33)
4.5性能考虑 (33)
图1 时间同步与频率同步示意图 (6)
图2 现有时间同步解决方案 (7)
图3 1588v2同步传送方案 (8)
图4 BMC算法示意图 (24)
图5 简单主从时钟体系 (25)
图6 修剪后的MESH网络拓扑 (25)
图7 1588V2频率同步原理 (26)
图8 Delay-Req机制测量平均路径延时原理 (27)
图9 Pdelay机制测量平均路径延时原理 (28)
图10 时间校正 (29)
图11 1588v2全网同步应用场景 (29)
图12 1588v2时间透传应用场景 (30)
图13 1588v2网络保护应用场景 (31)
图14 1588v2同步网络架构 (32)
表1 不同无线制式对时钟精度的要求 (6)
1 背景介绍
1.1 同步概述
现代通信网络对于同步的需求主要包括频率同步和时间同步两类需求。

1.1.1 频率同步
频率同步，大家通常称之为时钟同步，是指信号之间的频率或相位上保持某种严格的特定关系，其相对应的有效瞬间以同一平均速率出现，以维持通信网络中所有的设备以相同的速率运行。

数字通信网中传递的是对信息进行编码后得到的PCM（Pulse Code Modulation）离散脉冲。

若两个数字交换设备之间的时钟频率不一致，或者由于数字比特流在传输中因干扰损伤，而叠加了相位漂移和抖动，就会在数字交换系统的缓冲存储器中产生码元的丢失或重复，导致在传输的比特流中出现滑动损伤。

1.1.2 时间同步
一般所说的“时间”有两种含义：时刻和时间间隔。

前者指连续流逝的时间的某一瞬间，后者是指两个瞬间之间的间隔长度。

时间同步的操作就是按照接收到的时间来调控设备内部的时钟和时刻。

时间同步的调控原理与频率同步对时钟的调控原理相似，它既调控时钟的频率又调控时钟的相位，同时将时钟的相位以数值表示，即时刻，表示当前的年、月、日、时、分、秒、毫秒、纳秒。

时间同步接受非连续的时间参考源信息校准设备时间，使时刻达到同步；而时钟同步是跟踪时钟源达到频率同步。

时间同步有两个主要的功能：授时和守时。

用通俗的语音描述，授时就是“对表”。

通过不定期的对表动作，将本地时刻与标准时刻相位同步；守时就是前面提到的频率同步，保证在对表的间隙里，本地时刻与标准时刻偏差不要太大。

1.1.3 时间同步与频率同步的区别
图1 时间同步与频率同步示意图
上图给出了时间同步与频率同步的区别。

如果两个表（Watch A与Watch B）每时每刻的时间都保持一致，这个状态叫时间同步（Phase synchronization）；如果两个表的时间不一样，但是走得一样快，始终保持一个恒定的差，比如6小时，那么这个状态称为频率同步(Frequency synchronization)。

1.2 移动承载网络的同步需求
在移动承载网络中，除了TDM业务本身的需求，往往还需要给无线基站提供同步参考源。

随着无线技术向3G和LTE演进，时间同步逐渐成为主流。

这就对承载网提出了时间同步的新需求。

1.2.1 不同无线制式对同步的要求
无线技术存在多种制式，不同制式下对同步有不同的需求，下表是常见的一些无线制式对同步的需求。

表1 不同无线制式对时钟精度的要求
总的来看，以GSM/WCDMA为代表的欧洲标准采用的是FDD制式，只需要频率同步，精度要求0.05ppm（或者50ppb）。

而以TD-SCDMA/CDMA2000代表的TDD制式，同时需要频率同步和时间同步。

无线基站之间在软切换时，如果基站管理器（RNC）和基站（NodeB）没有时间同步，可能导致在选择器中发生邮件指令不匹配，从而使通话连接不能建立起来。

时间和频率的偏差还会影响移动台在基站间切换的成功率。

另外，时间同步能够有效提高无线空间频谱利用率，即使是传统GSM系统，在增加时间同步后，频谱利用率可以大幅提高。

因此，时间同步将成为未来无线系统发展的趋势。

1.2.2 现有的时间同步解决方案
传统的时间同步链路是采用NTP传送方式实现，该协议最大的缺点只能满足ms级别的时间传递精度，这对于无线时间同步基站所需的us级时间精度是远远不够的。

而在基站侧，目前是采用GPS解决频率和时间同步问题。

图2 现有时间同步解决方案
但是采用GPS进行时间同步存在诸多问题：
1、安装选址难，尤其是室内覆盖基站；
2、维护困难，GPS系统故障率高，超过了1%，出现故障时需要上站维护；
3、馈线铺设困难，馈线较长时需要加装放大器并考虑馈电，室内覆盖基站馈线长，情况更加复杂；
4、安全隐患高，这种方法依赖于美国GPS系统，紧急情况下整网可能因失步而瘫痪，且GPS系统目前存在失效的可能；
5、成本高，每一个基站均需要配置一套GPS系统，安装、维护成本更高（尤其是在海外）。

针对无线时间同步基站高精度时间的需求以及现有GPS解决方案的种种弊端，运营商迫切希望能够有一种高精度的地面传送时间同步方案。

1.2.3 1588v2同步传送方案
IEEE协议组织提出了IEEE1588V2精确时间传送协议，该协议可以实现亚微秒级精度的时间同步，精度与当前的GPS实现方案类似，但是在成本、维护、安全等方面有一定的优势，成为业界最热门的时间传递协议，其主要优势有：
1、空间本地化：应用于支持多播消息的局域网（包括但不限于以太网）通信；
2、高同步精度：ns级别；免管理；协议完善的状态机和管理消息减少人工干预；
3、低成本：最小化网络资源和处理器计算资源需求，以实现低成本应用；
4、符合网络转型趋势：IP网络-承载未来的融合网络。

下图是一个典型的1588v2同步传送方案，时间源通过GPS/北斗/GLONASS等多种方式注入，承载设备通过1588v2协议传送时间信息，基站可通过1588v2或1pps+TOD接口从承载设备获取时间信息，达到与时间源同步的目的，精度可达到ns级，完全能够满足无线基站要求。

图3 1588v2同步传送方案
2 1588v2技术介绍
2.1 1588V2标准介绍
IEEE1588的全称是《IEEE Standard for a Precision Clock Synchronization Protocol for Networked Measurement and Control Systems》（即《网络测量和控制系统的精密时钟同步协议标准》），2002年底通过IEEE标准委员会认证，1588V1正式发布。

随着1588在工业控制的广泛应用，以及逐渐引入电信网络，提出了1588V1版本存在的一些缺陷。

IEEE又于2006年6月份输出1588 V2版本草稿，并在2007年完成修订，在2008年3月份正式发布了1588V2版本协议。

2.2 1588V2版本新增的特性
相对于1588V1版本，1588V2版本新增的主要特性如下：
1、更高的精度，在物理接口采用硬件打戳，获得ns级的精度；
2、更快的Sync报文速率；
3、PTP报文长度更短，同时新增了单播协商报文，P2P 延时机制报文；
4、引入TC时钟；
5、故障容限，它用来保证不会因为某单一网络单元失效引起对端时钟也故障；
6、TLV扩展用来延伸协议特性和功能；
7、将1588映射到其他传输机制，如1588 over IPV4、IPV6。

2.3 1588v2协议简介
2.3.1 网络节点模型
IEEE 1588v2定义了5种网络节点模型：OC（普通时钟）、BC（边界时钟）、E2E TC（E2E 透明时钟）、P2P TC（P2P 透明时钟）、管理节点。

上图描述了用于同步的4种节点模型，管理节点仅用于同步节点的配置管理，本身不提供同步功能。

由于大多数通信网络和设备本
身就是有网管的，因此并非所有厂家都支持独立的管理节点，而是通过通信网络本身的网管来对1588V2同步网进行管理。

⏹OC(Ordinary clock)：普通时钟
OC节点的设备模型如上图所示，其特征如下：
1）OC节点只包含一个物理接口：物理接口上有两个逻辑接口，分别是发送和接收Event 消息的Event接口和发送和接收general消息的general接口；
2）包含一个本地时钟：OC设备端口是从状态时，本地时钟同步于它的主时钟。

如果端口是主状态，本地时钟自由运行或者可能同步于一个外部定时(例如GPS)。

3）包含一个时间戳生成模块：时间戳生成模块基于本地时钟对Event消息打时间戳；
4）包含一个PTP协议引擎：发送和接收PTP消息，维护数据集，执行端口相关状态机，计算主时钟。

5）包含数据集：一个时钟数据集和一个端口数据集。

6）报文处理：除信令报文和管理报文外，其他报文均在OC节点终结或者产生。

由于OC节点只有一个物理端口，在实际应用中，要么是首节点Grand Master，要么是末节点Slave，如BITS一般配置为OC模式，作为整个网络的Grand Master；而基站作为最末端的Slave设备，也配置为OC模式。

⏹BC(Boundary clock)：边界时钟
BC节点有多个物理接口同网络通信，每个物理端口行为都类似于Ordinary Clock的端口，可连接多个子域，主要特征如下：
1）BC设备包含有多个物理端口：每个物理端口通过两个逻辑接口（event和general 接口）来与网络通信。

2）包含一个本地时钟：BC设备的所有端口使用相同的本地时钟，它同步于一个外部定时。

3）包含N个时钟戳生成模块：基于本地时钟对每个端口的EVENT消息打时钟戳
4）包含N个PTP协议引擎：解析所有端口状态，以决定哪一个端口来提供用于同步本地时钟设备的时间信号。

5）包含数据集：一个时钟数据集，N个端口数据集。

6）报文处理：除信令报文和管理报文外，其他报文均在BC节点终结或者产生。

BC节点在实际应用中，设备本身的时间同步于上游网元，同时把同步后的设备时间向下游设备分发。

E2E TC(End-to-end transparent clock)：E2E
E2E TC设备有多个接口，它转发所有PTP消息，并测量PTP事件消息经过该设备的驻留时间，并进行修正。

1）包含n个物理端口，通过两个逻辑接口（event和general接口）来与网络通信。

包含N个时钟戳生成模块：基于本地时钟对每个端口通过的Sync和Follow_Up消息打时钟戳。

2）包含1个驻留时间桥：修正Sync和Follow_Up消息的驻留时间并转发，更新数据集，透明转发其他PTP消息。

驻留时间桥修正时间消息通过PTP节点引入的延时。

驻留时间是指一个PTP event消息通过TC设备的时间，驻留时间的测量基于该event消息进入和离开TC设备时所生成的时间戳的差。

适用于E2E TC设备和P2PTC设备。

驻留时间的修正值应该对应到设备的每一个输出端口和每一个消息。

测量后的驻留时间会累计在PTP event消息或相关Follow_Up消息（Follow_Up或Pdelay_Resp_Follow_Up）里的correctionField字段。

P2P TC(Peer-to-peer transparent clock)：
P2P TC设备有多个接口，与E2E TC设备相比，它还可以测量该设备每个端口相连链路的延迟，并进行修正。

1）包含1个本地时钟RC或RE1：所有端口使用这个本地时钟产生修正驻留时间的时间戳，这两个本地时钟和E2E TC中的相同。

2）包含N个本地时钟RE2(Rate Estimation relative to neighbor)：所有端口使用Pdelay 机制测量和相邻端口之间的链路延时，每个端口包含一个RE2来产生Pdelay相关消息的时间戳。

对于ONE-STEP P2P TC设备，将链路延时累积到sync消息里的correctionField字段中，在TC的出端口，将TC的驻留时间加入到Sync消息的correctionField中。

对于TWO-STEP P2P TC设备，将链路延时累积到sync消息关联的Follow_Up消
息里的correctionField字段中，在TC的出端口，将TC的驻留时间加入到Follow_Up消息的correctionField中。

⏹E2E TC和P2P TC的区别
1、P2P TC时钟设备在每个端口通过Pdelay机制测量该端口和相邻节点端口之间的链路延时。

2、E2E TC修正并转发所有PTP定时消息，这些消息中相应的correctionField根据下列数值予以更新：Sync消息在P2P TC内的驻留时间以及接收Sync消息的端口上的链路延时。

3、通过P2P TC组成的网络，最终提供给从时钟的定时信息，总是反映了网络的实际路径信息。

而使用E2E方式修正延时，从时钟会等待基于Sync、Delay_Resp消息组合给出的新路径延时数值，这样会花费更多的时间。

4、使用Pdelay机制测量路径延时，这种方式与基于延时请求-响应机制的路径延时测量方式不能互通。

同样的，E2E TC设备也只支持延时请求-响应机制，不支持Pdelay机制。

如果一个网络在某个区域中有P2P TC设备，而在另外一个区域有E2E TC设备，这两个区域只能通过BC连接。

从上述描述可以看出，除信令报文和管理报文外，TC节点本身是不终结1588V2报文的。

对于Event 报文，除了转发，还需要计算报文经过TC节点的驻留时间；对于General 报文，TC节点只做转发，不计算驻留时间。

TC节点对1588V2报文的转发机制，不在IEEE 1588V2协议规定的范围内，取决于具体设备的转发机制，遵循转发协议的相关标准。

⏹PTP管理设备：
该设备具有多个接口，提供PTP管理消息的管理接口。

由于管理节点不是重点，不做详细介绍。

2.3.2 1588V2时戳
当PTP消息穿过节点内的协议栈时，消息时间戳点通过协议栈定义的特定参考点（如A、B、C点）时产生时间戳。

参考点越靠近实际的物理连接点，引起的定时误差就越小，下图中的A点即为最佳参考点。

正是因为1588V2在最靠近物理层的PHY和MAC之间打戳，有效规避了协议层带来的不确定延时，才可以获得ns 级的同步精度，满足电信网络的高精度时间同步需求。

1588V2时戳实际上记录的是1588V2 EVENT报文到达设备物理端口的，经过时戳点时的时间，用一个80bit的计数值来表示，包含48bit的秒、32bit的纳秒部分。

图1 时间戳可能产生的位置
2.3.3 1588报文
1588报文类型
1588V2报文分为两类：事件报文和通用报文。

事件报文是时间概念报文，进出设备端口时需要打上精确的时间戳，而通用报文则是非时间概念报文，进出设备不会产生时戳。

事件报文包含4个：Sync，Delay_Req，Pdelay_Req和Pdelay_Resp。

通用报文包含6个：Announce，Follow_Up，Delay_Resp，Pdelay_Resp_Follow_Up，Management和Signalling。

Sync、Delay_Req、Follow_Up、和Delay_Resp报文用于产生和通信定时报文，用延迟请求-响应机制来同步OC和BC设备需要这些定时报文。

Pdelay_Req、Pdelay_Resp和Pdelay_Resp_Follow_Up报文用于测量两个实现Pdelay机制的时钟端口间的链路延时，链路延时用于修正P2P TC系统中Sync和Follow_Up报文中的定时信息，OC和BC通过执行Pdelay机制应用测量的链路延时和Sync和Follow_Up报文中的信息实现同步。

Announce报文被用来建立同步体系。

management报文用来查询和更新时钟维护的PTP数据集，这些报文也被用来定制一个PTP系统、初始化和故障管理，管理报文用在管理节点和时钟设备间。

Signaling报文用在时钟设备间实现其他用途的通信，比如Signaling报文可用于协商在主从时钟间单播报文的速率。

1588的报文类型总结如下：
报文大类报文类型说明
⏹1588报文格式
1588报文PTP报文必须包含报文头、报文主体和报文扩展字节，扩展字节长度可能为0。

除了以下几种情况外，保留字节必须将所有比特位填充为0发送，保留字节在接受端将被忽略：
1、报文包含新的固有特性并且在扩展协议中被特殊定义。

2、报文发起设备基于数据集或协议运行而特殊定义。

3、TWO-STEP的TC模式下，表示Sync和Follow_Up，Pdelay_Resp和Pdelay_Resp_Follow_Up相关连信息的特殊定义。

具体的报个格式相见IEEE1588V2协议。

⏹1588V2报文封装
IEEE 1588V2协议附录D定义了1588V2 over IPV4的报文封装，附录E定义了1588V2 over IPV6的报文封装，附录F定义了1588V2 over IEEE 802.3 /Ethernet的报文封装。

由于IEEE 802.3封装本身就很少使用，因此实际上大部分厂家只实现了1588V2 over Ethernet II封装。

而IPV6封装，本身业务上的应用就还比较少，因此支持1588V2 over IPV6的厂家目前也比较少。

其他如MPLS封装，业界还没有成熟的标准。

除此之外，在实际应用中还可能携带VLAN，因此常见的1588V2封装目前主要有以下几种：
1、1588V2 over Ethernet II：不带VLAN和带VLAN
2、1588V2 over IPV4：不带VLAN和带VLAN
⏹PTP报文的识别及处理流程：
（1）以太封装的PTP报文
识别PTP报文处理：以太封装的PTP报文检测以太类型是否为16’h88F7，如果是则将此报文分流至1588协议处理模块；否则按照普通业务处理。

（2）IP封装的PTP报文
（a）识别PTP报文处理：以太类型为16’h0800，表示是IPV4封装的报文，以太类型为16’h86DD，表示是IPV6封装的报文，然后需检验协议字段值是否为17，是17则表示UDP，然后检测UDP头的DPN，以判断是否是PTP报文。

EVENT报文的UDP目的端口号要求319，组播General报文的UDP目的端口要求为320。

（b）报文分流处理：
对于IPV4，首先检测IPV4 header的首部校验和是否正确（如果为0则不必校验），然后需要校验UDP头的首部校验和（包括PTP报文）是否正确（如果为0则不必校验）。

然后检测UDP长度字段中值是否与实际传送的报文一致。

如果以上校验都通过，则该报文分流至1588协议处理模块；如果以上校验有一项未通过，则该报文错误，按照普通业务报文的出错处理方式进行处理（通常是丢弃）。

⏹1588报文的封装格式
1、不带VLAN的Ethernet II 报文格式
Byte
图以太封装1588报文结构
表以太封装1588报文结构描述
各字段配置填充说明如下：
1）目的MAC地址：IEEE1588V2协议规定，当为组播报文时，要求peer delay mechanism 报文填充48’h01-80-C2-00-00-0E，其它报文填充48’h01-1B-19-00-00-00；当为单播报文时，根据软件配置填充相应的目的MAC地址或者自动学习接收的相关报文的SMAC。

2）源MAC地址：填充发送MAC地址；
3）Ethernet Type：固定填充16’h88F7，表示以太封装的1588v2报文格式；
4）Payload：1588v2报文净荷；
5）FCS：32bit的CRC校验值
2、带VLAN的Ethernet II 报文格式
Byte
图带VLAN的以太封装1588报文结构
表带VLAN的以太封装1588报文结构描述
除VLAN ID需要软件配置外，其他字段的填充原则同上。

3、不带VLAN的IPV4 1588报文格式
Ethernet
header
IP header
UDP
header
1588
payload
图IP封装1588报文结构
表IP封装的1588报文结构描述
各字段填充说明如下：
1）目的MAC地址：由软件配置，三层组播时DMAC地址的设计规格如下【规则4-4】，单播时DMAC的填充处理如下规则【规则4-3】；
2）源MAC地址：由软件配置，源MAC地址为网元的主控MAC地址；
3） Ethernet Type：由软件配置，固定填充16’h0800，表示为IPv4封装的报文；
4） IPheader_版本：由软件配置，固定填充16’h4，表示为IPv4；
5） IPheader_首部长度：由软件配置，固定填充16’h5，表示为IPv4报文首部为5×4=20字节；IPheader_服务类型：由软件配置，在TOS字段中DS字段值要求置为可用的最高业务级别编码点；软件配置为8’he0。

4、带VLAN的IPV4 1588报文格式
Ethernet
header
IP header
UDP
header
1588
payload
图带VLAN的IP封装1588报文结构
表带VLAN的IP封装的1588报文结构描述
除VLAN ID由软件配置外，其他字段的填充规则同上。

2.3.4 同步实现过程
1588v2同步实现过程包括两个步骤：
建立主从层次
在一个时钟域中，OC和BC的每一个端口会检查其端口上接收到的所有Announce报文的内容，利用最佳主时钟算法（Best Master Clock，简称BMC）对Announce报文中的信息进行分析，以此来决定每个时钟端口的状态。

频率/时间同步
主从层次建立之后，主从设备之间的频率/时间同步通过在连接这两个时钟设备的通信链路上交换PTP报文完成。

2.3.5 建立主从层次
网络中的各个设备可能参考不同的时间源，在执行时钟同步之前，需要确定整个域的主从跟踪关系。

●从网络层面看，目标为：
⇨确定和最佳参考时钟源相连的grandmaster时钟设备
⇨确定各个时钟设备到达grandmaster时钟设备的路径（避免环路）。

●从设备层面看，目标为：
⇨确定各个端口的状态：MASTER/SLAVE/PASSIVE
1588通过BMC算法实现主从层次的建议。

BMC算法的流程如下：
●计算端口最佳消息Erbest：时钟设备的每个端口各自对本端口收到的
Announce消息进行优先级比较，最优者为该端口的最佳消息Erbest。

计
算完成后时钟设备的每个端口都得到一个Erbest。

●计算节点最佳消息Ebest：对各端口上报的Erbest进行优先级比较，最优者为该节点
的最佳消息Ebest。

计算端口推荐状态：每个端口独立比较Ebest、defaultDS和本端口Erbest来确定各自的推荐状态。

图4 BMC算法示意图
主从层次确定过程如下：
图2 主从层次确定过程示意图
Announce消息收发：OC/BC通过Announce消息彼此发送本设备确定的grandmaster时钟的时钟参数； Announce消息的信息来源于各个设备时钟数据集的信息；
BMC算法：收到Announce消息的设备，分别运行最佳主时钟算法(BMC)，比较各个grandmaster时钟参数，确定最佳grandmaster时钟参数的接收端口或确定自身为grandmaster时钟，并给出各个端口的推荐状态；
数据集更新：BMC算法的推荐状态，设备数据集更新各个数据集的信息。

端口状态确定：各个端口分别运行的端口状态机根据BMC算法的推荐状态和端口当前状态，最终确定各个端口的主从状态，从而确定整个域的主从体系。

在一个域中的OC与BC之间建立主从层次的过程如下图所示。

图5 简单主从时钟体系
其中，Ordinary clock-1在层次的根部，被称为grandmaster。

Boundary clock-1的Port-1端口相对于grandmaster是一个slave（指示为S）。

Boundaryclock-1的其它所有端口相对于连接到它们的时钟设备都是master。

因此Boundary clock-2的port-1端口相对于Boundary clock-1是一个slave，等等。

只有OC与BC存在这种状态形式，并且在主从层次中只有BC 能建立这种分支节点（例如：路径1，2，3，4和5可能包含TC，但是这些TC时钟设备不参与主/从层次，也不维持这种形式状态。

）
下图所示为一个mesh网络通过PTP协议被简化为一个树状结构的主从层次，当底层的桥接或路由协议不能消除网络环路的时候就会形成这种树状结构。

图6 修剪后的MESH网络拓扑
图中，假定OC-1被BMC算法选为Grandmaster时钟设备。

在BC中，通过BMC算法
已经决策出各个端口状态，通过这些状态就构成了主从树状链路，Mesh网络中被修剪的路径如图虚线所示。

对于每一个BC，其中一个端口被BMC算法决策出来作为从端口，其他的端口被设置成master状态或者passive状态，BMC算法保证在每一个段上只有一个master 端口。

2.3.6 频率同步
1588V2报文频率同步通过交换Sync报文产生的时间戳来实现。

假设时钟A要同步到时钟B。

不考虑路径延时和驻留时间的变化，如果A和B的时钟频率相等，则在相同的时间间隔内，A和B的时间累积的偏差应该是一样的，也就是说t2N-t20 = t1N-t10。

如果t2N-t20大于t1N-t10，说明A的时钟频率比B快，要调慢A的时钟频率；如果t2N-t20小于t1N-t10，说明A的时钟频率比B慢，则要调快A的时钟频率。

图7 1588V2频率同步原理
上述是通过1588V2报文来实现频率同步的基本原理。

对于一个实际的PTP同步系统，考虑路径延时和驻留时间的变化，通过计算<syncEventIngressTimestamp>和<correctedMasterEventTimestamp>时戳来恢复频率。

对于来自时钟B的一系列Sync报文或者可能的Follow_Up报文（two_step模式），时钟A按照下面的公式计算<correctedMasterEventTimestamp> 和<syncEventIngressTimestamp>的值：
1、根据接收到的Sync报文，时钟A产生并记录时戳<syncEventIngressTimestamp>；
2、对于one-step模式：
<correctedMasterEventTimestamp> = <originTimestamp> + <meanPathDelay> + correctionField of Sync message。

3、对于two-step模式：
<correctedMasterEventTimestamp> = <preciseOriginTimestamp> + <meanPathDelay> +
correctionField of Sync message + correctionField of Follow_Up message 。

4、根据上面计算得到的时戳，按照下面的比例公式来调整从端设备A 的时钟频率。

0
Timestamp asterEvent correctedM Timestamp asterEvent correctedM stamp ngressTime syncEventI stamp ngressTime syncEventI ><-><><-><N N
注：N 为SyncInterval 的数量（N>0）。

2.3.7 时间同步
1588V2通过记录主从设备之间事件报文交换时产生的时间戳，计算出主从设备之间的平均路径延迟和时间偏差，实现主从设备之间的时间同步。

Delay-Req 机制测量平均路径延时
下图是Delay-Req 机制计算主从设备之间平均路径延时的过程和原理：
单步时钟
双步时钟
图8 Delay-Req 机制测量平均路径延时原理
主设备在时刻t 1发送Sync 报文。

如果主设备为one-step 模式，t 1随Sync 报文传送到从设备；如果主设备为two-step 模式，则t 1在随后的Follow_Up 报文中传送到从设备；
从设备在时刻t 2接收到Sync 报文，并从Sync 报文（one-step ）或者Follow_Up(two-step)报文中获取t 1；
从设备在时刻t 3发送Delay_Req 报文给主设备； 主设备在时刻t 4接收到Delay_Req 报文；
主设备随后通过Delay_Resp 报文将t 4发送给从设备；
上述报文离开和到达时打戳的时钟都是基于本设备内部的系统时钟的，1588v2协议规定时间戳的宽度为80bit 。

通过上述报文传递过程，从设备获取t 1、t 2、t 3、t 4 4个时间，并利用这4个时间计算出主从设备之间的平均路径延迟。