第9章 动态带宽分配
一种基于网络处理器的动态带宽分配算法
第39卷第12期2005年12月西安交通大学学报J O U R N A LO FX I'A NJ I A O T O N G U N I V E R S I T YV o l.39№12D e c.2005一种基于网络处理器的动态带宽分配算法李金库,高磊,王磊,张德运(西安交通大学电子与信息工程学院,710049,西安)摘要:针对基于优先级队列(C B Q)机制中带宽分配算法的不足,以I n t e l I X P2400为平台,设计并实现了一种基于网络处理器的动态带宽分配算法.该算法以令牌为介质,采用“生产者!消费者”模式,将每个优先级队列看作是一个独立的实体并为其设置一个令牌桶.令牌发放器作为“生产者”,根据队列的预分配带宽,按照特定的速率将令牌放入令牌桶中,调度器作为“消费者”,从令牌桶中取出令牌.某个优先级队列的令牌如果不够用,允许向其他优先级队列借用令牌,或收回借出的令牌,从而实现带宽的动态分配.在I X P2400微引擎上的实验表明,无论高优先级队列数据包速率高于还是低于传统C B Q带宽分配算法中设置的阈值,所提算法的转发速率均高于传统算法.关键词:动态带宽分配;网络处理器;令牌;优先级队列中图分类号:T P393文献标识码:A文章编号:0253!987X(2005)12!1323!04D y n a m i c B a n d w i d t hA l l o c a t i o nA l g o r i t h mB a s e d o nN e t w o r kP r o c e s s o rL i J i n k u,G a o L e i,W a n g L e i,Z h a n g D e y u n(S c h o o l o f E l e c t r o n i c s a n d I n f o r m a t i o nE n g i n e e r i n g,X i'a n J i a o t o n g U n i v e r s i t y,X i'a n710049,C h i n a)A b s t r a c t:T o s o l v e t h ed e f i c i e n c y o f b a n d w i d t ha l l o c a t i o na l g o r i t h mi nCB Q(c l a s sb a s e d q u e u e)m e c h a-n i s m,u s i n g I n t e l I X P2400a s p l a t f o r m,a d y n a m i c b a n d w i d t ha l l o c a t i o n a l g o r i t h mb a s e do nn e t w o r k p r o-c e s s o r(D B A A-N P)i s d e s i g n e d a n d i m p l e m e n t e d.I t u s e s t h e t o k e n a s am e d i u m,a d o p t s p r o d u c e r-c o n s u m-e r p a t t e r n a n d s e t s u p a t o k e nb u c k e t f o r e a c h c l a s s q u e u e.T o k e nd i s p a t c h e r p u t s t o k e n s i n t ob u c k e t s a s “p r o d u c e r”a c c o r d i n g t o t h e p r e-a l l o c a t e d b a n d w i d t h;s c h e d u l e r t a k e s o u t t o k e n s f r o mb u c k e t s a s“c o n s u m-e r”.I f o n e q u e u e’s t o k e n s a r e n o t e n o u g h,i t c a n b o r r o ws o m e f r o mo t h e r q u e u e s,o r t a k e b a c k t h e o n e s i t h a s l e n t o u t;t h i s c a n r e a l i z e d y n a m i c b a n d w i d t ha l l o c a t i o n.T h e a l g o r i t h mh a s b e e n i m p l e m e n t e do n t w o m i c r o e n g i n e s o f I X P2400,a n d e x p e r i m e n t s s h o w t h a t t h e f o r w a r d i n g r a t e o f D B A A-N P a l g o r i t h m i s h i g h-e r t h a n t h ec o n v e n t i o n a lC B Qb a n d w i d t ha l l o c a t i o na l g o r i t h m,w h a t e v e r t h e r a t eo fh i g h p r i o r i t yq u e u e p a c k e t s i s h i g h e r o r l o w e r t h a n t h e t h r e s h o l d o f c o n v e n t i o n a l C B Qa l g o r i t h m s.K e y w o r d s:d y n a m i c b a n d w i d t h a l l o c a t i o n;n e t w o r k p r o c e s s o r;t o k e n;c l a s s b a s e d q u e u e随着I P电话、视频点播等多媒体业务的发展,用户对网络带宽提出了越来越高的要求[1,2].如何对带宽资源进行有效的分配和管理,是当前Q o S研究的一个热点问题.为了解决带宽分配问题,文献[3,4]提出了基于优先级的队列机制(C B Q),它与传统的单一先进先出(F I F O)队列有所不同,即在C B Q中,路由器将数据包分成多个不同的优先级,为每个优先级设置一个单独的队列并为其分配一个可用的带宽.但是,C B Q中的每个优先级队列的可用带宽是一定的,一般情况下,某个优先级队列所获得的带宽无法超过给它预分配的可用带宽,只有当高优先级队列的平均数据包传输速度低于某个预先设定的阈值时,低优先级的队列才能借用高优先级队列的带收稿日期:2005!03!04.作者简介:李金库(1976"),男,博士生;张德运(联系人),男,教授,博士生导师.基金项目:国家高技术研究发展计划项目资助(2003A A148010);西安交通大学I n t e r“I X A大学计划”合作资助项目.宽.假如高优先级队列一直以某一特定速率(高于设定的阈值)传输数据包,那么即使它的带宽有剩余,也不会借给低优先级队列使用,从而造成系统资源的浪费.为此,本文以I n t e l公司的第2代网络处理器I X P2400[5]为平台,设计并实现了一种基于网络处理器的动态带宽分配算法(D y n a m i cB a n d w i d t hA l-l o c a t i o nA l g o r i t h m B a s e do n N e t w o r kP r o c e s s o r, D B A A-N P),并给出了实验结果和分析.1D B A A-N P的系统整体结构D B A A-N P的系统整体结构如图1所示,它分为以下8个环节.图1D B A A-N P的系统整体结构环节1:令牌发放器作为“生产者”按照既定带宽分配比例向各优先级队列的令牌桶中注入令牌;环节2:调度器对系统队列进行调度,并读取相应队列数据包的长度;环节3:调度器作为“消费者”从对应优先级队列的令牌桶中取出令牌;环节4:当某优先级队列令牌桶中的令牌不够用时,可向其他优先级队列借用或收回它借出的令牌;环节5:设置发送标志到存储器中;环节6:发送器检查存储器中的发送标志;环节7:发送器从发送队列中取出数据包;环节8:发送器将数据包发送出去.其中,环节4属于优先级队列之间的令牌借用,它是本文研究的重点,是系统实现D B A A-N P动态带宽分配算法的核心.2D B A A-N P的令牌算法假设系统的总带宽为B,共有n个优先级队列,从高到低排序为0,1,…,n-1,i优先级队列预分配的带宽为B[i],而令牌桶为T[i],则令牌发放器按照速率B[i]向T[i]注入令牌,且有Σn-1i=0B[i]=B.为了避免带宽浪费并实现动态带宽分配, D B A A-N P算法允许各个优先级队列之间的令牌可相互借用.用一个n^n(n表示优先级队列的个数)的上三角矩阵A表示不同优先级队列令牌桶之间的令牌借用情况,其中A[i,j]表示令牌桶T[i]和令牌桶T[j]之间的令牌借用关系,且矩阵A的元素A[i,j]均为整数.如果A[i,j]>0,表示令牌桶T[i]向令牌桶T[j]借用了A[i,j]个令牌;如果A[i,j] <0,表示令牌桶T[j]向令牌桶T[i]借用了|A[i, j]|个令牌;如果A[i,j]的值为0,表示令牌桶T[i]与令牌桶T[j]之间没有发生令牌借用关系.对于所有的优先级队列,令牌桶的初始值都是为它分配的带宽值,即T[i]=B[i],i=0,1,…,n-1.之后,T[i]每秒增加B[i]次,每次增数为1.为了防止某个优先级队列获得过多额外的令牌而总是以较高的速率发送,可限制借用的令牌数不能超过高优先级队列的剩余带宽之和S[i],即S[i]=B[i]+Σi-1j=0(B[j]-T[j])(1)当T[i]=S[i]时,则称令牌桶T[i]是满的.在增加令牌前,如果发现令牌桶已满,则把该令牌按照一定的概率放入其他队列的令牌桶中,实际上就是把自己的令牌借给其他队列使用.i优先级队列令牌桶T[i]借用的令牌数为L(T[i])=Σi-1j=0A[j,i]-Σn-1j=i+1A[i,j](2)假如当前的令牌要放入令牌桶T[m]中,但该令牌桶已满,也就是说T[m]=S[m],那么可将该令牌以如下的概率放入令牌桶T[i]中,即f(i)=B[i]-T[i]Σk∈{x|T[x]<B[x]}(B[k]-T[k])i∈{x|T[x]<B[x234]}(3)假如根据式(3)计算结果把该令牌最终放入了i优先级队列的令牌桶中,那么需要更新矩阵A的值,更新式为A[m,i]=A[m,i]+1,m<iA[i,m]=A[i,m]-1,m>234i(4)如果所有令牌桶获得该令牌的概率都是0,即所有优先级队列的令牌桶都不需要增加令牌(令牌4231西安交通大学学报第39卷桶已满),则丢弃该令牌.当一个优先级为i、大小为B 的分组F 被调度器调用时,首先要对令牌桶T [i ]进行借用调整,调整的步骤如下:(1)检查令牌桶T [i ]中的令牌数是否够用,如果够用,说明不需要调整,下转步骤(4),否则继续;(2)检查令牌桶T [i ]借出的令牌数加上目前的令牌数是否够用,如果够用,下转步骤(4),否则继续;(3)对令牌桶T [i]的令牌进行调整;(4)调整结束.对令牌桶T [i ]的调整,实际上就是收回T [i ]原来借出的令牌,也就是从原来借了T [i ]令牌的令牌桶中拿出一些令牌放入令牌桶T [i ]中.具体的归还数量按照原来借用数量的比例分配,如果某个令牌桶目前的令牌数量少于它借用的令牌数量,那么它暂不参与令牌的调整.如果所有的令牌桶都没有足够的令牌参与调整,那么跳过令牌调整操作.令牌桶T [k ]应归还的令牌数按下式计算,即R (T [k ])=L (T [k ])Σj ∈{x |L (T [x ])≤T [x ]}L (T [j ])(B -T [i])k ∈{x |L (T [x ])≤T [x 234]}(5) 按照式(5)计算结果从令牌桶T [k ]中拿出一定量的令牌放入令牌桶T [i ]中,并按照下式更新矩阵A ,即A [k ,i ]=A [k ,i ]+R (T [k ]),k <i A [i ,k ]=A [i ,k ]-R (T [k ]),k >}i (6)3 DB A A -N P 的系统实现I X P 2400网络处理器采用多内核结构,它由1个主控处理器和8个微引擎微处理器(简称微引擎)组成.所有处理器并行运行,其中微引擎负责快速通道的数据处理,它是系统的核心.为了保障快速通道上数据包的处理效率,I X P 2400提供了若干个通用32b 寄存器(G P R ),同时每个微引擎包含640×32b 的本地内存,用来缓存运行中的临时数据.为了加速微引擎之间的数据通讯,在相邻微引擎之间设置了一条N e x tN e i gh b o r 总线(N N B )和一组N e x t N e i g h b o r 寄存器(N N R ),专门负责数据交互.本文选用I X P 2400的0号微引擎M 0和1号微引擎M 1来实现D B A A -N P 的系统,其中M 0运行令牌发放器和D B A A -N P 的令牌算法,M 1运行调度器和发送器.令牌桶存储在M 0的本地内存(L M )上.令牌桶其实就是一个计数器,每个优先级队列占用一个32b ,即4个字节的空间,总共需要4n 个字节(n 为优先级队列个数).调度器和发送器的数据交互通过G P R 进行,寄存器的每一位代表调度器调度完成的优先级队列号n (n <32),而发送器根据n 值从相应的优先级队列中取出数据包并发送出去.M 0和M 1的数据交互(令牌桶的请求和响应)通过N N B 和N N R 进行.D B A A -N P 的系统在I X P 2400上的映射如图2所示.图2 DB A A -N P 的系统在I X P 2400上的映射4 实验结果与分析本文在I n t e l I X AS D K3.51软件环境下实现了D B A A -N P ,并以C B Q 算法作为参照对象,对D B A A -N P 的性能进行了分析.设置系统的总带宽为100M b /s ,为了简化实验,系统只有高、低2个优先级队列,高优先级队列预分配带宽为60M b /s ,低优先级队列预分配带宽为40M b /s ;高优先级发送器(H S )和低优先级发送器(L S )分别向系统发送高、低优先级测试数据包(固定为512B 长的U D P 包),并分别用2种不同源I P 地址的数据包代表这2个优先级.实验环境如图3所示.图4给出了H S 发送速率为20M b /s 、L S 发送速率从40"100M b /s 变化时,D B A A -N P 和C B Q 算法的转发速率.此时,高优先级队列数据包的速率低于阈值(30M b /s ),C B Q 算法低优先级队列可以借用高优先级带宽,而D B A A -N P 转发速率略高于C B Q 算法,这说明本文提出的D B A A -N P 在带宽借用机制上略优于C B Q 算法.图5给出了H S 发送速率为40M b /s 、L S 发送5231 第12期 李金库,等:一种基于网络处理器的动态带宽分配算法图3实验环境图4H S发送速率为20M b/s时系统的转发性能图5H S发送速率为40M b/s时系统的转发性能速率从40"100M b/s变化时,D B A A-N P和C B Q 算法的转发速率.此时,C B Q算法由于高优先级队列数据包速率超过了阈值,低优先级队列无法借用高优先级剩余带宽,导致系统转发速率始终为80 M b/s,从而造成了系统带宽浪费,而D B A A-N P则允许低优先级队列借用高优先级剩余带宽,转发速率几乎不受影响.图6给出了H S发送速率为70M b/s、L S发送图6H S发送速率为70M b/s时系统的转发性能速率从10"40M b/s变化时,D B A A-N P和C B Q算法的转发速率.此时,高优先级队列数据包速率超过了它的预分配带宽,在C B Q算法中,即使低优先级队列带宽有剩余,高优先级也无法借用,而D B A A-N P则允许高优先级队列借用低优先级队列的剩余带宽,避免了系统资源的浪费.5结束语本文针对C B Q机制中带宽资源分配存在的问题,以I X P2400为平台,设计并实现了一种基于网络处理器的动态带宽分配算法D B A A-N P.该算法以令牌为介质,采用“生产者!消费者”模式,将每个优先级队列看作是一个独立的实体并为其设置一个令牌桶.令牌发放器作为“生产者”,根据队列的带宽按照特定的速度将令牌放入各个实体的令牌桶中;调度器作为“消费者”,从令牌桶中取出令牌,调度数据包.当某个优先级队列的令牌不够用时,允许它向其他优先级队列的令牌桶借用令牌,以及收回它借出的令牌,从而实现带宽的动态分配.所提算法在I X P2400的2个微引擎上得以实现,实验结果表明,无论高优先级队列数据包速率高于还是低于C B Q 算法设置的阈值,D B A A-N P的转发速率均高于C B Q算法.参考文献:[1]A l t m a n n J,D a a n e nH,O l i v e rH,e t a l.H o wt om a r-k e t-m a n a g e aQ o Sn e t w o r k[A].I E E EI n f o c o m[C].N e wY o r k:I E E E,2002.284!293.[2]A r m i t a g eG.I P网络的服务质量!多业务互联网的基础[M].隆克平,龚向阳,阙喜戎,等译.北京:机械工业出版社,2001.[3]F l o y dS.N o t e s o nC B Qa n d g u a r a n t e e ds e r v i c e[E B/O L].h t t p://w w w.i c i r.o r g/f l o y d/c b q.h t m l,2004!10!20.[4]F l o y d S,J a c o b s o nV.L i n k-s h a r i n g a n d r e s o u r c em a n-a g e m e n tm o d e l s f o r p a c k e t n e t w o r k s[J].I E E E/A C MT r a n sN e t w o r k i n g,1995,3(4):365!386.[5]I n t e l C o r p o r a t i o n.I n t e lI X P2400n e t w o r k p r o c e s s o rd a t a s he e t[E B/O L].h t t p://w w w.i n t e l.c o m/d e s i g n/n e t w o r k/d a t a s h t s/30116411.h t m l,2004!02!15.(编辑苗凌)6231西安交通大学学报第39卷。
第9章 动态带宽分配
图9.1.1 静态带宽分配和动态带宽分配 的比较
ONU 需 要 (a) 发送的业务 ONU3 ONU2 ONU3: 突发业务， 并对延迟敏感 ONU1 :恒 定 比特率业务 ONU2: 突发业务
ONU2 丢 失 的 业 务 ONU1
( b ) 静态带宽 分配传输 ONU3 延迟
《宽带光接入技术》 原荣 编著 4
动态带宽分配系统的性能
• 性能指标，如带宽分配延迟和最大等待时间； • 应用能力，用于突发信号动态带宽分配和用于汇 集不同业务ONU的动态带宽分配； • 标准和协议的公平性，不管是基于ONU带宽需求 报告的动态带宽分配，还是基于OLT监控的动态 带宽分配，或者是基于ONU带宽需求报告和OLT 监控的动态带宽分配，都应该能够适用； • 后向兼容性和互连互通性，即按照G.983.1制造出 的OLT和ONU也可以使用在具有动态带宽分配功 能的系统中。
《宽带光接入技术》 原荣 编著 6
动态带宽分配技术的必要性
• 然而，G.983.1系统企图提供宽带广播业务（如IP 业务）给用户，因为IP业务连接到许多突发业务 源，所以这类业务是非恒定比特率业务，对信元 传输延迟（CTD）和信元延迟变化（CDV）的要 求并不严格。然而，映射这些非实时业务到固定 的带宽信道中，不能使PON中的ONU动态分享 PON的上行带宽。 • 这种静态授权方式使上行带宽使用效率不高，所 以希望使用动态带宽分配技术。
《宽带光接入技术》 原荣 编著 20
图9.2.2 1类T-CONT多个连接复用后产生信 元传输延迟（CTD）和信元延迟变化（CDV）
1-1 1-2 1-3
连接1
2-1
t t
3-1 连 接 3信 元 周 期 （ 1/PCR） （ 1/PCR） 连 接3 信 元 周 期 3-2
光纤知识点总结(5-9章)
光纤知识点（5-9章）第五章知识点1.数字传输体制有两种：是不同的传输体制协议。
SDH（同步数字传输体制）PDH（准同步数字传输体制）2. SDH对模型的下列几个方面做了规定：（1）网络节点接口（2）同步数字体系的速率（3）帧结构。
（1）网络节点接口传输设备：光缆传输系统设备；微波传输系统设备；卫星传输系统设备。
网络节点：只有复用功能（简单）；复用、交叉连接多种功能（复杂）。
（2）速率：同步传输模块：STM-N，N＝1、4、16 等。
STM-1 155.520Mbit/s 155Mbit/sSTM-4622.080Mbit/s 622Mbit/sSTM-16 2488.320Mbit/s 2.5Gbit/sSTM-64 9953.280Mbit/s 10Gbit/sSTM-256 39813.12Mbit/s 40Gbit/s（3）帧结构：SDH 帧为块状帧结构，共有9 行，270 列，以字节为单位。
一个STMN 帧有9 行，每行由270×N 个字节组成。
这样每帧共有9×270×N 个字节，每字节为8 bit。
帧周期为125μs，即每秒传输8000 帧。
对于STM1 而言，传输速率为9×270×8×8000=155.520 Mb/s 。
字节发送顺序为：由上往下逐行发送，每行先左后右。
（结构图见书127页，重点）3.STM-N 帧包括三个部分：SOH、AU-PTR、PAYLOAD（结构图见书127页，重点）（1）段开销SOH：RSOH，再生段开销：1～3 行。
MSOH，复用段开销：5～9 行。
区别：监管范围不同。
如：若光纤上传输2.5G 信号，RSOH 监控STM-16 整体的传输性能。
MSOH 监控每一个STM-1 的传输性能。
（2）管理指针AU-PTR：指示净负荷PAYLOAD 中信息的起始字节位置，便于接收端从正确的位置分解出有效传输信息。
动态带宽分配
最近，光网络行业，特别是在无源光网络(PON)方面有了很大的复兴。
PON能够消除光纤电信基础设施的巨大带宽与其用户的局域网(LAN)日益增长的带宽需求间的访问瓶颈。
PON的商业优势在于它们不需要在野外安装昂贵而又相对脆弱的硬件设备——用可以将同一数据流分配到多个地点的简单分光器代替有源光纤交换器。
对下载大量的数据流而言，这是一个简单的解决方案；但它也提出一个问题，即如何以最佳的方式上传单独终端用户的数据流，而不会在网络主干中引起冲突。
我们采用的解决方案是将上行流量划分成不同的时间间隔，并为每个终端用户分配单独的时间空档来进行数据传输。
但是，有多种方式可分配那些时间空档，而且，在PON配置中，找出最佳的带宽分配技巧也是一个重要的问题。
本文简单讨论了上述问题，并描述动态带宽分配(DBA)的最新发展动向。
PON与用来优化都市间应用以及长距离应用的点对点光纤技术不同，它们主要用于访问网络。
它们比其它访问解决方案更简单、更高效、更低廉，所以PON可以向将光纤扩展到最后一英里的服务提供商提供一种成本低廉的连接方式。
因此，PON作为下一代高速低成本访问网络结构的可选访问技术，正受到人们的广泛认可。
PON的典型设施是从服务提供商中心办公室(CO)发出的一种树状拓扑结构，在那里，来自中心办公室光线路终端(OLT)设备的一条单独光纤主干被无源分光器分离，并由客户家中的许多光网络单元(ONU)所共享在由OLT至一个ONU的下行方向，PON则成为一个将每个以太网信息包同时传送给所有用户家庭的一种传播媒介。
而每个单独的ONU则仅提取定址信息包给OLT，并忽略其他信息包。
因此，下行带宽共享相对简单，它根据服务等级协议(SLA)与其他策略，由一个在OLT执行的出口调度策略来指示。
但在上行方向，在某个时间，只能有一个ONU向OLT进行传输，以防止来自不同用户的信息包相互冲突。
为达到这一目的，IEEE802.3ah标准采用了一个基于复式分时的媒体访问控制协议，并将其命名为多点到单点控制协议(MPCP)。
光纤通信课后习题解答-第9章参考答案
光纤通信课后习题解答-第9章参考答案思考题参考答案1、SDH帧由哪⼏部分组成？SDH有哪些显著特点？答：SDH帧由净负荷，管理单元指针和段开销三部分组成。
SDH主要优点有：⾼度标准化的光接⼝规范、较好的兼容性、灵活的分插功能、强⼤的⽹络管理能⼒和强⼤的⾃愈功能。
其缺点有：频带利⽤率不如PDH⾼、设备复杂性增加、⽹管系统的安全性能要求⾼。
2、根据帧结构，计算STM-1、STM-4的标称速率。
解：STM-1的标称速率：⼀帧的⽐特数：9×270×8＝19440（⽐特），传送⼀帧所⽤时间为125µs，故标称速率为：19440/(125×10－6)＝155520（kb/s）。
STM-4的标称速率：STM-4帧为9⾏，270×4列，传送⼀帧所⽤时间为125µs。
可以看出STM-4的列数是STM－1的4倍，其余都⼀样，所以：STM －4的标称速率为：155520×4＝622080（kb/s）3、STM-N帧长、帧频、周期各为多少？帧中每个字节提供的通道速率是多少？答：STM-N帧长为9×270N×8⽐特，帧频8000帧/秒，周期为125µs。
帧中每个字节提供的通道速率为：8⽐特/帧×8000帧/秒＝64kb/s。
4、段开销分⼏部分？每部分在帧中的位置如何？作⽤是什么？答：段开销分为再⽣段开销和复⽤段开销两部分。
再⽣段开销位于STM-N帧中的1~3⾏的1~9×N列，⽤于帧定位，再⽣段的监控、维护和管理。
复⽤段开销分布在STM-N帧中的5~9⾏的1~9×N列，⽤于复⽤段的监控、维护和管理。
5、管理单元指针位于帧中什么位置？其作⽤是什么？答：管理单元指针存放在帧的第4⾏的1~9×N列，⽤来指⽰信息净负荷的第⼀个字节在STN-N帧内的准确位置，以便正确地分出所需的信息。
6、简述2.048Mbit/s信号到STM-1的映射复⽤过程。
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• 概述 • MAC协议 • 交接过程 • T-CONT的建立和拆除 • 业务流量控制和调度
《宽带光接入技术》 原荣 编著
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9.1 概述
• 由于PON系统在上行方向多个ONU共享传输媒质， 所以必须进行上行接入控制（MAC），以便为用 户提供多种高质量业务的同时，提高上行信道的 利用率。
• 后向兼容性和互连互通性，即按照G.983.1制造出 的OLT和ONU也可以使用在具有动态带宽分配功 能的系统中。
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9.1.1 静态带宽分配
• ITU-T G.983.1系统的带宽分配是通过授权控制实 现的，它属于静态带宽分配。
• 上行带宽被与PON相连接的所有ONU共享。OLT 控制每个ONU的上行接入时隙，这是靠OLT在下 行PLOAM信元中规定的ONU发送数据授权实现 的，即OLT决定ONU上行接入的带宽。
• MAC协议可以分为固定分配、随机接入、中央控 制按需分配、分布式控制按需分配和自适应分配 等多种。
• 对以上几种协议比较后发现，PON系统的上行接 入只有采用固定分配和中央控制按需分配相结合 的方式比较合适，这就是ITU-T G.983.4规范的静 态带宽分配和动态带宽分配两种方式。
《宽带光接入技术》 原荣 编著
• 在缓冲器使用情况报告方式中，ONU使用微时隙 向OLT报告它们的缓冲器被使用的状态，OLT根 据该报告重新分配ONU下次可以使用的带宽。
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OLT
VC
VP
VC T-CONT
IP
VC 视频
VC 电话
VC
VP
T-CONT
ODN
物理层路径
ONU
T-CONT
T-CONT T-CONT
• OLT发送PLOAM数据授权信元给所有的ONU， 给ONU的数据授权包括上行数据授权和上行接入 占用时隙的数量。
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动态带宽分配技术的必要性
• 然而，G.983.1系统企图提供宽带广播业务（如IP 业务）给用户，因为IP业务连接到许多突发业务 源，所以这类业务是非恒定比特率业务，对信元 传输延迟（CTD）和信元延迟变化（CDV）的要 求并不严格。然而，映射这些非实时业务到固定 的带宽信道中，不能使PON中的ONU动态分享 PON的上行带宽。
ONU1:恒 定 比特率业务 ONU2: 突发业务
ONU1 ONU2 ONU3
ONU1
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2. 动态带宽分配方法
• 通常有两种动态带宽分配方法。一种是空闲信元 调整，另一种是缓冲器使用情况报告。
• 在空闲信元调整方式中，OLT监视每个ONU使用 的带宽，假如一个ONU使用的带宽超过了预先分 配的值，如果还有富余的带宽可用，OLT就分配 额外的带宽给该ONU。这种方式不需要ONU报告 带宽需求信息，其缺点是OLT的反应总是落后于 ONU对带宽的需求。
• G.983.7建议使用WRR。
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动态带宽分配系统的性能
• 性能指标，如带宽分配延迟和最大等待时间；
• 应用能力，用于突发信号动态带宽分配和用于汇 集不同业务ONU的动态带宽分配；
• 标准和协议的公平性，不管是基于ONU带宽需求 报告的动态带宽分配，还是基于OLT监控的动态 带宽分配，或者是基于ONU带宽需求报告和OLT 监控的动态带宽分配，都应该能够适用；
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OLT
ODN
ONU/ONT T-CONT 缓冲器 T-CONT 缓冲器
上行用 户信元
ODN OLT
ONU/ONT T-CONT 缓冲器
UNI
优先 级别
控制
分类缓冲
上行用 户信元
T-CONT 缓冲器
图9.1.3 1个上行数据流分装 在2个T-CONT 缓冲器中
这2个缓冲器在同一个ONU中。一 些T-CONT缓冲器可以被一个 内部调度程序使用，或被某个 上层（如ATM层）使用。
• 这种静态授权方式使上行带宽使用效率不高，所 以希望使用动态带宽2 动态带宽分配
• 动态带宽分配（DBA）方式根据ONU突发 业务量的需求，动态地调整它们的上行接 入带宽，因此提高了PON上行带宽使用的 效率。
• 这可以从两方面说明这个问题，首先，由 于更有效的带宽使用，网络操作者可以增 加更多的用户到PON上；其次，用户可以 要求得到超过固定带宽分配的最大带宽， 享受更好的服务。
图9.1.4 对分类缓冲业务进行 优先级别控制
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业务带宽分配规则
• 对业务带宽分配规则已有一些建议，如对 实时业务的带宽分配可采用传送带 （Transfer belt）分配算法，对非实时业务 的带宽分配可采用顶移（Moving ceiling） 分配算法等。
• 对流量调度也有多种方案，如加权公平排 队（WFQ）、轮询调度（round robin）和 加权轮询调度（WRR）等。
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静态带宽分配和动态带宽
• 对QoS要求较高的CBR业务固定接入，对 其他业务由OLT控制预约接入。
• 预约过程也不采用竞争方式，而采用轮询 方式，ONU使用可分割时隙轮流预约。对 ABR连接需要的带宽只要保证它们的最小 信元速率（MCR）即可，因此可使用保证 CBR和VBR之后的剩余带宽，而UBR连接 将不被分配任何带宽。
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图9.1.1 静态带宽分配和动态带宽分配 的比较
(a)
ONU 需要 发送的业务
(b)
静态带宽 分配传输
(c)
动态带宽 分配传输
ONU3
ONU2
ONU3:
突发业务， 并对延迟敏感
ONU2丢 失 的 业 务
ONU3
延迟
ONU2
ONU3延 迟 的 业 务
ONU3
ONU2
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IP 视频
电话
T-CONT
图9.1.2 ONU1 传输容
器（TCONT） 和宽带 ONU2 PON系 统的层 ONU3 结构
T-CONT
• 动态带宽分配性能应允许在一个ONU里使用几种传输容器(T-CONT)。 T-CONT携带ATM 虚通道连接(VPC)和虚信道连接(VCC)，单个TCONT可以携带不同种类业务的ATM流量，并且把它们的缓冲器使用 情况报告给与此相连接的OLT。