新的支持ONU睡眠模式的时隙管理方案

张引发，贾磊，杨剑，刘涛

（1. 西安通信学院 信息传输系，陕西 西安 710106；2. 61920部队，四川 成都 610505）

1 引言

随着绿色环保节能减排正在成为全球的热点，信息通信产业越来越关注全方位的绿色环保和节能减排。最近几年，信息与通信技术领域的全球二氧化碳排放量占所有排放量的2%～2.25%，并且到2020年有望达到目前水平的2倍[1]。而在宽带接入网中，包括高速数字用户线路（DSL）和无源光网（PON）等设备，其能耗占整个通信网能耗的75%以上[2]。为此，接入网的节能降耗问题越来越受到人们的关注。有专家指出离用户近的节点采用无源设备可以使整个系统的总耗能降低[1]。在接入网的不同网络结构中，PON 是能量利用率最高的网络[3]。然而，在被广泛部署和应用的以太网无源光网（EPON）中，由于其终端设备光网络单元（ONU）数量巨大且用户业务需求随机，当用户不需要服务时设备仍处于工作状态，造成大量的能量浪费。因此，EPON系统的能量利用率有着进一步提高的空间。随着新的P802.3az节能以太网标准（EEE）的制定，人们逐渐认识到减少光纤接入网中无效能耗的重要性，有学者提出对没有业务时的ONU进行控制，使其进入低耗能的睡眠状态，从而减少能耗[4,5]。目前，这方面的研究国外也刚刚开始着手，而国内研究较少。

要实现ONU睡眠，必须要解决2个关键技术：一是快速的时钟恢复和同步技术；二是高效地支持上下行带宽分配的时隙管理技术。对于前者，许多学者做了相应的研究[6～8]。已能够将1G-EPON的时钟恢复时间控制在64ns以内，完全能够满足睡眠的要求[6]。对于后者，原有EPON中的时隙管理机制只针对上行方向，即各ONU缓存随机到达的上行数据分组，然后通过光纤线路终端设备（OLT）为该数据分配带宽和上行时隙，并控制各ONU在不同时隙内发送数据；而在下行方向，OLT收到来自骨干网的下行数据分组后直接以广播方式转发至所有ONU中，各ONU需要持续接收并过滤出属于自己的数据分组。为了支持ONU睡眠，原有机制显然不能满足要求。OLT需要为所有ONU分配上下带宽和收发时隙，以使ONU在无收发任务时进入低耗能的睡眠状态。针对此问题有学者进行了相关研究[9,10]。Ying Yan等提出为各ONU仅分配上行带宽，各ONU在发送上行数据的同时接收下行数据，由于ONU的下行带宽并非取决于下行业务需求，该方案引入了10ms左右的下行延时[9]。Lee等提出了为上下行分别设置多个速率等级的静态带宽分配方式，根据业务流量大小在不同链路速率间切换，当某ONU的业务流量较小时对其采用固定时隙带宽分配，但该方案仅能在轻负载情况实现较好地节能[10]。

针对这种情况，本文提出了一种新的基于轮询周期的时隙管理方案。该方案的特点是，以轮询周期为带宽分配单元，OLT在每个轮询周期起始为所有ONU分配收发时隙，并将分配信息通过改进后的 GATE帧广播，每个轮询周期仅需要发送一个GATE帧。在业务中、重负载下，该方案能在实现较大节能的同时引入较小的下行分组延时。

2 新的时隙管理方案

基于轮询周期的时隙管理方案，其基本思路为：OLT以固定或可变轮询周期 Tcycle为带宽分配单元，在每个Tcycle周期内为所有ONU分配发送、接收时隙，每个ONU在OLT分配的上行时隙内通过REPORT帧请求下个轮询周期的上行带宽，如图 1所示。在OLT和ONU端分别设置缓存器，缓存来自骨干网和用户端的随机数据分组。在tcycle_start时刻，OLT已经收到各个ONU的上行带宽请求，并查询OLT缓存器中欲发往各ONU的下行分组队列长度，然后按一定的带宽分配算法为各个 ONU分配上下行带宽，并计算各ONU的发送接收时隙。OLT将所有分配信息通过一个改进后的GATE帧广播至所有ONU中，其中包括各ONU的发送和接收的开始时间和长度、下个周期GATE帧的接收时间和GATE帧长度等信息。ONU收到GATE帧后，提取出属于自己的信息，并按所分配的时隙及时地开启/关闭相应的工作模块，以完成数据分组的发送和接收，在无收发任务的周期内只保留缓存器和必需的电路工作，并进入低耗能的睡眠状态。本方案的上下行时隙控制及同步采用已有的上行时隙控制机制，用时间标签法完成对各ONU的发送时隙的控制[11]。

图1 基于可变轮询周期的时隙管理方案示意

如果在轮询周期初始时刻，某ONU无上/下行带宽需求，则 OLT在本周期内只给该 ONU分配REPORT帧长度的上行带宽。该ONU收到广播GATE帧后，若缓存器中无上行分组队列，则进入打盹睡眠模式。ONU进入打盹状态后，若既没有上行数据分组到达也没有分配接收时隙（即OLT无数据分组到达该 ONU），则该ONU只定时接收每个Tcycle周期内广播GATE帧，而不接收或发送其他任何数据分组，OLT在每个Tcycle周期内为该ONU分配REPORT帧长度的上行带宽。当来自骨干网且发往打盹状态ONU的数据分组到达OLT时，OLT能够在紧接着的下个Tcycle周期初为到达的数据分配下行带宽，并通过GATE帧将分配信息通知该ONU，ONU收到GATE帧后转入正常状态，并按所分配时隙及时地接收下行分组。当来自用户的上行分组到达打盹状态下的ONU时，则该ONU在每个Tcycle周期用于 REPORT帧报告的上行时隙内为该到达分组请求上行带宽，同时ONU转入正常状态。

在EPON系统中，一个OLT同时与多个ONU通信，某时刻，有的ONU处于正常状态，有的ONU处于打盹状态，而有的ONU未注册或已掉线处于离线状态。ONU进入睡眠状态后只接收GATE帧，若无上行数据则不向OLT发送信息，与掉线状态相似。为了使OLT时刻知道所有ONU当前所处状态，本方案在OLT端设置ONU工作状态标识，包括正常状态、睡眠状态和离线状态，如表1所示。为了防止ONU在睡眠状态中掉线而OLT不知道，处于打盹状态的ONU每50ms向OLT发送一个REPORT帧，以使OLT知道其处于在线状态。

表1 各ONU当前状态

由于不同ONU与OLT间逻辑距离不同，各ONU与 OLT间存在环路延时（RTT）且大小不同，而各ONU需要在收到GATE帧后才能上行发送，所以在每个Tcycle周期内，从tcycle_start时刻到OLT收到ONU的数据分组这段时间内，上行链路处于空闲状态。为了有效利用上行带宽，OLT按RTT从小到大依次安排相应的ONU先后发送上行数据。此外，将离OLT逻辑距离最近的ONU设为特殊ONU，该ONU在收到本周期GATE帧前发送上行数据，每周期的开始时刻都由前一周期GATE帧分配，可由式(4)计算而得。发送长度为上行带宽请求的长度，即对该ONU的带宽分配可以采用直接应答方式（gated），也可以采用有限制应答方式(limited)，使其不能够垄断带宽[11]。为防止ONU上行分组间的叠加干扰，设定ONU间的上行保护时隙为GBT 。由于离 OLT逻辑距离最近ONU的特殊性，每个轮询周期中，在最先与次先发送上行分组的2个ONU间的上行保护时隙设置为大于或等于GBT ，如图1所示。

802.3 ah已经标准化了多点控制帧（MPCP）的结构和格式[12]。为了便于时隙管理并有效地节省下行带宽，在802.3 ah规定的控制帧基本结构和框架下，对原GATE结构进行了部分修改，提出一种新的GATE帧结构，如表2所示。

表2 修改后的GATE帧结构

新的GATE帧结构修改了原GATE帧的分配信息装载部分。在原来GATE帧中，分配信息只包括某一个ONU的上行开始时间和长度，在一个轮询周期内32个ONU需要32个GATE帧。而新GATE帧的分配信息包括所有ONU的上/下行开始时间和长度、GATE帧接收长度和各 ONU在下一个轮询周期接收GATE帧的时间。在新GATE帧结构中，新定义了一个标志字节，其大小为4byte，即32bit，分别对应32个ONU用户。当某ONU有分配信息时，置相应位为‘1’，并在接下来的相应位置加载该ONU的信息，否则为‘0’。已规定的MPCP控制帧的操作码使用了 0002～0006，采用固定长度64byte，且发现GATE帧和授权GATE帧采用同一结构帧[12]。新GATE帧采用的操作码为0007，由于需要装载的信息较多，新 GATE帧长度根据 ONU的数量而可变，当ONU数量为32时，该帧长度为544byte。在本方案中，原有的GATE帧继续用于发现过程，而所提出的新GATE帧用于时隙授权。与原有时隙授权方案相比，本方案在一个轮询周期内（设为2ms）能够节省6Mbit/s左右下行带宽。

3 带宽分配算法

3.1 下行带宽分配

图2是OLT在各轮询周期内的下行队列长度示意。当轮询周期Tcycle长度变化时，由于从骨干网到OLT的链路速率和从OLT到ONU的链路速率相等，只要本周期时间长度不小于上周期，那么缓存器中上周期所到达的数据一定能在本周期内发送完毕；相反情况，如图中周期Tcycle_3，在周期结束后缓存器中依然留有未被发送的数据，如果再下一周期Tcycle_4时间长度较小或到达数据的链路负载较高，则在Tcycle_4周期内仍不能完全发送完缓存器中的数据，这种情况要一直持续至遇到足够大周期且到达数据链路负载较小时才能结束，从而导致下行数据分组平均延时的增加。

当轮询周期长度固定时，采用Gated分配方式，即需要多少带宽就分配多少带宽，可以将下行数据分组的平均分组延时和缓存器的平均队列长度控制在一定范围内。

3.2 上行带宽分配

对上行带宽分配，本方案可以采用轮询周期预定和轮询周期自适应2种分配方式。轮询周期预定是在带宽分配之前已经设定 Tcycle，由此得到可分配上行总带宽，再按一定的算法对 ONU进行带宽分配，此方式能够采用周期性轮询动态带宽分配算法[13]（cyclic DBA）。轮询周期自适应是先根据各 ONU的上行带宽请求按一定带宽分配算法完成分配，并由此确定 Tcycle，并将分配结果与Tcycle信息传至各ONU，此方式能够采用可变周期的间插轮询（IPACT）算法[11]。这2种经典带宽分配算法都能够应用于本文的时隙管理方案中。

为了验证基于轮询周期的时隙管理方案的性能，本文取固定轮询周期Tcycle为2ms，下行采用Gated分配方式。对于上行，当所有ONU的请求总带宽不大于可分配总带宽时，采用Gated分配方式；否则，从可分配总带宽中按各ONU请求带宽占请求总带宽的比例进行分配。

4 理论分析

4.1 GATE帧中的分配信息确定

在本方案中，上下行带宽分配完成后，OLT需要计算各ONU的上/下行开始时间、长度和下个轮询周期GATE帧的接收时间、长度等装载信息，计算方法如下。

第i个ONU的环路延时为iRTT，对EPON系统中所有ONU按环路延时大小排序，i为ONU的编号，可得

图2 各轮询周期内OLT下行队列长度示意

第i个ONU所分配下行时隙的长度为

第1个ONU，即与OLT逻辑距离最近的ONU，其上行时隙的开始时间为

此结果为下个轮询周期ONU1的开始时刻。

第 ( 1)i i＞ 个ONU上行时隙长度为

4.2 新方案的性能分析

为对其上下行带宽进行统一管理分配，首先需要在OLT端设置缓存器，以缓存随机到达的下行数据分组，这不可避免地会引入下行分组延时和队列长度，并影响上行分组延时和队列长度。因此，节能效果和所引入的下行分组延时是评价节能方案优劣的两个重要参数和也通过这两方面进行性能分析。下面从节能效果、上/下行平均分组延时，下行分组平均队列长度等4个方面对基于轮询周期的时隙管理方案进行性能分析。

设ONU睡眠时功率为 Ps，苏醒工作时功率为Pw，则采用本方案的N个 ONU在一个轮询周期Tcycle内的能耗为

在本方案中，由于各ONU在不同的轮询周期内分配不同上下带宽，具有不同的能耗，因此，设N个 ONU在第j个轮询周期内的能耗为，那么在连续M个轮询周期的一段时间内，N个 ONU的总能耗为

为了研究节能效果，用能耗相对率来表示。能耗相对率，定义为在一段时间内（设M个轮询周期），N个ONU在基于轮询周期时隙管理方案的睡眠模式下的总能耗与普通不节能模式下总能耗之比的百分率，用α表示为

图3 ONU的醒睡示意

其中，用n表示负载的轻重。链路轻负载时，ONU通过发送一次 REPORT帧便能为刚到达的上行分组请求到带宽；链路为重负载时，由于所分配带宽小于请求带宽，后到的数据分组需要再等待一个或多个Tcycle周期后才能分配到上行带宽。ONU在打盹状态下，到达上行分组的平均延时与轻负载情况相同。

在下行方向，设数据分组从到达 OLT到该分组在轮询周期起始时刻被分配下行带宽之间的延时为，其期望值为2；设该分组从被分配到下行带宽到被发送之间的延时为，由于轮询周期采用固定Tcycle，平均等待延时不大于平均请求延时，则下行数据分组从到达OLT至被发送的平均延时为

设从骨干网到OLT端链路速率与EPON系统下行方向链路速率相等，为，某时刻链路负载为dα，则缓存器中所缓存数据为

则所需的最大缓存容量为

本方案在OLT端增加下行数据分组缓存器，其大小可由式（16）而得。对下行数据增加了不超过一个Tcycle周期的平均延时，并能够将下行平均延时控制在式（13）所示的范围内。

5 仿真结果

对本方案建立了基于OPNET的EPON仿真模型。根据802.3 ah协议规定的EPON系统各项参数以及实际ONU设备中各电路模块的能耗，对仿真模型中的各项参数进行设置，仿真模型参数设置如表3所示。通过仿真，研究ONU在所提出的时隙管理方案下的能耗相对率、上/下行分组延时、下行队列长度等与负载的关系。

表3 EPON仿真模型参数设置

睡眠ONU的能耗相对率与上/下行链路负载变化关系如图 4所示。由图可知，能耗相对率随上/下行链路负载增大而增大，变化率随负载增大而减小。这是由于负载较小时，ONU的功耗主要来自于每个轮询周期接收的GATE帧以及收发数据时的额外帧开销；随着负载的不断增大，分配到该 ONU的上下行带宽不断增大，能耗相对率也不断增大；当负载接近1时，由于上下行可分配总带宽一定，分配到各ONU的上下行带宽将不再增加，能耗相对率也趋于某定值。由图4知，能耗相对率的变化范围在 9.5%～12%之间。当链路为中等负载时，睡眠ONU的能耗相对率为11%左右，也就是说，该方案能够比普通ONU节能89%左右。

图4 能耗相对率与负载关系

上行分组平均延时情况如图5所示，当上行链路负载小于0.6时，上行平均分组延时保持在3ms左右，而当负载大于0.6时，上行分组延时随上行链路负载增大而急剧增大。这是由于低负载时，到达的上行数据分组都能在紧接着的下一个 Tcycle周期内获得足够的上行带宽，而高负载时，由于前一个或几个Tcycle周期内都未能给到达的数据分组分配足够的带宽，数据分组的不断累积导致延时的急剧增大。

图5 上行平均分组延时与负载关系

下行分组平均延时和平均队列长度与负载关系分别如图6和图7所示。由图6可知，下行平均分组延时随下行链路负载增大而增大。这是由于在每个轮询周期内到达OLT的下行分组都要先缓存，直到下个轮询周期被分配相应带宽后才能传至各个ONU。负载较小时，轮询周期OLT内下行分组队列长度短，下行分组的平均延时较小；而负载大时，其队列长度长，其平均延时也就变大。下行平均分组延时的变化范围在1.2～1.9ms之间，与理论分析相符。由图7可知，下行平均队列长度随下行链路负载增大呈线性趋势增大，在不同下行链路负载下，仿真得到的下行平均队列长度始终小于该负载下的最大理论值。

图6 下行平均分组延时与负载关系

图7 下行平均队列长度与负载关系

与前人方案相比，Ying Yan等所提出的时隙管理方案能够将ONU工作时能耗降为普通ONU能耗的10%，但同时引入10 ms左右的下行分组延时[9]。Steven S, Lee W等提出的设置速率等级的静态带宽分配方案，在业务流量较小时能够实现节能效果，但增加上下行帧的平均延时到几百毫秒[10]。本方案最大的特点是在业务中、重负载下，能够实现较大的节能，同时，引入的下行分组延时很小，在追求节能效果与保障ONU服务质量方面具有很好的折衷。

6 结束语

本文研究了支持 ONU睡眠的上下行时隙管理问题，提出了一种基于轮询周期的时隙管理方案。理论分析和仿真结果表明：采用本时隙管理方案的ONU，其工作能耗仅为普通ONU能耗的11%，而引入的下行分组延时不到 2ms，并能够将下行平均队列长度控制在2Mbit以内。但本方案的实现需要在原EPON系统的OLT端增加下行缓存器，在 ONU端采用快速时钟恢复电路，并对OLT和ONU端控制模块的硬件电路和管理控制程序进行改造，即增加了一定的设备代价和处理复杂度。

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