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AVB简介--第二篇:gPTP简介


本文是AVB系列文章的第二篇,主要介绍AVB协议族中的精确时钟同步协议gPTP(IEEE Std 802.1AS-2011)。

一、时间同步要解决的问题

不知道大家还记得军训练习齐步走的场景吗?

齐步走

齐步走的动作要领你还记得吗?

  • 教官首先发出“齐步—–走”的命令,大家听到“齐步”二字后,开始调整动作,最终所有人实现动作同步。
  • 听到“走”字后,所有人开始以同样的步伐(频率、步长)行走。
  • 如果这种状态得以保持,后续任何时刻,大家的动作都是同步的。然而,由于各种原因,随着时间的推移,部分同学的动作会和其他人失调,为了解决这个问题,行进过程中,教官还会喊“幺二幺、幺二幺”的口号,这是为了让动作失调的人在行进过程中动态调整。

时钟同步的原理是类似的:

  • 教官类似于网络中的主时钟,教官发出的的“齐步走”命令就是校时信号
  • 各个学员类似于网络中的从时钟,收到校时指令后,调整自己的时钟。
  • 由于时钟晶振频率受环境因素(比如温度等)影响会发生变化,随着时间的流逝,各个时钟会慢慢变得不同步。为了解决这个问题,主时钟必须周期性的发出校时信号(类似于教官的“幺二幺、幺二幺”口号),供失调的节点动态调整时钟。

由此可见,如果要整个网络中的节点保持时钟同步,该网络必须解决以下问题:

  1. 选取一个主时钟
  2. 主时钟动态的发出同步信号
  3. 其他时钟根据同步信号同步自己的本地时钟。本地时钟的同步包含下面两个方面(通俗点讲就是,找到同步点,然后以同样的频率运行):

    • 绝对时间同步:如下图所示,它要求在同一时刻,A和B的显示时间一致,又称为相位同步绝对时间同步

    • 相对时间同步:如下图所示,虽然在同一时刻A和B的绝对时间不同,但是相邻采样点之间的差值是相同的。也就是说,A和B对时间的度量是一致的(比如两个采样点之间的间隔A时钟测量出来是1ms,B时钟测量出来也是1ms)。它要求A和B的频率保持一致,又称为频率同步
      相对时间同步

gPTP就是为了解决以上问题而诞生的。和其他校时协议不同的是,通过约束网络内的节点,它可以达到ns级的精度(6跳以内任意节点间最大时钟误差不超过1us),因此在车载、工业控制等对实时性要求较高的领域得到了应用。

二、gPTP的主要思想

先从下图直观感受下gPTP的校时机制,后面会逐步详细介绍:

gPTP校时示意图

1. 体系结构

AVB域内的每一个节点都是一个时钟,由以下两个角色组成:

  • 一个主时钟(Grandmaster Clock),它是标准时间的来源;
  • 其他的都是从时钟(Slave Clock),它们必须把自己的时间和主时钟调整一致。

下图是一个简单的gPTP网络拓扑图:

gPTP体系结构

它包含两种类型的节点:

  • Time-aware end station:这类设备可以是系统内的主时钟(时间源,Grandmaster),也可以是从时钟(被校时的设备)。图中标注了802.1AS endpoint的就是这种设备。
  • Time-aware Bridge:它可以是主时钟,也可以仅仅是个中转设备(类似传统的交换机),连接网络内的其他设备。作为中转设备,它需要接收主时钟的时间信息并将该信息转发出去(在转发的时候,需要矫正链路传输时延和驻留时间)。图中标注了802.1AS bridge的就是这种设备。

从上图还可以看到,时间信息是从主时钟出发,经由各个Bridge分发到所有的从节点。

2. 主时钟选取

gPTP中的主时钟,既可以默认指定,也可以通过BMCA(Best Master Clock Algorithm) 动态选取。
不过在车载或其他一些网络拓扑固定的应用场景中,一般不允许使用BMCA动态选取主时钟,而是默认指定。
这部分内容本文不做相关介绍,有需要可以查阅规范文档。

3. 绝对时间同步

下图包含一个主时钟(Master time)和一个从时钟(Slave time),二者时间不同步。现在要把从时钟的时间校准到主时钟的时间,其中t1、t4为主时钟对应的时间,t2、t3为从时钟对应的时间。

通用校时流程

主要流程如下:

  1. 主时钟在t1时刻发送Sync命令,从时钟在t2时刻收到同步指令。这时候从时钟并不知道主时钟是在什么时候发出这个Sync命令的,但是知道自己是在t2时刻收到该命令的。
  2. 主时钟发送一个Follow_Up命令,该命令中携带t1的值。从时钟收到后,知道上面的Sync指令是在t1时刻发出的。此时从时钟拥有t1、t2两个值。
  3. 从时钟在t3时刻发送一个Delay_Req命令,主时钟在t4时刻收到该命令。此时从时钟知道t1、t2、t3三个值。
  4. 主时钟接着发送一个Delay_Resp响应从时钟的Delay_Req,该命令中携带t4的值。从时钟收到后,知道主时钟是在t4时刻收到的Delay_Req命令的。此时从时钟知道t1、t2、t3、t4四个值。
  5. 我们假设路径传输延时是对称的,即去程的传输延时和回程的传输延时相等。从时钟可以根据下面的公式计算路径传输延时(path_delay),以及自己与主时钟的偏差(clock_offset):
     t2 – t1 = path_delay + clock_offset  
     t4 – t3 = path_delay - clock_offset
    

    由此可以算出:

     path_delay = (t4 – t3 + t2 – t1) / 2 
     clock_offset =  (t3 – t4 + t2 – t1) / 2
    
  6. 现在从时钟知道了自己与主时钟的时差clock_offset,就可以调整自己的时间了。另外,从时钟还知道自己与主时钟的路径传输延时path_delay,该值对于switch意义重大,因为在gPTP的P2P校时方式中,switch需要转发主时钟的校时信号,在转发的时候,需要将该值放在补偿信息中(后面章节会详细介绍)。

从上面的流程可以看到,传输延时path_delay的精度/稳定性会影响校时精度。而传输延时又可以划分为:各段链路传输时间总和 + 中间节点转发导致的驻留时间(缓存时间)。

4. 相对时间同步

我们首先看下时间度量的原理:时间是基于晶振的震荡周期进行度量的,如果一个晶振的震荡频率是10Hz,也就是说每100ms震荡一次,震荡10次代表过了1秒,震荡600次代表经过了1分钟。

但是晶振并非绝对稳定的,受温度等因素影响,震荡频率可能发生变化,震荡周期也就变得不准了。而晶振的使用者(时钟)并不知道这些变化,只是傻傻的计数,震荡10次为1s,震荡600次为1分钟。如果现实世界的1s内该晶振少震荡了一次(某两次震荡之间的间隔变成了200ms),那么该时钟的1s就对应现实世界中的1.1s;如果某两次震荡的时间间隔变成了50ms(多震荡了一次),那么该时钟的1s就对应现实世界中的0.95s。

相对时间同步,要求从时钟的频率和主时钟一致。我们可以通过下面的方式估算晶振的变化,并动态调整。 如下图所示,分别在t1、tn时刻对主时钟和从时钟进行采样,采样值分别记为t1_master、tn_master、t1_slave、tn_slave,可以得到下面的比例:

ratio = (tn_slave – t1_slave) / (tn_master – t1_master)

理想情况下,ratio的值应该是1,如果大于1,说明从时钟走的快了,如果小于1,说明走的慢了。从时钟可以根据该值调整自己的频率。

谐振

三、影响校时精度的因素

其实不同的校时协议,原理都大同小异。为什么gPTP可以达到ns级别的精度?
我们不妨先看下影响校时精度的因素以及gPTP的对策。

1. 传输时延不对称

前面提到的校时流程中,我们假设传输时延是对称的,即报文从A传到B和从B传到A耗时相同,实际情况中,路径有可能是不对称的,如下图所示,tms和tsm有可能是不相等的。这会导致校时误差。

传输时延不对称

gPTP对策:

  • 要求网络内的节点都是时间敏感的
  • 传输延时分段测量(P2P方式)减少平均误差
  • 中间转发节点可以计算报文的驻留时间,保证校时信号传输时间的准确性
  • 如果已知链路不对称,可以将该值写在配置文件中,对于endpoint,在校时的时候会把该偏差考虑进去;对于bridge设备,在转发的时候,会在PTP报文的矫正域中(correctionField)把对应的差值补偿过来。

2. 驻留时间

对于Bridge设备,从接收报文到转发报文所消耗的时间(中间可能经过缓存),称为驻留时间。该值会具有一定的随机性,从而影响校时精度。

gPTP对策:Bridge设备必须具有测量驻留时间的能力,在转发报文的时候,需要将驻留时间累加在PTP报文的矫正域中(correctionField)。

3. 时间戳采样点

前面提到的t1、t2、t3、t4等采样时刻的值,应该在哪里产生呢?

常规的做法是在应用层采样,如下图蓝色传输线路所示:在发送端,报文在应用层(PTP校时应用)产生后,需要经过协议栈缓冲,然后才发送到网络上;在接收端,报文要经过协议栈缓冲,才能到达接收者(PTP校时应用)。这样存在下面两个问题,而这都会影响时间同步的精度:

  • 协议栈缓冲带来的延时是不固定的
  • 操作系统调度导致的随机延时

传输时延不对称

为了达到高精度的时间同步,必须消除软件带来的不确定因素,这就要求必须把时间采集点放在最靠近传输介质的地方。

gPTP对策:

  • 从上图可以看到,比较合适的采集点就是MAC层:在发送方,当报文离开MAC层进入PHY层的时候记录当前时刻;在接收方,当报文离开PHY层刚到达MAC层的时候记录当前时刻。这样可以消除协议栈带来的不确定性。
  • MAC时间戳可以通过软件的方式打,也可以通过硬件的方式打,硬件方式会更精确(可以消除系统调度带来的不确定性)。gPTP中要求使用硬件方式,也就是常说的硬件时间戳。

4. 时钟频率

晶振频率越高,误差越小,校时越精确。
gPTP要求晶振频率不小于25MHz,误差不大于100PPM(每天8.64s误差)。
gPTP的要求并不算高,主要是考虑到成本因素,要求太高不利于推广。

5. 传输路径延时测量方式

IEEE 1588支持两种路径延时测量方式:End-to-End(E2E) 和 Peer-to-Peer(P2P),二者不能在同一个网络中共存。

在End-to-End机制中,强调的是两个支持PTP的端点(一个master port,一个slave port)之间的延时,这两个端点可能是直接相连的,也可能中间穿插了普通的交换机、时间敏感的透明时钟(TC),在通信双方看来,信息都是在master port 和slave port之间传输,所以最终slave测量到的传输延时是从master到slave的端到端延时。

在Peer-to-Peer机制中,要求网络内所有节点必须支持P2P,所以它强调的是相邻相邻节点间的通信,最终测量的是相邻节点间的传输延时。

二者主要区别如下图所示:

  • P2P测量的是相邻节点间的延时,路径测量报文不会跨节点传输,有利于网络扩展;E2E测量的是master port和slave port之间的,中间节点(如TC、普通switch)需要转发延时测量报文,网络规模较大时,报文可能泛滥,master节点压力较大。
  • master节点变更时,E2E需要重新测量到新master节点的路径延时,P2P只需关心相邻节点。
  • E2E方式允许网络中有普通的switch(透传PTP报文即可,由于驻留时间随机,会影响测量精度),而P2P要求网络中的switch必须全部支持P2P。
  • E2E机制中,校时报文和路径测量报文是耦合在一起的(第二章第3部分描述的就是典型的End-to-End的流程,它使用Sync、Follow_Up、Delay_Req、Delay_Resp四个消息,同时计算时钟偏差和路径测量);P2P机制中有独立的报文负责路径测量,把校时和路径测量解耦了。 e2e_vs_p2p

gPTP要求使用P2P方式,并且要求网络中所有设备都支持PTP协议,路径传输延时测量只在相邻节点间进行。它使用Pdelay_Req、Pdelay_Resp、Pdelay_Resp_Follow_Up消息来测量路径传输延时。

注意Peer-to-Peer中没有使用Sync报文,而是专门为路径测量新建了几个报文,降低了复杂度。

p2p延时测量

具体流程如下:

  1. 节点A在t1时刻发送路径测量请求命令Pdelay_Req,并记录下时刻t1
  2. 节点B在t2时刻收到Pdelay_Req
  3. 节点B将t2放在报文Pdelay_Resp中,并在t3时刻将该报文发给节点A
  4. 节点B将t3放在报文Pdelay_Resp_Follow_Up中发给节点A
  5. 节点A在t4时刻收到Pdelay_Resp_Follow_Up。至此,节点A拥有t1、t2、t3、t4四个参数,平均路径传输延时可以通过下面的公式计算出来:
     path_delay = (t4 – t3 + t2 – t1) / 2 
    

在Peer-to-Peer机制中,不仅节点A会主动发起测量请求,节点B也会主动发起测量请求,也就是说,每个节点都知道和自己紧挨着的节点的传输延时(Peer-to-Peer的名字也是这样来的)。不过有的场景下(比如固定主时钟的情况),可能会禁止master port进行路径测量。

6. 时钟类型

PTP时钟可以分为两类:One-Step Clock和Two-Step Clock。

还记得下图Follow_Up消息的作用吗? 它只是为了把t1的值传给slave节点。这种时钟就是Two-Step Clock, 它的事件报文(Sync等)中不携带时间信息,需要用另外一条普通报文传输时间信息(用来描述上一条事件报文是在什么时候发送的)。

two-step-clock

如果t1能在Sync报文本身中传递给slave节点,就节省了一条报文,如下图所示,这是One-step clock的做法。这种时钟对硬件要求比Two-step clocks高,成本也比较高。

one-step-clock

理论上来讲,同一个网络内可以存在两种类型的时钟,并且时钟类型不会影响校时精度。
gPTP要求使用Two-step时钟,因为这种机制对硬件要求较低,方便后续扩展,以及在现有的网络中普及。

四、gPTP校时过程

1. 绝对时钟同步

以下图为例介绍gPTP时间同步过程,为了表述方便,这里做两点假设:

  • 假设下面的三个设备都是One-Step的Clock,即Sync报文发出后,不需要额外的Follow_Up报文告知Sync报文是在哪个时刻发送的。(实际802.1AS要求时钟必须是Two-Step的)
  • 假设各设备已通过前面介绍的Peer-to-Peer机制测量出路径传输延时path_delay1、path_delay2

gptp_work_flow

校时流程如下:

  1. Grandmaster时钟在t1时刻发送时间同步报文Sync到Bridge,报文Sync的originTimestamp中填充时间信息t1,矫正域correction填充ns的小数部分(Sync报文的时间戳部分只能表示秒和纳秒,不足1纳秒的只能放在矫正域)。
  2. Bridge收到Sync报文后,不仅要矫正自己的时钟,还要把Sync报文转发出去
  3. Bridge根据Sync报文调整自己的时钟:
    Bridge在t2时刻收到Sync报文,并从中解析出Grandmaster是在t1时刻发送该报文的,以及Grandmaster填充的矫正值correction。在t2时刻,Grandmaster的时钟显示的值应该是:
     t1 + correction + path_delay1
    

    由此可以计算出Bridge的时钟偏差,并调整自己的时钟:

     clock_offset = t1 + correction + path_delay1 – t2
    
  4. Bridge转发Sync报文:
    如下图所示,收到Sync报文后,Bridge将自己与上级节点的路径延时(path_delay1)和Sync报文在自己这里的驻留时间(rEsidence_time)累加到Sync报文的矫正域,并转发出去。此时矫正域correction值如下:
     correction = old_value_of_ correction + path_delay1 + residence_time 
    

    注意:Bridge不修改Sync报文的originTimestamp字段(该字段为Grandmaster发出Sync报文的时间)。 Bridge work flow

  5. End-Point在t4时刻收到Sync报文,并从中解析出Grandmaster是在t1时刻发送该报文的,以及Bridge矫正后的correction。在t4时刻,Grandmaster的时钟显示的值应该是:
     t1 + correction + path_delay2
    

    由此可以计算出End-Point和Grandmaster的时钟偏差,并调整自己的时钟:

     clock_offset = t1 + correction + path_delay2 – t4 
    

由上面的校时流程可以看出,整个校时过程像水面的波纹一样从Grandmaster开始向外一层层的扩散,每个节点只关注自己和上级节点的传输延时,Bridge负责将中间路径的传输延时和缓存时间逐段累加到矫正域。

2. 相对时钟同步

如下图所示,主时钟在时刻master_t1发出校时信号Sync_1,从时钟接收到该信号的时候,记录两个值:

  • slave_t1:接收到Sync_1信号时,slave本地时钟的值,这个值是当前时刻在slave时间坐标系下的采样
  • slave_t1:接收到Sync_1信号时master时间坐标系的值,该值可以用下面的公式算出:
      master_t1 + 传输时延 + 矫正域
    

    其中,master_t1和矫正域的值在Sync报文中携带,传输延时可以通过前面的方法测量。

相对时钟同步

根据前面介绍的相对时钟同步原理,可以通过下面的公式判断自己的频率和主时钟是否保持一致:

ratio = (slave_tn – slave_t1) / (slave_tn’ – slave_t1’)

理想情况下,ratio的值应该是1,如果大于1,说明从时钟走的快了,如果小于1,说明走的慢了。从时钟可以根据该值调整自己的频率。

五、参考资料

  1. A_Simulation_Model_of_IEEE_802.1AS_gPTP_for_Clock_Synchronization_in_OMNeT.pdf
  2. 时钟精度
  3. PTP_Basics.pdf

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