Protocolo de tempo de precisão

PTP sobre o Link Aggregation Group

O Junos oferece suporte ao PTP sobre LAG com base na recomendação do ITU-T-G.8275.1. Para cada link Ethernet agregado configurado como principal ou cliente do PTP, você pode especificar um link de membro do pacote Ethernet agregado como primário e outro como secundário. O PTP muda para o membro secundário no pacote Ethernet agregado quando o link Ethernet agregado primário está desativado. Para fornecer redundância de nível de link e FPC, as interfaces primárias e secundárias do pacote Ethernet agregado devem ser configuradas em placas de linha separadas. Se ambos os primários e secundários estiverem configurados na mesma placa de linha, ele ofereceria apenas redundância no nível do link.

Os fluxos primários do PTP são criados no FPC no qual a interface primária está presente. Anuncie e sincronizar pacotes são transmitidos neste link Ethernet agregado ptp ativo. A placa de linha do cliente PTP que contém este link Ethernet agregado ptp ativo receberá pacotes anunciados e sincronizados da primária remota.

Consulte a página do Feature Explorer para confirmar o suporte de plataforma e versão para recursos específicos.

Topologia de anel PTP

Uma topologia de anel PTP é uma topologia em anel que consiste em um ou mais relógios de referência e vários relógios de limite.

Considere uma topologia em anel simples de relógios de limite — BC1 a BC5 — orientados por um clock de referência PTP primário e um relógio de referência PTP de backup — GM-A e GM-B, respectivamente — conforme ilustrado na Figura 1. Suponha que o GM-A seja superior ao GM-B — ou seja, o nível de qualidade do relógio GM-A é maior do que o do relógio GM-B.

Figura 1: Topologia de anel ptp de várias referências

Cada relógio de limite no anel PTP é configurado como cliente e principal para seu vizinho imediato para fornecer switches de clock de referência PTP perfeitos em caso de falha de referência ou clock de limite. Por exemplo, na Figura 1 o BC2 é primário e cliente do BC1 e do BC3, o BC3 é primário e cliente do BC2 e do BC4, etc.

Mecanismo de rastreamento de caminhos para lidar com falhas de PTP

Durante o processo de sincronização em uma topologia de anel PTP, certas mensagens de anúncio — mensagens de informações de temporização que são enviadas do primário para o cliente — podem se formar em um loop infinito (também chamado de loop PTP) em uma trilha de rede de relógios de limite. Esses loops PTP criam problemas como um relógio de limite potencialmente sincronizando seu relógio local com suas próprias informações de temporização, comprometendo assim a qualidade do relógio recuperado. O mecanismo de rastreamento de caminho é usado para detectar tais loops.

Um rastreamento de caminho é a rota que um PTP anuncia que passa pela trilha de rede de relógios de fronteira e é rastreado pelo caminho trace TLV na mensagem de anúncio. Um rastreamento de caminho TLV (tipo, comprimento e valor) é um conjunto de octets em uma mensagem de anúncio que inclui o tipo TLV, o campo de comprimento e a sequência do caminho. A sequência de rastreamento do caminho contém a ID do relógio de cada relógio de limite que uma mensagem de anúncio atravessa o anel PTP.

Um dos principais usos do mecanismo de rastreamento de caminho é detectar as chamadas mensagens de anúncio desonestos que circulam infinitamente em loops no anel PTP de relógios de fronteira. Um relógio de limite detecta um loop PTP quando encontra sua própria ID de relógio no caminho da mensagem de anúncio recebida. Quando esse loop é detectado, o roteador descarta a mensagem de anúncio recebida.

Para ver a trilha da mensagem de anúncio ou rastreamento do caminho, use o comando do show ptp path-trace detail modo operacional. Para obter mais informações, veja mostrar detalhes sobre o caminho do ptp.

Estado estável

O anel PTP é considerado em estado estável ou operando normalmente quando um roteador, digamos BC1, está bloqueado — isto é, está conectado e sincronizado — a um relógio de referência que tem um valor de nível de qualidade mais alto — superior ao nível de qualidade de outros relógios de referência na rede — e todos os outros roteadores no anel PTP estão bloqueados ao relógio de referência por meio deste roteador BC1. Por exemplo, na Figura 1, durante o estado estável, o BC1 está bloqueado para GM-A, BC2 e BC5 estão bloqueados para BC1, BC3 está bloqueado para BC2, e BC4 está bloqueado para BC5. Quando o mecanismo de rastreamento de caminho é implementado nesta topologia em anel, uma ID de relógio é atribuída a cada relógio de limite que, por sua vez, é incluído no caminho trace TLV dentro da mensagem de anúncio. Portanto, o caminho que traça o TLV na mensagem de anúncio originária do BC1 tem seu próprio ID de clock — CID1. Da mesma forma, a mensagem de anúncio do BC2 tem seu próprio ID de clock — CID2 — e o ID do relógio do BC1 — e assim por diante.

Como o roteador BC2 é primário para o BC1, o BC1 recebe constantemente as mensagens de anúncio do BC2. As mensagens de anúncio do BC2 recebidas no BC1 contêm o próprio ID de clock do BC1 — CID1 — juntamente com o ID do relógio do BC2 — CID2. Como o BC1 recebe seu próprio ID de clock — CID1 — na mensagem de anúncio, o BC1 derruba as mensagens de anúncio do BC2. Da mesma forma, o BC2 derruba as mensagens de anúncio do BC3, pois as mensagens contêm o ID do relógio do BC2 — CID2 — juntamente com outros IDs de clock — CID1 e CID3. Observe que esse comportamento é intencional e por design, como é explicado no tratamento de falhas.

Manuseio de falhas

Considere um cenário em que o roteador BC1 cai no anel PTP ilustrado na Figura 1. Essa falha é tratada da seguinte maneira:

1. O roteador BC2 deixa de receber mensagens de anúncio do BC1.

2. As mensagens de anúncio agora recebidas pelo BC2 são apenas as enviadas pelo BC3. O BC2 descarta essas mensagens de anúncio porque essas mensagens contêm o próprio ID de clock do BC2 — CID2.

3. Como o BC2 não recebe nenhuma mensagem de anúncio válida, ele entra no modo holdover e reduz o valor de seus parâmetros de anúncio, como a classe de relógio, que resulta em bc2 anunciar mensagens carregando uma classe de relógio inferior.

4. Quando o BC3 recebe essas mensagens de anúncio com classe de relógio inferior do BC2, por sua vez anuncia esta classe de relógio inferior a todos os roteadores downstream.

5. Quando o BC5 eventualmente recebe esta mensagem de anúncio com o valor inferior de nível de qualidade do BC4, o melhor algoritmo de clock primário em execução nos switches de roteador BC5 para GM-B automaticamente e o roteador BC5 envia mensagens de anúncio correspondentes aos parâmetros definidos pelo GM-B.

6. Quando o BC4 recebe essa mensagem de anúncio — com informações superiores da classe do relógio em comparação com a mensagem de anúncio do BC3 — o roteador BC4 muda para BC5. Da mesma forma, o BC3 se bloqueia para BC4 e, em seguida, BC2 bloqueia para BC3. Em outras palavras, a topologia em anel mostrada na Figura 1 converge para uma hierarquia no sentido horário de relógios de limite. Todo esse processo leva algumas dezenas de segundos.

Observe que cada switchover de algoritmo de clock primário melhor do PTP em cada relógio de limite é perfeito e, assim, garante que o desempenho do anel PTP não se degrada. No entanto, quando há várias falhas simultâneas na topologia do anel — por exemplo, falhas de ligação simultâneas entre GM-A e BC1 e entre BC4 e BC5 — o erro absoluto de intervalo de tempo máximo (MTIE) de curto prazo pode chegar a 650ns — por exemplo, entre os roteadores BC2 a BC4. Observe que esse tipo de falha múltipla em uma topologia em anel é raro.

MTIE é um erro de variação de fase máxima medido durante um período de tempo, onde o erro é calculado entre a variação de fase de um sinal com o sinal perfeito.

Topologia de anel PTP sem mecanismo de rastreamento de caminho

Quando o mecanismo de rastreamento de caminho do PTP não é implementado, o roteador BC2 não pode detectar mensagens de anúncio do BC3 que são, na verdade, mensagens de anúncio em loop do BC2. Isso, por sua vez, resulta na tentativa do BC2 de bloquear o BC3 (enquanto o BC3 já está bloqueado ao BC2) e um impasse do PTP é criado. Devido ao impasse do PTP, há um desvio significativo de relógio durante um período de tempo tanto no BC2 quanto no BC3 e potencialmente em todos os relógios de fronteira que podem ser rastreados até BC3.

Observe que quando o roteador acidentado BC1 aparece, ele escolhe a GM-A como sua principal, e envia mensagens de anúncio que transportam informações superiores da classe de relógio em comparação com as realizadas pelas mensagens de anúncio enviadas pela GM-B. O melhor algoritmo de clock primário do roteador BC2 determina que as mensagens de anúncio do BC1 transportam informações superiores da classe de relógio em comparação com as do BC3, resultando na comutação do BC2 para BC1. Da mesma forma, o BC3 volta para BC2. Dessa forma, a topologia do anel é restaurada à topologia pré-colisão.