CN100593332C - 有线电视通信系统中的上行信道绑定 - Google Patents

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Abstract

本发明涉及一种在有线电视通信系统中给有线电视调制解调器用户增加上行带宽的方法。所述有线电视通信系统包括有线电视调制解调器终端系统(CMTS)以及多个有线电视调制解调器(CM)。本发明允许有线电视调制解调器使用“信道绑定”技术同时地在多个上行信道向CMTS传输数据。“信道绑定”能够将较小带宽的上行信道绑定在一起，以创建较大带宽的管道。

Description

有线电视通信系统中的上行信道绑定
技术领域
本发明涉及在数据通信系统中传输数据的方法，例如但不限于有线电视通信系统。
背景技术
常规的有线电视通信系统通常使用有线电视调制解调器头端(headend)，这种头端管理与多个有线电视调制解调器的通信。头端定义上行操作特性，这种上行操作特性使有线电视调制解调器能够将载波信号上行发送到头端。这种上行可包括多个能够被分配给有线电视调制解调器的信道。这些信道通过以不同频率运行而彼此独立。
一个或多个有线电视调制解调器使用指定的频道(frequency channel)将携带请求和/或数据的载波信号传输给头端。头端的解调器接收这些上行信号，所述调制器与物理频谱相连，所述物理频谱连接有线电视调制解调器以及头端。调制器从载波信号中还原出原始(underlying)的请求和/或准许，以及将这些信息传输给媒介访问控制器(MAC)以进行其它的处理。
有线电视网络运营商希望能够提供更高的上行带宽(upstream bandwidth)以与光纤到户(FTTx)竞争、以及为小企业服务。例如，有线电视网络运营商已经声明的目标是单用户或单组用户的上行吞吐量是100兆每秒(Mbps)。但是，在上游使用非常高阶的调制(例如，1024QAM)和更宽的信道，目前是不现实的。
因此，需要一种实用的方法和系统以在有线电视通信系统中提供增加的上行吞吐量。
发明内容
在有线电视通信系统中获得增加的上行吞吐量的一种方法是使用户或者一组用户同时地在多个上行信道上传输。这种将较小带宽的上行信道绑定在一起以创建较大带宽管道的技术在这里称为“信道绑定”。这里描述一种在有线电视通信系统中启用上行信道绑定的方法和系统。
本说明书公开了一种或多种结合了本发明的特征的实施例。所描述的实施例在本说明书中被称为“一个实施例”、“实施例”、“示范实施例”等，表示所描述的实施例可以包括特定的特征、结构或特性，但不是每一个实施例都需要包括所述特定的特征、结构或特性。此外，这些词语不一定指代相同的实施例。另外，当特定的特征、结构或特性与某个实施例有关时，应当意识到，本领域内普通技术人员知道如何在其它实施例上实施所述的特征、结构或特性，不管所述其它实施例是否被清晰地描述。
在第一实施例中，一种在有线电视网络的有线电视调制解调器终端系统进行高吞吐量的带宽分配的方法包括：将多个上行信道绑定为一个群组，从有线电视调制解调器接收带宽请求，以及发出多信道准许。所述多信道准许将被请求的带宽分配到绑定群组上，这些带宽由有线电视调制解调器(CM)用于传输数据包流给CMTS。
在第二实施例中，在有线电视网络的有线电视调制解调器(CM)上进行高吞吐量的传输的方法包括向CMTS发送带宽请求。该方法还包括接收多信道准许，所述多信道准许将被请求的带宽分配到绑定群组的多个信道上；以及根据所述多信道准许，在绑定群组的多个上行信道上传输数据包流给CMTS。
在第三实施例中，高吞吐量的有线电视网络包括位于有线电视网络的CMTS以及多个CM。所述CMTS将多个上行信道绑定为群组，以及发出与所述多个CM的带宽请求对应的多信道准许。所述多信道准许将被请求的带宽分配到绑定群组上。所述CM根据所述多信道准许，在绑定群组的多个上行信道上传输数据包流给CMTS。
在第四实施例中，在有线电视调制解调器(CM)中进行高吞吐量的传输的方法包括请求带宽以传输上行队列中的数据包。该方法还包括从有线电视调制解调器终端系统(CMTS)接收多信道准许。所述多信道准许将被请求的带宽作为多个微时隙分配到多个绑定的上行信道上。该方法还包括级联(concatenating)上行列队中的数据包，以及将级联后的数据包分成多个节段(segment)以填满所述多信道准许。每个节段的大小与其中一个上行信道中已分配的微时隙的连续子集对应。该方法还包括将节段传输给CMTS。
在第五实施例中，在有线电视网络的CMTS中进行高吞吐量的带宽分配的方法包括接收来自CM的用于传输上行队列中的数据包的带宽请求，以及发出多信道准许，该多信道准许将被请求的带宽分成多个微时隙分配到多个绑定的上行信道。该方法还包括从CM接收多个节段，所述节段包括上行队列中的数据包的级联。每个节段的大小与其中一个上行信道中已分配的微时隙的连续子集对应。该方法还包括从所接收的节段重构数据包的上行队列。
在第六实施例中，高吞吐量的有线电视网络包括位于有线电视网络的CMTS以及多个CM。所述CMTS发出与所述多个CM其中之一发出的带宽请求对应的多信道准许，所述带宽请求用于传输上行队列中的数据包。所述多信道准许将被请求的带宽分成多个微时隙分配到多个绑定的上行信道。CM向CMTS传输多个节段，所述节段包括上行队列中的数据包的级联。每个节段的大小与其中一个上行信道中已分配的微时隙的连续子集对应。
在第七实施例中，与位于网络中的多个有线电视调制解调器——包括支持上行信道绑定的第一有线电视调制解调器以及不支持上行信道绑定的第二有线电视调制解调器，进行通信的有线电视调制解调器终端系统(CMTS)包括：具有一个或多个上行解调器的上行物理接口、具有一个或多个下行调制器的下行物理接口，以及媒介访问控制(MAC)。MAC从上行物理接口接收上行传输以及给下行物理接口提供下行传输。MAC产生第一映射消息(mapmessage)和第二映射消息，所述第一映射消息定义跨越绑定的信道群组中的多个上行信道的带宽准许，所述第二映射消息定义单个上行信道上的带宽准许。所述下行物理接口将第一和第二映射消息传输给第一和第二有线电视调制解调器。
在第八实施例中，CMTS与位于网络中的多个有线电视调制解调器——包括支持上行信道绑定的第一有线电视调制解调器以及不支持上行信道绑定的第二有线电视调制解调器，进行通信方法包括：产生第一映射消息(mapmessage)，所述第一映射消息定义跨越绑定的信道群组中的多个上行信道的带宽准许；以及产生第二映射消息，所述第二映射消息定义单个上行信道上的带宽准许。该方法还包括将第一和第二映射消息传输给第一和第二有线电视调制解调器，其中，第二有线电视调制解调器忽略所述第一映射消息；以及将第二映射消息传输给第一和第二有线电视调制解调器。
在第九实施例中，高吞吐量的有线电视网络包括支持上行信道绑定的第一有线电视调制解调器、不支持上行信道绑定的第二有线电视调制解调器，以及向所述第一和第二有线电视调制解调器传输绑定映射消息的CMTS。所述绑定映射消息定义绑定的信道群组的多个上行信道上的多信道准许。所述绑定映射消息被所述第二有线电视调制解调器所忽略。
下面将结合附图对本发明的其他特征和优点，以及本发明的各种实施例的结构和运行进行详细的描述。要注意，本发明不局限于这里所描述的特定实施例。这里所提供的实施例仅仅用于举例说明。根据这里包括的教导，其他的实施例对领域内普通技术人员来说，是显而易见的。
附图说明
附图构成本说明书的一部分，与具体实施方式一起对本发明进行说明，进一步地解释本发明的原理以及使相关领域的技术人员能够实施和使用本发明。
图1是在根据本发明的一个实施例中，用于实现上行信道绑定的示范语音和数据通信管理系统的示意图；
图2至图3分别是根据本发明的一个或多个实施例在有线电视网络中进行高吞吐量的带宽分配和传输的示范步骤；
图4是根据本发明的一个实施例的四个上行信道的示范通信量分段，所述四个上行信道具有可变的微时隙微时隙大小；
图5是根据常规DOCSIS的实施例的示范的分片的级联；
图6是根据本发明的一个实施例的连续的级联和分片；
图7是根据本发明的一个实施例的使用节段报头的连续级联和分片；
图8至图9是根据本发明的一个或多个实施例的进行联系的级联和通信量分段(traffic segementation)的示范步骤；
图10至图11是根据本发明的一个实施例执行图8至图9所示的步骤以使用节段报头进行分段的额外步骤；
图12是根据本发明的一个实施例中，使用节段报头进行捎带请求的示范步骤；
图13是根据本发明的一个实施例的使用绑定的上行信道进行竞争请求(contention request)的示范步骤；
图14是使用12字节偏移对未分片的单个数据包以及为分片的数据包级联进行常规DOCSIS通信加密的示范步骤；
图15是对分片的单个数据包进行常规地DOCSIS加密的示范步骤；
图16是对分片的数据包级联进行常规的DOCSIS加密的示范步骤；
图17是根据本发明的一个实施例，在分段(segementaion)之前，在单个MAC帧上进行基线私密接口(BPI)加密的示范步骤；
图18A和图18B是根据本发明的一个实施例的支持上行信道绑定的CM的示范初始化的步骤；
图19是根据本发明的一个实施例的基于请求帧格式的队列深度；
图20是根据本发明的一个实施例的节段报头格式；
图21是根据本发明的一个实施例的绑定的上行信道描述符(B-UCD)；
图22是根据本发明的一个或多个实施例，CMTS使用B-UCD来改变绑定的上行信道群组的信道配置的示范步骤；
图23是根据本发明的一个实施例的绑定的上行带宽的分配映射消息；
图24是根据本发明的一个实施例的绑定的映射消息元素的格式；
图25是根据本发明的一个实施例的数据包准许未决的格式；
图26是根据本发明的一个实施例的多信道分配的格式；
图27是根据本发明的一个实施例的CMTS与多个有线电视调制解调器--包括支持上行信道绑定的第一有线电视调制解调器以及不支持上行信道绑定的第二有线电视调制解调器进行通信的示范步骤；
图28是根据本发明的一个实施例的B-NRG-INIT-Abort消息的格式；
图29是根据本发明的一个实施例的B-RNG-Abort消息的格式。
通过下面的详细描述以及结合附图，本发明的特点和优点对本领域的技术人员来说，是显而易见的。这些附图中，其中同一个附图标记在各幅附图中用于表示相同的或相似的部件。此外，附图标记最左边的阿拉伯数字表示该附图标记第一次出现时所在的附图。
具体实施方式
1、概述
1.1 系统概述
1.2 信道绑定概论
1.3 术语
2、流量分段
2.1 分段概述
2.2 连续的级联和分片
2.2.1 传统的DOCSIS级联和分片
2.2.2 根据本发明的一个实施例的连续级联和分片
2.2.3 不具有节段报头的节段
3、请求带宽
3.1 请求机制
3.2 捎带请求
3.2.1 使用节段报头中进行捎带请求的示范规则
3.2.2 禁用节段报头下的捎带请求的示范规则
3.3 争用请求(contention requesting)
4、准许带宽
5、基线私密影响
5.1  常规的DOCSIS通信解密
5.2 绑定上行信道的通信解密
5.2.1 CM强迫单个数据包传输
5.2.2 禁用BPI的专用SID的使用
5.2.2 在PDU基上加密而不是在节段基上加密
6、本系统初始化
7、详尽的MAC变化
7.1 请求消息
7.3  扩展的报头格式
7.3.1  请求长度为4的EHDR
7.3.2  BP_UP2
7.4  MAC管理消息变化
7.4.1  绑定上行信道的描述符(B-UCD)
7.4.1.1 从上行帮定组中删除信道
7.4.1.2 在上行绑定组中添加信道
7.4.1.3 替换上行绑定组中的信道
7.4.2 绑定上行的带宽分配MAP(B-MAP)
7.4.3 绑定上行的初始化排列请求(B-INIT-RNG-REQ)
7.4.4 排列响应消息
7.4.4.1 绑定上行信道控制TLV
7.4.5 注册消息
7.4.5.1 上行信道绑定性能TLV
7.4.5.2 最大级联脉冲TLV
7.4.5.3 最大请求未达TLV
7.4.5.4 请求/传输策略TLV
7.4.6 绑定信道的上行排列中止消息(B-RNG-Abort)
7.4.7 绑定信道的上行排列中止的响应消息(B-RNG-Abort-ACK)
7.4.8 DCC-REQ消息
7.4.8.1 绑定上行信道ID
8、系统同步要求
9、其他用于信道绑定的机制的讨论
9.1 在物理层(PHY)的绑定
9.2 在MAC层上的各种绑定
9.2.1 要求同样的信道参数
9.2.2 CM控制的绑定
9.3 在MAC层的更上层进行绑定
10、总结
1、概述
常规的通过有线电视实验室(
Figure C20058004214400131
)认证的有线电视调制解调器的项目接口规范，也就是有线传输数据业务接口规范(Data Over CableService Interface specification，
Figure C20058004214400132
)，在这里称为“遗留”(legacy)规范(例如，包括DOCSIS 2.0、DOCSIS 1.1和DOCSIS 1.0)，规定了有线电视通信系统的接口要求，但没有规定实现上行信道绑定的接口要求。因此，在一个实施例中，本发明的上行信道绑定技术作为常规DOCSIS接口规范的扩展规范。这里参考和结合了2005年Cable Television Laboratories公司的DOCSIS 2.0射频接口规范SPRFIv2.0-I04-030730。
1.1 系统概述
图1是语音和数据通信管理系统100。语音和数据通信管理系统100能支持传统的DOCSIS接口要求，在根据本发明的一个实施例中，也支持用于实现上行信道绑定的DOCSIS接口要求的扩展要求。
系统100包括管理通信节点106以及一个或多个广泛地分布的远程通信节点102a-102n(统称为“远程通信节点102”)。系统100可应用到任何的多媒体分布网络中。此外，应当意识到，本发明的方法和系统管理语音、数据、视频、消息、图像、其他形式的媒体和/或多媒体或者以上的任意组合的交换。
管理通信节点106安装在中央以支配和控制与远程通信节点102的以及远程通信节点102之间的交互。管理通信节点106管理上行调制以及裁决远程通信节点102之间的带宽。正如下面将要细述的，管理通信节点106建立上行的时隙结构和分配上行带宽，例如，分别通过向远程通信节点102发送上行信道描述符(UCD)消息和MAP消息。在一个实施例中，用传统DOCSIS规范定义了UCD和MAP消息。
在一个实施例中，管理通信节点106是有线电视通信网络的头端控制器的组件。同理，管理通信节点106是有线电视调制解调器终端系统(CMTS)或者其中的一部分。在一个实施例中，至少一个远程通信节点102是有线电视调制解调器(CM)或其中的一部分。在另一个实施例中，管理通信节点106是CMTS，以及至少一个远程通信节点102是电视机机顶盒的一部分。
作为CM的一部分，远程通信节点102可配置成向用户传输一种或多种业务。所述业务包括电话、电视广播、付费电视、因特网通信(如www)、无线广播、传真、文件数据传输、电子邮件服务器(email)、信息业务、视频会议、实时或延时媒体传播(例如，演讲、辩论、表演、通知、新闻报告、运动赛事、音乐会等)和/或类似业务。
给每个远程通信节点102分派一个或多个业务标识符(SID)代码，管理通信节点106使用这些SID来分配带宽。SID主要用于识别来自远程通信节点102的特定通信流(flow)。但是，相关领域的技术人员显然知道，还可以分派其他的标识符以区分远程通信节点102和/或区分来自远程通信节点102的通信流。因此，在一个实施例中，分派SID以及另一种类型的标识符以识别与一个或多个远程通信节点102有关的特定业务。在一个实施例中，分配SID以及另一种类型的标识符以指定特定的业务或业务组，而不考虑源远程通信节点102。在一个实施例中，分派SID或另一种类型的标识符以指定服务质量(QoS)，例如采用降低的优先级的视频或数据、使用不同压缩算法的语音线路、尽力传送数据(best-effort data)或类似内容。在一个已经给单个远程通信节点分派多个SID的实施例中，主SID用于识别该远程通信节点或者来自该远程通信节点102的一般通信流，一个或多个其他的SID可用于携带其他的特定通信流，例如电话呼叫、视频流、讯息、视频会议或者类似的流。
在一个实施例中，联合管理通信节点106和远程通信节点102以支持协议如因特网协议(IP)、传输控制协议(TCP)、用户数据报协议(UDP)、实时传输协议(RTP)、资源预约协议(RSVP)或者其他类似协议。
通信管理系统100也包括节间基础结构(infrastructure)105。如图1所示，节间基础结构105提供管理通信节点106和远程通信节点102之间的互通性。节间基础结构105支持有线的和/或无线的传输媒介，包括卫星的、陆地的(例如，光纤的、铜线的、双绞线的、同轴的、混合的、光纤同轴电缆混合的(HFC)或者其他类似的)、无线电的、微波的、自由空间光的和/或任何的其他形式或传输方法。
从管理通信节点106向远程通信节点102传输的通信被称为下行。在一个实施例中，下行被分成一个或多个下行信道。每个下行信道被配置以将各种类型的信息运送给远程通信节点102。这些下行信息包括电视信号、数据包(IP数据包)、语音数据包、控制消息和/或类似内容。在一个实施例中，使用运动图像专家组(MPEG)传输汇聚子层(transmission convergencesublayer)将下行格式化。但是，相关领域的技术人员显然意识到，其他数据格式也是得到支持的。
从远程通信节点102向管理通信节点106传输的通信被称为上行。上行被分成一个或多个上行信道。每个上行信道将来自远程通信节点102的数据包脉冲运送到管理通信节点106。在根据本发明的一个实施例中，将多个上行信道绑定到绑定的信道组，以增加上行吞吐量。在上行时，每个信道被分成多个可分配的时隙(例如，微时隙)，远程通信节点102在分配的时隙中发送脉冲信号。如上所述，由管理通信节点106定义和分配时隙结构。
如图1所示，示范的管理通信节点106包括上行物理层解调器(US PHY)108、下行物理层调制器(DS PHY)110、媒体访问控制(MAC)112、存储器114、软件(SW)应用程序120和主时钟源116。US PHY 108构成管理通信节点106与节间基础结构105的上行信道之间的物理层接口。管理通信节点106将包括每一个上行信道的独立US PHY。因此，US PHY 108接收和调制来自远程通信节点102的所有脉冲。
相反，DS PHY 110构成了管理通信节点106与节间基础结构105的下行信道之间的物理层接口。因此，打算传输给一个或多个远程通信节点102的语音、数据(包括电视或无线电信号)和/或控制消息在DS PHY 110汇集和传输给各自的远程通信节点102。DS PHY 110调制和/或格式化这些信息以进行下行传输。
MAC 112从US PHY 108接收上行信号，或者给DS PHY 110提供下行信号。MAC 112以管理通信节点106的数据链路层的下级子层运行。在一个实施例中，MAC 112支持在物理层上(即，节间基础结构105)传输的信号的分片(fragmentation)、级联、有效载荷的报头压制/展开，和/或检错。
存储器114与MAC 112进行交互以存储信号，因为这些信号是MAC112处理的。存储器114也存储各种用于支持处理活动的辅助数据。所述辅助数据包括安全协议、标识符、规则、策略(policies)等。
MAC 112通过总线118连接到软件应用程序120。总线118是传统的双向总线。软件应用程序120在一个或多个处理器(或者硬件辅助设备如可编程门阵列(FPGA)或应用专用集成电路(ASIC))上运行以接收来自MAC 112的控制消息、语音和/或数据，以及进行其他的处理。如图所示，软件应用程序120包括分类器/路由器124以及带宽(BW)分配控制器128。BW分配控制器128管理上行和/或下行的调制和带宽分配。分类器/路由器124提供用于对远程通信节点102的通信进行分类和/或优先排序的规则和策略。分类器/路由器124也在骨干网140上将来自远程通信节点102的信号路由到目的地。
骨干网140是有线的、无线的或者结合有线与无线的局域网(LAN)、广域网(WAN)和/或光网络(例如，组织内部网、本地互联网、基于全球互联网(包括万维网(WWW))、虚拟专用网等)的一部分。同样，管理通信节点106使用骨干网140与另一个设备或者外接到通信管理系统100的应用程序进行通信。所述设备或应用程序可以是服务器、网络浏览器、操作系统、其他类型的信息处理软件(如文字处理、电子制表软件、财务管理等)、电视或无线电发射器、另外的远程通信节点102、另外的管理通信节点106等。
根据根发明的一个实施例，当通信管理系统100用于实现上行信道绑定时，必须将上行信道同步到主时钟源116。后面的第8部分将对同步进行更详细的讨论。
1.2 信道绑定概论
如上所述，在有线电视通信系统中获得增加的上行吞吐量的一个方法就是，使用户或用户组同时在多个上行信道上进行传输。在本发明的一个实施例中，上行信道绑定过程作为带宽准许处理的一部分，由CMTS控制。例如，CMTS可以是图1所示的通信管理系统100的管理通信节点106。
当CM为与自己关联的其中一个上行信道上的特定SID请求带宽时，CMTS选择是在指定的信道准许该请求，还是以多信道准许的方式在几个信道上准许该请求。CMTS负责单个上行信道的带宽分配。这种集中化的控制可向系统提供最好的统计复用，以及使CMTS能够对绑定组的上行信道进行负载均衡。当CM接收到多信道准许时，它根据准许的信息分割自己的传输。在时间上，这种准许可以交错在任何的或所有的上行信道上，以及要求CM同时在所有的绑定的上行信道上传输。接着，CMTS使用来自带宽分配消息中的多信道准许信息来重新构造原始的数据流。
如上所述，本发明的一个实施例要求将上行信道同步到主时钟源，例如图1所示的主时钟源116。除了这种同步要求外，该上行绑定群组中的任何信道的物理层(PHY)参数中没有其他的要求。如DOCSIS 2.0规范所述，单个的信号可以是调制类型、符号率、TDMA(时分多址)或S-CDMA(同步码分多址)的任意组合，以及相邻或非相邻上行信道的任意组合。
图2是在本发明的一个实施例中的处理流程图200，其描述了CMTS在有线电视网络中进行高吞吐量的带宽分配的示范高阶(high-Level)步骤。步骤205中，CMTS将多个上行信道绑定到一个组中。例如，图1所示的管理通信节点106能够执行上行信道绑定。
步骤210中，CMTS接收来自CM的带宽请求。例如，如图1所示，管理通信节点106能通过US PHY 108接收来自远程通信节点102的带宽请求。
步骤215中，CMTS发出多信道准许，该多信道准许将被请求的带宽分配到绑定的信道群组上，CM使用这些带宽将数据分组流传输给CMTS。例如，如图1所示，BW分配控制器128将被请求的带宽分配到绑定的信道群组上，远程通信节点102使用这些带宽将数据包通信流传输给管理通信节点106。在另一个实施例中，步骤215包括在绑定信道组的多个上行信道执行实施负载均衡，以在绑定组上分配被请求的带宽。
步骤220中，CMTS基于多信道准许中的信息，重新构造由CM传输给CMTS的数据包通信流。
图3是在本发明的一个实施例中的处理流程图300，其描述了CM在有线电视网络中进行高吞吐量传输的示范高阶步骤。步骤305中，CM向CMTS发送带宽请求。例如，如图1所示，远程通信节点102在节间基础结构105上向管理通信节点106发送带宽请求。
步骤310中，CM接收来自CMTS的多信道准许，该多信道准许将被请求的带宽分配到绑定组的多个上行信道上。
步骤315中根据多信道准许，在绑定组的多个上行信道上向CMTS传输数据包通信流。在另一个实施例中，步骤315包括根据多信道准许中的信息，将数据包通信流分割到绑定组的多个上行信道中。在另外一个实施例中，步骤315还包括同时地在绑定组的多个上行信道上进行传输。
1.3 术语
如上所述，在一个实施例中，本发明上行信道绑定技术作为传统DOCSIS接口规范的扩展规范实施。因此，下面将介绍几个新词语来描述上行信道绑定接口规范，这种上行信道绑定接口规范作为传统DOCSIS接口规范的扩展规范。
正如这里所用的，术语“绑定的信息元”(Bonded Information Element，BIE)描述在特定的时间周期内使用特定的一组PHY参数的在特定的信道上的带宽分配。BIE与传统DOCSIS信息元(IE)都用于相同的用途，但格式有些微的不同。
正如这里所用的，术语“绑定的带宽分配映射”(Bonded BandwidthAllocation Map，BMAP)描述上行绑定信道的带宽分配消息。
正如这里所用的，术语“绑定的上行信道描述符”(Bonded UpstreamChannel Descriptor，B-UCD)描述下行消息，这种下行消息指定了上行绑定组中包含的信道标识符。
正如这里所用的，术语“多信道分配”(Mutilchannel Allocation，MCA)描述在绑定组的一个或多个上行信道上向特定SID进行的一系列带宽分配。MCA中的分配可以具有传统DOCSIS的时间定义的间隔使用码(interval usagecodes，IUC)的任意混合。ICU是一个字段，用于将脉冲简介(burst profile)关联到准许的域，MCA中数据区的分配(例如，IUC 5、6、9、10以及11的分配)的顺序必须是CM应当将数据分段的顺序。MCA中所有其它的时间定义的分配(例如，IUC 1、2、3和4)的分配顺序应当是最噪的相对信息元的开始时间的顺序，如绑定群组中所有信道上所测量的。必须以整数的传输时机指定类型1、2、3和4的BIE.(例如，如果BIE中指定了IUC＝1，且某个请求使用IUC＝1请求两个微时隙，那么，BIE的持续时间必须是两个微时隙的倍数)。
术语“节段”(segment)在这里用于描述带宽分配，这种带宽分配可以包括以下特性：(1)分配到特定的SID(即，可以是单播、多播或广播)；(2)包括连续的微时隙；(3)使用特定的IUC；以及(4)在MCA中定义。
术语“超准许”(supergrant)在这里用于描述指定了数据区域(例如，BIE 5、6、9、10或11)的MCA部分。
下面将对描述进行上行信道的绑定的常规DOCSIS接口规范的扩展的这些术语以及其他术语进行更详细的讨论。
2、流量分段
2.1分段概述
如上所述，上行信道绑定是有线电视通信系统中获得增加的上行吞吐量的一种方法。在本发明的一个实施例中，作为带宽准许过程的一部分，CMTS控制上行信道绑定过程，以及决定如何基于CM请求的带宽和其他上行信道的通信量将带宽分段。
绑定组的上行信道可以具有不同的物理层特性。例如，一个信道可能支持160千符号每秒(ksps)的正交相移键控(QPSK)数据区和TDMA帧，而另一个信道可能支持2.56兆符号每秒(Msps)的64位正交幅度调制(QAM)数据区和S-CDMA帧。集中化的控制使CMTS能够实时地在绑定组的不同上行信道上进行负载均衡。
图4在根据本发明的实施例中，微时隙大小可变的4个上行信道405、410、415和420上的示范分段的示意图。行405、410、415和420表示跨越单个上行信道的带宽。竖向的线划分出微时隙的边界。为了将图4所要求的水平空间最小，该实施例使用比典型数据包更短的数据包，但是，该实施例中竖向的线也可以表示多个微时隙而不是单个微时隙。
图4的方框中的字母A-D标识SID，CMTS将相应的带宽块分配给这些SID。在该实施例中，CMTS通过仅仅使用信道405和410上的带宽，决定准许SIDA的请求。类似地，CMTS通过仅仅使用信道415和420上的带宽，决定准许SIDB的请求。CMTS通过所有信道405、410、415和420上的带宽，决定准许SIDC的请求。SID E和SID D的方框表示对不同的主动准许服务(UGS)通信流的小准许。
图4中，分配到相同信道的相同SID的每个连续的方框/微时隙组表示一个分段。因此，准许SID B包括两个分段425和430，对SID C的准许包括四个分段435、440、445和450。因为对信道405上的SID A的准许包括两部分，这两部分由SID E分开，所以对SID A的全部准许包括三个分段，即信道405上的分段455和460以及信道410上的分段465。与传统DOCSIS的准许一样，从物理层开销的立场处理每个分段。每个分段的开始都有前导码(preamble)，在结束处有保护时间(guard time)。每个分段的物理层特性都由信道的物理参数和分段的IUC类型指定。
2.2 连续的级联和分片
上面已经定义了一般的带宽分段结构，下面将描述有效地填充被准许的带宽分段的机制。为了描述本发明中有效地填充被准许的带宽分段的实施例，将这些实施例与传统方法的实施例进行对比是有帮助的。例如，一种填充被准许的带宽分段的传统方法是如下描述的传统的DOCSIS级联和分片技术。
2.2.1 传统的DOCSIS级联和分片
在传统的DOCSIS系统中，CM决定是否在某时发送单个数据包或一组数据包(即，级联)上行比特流，以及发送请求以请求一定量的带宽用于传输指定的流量。CMTS决定如何准许被请求的带宽，以及是否在持续一段时间内(spread over time)使用单个准许或多几个准许来分配带宽。如果CMTS决定使用单个准许来准许该请求，那么CM传输该通信量而不附加任何的修改。如果CMTS决定在持续的时间内使用几个准许来准许该请求，那么CM被迫对数据包或级联的数据包分片。传统的DOCSIS的分片方法使用片段报头和片段循环冗余码(CRC)来封装每个片段，给每个片段总共添加了16字节的开销。使用这种传统的DOCSIS封装技术，分片与未分片的DOCSIS帧相似，考虑了CMTS硬件的更相容的功能。
传统的DOCSIS系统要求请求和准许握手，以避免不想要的分片。如果CMTS发送的准许相对于CM打算上行发送数据包或级联的数据包来说太小，就会发生这种分片。为了帮助CM和CMTS在请求/准许过程中保持配合，传统的DOCSIS系统使用一种协定，就是CM只能具有一个未完成的请求。这种“一个未完成的请求”规则避免了一些请求/准许排列的出现。在一个实施例中，“一个未完成的请求”规则避免了以下的情况：CM发送两个请求，其中一个为数据包A请求100个微时隙，另一个为数据包B请求75个微时隙，而CMTS因为竞争的原因仅仅接收到数据包B的请求。在另一个实施例中，“一个未完成的请求”规则避免了下面的情况：CMTS接收到为数据包A和数据包B的请求，在两个独立的DOCSIS MAP消息中准许该请求，因为噪声脉冲串而丢失了第一个MAP消息。虽然“一个未完成的请求”规则避免了一些请求/准许的排列的出现，但它没有解决所有这些问题。
同样，在应用中，会例行地出现一个误差情况，这些误差情况导致CMTS和CM跳出请求/准许队列。一个示范的误差情况是没有准确地在每个MAP中设置自己的确认时间，或者不恰当地忽略了某个SID未决的准许(grantpending)，所述SID的请求已经被考虑但还没有准许。由于MAP中不准确的确认时间，可能CM发送某数据包的请求之后，根据收到的确认时间会认为该请求已经丢失，于是重新为该数据包发送请求。同时，CMTS准许来自CM的最初的请求以及随后的请求，同时认为该重复的请求实际上是另一数据包的新请求。这一系列事件导致CM看起来得到了主动的准许。CM会尝试将该“主动的准许”用在队列中下一个出现的任何的数据包上，在需要时还会对数据包分片。上述的系统可能仍会处于请求/准许排列之外(由额外的准许引起)，直到该SID的通信流停止，这取决于请求和准许的时间。
除了由于分片的开销而导致的带宽浪费之外，传统的对成分片的级联的DOCSIS封装方法因为发送片段有关的规则，也导致带宽的低效率。当CM在传输片段以及MAP中没有未决的准许时，CM发出带宽请求，以传输剩下的数据包，而不考虑那些可能已经到达上行队列的其他数据包。CM不能够为新的数据包请求附加的带宽，直到CM接收到足够的准许来传输剩下的片段为止。此外，其他的数据包不能够使用某个准许的最后的片段中的额外空间来传输其他数据包，而且CM必须插入填充符以装满该浪费的空间。
图5是传统的DOCSIS的对成片段的级联进行封装的方法的示意图。图5示出了原始级联的数据包505以及将要传输的后续数据包的队列550。CM为数据包505传输带宽请求。CM将原始级联505分割成3个准许515、520和525以进行传输。每个传输515、520和525包括对应的片段报头535a、535b和535c。如图5所示，DOCSIS对成片段的级联的封装方法的缺点是CM必须使用填充符540来填充第三准许525以填满浪费的带宽，而不是使用队列510中将要传输的下一个数据包来填充。
正如传统的DOCSIS对成片段的级联的封装方法导致额外的带宽浪费，传统的DOCSIS级联也出现类似的低效率，这种级联使用级联报头，级联报头包括整个级联的长度。因此，不能够将数据包附加到级联而不改变级联报头。如果到达CM的准许足够大，能够包括该级联以及在该级联传输后到达的额外数据包，CM也不能够将该新的数据包添加到该级联上。
例如，如图5所示，原始的级联505包括级联报头530，级联报头530包括级联505的长度。因此，CM必须使用填充符540填充第三准许525，而不是使用队列510中随后传输的数据包。有些推论认为，改变级联的结构将特别有用，例如，这时候级联是分片的，PHY参数和微时隙大小的间隔尺寸(granularity)导致脉冲中过多的未用字节，CM接收到它认为是主动准许的准许。
2.2.2 根据本发明的一个实施例的连续级联和分片
在根据本发明的一个实施例中，提供了一种新机制，这种新机制考虑了当请求和准许不匹配时，更有效地使用带宽。这种新机制使每个分片来具有更小的开销，能够在级联的开始部分已经传输之后修改该级联的长度。当准许的大小和数据包的边界不对齐时，这种机制能够更有效地使用带宽。一种这样的机制具体表达为连续级联和分片(Continuous concatenation andfragmentation，CCF)的概念。与传统的DOCSIS封装方法不同，CCF使用数据流类型的方法。数据包被插入到被准许的带宽中，而不使用级联报头。
图6是在根据本发明的一个实施例中的CCF的一个示范应用。图6示出了数据包的原始级联605，CM为其请求了带宽，还展示随后传输的数据包队列610。CM为级联605请求带宽。与图5所示的方法不同，CM将原始级联605分割成3个准许615、620和625，不使用片段报头。在这种情况下，CM使用队列610中随后传输的数据包填充第三准许625，因此，没有带宽被浪费。
在图5所示的DOCSIS方法中，带宽被浪费是因为使用了包括级联505的长度的级联报头，而CM必须使用填充符540填充第三准许525而不是使用队列510中随后传输的数据包，留下了将要传输的整个队列510。在图6的CCF方法中，没有带宽被浪费是因为没有使用级联报头，CM能够使用队列610中随后传输的数据包填充第三准许625而不使用填充符，仅仅留下待传输的数据包630。
在图6所示的示范CCF应用中，一旦上行脉冲由于噪声而丢失，CMTS MAC层没有办法找出每个多信道准许中的数据包边界。在传统的DOCSIS下行中，使用MPEG指针来指向MPEG帧的DOCSIS MAC报头的起点。在上行方向，通过定义，导向脉冲(leading burst)的MAC边界总是与数据包、级联或者片段报头的起点对齐。但是，在图6的示范CCF应用中，如果准许620的数据由于脉冲噪声而丢失，那么MAC层没有办法找到准许625中的数据包边界。因此，希望其他的机制为CCF区分DOCSIS帧的边界。
在根据本发明的一个实施例中，使用CCF来填充被准许的带宽的一种有效机制是使用有助于重组的节段报头。在一个实施例中，节段报头包括一个指针，该指针指向该分段中的第一DOCSIS报头。该指针与传统的DOCSIS下行中的MPEG指针相似，用于识别数据包边界。通过为每个分段使用固定的开销，CMTS将一个准许分割成多个更小的准许时，能够容易地计算出它必须准许多少额外带宽。
图7是根据本发明的一个实施例中使用节段报头的CCF技术的示范应用。图7示出了数据包的原始级联705，CM为其发送带宽请求，还展示了随后将要传输的数据包队列710。在该实施例中，CM通过分别使用节段(segement)报头730a、730b和730c将数据包的原始级联705分成3个准许715、720和725，以进行传输。在准许715中的节段报头730a指向节段报头730a之后的第一字节。准许720中的节段报头730b指向第三数据包737的DOCSIS报头736。准许725的节段报头730c指向第六数据包742的DOCSIS报头741。因此，即使丢失了任何的分段，CMTS依然能够找到其余的分段的数据包边界。CMTS MAC会使用准许大小来确定从每个准许中提取多少MAC字节。当CM用完将要发送的数据后，它会填充准许，如传统的DOCSIS系统中一样。
示范的节段报头格式将在7.2节中进行详述。在一个实施例中，节段报头包括可选的“捎带字段”(piggyback field)。CM使用捎带字段来请求额外的带宽。使用可选的捎带域的示范规则在3.2.1节中详述。
节段报头的使用对每个分段要求相对小的开销，以及允许最优地使用被准许的带宽。不使用节段报头，CCF技术将必须禁止跨越分段边界的数据包，潜在地浪费了大部分的上行带宽；或者CCF技术将必须接受大大增加的误码率，这种误码率由CMTS不能够在丢失节段时找出MAC帧的边界而引起的。
图8-9描述在根据本发明的一个实施例中，进行连续的级联和流量分段的示范步骤。图10-11示出了在根据本发明的一个或多个实施例中，使用具有节段报头的分片实施图8-9所述的步骤的额外步骤。
图8是描述CM进行连续的级联和通信量分段的示范步骤的流程图800。步骤805中，CM请求带宽以传输上行队列中的数据包。步骤810中，CM接收来自CMTS的多信道准许。该多信道准许定义了将被请求的带宽分配为跨越多个绑定上行信道的多个微时隙。
步骤815中，CM级联队列中的数据包。在另一个实施例中，当已分配的带宽超过被请求的带宽时，CM连续地级联队列中的数据包，使已经在队列的数据包与新到达的数据包级联在一起，直到该多信道准许被填满为止。例如，图7示出了如何级联原始级联705中的数据包和随后传输的队列710中的数据包，以填满准许725。在又一个实施例中，当队列已空时，CM使用固定的字节类型(例如，使用“上行信道绑定”的“FF”)填充多信道准许。
步骤820中，CM通过将级联的数据包分成多个节段，以填满多信道准许。每个节段的大小对应于一个上行信道中微时隙的连续子集。CM使用级联的数据包填满多信道准许，而不使用DOCSIS级联报头。步骤825中，CM将分段传输给CMTS。
图10是使用具有节段报头的片段来实施图8的步骤820时的额外步骤。步骤1005中，CM将至少一个级联的数据包分片，使得分片的数据包跨越多于一个节段。步骤1010中，CM往每个节段插入节段报头，该节段报头有助于在节段内划分数据包。例如，如图7所示，CM分别往准许715、720和725中插入节段报头730a、730b和730c，以进行传输。在另一个实施例中，节段报头包括指针，如果该节段内有DOCSIS报头，那么该指针指向第一DOCSIS报头。例如，如图7所示，节段报头720b指向分段720的第一DOCSIS报头736。当节段内没有第一DOCSIS时，例如大的数据包跨越多于两个的分段时中间的分段，那么就清除指针的有效位。在再一个实施例中，节段报头包括固定量的开销。
图9是描述CMTS进行连续的级联和流量分段的示范步骤的流程图900。步骤905中，CMTS接收CM的带宽请求以传输上行队列中的数据包。步骤910中，CMTS发出多信道准许，该多信道准许将被请求的带宽分配为跨越多个绑定的上行信道的多个微时隙。步骤915中，CMTS接收来自CM的多个节段。这些节段包括队列中的数据包的级联，每个节段的大小对应于一个绑定的上行信道中微时隙的连续子集。步骤920中，CMTS从接收到的节段重新构造数据包队列。
图11示出了使用具有节段报头的片段实施图9的步骤915和920时的附加步骤。步骤1005中，CMTS接收多个节段，这些节段包括一个跨越了多于一个分段的片段的数据包。步骤1110中，CMTS基于插入到每个节段的节段报头的信息重新构造数据报队列。在一个实施例中，CMTS基于每个节段报头中指向对应的节段的第一DOCSIS报头的指针重新构造数据包队列。
2.2.3 不具有节段报头的节段
一些业务流(即SID)具有唯一的特性，这样CMTS事先知道传输的大小而不用CM做出请求。这种情况之下，在根据本发明的一个实施例中，在使用传统的DOCSIS请求/传输策略时，能够以SID为单位来禁用和启用节段报头。在参数中，请求/传输策略的值将会指出对于特定SID，节段报头是启用的还是禁用的。对于禁用节段报头的SID，CM依然能够使用CCF的级联部分，但不能使用片段部分。因此，节段报头被禁用的SID的所有节段仅仅包括完整的数据包或者多个完整的数据包。如果节段丢失，CMTS MAC将知道下一个节段边界与数据包边界对齐，能够继续处理所接收的数据包。
当SID被规定进行去掉节段报头的操作时，应当使用传统的DOCSIS基线私密接口扩展报头(baseline privacy interface extended header，BPIEHDR)或者传统的DOCSIS请求扩展报头(request extended header，EHDR)进行“捎带请求”(piggyback request)。EHDR字段提供了MAC帧格式的扩展，在传统DOCSIS系统中用于实现数据链路安全性，以及帧的分片，还能够扩展到支持其他的功能，例如当SID被规定进行去除节段报头操作时的捎带请求。当节段报头被启用时，EHDR的请求字段就不需使用了，因为节段报头的格式能够提供机会进行捎带请求。
要注意，去掉节段报头的操作是打算用于UGS通信流和其他类新的通信流，对于这些通信流，CMTS知道为这些通信流业务而需要的带宽量。正如本领域内的技术人员所意识到的，去除节段报头的操作(例如尽力传送)的其他用途可定义为需要增强请求/传输策略和CM操作规则(这样，潜在地影响硬件设计)以处理被准许的阶段小于请求量的情况。
3、请求带宽
为了描述本发明的使用上行信道绑定请求带宽的实施例，将这些实施例与传统方法对比是有帮助的。例如，传统的DOCSIS请求/准许机制使CM为它所支持的每个上行SID请求单个数据包或者数据包的级联。一旦CM为指定的SID发送了带宽请求，它必须等待，直到它接收到CMTS分配该带宽的准许，之后才能为该相同的SID请求其他的带宽。在大多数情况之下，这些局限性(即，一次进行一个未决的请求和一个数据包或级联)尝试防止CM和CMTS跳出请求/准许队列。因为上行吞吐量可能接近100Mbps，所以希望改变传统的DOCSIS请求/准许机制，使CM在指定的时帧内请求更大量的带宽。
对具有上行信道绑定的系统的其中一种修改是允许CM在指定QoS下为与特定SID有关的已经就绪传输的所有数据包进行请求。该方法与传统的创建最大的可允许的级联的传统DOCSIS方法类似，不过对于某些业务流，限制比传统的通信流更高。因为，一般而言，CM将请求更多的带宽，CM在单次请求中请求更多的带宽是有利的。
传统的DOCSIS系统允许CM使用负荷请求方法(burdened requestingapproach)为已经就绪传输的数据包进行请求。通过负荷请求(burdenedrequesting)，CM在“负荷”微时隙中发出请求。负荷请求包括评估PHY为传输一个数据包而需要的开销。负荷请求的目的是减轻CMTS的计算，使CMTS能够简单地准许被请求的带宽而不需要进行任何的开销计算。但是，随着CM能够同时在具有各种PHY参数的多个上行信道上传输，以及CMTS能够跨越多个上行信道上指定的CM准许带宽，负荷请求导致CMTS有额外的工作。如果负荷请求用于绑定上行信道的系统，CMTS将必须执行反向计算以计算出PHY的开销，以评估原始的有效载荷大小。接着，CMTS将必须将有效载荷分割在多个上行信道上以及计算与每部分准许有关的PHY开销。
在根据本发明的一个实施例中，绑定上行信道系统允许CM使用未负荷请求方法(unburdened requesting approach)为已经就绪传输的数据包进行请求。通过未负荷请求，CM在“未负荷”字节中请求带宽，因为CM不知道CMTS将选择哪些信道来准许被请求的带宽。
在一个实施例中，延伸请求字段以包括两个字节的长度字段，间隔尺寸为4字节，使CM在单次请求中请求高达256k字节。如果CM需要在指定时间内为特定SID请求多于256k字节，它必须等待直到第一请求被确认，然后才能请求另外的带宽。256k字节的最大请求量，考虑了MAP周期的长达20毫秒(ms)的持续时间，使单个SID能传输高达100Mbps。
3.1 请求机制
如上所述，实现更大的上行带宽请求的一种机制是允许CM基于已经就绪上行传输的数据包，请求当前需要的所有上行带宽。这种请求机制允许CM基于队列深度向CMTS发送带宽请求，所述队列深度包括所有的上行数据包和它们的MAC报头。在根据本发明的一个实施例中，基于队列深度的请求必须结合上述的CCF技术使用，因为CMTS不知道每个数据包的边界以及不能够不注意跨交叉的据包边界而准许请求片段。
在请求队列深度时，CM开始计算它打算传输的所有数据包以及必需的带宽量，必需的带宽量包括所有已知的MAC报头。在一个示范实施例中，使用基于队列深度的请求实施图3的步骤305，这样，CM基于数据包的上行队列的深度向CMTS发送带宽请求。在另一个示范实施例中，使用基于队列深度的请求实施图3的步骤305，这样，带宽请求包括与上行队列的数据包有关的MAC层开销的带宽。
在根据本发明的一个实施例中，在请求队列深度时，CM不为节段报头开销进行任何的评估，因为CM不知道CMTS将使用多少个阶段来对准许分片。相反，CMTS在向CM发送准许时，添加必须的附加带宽以补偿节段报头。在一个示范实施例中，当图8所示的步骤800使用具有节段报头的分片时，CM不请求节段报头开销。在这种情况之下，步骤805中，CM请求未负荷的带宽量以传输上行队列中的数据包。步骤810中，CM接收来自CMTS的多信道准许，该多信道准许包括额外的带宽量以容纳与每个节段报头有关的固定的开销。类似地，在另一个实施例中，当步骤900使用具有节段报头的片段时，CMTS补偿节段报头的开销。在这种情况之下，步骤910中，CMTS发出多信道准许，该多信道准许包括额外的带宽以容纳与每个节段报头有关的固定的开销。
在根据本发明的一个实施例中，CM在自己可用的任何上行信道上为指定的SID发送带宽请求。在一个示范实施例中，在图3的步骤305中，CM在可用的上行信道上向CMTS发送带宽请求。
在根据本发明的一个实施例中，CMTS以超准许(supergrant)结构发送带宽准许，这种超准许结构是对多信道分配结构中的数据节段的具体分组(即，IUC类型5、6、9、10和11)，这将7.4.2节进行更详细的描述。CMTS能够选择在接收到请求的上行信道上、在与CM关联的任何上行信道上或者在与CM关联的信道的任意组合上准许带宽。
如果CMTS决定不完全准许请求的所有带宽，CMTS将在MAP消息中发送传统的DOCSIS未决准许(grant pending)，这种准许是0长度的准许，表明请求已经被接收和尚未解决，直到所有已接收的该SID的请求都填满为止。作为一个替换方案，CMTS可以选择不发送未决的准许，以及允许CM重新请求其余的需要的带宽。要注意的是，这种模式会在使用多准许模式的操作中增加明显的延迟。
在根据本发明的一个实施例中，当CM做出带宽请求时，它必须存储它所请求的微时隙技术和其用于发送请求信道。CM对所请求的信道使用确认时间(acknowledgement time)，以确定是否重新请求。在一个实施例中，在图3的步骤305中，CM基于与已发送的初始带宽请求的上行信道有关的确认时间，向CMTS重新发送带宽请求。
受传统的规则——每个SID每次只有一个未决的请求的限制，CM不能够请求额外的带宽，直到它接收到确认表明CMTS已经接收到该带宽请求的确认为止。这种确认可以是准许或者未决准许的形式。一旦CM接收到确认，它将请求额外的带宽，即使CMTS没有完全满足之前的请求。例如，假定CM在最初的请求中请求16k字节，以及CMTS决定使用两个超准许来准许该请求，加上分段开销每个超准许8k字节，这两个超准许在时间上是隔开的以及出现在分开的MAP中。一旦CM接收到第一超准许，最初的请求就被确认；CM将为在CM的初始请求之后到达的任何新数据包请求带宽。
在一个实施例中，图3所示的过程300还包括这个步骤：CM在接收到CMTS已接收前一个请求的确认时，向CMTS发送另外的带宽请求。在另一个实施例中，CM在接收到CMTS的准许或者未决准许时，向CMTS发送另外的带宽请求。
因为CMTS可能使用多个超准许来准许来自单次请求的带宽，有可能出现这种情况：CM和CMTS会临时无法对齐，因为请求由于上行脉冲的错误与冲突而丢失，以及因为MAP由于下行错误而丢失。在根据本发明的一个实施例中，CM在决定重新请求前，必须使用请求的确认时间来确定CMTS是否已经接收到请求。CM只要接收到的MAP中没有对指定SID的未决准许，CM能够使用“捎带机会”为刚刚收到的数据包重新请求，这些为传输的数据包的请求时间应该比当前MAP的确认时间要早(earlier)。要注意，请求时间比确认时间晚的请求，可能正在传输，或者正在等待CMTS的处理。
3.2 捎带请求
捎带请求涉及使用单播(unicast)数据分配中的带宽来请求额外的带宽。这种请求实质上是紧接着数据传输的“捎带”。在本发明的一个实施例中，根据CCF中是否使用节段报头，CM能够为指定的SID进行捎带请求的时间的规则(rule)有细微变化。以每个SID为单位提供了节段报头的使用。下面将描述启用节段报头以及不启用节段报头的情况下的捎带请求的示范规则。
3.2.1 使用节段报头中进行捎带请求的示范规则
当某SID启用节段报头时，CM仅仅能够在节段报头中使用捎带机会。捎带请求以每个SID为单位(basis)实施，这样，CM仅仅能够为正在传输数据的相同的SID捎带请求带宽。CM能够在每次超准许中捎带一个请求，所述超准许是在多信道分配结构中具体的一组分段，下面的7.4.2节中将定义这种多信道分配结构。
当CM在具有CM的某个SID的未决准许的MAP中接收到超准许时，CM能够为之前没有进行过请求的数据包进行捎带请求，但是不能够为已经进行过请求的数据包进行捎带请求。
当CM在MAP中接收到超准许，该MAP中没有某SID的未决请求时，当请求时间比MAP中的确认时间早之时，CM能够重新请求之前已经请求过的带宽，CM也能够在该请求中为任何新抵达的数据报请求带宽。
图12是根据本发明的一个实施例的流程图1200，提供了CM使用节段报头进行捎带请求的示范步骤。步骤1205中，如果启用了节段报头，流程转到步骤1210。如果从CMTS上接收到准许待决(grant pending)，那么，步骤1215中，CM仅仅为新抵达上行队列的数据包请求附加的带宽，通过使用节段报头中的捎带字段实现。如果没有从CMTS上接收到未决准许，那么，步骤1220中，如果请求时间比MAP中的确认时间早，那么CM通过使用节段报头中的捎带字段重新请求之前请求过的带宽。在另一个实施例中，在步骤1220中，CM也通过使用节段报头中的捎带字段，为任何新抵达上行队列的数据包请求带宽。
3.2.2 禁用节段报头下的捎带请求的示范规则
当对于某SID禁用节段报头时，CM能够使用BPI EHDR或Request EHDR来发送捎带请求。跨SID的捎带是不允许的。当CM为它打算发送捎带请求的原始数据包发送请求时，它必须假定使用BPI EHDR或者Request EHDR。CM能够在每次超准许中捎带一个请求；在7.4.2部分中定义的多信道分配结构中，所述节段是节段的特定组合。
当CM在MAP(带宽分派映射)中接收到超准许，所述MAP具有该CM的其中一个SID的未决准许时，CM能够为它之前没有发送请求的数据包进行捎带请求，但不能够重新请求之前请求过的带宽。
当CM在MAP中接收到超准许，所述MAP没有该CM的SID的准许待决时，当请求时间比MAP中的确认时间要早时，CM能够重新请求之前请求过的带宽。CM也能够在该请求中为新抵达的数据包请求带宽。
再次参考图12的流程图1200。如果步骤1205中没有启用节段报头，那么流程1200转到步骤1225。如果从CMTS中接收到未决准许，那么，步骤1230中，CM通过使用BPI EHDR或Request EHDR为新抵达上行队列的数据包请求额外的带宽。如果没有从CMTS上接收到未决准许，那么，步骤1225中，当请求时间比比MAP中的确认时间早之时，CM通过使用BPI EHDR或Request EHDR重新请求之前请求过的带宽。在另一个实施例中，在步骤1235中，CM也通过使用BPI EHDR或Request EHDR为任何新抵达的数据包请求带宽。
3.3 争用请求(contention requesting)
在根据本发明的一个实施例中，为绑定上行信道的系统启用争用请求。在绑定信道上的争用请求与常规DOCSIS未绑定信道上的类似。绑定群组的每个上行信道都被分配群组内的编号。CM在这些信道上以时间顺序计算请求机会(request opportunity)。当两个或多个上行信道请求机会的开始时间对齐时(相同)时，当这些请求机会对CM随机选择的后退值(backoff value)不利时，CM判断这些请求机会的顺序。所述后退值定义CM在做出自己的请求之间必须允许通过多少个请求机会。
在根据本发明的一个实施例中，CMTS必须将请求机会分配到传输指定信道的请求所需要的多个微时隙上，因为对CM而言，横跨信道计算请求机会比在单个上行信道上计算请求机会更困难。例如，如果信道的每个请求需要两个微时隙，那么CMTS必需在多个双微时隙中分配请求区(例如，在这个信道上不允许5个微时隙的请求区)。要注意的是，在常规DOCSIS系统中，允许CMTS分配不合适大小的请求区。
图13是根据本发明的流程图1300，提供了在绑定上行信道中进行争用请求的示范步骤。在步骤1305中，CMTS在多个绑定的上行信道中的一个信道上分配多个的请求机会，所分配的请求机会的数目是被要求在该信道上传送信号的微时隙的数目的倍数。步骤1310中，CMTS接收来自CM的、在绑定的上行信道上的至少一个请求机会的带宽请求。
4、准许带宽
在根据本发明的一个实施例中，CMTS调度器基于绑定群组的所有上行信道上的可用带宽分配单个信道上的带宽。可以在上行信道的任意组合上给在任何单个信道上做出的请求分配带宽。在这种方式下，CMTS能够对上行信道进行负载均衡。类似的，CMTS能够考虑每个上行信道的PHY参数和被请求的字节数，来确定跨越信道的最优分配。
在绑定上行信道的系统中发送准许的一种方法采用常规的DOCSIS MAP结构，以及混合不采用上行信道绑定的CM与采用上行信道绑定的CM的准许，不需要新定义的MAP消息。在该方案中，采用上行信道绑定的CM为每个上行信道接收MAP，分析这些MAP以确定每个SID的准许的组合，以及基于时间顺序确定使用哪种顺序填充每个SID的准许。使用这种方法的一个问题是，CM需要为每个上行信道追踪预排列(pre-ranged)的时间(即，从时间戳和没有任何的偏移的上行信道描述符(UCD)快照中抽取的时间，没有偏移是因为排列调整(ranging adjustment))，以确保该上行信道使用的时间顺序与CMTS的相同。CM在决定填充准许的顺序时，需要查看这个时间顺序。
使用这个方面的另外一个问题是，CM能够通过查看某个上行信道的下一个MAP消息的开始时间确定是否丢失了该信道的MAP。但是，CM不能知道该丢失的MAP中有多少个准许(以及这些准许的大小)被分配给它的SID。这种情况之下，CM将不知道如何以精确的顺序将数据分段到准许中，CMTS将会以所述的顺序重组这些准许。
在另一个方法中，CM使用节段报头，所述节段报头包括序列号，所述序列号明确地告诉CMTS，CM是如何排序这些分段的。使用这种方法的一个问题是这种报头将增加每个分段的开销。
在另外一个方法中，CMTS以多信道分配(multichannel allowcation，MAC)结构发送准许。这种准许由MAP定义的上行信道的单准许组成，采用的顺序是CM将要填充这些准许的顺序。这种方法将CM需要的实时计算最小化，以及避免了可能的分歧。这些新的MAP消息使用的消息类型被不使用上行信道绑定的CM所忽略。CMTS也为每个上行信道发送常规DOCSIS MAP。常规DOCSISMAP将带宽分配给预留的SID，以给使用上行信道绑定的CM进行分配。用于绑定的信号的MAP称为绑定MAP(B-MAP)，7.4.2节中将对B-MAP进行更详细的描述。
在根据本发明的一个实施例中，为了将CM简单化，对跨越多个信道的准许的分段进行以下约束：
(1)在单个MCA中，CMTS分配的节段必须不超过31个节段(这31个节段中，至多有8个能够是IUC类型5、6、9、10或11)。这样，节段(即，使用IUC类型5、6、9、10或11)的MCA部分被限制为至多8个分段。一个节段是在单个信道上分配给单个SID(单播、多播或广播)的具有单个IUC的连续带宽。
(2)相同SID的超准许必须在B-MAP中进行时间排序。
(3)如果CMTS给一个SID分配多于一个的超准许，那么，在每个信道上，对于B-MAP中的相同SID，B-MAP中的后续超准许的每个节段的开始时间比更早的超准许的每个节段的开始时间要晚。例如，如果CMTS给SID A分配超准许，该准许在第一信道上的开始时间是1450，那么，B-MAP中的后续超准许中，SID A在第一信道上的其他超准许的开始时间都不早于1450。
(4)如果CMTS给一个SID分配多于一个的超准许，那么，对于该SID，后续超准许的结束时间必须比前述的超准许的结束时间要晚。
(5)在时间上交错的节段以及在不同信道上分配给某特定的SID的节段的跨度，必须不大于预定值。
(6)为不同的SID进行多信道分配必须使用最早的开始时间排序(跨越所有的信道)，在出现堵塞(tie)时，这个顺序时随意的。
本领域内的技术人员将显然知道，还可以对跨越多信道的准许的节段进行其他的限制。
5、基线私密影响
常规DOCSIS极限私密接口(BPI)是DOCSISI MAC层一组延伸业务，用于加密CMTS与CM之间的通信流，跨越RF网络给用户提供私密数据。为了描述本发明的实施例在绑定的上行信道上的通信加密，将本发明的实施例与使用常规方法的这些实施例比较是有帮助的。
5.1 常规的DOCSIS通信加密
常规的DOCSIS系统以两种不同的方式处理通信加密，这取决于这些通信是否在DOCSIS MAC层进行分片。下面的图14-16将详细地描述，说明示范的常规DOCSIS通信加密技术。
对于未分片的要求加密的单个MAC帧的传输，从DOCSIS MAC报头后的12字节开始，至数据包的CRC解密该帧。这12个字节的偏移允许接收实体在解密之前，过滤目标地址/源地址(DA/SA)组合(当没有使用有效载荷报头抑制(PHS)是)。这12字节的偏移也虑及了更强壮的密码，因为频繁出现的目标地址和源地址的字符串是可见的，不给黑客提供解密的线索。
对于未分片的级联，像未分片的单个MAC帧一样处理级联中的每个MAC帧。级联中可能出现混合的未加密帧和加密帧。只要具有加密数据的级联中包含MAC管理消息，就会出现这种混合。图14示出了对未分片的单个数据包1401以及未分片的级联数据包1402进行的具有12字节偏移的常规DOCSIS通信加密。如图14所示，未分片的单个数据包1401包括位于12字节偏移1405后面的加密的有效载荷(encrypted payload)1415，所述12字节偏移1405在对应的未加密DOCSIS MAC报头1410和数据包CRC之间。类似的，级联数据包1402的每个帧包括位于12字节偏移1405后面的加密的有效载荷部分1425、1435、1445、1455以及1465，所述12字节偏移1405位于对应的未加密DOCSIS MAC报头1420、1430、1440、1450以及1460和数据包CRC之间。
分片的单个帧和分片的级联得到的处理与它们的未分片形式得到的不同。图15示出了对未分片的单个数据包1500的示范的常规DOCSIS通信加密。将原始数据包1500分片到3个准许1501、1502和1503上。使用对应的节段报头1520、1525和1530以及对应的片段CRC 1535、1540以及1545来封装每个数据包片段1505、1510和1515。如图15所示，每个节段1505、1510以及1515从对应的节段报头末端到对应的节段CRC部分被加密。
因为在级联中，节段边界很少与数据包边界对齐，所以，从常规DOCSIS通信解密方面看，通常将级联的数据包作为大的单个MAC数据包处理。因此，对于分片的级联数据包，使用节段报头和节段CRC封装每个级联节段。接着，从节段报头到节段CRC对节段进行加密。分片帧没用采用用于未分片帧的12字节偏移，因为这12字节可能是用户数据，而不是DA/SA对。
图16示出了分片级联数据包1600的常规DOCSIS通信解密。级联数据包1600在三个准许1601、1602以及1603上分片，分为具有相应节段报头1606、1611和1616的节段1605、1610和1615。要注意，节段1615、1610以及1615中的所有数据包都以相同方式加密(即，从对应的节段报头到对应的节段CRC对每个节段进行解密)。
参考图16，如果准许1601中的第一数据包1620必需加密，而第二数据包1625不需要加密，那么，这两个数据包将被加密。因此，如果级联1600包括BPI密钥交换消息(key exchange message)并且将要被分片，那么，就在一个或多个节段1605和1610中对该BPI密钥交换消息进行解密。如果密钥交换消息被解密并且不正确地使用该密钥，CMTS将不能够解密包括这个新密钥的消息。因为这个原因，常规DOCSIS通信解密禁止CM在级联中包括BPI密钥交换消息。
5.2 绑定上行信道的通信解密
对于绑定上行信道的系统，CMTS决定如何将跨越上行信道上的带宽分段，CMTS无法先验地(a priori)知道CM将要在指定的节段(segment)传输哪种类型的优先权。因此，没有办法确保BPI密钥交换消息具有它们自己节段，除非为绑定上行信道的系统将附加的机制添加到常规DOCSIS协议上。
下面的方法不向协议中添加机制，但它能用于避免绑定上行信道的系统中对BPI密钥交换消息的加密：(1)可以节段为单位(segment basis)上进行BPI加密，或者(2)第二SID专有地服务与每个实施上行信道的CM，以发送BPI密钥交换消息，或者(3)在分段之前，以协议数据单元(PDU)为单位执行解密。下面对这三种方法进行更详细的描述。
5.2.1 CM强迫单个数据包传输
避免绑定上行信道的系统的BPI密钥交换消息的加密的一种方法是以节段为单位进行加密，强迫BPI密钥交换消息作为一个节段中的唯一的数据包。这种方法的要求是：要求BPI的所有节段的节段报头都包括BPI报头。这种方法也要求CM具有智能的请求代理(requesting agent)以及CM能够停止BPI密钥交换消息附近的请求引擎(request engine)。
例如，考虑表格1中的数据包顺序。假定表格1示出了当前在排队以在CM的特定SID上进行上行传输的数据包列表。为防止节段中的其他数据包包括第五个数据包的BPI密钥交换消息，CM首先发出请求，该请求仅仅对于队列中的前面的四个数据包。一旦CM接收到这四个数据包的准许，CM就发送仅仅对于第五数据包的请求。接着，CM在为第六和第七数据包以及同时排队的其他数据包请求带宽之前，再次等待准许以填满第五数据包的传输。在下面的表格1所示的示范数据包队列中，这种方法与发送一个对于所有七个数据包的请求相比，效率更低。
  队列中的数据包编号   数据包类型
  1   用户数据
  2   用户数据
  3   SNMP响应
  4   用户数据(Ack)
  5   BPI密钥交换消息
  6   用户数据(Ack)
  7   用户数据
表1、CM队列中的数据包
5.2.2禁用BPI的专用SID的使用
另外一种避免将用于绑定上行信道的系统的BPI密钥交换消息加密的机制是在应用了上行信道绑定的每个CM上专门使用第二SID，该第二SID仅仅用于BPI密钥交换消息以及其他没有被要求加密的消息。在这种方法中，只要为发送BPI密钥交换消息请求带宽，CM就使用BPI-OFF SID。虽然使用这种方法避免了将BPI交换消息加密的问题，但是它要求每个CM上的额外SID。节省SID的电缆运营商可能不希望增加额外的SID，因为这会增加用于控制机顶盒的具有DOCSIS机顶网关(set-top gateway)的DOCSIS设备的数量。
5.2.2 以PDU为单位加密而不是以节段为单位加密
可以在为绑定上行信道的系统进行分段之前，以PDU为单位(即，单个的MAC帧)进行BPI加密，而不是以阶段为单位加密，或者为BPI密钥交换消息请求专用的SID。为了让CMTS MAC处理混合的未绑定上行信道的与绑定上行信道的通信，在单个数据包上进行的加密使用与上述的常规BPI和BPI Plus加密技术相同的规则和12字节的偏移。
图17示出了在根据本发明的一个实施例中，在分段之前以PDU为单位进行的BPI加密。如图17所示，使用常规BPI加密技术对原始的数据包级联1700和用于传输的下一个数据包队列1704进行加密。每个数据包1710、1715、1720、1725、1730、1735以及1740中，从对应的DOCSIS报头开始的12字节偏移1705之后的部分被加密。接着，解密后的数据包被分段到准许1701、1702、1703中。
在根据本发明的一个实施例中，因为常规BPI EHDR中的捎带字段太小而不能发送使用四字节的倍数的未负荷请求(unburdened request)，所以修改常规DOCSIS BPI EHDR，使其包括更长的捎带段以在没有节段报头下使用，以及没有捎带字段以在具有节段报头下使用。下面的章节7.3.1中对这些修改的BPI EHDR类型进行更详细的描述。
6、本系统初始化
图18A和18B示出了根据本发明的一个实施例的流程图1800，其提供了在绑定上行信道的系统中使用CMTS初始化CM的示范步骤。在步骤1805中，CM获得合适的下行信道后，寻找绑定上行信道的标识符(B-UCD)消息。在步骤1810中，如果CM不能在预定的时间帧内找到B-UCD消息，CM就返回到步骤1815中的常规的未绑定上行信道的操作。
步骤1820中，如果CM在预定的时间帧内找到B-UCD消息，那么CM开始为与该B-UCD有关的上行信道存储绑定的MAP消息。步骤1825中，CM也开始存储与该B-UCD标识的绑定群组内的每个独立信道有关的上行信道描述符(UCD)消息。
步骤1830中，CM开始在绑定群组内的某个上行信道上排列(range)。步骤1835中，一旦CM接收到绑定群组内的其中一个上行信道的排列结束指示，CM就基于该信道的带宽请求发送队列深度，促进剩下的初始化过程。
步骤1840中，在注册过程中，CM告诉CMTS，它能够绑定多少个上行信道；而CMTS告诉CM，它打算让CM使用多少个上行信道。下面的章节7.4.5中将更加详细地描述注册消息的属性。
步骤1845中，CM注册后，CM立即监视绑定的MAP以在绑定群组的其他上行信道上广播排列机会，以及开始绑定群组的其他上行信道上的排列处理。因为CM可能不能够绑定由绑定群组所支持的数目的上行信道，所以CM将尝试在信道的子集上排列。如果CM尝试在某绑定群组的信道上进行排列，而CMTS不打算为该绑定群组增加额外的通信量，CMTS能够在排列响应消息(rangingresponse message)的上行信道控制字段(override field)中发送新的信道ID。
步骤1850中，CM一旦接收到指定信道的排列完成消息，就将该信道用于非排列流量(non-ranging traffic)中。CMTS能够跨越CM已经成功排列的绑定群组的任何信道进行分段。CM一旦成功的在注册时间内指定数目的上行信道上进行排列，CMTS能够将准许分段给跨越任何这些信道的CM。
要注意，对于绑定群组内的每个上行信道，CMTS必须连续地为向CM提供单播排列机会。在根据本发明的一个实施例中，如果CM不在预定的时间帧内(例如，常规的DOCSIS T4时间帧)接收单播的排列机会，或者在发送排列请求数据包(例如，常规的DOCSIS RNG-REQ消息)的时候达到重试阈(retrythreshold)，那么，CM将从它的可用上行信道的列表上移除有关的上行信道，以及向CMTS发送绑定上行信道排列放弃(B-RNG-ABORT)，如章节7.4.6中所详述的。
7、详尽的MAC变化
如上所述，在一个实施例中，本发明的上行信道绑定技术作为常规DOCSIS接口规范的扩展来使用。因此，下面将介绍一些新的和修改的MAC格式，以扩展常规DOCSIS接口规范以支持上行信道绑定。
7.1 请求消息
在根据本发明的一个实施例中，为了让CMTS区分基于负荷微时隙的常规DOCSIS带宽请求以及基于未负荷字节的绑定上行信道的带宽请求，定义了新的请求报头。常规的DOCSIS系统会忽略这种新报头。例如，表2中示出了常规的DOCSIS 2.0FC_PARM字段，这种字段被扩展以包括新的基于队列深度的请求帧类型，用于绑定上行信道的系统。
  FC_PARM   报头/帧类型
  00000   时序报头
  00001   MAC管理报头
  00010   传统请求帧
  00011   分片报头
  00100   基于队列深度的请求帧
  11100   级联报头
表2、特定的MAC报头和帧类型
图19示出了在根据本发明的一个实施例中的基于队列深度的请求帧的格式1900。这种格式与常规DOCSIS请求帧的格式类似，除了MAC_PARM是2个字节而不是1个字节之外。如图19所示，基于队列深度的请求帧1900包括四个字段：帧控制(FC)字段1905、MAC_PRAM字段1910、SID字段1915以及报头检查序列(Header check sequency，HCS)字段1920。FC字段1905包括三个字段：FC类型字段1952、FC PARM字段1930、EHDR_ON字段1935。基于队列深度的请求帧1900的字段还在下面的表3中定义。
  字段   用法   大小
FC   FC_TYPE＝11；MAC特定报头FC_PARM[4:0]＝00100；仅有MAC请求帧，之后没有数据PDUEHDR_ON＝0；不允许EHDR 1字节
MAC_PARM   REQ2，在4字节的单元中请求的总字节数。因此，值0x1将表示请求4字节。 2字节
  SID   服务ID   2字节
  EHDR   不允许扩展MAC报头   0字节
  HCS   MAC报头检查序列   2字节
  基于队列深度的请求MAC报头的长度   7字节
表3、基于队列的请求帧的格式
如上所述，为了在绑定的上行信道中实现分片，往每个节段上插入将节段报头。图20示出了根据本发明的一个实施例中的节段报头的格式2000。节段报头通常是2字节长，但是，一旦按照超准许，就可能出现捎带字段，导致节段报头长度扩大到6字节。如图20所示，节段报头2000包括四个字段：指针有效(PFV)字段2005、捎带指示(PBI)字段2010、指针字段2015以及可选捎带字段2020。可选捎带字段2020包括请求字段(REQ2)2025以及MAC报头检查序列(HCS2)字段2030。节段报头2000的字段还在下面的表4中定义。
  字段  用法   大小
PFV  指针字段有效。该位(bit)设为1时表示指针字段是有效的；当其被清除为0时，表明指针字段的有效指针。 1位(bit)
PBI  捎带指示。该位设为1时表示已经将捎带请求字段添加到节段报头，使节段报头的总长为6字节；当该位是0时，没有捎带 ，节段报头长度为2字节。 1位
指针字段  当PFV位是1时，该字段的值是接收器在查找DOCSIS MAC报头时必须跳过的可选捎带以及节段末端的字节数。因此，PFV设为1的指针字段中值为0指明DOCSIS MAC报头从节段报头和可选捎带字段后面开始 14位
  REQ2  四字节的单元中请求的总字节数。因此，   2字节
值为0x1将表示请求四个字节。只有当PBI＝1时，该字段才存在。
HCS2 MAC报头检查序列2。与用在所有MAC报头的HCS类似，除了这个值仅仅在REQ2字段上计算之外。仅仅当PBI＝1，该字段才存在 2字节
表4、节段报头字段
7.3 扩展的报头格式
根据本发明的一个或多个实施例，可将一些新的DOCSIS报头类型和长度添加到常规DOCSIS规范中，以容纳上行信道绑定，如下面的表5所示。新的EHDR类型包括：在EH_LEN＝4时EH_Type＝1；以及EH_LEN＝3和5时，EH_Type＝7。
Figure C20058004214400441
表5、扩展的报头格式
7.3.1请求长度为4的EHDR
当为CM启用上行信道且为指定SID禁用节段报头时，CM将有机会在没有基线私密报头的数据包上进行捎带请求。为了处理这种情况，根据本发明的一个实施例，可使用第二种长度为4的请求EHDR，如下面的表6所示。
  EH元素字段  用量   大小
  EH_TYPE  EH_TYPE＝I   4位(bit)
  EN_LEN  对于节段报头去除操作的操作，EH_LEN＝4   4位
EH_VALUE  在4字节(2字节)的倍数中的请求，SID(2字节) 4字节
表6、长度为4的请求EHDR
7.3.2 BP_UP2
根据本发明的一个实施例，启用上行信道绑定和基线私密时，可使用BP_UP2 EHDR。当为CM启用上行信道绑定且给指定SID启用节段报头时，该SID的任何捎带请求都将使用节段报头中的捎带机会。例如，如图20所示，节段报头2000包括可选的捎带字段2020。因此，对于该SID，BPI EHDR中不需要捎带字段。对于启用片段报头的SID，CM会使用长度为3的BPI_UP2 EHDR。下面的表7示出了长度为3的BPI_UP2 EHDR的。
  EH元素字段   用法   大小
  EH_TYPE  对于绑定的信道，EH_TYPE＝7   4位(bit)
  EH_LEN  对于节段报头去除操作的操作，EH_LEN＝3   4位
EH_VALUE  KeySEQ(4位)，版本(4位)，启用(1位)，Toggle(1位)，SID(14位) 3字节
表7、长度为3的EP_UP2 EHDR(启用片段报头)
当为CM启用信道绑定且为指定的SID禁用片段报头时，BPI EHDR考虑了捎带请求机会。CM将为禁用片段报头的SID使用长度为5的BPI_UP2 EHDR。
表8中示出了长度为5的BPI_UP2 EHDR的字段。
  EH元素字段   用法   大小
  EH_TYPE   使用绑定信道时，EH_TYPE＝7   4位
  EH_LEN   对于节段报头去除操作的操作，EH_LEN＝5   4位
EH_VALUE   KeySEQ(4位)，版本(4位)、启用(1位)、Toggle(1位)、SID(14位)、请求(2字节) 5字节
表8、长度为5的BP_UP2 EHDR(禁用片段报头)
7.4 MAC管理消息变化
在根据本发明的一个或多个实施例中，修改了一些MAC管理消息以及创建了一些新的MAC管理消息，以支持绑定的上行信道。下面的表9示出了这些修改的MAC管理消息以及新的MAC管理消息。
  改变   类型值   版本   消息名   消息描述
  修改   6   1   REG-REQ   注册请求
  修改   7   1   REG-RSP   注册请求
  修改   14   2   REG-ACK   请求确认
  修改   32   2   DCC-REQ   动态信道
  新建   33   4   B-MAP   变化请求
新建 34 4 B-UCD   绑定的信道上行带宽分配
新建 35 4 Init-B-RNG-REQ   为绑定的上行初始化排列请求
新建 36 4 B-RNG-Abort   绑定的信道排列放弃
新建 37 4 B-RNG-Abort-ACK   绑定的信道的排列放弃的确认
表9、新建的以及修改的MAC管理消息
7.4.1 绑定上行信道的描述符(B-UCD)
在根据本发明的一个实施例中，由CMTS在指定的周期区间内传输绑定上行信道的描述符(B-UCD)消息，以定义一组绑定上行信道的特性。必须为每组绑定的上行信道传输独立的B-UCD。B-UCD的第一部分的格式与常规DOCSIS单信道的上行信道描述符(UCD)消息的格式类似，因此，可使用相同类型的过滤来过滤信道ID和变化计数。CMTS也必须为每组绑定的上行信道的每个单独的信道传输UCD消息。
图21示出了根据本发明的一个实施例的B-UCD消息的格式2100。B-UCD消息格式2100包括MAC管理消息报头2101、所有绑定的上行信道的类型长度值(TLV)数组编码信息2102、以及以下参数：绑定的上行信道标识符2105、配置变化计数2110、保留参数2115以及下行信道标识符2120。这四个参数2105、2110、2115以及2120如下定义：
绑定上行信道ID：在该消息中称为上行绑定信道的标识符。该标识符由CMTS任意选择，在MAC子层中是唯一的。要注意，上行信道DI＝0为显示电话返回而保留[DOCSIS6]。
配置变化计数：只要该信道描述符中任何值发生变化，由CMTS增加1(以字段大小按模计算)。如果后续的B-UCD中该计数值保持不变，CM能够快速地确定信道运行参数没有改变，以及能够忽略剩下的消息。绑定的MAP(B-MAP)也会引用该值。
RSVD：为将来的使用而保留该字段。CMTS应当将该字段清0。下行信道ID：传输消息的下行信道的标识符。该标识符由CMTS任意选择，在MAC子层域(domain)中是唯一的。
其他的参数编码为TLV数组2102。下面的表10中定义了所用的类型值。
  名称  类型(1比特)  程度(1比特)   值(长度可变)
绑定群组的大小 1 1   在绑定群组中的信道数(2到N)
子信道 2 1   绑定群组中的信道ID。为绑定群组中的每个上行信道重复TLV
表10、绑定信道的TLV参数
CMTS能够使用B-UCD消息来改变绑定群组中的信道数。例如，CMTS能够使用B-UCD消息来增加或减少绑定群组中的信道数；CMTS也能通过两个步骤的过程，使用B-UCD消息来替换绑定群组中的信道。图22示出了根据本发明的一个实施例的处理流程2200，提供了使用B-UCD消息来改变绑定的上行信道群组中的信道配置的示范步骤。步骤2205中，CMTS在定义绑定群组的特定的预定的周期区间中传输B-UCD消息。
7.4.1.1 从上行信道绑定群组中移除信道的过程
步骤2210中，如果CMTS决定改变绑定群组中的信道数量，那么流程2200转到步骤2215。步骤2215中，如果CMTS决定移除绑定群组中的信道，那么流程2200转到步骤2230。步骤2230中，为了从绑定群组中移除上行信道，CMTS必须首先停止在将要移除的目标上行信道上映射任何的时间定义的分配(即，对请求区域、排列区域、数据准许等的分配)。接着，步骤2235中，CMTS在增加配置变化计数字段之时，使用绑定群组中修改后的信道数以及减少后的信道列表更新B-UCD。步骤2240中，CMTS必须发送反映B-UCD的新配置变化计数字段的B-MAP。在新的B-UCD后发送的第一B-MAP为绑定群组中的每个上行信道的空(Null)SID分配最少的时间(根据DOCSIS 2.0 RFI规范第11.3.2章节)，使CM有足够的时间对这种改变做出反应。
7.4.1.2 向上行绑定群组中添加信道的过程
步骤2215中，如果CMTS决定向绑定群组中添加信道，那么流程2200转到步骤2220。步骤2220中，当CMTS打算相绑定群组中添加信道之时，CMTS首先更新B-UCD。接着，步骤2225中，CMTS发送反映B-UCD的新的配置变化计数的B-MAP。在增加新的上行信道的B-UCD后发送的第一B-MAP必须给绑定群组中的每个上行信道的空(Null)SID分配最少的时间(根据DOCSIS 2.0 RFI规范第11.3.2章节)，让CM有足够的时间对这种改变做出反应。接着，能够添加额外的上行信道(基于注册时规定的绑定信道的最大数量)的CM将尝试在新的上行信道上进行排列。因为已经通过B-UCD中的改变明确告知CM正在添加哪个信道，以及因为CMTS从CM能够添加另外的上行信道的注册信息中了解到，CMTS能够通过给受到新加信道的影响的CM发送单播排列机会，以加快排列。
7.4.1.3 向上行绑定群组中替换信道的过程
步骤2210中，如果CMTS决定不改变绑定群组中的信道数，那么，流程2200转到步骤2245。步骤2245中，如果CMTS决定替换绑定群组中的信道，那么，流程2200转到步骤2250。当CMTS打算替换绑定群组中的信道时，它必须遵循2个步骤。步骤2250中，CMTS首先必须遵循章节7.4.1.1中给出的步骤2230、2235以及2240来从绑定群组中移除旧的信道。接着，步骤2255中，CMTS必须遵循章节7.4.1.2中给出的步骤2220以及2225，向绑定群组中添加新信道。
7.4.2 绑定上行的带宽分配MAP(B-MAP)
图23示出了根据本发明的一个实施例的绑定上行的带宽分配映射消息(B-MAP)的格式2300。B-MAP格式2300包括以下参数：MAC管理消息报头2301、绑定的上行信道标识符2305、绑定的配置变化计数2310、多个上行信道2315、多个多信道分配2320、排列后退开始窗(backoff sart window)2360、排列后退结束窗2365、数据后退开始窗2370、以及数据后退结束窗2375。
B-MAP 2300也包括绑定群组中的每个信道的一组信道特殊信息2325。信道特殊消息2325包括以下字段：绑定的子信道2330、信道标识符2335、配置变化计数2340、保留字段2345、分配开始时间2350以及确认时间2355。B-MAP 2300还包括B-MAP信息元素2380。B-MAP结构2300的这些参数以及字段如下定义：
绑定的上行信道ID：该消息所涉及的绑定的上行信道的标识符。
绑定的配置变化计数(Configuration Change Count，CCC)：匹配描述绑定群组的上行信道的B-UCD的配置变化计数字段的值。
上行信道的数目：该绑定群组中上行信道的数目。
MCA的数目：在B-MAP中分配的多信道分配的数目。
每个上行信道的信息：绑定群组的每个上行信道的B-MAP中必须有一组上行信道信息。
绑定子信道：这8位(bit)的字段中最重要的位是保留的(0)，四个最不重要的位表示B-MAP多信道分配中将使用的子信道号，用于访问这组上行信道消息描述的绑定群组中的上行信道。
信道ID：这8位的字段包括这组上行信道消息所描述的上行信道的上行信道ID。
配置变化计数(CCC)：这8位的字段包括这组上行信道消息描述的上行信道的UCD的配置变化计数。
保留：这8位保留，以供将来使用，在这个版本的协议中，它的值应该是0。
分配开始时间：这组上行信道消息描述的信道的分配开始时间(Allocation start time，AST)。这个值表示CMTS初始化以在B-MAP的信道上进行分配的有效开始时间(单位是微时隙)。
信道N的确认时间：这组上行信道消息描述的信道的确认时间。这个值表示从CMTS初始化开始的最近时间(单位是微时隙)，在该信道的上行中处理。这个时间由CM用于冲突检测目的。
排列后退开始：出示排列竞争的初始后退窗，表示为大量的2(expressedas a power of two)。值范围是0-15(最高的顺序位必须是从未使用的且设为0)。
排列后退结束：初始排列竞争的最后后退窗，表示为大量的2(expressedas a power of two)。值范围是0-15(最高的顺序位必须是从未使用的且设为0)。
数据后退开始：请求的出示后退窗，表示为大量的2(expressed as a powerof two)。值范围是0-15(最高的顺序位必须是从未使用的且设为0)。
数据后退结束：请求的最后后退窗，表示为大量的2(expressed as a powerof two)。值范围是0-15(最高的顺序位必须是从未使用的且设为0)。
B-MAP信息元素：B-MAP信息元素的格式如图24所示。IUC的值在SP-RFIv2.0-I03-02128的表8-20定义，SP-RFIv2.0-103-021218的章节9.1.2中有更详细的描述。要注意，当数据包中包括未决的准许时，不再保留图24中的保留字段。
图24示出了根据本发明的一个实施例的绑定映射信息元素的结构2400。绑定映射信息元素的结构2400包括绑定信息元素2405、列表结尾(end-of-list)信息元素2410以及多个数据未决准许2415。列表结尾信息元素2410包括业务标识符等于0的字段2420、区间用途码(interval usagecode)等于7的字段2425以及保留字段2430。每个数据未决准许2415包括业务标识字段2435、区间用途码2440以及保留字段2445。当打包的未决准许(packed grant pending)中包含保留字段2445，保留字段2445不再是保留的，下面将进行详细定义。绑定信息元素2405像常规DOCSIS MAP结构的信息元素一样被格式化，除了多信道分配和打包的未决准许之外，下面将详细描述。
CMTS以打包的未决准许格式将未决准许插入到B-MAP中，这种打包的未决准许格式允许将两个未决准许打包装入B-MAP的单个32位的IE中。图25示出了根据本发明的一个实施例的打包的未决准许的格式2500。打包的未决准许格式2500包括以下字段：业务标识符A字段2505、区间用途码字段2510以及业务标识符B字段2525。打包的未决准许2500的这些字段还在下面的表11中定义。B-MAP 2300中的未决准许2415必须使用打包的未决准许2500，因为常规DOCSIS未决准许格式中的偏移字段不再是有效的。常规DOCSIS MAP消息中不能使用打包的未决准许格式2500。
  字段   用途   大小
  SID A   未决准许请求的两个SID中的第一SID   14位
  IUC   任何的数据IUC(5、6、10和11)   4位
SID B   未决准许申请的两个SID的第二SID。如果该未决准许中不需要指定第二SID，该字段必须是0。 14位
表11、打包的准许字段
图26示出了根据本发明的一个实施例的多信道分配格式2600。多信道分配格式2600包括多信道分配报头2601以及多个绑定的信息元素2602。多信道分配报头2601包括以下字段：业务标识符字段2605、区间使用码等于15的字段2610、保留字段2610以及节段号2620。每个绑定信息元素2602包括以下字段：绑定子信道字段2625、长度字段2630、区间使用码字段2635以及从分配时间时间偏移的字段2640。多信道分配格式2600中的字段还在下面的表12中定义。多信道分配结构2600用于数据准许、请求区字段以及排列区字段。
  字段   用途   大小
SID   指导该多信道分配的业务标识符。该业务标识符可以是单播、多播或广播。 14位
IUC＝5   用于区分多信道分配和B-MAP中的其他元素的扩充IUC 4位
 保留   必须由CMTS将清0，该字段为将来的使用而保留。   9位
Seg#   节段号。该字段表示在该多信道分配中定义的节段号。该多信道分配中节段的最大数量是31。这31个节段中，至多有8个是IUC类型5、6、9、10或11。 5位
 BSC   绑定群组中被绑定的子信道   4位
 长度(Length)   该节段的微时隙的长度   9位
IUC   该节段的区间使用码。IUC码在SP-RFIv2.0-103-021218的表8-20中定义。该字段中最重要的位保留为IUC空间的将来扩展。 5位
 从AST的偏移   微时隙中从上行信道的分配开始时间开始的偏移。   14位
表12、多信道分配字段
上面的第4部分对绑定上行信道的系统的准许有关的规则进行了描述。因为B-MAP多信道分配结构2600包括每个节段的开始时间以及持续时间，B-MAP仅仅需要被正被分配的用于指定IUC和/或SID的描述元素，不需要映射所有的时间。这种结构与常规DOCSIS MAP的不同之处在于，后者必须映射所有的时间，因为MAP元素仅仅包括开始时间(采用从MAP的起始点偏移的形式)，后者基于后续的MAP元素的开始时间计算元素的持续时间。
在根据本发明的一个实施例中，常规DOCSIS限制CMTS在采用MAP和B-MAP之前映射不多于4096个微时隙。此外，CMTS不能给每个信道每个B-MAP分配多于120个IE和BIE。因此，只要给每个信道分配不多于120个IE和BIE，单个B-MAP可以包括400个IE和BIE。
图27示出了根据本发明的一个实施例中，CMTS与多个电缆调制解调器进行通信的流程图2700，所述多个电缆调制解调器包括支持上行信道绑定的第一电缆调制解调器以及不支持上行信道绑定的第二电缆调制解调器。
步骤2705中，CMTS给第一和第二电缆调制解调器传输绑定映射消息(mapmessage)，该绑定映射消息定义跨越绑定群组中的多个上行信道的宽带准许。第二电缆调制解调器不支持上行信道绑定，忽略该绑定映射消息。例如，绑定映射消息可具有图23所示的以及上述的B-MAP消息2300的格式。
步骤2710中，CMTS给第一和第二电缆调制解调器传输常规映射消息，该常规映射消息定义单个上行信道的带宽准许。常规映射消息给保留SID分配带宽，以给支持上行信道绑定的第一电缆调制解调器分配带宽。
7.4.3 绑定上行的初始化排列请求(B-INIT-RNG-REQ)
因为CMTS能够分配与指定下行信道(或者下行信道组，在下行信道绑定的情况下)有关的多个绑定上行信道组，那么，可能出现上行信道出现在一个以上绑定群组中的情况。为了最有效地使用上行带宽，CMTS将该上行信道上的级联区域分配给包括该上行信道的所有绑定群组。例如，包括该上行信道的所有绑定群组的B-MAP中描述该上行信道上的广播排列区域。
因为CM仅仅监听一个绑定群组的B-MAP，所以CMTS必须确保它给CM的单播分配与CM正在监听是同一B-MAP。必须在注册之前将CM正在活动使用哪个群组有关的信息转播给CMTS，因为CM不能够处理正在活动使用的群组之外的绑定群组的B-MAP中传送的单播带宽分配。在根据本发明的一个实施例中，使用绑定上行的初始排列请求(B-INIT-RNG-REQ)消息与初始排列请求，来促进传输绑定群组的信息。
绑定上行群组中第一次排列时，CM仅仅使用B-INIT-RNG-REQ消息。一旦CM接收到信道的排列完成消息，CM使用常规DOCSIS RNG-REQ消息在该信道上进行站维护(station maintenance)。一旦CM向CMTS进行了的注册，CM使用常规DOCSIS INIT-RNG-REQ或者RNG-REQ消息在绑定群组的其他信道上进行排列。
图28示出了根据本发明的一个实施例的B-INIT-REQ消息格式2800。B-INIT-RNG-REQ消息格式2800包括MAC管理消息报头2805、业务标识符2810、下行信道标识符2815、上行信道标识符2820、绑定上行信道的标识符2825以及全部的绑定上行信道的TLV-编码信息域2830。B-INIT-RNG-REQ消息，与所有的排列请求消息一样，必须使用“FC_TYPE＝MAC专用报头”以及“FC_PARM＝时序MAC报头”。报头2805后必须是压缩的PDU，如图28所示。B-INIT-RNG-REQ消息格式2800的示范参数如下定义：
SID：电缆调制解调器尝试接入网络时初始化的SID。它是16位的字段，其中，低位的14位定义SID，第15和16位定义为0。
下行信道的ID：CM接收UCD的下行信道的标识符，它描述上行，为8位的字段。
上行信道的ID：CM正在用于发送B-INIT-RNG-REQ的UCD中的上行信道ID。在多个逻辑上行信道共享相同的频谱，且这些逻辑信道中有些信道的广播初始排列机会是对齐之时，该字段允许CMTS知道CM正在使用哪个逻辑信道。
绑定上行信道的ID：CM正在使用的B-MAP的绑定上行信道的ID。在多个上行信道绑定群组共享某些相同的频谱，且位这些绑定群组定义的广播初始排列机会是对齐的之时，该字段允许CMTS知道CM正在使用哪个上行绑定群组。
B-INIT-RNG-REQ消息与常规DOCSIS INIT-RNG-REQ消息的不同之处在于，B-INIT-RNG-REQ消息包括绑定上行信道的ID参数(例如，绑定上行信道的标识符2825，如图28所示)，以及仅仅由第一次在上行绑定群组上进行排列的CM在广播初始排列(broadcast initial ranging)中传输。
7.4.4 排列响应消息
在根据本发明的一个实施例中，常规DOCSIS排列响应(RNG-RSP)中包括新的TLV数组，以允许CMTS控制CM正在尝试连接的绑定群组。这个参数仅仅在CM向CMTS注册之前使用。当CMTS从CM接收B-INIT-RNG-REQ消息，CMTS可能选择在RNG-RSP消息中发送绑定上行信道控制TLV(Bonded UpstreamChannel Override TLV)，来改变与CM关联的上行绑定群组。
如果RNG-RSP消息中指定了绑定的上行信道，但没有指定上行信道，那么，CM必须初始化它的MAC。CM也必须使用RNG-RSP消息中指定的相同上行信道以及相同的下行信道来执行初始化排列；但是在重初始化后的第一次排列时，仅仅使用RNG-RSP消息中指定的绑定上行信道。
如果RNG-RSP消息中指定了绑定的上行信道控制以及上行信道控制(override)，CM必须初始化它的MAC以及通过使用如以前一样的相同下行频率来执行初始化排列；但是在重初始化后的第一次排列时，要使用RNG-RSP消息中指定的上行信道和绑定的上行信道。
7.4.4.1 绑定上行信道的控制TLV
在根据本发明的一个实施例中，RNG-RSP消息中的绑定上行信道的控制TLV具有类型值10，长度为1。这个TLV的值字段包括CMTS准备转移给CM的绑定上行信道的ID。该TLV可能仅仅存在注册之前发送的RNG-RSP消息中。等于0的绑定的上行信道ID为0，指示CM停止使用绑定信道，引导CM转移到上行信道的ID控制中指定的上行信道，以及使用与该单个上行信道有关的MAP和UCD，而不是使用CM之前所用的B-MAP和B-UCD。
7.4.5 注册消息
在根据本发明的一个实施例中，下面的注册参数被修改和添加到常规DOCSIS规范中，以控制上行信道绑定的使用。除了这些参数之外，还为绑定上行信道的系统修改标称准许区间(Nominal Grant Interval)以及容许波动参数(Tolerated Jitter parameters)。
7.4.5.1 上行信达绑定的容量TLV
常规DOCSIS调制解调器容量编码(Modem Capabilities Encoding)的值字段描述了特定CM的容量，例如CM能够支持的多个特征或特定特征的实现相关限制。在根据本发明的一个实施例中，向常规DOCSIS调制解调器容量编码上行信道绑定的容量TLV参数，该TLV参数的值表示CM支持的上行信道绑定。类型是5.13，长度是1字节。值如下：
0，表示不支持分段或者不支持上行信道绑定；
1，表示仅仅支持分段或者上行信道绑定；
2，表示支持跨越2个信道的上行信道绑定；
N，表示支持跨越N(最大值是N＝16)个信道的上行信道绑定。更高的值是保留的。
7.4.5.2 最大的级联脉冲TLV
最大的级联脉冲TLV参数是常规上行专用QoS参数编码(Upstream-Specific Qos Parameter Encoding)的一部分，定义允许业务流的最大的级联脉冲(单位是字节)。因为级联的概念与上行信道绑定不同，在根据本发明的一个实施例中，当上行信道绑定被激活时，这个参数发生改变以定义CM在单个请求中要求的最大字节数。
7.4.5.3 最大的未达请求(request outstanding)TLV
在根据本发明的一个实施例中，向常规DOCSIS系统的上行专用QoS参数编码增加最大的未达请求TLV参数，以处理上行信道绑定。这个参数限制CM具有的未达请求的最大带宽量。类型是24.25，长度是4。这个值是CM能够具有的未达请求的最大字节数。该参数与上述的修改后的最大的级联脉冲TLV参数组合，取代常规DOCSIS系统中最大的级联脉冲所提供的功能。
7.4.5.4 请求/传输策略(policy)TLV
上行专用Qos参数编码中的请求/传输方法TLV参数明确了特定的业务流的请求/传输过程的属性。在根据本发明的一个实施例中，修改该参数以包括额外的值，这些值被定义用于控制节段报头的使用。类型是24.16，长度是4。值为9表明该业务流不能使用节段报头。
7.4.6 绑定信道的上行排列中止消息(B-RNG-Abort)
在根据本发明的一个实施例中，绑定信道的上行排列中止消息(B-RNG-Abort)消息用于通知CMTS：CM已经中止绑定群组中的一个或多个上行信道上的排列，因为重发RNG-REQ消息T4超时或者超过了重试阈(retrythreshold)。作为CM的上行绑定操作的一部分，该消息仅仅由CM为它之前接收到排列完成指示的信道发送。
图29示出了根据本发明的一个实施例的B-RNG-Abort消息2900的格式。B-RNG-Abort消息2900包括MAC管理消息报头2905、处理标识符(transactionidentifier)2910以及TLV编码信息字段2915。二进制编码的32位的处理ID 2910由CM分配，用于将已接收的B-RNG-Abort-ACK消息与特定的未决B-RNG-Abort消息关联。相对于CM传输的任何其他B-RNG-Abort消息的值，处理ID 2900的值是唯一的(独特的)，不会被CMTS通过具有匹配的处理ID的B-RNG-Abort-ACK来进行确认。CM应该选择处理ID 2910的初始值。每个后续B-RNG-Abort消息处理的增量为1。
TLV-编码消息字段2915是绑定信道的排列中止编码(Bonded ChannelRange Abort Encoding)。TLV必须存在且出现多次。类型是1，长度是9。其值根据以下三种子类型编码而变化：
绑定上行信道的ID：该TLV必须存在，类型是1.1，长度是1。其值是上行绑定群组中排列被中止的信道的ID。
中止的上行信道：对于每次信道报告排列中止，该TLV必须存在。类型是1.2，长度是1。其值是上行绑定群组中排列被中止的信道的ID。
中止原因：类型是1.3，长度是1。其值：0＝T2，表示没有初始维持映射机会出现超时；1＝T4，表示没有站维护(no station maintenance)映射机会超时；2＝“超过连续T3的重试极限”，表示没有RNG-RSP超时。
在一个实施例中，在向CMTS发送B-RNG-Abort消息之后，CM必须等待1秒钟以接收匹配的B-RNG-Abort-ACK消息。如果在1秒钟内没有接收到匹配的B-RNG-Abort-ACK消息，那么，CM必须重新发送B-RNG-Abort消息。未获确认的B-RNG-Abort消息的最大重试次数是3次，总发送次数是4。如果特定的排列失败导致CM不再在任何绑定的上行信道上进行排列，那么，CM必须执行“重新初始化上行MAC”差错处理。
7.4.7 绑定信道的上行排列中止的响应消息(B-RNG-Abort-ACK)
在根据本发明的一个实施例中，CMTS必须发送B-RNG-Abort-ACK消息来响应所接收的B-RNG-Abort消息，以确认目标CM不再连接到所述B-RNG-Abort消息所示的绑定上行信道。在B-RNG-Abort-ACK消息中，CMTS必须指定目标绑定上行信道，CM必须尝试连接这些信道。B-RNG-Abort-ACK消息的格式与图29所示的B-RNG-Abort消息2900的格式相同。从所接收的B-RNG-Abort消息中复制二进制编码的32位的处理ID 2910。TLV编码的信息2915包括以下子类编码：
绑定的上行信道的目标编码：CM必须努力在被指定的目标绑定上行信道上进行排列。TLV可以存在和出现多次。类型是1，长度是1。其值是目标上行信道的ID。
7.4.8DCC-REQ消息
在根据本发明的一个实施例中，为上行信道绑定的操作而修改动态信道改变(DDC)消息的意义。在常规DOCSIS系统中，CMTS可传输DCC请求(DCC-REQ)消息以引起CM改变它正在传输的上行信道和/或它正在接收的下行信道。
7.4.8.1 绑定的上行信道的ID
绑定的上行信道的ID TLV指定了新的绑定的上行信道的ID，在执行动态信道改变时，CM必须使用这些ID。绑定的上行信道的ID TLV超越当前的绑定上行信道的ID.CMTS必须确保新信道的绑定上行信道的ID与旧信道的绑定上行信道的ID不同。
如果上行绑定群组发生改变，必须包括绑定上行信道的ID TLV的改变。绑定的上行信道ID TLV用于将CM移到不同的上行绑定组、将CM从绑定的上行信道移到未绑定的上行信道、以及将CM从未绑定的上行信道移到绑定的上行信道。
绑定的上行信道ID的类型是9，长度是1，值是0-255。值为0表明CM正被移到没有上行信道绑定的信道。当值为0时，必须包括上行信道ID TLV，以指示CM移动到哪里。要注意，在该实施例中，从绑定群组中移动CM，但CM保持在该绑定群组中的单个上行信道上之时，新的上行信道ID可以与当前的上行信道ID匹配。
8、系统同步要求
在本发明的一个实施例中，绑定群组中的上行信道与同步在一起的当个上行信道或多个上行信道关联。例如，如图1所示，系统100包括主时钟源116，以帮助这种同步。
这种同步的要求意味着，CM能够使用单个还原时钟来产生时序，在绑定上行群组的所有信道上进行传输需要所述的时序。可以将主时钟源的相位从一个上行信道移动到另一个上行信道。在排列中计算这种相位差。
CM在上行绑定群组中的每个信道上进行排列，对于每个信道，CM可能具有不同的排列偏移。
9、其他用于信道绑定的机制的讨论
以下的章节中将描述让绑定上行信道在上行时获得更高的带宽“管道”的另一种机制。如上所述，与不实施绑定上行信道的系统相比，实施绑定上行信道的系统提供了增加的数据速率以及吞吐量，以及从增加的统计复用增益和自动负载均衡得到的好处。
9.1 在物理层(PHY)的绑定
在物理层上进行绑定的一种方法是使用单个带宽信道来提供更高的最大吞吐量以及增加的统计复用增益。与之前描述的本发明的实施例不同，这种方法不允许不实施上行信道绑定的CM使用完全的频谱，以及不允许不实施上行信道绑定的CM和实施上行信道绑定的CM有效地共享相同的宽频谱(widerspectrum)。
9.2 在MAC层上的各种绑定
根据之前所述的本发明的实施例，如果在传输的节段级出现上行信道绑定，那么，该节段能够在绑定信道群组中的任何信道上传输，与请求是如何产生的以及该请求是在哪个信道上产生的无关。在确定了通过CMTS的准许在特定的信道传输该节段之后，以合适的时间以及为该信道而定义的脉冲专用参数传输该节段。
在绑定信道群组中的信道上的节段可以是单个的完整DOCSIS帧、级联的DOCSIS帧、DOCSIS帧的片段或者DOCSIS帧的级联。可以在任何位置将DOCSIS帧分片，对于一些类型的分段，所述位置可以是或者可以不是帧的边界。因此，根据上面所述的本发明的实施例，在MAC层的绑定的节段边界在DOCSISMAC层提供了更多灵活性，同时保留了信号的处理结构以及物理层的灵活性。下面将描述MAC层上的上行信道绑定的两种变形。
9.2.1 要求同样的信道参数
MAC层绑定的一种变形要求CMTS同时地以及在相同的持续时间内准许CM在所有绑定信道上的传输机会。与本发明上述的实施例不同，这种方法灵活性不够，不能有效地适应相同的信道，CM除了各种业务的UGS机会之外，不支持上行信道绑定。在信道具有不同的PHY参数如数据速率、调制顺序以及微时隙大小等等之时，这种方法收到调度实现相关的限制。
9.2.2 CM控制的绑定
MAC层的绑定的另一种变形允许CM在使用绑定群组中的什么信道以及如何组织顺序方面有很大的“决定权”。允许CM决定在特定时间使用什么上行信道的这种方法，会使系统测试以及认证变得复杂，因为CM没有确定地行为(behave)。在每个CM的行为不同时，这种不确定性的行为将使字段调试很困难。
在根据本发明的一个实施例中，CMTS调度器调度绑定信道群组中信道上的所有传输机会，不管这些传输是专用的、被准许的还是级联的机会。与CM控制上行调度的方法不同，CM的行为是确定性的，由CMTS的带宽分配规定。在CMTS控制的上行调度之下，CMTS是知道每个上行信道的负载的唯一实体；同样，也是能够准确的执行负载均衡以及决定CM应该在哪个或哪些信道上进行传输的唯一实体。
9.3 在MAC层的更上层进行绑定
一种替换MAC层绑定和在MAC层进行分段的方法是在IP层进行分片。IP片段是让节段数据适合CMTS的准许数量的选项。但是，每个IP片段都具有与原始IP数据报相同的格式。特别地，每个片段包括20字节的最小IP报头。因此，需要多次分片的长数据包会导致多倍的IP开销。除了在每个独立准许中多次出现DOCSIS MAC报头之外，如果所述上层报头为每个片段重复多次，在MAC层的更上层的上行上进行分片的其他方案也导致额外的开销。
在根据本发明的一个实施例中，在MAC层进行数据的分段以适合CMTS的准许数量。这种方法的分段开销比常规DOCSIS分片方法以及在MAC的更上层进行分片的方法更有效。
10、总结
本发明是通过一些实施例进行描述的，本领域技术人员知悉，在不脱离本发明的精神和范围的情况下，可以对这些特征和实施例进行各种改变或等效替换。另外，在本发明的教导下，可以对这些特征和实施例进行修改以适应具体的情况及材料而不会脱离本发明的精神和范围。因此，本发明不受此处所公开的具体实施例的限制，所有落入本申请的权利要求范围内的实施例都属于本发明的保护范围。

Claims (10)

1、一种在有线电视网络的有线电视调制解调器终端系统CMTS进行高吞吐量的带宽分配的方法，其特征在于，包括：
将多个上行信道绑定为一个群组；
从有线电视调制解调器接收带宽请求；以及
发出多信道准许，所述多信道准许将被请求的带宽分配到绑定群组上，这些带宽由有线电视调制解调器(CM)将数据包流传输给CMTS。
2、根据权利要求1所述的方法，其特征在于，所述绑定步骤包括在媒介访问控制MAC层进行绑定。
3、一种在有线电视网络的有线电视调制解调器(CM)上进行高吞吐量的传输的方法，其特征在于，包括：
向有线电视调制解调器终端系统CMTS发送带宽请求；
接收多信道准许，所述多信道准许将被请求的带宽分配到绑定群组的多个信道上；
以及根据所述多信道准许，在绑定群组的多个上行信道上传输数据包流给所述CMTS。
4、一种高吞吐量的有线电视网络，其特征在于，包括：
有线电视调制解调器终端系统CMTS；
位于有线电视网络的多个有线电视调制解调器，
其中，所述CMTS将多个上行信道绑定为群组，以及发出与所述多个有线电视调制解调器的带宽请求对应的多信道准许，所述多信道准许将被请求的带宽分配到绑定群组上，以及
所述有线电视调制解调器根据所述多信道准许，在绑定群组的多个上行信道上传输数据包流给CMTS。
5、一种在有线电视调制解调器中进行高吞吐量的传输的方法，其特征在于，包括：
请求带宽以传输上行队列中的数据包；
从有线电视调制解调器终端系统CMTS接收多信道准许，其中，所述多信道准许将被请求的带宽分成多个微时隙分配到多个绑定的上行信道；
级联(concatenating)上行列队中的数据包；
将级联后的数据包分成多个节段(segment)以填满所述多信道准许，其中，每个节段的大小与其中一个上行信道中已分配的微时隙的连续子集对应；以及
将节段传输给CMTS。
6、一种在有线电视网络的有线电视调制解调器终端系统CMTS中进行高吞吐量的带宽分配的方法，其特征在于，包括：
接收来自有线电视调制解调器的用于传输上行队列中的数据包的带宽请求；
发出多信道准许，该多信道准许将被请求的带宽分成多个微时隙分配到多个绑定的上行信道；
从有线电视调制解调器接收多个节段，所述节段包括上行队列中的数据包的级联，每个节段的大小与其中一个上行信道中已分配的微时隙的连续子集对应；以及
从所接收的节段重构数据包的上行队列。
7、一种高吞吐量的有线电视网络，其特征在于，包括：
有线电视调制解调器终端系统CMTS；以及
位于有线电视网络的多个有线电视调制解调器，
其中，所述CMTS发出与所述多个有线电视调制解调器其中之一发出的带宽请求对应的多信道准许，所述带宽请求用于传输上行队列中的数据包，所述多信道准许将被请求的带宽分成多个微时隙分配到多个绑定的上行信道，以及
所述有线电视调制解调器向CMTS传输多个节段，所述节段包括上行队列中的数据包的级联，每个节段的大小与其中一个上行信道中已分配的微时隙的连续子集对应。
8、一种与位于网络中的多个有线电视调制解调器——包括支持上行信道绑定的第一有线电视调制解调器以及不支持上行信道绑定的第二有线电视调制解调器进行通信的有线电视调制解调器终端系统CMTS，其特征在于，包括：
具有一个或多个上行解调器的上行物理接口；
具有一个或多个下行调制器的下行物理接口；
以及媒介访问控制MAC，所述媒介访问控制从所述上行物理接口接收上行传输以及给所述下行物理接口提供下行传输；
所述MAC产生第一映射消息(map message)和第二映射消息，所述第一映射消息定义跨越绑定的信道群组中的多个上行信道的带宽准许，所述第二映射消息定义单个上行信道上的带宽准许，以及
所述下行物理接口将第一和第二映射消息传输给第一和第二有线电视调制解调器。
9、一种在有线电视调制解调器终端系统CMTS与位于网络中的多个有线电视调制解调器——包括支持上行信道绑定的第一有线电视调制解调器以及不支持上行信道绑定的第二有线电视调制解调器进行通信方法，其特征在于，该方法包括：
产生第一映射消息，所述第一映射消息定义跨越绑定的信道群组中的多个上行信道的带宽准许；
产生第二映射消息，所述第二映射消息定义单个上行信道上的带宽准许；
将第一和第二映射消息传输给第一和第二有线电视调制解调器，其中，第二有线电视调制解调器忽略所述第一映射消息；以及
将第二映射消息传输给第一和第二有线电视调制解调器。
10、一种高吞吐量的有线电视网络，其特征在于，包括：
支持上行信道绑定的第一有线电视调制解调器；
不支持上行信道绑定的第二有线电视调制解调器；以及
向所述第一和第二有线电视调制解调器传输绑定映射消息的有线电视调制解调器终端系统CMTS，所述绑定映射消息定义绑定的信道群组的多个上行信道上的多信道准许，所述绑定映射消息被所述第二有线电视调制解调器所忽略。
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