gPTP时钟同步（时间同步）协议简介
gPTP时钟同步（时间同步）协议简介
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）：
o 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。
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。
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
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：
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。
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。
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。
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
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。
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。
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）。
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。
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
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）。
1. 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。
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
