使用微分组在ITU-T城域传送网的64B/66B字符流中提供路径信号开销的方法与流程

使用微分组在itu-t城域传送网的64b/66b字符流中提供路径信号开销的方法
技术领域
1.本发明涉及itu-t传送网。更具体地，本发明涉及用于在itu-t城域传送网的64b/66b字符流中提供路径信号开销的方法。


背景技术：

2.itu-t城域传送网(mtn)范围要求
″
路径层在符合ieee802.3条款82编码规则的64b/66b块中提供承载客户端数据和路径oam的灵活连接并产生有效的802.364b/66b块，这允许使用以太网协议栈的下层
″
。
″
路径oam(操作、管理和维护)开销
″
在此缩写为路径开销(poh)。因为最小以太网分组长度为64个字节，加上8个字节的前导码和分组开始指示，以及至少8个字节的分组间间隙(ipg)中的空闲字符，所以在单独的完整以太网分组中发送poh需要过大的带宽并且可能会干扰客户端分组。使用普通以太网分组的带宽效率也非常低，因为分组开销功能使用22个字节的分组。
3.对itu-t的先前提议是在一种带有或不带有与有序集块相关联的附加数据块的新型64b/66b有序集块中承载poh。如果mtn poh保持在以太网发射和接收功能下方的适当层中，则这些基于有序集块的方法将有效。然而，一些itu-t参与者希望也使用以太网发射和接收功能作为分组间空闲插入/删除过程的一部分。这种空闲插入/删除方法所产生的问题是，以太网发射和接收功能检查有效块类型和序列，因此严格遵守ieee 802.3要求这些功能将非以太网有序集块转换为错误块。需要一种承载mtn poh的带宽高效的方法，该mtn poh对媒体独立接口(mii)下方的所有以太网层都是透明的，使得不需要修改物理编码子层功能。
4.如上所述，对itu-t q11/15标准组的早期提议是通过将poh承载在有序集块内来提供poh，该poh准规则地插入流中。对itu-t的另一个早期提议是通过周期性地插入有序集块和可识别数据块的组合来提供poh。然而，如上所述，无法保证有序集方法适用于某些类型的ipg空闲插入/删除实施方式。


技术实现要素：

5.mtn路径层实际上是位于ieee 802.3物理编码子层(pcs)内的子层
″
垫片
″
。在发射器处，mtn路径层接收符合ieee 802.3条款82的64b/66b编码的以太网客户端数据流，添加poh并且将流输出到重新使用光互联网络论坛(oif)
″
flexe
″
垫片的元素的段层。接收器mtn垫片与该过程相反。本发明包括发射器和接收器两者中的部件，并且利用mtn poh不被转发到mii上方的任何以太网层的事实。
6.在mii上方的以太网mac层处执行以太网分组处理，包括检查64个字节的最小以太网分组长度。只要在mac层下方(优选地在mii下方)添加和移除mtn poh，以太网mac就不会受到影响。因此，只要满足以下条件，就可以将mtn poh插入以太网客户端分组之间：1)poh可识别，使得它可以由mtn路径汇聚节点移除；2)poh所需的带宽小到足以通过删除分组间
空闲块(例如，平均而言，流的每16k个块删除一个空闲块)来容纳；3)mtn poh格式对以太网发射功能和接收功能是透明的；以及4)mtn poh格式对中间mtn节点是透明的。
7.根据本发明，poh以插入以太网客户端分组之间的短(例如，32个字节)
″
微分组
″
承载。微分组各自遵守上文列出的要求。通过对于这些微分组的以太网分组开销仅使用2个字节并且不添加前导码或ipg空闲块来实现带宽效率。具体地，它以普通的/s/控制块开始，并以/t/控制块结束，这满足上文列出的透明度要求。
8.根据本发明的一个方面，一种用于从64b/66b块通信链路中的数据流中提取路径开销(poh)数据块的方法包括：在汇聚节点处接收64b/66b块通信链路中的数据流；在pcs子层处在数据流内检测以/s/控制块开始、包括k个poh数据块并以/t/控制块结束的微分组，该微分组的长度短于以太网分组的最小长度；从数据流中提取微分组；以及从微分组中提取poh数据块。
9.根据本发明的一个方面，该方法还包括从/s/控制块和/t/控制块中的字节字段中提取poh数据。
10.根据本发明的一个方面，在pcs子层处在数据流内检测微分组包括还包括以下之一：检测后面是k个数据块再后面是0xff型控制块的0x78型控制块；检测包括不同于以太网签名的签名的分组；以及检测长度小于以太网分组的最小长度的分组。
11.根据本发明的一个方面，检测后面是k个数据块再后面是0xff型控制块的0x78型控制块包括检测固定数量的k个数据块。
12.根据本发明的一个方面，检测后面是k个数据块再后面是0xff型控制块的0x78型控制块包括检测某一数量的k个数据块，其中k可以在k＝0与k＝5之间变化。
13.根据本发明的一个方面，检测包括不同于以太网签名的签名的分组包括检测包括不同于以太网crc的crc的分组。
14.根据本发明的一个方面，一种用于将路径开销(poh)数据块插入64b/66b块通信链路的源节点中的数据流中的方法包括：生成/s/控制块，包括将第一poh数据组装到所生成的/s/控制块中；生成第二poh数据并且将该第二poh数据组装到k个poh数据块中；生成/t/控制块，包括将第三poh数据组装到所生成的/t/控制块中；将/s/控制块、k个poh数据块和/t/控制块组装到微分组中；以及将所组装的微分组插入64b/66b块通信链路中的数据流中的分组间间隙中。
15.根据本发明的一个方面，通过将poh数据组装到k个64b/66b块中来生成k个poh数据块包括通过将poh数据组装到k个64b/66b块中来生成k个poh数据块，其中k＜6。
16.根据本发明的一个方面，将/s/控制块与/t/控制块之间的k个poh数据块组装到微分组中还包括在微分组中包括不同于以太网签名的签名。
17.根据本发明的一个方面，在微分组中包括不同于以太网签名的签名包括在微分组中包括不同于以太网crc的crc。
18.根据本发明的一个方面，该方法还包括在相邻以太网客户端分组之前和之后的位置中的至少一个位置中插入或删除数据流中的空闲块，以保持源节点中的数据速率。
19.根据本发明的一个方面，插入或删除数据流中的空闲块包括插入或删除数据流中的空闲块以将源节点中的数据流的数据速率与将源节点连接到64b/66b块通信链路中的中间节点的段层的数据速率相匹配。
20.根据本发明的一个方面，一种用于从64b/66b块通信链路中的数据流中提取路径开销(poh)数据块的装置包括：用于在汇聚节点处接收64b/66b块通信链路中的数据流的电路系统；用于在pcs子层处在数据流内检测以/s/控制块开始、包括k个poh数据块并以/t/控制块结束的微分组的电路系统，该微分组的长度短于以太网分组的最小长度；用于从数据流中提取微分组的电路；以及从微分组中提取poh数据块的电路。
21.根据本发明的一个方面，该装置还包括用于从/s/控制块和/t/控制块中的字节字段中提取poh数据的电路。
22.根据本发明的一个方面，用于在pcs子层处在数据流内检测微分组的电路包括以下之一：用于检测后面是k个数据块再后面是0xff型控制块的0x78型控制块的电路；用于检测包括不同于以太网签名的签名的分组的电路；以及用于检测长度小于以太网分组的最小长度的分组的电路。
23.根据本发明的一个方面，一种用于在64b/66b块通信链路的源节点中将路径开销(poh)数据块插入数据流中的装置包括：通过将poh数据组装到k个64b/66b块中来生成k个poh数据块的电路；用于生成/s/控制块的电路，包括生成第一poh数据；用于生成/t/控制块的电路，包括生成第二poh数据；用于生成第三poh数据的电路；用于将第三poh数据组装到/s/控制块与/t/控制块之间的k个poh数据块中形成微分组的电路；以及用于将微分组插入64b/66b块通信链路中的数据流中的分组间间隙中的电路。
24.根据本发明的一个方面，通过将poh数据组装到k个64b/66b块中来生成k个poh数据块的电路系统包括用于通过将poh数据组装到k个64b/66b块中来生成k个poh数据块的电路，其中k＜6。
附图说明
25.下面将参考实施方案和附图更详细地解释本发明，附图中示出：
26.图1是示出在本发明的环境中用于在itu-t城域传送网的64b/66b字符流中提供路径信号开销的基本网络图示的框图；
27.图2是示出本发明如何驻留在itu-t城域传送网的64b/66b字符流的层内的图；
28.图3是示出使用2个poh数据块的代表性mtn微分组格式示例的图；
29.图4是示出插入以太网客户端分组数据流的分组间间隙(ipg)区域中的图2的mtn微分组的图；
30.图5是示出poh带宽、延迟和phy速率提高的权衡示例的表；
31.图6是示出根据本发明的一个方面的用于从64b/66b块通信链路中的数据流中提取路径开销(poh)数据块的例示性方法的流程图；
32.图7是示出用于以方法诸如图6中描绘的方法来检测微分组的例示性方法的流程图；
33.图8是示出用于以方法诸如图6中描绘的方法来检测微分组的例示性方法的流程图；
34.图9是示出根据本发明的一个方面的用于将路径开销(poh)数据块插入64b/66b块通信链路的源节点中的数据流中的例示性方法的流程图；
35.图10是根据本发明的一个方面的用于从64b/66b块通信链路中的数据流中提取路
径开销(poh)数据块的例示性装置的框图；并且
36.图11是根据本发明的一个方面的用于将路径开销(poh)数据块插入64b/66b块通信链路的源节点中的数据流中的例示性装置的框图。
具体实施方式
37.本领域普通技术人员将认识到，以下描述仅是例示性的而非以任何方式进行限制。本领域技术人员将易于想到其他实施方案。
38.现在参见图1，框图示出了本发明如何位于itu-t城域传送网10中。城域传送网10被示出为具有代表性源节点12、中间节点14和汇聚节点16。源自源节点12的信息块经过在附图标号18处指示的路径层通过中间节点14到达汇聚节点16。
39.信息块通过连接22经过段层20在源节点12与中间节点14之间传递，并且通过连接26经过段层24在中间层14与汇聚层16之间传递。除了本文指出的实现本发明的差异之外，图1中描绘的itu-t城域传送网10的定时和操作是已知的。
40.源节点12中的mii提供以太网客户端分组流，该以太网客户端分组流被64b/66b编码以在附图标号28处产生客户端信号。poh信息在附图标号30处插入源节点12的pcs层内的该信号中(在虚线32内指示)。根据本发明的一个方面，poh信息在附图标号30处以将参考图3和图4讨论的方式插入。
41.在附图标号34处，空闲块被插入包括64b/66b编码的客户端信号和插入的poh信息的数据流中或从该数据流中移除，以使数据流的速率适于mtn段日历时隙的速率，如本领域中所公知的。之所以进行这种速率适配，是因为数据流速率和日历时隙速率在不同的时钟域中确定。图2所示的mtn路径时钟域和mtn段时钟域彼此无关。在附图标号36处，将64b/66b编码的客户端信号块映射到mtn段日历时隙中，如本领域中所公知的。在附图标号38处，将段层开销(soh)插入数据流中以监测段层20的性能，如本领域中所公知的。然后，所得数据流经由连接22跨段层传输到中间节点14。在附图标号34、36和38处执行的操作完全独立于数据流中64b/66b编码信号的内容。
42.当数据流到达中间节点14时，在附图标号38处插入源节点中的soh在附图标号40处从数据流中移除。在附图标号42处，插入或移除空闲块，以将所接收的数据流的数据速率与通过恒定比特率信号开关44的连接的数据速率相匹配，然后将经过速率适配的数据流发送至该开关。然后将旨在发送至汇聚节点16的数据流提供给附图标号46，在此插入或移除空闲块以将数据流的数据速率与段层24的mtn段日历时隙的速率相匹配。本领域的技术人员将认识到，如果开关44的数据速率被锁定到段层24的数据速率，则不需要由附图标号46提供的速率适配。在附图标号48处，将soh插入数据流中以监测段层24的性能。然后将所得的数据流以段层24的数据速率通过连接26传输到汇聚节点16。
43.中间节点14的操作与本发明无关，因为本发明的数据格式对中间节点14的操作是透明的。本发明在itu-t城域传送网10的操作中的实施方式是完全透明的这一事实本身就是本发明的一个方面。
44.在汇聚节点16的pcs级(在附图标号50处指示)，在附图标号52处从数据流中移除soh。在附图标号54处，从mtn段日历时隙中提取路径流并且在附图标号56处根据需要插入或移除空闲块以使数据流的速率适于汇聚节点16的本地时钟速率。在附图标号52、54和56
处汇聚节点的操作根据itu-t城域传送网10的协议，并因此在现有技术中是熟知的。在附图标号50、52和54处执行的操作完全独立于数据流中64b/66b编码信号的内容。
45.在附图标号58处，从数据流中提取在附图标号30处插入的poh信息以在附图标号60处恢复64b/66b编码的客户端信号。然后将64b/66b编码信号传递到汇聚节点16中的mii接口。
46.现在参考图2，可以看出mtn路径层18本质上是ieee 802.3 pcs内的垫片(被添加到层或子层的具有低复杂性/功能的内嵌式功能块)。其在源节点12和汇聚节点16两者中的上层接口是符合条款82的64b/66b编码的以太网客户端数据流，并且其在源节点12和汇聚节点16两者中的下层接口是重新使用oif
″
flexe
″
垫片的元素的mtn段层。因此，mtn路径垫片发射器可自由地将任何poh块添加到数据流中，但要受到三个约束。首先，poh块必须对flexe型mtn段层和沿路径层18的pcs功能透明，使得保证它们能够到达mtn路径垫片接收器。其次，来自mtn路径垫片发射器的流中的poh信息必须能够被mtn路径垫片接收器可靠地识别，使得mtn路径垫片接收器可以在将恢复的64b/66b块流传递到以太网mac层之前提取和移除poh。最后，传输poh所需的带宽必须足够小，使得能够通过删除ipg空闲块而不是提高以太网phy速率来获得。
47.根据本发明，如图4所示，发射器以期望的长期平均速率将poh插入以太网客户端分组之间的ipg区域中。poh包含在符合以太网发射和接收状态图块序列规则的
″
微分组
″
70中。在以太网分组之间使用此类微分组确保poh对所有pcs功能完全透明。与实际的以太网分组不同，优选地，微分组中的所有数据字节都用于承载poh信息，而不是用于以太网分组开销。
48.如图3所示，微分组70以/s/块72开始并以/t/块74结束，其中每一者被标识为由在附图标号76处的第一比特位置中示出的
″
10
″
指定的控制块。/s/块72是如附图标号78所示的以太网控制块类型0x78并且包括在附图标号80处共同指示的7个数据字节。/t/块74是如附图标号82所示的以太网控制块类型0xff并且包括在附图标号84处共同指示的7个数据字节。微分组70包括/s/块72和/t/块74之间的k个poh数据块86，其中每一者被标识为由在附图标号88处的第一比特位置中示出的
″
01
″
指定的数据块。本领域的普通技术人员将理解，/s/控制块 数据 /t/控制块序列是常规的合法以太网块序列，这使得微分组对其他pcs功能是透明的。k可以被选择为固定的常数值，或者可以在k＝0与k＝5之间变化，具体取决于在该微分组出现时需要发送的量信息。
49.图3示出了k＝2时的实例。由于/s/块72和/t/块74分别包含7个数据字节，如附图标号80和附图标号84所示，因此用于承载poh信息的微分组容量为：7 7 8k，其中
″k″
为微分组70中数据块78的数量。例如，具有k＝2个数据块的微分组70包含poh信息的30个数据字节。k的值基于所需poh带宽、所需poh报告延迟与相关联的所需传输带宽的量之间的权衡来选择，通过提高phy速率或移除ipg空闲块来提供所需传输带宽的量。有关这些权衡的示例，参见图5。例如，对于5吉比特/秒日历时隙信道，如果使用k＝2个数据块，并且微分组之间的平均间隔是2
16
＝65536个块，则微分组之间的平均时间是：
50.(65536
×
66比特)/(5吉比特/秒)＝865微秒
51.并且poh信息的可用带宽是：
52.[(30个字节/微分组)
×
(8比特/字节)]/(865微秒)＝277千比特/秒
[0053]
在不存在传输信道错误的情况下，mtn路径汇聚将基于其格式来检测微分组70。如图3所示，微分组能够容易地被检测为0x78型控制块72，后面是k个数据块78再后面是0xff型控制块74。对于k＜6的情况，微分组的长度短于最小以太网分组长度，因此可以与所有以太网客户端分组区分开。可以通过包括签名，诸如使用不同于以太网crc的crc，例如通过使用不同的生成多项式来创建crc值而进一步增强或简化网络对微分组70的检测能力。
[0054]
现在参考图4，图示出了微分组70可以如何被包括在附图标号90处的第一以太网客户端分组i与附图标号92处的第二以太网客户端分组i 1之间的数据流中。微分组70的前面可以有在附图标号94处所示的≥0个空闲块，并且后面可以有在附图标号94处所示的≥0个空闲块。微分组70被示出为以/s/块72开始，以/t/块74结束，并且包括被指定为d1至dk的k个poh数据块86。
[0055]
mtn的一个基本方面是其所有操作都在mac子层下方的pcs层内执行(附图标号30和附图标号50，分别在图1的源节点12和汇聚节点16中)。微分组70是相对于pcs功能的合法以太网分组，因为仅在mac子层执行分组长度和格式检查。因此，没有mtn中间节点14(图1)需要检测微分组70的存在或者将其与以太网客户端分组进行区分。mtn路径汇聚节点16在图1的附图标号58处检测并移除pcs内的微分组，使得它们从不出现在接收器mac处。由于只有mac对以太网分组进行格式和最小长度检查，因此在mtn路径中使用微分组对以太网客户端层没有影响。
[0056]
因为微分组70位于ipg区域中，所以适应poh带宽的最简单且优选的方法是源节点12删除适当平均数量的ipg空闲块。另选地，可以通过与包含poh的微分组70相关联的平均带宽来提高以太网phy速率。当mtn路径汇聚16移除该大小的poh微分组时将有效地恢复k 2个空闲块。
[0057]
本发明的解决方案有若干个不同点和优点。与基于块的现有解决方案不同，根据本发明承载mtn路径层开销对于mtn路径层上方和下方的所有ieee条款82下的pcs功能都是完全透明的。这种透明度通过严格遵守条款82的块格式和块序列规范来实现，而基于块的现有解决方案并非如此。
[0058]
使用可识别的微分组70允许在mtn路径层内而不是在以太网mac层处理分组，其中使用基于分组的现有解决方案来处理mtn路径层开销。这避免了在图1的pcs 30和50上方的以太网客户端层中需要新的附加处理。
[0059]
由于所有处理都在mtn路径层内执行，因此分组内的所有可用数据字节均优选地专用于承载mtn路径开销信息而不是以太网分组开销(例如，目的地和源地址、分组长度和分组检查序列)，从而显著提高带宽效率。
[0060]
如果mtn poh微分组70被损坏，使得mtn路径汇聚16无法将其识别并移除，则不会对pcs上方的以太网层产生影响。将会在mac层中将其丢弃，因为它违反了最小以太网分组长度。
[0061]
如前所述，可以通过包括签名，诸如使用不同于以太网crc的crc来进一步增强或简化网络对微分组60的检测能力。
[0062]
现在参考图6，流程图示出了根据本发明的一个方面的用于从64b/66b块通信链路中的数据流中提取路径开销(poh)数据块的例示性方法100。该方法在附图标号102处开始。
[0063]
在附图标号104处，在汇聚节点处接收64b/66b数据流。在附图标号106处，检测到
以/s/控制块开始、以/t/控制块结束并且包括k个poh数据块的微分组，其中k可以是固定的，或者可以在k＝0与k＝5之间变化，具体取决于在该微分组出现时需要发送的量信息。/s/控制块和/t/控制块均包括poh数据字节字段。在附图标号108处，从数据流中提取微分组。
[0064]
在附图标号110处，从k个poh数据块以及从/s/控制块和/t/控制块的数据字节字段中提取poh信息。该方法在附图标号122处结束。
[0065]
现在参考图7，流程图示出了用于以方法诸如图6中描绘的方法100的附图标号106检测微分组的第一例示性方法120。该方法从附图标号122处开始。
[0066]
在附图标号124处，检测数据流中的下一个控制块。这可以通过检测控制块标头来完成。在附图标号126处，确定在附图标号124处检测到的控制块是否为0x78/s/控制块。如果控制块不是0x78/s/控制块，则该方法返回到附图标号124，在此检测数据流中的下一个控制块。
[0067]
如果在附图标号126处确定控制块为0x78/s/控制块，则该方法进行到附图标号128，在此检测数据流中的下一个控制块。在附图标号130处，确定在附图标号128处检测到的下一个控制块是否为0xff/t/控制块。如果下一个控制块不是0xff/t/控制块，则该方法返回到附图标号124，在此检测数据流中的下一个控制块。
[0068]
如果在附图标号130处确定控制块为0xff/t/控制块，则该方法进行到附图标号132，在此确定包括/s/控制块、/t/控制块和/s/控制块与/t/控制块之间的多个数据块的块数量是否小于以太网分组中的块的最小数量。如果包括/s/控制块、/t/控制块和/s/控制块与/t/控制块之间的多个数据块的块数量不小于以太网分组中的块的最小数量，则该方法返回到附图标号124，在此检测数据流中的下一个控制块。
[0069]
如果包括/s/控制块、/t/控制块和/s/控制块与/t/控制块之间的多个数据块的块数量小于以太网分组中的块的最小数量，则该方法在附图标号134处结束，返回已经检测到以/s/控制块开始、以/t/控制块结束并且包括k个poh数据块的微分组。
[0070]
现在参考图8，流程图示出了用于以方法诸如图6中描绘的方法100的附图标号106检测微分组的第二例示性方法140。该方法在附图标号142处开始。在附图标号144处，检测数据流中的下一个控制块。在附图标号146处，确定控制块是否为0x78/s/控制块。如果控制块不是0x78/s/控制块，则该方法返回到附图标号144，在此检测数据流中的下一个控制块。
[0071]
如果在附图标号146处确定控制块为0x78/s/控制块，则在接收到整个分组后，该方法进行到附图标号148，在此确定微分组是否具有微分组(mp)签名，诸如crc。如果确定微分组不具有mp签名诸如crc，则该方法返回到附图标号144，在此检测数据流中的下一个控制块。
[0072]
如果确定微分组确实具有非以太网签名，诸如crc，则该方法在附图标号150处结束，从而返回已经检测到开始包含poh信息的微分组。
[0073]
现在参考图9，流程图示出了根据本发明的一个方面的用于将路径开销(poh)数据块插入64b/66b块通信链路的源节点中的数据流中的例示性方法160。该方法在附图标号162处开始并且可用于实施图1和图2的附图标号30。
[0074]
在附图标号164处，生成/s/控制块并且将第一poh数据字段组装到/s/控制块中。在附图标号166处，生成第二poh数据并且将其组装到k个poh数据块中，其中k＜6。选择k＜6
确保微分组短于以太网分组的最小长度。
[0075]
在附图标号168处，生成/t/控制块并且将第三poh数据字段组装到/t/控制块中。
[0076]
在附图标号170处，/s/控制块、/t/控制块和k个poh数据块被组装到微分组中。在附图标号172处，将微分组插入64b/66b数据流中的分组间间隙中。该方法在附图标号174处结束。
[0077]
现在参考图10，框图示出了根据本发明的一个方面的用于从64b/66b块通信链路中的数据流中提取路径开销(poh)数据块的例示性装置180。如本领域的普通技术人员将理解的，图10的装置180可以形成为硬逻辑、状态机、软件实施方式或这些元件的组合。
[0078]
从概念上讲，示例性装置180为接收器，该接收器在附图标号182处，在k 2块fifo 184中连续缓冲来自所接收的64b/66b数据流的最后k 2个块。当在微分组检测器186中在流中检测到微分组时，该微分组在线190上从k 2块fifo 184加载到poh处理器188中，并且在线194上，在k 2块fifo 184中被来自k 2块生成器192的k 2个空闲块替换。k 2块fifo 184的输出在输出196上呈现给pcs块解码器(未示出)作为输出64b/66b数据流，如图1、图2的附图标号60所述。
[0079]
在图10中，微分组检测器186为图6或等效地图7中的附图标号106的实施方式。poh处理器188仅仅是解译所提取的poh信息的电路或处理器，这在本发明的范围之外。
[0080]
现在参考图11，框图示出了根据本发明的一个方面的用于将路径开销(poh)数据块插入64b/66b块通信链路的源节点中的数据流中的例示性装置200。
[0081]
在图11所示的电路中，客户端流fifo 202在输入线194上接收64b/66b数据流。微分组插入控件206在线208上接收数据流并对64b/66b块进行计数，且检测何时插入下一个poh微分组(根据从图5的第一列中选择的块的数量)。当微分组插入控件206然后经由线212确定/t/在fifo输出210处时(这指示向ipg区域的转变)，它在线214上向客户端流fifo 202发送停止客户端流fifo 202的输出的停止命令，并且在线216上控制数据复用器218的选择输入，以将输出220处的输出数据流的源从客户端流fifo 202的输出210改变为微分组缓冲器224的输出222处的已经在poh处理器226中生成的微分组，该微分组已经响应于在线220上断言的来自微分组插入控件206的并行加载命令在线228上呈现给微分组缓冲器224。在发射微分组之后，微分组插入控件206使用选择线216来控制数据复用器218以将64b/66b客户端数据流传递到输出220。
[0082]
本领域的普通技术人员将理解，已经通过删除pcs内其他位置的空闲块来减轻了停止fifo输出所造成的影响。
[0083]
虽然已经示出和描述了本发明的实施方案和应用，但是对于本领域技术人员来说显而易见的是，在不脱离本文的发明构思的情况下，可以进行比上述更多的修改。因此，除了所附权利要求的实质之外，本发明不受限制。