RFC1059 日本語訳
1059 Network Time Protocol (version 1) specification andimplementation. D.L. Mills. July 1988. (Format: TXT=140890 bytes) (Obsoletes RFC0958) (Obsoleted by RFC1119, RFC1305) (Status: UNKNOWN)
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英語原文
Network Working Group D. Mills
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July 1988
工場がコメントのために要求するワーキンググループD.をネットワークでつないでください: 1059 デラウエア大学1988年7月
Network Time Protocol (Version 1)
Specification and Implementation
ネットワーク時間プロトコル(バージョン1)仕様と実装
Status of this Memo
このMemoの状態
This memo describes the Network Time Protocol (NTP), specifies its formal structure and summarizes information useful for its implementation. NTP provides the mechanisms to synchronize time and coordinate time distribution in a large, diverse internet operating at rates from mundane to lightwave. It uses a returnable-time design in which a distributed subnet of time servers operating in a self- organizing, hierarchical master-slave configuration synchronizes logical clocks within the subnet and to national time standards via wire or radio. The servers can also redistribute reference time via local routing algorithms and time daemons.
このメモは、Network Timeプロトコル(NTP)について説明して、ホルマール構造を指定して、実装の役に立つ情報をまとめます。 NTPは、速度で大きくて、さまざまのインターネット操作における時間とコーディネートしている時間分配を世俗的であるのから光波まで同時にさせるためにメカニズムを提供します。 それは自己の結団していて、階層的なマスター奴隷構成で作動する時間サーバの分配されたサブネットがワイヤかラジオを通してサブネット以内と国家の時間規格に論理的な時計を連動させる返却可能な時間デザインを使用します。 また、サーバはローカルのルーティング・アルゴリズムと時間デーモンを通して参照時間を再配付できます。
The NTP architectures, algorithms and protocols which have evolved over several years of implementation and refinement are described in this document. The prototype system, which has been in regular operation in the Internet for the last two years, is described in an Appendix along with performance data which shows that timekeeping accuracy throughout most portions of the Internet can be ordinarily maintained to within a few tens of milliseconds, even in cases of failure or disruption of clocks, time servers or nets. This is a Draft Standard for an Elective protocol. Distribution of this memo is unlimited.
数年の実装と気品の上で発展したNTPアーキテクチャ、アルゴリズム、およびプロトコルは本書では説明されます。 プロトタイプ装置(正常な操業ここ2年間インターネットで中である)は通常、インターネットのほとんどの部分中の時間保持精度をいくつかに何十ミリセカンドもと同じくらい維持できるのを示す性能データに伴うAppendixで説明されます、失敗の場合か時計、時間サーバまたはネットの分裂でさえ。 これはElectiveプロトコルのためのDraft Standardです。 このメモの分配は無制限です。
Table of Contents
目次
1. Introduction 3 1.1. Related Technology 4 2. System Architecture 6 2.1. Implementation Model 7 2.2. Network Configurations 9 2.3. Time Scales 10 3. Network Time Protocol 12 3.1. Data Formats 12 3.2. State Variables and Parameters 13 3.2.1. Common Variables 15 3.2.2. System Variables 17 3.2.3. Peer Variables 18 3.2.4. Packet Variables 19 3.2.5. Clock Filter Variables 19 3.2.6. Parameters 20
1. 序論3 1.1。 関連技術4 2。 システム構築6 2.1。 実装モデル7 2.2。 構成9 2.3をネットワークでつないでください。 タイムスケール10 3。 時間プロトコル12 3.1をネットワークでつないでください。 データは3.2に12をフォーマットします。 州変数とパラメタ13 3.2の.1。 一般的な変数、15 3.2 .2。 システム変数17 3.2.3。 同輩変数18 3.2.4。 パケット変数19 3.2.5。 フィルタ変数19 3.2.6の時間を計ってください。 パラメタ20
Mills [Page 1] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[1ページ]。
3.3. Modes of Operation 21 3.4. Event Processing 22 3.4.1. Timeout Procedure 23 3.4.2. Receive Procedure 24 3.4.3. Update Procedure 27 3.4.4. Initialization Procedures 29 4. Filtering and Selection Algorithms 29 4.1. Clock Filter Algorithm 29 4.2 Clock Selection Algorithm 30 4.3. Variable-Rate Polling 32 5. Logical Clocks 33 5.1. Uniform Phase Adjustments 35 5.2. Nonuniform Phase Adjustments 36 5.3. Maintaining Date and Time 37 5.4. Calculating Estimates 37 6. References 40
3.3. 運転モード21 3.4。 イベント処理22 3.4.1。 タイムアウト手順23 3.4.2。 .3に手順24 3.4を受け取ってください。 アップデート手順27 3.4.4。 初期設定手順29 4。 フィルタリングと選択アルゴリズム29 4.1。 フィルタアルゴリズム29 4.2時計選択アルゴリズム30 4.3の時間を計ってください。 変動金利世論調査32 5。 論理的な時計33 5.1。 均一相調整35 5.2。 不均等な相調整36 5.3。 日時37の5.4を維持します。 6に見積り37について計算します。 参照40
Appendices Appendix A. UDP Header Format 43 Appendix B. NTP Data Format 44 Appendix C. Timeteller Experiments 47 Appendix D. Evaluation of Filtering Algorithms 49 Appendix E. NTP Synchronization Networks 56
付録A.UDPヘッダー形式43付録B.NTPデータの形式44付録C.Timetellerがアルゴリズム49付録E.NTP同期ネットワーク56をフィルターにかけながら47付録D.評価を実験する付録
List of Figures Figure 2.1. Implementation Model 8 Figure 3.1. Calculating Delay and Offset 26 Figure 5.1. Clock Registers 34 Figure D.1. Calculating Delay and Offset 50 Figure E.1. Primary Service Network 57
数字のリストは2.1について計算します。 実装モデル8は3.1について計算します。 計算の遅れとオフセット26は5.1について計算します。 レジスタ34図D.1の時間を計ってください。 計算の遅れとオフセット50はE.1について計算します。 一次業務ネットワーク57
List of Tables Table 2.1. Dates of Leap-Second Insertion 11 Table 3.1. System Variables 14 Table 3.2. Peer Variables 14 Table 3.3. Packet Variables 15 Table 3.4. Parameters 15 Table 4.1. Outlyer Selection Procedure 32 Table 5.1. Clock Parameters 35 Table C.1. Distribution Functions 47 Table D.1. Delay and Offset Measurements (UMD) 52 Table D.2.a Delay and Offset Measurements (UDEL) 52 Table D.2.b Offset Measurements (UDEL) 53 Table D.3. Minimum Filter (UMD - NCAR) 54 Table D.4. Median Filter (UMD - NCAR) 54 Table D.5. Minimum Filter (UDEL - NCAR) 55 Table E.1. Primary Servers 56
テーブルのリストは2.1を見送ります。 閏秒挿入11の日付は3.1を見送ります。 システム変数14は3.2を見送ります。 同輩変数14は3.3を見送ります。 パケット変数15は3.4を見送ります。 パラメタ15は4.1を見送ります。 Outlyer選択手順32は5.1を見送ります。 パラメタ35テーブルC.1の時間を計ってください。 分配機能47はD.1をテーブルの上に置きます。 測定値の(UMD)52テーブルD.2.a遅れとオフセット測定値52の(UDEL)テーブルのD.2.bのオフセット測定値(UDEL)53テーブルD.3を遅らせて、相殺してください。 最小のフィルタ(UMD--NCAR)54はD.4をテーブルの上に置きます。 メジアンフィルター(UMD--NCAR)54はD.5をテーブルの上に置きます。 最小のフィルタ(UDEL--NCAR)55はE.1をテーブルの上に置きます。 プライマリサーバ56
Mills [Page 2] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[2ページ]。
1. Introduction
1. 序論
This document describes the Network Time Protocol (NTP), including the architectures, algorithms and protocols to synchronize local clocks in a set of distributed clients and servers. The protocol was first described in RFC-958 [24], but has evolved in significant ways since publication of that document. NTP is built on the Internet Protocol (IP) [10] and User Datagram Protocol (UDP) [6], which provide a connectionless transport mechanism; however, it is readily adaptable to other protocol suites. It is evolved from the Time Protocol [13] and the ICMP Timestamp message [11], but is specifically designed to maintain accuracy and robustness, even when used over typical Internet paths involving multiple gateways and unreliable nets.
このドキュメントはNetwork Timeプロトコル(NTP)について説明します、分配されたクライアントとサーバのセットで地方の時計を連動させるようにアーキテクチャ、アルゴリズム、およびプロトコルを含んでいて。 プロトコルは、最初にRFC-958[24]で説明されましたが、そのドキュメントの公表以来重要な方法で発展しています。 NTPはインターネットプロトコル(IP)[10]とユーザー・データグラム・プロトコル(UDP)[6]に造られます。([6]はコネクションレスな移送機構を提供します)。 しかしながら、それは容易に他のプロトコル群に適合できます。 それは、Timeプロトコル[13]とICMP Timestampメッセージ[11]から発展されますが、精度と丈夫さを維持するように明確に設計されています、複数のゲートウェイと頼り無いネットにかかわりながら典型的なインターネット経路の上で使用されると。
The service environment consists of the implementation model, service model and time scale described in Section 2. The implementation model is based on a multiple-process operating system architecture, although other architectures could be used as well. The service model is based on a returnable-time design which depends only on measured offsets, or skews, but does not require reliable message delivery. The subnet is a self-organizing, hierarchical master-slave configuration, with synchronization paths determined by a minimum- weight spanning tree. While multiple masters (primary servers) may exist, there is no requirement for an election protocol.
サービス環境はセクション2で説明された実装モデル、サービスモデル、およびタイムスケールから成ります。 また、他のアーキテクチャを使用できましたが、実装モデルは複数のプロセスオペレーティングシステムアーキテクチャに基づいています。 サービスモデルは測定オフセット、または斜行だけによりますが、信頼できるメッセージ配送を必要としない返却可能な時間デザインに基づいています。 サブネットは自己組織化、最小の重さのスパニングツリーによって決定している同期経路がある階層的なマスター奴隷構成です。 複数のマスター(プライマリサーバ)が存在するかもしれませんが、選挙プロトコルのための要件が全くありません。
NTP itself is described in Section 3. It provides the protocol mechanisms to synchronize time in principle to precisions in the order of nanoseconds while preserving a non-ambiguous date well into the next century. The protocol includes provisions to specify the characteristics and estimate the error of the local clock and the time server to which it may be synchronized. It also includes provisions for operation with a number of mutually suspicious, hierarchically distributed primary reference sources such as radio clocks.
NTP自身はセクション3で説明されます。 それは、次の世紀まで非あいまいな期日をよく保持している間、原則として数ナノ秒の注文における確度への時間を同期させるようにプロトコルメカニズムを提供します。 プロトコルは、特性を指定して、それが連動するかもしれない地方の時計と時間サーバの誤りを見積もるために条項を含んでいます。 また、それはラジオ時計などの多くの互いに疑わしげで、階層的で分配されたプライマリ照合線源と共に操作のための条項を含んでいます。
Section 4 describes algorithms useful for deglitching and smoothing clock-offset samples collected on a continuous basis. These algorithms began with those suggested in [22], were refined as the results of experiments described in [23] and further evolved under typical operating conditions over the last two years. In addition, as the result of experience in operating multiple-server nets including radio-synchronized clocks at several sites in the US and with clients in the US and Europe, reliable algorithms for selecting good clocks from a population possibly including broken ones have been developed and are described in Section 4.
セクション4は随時に集められた時計オフセットのサンプルをdeglitchingして、整えることの役に立つアルゴリズムを説明します。 これらのアルゴリズムは、それらが[22]に示されている状態で始まって、実験の結果が[23]で説明したように洗練されて、ここ2年間典型的な運転条件の下でさらに発展しました。 さらに、ことによると壊れているものを含む人口から良い時計を選択するための信頼できるアルゴリズムは、操作複数のサーバネットの経験が米国とクライアントと共に米国とヨーロッパにいくつかのサイトにラジオで連動している時計を含んでいるという結果として、開発されて、セクション4で説明されます。
The accuracies achievable by NTP depend strongly on the precision of
NTPが達成可能な精度は強く精度に依存します。
Mills [Page 3] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[3ページ]。
the local clock hardware and stringent control of device and process latencies. Provisions must be included to adjust the software logical clock time and frequency in response to corrections produced by NTP. Section 5 describes a logical clock design evolved from the Fuzzball implementation described in [15]. This design includes offset-slewing, drift-compensation and deglitching mechanisms capable of accuracies in order of a millisecond, even after extended periods when synchronization to primary reference sources has been lost.
デバイスとプロセス潜在のローカルの時計ハードウェアと緊縮調節。 NTPによって起こされた修正に対応してソフトウェアの論理的なクロック・タイムと頻度を調整するために条項を含まなければなりません。 セクション5は[15]で説明されたFuzzball実装から発展された論理的な時計デザインについて説明します。 このデザインは、オフセット旋回と、ドリフト補償と1ミリセカンドの順に精度ができるメカニズムをdeglitchingするのを含んでいます、長期間にさえプライマリ照合線源との同期が失われた後。
The UDP and NTP packet formats are shown in Appendices A and B. Appendix C presents the results of a survey of about 5500 Internet hosts showing how their clocks compare with primary reference sources using three different time protocols, including NTP. Appendix D presents experimental results using several different deglitching and smoothing algorithms. Appendix E describes the prototype NTP primary service net, as well as proposed rules of engagement for its use.
UDPとNTPパケット・フォーマットはAppendicesにAとB.Appendix Cがおよそ5500人のインターネット・ホストの調査が彼らの時計にどう3つの異なった時間プロトコルを使用するプライマリ照合線源と比較されるかを示しているという結果を提示するのが示されます、NTPを含んでいて。 付録Dは、いくつかの異なったdeglitchingとスムージングアルゴリズムを使用することで実験結果を提示します。付録EはプロトタイプNTP一次業務ネットについて説明します、使用のための提案された交戦規則と同様に。
1.1. Related Technology
1.1. 関連技術
Other mechanisms have been specified in the Internet protocol suite to record and transmit the time at which an event takes place, including the Daytime protocol [12], Time Protocol [13], ICMP Timestamp message [11] and IP Timestamp option [9]. Experimental results on measured times and roundtrip delays in the Internet are discussed in [14], [23] and [31]. Other synchronization protocols are discussed in [7], [17], [20] and [28]. NTP uses techniques evolved from both linear and nonlinear synchronization methodology. Linear methods used for digital telephone network synchronization are summarized in [3], while nonlinear methods used for process synchronization are summarized in [27].
他のメカニズムはイベントが行われる時を記録して、伝えるためにインターネット・プロトコル群で指定されました、Daytimeプロトコル[12]、Timeプロトコル[13]、ICMP Timestampメッセージ[11]、およびIP Timestampオプション[9]を含んでいて。 [14]、[23]、および[31]で測定回の実験結果とインターネットの往復の遅れについて議論します。 [7]、[17]、[20]、および[28]で他の同期プロトコルについて議論します。 NTPは直線的なものと同様に非線形の同期方法論から発展されたテクニックを使用します。 デジタル電話網同期に使用される直線的なメソッドは[3]にまとめられます、プロセス同期に使用される非線形のメソッドが[27]にまとめられますが。
The Fuzzball routing protocol [15], sometimes called Hellospeak, incorporates time synchronization directly into the routing protocol design. One or more processes synchronize to an external reference source, such as a radio clock or NTP daemon, and the routing algorithm constructs a minimum-weight spanning tree rooted on these processes. The clock offsets are then distributed along the arcs of the spanning tree to all processes in the system and the various process clocks corrected using the procedure described in Section 5 of this document. While it can be seen that the design of Hellospeak strongly influenced the design of NTP, Hellospeak itself is not an Internet protocol and is unsuited for use outside its local-net environment.
時々Hellospeakと呼ばれたFuzzballルーティング・プロトコル[15]は直接ルーティング・プロトコルデザインに時間同期化を組み入れます。 1つ以上のプロセスがラジオ時計かNTPデーモンなどの外部参照源に連動します、そして、ルーティング・アルゴリズムはこれらのプロセスに根づいている最小の重さのスパニングツリーを構成します。 そして、時計オフセットはスパニングツリーのアークに沿ってこのドキュメントのセクション5で説明された手順を用いることで修正されたシステムと様々なプロセス時計のすべてのプロセスに広げられます。 Hellospeakのデザインが強くNTPのデザインに影響を及ぼしたのを見ることができますが、Hellospeak自身はインターネットプロトコルでなく、使用に、地方にネットの環境の外で不適当です。
The Unix 4.3bsd model [20] uses a single master time daemon to measure offsets of a number of slave hosts and send periodic corrections to them. In this model the master is determined using an election algorithm [25] designed to avoid situations where either no
Unix 4.3bsdモデル[20]は、多くの奴隷のホストのオフセットを測定して、周期的な修正をそれらに送るのに単一のマスター時間デーモンを使用します。 このモデルでは、マスターが状況を避けるように設計された選挙アルゴリズム[25]を使用することで断固としている、どこ、どちらかいいえ。
Mills [Page 4] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[4ページ]。
master is elected or more than one master is elected. The election process requires a broadcast capability, which is not a ubiquitous feature of the Internet. While this model has been extended to support hierarchical configurations in which a slave on one network serves as a master on the other [28], the model requires handcrafted configuration tables in order to establish the hierarchy and avoid loops. In addition to the burdensome, but presumably infrequent, overheads of the election process, the offset measurement/correction process requires twice as many messages as NTP per update.
マスターが選出されるか、または1つ以上のマスターが選出されます。 選挙プロセスは放送能力を必要とします。(それは、インターネットの遍在している特徴ではありません)。 このモデルはもう片方の[28]で1つのネットワークの奴隷がマスターとして勤める階層的な構成をサポートするために広げられましたが、モデルは、階層構造を確立して、輪を避けるために手作りの構成テーブルを必要とします。 選挙プロセスの重荷になっていますが、おそらく珍しいオーバーヘッドに加えて、オフセット測定/修正プロセスは1アップデートあたりのNTPの2倍に関するメッセージを必要とします。
A good deal of research has gone into the issue of maintaining accurate time in a community where some clocks cannot be trusted. A truechimer is a clock that maintains timekeeping accuracy to a previously published (and trusted) standard, while a falseticker is a clock that does not. Determining whether a particular clock is a truechimer or falseticker is an interesting abstract problem which can be attacked using methods summarized in [19] and [27].
多くの研究がいくつかの時計を信じることができない共同体で正確な時間を維持する問題を調べました。 truechimerは以前に発行された(そして、信じられます)規格に時間保持精度を維持する時計です、falsetickerはそうしない時計ですが。 特定の時計がtruechimerかそれともfalsetickerであるかを決定するのは、[19]と[27]にまとめられたメソッドを使用することにおいて攻撃できるおもしろい抽象的な問題です。
A convergence function operates upon the offsets between the clocks in a system to increase the accuracy by reducing or eliminating errors caused by falsetickers. There are two classes of convergence functions, those involving interactive convergence algorithms and those involving interactive consistency algorithms. Interactive convergence algorithms use statistical clustering techniques such as the fault-tolerant average algorithm of [17], the CNV algorithm of [19], the majority-subset algorithm of [22], the egocentric algorithm of [27] and the algorithms in Section 4 of this document.
集合機能は、falsetickersによって引き起こされた誤りを抑えるか、または除去することによって精度を増強するためにシステムの時計の間のオフセットを作動させます。 2つのクラスの集合関数、対話的な集合アルゴリズムにかかわるもの、および対話的な一貫性アルゴリズムにかかわるものがあります。対話的な集合アルゴリズムは[17]のフォールトトレラントの平均したアルゴリズムや、[19]のCNVアルゴリズムや、[22]の大部分部分集合アルゴリズムや、[27]の利己的なアルゴリズムやこのドキュメントのセクション4のアルゴリズムなどの統計的なクラスタリングのテクニックを使用します。
Interactive consistency algorithms are designed to detect faulty clock processes which might indicate grossly inconsistent offsets in successive readings or to different readers. These algorithms use an agreement protocol involving successive rounds of readings, possibly relayed and possibly augmented by digital signatures. Examples include the fireworks algorithm of [17] and the optimum algorithm of [30]. However, these algorithms require large numbers of messages, especially when large numbers of clocks are involved, and are designed to detect faults that have rarely been found in the Internet experience. For these reasons they are not considered further in this document.
対話的な一貫性アルゴリズムは、連続した読書、または、異なった読者にはなはだしく無節操なオフセットを示すかもしれない不完全な時計プロセスを検出するように設計されています。 これらのアルゴリズムはことによるとリレーされて、ことによるとデジタル署名で増大している読書の連続したラウンドにかかわる協定プロトコルを使用します。 例は[17]の花火アルゴリズムと[30]の最適なアルゴリズムを含んでいます。 しかしながら、これらのアルゴリズムは多くのメッセージを必要とします、特に、多くの時計がかかわって、インターネット経験でめったに見つけられていない欠点を検出するように設計されているとき。 これらの理由で、それらはさらに本書では考えられません。
In practice it is not possible to determine the truechimers from the falsetickers on other than a statistical basis, especially with hierarchical configurations and a statistically noisy Internet. Thus, the approach taken in this document and its predecessors involves mutually coupled oscillators and maximum-likelihood estimation and selection procedures. From the analytical point of view, the system of distributed NTP peers operates as a set of coupled phase-locked oscillators, with the update algorithm
実際には、統計的基礎を除いて、falsetickersからのtruechimersについて決めるのは可能ではありません、特に階層的な構成と統計的に騒がしいインターネットで。 したがって、このドキュメントとその前任者で取られたアプローチは互いに結合した振動子、最尤推定、および選択手順にかかわります。 分析観点から、分配されたNTP同輩のシステムは1セットの結合した位相同期発振器として作動します、アップデートアルゴリズムで
Mills [Page 5] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[5ページ]。
functioning as a phase detector and the logical clock as a voltage- controlled oscillator. This similarity is not accidental, since systems like this have been studied extensively [3], [4] and [5].
電圧としての位相検出器と論理的な時計が振動子を制御しながら、機能すること。 このようなシステムが手広く研究されたので、この類似性は偶然ではありません。[3]、[4]、および[5]。
The particular choice of offset measurement and computation procedure described in Section 3 is a variant of the returnable-time system used in some digital telephone networks [3]. The clock filter and selection algorithms are designed so that the clock synchronization subnet self-organizes into a hierarchical master-slave configuration [5]. What makes the NTP model unique is the adaptive configuration, polling, filtering and selection functions which tailor the dynamics of the system to fit the ubiquitous Internet environment.
セクション3で説明されたオフセット測定と計算手順の特定の選択はいくつかのデジタル電話網[3]に使用される返却可能な時間システムの異形です。 時計フィルタと選択アルゴリズムは、時計同期サブネットが自己に結団されるように、階層的なマスター奴隷構成[5]に設計されています。 NTPモデルをユニークにすることは、遍在しているインターネット環境に合うようにシステムの力学を合わせる適応型の構成と、世論調査と、フィルタリングと選択機能です。
2. System Architecture
2. システム構築
The purpose of NTP is to connect a number of primary reference sources, synchronized to national standards by wire or radio, to widely accessible resources such as backbone gateways. These gateways, acting as primary time servers, use NTP between them to cross-check the clocks and mitigate errors due to equipment or propagation failures. Some number of local-net hosts or gateways, acting as secondary time servers, run NTP with one or more of the primary servers. In order to reduce the protocol overhead the secondary servers distribute time via NTP to the remaining local-net hosts. In the interest of reliability, selected hosts can be equipped with less accurate but less expensive radio clocks and used for backup in case of failure of the primary and/or secondary servers or communication paths between them.
NTPの目的はワイヤかラジオによって国家規格と同期させられる多くのプライマリ照合線源をバックボーンゲートウェイなどの広くアクセス可能なリソースに接続することです。 プライマリ時間サーバとして機能して、これらのゲートウェイは、時計にクロスチェックして、設備による誤りか伝播失敗を緩和するのにそれらの間でNTPを使用します。 セカンダリ時間サーバとして機能して、何らかの数の地方にネットのホストかゲートウェイがプライマリサーバの1つ以上でNTPを実行します。 プロトコルオーバーヘッドを下げるために、セカンダリサーバは残っている地方にネットのホストへのNTPを通して時間を分配します。 信頼性のために、選択されたホストは、それほど正確でない、しかし、それほど高価でないラジオ時計を備えて、それらの間のプライマリの、そして/または、セカンダリのサーバか通信路の失敗の場合にバックアップに使用できます。
There is no provision for peer discovery, acquisition, or authentication in NTP. Data integrity is provided by the IP and UDP checksums. No circuit-management, duplicate-detection or retransmission facilities are provided or necessary. The service can operate in a symmetric mode, in which servers and clients are indistinguishable, yet maintain a small amount of state information, or in client/server mode, in which servers need maintain no state other than that contained in the client request. A lightweight association-management capability, including dynamic reachability and variable polling rate mechanisms, is included only to manage the state information and reduce resource requirements. Since only a single NTP message format is used, the protocol is easily implemented and can be used in a variety of solicited or unsolicited polling mechanisms.
同輩発見、獲得、または認証への支給が全くNTPにありません。 IPとUDPチェックサムはデータの保全を提供します。いいえ回路管理、写し検出または「再-トランスミッション」施設が、提供しているか、または必要です。 サービスは左右対称のモードかクライアント/サーバモードで作動できます。(サーバとクライアントは、それで区別がつかないのですが、少量の州の情報を保守します)。(クライアント要求に含まれている以外に、サーバはそれで状態を全く維持する必要はありません)。 ダイナミックな可到達性と可変世論調査レートメカニズムを含む軽量の協会管理能力は含まれていますが、州の情報を管理して、リソース要件を減らします。 ただ一つのNTPメッセージ・フォーマットだけが使用されているので、プロトコルを容易に実装して、さまざまな請求されたか求められていない世論調査メカニズムで使用できます。
It should be recognized that clock synchronization requires by its nature long periods and multiple comparisons in order to maintain accurate timekeeping. While only a few measurements are usually adequate to reliably determine local time to within a second or so,
時計同期が正確な時間保持を維持するために本質的に長い期間と複数の比較を必要とすると認められるべきです。 ほんのいくつかの測定値が現地時間からおよそ1秒を確かに決定するために通常適切ですが
Mills [Page 6] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[6ページ]。
periods of many hours and dozens of measurements are required to resolve oscillator drift and maintain local time to the order of a millisecond. Thus, the accuracy achieved is directly dependent on the time taken to achieve it. Fortunately, the frequency of measurements can be quite low and almost always non-intrusive to normal net operations.
何時間も期間と何十もの測定が、振動子ドリフトを分解して、1ミリセカンドの注文を現地時間に維持するのに必要です。 したがって、達成された精度はわざわざそれが達成された直接依存しています。 幸い、測定値の頻度は、通常のネットの操作にかなり低くて、ほとんどいつも非押しつけがましい場合があります。
2.1. Implementation Model
2.1. 実装モデル
In what may be the most common client/server model a client sends an NTP message to one or more servers and processes the replies as received. The server interchanges addresses and ports, overwrites certain fields in the message, recalculates the checksum and returns the message immediately. Information included in the NTP message allows the client to determine the server time with respect to local time and adjust the logical clock accordingly. In addition, the message includes information to calculate the expected timekeeping accuracy and reliability, thus select the best from possibly several servers.
クライアントは、受け取るように最も一般的なクライアント/サーバモデルであるかもしれないことで、1つ以上へのNTPメッセージにサーバを送って、回答をプロセスに送りますか? サーバは、アドレスとポートを交換して、メッセージのある一定の分野を上書きして、チェックサムについて再計算して、すぐに、メッセージを返します。 NTPメッセージに情報を含んでいるのに、クライアントは、現地時間に関してサーバ時間を決定して、それに従って、論理的な時計を調整します。 さらに、メッセージは、予想された時間保持精度と信頼性について計算して、その結果、ことによるといくつかのサーバから最もよく選び抜くために情報を含んでいます。
While the client/server model may suffice for use on local nets involving a public server and perhaps many workstation clients, the full generality of NTP requires distributed participation of a number of client/servers or peers arranged in a dynamically reconfigurable, hierarchically distributed configuration. It also requires sophisticated algorithms for association management, data manipulation and logical clock control. Figure 2.1 shows a possible implementation model including four processes sharing a partitioned data base, with a partition dedicated to each peer and interconnected by a message-passing system.
クライアント/サーバモデルは公開サーバと恐らく多くのワークステーションクライアントにかかわりながら、ローカルのネットで使用に十分であるかもしれませんが、NTPの完全な一般性はダイナミックに再構成可能であって、階層的で分散している構成でアレンジされた多くのクライアント/サーバか同輩の分配された参加を必要とします。 また、それは協会管理、データ操作、および論理的な時計制御装置のための高度なアルゴリズムを必要とします。 図2.1は、4つのプロセスを含む可能な実装モデルが仕切られたデータベースを共有するのを示します、パーティションが各同輩に捧げられて、メッセージ・パッシングシステムによってインタコネクトされている状態で。
Mills [Page 7] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[7ページ]。
+---------+
| Update |
+--------->| +----------+
| |Algorithm| |
| +----+----+ |
| | |
| V V
+----+----+ +---------+ +---------+
| | | Local | | |
| Receive | | +---->| Timeout |
| | | Clock | | |
+---------+ +---------+ +-+-----+-+
A A | |
| | V V
===========================================
Peers Network Peers
+---------+ | アップデート| +--------->| +----------+ | |アルゴリズム| | | +----+----+ | | | | | +に対するV----+----+ +---------+ +---------+ | | | ローカル| | | | 受信してください。| | +---->| タイムアウト| | | | 時計| | | +---------+ +---------+ +-+-----++A A| | | | V V=========================================== 同輩は同輩をネットワークでつなぎます。
Figure 2.1. Implementation Model
図2.1。 実装モデル
The timeout process, driven by independent timers for each peer, collects information in the data base and sends NTP messages to other peers in the net. Each message contains the local time the message is sent, together with previously received information and other information necessary to compute the estimated error and manage the association. The message transmission rate is determined by the accuracy expected of the local system, as well as its peers.
各同輩のために独立しているタイマによって運転されたタイムアウトプロセスは、データベースの中に情報を集めて、ネットで他の同輩へのメッセージをNTPに送ります。 各メッセージはメッセージが送られる現地時間を含んでいます、およそ誤りを計算して、協会を経営するのに必要な以前に受信された情報と他の情報と共に。 メッセージ通信速度はローカルシステム、およびその同輩に予想された精度で決定します。
The receive process receives NTP messages and perhaps messages in other protocols as well, including ICMP, other UDP or TCP time protocols, local-net protocols and directly connected radio clocks. When an NTP message is received the offset between the sender clock and the local clock is computed and incorporated into the data base along with other information useful for error estimation and clock selection.
加工処理していた状態で、また、他のプロトコルのNTPメッセージと恐らくメッセージを受け取って、ICMPか他のUDPかTCP時間プロトコルと、地方にネットのプロトコルと直接接続されたラジオ時計を含んでいて、受信してください。 NTPメッセージが受信されているとき、送付者時計と地方の時計の間のオフセットは、計算されて、誤り見積りと時計選択の役に立つ他の情報に伴うデータベースに組み入れられます。
The update algorithm is initiated upon receipt of a message and at other times. It processes the offset data from each peer and selects the best peer using algorithms such as those described in Section 4. This may involve many observations of a few clocks or a few observations of many clocks, depending on the accuracies required.
アップデートアルゴリズムはメッセージを受け取り次第他の時に着手されます。 それは、各同輩からオフセットデータを処理して、セクション4で説明されたものなどのアルゴリズムを使用することで最も良い同輩を選びます。 これは多くの時計のいくつかの時計かいくつかの観測の多くの観測にかかわるかもしれなくて、精度に依存するのが必要です。
The local clock process operates upon the offset data produced by the update algorithm and adjusts the phase and frequency of the logical clock using mechanisms such as described in Section 5. This may result in either a step change or a gradual slew adjustment of the logical clock to reduce the offset to zero. The logical clock provides a stable source of time information to other users of the system and for subsequent reference by NTP itself.
地方の時計プロセスは、アップデートアルゴリズムで作り出されたオフセットデータを作動させて、セクション5で説明されるようにメカニズムを使用することで論理的な時計のフェーズと頻度を調整します。 これは、オフセットをゼロまで抑えるために論理的な時計の階段状変化かゆるやかなどっさり調整のどちらかに結果として生じるかもしれません。 論理的な時計はシステムの他のユーザとNTP自身によるその後の参照のために時間情報の安定した源を提供します。
Mills [Page 8] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[8ページ]。
2.2. Network Configurations
2.2. ネットワーク・コンフィギュレーション
A primary time server is connected to a primary reference source, usually a radio clock synchronized to national standard time. A secondary time server derives time synchronization, possibly via other secondary servers, from a primary server. Under normal circumstances it is intended that a subnet of primary and secondary servers assumes a hierarchical master-slave configuration with the more accurate servers near the top and the less accurate below.
プライマリ時間サーバはプライマリ照合線源、通常国家規格時間まで連動するラジオ時計に接続されます。 セカンダリ時間サーバは時間同期化を引き出します、ことによると他のセカンダリサーバで、プライマリサーバから。通常の状況下で、より正確なサーバが先端の近くにあって、それほど正確でないのが以下にある状態でプライマリの、そして、セカンダリのサーバのサブネットが階層的なマスター奴隷構成を仮定することを意図します。
Following conventions established by the telephone industry, the accuracy of each server is defined by a number called its stratum, with the stratum of a primary server assigned as one and each level downwards in the hierarchy assigned as one greater than the preceding level. With current technology and available receiving equipment, single-sample accuracies in the order of a millisecond can be achieved at the radio clock interface and in the order of a few milliseconds at the packet interface to the net. Accuracies of this order require special care in the design and implementation of the operating system, such as described in [15], and the logical clock mechanism, such as described in Section 5.
電話業界によって設立されたコンベンションに続いて、それぞれのサーバの精度は層と呼ばれる数によって定義されます、プライマリサーバの層が1と各レベルとして前のレベルよりすばらしい1つとして割り当てられた階層構造で下向きに割り当てられている状態で。 現在の技術と利用可能な受信設備で、ラジオ時計インタフェースにおいてネットへのパケットインタフェースの数ミリセカンドの注文で1ミリセカンドの注文におけるただ一つのサンプル精度を達成できます。 このオーダーの精度はオペレーティングシステムの設計と実装における特別な注意を必要とします、[15]、および論理的な時計メカニズムで説明されるように、セクション5で説明されるように。
As the stratum increases from one, the single-sample accuracies achievable will degrade depending on the communication paths and local clock stabilities. In order to avoid the tedious calculations [4] necessary to estimate errors in each specific configuration, it is useful to assume the errors accumulate approximately in proportion to the minimum total roundtrip path delay between each server and the primary reference source to which it is synchronized. This is called the synchronization distance.
層が1から増えるのに従って、通信路と地方の時計の安定性によって、達成可能なただ一つのサンプル精度は下がるでしょう。 それぞれの特定の構成で誤りを見積もるのに必要な退屈な計算[4]を避けるために、誤りが周囲にそれが連動する各サーバとプライマリ照合線源の間の最小の総往復の経路遅れに比例して蓄積すると仮定するのは役に立ちます。 これは同期距離と呼ばれます。
Again drawing from the experience of the telephone industry, who learned such lessons at considerable cost, the synchronization paths should be organized to produce the highest accuracies, but must never be allowed to form a loop. The clock filter and selection algorithms used in NTP accomplish this by using a variant of the Bellman-Ford distributed routing algorithm [29] to compute the minimum-weight spanning trees rooted on the primary servers. This results in each server operating at the lowest stratum and, in case of multiple peers at the same stratum, at the lowest synchronization distance.
再び巨額の費用でそのようなレッスンを学んだ電話業界の経験から描いて、同期経路に最も高い精度を生産するのが組織化されるべきですが、輪を決して形成させてはいけません。 NTPで使用される時計フィルタと選択アルゴリズムは、プライマリサーバに根づいている最小の重さのスパニングツリーを計算するのにBellman-フォードの分配されたルーティング・アルゴリズム[29]の異形を使用することによって、これを達成します。 これは最も低い層において同じ層の複数の同輩の場合の最も低い同期距離で作動する各サーバをもたらします。
As a result of the above design, the subnet reconfigures automatically in a hierarchical master-slave configuration to produce the most accurate time, even when one or more primary or secondary servers or the communication paths between them fail. This includes the case where all normal primary servers (e.g., backbone WWVB clocks) on a possibly partitioned subnet fail, but one or more backup primary servers (e.g., local WWV clocks) continue operation.
上のデザインの結果、サブネットは、発生させる階層的なマスター奴隷構成で1つ以上のプライマリの、または、セカンダリのサーバかそれらの間の通信路がいつ失敗さえするかを自動的に再構成します。 これはことによると仕切られたサブネットに関するすべての正常なプライマリサーバ(例えば、バックボーンWWVB時計)が失敗しますが、1つ以上のバックアップのプライマリサーバ(例えば、地方のWWV時計)が操作を続けているケースを含んでいます。
Mills [Page 9] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[9ページ]。
However, should all primary servers throughout the subnet fail, the remaining secondary servers will synchronize among themselves for some time and then gradually drop off the subnet and coast using their last offset and frequency computations. Since these computations are expected to be very precise, especially in frequency, even extend outage periods of a day or more should result in timekeeping errors of not over a few tens of milliseconds.
しかしながら、サブネット中のすべてのプライマリサーバが失敗すると、残っているセカンダリサーバは、彼らの最後のオフセットと頻度計算を使用することでしばらく自分たちの中で連動して、次に、サブネットと海岸を徐々に降ろすでしょう。 これらの計算が特に頻度で非常に正確であると予想されて、日か以上がいくつかの上ではなく時間保持誤りに何十ミリセカンドもと同じくらい結果になるべきであるaの供給停止の期間を延ばしさえしてください。
In the case of multiple primary servers, the spanning-tree computation will usually select the server at minimum synchronization distance. However, when these servers are at approximately the same distance, the computation may result in random selections among them as the result of normal dispersive delays. Ordinarily this does not degrade accuracy as long as any discrepancy between the primary servers is small compared to the synchronization distance. If not, the filter and selection algorithms will select the best of the available servers and cast out outlyers as intended.
複数のプライマリサーバの場合では、通常、スパニングツリー計算は最小の同期距離でサーバを選択するでしょう。 しかしながら、これらのサーバがほとんど同じ距離であるとき、計算は正常な分散的な遅れの結果としてそれらの中でランダム・セレクションをもたらすかもしれません。 通常、同期距離と比べて、プライマリサーバの間のどんな食い違いも小さい限り、これは精度を下げません。 そうでなければ、最善な利用可能なサーバを選択して、フィルタと選択アルゴリズムは、意図されるとしてoutlyersを捨てるでしょう。
2.3. Time Scales
2.3. タイムスケール
Since 1972 the various national time scales have been based on International Atomic Time (TA), which is currently maintained using multiple cesium-beam clocks to an accuracy of a few parts in 10^12. The Bureau International de l'Heure (BIH) uses astronomical observations provided by the US Naval Observatory and other observatories to determine corrections for small changes in the mean rotation period of the Earth. This results in Universal Coordinated Time (UTC), which is presently decreasing from TA at a fraction of a second per year. When the magnitude of the correction approaches 0.7 second, a leap second is inserted or deleted in the UTC time scale on the last day of June or December. Further information on time scales can be found in [26].
1972年以来、様々な国家のタイムスケールは国際Atomic Time(TA)に基づいています。(Atomic Timeは、現在、10^12における、いくつかの部品の精度に複数のセシウムビーム時計を使用することで維持されます)。 事務局の国際de l'Heure(BIH)は地球の平均自転周期にばら銭に米国のNaval Observatoryと他の天文台によって提供された、修正を決定した天体観測を使用します。 これはUniversal Coordinated Time(UTC)をもたらします。(Universal Coordinated Timeは1年あたり1秒の何分の一ときに現在、TAから減少します)。 修正の大きさが2番目に、0.7にアプローチするとき、閏秒は、6月か12月の最後の日のUTCタイムスケールで挿入されるか、または削除されます。 [26]でタイムスケールに関する詳細を見つけることができます。
For the most precise coordination and timestamping of events since 1972 it is necessary to know when leap seconds were inserted or deleted in UTC and how the seconds are numbered. A leap second is inserted following second 23:59:59 on the last day of June or December and becomes second 23:59:60 of that day. A leap second would be deleted by omitting second 23:59:59 on one of these days, although this has never happened. Leap seconds were inserted on the following fourteen occasions prior to January 1988 (courtesy US Naval Observatory):
最も正確であるのに関しては、UTCであって秒がどう番号付であるかで、飛躍秒であることの1972年以来の知るのが必要であるイベントのコーディネートとtimestampingは挿入されたか、または削除されました。 閏秒は、6月か12月の最後の日に2番目の23:59:59に続いて、挿入されて、2番目の60の23:59:当日になります。 閏秒は、これが一度も起こったことがありませんが、近いうちに2番目の23:59:59を省略することによって、削除されるでしょう。 飛躍秒は1988(礼儀米国Naval Observatory)年1月以前、次の14回挿入されました:
Mills [Page 10] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[10ページ]。
1 June 1972 8 December 1978
2 December 1972 9 December 1979
3 December 1973 10 June 1981
4 December 1974 11 June 1982
5 December 1975 12 June 1983
6 December 1976 13 June 1985
7 December 1977 14 December 1987
1977年12月7日の1987年12月14日の1985年6月13日の1976年12月6日の1983年6月12日の1975年12月5日の1982年6月11日の1974年12月4日の1981年6月10日の1973年12月3日の1979年12月9日の1972年12月2日の1978年12月8日の1972年6月1日
Table 2.1. Dates of Leap-Second Insertion
2.1を見送ってください。 閏秒挿入の日付
Like UTC, NTP operates with an abstract oscillator synchronized in frequency to the TA time scale. At 0000 hours on 1 January 1972 the NTP time scale was set to 2,272,060,800, representing the number of TA seconds since 0000 hours on 1 January 1900. The insertion of leap seconds in UTC does not affect the oscillator itself, only the translation between TA and UTC, or conventional civil time. However, since the only institutional memory assumed by NTP is the UTC radio broadcast service, the NTP time scale is in effect reset to UTC as each offset estimate is computed. When a leap second is inserted in UTC and subsequently in NTP, knowledge of all previous leap seconds is lost. Thus, if a clock synchronized to NTP in early 1988 was used to establish the time of an event that occured in early 1972, it would be fourteen seconds early.
UTCのように、抽象的な振動子が頻度でTAタイムスケールに連動していて、NTPは作動します。 1972年1月1日0000時間に、NTPタイムスケールは22億7206万800に設定されました、1900年1月1日0000時間以来のTA秒の数を表して。 飛躍秒のUTCへの挿入は振動子自体、TAとUTCの間の翻訳、または従来の民間時間だけに影響しません。 しかしながら、NTPによって想定された唯一の制度上のメモリがUTCラジオ放送であるので、それぞれのオフセット見積りが計算されるように事実上、NTPタイムスケールはUTCにリセットされます。 閏秒がUTCと次にNTPに挿入されるとき、前のすべての飛躍秒に関する知識は無くなっています。 したがって、1988年前半にNTPに連動した時計が1972年前半にoccuredされた出来事の時間を証明するのに使用されるなら、14秒が前であるなら、それは使用されるでしょうに。
When NTP is used to measure intervals between events that straddle a leap second, special considerations apply. When it is necessary to determine the elapsed time between events, such as the half life of a proton, NTP timestamps of these events can be used directly. When it is necessary to establish the order of events relative to UTC, such as the order of funds transfers, NTP timestamps can also be used directly; however, if it is necessary to establish the elapsed time between events relative to UTC, such as the intervals between payments on a mortgage, NTP timestamps must be converted to UTC using the above table and its successors.
NTPが閏秒にまたがる出来事の間隔を測定するのに使用されるとき、特別な問題は適用されます。 出来事の間で経過時間を決定するのが必要であるときに、直接陽子の半減期などのようなこれらの出来事に関するNTPタイムスタンプを使用できます。 また、UTCに比例して出来事の注文を確立するのが必要であるときに、直接資金移動の注文などのようなNTPタイムスタンプを使用できます。 しかしながら、経過時間を設置するのが必要であるなら、UTCに比例した抵当における支払いの間隔などの出来事の間では、上のテーブルとその後継者を使用することでNTPタイムスタンプをUTCに変換しなければなりません。
The current formats used by NBS radio broadcast services [2] do not include provisions for advance notice of leap seconds, so this information must be determined from other sources. NTP includes provisions to distribute advance warnings of leap seconds using the Leap Indicator bits described in Section 3. The protocol is designed so that these bits can be set manually at the primary clocks and then automatically distributed throughout the system for delivery to all logical clocks and then effected as described in Section 5.
NBSラジオ放送[2]で使用される現在の形式が飛躍秒の事前通知のための条項を含んでいないので、この情報は他のソースから決定しているに違いありません。 NTPは、セクション3で説明されたLeap Indicatorビットを使用することで飛躍秒の事前の警告を分配するために条項を含んでいます。 プロトコルは、セクション5で説明されるように第一の時計に手動でこれらのビットを設定できるように設計されていて、次に、配送のシステム中で自動的にすべての論理的な時計に分配されて、次に、作用します。
Mills [Page 11] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[11ページ]。
3. Network Time Protocol
3. ネットワーク時間プロトコル
This section consists of a formal definition of the Network Time Protocol, including its data formats, entities, state variables, events and event-processing procedures. The specification model is based on the implementation model illustrated in Figure 2.1, but it is not intended that this model is the only one upon which a specification can be based. In particular, the specification is intended to illustrate and clarify the intrinsic operations of NTP and serve as a foundation for a more rigorous, comprehensive and verifiable specification.
このセクションはNetwork Timeプロトコルの公式の定義から成ります、データ形式、実体、州の変数、出来事、およびイベント現像処理を含んでいて。 仕様モデルは図2.1で例証された実現モデルに基づいていますが、このモデルが仕様が基づくことができる唯一無二であることを意図しません。 特に、仕様は、例証して、NTPの本質的な操作をはっきりさせて、より厳しくて、包括的で証明可能な仕様の基礎として機能することを意図します。
3.1. Data Formats
3.1. データ形式
All mathematical operations expressed or implied herein are in two's-complement arithmetic. Data are specified as integer or fixed-point quantities. Since various implementations would be expected to scale externally derived quantities for internal use, neither the precision nor decimal-point placement for fixed-point quantities is specified. Unless specified otherwise, all quantities are unsigned and may occupy the full field width, if designated, with an implied zero preceding the most significant (leftmost) bit. Hardware and software packages designed to work with signed quantities will thus yield surprising results when the most significant (sign) bit is set. It is suggested that externally derived, unsigned fixed-point quantities such as timestamps be shifted right one bit for internal use, since the precision represented by the full field width is seldom justified.
2補数の演算にはここに言い表されるか、または含意されたすべての数学の操作があります。 データは整数か定点量として指定されます。 様々な実現が内部の使用のために外部的に派生している量をスケーリングすると予想されるでしょう、したがって、定点量のための精度も小数点プレースメントも指定されません。 別の方法で指定されない場合、すべての量が、無記名であり、全分野に及ぶ調査幅を占領するかもしれません、指定されるなら、暗示しているゼロが最も重要な(一番左)ビットに先行していて。 最も重要な(サイン)ビットが設定されるとき、その結果、サインされた量で働くように設計されたハードウェアとソフトウェアパッケージは驚異的な結果をもたらすでしょう。 外部的に派生して、無記名の定点量のタイムスタンプなどが内部の使用のために右の1ビット移行することが提案されます、全分野に及ぶ調査幅で表された精度がめったに正当化されないので。
Since NTP timestamps are cherished data and, in fact, represent the main product of the protocol, a special timestamp format has been established. NTP timestamps are represented as a 64-bit unsigned fixed-point number, in seconds relative to 0000 UT on 1 January 1900. The integer part is in the first 32 bits and the fraction part in the last 32 bits, as shown in the following diagram.
NTPタイムスタンプが大事にされたデータであり、事実上プロトコルの主産物を表すので、特別なタイムスタンプ形式は確立されました。 NTPタイムスタンプは秒に64ビットの無記名の固定小数点数として1900年1月1日世界時0000に比例して表されます。 最初の32ビットと最後の32ビットの小数部には整数部があります、以下のダイヤグラムで示されるように。
0 1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Integer Part |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Fraction Part |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
0 1 2 3 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | 整数部| +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | 小数部| +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
This format allows convenient multiple-precision arithmetic and conversion to Time Protocol representation (seconds), but does complicate the conversion to ICMP Timestamp message representation (milliseconds). The precision of this representation is about 0.2
この形式は、Timeプロトコル表現(秒)に便利な複数の精度演算と変換を許しますが、ICMP Timestampメッセージ表現(ミリセカンド)に変換を複雑にします。 この表現の精度はおよそ0.2です。
Mills [Page 12] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[12ページ]。
nanosecond, which should be adequate for even the most exotic requirements.
ナノ秒。(最もエキゾチックな要件にさえ、そのナノ秒は適切であるべきです)。
Timestamps are determined by copying the current value of the logical clock to a timestamp variable when some significant event, such as the arrival of a message, occurs. In order to maintain the highest accuracy, it is important that this be done as close to the hardware or software driver associated with the event as possible. In particular, departure timestamps should be redetermined for each link-level retransmission. In some cases a particular timestamp may not be available, such as when the host is rebooted or the protocol first starts up. In these cases the 64-bit field is set to zero, indicating the value is invalid or undefined.
メッセージの到着などのいくらかの重大な行事が起こるとき、タイムスタンプは、論理的な時計の現行価値をタイムスタンプ変数までコピーすることによって、決定します。 最も高い精度を維持するために、出来事が可能な状態で関連づけられたハードウェアかソフトウェアドライバーの近くようにこれをするのは重要です。 特に、出発タイムスタンプはそれぞれのリンク・レベル「再-トランスミッション」のために再決定するべきです。 いくつかの場合、特定のタイムスタンプは利用可能でないかもしれません、ホストがリブートされるか、またはプロトコルが最初に始動する時のように。 合わせてください64ビットの分野が設定されるゼロこれらの場合では、値を示すのは、無効であるか、または未定義です。
Note that since some time in 1968 the most significant bit (bit 0 of the Integer Part) has been set and that the 64-bit field will overflow some time in 2036. Should NTP be in use in 2036, some external means will be necessary to qualify time relative to 1900 and time relative to 2036 (and other multiples of 136 years). Timestamped data requiring such qualification will be so precious that appropriate means should be readily available. There will exist an 0.2-nanosecond interval, henceforth ignored, every 136 years when the 64-bit field will be zero and thus considered invalid.
1968のいつかの時間以来、最も重要なビット(Integer Partのビット0)が設定されていて、64ビットの分野が2036年にいつかあふれることに注意してください。 NTPが2036年に使用中であるなら、いくつかの外部の手段が、2036(そして、136年の他の倍数)に比例して1900に比例した時間と時間に資格を与えるために必要になるでしょう。 そのような資格を必要とするTimestampedデータが非常に貴重になるので、適切な手段は容易に利用可能であるべきです。 64ビットの分野がゼロになる136年あたり1回の0.2ナノ秒の今後は無視された間隔とその結果、考えられた病人は存在するでしょう。
3.2. State Variables and Parameters
3.2. 州の変数とパラメタ
Following is a tabular summary of the various state variables and parameters used by the protocol. They are separated into classes of system variables, which relate to the operating system environment and logical clock mechanism; peer variables, which are specific to each peer operating in symmetric mode or client mode; packet variables, which represent the contents of the NTP message; and parameters, which are fixed in all implementations of the current version. For each class the description of the variable is followed by its name and the procedure or value which controls it. Note that variables are in lower case, while parameters are in upper case.
以下に、プロトコルによって使用される様々な州の変数とパラメタに関する表にした概要があります。 それらはオペレーティングシステム環境と論理的な時計メカニズムに関連するシステム変数のクラスに切り離されます。 同輩変数(左右対称のモードかクライアントモードで働いている各同輩にとって、変数は特定です)。 パケット変数(変数はNTPメッセージのコンテンツを表します)。 そして、パラメタ。(そのパラメタは最新版のすべての実現で修理されています)。 各クラスにおいて、それを制御する名前と手順か値が変数の記述のあとに続いています。 大文字の中にパラメタがある間の低い場合には変数があることに注意してください。
Mills [Page 13] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[13ページ]。
System Variables Name Control
-------------------------------------------------------
Logical Clock sys.clock update
Clock Source sys.peer selection
algorithm
Leap Indicator sys.leap update
Stratum sys.stratum update
Precision sys.precision system
Synchronizing Distance sys.distance update
Estimated Drift Rate sys.drift system
Reference Clock Identifier sys.refid update
Reference Timestamp sys.reftime update
システム変数はコントロールを命名します。------------------------------------------------------- 論理的なClock sys.clockのEstimated Drift Rate sys.driftシステムReference Clock Identifier sys.refidアップデートReference Timestamp sys.reftimeアップデートClock Source sys.peer選択アルゴリズムLeap Indicator sys.leapアップデートStratum sys.stratumアップデートPrecision sys.precisionシステムSynchronizing Distance sys.distanceアップデートアップデート
Table 3.1. System Variables
3.1を見送ってください。 システム変数
Peer Variables Name Control
-------------------------------------------------------
Peer Address peer.srcadr system
Peer Port peer.srcport system
Local Address peer.dstadr system
Local Port peer.dstport system
Peer State peer.state receive,
transmit
Reachability Register peer.reach receive,
transmit
Peer Timer peer.timer system
Timer Threshold peer.threshold system
Leap Indicator peer.leap receive
Stratum peer.stratum receive
Peer Poll Interval peer.ppoll receive
Host Poll Interval peer.hpoll receive,
transmit
Precision peer.precision receive
Synchronizing Distance peer.distance receive
Estimated Drift Rate peer.drift receive
Reference Clock Identifier peer.refid receive
Reference Timestamp peer.reftime receive
Originate Timestamp peer.org receive
Receive Timestamp peer.rec receive
Filter Register peer.filter filter
algorithm
Delay Estimate peer.delay filter
algorithm
Offset Estimate peer.offset filter
algorithm
Dispersion Estimate peer.dispersion filter
同輩変数はコントロールを命名します。------------------------------------------------------- 同輩Address peer.srcadrシステムPeer Port peer.srcportシステムLocal Address peer.dstadrシステムLocal Port peer.dstportシステムPeer州peer.stateは受信して、伝わってください。Peer Poll Interval peer.ppollはHost Poll Interval peer.hpollを受けます。Reachability Register peer.reachが受信する、伝える、Peer Timer peer.timerシステムTimer Threshold peer.thresholdシステムLeap Indicator peer.leapがStratum peer.stratumを受ける、受信、受信してください、そして、Precision同輩を伝えてください; 精度がSynchronizing Distance peer.distanceを受ける、受信、Estimated Drift Rate peer.driftがReference Clock Identifier peer.refidを受ける、受信、Reference Timestamp peer.reftimeがOriginate Timestamp peer.orgを受ける、受信、Receive Timestamp peer.recはFilter Register peer.filterフィルタアルゴリズムDelay Estimate peer.delayフィルタアルゴリズムOffset Estimate peer.offsetフィルタアルゴリズムディアスポラEstimate peer.dispersionフィルタを受けます。
Table 3.2. Peer Variables
3.2を見送ってください。 同輩変数
Mills [Page 14] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[14ページ]。
Packet Variables Name Control
-------------------------------------------------------
Peer Address pkt.srcadr transmit
Peer Port pkt.srcport transmit
Local Address pkt.dstadr transmit
Local Port pkt.dstport transmit
Leap Indicator pkt.leap transmit
Version Number pkt.version transmit
Stratum pkt.stratum transmit
Poll pkt.poll transmit
Precision pkt.precision transmit
Synchronizing Distance pkt.distance transmit
Estimated Drift Rate pkt.drift transmit
Reference Clock Identifier pkt.refid transmit
Reference Timestamp pkt.reftime transmit
Originate Timestamp pkt.org transmit
Receive Timestamp pkt.rec transmit
Transmit Timestamp pkt.xmt transmit
パケット変数はコントロールを命名します。------------------------------------------------------- Stratum pkt.stratumは伝わります。同輩Address pkt.srcadrがPeer Port pkt.srcportを伝える、伝える、Local Address pkt.dstadrがLocal Port pkt.dstportを伝える、伝える、Leap Indicator pkt.leapがNumber pkt.versionが伝えるバージョンを伝える、Poll pkt.pollはPrecision pktを伝えます; 精度がSynchronizing Distance pkt.distanceを伝える、伝える、Estimated Drift Rate pkt.driftがReference Clock Identifier pkt.refidを伝える、伝える、Reference Timestamp pkt.reftimeがOriginate Timestamp pkt.orgを伝える、伝える、Receive Timestamp pkt.recがTransmit Timestamp pkt.xmtを伝える、伝える。
Table 3.3. Packet Variables
3.3を見送ってください。 パケット変数
Parameters Name Value
-------------------------------------------------------
NTP Version NTP.VERSION 1
NTP Port NTP.PORT 123
Minimum Polling Interval NTP.MINPOLL 6 (64 sec)
Maximum Polling Interval NTP.MAXPOLL 10 (1024
sec)
Maximum Dispersion NTP.MAXDISP 65535 ms
Reachability Register Size PEER.WINDOW 8
Shift Register Size PEER.SHIFT 4/8
Dispersion Threshold PEER.THRESHOLD 500 ms
Filter Weight PEER.FILTER .5
Select Weight PEER.SELECT .75
パラメタは値を命名します。------------------------------------------------------- NTPバージョンNTP.VERSION1NTP Port NTP.PORT123Minimum Polling Interval NTP.MINPOLL6(64秒)の最大のPolling Interval NTP.MAXPOLL10(1024秒)の最大のディアスポラNTP.MAXDISP65535ms Reachability Register Size PEER.WINDOW8Shift Register Size PEER.SHIFT4/8ディアスポラThreshold PEER.THRESHOLD500ms Filter Weight PEER.FILTER.5Select Weight PEER.SELECT.75
Table 3.4. Parameters
3.4を見送ってください。 パラメタ
Following is a description of the various variables used in the protocol. Additional details on formats and use are presented in later sections and appendices.
以下に、プロトコルに使用される様々な変数の記述があります。 形式と使用に関する追加詳細は後のセクションと付録に提示されます。
3.2.1. Common Variables
3.2.1. 一般的な変数
The following variables are common to the system, peer and packet classes.
以下の変数はシステム、同輩、およびパケットのクラスに共通です。
Peer Address (peer.srcadr, pkt.srcadr) Peer Port (peer.srcport, pkt.srcport)
同輩Address(peer.srcadr、pkt.srcadr)同輩Port(peer.srcport、pkt.srcport)
Mills [Page 15] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[15ページ]。
These are the 32-bit Internet address and 16-bit port number of
the remote host.
これらは、リモートホストの32ビットのインターネット・アドレスと16ビットのポートナンバーです。
Local Address (peer.dstadr, pkt.dstadr) Local Port (peer.dstport, pkt.dstport)
地方のAddress(peer.dstadr、pkt.dstadr)の地方のPort(peer.dstport、pkt.dstport)
These are the 32-bit Internet address and 16-bit port number of
the local host. They are included among the state variables to
support multi-homing.
これらは、ローカル・ホストの32ビットのインターネット・アドレスと16ビットのポートナンバーです。 それらは、マルチホーミングを支持するために州の変数の中に含まれています。
Leap Indicator (sys.leap, peer.leap, pkt.leap)
インディケータを跳ねさせてください。(sys.leap、peer.leap、pkt.leap)
This is a two-bit code warning of an impending leap second to be
inserted in the NTP time scale. The bits are set before 23:59 on
the day of insertion and reset after 00:01 on the following day.
This causes the number of seconds (rollover interval) in the day
of insertion to be increased or decreased by one. In the case of
primary servers the bits are set by operator intervention, while
in the case of secondary servers the bits are set by the protocol.
The two bits are coded as follows:
これは差し迫っている閏秒がNTPタイムスケールに挿入されるという安っぽいコード警告です。 ビットは、挿入の日23:59の前に設定されて、00:01の後にその翌日リセットされます。 これは、挿入の日の(ロールオーバー間隔)の間の秒数が1つ増加するか、または減少することを引き起こします。 第一のサーバの場合では、ビットはオペレータ介入で設定されます、セカンダリサーバの場合では、ビットがプロトコルによって設定されますが。 2ビットは以下の通りコード化されます:
00 no warning (day has 86400 seconds)
01 +1 second (day has 86401 seconds)
seconds)
10 -1 second (day has 86399 seconds)
seconds)
11 alarm condition (clock not synchronized)
00 01+1第2(日には、86401秒がある)警告している(日には、86400秒がある)秒がありません) 10 -1 2番目に(日には、86399秒)秒があります) 11アラーム状態(連動しない時計)
In all except the alarm condition (11) NTP itself does nothing
with these bits, except pass them on to the time-conversion
routines that are not part of NTP. The alarm condition occurs
when, for whatever reason, the logical clock is not synchronized,
such as when first coming up or after an extended period when no
outside reference source is available.
アラーム以外のすべてでは、NTP自身がパス以外のこれらのビットがある無さにそれらをしない(11)をNTPの一部でない時間変換ルーチンを条件とさせてください。 論理的な時計がいかなる理由でも連動しないとき、アラーム状態は現れます、長期間の上か長期間の後の最初の来るのが利用可能である外部の照合線源でない時のように。
Stratum (sys.stratum, peer.stratum, pkt.stratum)
層(sys.stratum、peer.stratum、pkt.stratum)
This is an integer indicating the stratum of the logical clock. A
value of zero is interpreted as unspecified, one as a primary
clock (synchronized by outside means) and remaining values as the
stratum level (synchronized by NTP). For comparison purposes a
value of zero is considered greater than any other value.
これは論理的な時計の層を示す整数です。 ゼロの値は不特定であると解釈されます、プライマリ時計(外の手段で、連動する)としての1、残りは層としてレベル(NTPによって連動される)を評価します。 比較目的のために、ゼロの値はいかなる他の値よりもすばらしいと考えられます。
Peer Poll Interval (peer.ppoll, pkt.poll)
同輩投票間隔(peer.ppoll、pkt.poll)
This is a signed integer used only in symmetric mode and
indicating the minimum interval between messages sent to the peer,
in seconds as a power of two. For instance, a value of six
これは同輩に送られたメッセージの間に単に左右対称のモードで費やされて、最小間隔を示す署名している整数です、2のパワーとしての秒に。 例えば、6の値
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プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[16ページ]。
indicates a minimum interval of 64 seconds. The value of this
variable must not be less than NTP.MINPOLL and must not be greater
than NTP.MAXPOLL.
64秒の最小間隔を示します。 この変数の値は、NTP.MINPOLLより少ないはずがなく、NTP.MAXPOLLより大きいはずがありません。
Precision (sys.precision, peer.precision, pkt.precision)
精度(sys.precision、peer.precision、pkt.precision)
This is a signed integer indicating the precision of the logical
clock, in seconds to the nearest power of two. For instance, a
60-Hz line-frequency clock would be assigned the value -6, while a
1000-Hz crystal-derived clock would be assigned the value -10.
これは秒の論理的な時計の精度を2の最も近いパワーに示す署名している整数です。 例えば、値-6は60Hzの回線周波数時計に割り当てられるでしょう、値-10は1000Hzの水晶で誘導された時計に割り当てられるでしょうが。
Synchronizing Distance (sys.distance, peer.distance, pkt.distance)
距離を同期させます。(sys.distance、peer.distance、pkt.distance)
This is a fixed-point number indicating the estimated roundtrip
delay to the primary clock, in seconds.
これは秒におよそ往復の遅れをプライマリ時計に示す固定小数点数です。
Estimated Drift Rate (sys.drift, peer.drift, pkt.drift)
ドリフト項であると見積もられています。(sys.drift、peer.drift、pkt.drift)
This is a fixed-point number indicating the estimated drift rate
of the local clock, in dimensionless units.
これは点のユニットの地方の時計のおよそドリフト項を示す固定小数点数です。
Reference Clock Identifier (sys.refid, peer.refid, pkt.refid)
基準クロック識別子(sys.refid、peer.refid、pkt.refid)
This is a code identifying the particular reference clock or
server. The interpretation of the value depends on the stratum.
For stratum values of zero (unspecified) or one (primary clock),
the value is an ASCII string identifying the reason or clock,
respectively. For stratum values greater than one (synchronized
by NTP), the value is the 32-bit Internet address of the reference
server.
これは特定の基準クロックかサーバを特定するコードです。価値の解釈は層によります。 ゼロ(不特定の)か1(プライマリ時計)の層の値のために、値はそれぞれ理由か時計を特定するASCIIストリングです。 層の値1(NTPによって連動される)以上のために、値は参照サーバの32ビットのインターネット・アドレスです。
Reference Timestamp (sys.reftime, peer.reftime, pkt.reftime)
参照タイムスタンプ(sys.reftime、peer.reftime、pkt.reftime)
This is the local time, in timestamp format, when the logical
clock was last updated. If the logical clock has never been
synchronized, the value is zero.
これはタイムスタンプ形式において現地時間です。(その時、論理的な時計はアップデートされました)。 論理的な時計が一度も連動したことがないなら、値はゼロです。
3.2.2. System Variables
3.2.2. システム変数
The following variables are used by the operating system in order to synchronize the logical clock.
以下の変数は、論理的な時計を連動させるのにオペレーティングシステムで使用されます。
Logical Clock (sys.clock)
論理的な時計(sys.clock)
This is the current local time, in timestamp format. Local time
is derived from the hardware clock of the particular machine and
increments at intervals depending on the design used. An
これはタイムスタンプ形式における現地時間の電流です。 使用されるデザインによる間隔を置いて、特定のマシンと増分のハードウェア時計から現地時間を得ます。 1
Mills [Page 17] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[17ページ]。
appropriate design, including slewing and drift-compensation
mechanisms, is described in Section 5.
旋回とドリフト補償メカニズムを含む適切なデザインがセクション5で説明されます。
Clock Source (sys.peer)
時計ソース(sys.peer)
This is a selector identifying the current clock source. Usually
this will be a pointer to a structure containing the peer
variables.
これは現在の時計ソースを特定するセレクタです。 通常、これは同輩変数を含む構造への指針になるでしょう。
3.2.3. Peer Variables
3.2.3. 同輩変数
Following is a list of state variables used by the peer management and measurement functions. There is one set of these variables for every peer operating in client mode or symmetric mode.
以下に、同輩管理と測定機能によって使用される州の変数のリストがあります。 クライアントモードか左右対称のモードにはあらゆる同輩作動のためのこれらの変数の1セットがあります。
Peer State (peer.state)
同輩状態(peer.state)
This is a bit-encoded quantity used for various control functions.
これは様々なコントロール機能に使用される少しコード化された量です。
Host Poll Interval (peer.hpoll)
ホスト投票間隔(peer.hpoll)
This is a signed integer used only in symmetric mode and
indicating the minimum interval between messages expected from the
peer, in seconds as a power of two. For instance, a value of six
indicates a minimum interval of 64 seconds. The value of this
variable must not be less than NTP.MINPOLL and must not be greater
than NTP.MAXPOLL.
これは同輩から予想されたメッセージの間に単に左右対称のモードで費やされて、最小間隔を示す署名している整数です、2のパワーとしての秒に。 例えば、6の値は64秒の最小間隔を示します。 この変数の値は、NTP.MINPOLLより少ないはずがなく、NTP.MAXPOLLより大きいはずがありません。
Reachability Register (peer.reach)
可到達性レジスタ(peer.reach)
This is a code used to determine the reachability status of the
peer. It is used as a shift register, with bits entering from the
least significant (rightmost) end. The size of this register is
specified as PEER.SHIFT bits.
これは同輩の可到達性状態を決定するのに使用されるコードです。 それはシフトレジスタとして最も重要でない(一番右の)終わりから入るビットで使用されます。 このレジスタのサイズはPEER.SHIFTビットとして指定されます。
Peer Timer (peer.timer)
同輩タイマ(peer.timer)
This is an integer counter used to control the interval between
transmitted NTP messages.
これは伝えられたNTPメッセージの間隔を制御するのに使用される整数カウンタです。
Timer Threshold (peer.threshold)
タイマ敷居(peer.threshold)
This is the timer value which, when reached, causes the timeout
procedure to be executed.
これは達しているとタイムアウト手順を実行するタイマ値です。
Originate Timestamp (peer.org, pkt.org)
タイムスタンプを溯源してください。(peer.org、pkt.org)
This is the local time, in timestamp format, at the peer when its
これが現地時間であり、同輩でタイムスタンプでは、いつをフォーマットしてくださいか、それ
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プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[18ページ]。
latest NTP message was sent. If the peer becomes unreachable the
value is set to zero.
最新のNTPメッセージを送りました。 同輩が手が届かなくなるなら、値はゼロに設定されます。
Receive Timestamp (peer.rec, pkt.rec)
タイムスタンプを受け取ってください。(peer.rec、pkt.rec)
This is the local time, in timestamp format, when the latest NTP
message from the peer arrived. If the peer becomes unreachable
the value is set to zero.
これはタイムスタンプ形式において現地時間です。(その時、同輩からの最新のNTPメッセージは到着しました)。 同輩が手が届かなくなるなら、値はゼロに設定されます。
3.2.4. Packet Variables
3.2.4. パケット変数
Following is a list of variables used in NTP messages in addition to the common variables above.
以下に、NTPメッセージで一般的な変数に加えて使用される変数のリストが上にあります。
Version Number (pkt.version)
バージョン番号(pkt.version)
This is an integer indicating the version number of the sender.
NTP messages will always be sent with the current version number
NTP.VERSION and will always be accepted if the version number
matches NTP.VERSION. Exceptions may be advised on a case-by-case
basis at times when the version number is changed.
これは送付者のバージョン番号を示す整数です。 NTPメッセージを最新版番号NTP.VERSIONと共にいつも送って、バージョン番号がNTP.VERSIONに合っていると、いつも受け入れるでしょう。 例外はケースバイケースで時には、バージョン番号がいつ変えられるよう教えられるかもしれません。
Transmit Timestamp (pkt.xmt)
タイムスタンプを伝えてください。(pkt.xmt)
This is the local time, in timestamp format, at which the NTP
message departed the sender.
これはタイムスタンプ形式において現地時間です。(NTPメッセージはそれで送付者を去りました)。
3.2.5. Clock Filter Variables
3.2.5. 時計フィルタ変数
When the filter and selection algorithms suggested in Section 4 are used, the following state variables are defined. There is one set of these variables for every peer operating in client mode or symmetric mode.
セクション4に示されたフィルタと選択アルゴリズムが使用されているとき、以下の州の変数は定義されます。 クライアントモードか左右対称のモードにはあらゆる同輩作動のためのこれらの変数の1セットがあります。
Filter Register (peer.filter)
フィルタレジスタ(peer.filter)
This is a shift register of PEER.WINDOW bits, where each stage is
a tuple consisting of the measured delay concatenated with the
measured offset associated with a single observation.
Delay/offset observations enter from the least significant
(rightmost) right and are shifted towards the most significant
(leftmost) end and eventually discarded as new observations
arrive. The register is cleared to zeros when (a) the peer
becomes unreachable or (b) the logical clock has just been reset
so as to cause a significant discontinuity in local time.
これはPEER.WINDOWビットのシフトレジスタです。そこでは、各ステージがただ一つの観測に関連している測定オフセットで連結された測定遅れから成るtupleです。 新しい観測が到着するとき、遅れ/オフセットの観測は、最も重要でない(一番右の)右から入って、最も重要な(一番左)終わりに向かって変更して、結局、捨てられます。 (b) (a) 同輩が手が届かなくなるとき、レジスタがゼロまでクリアされるか、または論理的な時計は、現地時間に重要な不連続を引き起こすためにちょうどリセットされたところです。
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プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[19ページ]。
Delay Estimate (peer.delay)
遅れ見積り(peer.delay)
This is a signed, fixed-point number indicating the latest delay
estimate output from the filter, in seconds. While the number is
signed, only those values greater than zero represent valid delay
estimates.
これは最新の遅れ見積りが秒にフィルタから出力した署名している固定小数点数表示です。 数が署名されている間、ゼロより大きいそれらの値だけが有効な遅れ見積りを表します。
Offset Estimate (peer.offset)
見積りを相殺してください。(peer.offset)
This is a signed, fixed-point number indicating the latest offset
estimate output from the filter, in seconds.
これは最新のオフセット見積りが秒にフィルタから出力した署名している固定小数点数表示です。
Dispersion Estimate (peer.dispersion)
ディアスポラ見積り(peer.dispersion)
This is a fixed-point number indicating the latest dispersion
estimate output from the filter, in scrambled units.
これはスクランブルをかけっているユニットのフィルタから出力された最新の分散見積りを示す固定小数点数です。
3.2.6. Parameters
3.2.6. パラメタ
Following is a list of parameters assumed for all implementations operating in the Internet system. It is necessary to agree on the values for these parameters in order to avoid unnecessary network overheads and stable peer associations.
以下に、インターネット・システムで作動するすべての実装のために想定されたパラメタのリストがあります。 これらのパラメタのために値に同意するのが、不要なネットワークオーバーヘッドと安定した同輩協会を避けるのに必要です。
Version Number (NTP.VERSION)
バージョン番号(NTP.VERSION)
This is the NTP version number, currently one (1).
現在、これはNTPバージョン番号、1(1)です。
NTP Port (NTP.PORT)
NTPポート(NTP.PORT)
This is the port number (123) assigned by the Internet Number Czar
to NTP.
これはインターネットNumber CzarによってNTPに割り当てられたポートナンバー(123)です。
Minimum Polling Interval (NTP.MINPOLL)
最小のポーリングインタバル(NTP.MINPOLL)
This is the minimum polling interval allowed by any peer of the
Internet system, currently set to 6 (64 seconds).
これは現在6(64秒)に設定されているインターネット・システムのどんな同輩によっても許された最小のポーリングインタバルです。
Maximum Polling Interval (NTP.MAXPOLL)
最大のポーリングインタバル(NTP.MAXPOLL)
This is the maximum polling interval allowed by any peer of the
Internet system, currently set to 10 (1024 seconds).
これは現在10(1024秒)に設定されているインターネット・システムのどんな同輩によっても許された最大のポーリングインタバルです。
Maximum Dispersion (NTP.MAXDISP)
最大のディアスポラ(NTP.MAXDISP)
This is the maximum dispersion assumed by the filter algorithms,
currently set to 65535 milliseconds.
これは現在65535ミリセカンドに設定されているフィルタアルゴリズムによって帯びられた最大の分散です。
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プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[20ページ]。
Reachability Register Size (PEER.WINDOW)
可到達性レジスタサイズ(PEER.WINDOW)
This is the size of the Reachability Register (peer.reach),
currently set to eight (8) bits.
これは現在8(8)ビットに用意ができているReachability Register(peer.reach)のサイズです。
Shift Register Size (PEER.SHIFT)
シフトレジスタサイズ(PEER.SHIFT)
When the filter and selection algorithms suggested in Section 4
are used, this is the size of the Clock Filter (peer.filter) shift
register, in bits. For crystal-stabilized oscillators a value of
eight (8) is suggested, while for mains-frequency oscillators a
value of four (4) is suggested. Additional considerations are
given in Section 5.
セクション4に示されたフィルタと選択アルゴリズムが使用されているとき、これはClock Filter(peer.filter)シフトレジスタのサイズです、ビットで。 水晶で安定した振動子に関しては、8(8)の値は示されます、4(4)の値がメイン頻度振動子に関して示されますが。 セクション5で追加問題を与えます。
Dispersion Threshold (PEER.THRESHOLD)
ディアスポラ敷居(PEER.THRESHOLD)
When the filter and selection algorithms suggested in Section 4
are used, this is the threshold used to discard noisy data. While
a value of 500 milliseconds is suggested, the value may be changed
to suit local conditions on particular peer paths.
セクション4に示されたフィルタと選択アルゴリズムが使用されているとき、これはノイズの多いデータを捨てるのに使用される敷居です。 500ミリセカンドの値を示している間、特定の同輩道に関する現地の状況に合うように値を変えるかもしれません。
Filter Weight (PEER.FILTER)
フィルタの重さ(PEER.FILTER)
When the filter algorithm suggested in Section 4 is used, this is
the filter weight used to discard noisy data. While a value of
0.5 is suggested, the value may be changed to suit local
conditions on particular peer paths.
セクション4に示されたフィルタアルゴリズムが使用されているとき、これはノイズの多いデータを捨てるのに使用されるフィルタ重りです。 0.5の値を示している間、特定の同輩道に関する現地の状況に合うように値を変えるかもしれません。
Select Weight (PEER.SELECT)
重さを選択してください。(PEER.SELECT)
When the selection algorithm suggested in Section 4 is used, this
is the select weight used to discard outlyers. data. While a
value of 0.75 is suggested, the value may be changed to suit local
conditions on particular peer paths.
セクション4に示された選択アルゴリズムが使用されているとき、これはoutlyersデータを捨てるのに使用される選んだ重りです。 0.75の値を示している間、特定の同輩道に関する現地の状況に合うように値を変えるかもしれません。
3.3. Modes of Operation
3.3. 運転モード
An NTP host can operate in three modes: client, server and symmetric. The mode of operation is determined by whether the source port (peer.srcport) or destination port (peer.dstport) peer variables contain the assigned NTP service port number NTP.PORT (123) as shown in the following table.
NTPホストは3つのモードで働くことができます: サーバの、そして、左右対称のクライアント。 ソースポート(peer.srcport)か仕向港(peer.dstport)同輩変数が割り当てられたNTPサービスポートナンバーNTP.PORTを含んでいるかどうかによって運転モードは決定します。(123) 以下のテーブルに示されるように。
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プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[21ページ]。
peer.srcport peer.dstport Mode
-------------------------------------------
not NTP.PORT not NTP.PORT not possible
not NTP.PORT NTP.PORT server
NTP.PORT not NTP.PORT client
NTP.PORT NTP.PORT symmetric
peer.srcport peer.dstport Mode------------------------------------------- NTP.PORTではなく、可能でないNTP.PORT、NTP.PORTクライアントNTP.PORT NTP.PORTではなく、NTP.PORT NTP.PORTサーバでないNTP.PORT、左右対称
A host operating in client mode occasionally sends an NTP message to a host operating in server mode. The server responds by simply interchanging addresses and ports, filling in the required information and returning the message to the client. Servers then need retain no state information between client requests. Clients are free to manage the intervals between sending NTP messages to suit local conditions.
クライアントモードで時折働いているホストはサーバモードで働いているホストにNTPメッセージを送ります。 サーバは単にアドレスとポートを交換することによって、反応します、必須情報に記入して、メッセージをクライアントに返して。 そして、サーバはクライアント要求の間で州の情報を全く保有する必要はありません。 クライアントは自由に現地の状況に合う送付NTPメッセージの間隔を管理できます。
In symmetric mode the client/server distinction disappears. Each host maintains a table with as many entries as active peers. Each entry includes a code uniquely identifying the peer (e.g., Internet address and port), together with status information and a copy of the timestamps last received. A host operating in symmetric mode periodically sends NTP messages to each peer including the latest copy of the timestamps. The intervals between sending NTP messages are managed jointly by the host and each peer using the polling variables peer.ppoll and peer.hpoll.
左右対称のモードで、クライアント/サーバ区別は見えなくなります。 各ホストは、同じくらい多くのエントリーが活発のテーブルがじっと見ると主張します。 各エントリーは唯一、同輩(例えば、インターネット・アドレスとポート)を特定するコードを含んでいます、最後に受け取られたタイムスタンプの状態情報とコピーと共に。 左右対称のモードで定期的に働いているホストはタイムスタンプの最新のコピーを含む各同輩へのメッセージをNTPに送ります。 送付NTPメッセージの間隔は、ホストと各同輩によって世論調査変数のpeer.ppollとpeer.hpollを使用することで共同で管理されます。
When a pair of peers operating in symmetric mode exchange NTP messages and each determines that the other is reachable, an association is formed. One or both peers must be in active state; that is, sending messages to the other regardless of reachability status. A peer not in active state is in passive state. If a peer operating in passive state discovers that the other peer is no longer reachable, it ceases sending messages and reclaims the storage and timer resources used by the association. A peer operating in client mode is always in active state, while a peer operating in server mode is always in passive state.
左右対称のモード交換NTPメッセージとそれぞれで働いている1組の同輩が、もう片方が届いていると決心していると、協会は形成されます。 1か同輩の両方が活動的な状態にあるに違いありません。 すなわち、可到達性状態にかかわらずメッセージをもう片方に送ること。 活動的な状態でないところの同輩が不動態にいます。 不動態で働いている同輩が、もう片方の同輩がもう届いていないと発見するなら、それは、メッセージを送るのをやめて、協会でストレージとタイマ運用資金を取り戻します。 クライアントモードで働いている同輩はいつも活動的な状態にあります、サーバモードで働いている同輩がいつも不動態にいますが。
3.4. Event Processing
3.4. イベント処理
The significant events of interest in NTP occur upon expiration of the peer timer, one of which is dedicated to each peer operating in symmetric or client modes, and upon arrival of an NTP message from the various peers. An event can also occur as the result of an operator command or detected system fault, such as a primary clock failure. This section describes the procedures invoked when these events occur.
NTPの興味がある重大な行事はそれの1つが左右対称であるかクライアントモードで働いている各同輩に捧げられる同輩タイマの満了と様々な同輩からのNTPメッセージの到着のときに起こります。 また、イベントはオペレータコマンドか検出されたシステム欠点の結果として起こることができます、プライマリ時計の故障のように。 このセクションはこれらのイベントが起こるとき呼び出された手順について説明します。
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3.4.1. Timeout Procedure
3.4.1. タイムアウト手順
The timeout procedure is called in client and symmetric modes when the peer timer (peer.timer) reaches the value of the timer threshold (peer.threshold) variable. First, the reachability register (peer.reach) is shifted one position to the left and a zero replaces the vacated bit. Then an NTP message is constructed and sent to the peer. If operating in active state or in passive state and peer.reach is nonzero (reachable), the peer.timer is reinitialized (resumes counting from zero) and the value of peer.threshold is set to:
同輩タイマ(peer.timer)がタイマ敷居(peer.threshold)変数の値に達するとき、タイムアウト手順はクライアントと左右対称のモードで呼ばれます。 まず最初に、可到達性レジスタ(peer.reach)は左への1つの移行している位置です、そして、ゼロは空けられたビットを置き換えます。 次に、NTPメッセージを同輩に構成して、送ります。 活動的な状態か不動態とpeer.reachで作動するのが、非零(届いている)であるなら、peer.timerは再初期化されます、そして、(ゼロから数えるのを再開します)peer.thresholdの値による以下のことように設定されます。
peer.threshold <- max( min( peer.ppoll, peer.hpoll,
NTP.MAXPOLL), NTP.MINPOLL) .
peer.threshold<(分(peer.ppoll、peer.hpoll、NTP.MAXPOLL)、NTP.MINPOLL)に最大限にしてください。
If operating in active state and peer.reach is zero (unreachable), the peer variables are updated as follows:
活動的な状態とpeer.reachで作動するのが、ゼロ(手の届かない)であるなら、以下の通り同輩変数をアップデートします:
peer.hpoll <- NTP.MINPOLL
peer.disp <- NTP.MAXDISP
peer.filter <- 0 (cleared)
peer.org <- 0
peer.rec <- 0
peer.hpoll<NTP.MINPOLL peer.disp<NTP.MAXDISP peer.filter<0(クリアされる)peer.org<0peer.rec<0
Then the clock selection algorithm is called, which may result in a new clock source (sys.peer). In other cases the protocol ceases operation and the storage and timer resources are reclaimed for subsequent use.
次に時計選択アルゴリズム(新しい時計ソース(sys.peer)をもたらすかもしれない)は呼ばれます。 他の場合では、プロトコルは操作とストレージをやめます、そして、タイマリソースはその後の使用のために取り戻されます。
An NTP message is constructed as follows (see Appendices A and B for formats). First, the IP and UDP packet variables are copied from the peer variables (note the interchange of source and destination addresses and ports):
NTPメッセージは以下の通り構成されます(形式に関してAppendices AとBを見てください)。 まず最初に、IPとUDPパケット変数は同輩変数からコピーされます(ソース、送付先アドレス、およびポートの置き換えに注意してください):
pkt.srcadr <- peer.dstadr pkt.srcport <- peer.dstport
pkt.dstadr <- peer.srcadr pkt.dstport <- peer.srcport
pkt.srcadr<peer.dstadr pkt.srcport<peer.dstport pkt.dstadr<peer.srcadr pkt.dstport<peer.srcport
Next, the NTP packet variables are copied (rescaled as necessary) from the system and peer variables:
次に、NTPパケット変数はシステムと同輩変数からコピーされます(必要に応じて、再スケーリングしました):
pkt.leap <- sys.leap pkt.distance <- sys.distance
pkt.version <- NTP.VERSION pkt.drift <- sys.drift
pkt.stratum <- sys.stratum pkt.refid <- sys.refid
pkt.poll <- peer.hpoll pkt.reftime <- sys.reftime
pkt.precision <- sys.precision
pkt.leap<sys.leap pkt.distance<sys.distance pkt.version<NTP.VERSION pkt.drift<sys.drift pkt.stratum<sys.stratum pkt.refid<sys.refid pkt.poll<peer.hpoll pkt.reftime<sys.reftime pkt.precision<sys.precision
Finally, the NTP packet timestamp variables are copied, depending on whether the peer is operating in symmetric mode and reachable, in
最終的に、NTPパケットタイムスタンプ変数はコピーされます、同輩が左右対称のモードで作動していて、届いているかどうかによって、コネ
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プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[23ページ]。
symmetric mode and not reachable (but active) or in client mode:
そして、左右対称のモード、届かない(しかし、能動態)コネクライアントモード、:
Symmetric Reachable Symmetric Active Client - ------------------- ------------------- ------------------- pkt.org <- peer.org pkt.org <- 0 pkt.org <- sys.clock pkt.rec <- peer.rec pkt.rec <- 0 pkt.rec <- sys.clock pkt.xmt <- sys.clock pkt.xmt <- sys.clock pkt.xmt <- sys.clock
左右対称の届いている左右対称の活発なクライアント、-------------------- ------------------- ------------------- pkt.org<peer.org pkt.org<0pkt.org<sys.clock pkt.rec<peer.rec pkt.rec<0pkt.rec<sys.clock pkt.xmt<sys.clock pkt.xmt<sys.clock pkt.xmt<sys.clock
Note that the order of copying should be designed so that the time to perform the copy operations themselves does not degrade the measurement accuracy, which implies that the sys.clock values should be copied last. The reason for the choice of zeros to fill the pkt.org and pkt.rec packet variables in the symmetric unreachable case is to avoid the use of old data after a possibly extensive period of unreachability. The reason for the choice of sys.clock to fill these variables in the client case is that, if for some reason the NTP message is returned by the recipient unaltered, as when testing with an Internet-echo server, this convention still allows at least the roundtrip time to be accurately determined without special handling.
コピー操作自体を実行する時間が測定精度(sys.clock値が最後にコピーされるべきであるのを含意する)を下げないように、コピーの注文が設計されるべきであることに注意してください。 ゼロの選択が左右対称の手の届かない場合でpkt.orgとpkt.recパケット変数をいっぱいにする理由は「非-可到達性」のことによると大規模な期間の後に古いデータの使用を避けることです。 sys.clockの選択がクライアント事件でこれらの変数をいっぱいにする理由はそれです、NTPメッセージが受取人によって返される理由がいくつかに関して非変更されたなら、インターネットエコー・サーバーでテストして、このコンベンションがまだ特別な取り扱いなしで正確に断固とする少なくとも往復の時間を許容している時として。
3.4.2. Receive Procedure
3.4.2. 手順を受けてください。
The receive procedure is executed upon arrival of an NTP message. If the version number of the message (pkt.version) does not match the current version number (NTP.VERSION), the message is discarded; however, exceptions may be advised on a case-by-case basis at times when the version number is changed.
手順を受けてください。NTPメッセージの到着のときに、実行されます。 メッセージ(pkt.version)のバージョン番号が最新版番号(NTP.VERSION)に合っていないなら、メッセージは捨てられます。 しかしながら、例外はケースバイケースで時には、バージョン番号がいつ変えられるよう教えられるかもしれません。
If the clock of the sender is unsynchronized (pkt.leap = 11), or the receiver is in server mode or the receiver is in symmetric mode and the stratum of the sender is greater than the stratum of the receiver (pkt.stratum > sys.stratum), the message is simply returned to the sender along with the timestamps. In this case the addresses and ports are interchanged in the IP and UDP headers:
送付者の時計が非連動するか(pkt.leap=11)、受信機がサーバモードであるか、受信機が左右対称のモードであって、または送付者の層が受信機(pkt.stratum>sys.stratum)の層より大きいなら、単にタイムスタンプに伴う送付者にメッセージを返します。 この場合、アドレスとポートはIPとUDPヘッダーで交換されます:
pkt.srcadr <-> pkt.dstadr pkt.srcport <-> pkt.dstport
pkt.srcadr<->pkt.dstadr pkt.srcport<->pkt.dstport
The following packet variables are updated from the system variables:
システム変数から以下のパケット変数をアップデートします:
pkt.leap <- sys.leap pkt.distance <- sys.distance
pkt.version <- NTP.VERSION pkt.drift <- sys.drift
pkt.stratum <- sys.stratum pkt.refid <- sys.refid
pkt.precision <- sys.precision pkt.reftime <- sys.reftime
pkt.leap<sys.leap pkt.distance<sys.distance pkt.version<NTP.VERSION pkt.drift<sys.drift pkt.stratum<sys.stratum pkt.refid<sys.refid pkt.precision<sys.precision pkt.reftime<sys.reftime
Note that the pkt.poll packet variable is unchanged. The timestamps are updated in the order shown:
pkt.pollパケット変数が変わりがないことに注意してください。 示されたオーダーでタイムスタンプをアップデートします:
Mills [Page 24] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[24ページ]。
pkt.org <- pkt.xmt
pkt.rec <- sys.clock
pkt.xmt <- sys.clock
pkt.org<pkt.xmt pkt.rec<sys.clock pkt.xmt<sys.clock
Finally, the message is forwarded to the sender and the server receive procedure terminated at this point.
最終的に、メッセージを送付者に転送します、そして、サーバはここに終えられている手順を受けます。
If the above is not the case, the source and destination Internet addresses and ports in the IP and UDP headers are matched to the correct peer. If there is a match, processing continues at the next step below. If there is no match and symmetric mode is not indicated (either pkt.srcport or pkt.dstport not equal to NTP.PORT), the message must be a reply to a previously sent message from a client which is no longer in operation. In this case the message is dropped and the receive procedure terminated at this point.
上記がIPでケースと、ソースと、送付先インターネットアドレスとポートでないか、そして、UDPヘッダーは正しい同輩に合わせられています。 マッチがあれば、処理は下での次のステップで続きます。 マッチが全くなくて、また左右対称のモードが示されないなら(NTP.PORTと等しくないpkt.srcportかpkt.dstportのどちらか)、メッセージはクライアントからのもう稼働中でない以前に送られたメッセージに関する回答であるに違いありません。 そして、この場合メッセージが低下する、ここに終えられている手順を受けてください。
If there is no match and symmetric mode is indicated, (both pkt.srcport and pkt.dstport equal to NTP.PORT), an implementation- specific instantiation procedure is called to create and initialize a new set of peer variables and start the peer timer. The following peer variables are set from the IP and UDP headers:
マッチが全くないか、そして、左右対称のモードは示されます、(pkt.srcportとpkt.dstportがNTP.PORTと等しい両方)、特定の具体化手順が新しいセットの同輩変数を作成して、初期化して、同輩タイマを始動するために呼ばれる実現。 以下の同輩変数はIPとUDPヘッダーから設定されます:
peer.srcadr <- pkt.srcadr peer.srcport <- pkt.srcport
peer.dstadr <- pkt.dstadr peer.dstport <- pkt.dstport
peer.srcadr<pkt.srcadr peer.srcport<pkt.srcport peer.dstadr<pkt.dstadr peer.dstport<pkt.dstport
The following peer variables are initialized:
以下の同輩変数は初期化されます:
peer.state <- symmetric (passive)
peer.timer <- 0 (enabled)
peer.hpoll <- NTP.MINPOLL
peer.disp <- NTP.MAXDISP
peer.state<の左右対称(受け身の)のpeer.timer<0(可能にされる)peer.hpoll<NTP.MINPOLL peer.disp<NTP.MAXDISP
The remaining peer variables are undefined and set to zero.
残っている同輩変数は、未定義であり、ゼロにセットします。
Assuming that instantiation is complete and that match occurs, the least significant bit of the reachability register (peer.reach) is set, indicating the peer is now reachable. The following peer variables are copied (rescaled as necessary) from the NTP packet variables and system variables:
具体化が完全であり、そのマッチが現れると仮定して、可到達性レジスタ(peer.reach)の最下位ビットは設定されます、同輩が現在届いているのを示して。 以下の同輩変数はNTPパケット変数とシステム変数からコピーされます(必要に応じて、再スケーリングしました):
Mills [Page 25] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[25ページ]。
peer.leap <- pkt.leap peer.distance <- pkt.distance
peer.stratum <- pkt.stratum peer.drift <- pkt.drift
peer.ppoll <- pkt.poll peer.refid <- pkt.refid
peer.precision <- pkt.precision peer.reftime <- pkt.reftime
peer.org <- pkt.xmt peer.rec <- sys.clock
peer.threshold <- max( min( peer.ppoll, peer.hpoll,
NTP.MAXPOLL), NTP.MINPOLL)
peer.leap<pkt.leap peer.distance<pkt.distance peer.stratum<pkt.stratum peer.drift<pkt.drift peer.ppoll<pkt.poll peer.refid<pkt.refid peer.precision<pkt.precision peer.reftime<pkt.reftime peer.org<pkt.xmt peer.rec<sys.clock peer.threshold<最大限にしてください。(分(peer.ppoll、peer.hpoll、NTP.MAXPOLL)、NTP.MINPOLL)
If either or both the pkt.org or pkt.rec packet variables are zero, the sender did not have reliable values for them, so the receive procedure is terminated at this point. If both of these variables are nonzero, the roundtrip delay and clock offset relative to the peer are calculated as follows. Number the times of sending and receiving NTP messages as shown in Figure 3.1 and let i be an even integer. Then t(i-3), t(i-2) and t(i-1) and t(i) are the contents of the pkt.org, pkt.rec, pkt.xmt and peer.rec variables respectively.
したがって、送付者にはそれらのための信頼できる値がどちらか、pkt.orgまたはpkt.recパケット変数の両方がゼロであるなら、なかった、ここに終えられた手順を受けてください。 これらの変数の両方が非零であるなら、同輩に比例して相殺された往復の遅れと時計は以下の通り計算されます。 図3.1に示されるように送受信NTPメッセージの倍に付番してください、そして、iが同等の整数であることをさせてください。 そして、t(i-3)、t(i-2)、t(i-1)、およびt(i)はそれぞれpkt.org、pkt.rec、pkt.xmt、およびpeer.rec変数のコンテンツです。
| |
t(1) |------------------->| t(2)
| |
t(4) |<-------------------| t(3)
| |
t(5) |------------------->| t(6)
| |
t(8) |<-------------------| t(7)
| |
...
Figure 3.1. Calculating Delay and Offset
| | t(1)|、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、>| t(2)| | t(4)| <、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、| t(3)| | t(5)|、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、>| t(6)| | t(8)| <、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、| t(7)| | ... 図3.1。 遅れについて計算して、相殺されます。
The roundtrip delay d and clock offset c of the receiving peer relative to the sending peer is:
送付同輩に比例した受信同輩の往復の遅れdと時計オフセットcは以下の通りです。
d = (t(i) - t(i-3)) - (t(i-1) - t(i-2))
c = [(t(i-2) - t(i-3)) + (t(i-1) - t(i))]/2 .
dが(t(i-2)--t(i-3))(t(i)--t(i-3))--(t(i-1)--t(i-2))c=+と等しい、(t(i-1)--t(i))]/2
This method amounts to a continuously sampled, returnable-time system, which is used in some digital telephone networks. Among the advantages are that the order and timing of the messages is unimportant and that reliable delivery is not required. Obviously, the accuracies achievable depend upon the statistical properties of the outbound and inbound net paths. Further analysis and experimental results bearing on this issue can be found in Appendix D.
この方法は絶え間なく抽出されて、返却可能な時のシステムに達します。(それは、いくつかのデジタル電話網に使用されます)。 有利な立場の中に、それはいます。メッセージの注文とタイミングは重要ではありません、そして、その信頼できる配信は必要ではありません。 明らかに、達成可能な精度は外国行きの、そして、本国行きのネットの経路の統計的な特性に依存します。 Appendix Dでこの問題を圧迫するさらなる分析と実験結果は見つけることができます。
The c and d values are then input to the clock filter algorithm to produce the delay estimate (peer.delay) and offset estimate (peer.offset) for the peer involved. If d becomes nonpositive due to low delays, long polling intervals and high drift rates, it should be
そして、cとd値は、同輩のための(peer.offset)がかかわった遅れ見積り(peer.delay)とオフセット見積りを起こすために時計フィルタアルゴリズムに入力されます。 dが低い遅れ、長いポーリングインタバル、および高いドリフト項のため「非-正数」になるなら、それはなるべきです。
Mills [Page 26] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[26ページ]。
considered invalid; however, even under these conditions it may still be useful to update the local clock and reduce the drift rate to the point that d becomes positive again. Specification of the clock filter algorithm is not an integral part of the NTP specification; however, one found to work well in the Internet environment is described in Section 4.
病人は考えました。 しかしながら、これらの条件でそれさえ、地方の時計をアップデートして、dが再び積極的になるというポイントにドリフト項を低下させるためにまだ役に立っているかもしれません。 時計フィルタアルゴリズムの仕様はNTP仕様の不可欠の部分ではありません。 しかしながら、インターネット環境でうまくいくために見つけられたのはセクション4で説明されます。
When a primary clock is connected to the host, it is convenient to incorporate its information into the data base as if the clock were represented by an ordinary peer. The clocks are usually polled once or twice a minute and the returned timecheck used to produce a new update for the logical clock. The update procedure is then called with the following assumed peer variables:
第一の時計がホストに接続されるとき、まるで時計が普通の同輩によって表されるかのように情報をデータベースに組み入れるのは便利です。 通常、時計は一度か1分に二度投票されます、そして、返されたtimecheckは以前はよく論理的な時計のための新しいアップデートを起こしていました。 次に、以下が同輩変数であると思われている状態で、アップデート手順は呼ばれます:
peer.offset <- timecheck - sys.clock
peer.delay <- as determined
peer.dispersion <- 0
peer.leap <- selected by operator, ordinarily 00
peer.stratum <- 0
peer.distance <- 0
peer.refid <- ASCII identifier
peer.reftime <- timecheck
peer.offset<timecheck--peer.reftime<通常、オペレータによって選択された断固としたpeer.dispersion<0peer.leap<00peer.stratum<0peer.distance<0peer.refid<ASCII識別子timecheckとしてのsys.clock peer.delay<。
In this case the peer.delay and peer.refid can be constants reflecting the type and accuracy of the clock. By convention, the value for peer.delay is ten times the expected mean error of the clock, for instance, 10 milliseconds for a WWVB clock and 1000 milliseconds for a less accurate WWV clock, but with a floor of 100 milliseconds. Other peer variables such as the peer timer and reachability register can be used to control the polling interval and to confirm the clock is operating correctly. In this way the clock filter and selection algorithms operate in the usual way and can be used to mitigate the clock itself, should it appear to be operating correctly, yet deliver bogus time.
この場合、peer.delayとpeer.refidは時計のタイプと精度を反映する定数であるかもしれません。 peer.delayのための値がコンベンションによる、時計の予想された平均誤差の10倍である、例えば、しかし、WWVB時計のための10ミリセカンドとそれほど正確でないWWVのための1000ミリセカンドは100ミリセカンドの床で時間を計ります。 ポーリングインタバルを制御して、時計が正しく作動していると確認するのに同輩タイマや可到達性レジスタなどの他の同輩変数を使用できます。 しかし、正しく作動しているように見えるなら、時計フィルタと選択アルゴリズムは不断のとおり作動して、時計自体を緩和するのに使用できるこのように、にせの時間を送ってください。
3.4.3. Update Procedure
3.4.3. アップデート手順
The update procedure is called when a new delay/offset estimate is available. First, the clock selection algorithm determines the best peer on the basis of estimated accuracy and reliability, which may result in a new clock source (sys.peer). If sys.peer points to the peer data structure with the just-updated estimates, the state variables of that peer are used to update the system state variables
新しい遅れ/オフセットの見積りが有効であるときに、アップデート手順は呼ばれます。 まず最初に、時計選択アルゴリズムはおよそ精度と信頼性に基づいて最も良い同輩を決定します。信頼性は新しい時計ソース(sys.peer)をもたらすかもしれません。 sys.peerがまさしくアップデートされた見積りがある同輩データ構造を示すなら、その同輩の州の変数は、システム州の変数をアップデートするのに使用されます。
Mills [Page 27] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[27ページ]。
as follows:
以下の通り:
sys.leap <- peer.leap
sys.stratum <- peer.stratum + 1
sys.distance <- peer.distance + peer.delay
sys.refid <- peer.srcadr
sys.reftime <- peer.rec
sys.leap<peer.leap sys.stratum<peer.stratum+1sys.distance<peer.delay sys.refid<peer.srcadr sys.reftime peer.distance+<peer.rec
Finally, the logical clock procedure is called with peer.offset as argument to update the logical clock (sys.clock) and recompute the estimated drift rate (sys.drift). It may happen that the logical clock may be reset, rather than slewed to its final value. In this case the peer variables of all reachable peers are are updated as follows:
最終的に、論理的な時計手順は議論としてpeer.offsetで呼ばれて、論理的な時計(sys.clock)とおよそドリフト項のrecompute(sys.drift)をアップデートします。 論理的な時計が検査値に酔っているよりむしろリセットであるかもしれないことは起こるかもしれません。 この場合すべての届いている同輩の同輩変数がそうである、以下の通り、アップデートします:
peer.hpoll <- NTP.MINPOLL
peer.disp <- NTP.MAXDISP
peer.filter <- 0 (cleared)
peer.org <- 0
peer.rec <- 0
peer.hpoll<NTP.MINPOLL peer.disp<NTP.MAXDISP peer.filter<0(クリアされる)peer.org<0peer.rec<0
and the clock selection algorithm is called again, which results in a null clock source (sys.peer = 0). A new selection will occur when the filters fill up again and the dispersion settles down.
そして、時計選択アルゴリズムはヌル時計ソース(sys.peer=0)に再びどの結果と呼ばれます。 フィルタが再び上にいっぱいになるとき、新しい選択は起こるでしょう、そして、分散は落ち着きます。
Specification of the clock selection algorithm and logical clock procedure is not an integral part of the NTP specification. A clock selection algorithm found to work well in the Internet environment is described in Section 4, while a logical clock procedure is described in Section 5. The clock selection algorithm described in Section 4 usually picks the server at the highest stratum and minimum delay among all those available, unless that server appears to be a falseticker. The result is that the algorithms all work to build a minimum-weight spanning tree relative to the primary servers and thus a hierarchical master-slave system similar to those used by some digital telephone networks.
時計選択アルゴリズムと論理的な時計手順の仕様はNTP仕様の不可欠の部分ではありません。 インターネット環境でうまくいくために見つけられた時計選択アルゴリズムはセクション4で説明されます、論理的な時計手順がセクション5で説明されますが。 通常、セクション4で説明された時計選択アルゴリズムはすべての利用可能なそれらの中の最も高い層と最小の遅れでサーバを選びます、そのサーバがfalsetickerであるように見えない場合。 結果はアルゴリズムが第一のサーバとその結果、いくつかのデジタル電話網によって使用されたものと同様の階層的なマスター奴隷システムに比例して最小の重さのスパニングツリーを築き上げるためにすべて利くということです。
Mills [Page 28] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[28ページ]。
3.4.4. Initialization Procedures
3.4.4. 初期設定手順
Upon reboot the NTP host initializes all system variables as follows:
リブートのときに、NTPホストは以下のすべてのシステム変数を初期化します:
sys.clock <- best available estimate
sys.leap <- 11 (unsynchronized)
sys.stratum <- 0 (undefined)
sys.precision <- as required
sys.distance <- 0 (undefined)
sys.drift <- as determined
sys.refid <- 0 (undefined)
sys.reftime <- 0 (undefined)
sys.clockのsys.distanceの<の0の(未定義)のsys.drift利用可能な最善がsys.leapの<11(非連動した)sys.stratum<0の(未定義)のsys.precision<であると必要に応じて見積もっている<<断固としたsys.refidの<0(未定義)のsys.reftime<0として(未定義)です。
The logical clock sys.clock is presumably undefined at reboot; however, in some designs such as the Fuzzball an estimate is available from the reboot environment. The sys.precision variable is determined by the intrinsic architecture of the local hardware clock. The sys.drift variable is determined as a side effect of subsequent logical clock updates, from whatever source.
おそらく、論理的な時計sys.clockはリブートで未定義です。 しかしながら、Fuzzballなどのいくつかのデザインでは、見積りはリブート環境から有効です。 sys.precision変数は地方のハードウェア時計の本質的な構造で決定します。 sys.drift変数はいかなるソースからのその後の論理的な時計アップデートの副作用としても決定しています。
Next, an implementation-specific instantiation procedure is called repeatedly to establish the set of client peers or symmetric (active) peers which will actively probe other servers during regular operation. The mode and addresses of these peers is determined using information read during the reboot procedure or as the result of operator commands.
次に、実現特有の具体化手順は、正常な操業の間に活発に他のサーバを調べるクライアント同輩か左右対称(アクティブな)の同輩のセットを証明するために繰り返して呼ばれます。 これらの同輩のモードとアドレスは、リブート手順かオペレータコマンドの結果と読まれた情報を使用することで決定しています。
4. Filtering Algorithms
4. アルゴリズムをフィルターにかけます。
A very important factor affecting the accuracy and reliability of time distribution is the complex of algorithms used to deglitch and smooth the offset estimates and to cast out outlyers due to failure of the primary reference sources or propagation media. The algorithms suggested in this section were developed and refined over several years of operation in the Internet under widely varying net configurations and utilizations. While these algorithms are believed the best available at the present time, they are not an integral part of the NTP specification.
時間分配の精度と信頼性に影響する非常に重要な要素は「反-不調」に使用されるアルゴリズムの複合体です、そして、第一の照合線源か伝播メディアの失敗にoutlyers当然の状態で見積りとキャストへのオフセットを取り除いてください。 このセクションで示されたアルゴリズムは、広くネットの構成と利用を変える下のインターネットでの数年の操作の上で開発されて、洗練されました。 現時点に利用可能であるとこれらのアルゴリズムを信じているのが最も良いのですが、それらはNTP仕様の不可欠の部分ではありません。
There are two algorithms described in the following, the clock filter algorithm, which is used to select the best offset samples from a given clock, and the clock selection algorithm, which is used to select the best clock among a hierarchical set of clocks.
以下で説明された2つのアルゴリズムと時計フィルタアルゴリズムと時計選択アルゴリズムがあります。(それは、与えられた時計からの最も良いオフセットサンプルを選択するのに使用されます)。(それは、階層的なセットの時計の中で最も良い時計を選択するのに使用されます)。
4.1. Clock Filter Algorithm
4.1. 時計フィルタアルゴリズム
The clock filter algorithm is executed upon arrival of each NTP message that results in new delay/offset sample pairs. New sample
時計フィルタアルゴリズムは新しい遅れ/オフセットのサンプル組をもたらすそれぞれのNTPメッセージの到着のときに実行されます。 新規見本
Mills [Page 29] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[29ページ]。
pairs are shifted into the filter register (peer.filter) from the left end, causing first zeros then old sample pairs to shift off the right end. Then those sample pairs in peer.filter with nonzero delay are inserted on a temporary list and sorted in order of increasing delay. The delay estimate (peer.delay) and offset estimate (peer.offset) are chosen as the delay/offset values corresponding to the minimum-delay sample. In case of ties an arbitrary choice is made.
右で移動させる左の終わりからフィルタレジスタ(peer.filter)に移動して、その時最初のゼロを引き起こす老組のサンプル組は終わります。 次に、非零遅れがあるpeer.filterのそれらのサンプル組は、一時的なリストで指し込まれて、遅れを増加させることの順に割り当てられます。 遅れ/オフセットが最小の遅れのサンプルとの対応を評価するとき、遅れ見積り(peer.delay)とオフセット見積り(peer.offset)は選ばれています。 結びつきの場合には、気紛れな選択をします。
The dispersion estimate (peer.dispersion) is then computed as the weighted sum of the offsets in the list. Assume the list has PEER.SHIFT entries, the first m of which contain valid samples in order of increasing delay. If X(i) (0 =< i < PEER.SHIFT) is the offset of the ith sample, then,
そして、分散見積り(peer.dispersion)はリストでのオフセットの荷重している合計として計算されます。 リストにはPEER.SHIFTエントリーがあると仮定してください。遅れを増加させることの順にその最初のmは有効なサンプルを含みます。 X(i)(0=<i<PEER.SHIFT)であるなら、その時、ithのサンプルがオフセットがあります。
d(i) = |X(i) - X(0)| if i < m and |X(i) - X(0)| < 2^15
d(i) = 2^15 - 1 otherwise
d(i)=|X(i)--X(0)| そしてi<mである。|X(i)--X(0)| そうでなければ、<2^15d(i)は2^15--1と等しいです。
peer.dispersion = Sum(d(i)*w^i) ,
(0 =< i < PEER.SHIFT)
peer.dispersionは合計(d(i)*w^i)と等しいです。(0=<i<PEER.SHIFT)
where w < 1 is a weighting factor experimentally adjusted to match typical offset distributions. The peer.dispersion variable is intended for use as a quality indicator, with increasing values associated with decreasing quality. The intent is that samples with a peer.dispersion exceeding a configuration threshold will not be used in subsequent processing. The prototype implementation uses a weighting factor w = 0.5, also called PEER.FILTER, and a threshold PEER.THRESHOLD of 500 ms, which insures that all stages of peer.filter are filled and contain offsets within a few seconds of each other.
w<1が典型的に合うように実験的に調整された重み係数であるところでは、配を相殺してください。 peer.dispersion変数は使用のために減少している品質に関連している価値を増す質のインディケータとして意図します。 意図はpeer.dispersionが構成敷居を超えているサンプルがその後の処理に使用されないということです。 原型実現用途は、また、重み係数w=0.5と、PEER.FILTER、および敷居をpeer.filterのすべての台がいっぱいにされるのを保障する500msのPEER.THRESHOLDと呼んで、互いの数秒以内にオフセットを含みます。
4.2. Clock Selection Algorithm
4.2. 時計選択アルゴリズム
The clock selection algorithm uses the values of peer.delay, peer.offset and peer.dispersion calculated by the clock filter algorithm and is called when these values change or when the reachability status changes. It constructs a list of candidate estimates according to a set of criteria designed to maximize accuracy and reliability, then sorts the list in order of estimated precision. Finally, it repeatedly casts out outlyers on the basis of dispersion until only a single candidate is left.
時計選択アルゴリズムは、時計フィルタアルゴリズムによって計算されたpeer.delay、peer.offset、およびpeer.dispersionの値を使用して、これらの値が変化するか、または可到達性状態が変化するとき、呼ばれます。 それは、精度と信頼性を最大にするように設計された1セットの評価基準に従って候補見積りのリストを構成して、次に、およそ精度の順にリストを分類します。 最終的に、単独の候補しか左にいないまで、それは分散に基づいて繰り返してoutlyersを捨てます。
The selection process operates on each peer in turn and inspects the various data captured from the last received NTP message header, as well as the latest clock filter estimates. It selects only those peers for which the following criteria are satisfied:
選択の過程は、順番に各同輩を手術して、最後の容認されたNTPメッセージヘッダーから得られた様々なデータを点検します、最新の時計フィルタ見積りと同様に。 それは以下の評価基準が満たされているそれらの同輩だけを選びます:
Mills [Page 30] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[30ページ]。
1. The peer must be reachable and operating in client or symmetric
modes.
1. 同輩は、届かなければならなくて、クライアントか左右対称のモードで働いています。
2. The peer logical clock must be synchronized, as indicated by the
Leap Indicator bits being other than 11.
2. 論理的な時計がそうしなければならない同輩が連動して、Leap Indicatorによって示されるように11を除いて、ビットはそうです。
3. If the peer is operating at stratum two or greater, it must not
be synchronized to this host, which means its reference clock
identifier (peer.refid) must not match the Internet address of
this host. This is analogous to the split-horizon rule used in
some variants of the Bellman-Ford routing algorithm.
3. 同輩が層より多くのtwoで働いているなら、このホストにそれを連動させてはいけません。(そのホストは、基準クロック識別子(peer.refid)がこのホストのインターネット・アドレスに合ってはいけないと言っています)。 これはBellman-フォードルーティング・アルゴリズムのいくつかの異形で使用される分裂地平線規則に類似しています。
4. The sum of the peer synchronizing distance (peer.distance) plus
peer.delay must be less than 2^13 (8192) milliseconds. Also, the
peer stratum (peer.stratum) must be less than eight and
peer.dispersion must be less than a configured threshold
PEER.THRESHOLD (currently 500 ms). These range checks were
established through experience with the prototype implementation,
but may be changed in future.
4. 同輩連動距離(peer.distance)とpeer.delayの合計は13(8192)ミリセカンドと同じくらいの2未満^であるに違いありません。 また、1未満が構成された敷居PEER.THRESHOLDであったに違いない(現在の500ms)なら、同輩(peer.stratum)層は、8未満とpeer.dispersionであるに違いありません。 これらの範囲検査を原型実現の経験で設立しましたが、これから、変えるかもしれません。
For each peer which satisfies the above criteria, a sixteen-bit keyword is constructed, with the low-order thirteen bits the sum of peer.distance plus peer.delay and the high-order three bits the peer.stratum reduced by one and truncated to three bits (thus mapping zero to seven). The keyword together with a pointer to the peer data structure are inserted according to increasing keyword values and truncated at a maximum of eight entries. The resulting list represents the order in which peers should be chosen according to the estimated precision of measurement. If no keywords are found, the clock source variable (sys.peer) is set to zero and the algorithm terminates.
上の評価基準を満たす各同輩に関しては、16ビットのキーワードは構成されます、peer.stratumが1つ減少して、3ビットに先端を切らせたpeer.distanceとpeer.delayの合計と高位下位の13ビット3ビットで(その結果、ゼロ〜7を写像します)。 同輩データ構造へのポインタに伴うキーワードは、増加するキーワード値に従って挿入されて、最大8つのエントリーで先端を切られます。 結果として起こるリストは測定のおよそ精度に従って同輩が選ばれるべきであるオーダーを表します。 キーワードが全く見つけられないなら、時計ソース変数(sys.peer)はゼロに設定されます、そして、アルゴリズムは終わります。
The final procedure is designed to detect falsetickers or other conditions which might result in gross errors. Let m be the number of samples remaining in the list. For each i (0 =< i < m) compute the dispersion d(i) of the list relative to i:
最終的な手順は、大過失をもたらすかもしれないfalsetickersか他の状態を検出するように設計されています。 mがリストに残っているサンプルの数であることをさせてください。 各i(0=<i<m)に関しては、iに比例してリストの分散d(i)を計算してください:
d(i) = Sum(|X(j) - X(i)|*w^j) ,
(0 =< j < m)
d(i)は合計(| X(j)--X(i)| *w^j)と等しいです。(0=<j<m)
where w < 1 is a weighting factor experimentally adjusted for the desired characteristic (see below). Then cast out the entry with maximum d(i) or, in case of ties, the maximum i, and repeat the procedure. When only a single entry remains in the list, sys.peer is set as its peer data structure pointer and the peer.hpoll variable in that structure is set to NTP.MINPOLL as required by the logical clock mechanism described in Section 5.
w<1が必要な特性のために実験的に調整された重み係数(以下を見る)であるところ。 次に、最大のd(i)か結びつきの場合の最大iでエントリーを捨ててください、そして、手順を繰り返してください。 単一のエントリーだけがリストに残っているとき、構造が必要に応じてセクション5で説明された論理的な時計メカニズムによってNTP.MINPOLLに設定されるので、sys.peerは同輩データ構造ポインタとpeer.hpoll変数として用意ができています。
Mills [Page 31] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[31ページ]。
This procedure is designed to favor those peers near the head of the list, which are at the highest stratum and lowest delay and presumably can provide the most precise time. With proper selection of weighting factor w, also called PEER.SELECT, entries will be trimmed from the tail of the list, unless a few outlyers disagree significantly with respect to the remaining entries, in which case the outlyers are discarded first.
この手順は、それらの同輩のリスト、どれが最も高い層にあるか、そして、および最も低い遅れのヘッドを支持するように設計されていて、おそらく、最も多くの正確な時間、提供されることができます。 要素wに重みを加えている、また、呼ばれたPEER.SELECTの適切な選択で、いくつかのoutlyersが残っているエントリーに関してかなり意見を異にしないと、エントリーはリストのテールから整えられるでしょう、その場合、outlyersが最初に、捨てられます。
In order to see how this procedure works to select outlyers, consider the case of three entries and assume that one or more of the offsets are clustered about zero and others are clustered about one. For w = 0.75 as used in the prototype implementations and multiplying by 16 for convenience, the first entry has weight w^0 = 16, the second w^1 = 12 and the third w^2 = 9. Table X shows for all combinations of peer offsets the calculated dispersion about each of the three entries, along with the results of the procedure.
この手順がoutlyersを選択するためにどう利くかを見るには、3つのエントリーに関するケースを考えてください、そして、オフセットの1つか以上がゼロに関して群生していて、他のものが1時頃に群生していると仮定してください。 原型実現に使用されて、便宜のために16で増えるとしてのw=0.75に関しては、初記入には、重さのw^0 = 16、2番目のw^1 = 12、および3番目のw^2 = 9があります。 テーブルXは同輩オフセットのすべての組み合わせのためにおよそそれぞれ3つのエントリーの計算された分散を示しています、手順の結果と共に。
Peer 0 1 2 Dispersion Cast Result
Weight 16 12 9 0 1 2 Out
------------------------------------------------------
0 0 0 0 0 0 2 0 0
0 0 1 9 9 28 2 0 0
0 1 0 12 25 12 1 0 0
0 1 1 21 16 16 0 1 1
1 0 0 21 16 16 0 0 0
1 0 1 12 25 12 1 1 1
1 1 0 9 9 28 2 1 1
1 1 1 0 0 0 2 1 1
同輩0 1 2ディアスポラは結果の重さ16 12の9 0 1 2を捨てました。------------------------------------------------------ 0 0 0 0 0 0 2 0 0 0 0 1 9 9 28 2 0 0 0 1 0 12 25 12 1 0 0 0 1 1 21 16 16 0 1 1 1 0 0 21 16 16 0 0 0 1 0 1 12 25 12 1 1 1 1 1 0 9 9 28 2 1 1 1 1 1 0 0 0 2 1 1
Table 4.1. Outlyer Selection Procedure
4.1を見送ってください。 Outlyer選択手順
In the four cases where peer 0 and peer 1 disagree, the outcome is determined by peer 2. Similar outcomes occur in the case of four peers. While these outcomes depend on judicious choice of w, the behavior of the algorithm is substantially the same for values of w between 0.5 and 1.0.
同輩0と同輩1が意見を異にする4つの場合では、結果は同輩2によって決定されます。 同様の結果は4人の同輩の場合で起こります。 これらの結果はwの賢明な選択によりますが、wの値には、アルゴリズムの振舞いは実質的に0.5〜1.0に同じです。
4.3. Variable-Rate Polling
4.3. 変動金利世論調査
As NTP service matures in the Internet, the resulting network traffic can become burdensome, especially in the primary service net. In this expectation, it is useful to explore variable-rate polling, in which the intervals between NTP messages can be adjusted to fit prevailing network conditions of delay dispersion and loss rate. The prototype NTP implementation uses this technique to reduce the network overheads to one-sixteenth the maximum rate, depending on observed dispersion and loss.
NTPサービスがインターネットで熟すのに従って、結果として起こるネットワークトラフィックは特に一次業務ネットで重荷になるようになることができます。 この期待では、変動金利世論調査について調査するのは役に立ちます。(そこでは、分散と損失が評定する遅れの行き渡っているネットワーク状態に合うようにNTPメッセージの間隔を調整できます)。 原型NTP実現はネットワークオーバーヘッドを最高率の1/16に下げるのにこのテクニックを使用します、観測された分散と損失によって。
Mills [Page 32] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[32ページ]。
The prototype implementation adjusts the polling interval peer.hpoll in response to the reachability register (peer.reach) variable along with the dispersion (peer.dispersion) variable. So long as the clock source variable (sys.peer) does not point to the peer data structure, peer.reach is nonzero (reachable) and peer.dispersion is less than the PEER.THRESHOLD parameter, the value of peer.hpoll is increased by one for each call on the update procedure, subject to a maximum of NTP.MAXPOLL. Following the timeout procedure, if peer.reach indicates messages have not been received for the preceding two polling intervals (low-order two bits are zero), the value of peer.hpoll is decreased by one, subject to a minimum of NTP.MINPOLL. If peer.reach becomes zero (unreachable), the value of peer.hpoll is set to NTP.MINPOLL.
原型実現は分散(peer.dispersion)変数に伴う可到達性レジスタ(peer.reach)変数に対応してポーリングインタバルpeer.hpollを調整します。 時計ソース変数(sys.peer)が同輩データ構造を示さないで、peer.reachが非零(届いている)であり、peer.dispersionがPEER.THRESHOLDパラメタ以下である限り、peer.hpollの値は最大NTP.MAXPOLLを条件としたアップデート手順における各呼び出しあたり1つ増加します。 peer.reachが、メッセージが前の2つのポーリングインタバルのために受け取られていないのを(下位の2ビットはゼロです)示すならタイムアウト手順に従って、peer.hpollの値は最小NTP.MINPOLLを条件とした1つ減少します。 peer.reachがゼロ(手の届かない)になるなら、peer.hpollの値はNTP.MINPOLLに設定されます。
The result of the above mechanism is that the polling intervals for peers not selected for synchronization and in symmetric mode creep upwards once the filter register (peer.filter) has filled and the peer.dispersion has settled down, but decrease again in case peer.dispersion increases or the loss rate increases or the peer becomes unreachable.
上のメカニズムの結果はいったんフィルタレジスタ(peer.filter)がいっぱいになって、peer.dispersionが落ち着くと同期と左右対称のモードで選ばれなかった同輩のためのポーリングインタバルが上向きに這いますが、peer.dispersionが増加するといけないのでもう一度減少するか、損失率が増加する、同輩が手が届かなくなるということです。
5. Logical Clocks
5. 論理的な時計
In order to implement a logical clock, the host must be equipped with a hardware clock consisting of an oscillator and interface and capable of the required precision and stability. The logical clock is adjusted by means of periodic offset corrections computed by NTP or some other time-synchronization protocol such as Hellospeak [15] or the Unix 4.3bsd TSP [20]. Following is a description of the Fuzzball logical clock, which includes provisions for precise time and frequency adjustment and can maintain time to within a millisecond and frequency to within a day per millisecond.
論理的な時計を実行するために、ホストは、振動子とインタフェースから成るハードウェア時計を備えていて必要な精度と安定性ができなければなりません。 論理的な時計はNTPによって計算された周期的なオフセット修正かHellospeak[15]かUnix 4.3bsd TSPなどのある他の時間同期化プロトコル[20]によって調整されます。 以下に、1ミリセカンドあたり1日までのFuzzballの論理的な時計、どれが正確な時間と頻度調整のために条項を含めて、1ミリセカンドに時間を維持できるか、そして、および頻度の記述があります。
The logical clock is implemented using a 48-bit Clock Register, which increments at 1000-Hz (at the decimal point), a 32-bit Clock-Adjust Register, which is used to slew the Clock Register in response to offset corrections, and a Drift-Compensation Register, which is used to trim the oscillator frequency. In some interface designs such as the DEC KWV11, an additional hardware register, the Counter Register, is used as an auxiliary counter. The configuration and decimal point of these registers are shown in Figure 5.1.
論理的な時計は、1000Hz(小数点における)、32ビットのClock適応しているRegister(どっさりまで使用される)で48ビットのClock Register、どの増分を使用するかで実行されます。オフセット修正に対応したClock Register、およびDrift-補償Register(振動子頻度を削減するのに使用されるもの)。 DEC KWV11などのいくつかのインタフェースデザインでは、追加ハードウェアレジスタ(Counter Register)は補助のカウンタとして使用されます。 これらのレジスタの構成と小数点は図5.1に示されます。
Mills [Page 33] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[33ページ]。
Clock Register
時計レジスタ
0 16 32
+---------------+---------------+---------------+
| | | |
+---------------+---------------+---------------+
A
decimal point
0 16 32 +---------------+---------------+---------------+ | | | | +---------------+---------------+---------------+ 小数点
Clock-Adjust Register
レジスタを時計で調整してください。
0 16
+---------------+---------------+
| | |
+---------------+---------------+
A
decimal point
0 16 +---------------+---------------+ | | | +---------------+---------------+ 小数点
Drift-Compensation Register
ドリフト補償レジスタ
0 16
+---------------+
| |
+---------------+
A
decimal point
0 16 +---------------+ | | +---------------+ 小数点
Counter Register
カウンタレジスタ
0 16
+---------------+
| |
+---------------+
A
decimal point
0 16 +---------------+ | | +---------------+ 小数点
Figure 5.1. Clock Registers
図5.1。 時計レジスタ
The Clock Register, Clock-Adjust Register and Drift-Compensation Register are implemented in memory. In typical clock interface designs such as the DEC KWV11, the Counter Register is implemented as a buffered counter driven by a crystal oscillator. A counter overflow is signalled by an interrupt, which results in an increment of the Clock Register at bit 15 and the propagation of carries as required. The time of day is determined by reading the Counter Register, which does not disturb the counting process, and adding its value to that of the Clock Register with decimal points aligned.
Clock Register、Clock適応しているRegister、およびDrift-補償Registerはメモリで実行されます。 DEC KWV11などの典型的な時計インタフェースデザインでは、Counter Registerは水晶発振器によって運転されたバッファリングされたカウンタとして実行されます。 中断でカウンタオーバーフローは合図されます。(それは、必要に応じてビット15のClock Registerの増分と桁上げの伝播をもたらします)。 時刻は、計数過程を擾乱しないCounter Registerを読むことによって断固としていて小数点が並べられている状態で、Clock Registerのものに価値を高めます。
Mills [Page 34] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[34ページ]。
In other interface designs such as the LSI-11 event-line mechanism, each tick of the clock is signalled by an interrupt at intervals of 16-2/3 or 20 ms, depending on interface and mains frequency. When this occurs the appropriate increment in milliseconds, expressed to 32 bits in precision, is added to the Clock Register with decimal points aligned.
LSI-11イベント線メカニズムなどの他のインタフェースデザインでは、16-2/3か20msごとに中断で時計の各カチカチする音に合図します、インタフェースとメイン頻度によって。 これが起こるとき、小数点が並べられている状態で、精度における32ビットに言い表されたミリセカンドで表現される適切な増分はClock Registerに加えられます。
5.1. Uniform Phase Adjustments
5.1. 均一相調整
Left uncorrected, the logical clock runs at the rate of its intrinsic oscillator. A correction is introduced as a signed 32-bit integer in milliseconds, which is added to the Drift-Compensation Register and also replaces bits 0-15 of the Clock-Adjust Register, with bits 16-31 set to zero. At adjustment intervals of CLOCK.ADJ a correction consisting of two components is computed. The first (phase) component consists of the Clock-Adjust Register shifted right CLOCK.PHASE bits, which is then subtracted from the Clock-Adjust Register. The second (frequency) component consists of the Drift- Compensation Register shifted right CLOCK.FREQ bits. The sum of the phase and frequency components is the correction, which is then added to the Clock Register. Operation continues in this way until a new correction is introduced.
非修正のままにされて、論理的な時計は本質的な振動子のレートで動きます。 サインされた32ビットの整数としてミリセカンドで修正を導入します、ゼロに設定されたビット16-31で。(そのミリセカンドは、Drift-補償Registerに加えられて、また、Clock適応しているRegisterのビット0-15を置き換えます)。 CLOCK.ADJの調整間隔を置いて、2つのコンポーネントから成る修正は計算されます。 最初(フェーズ)のコンポーネントは移動するClock適応しているRegisterから成ります。右のCLOCK.PHASEビット(次にClock適応しているRegisterから引き算されるもの)。 コンポーネントがDrift補償から成る秒(頻度)に、Registerは右のCLOCK.FREQビットを移動させました。 フェーズと頻度成分の合計は修正です。(次に、その修正はClock Registerに加えられます)。 操作は新しい修正を導入するまでこのように続きます。
Care is required in the implementation to insure monotonicity of the Clock Register and to preserve the highest precision while minimizing the propagation of roundoff errors. This can be done by buffering the corrections and adding them to the increment at the time the Clock Register is next updated. Monotonicity is insured with the parameters shown in Table 5.1, as long as the increment is at least 2 ms. This table shows the above parameters and others discussed below for both a crystal-stabilized oscillator and a mains-frequency oscillator.
注意が、Clock Registerの単調を保障して、ロンダード誤りの伝播を最小にしている間、最も高い精度を保存するのに実現で必要です。 Clock Registerがアップデートしていた状態で次であるときに、修正をバッファリングして、増分にそれらを加えることによって、これができます。 単調はTable5.1に示されるパラメタで保障されます、増分が上記のパラメタと他のものが水晶で安定した振動子とメイン頻度振動子の両方のために以下で議論した少なくとも2回の原稿Thisテーブルショーである限り。
Parameter Name Crystal Mains
-------------------------------------------------------------------
Update Interval CLOCK.ADJ 4 sec 1 sec
Phase Shift CLOCK.PHASE -8 -9
Frequency Shift CLOCK.FREQ -16 -16
Maximum Aperture CLOCK.MAX +-128 ms +-256 ms
Shift Register Size PEER.SHIFT 8 4
Host Poll Interval peer.hpoll NTP.MINPOLL NTP.MINPOLL
(64 sec) (64 sec)
パラメタ名前水晶メイン------------------------------------------------------------------- 4秒1秒のアップデートInterval CLOCK.ADJ Phase Shift CLOCK.PHASE-8 -9Frequency Shift CLOCK.FREQ-16 -16Maximum Aperture CLOCK.MAX+-128ms+-256ms Shift Register Size PEER.SHIFT8 4Host Poll Interval peer.hpoll NTP.MINPOLL NTP.MINPOLL(64秒)(64秒)
Table 5.1. Clock Parameters
5.1を見送ってください。 時計パラメタ
The above design constitutes a second-order phase-lock loop which adjusts the logical clock phase and frequency to compensate for the intrinsic oscillator jitter, wander and drift. Simulation of a loop
上のデザインは論理的な時計フェーズを調整する2番目のオーダーフェーズ・ロック輪と本質的な振動子ジターを補って、歩き回って、漂流する頻度を構成します。 輪のシミュレーション
Mills [Page 35] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[35ページ]。
with parameters chosen from Table 5.1 for a crystal-stabilized oscillator and the clock filter described in Section 4 results in the following transient response: For a phase correction of 100 ms the loop reaches zero error in 34 minutes, overshoots 7 ms in 76 minutes and settles to less than 1 ms in about four hours. The maximum frequency error is about 6 ppm at 40 minutes and returns to less than 1 ppm in about eight hours. For a frequency correction of 10 ppm the loop settles to within 1 ppm in about nine hours and to within 0.1 ppm in about a day. These characteristics are appropriate for typical computing equipment using board-mounted crystals without oven temperature control.
パラメタが水晶で安定した振動子と時計のためのTable5.1から選ばれている状態で、セクション4で説明されたフィルタは以下の過渡応答をもたらします: 100msのフェーズ修正のために、輪は、34分後に誤りに全く達しないで、76分後に7msを飛び越えさせて、およそ4時間後に1msに落ちます。 最大の頻度誤りは、40分のおよそ6ppmであり、およそ8時間で1ppm未満に戻ります。 10ppmの頻度修正のために、輪におよそ9時間で1ppm以内とおよそ1日で0.1ppm以内まで決着をつけます。 典型的な計算装置に、これらの特性はオーブン温度制御装置なしで委員会によって取り付けられた結晶を使用するのにおいて適切です。
In those cases where mains-frequency oscillators must be used, the loop parameters must be adapted for the relatively high jitter and wander characteristics of the national power grid, in which diurnal peak-to-peak phase excursions can exceed four seconds. Simulation of a loop with parameters chosen from Table 5.1 for a mains-frequency oscillator and the clock filter described in Section 4 results in a transient response similar to the crystal-stabilized case, but with time constants only one-fourth those in that case. When presented with actual phase-offset data for typical Summer days when the jitter and wander are the largest, the loop errors are in the order of a few tens of milliseconds, but not greater than 150 ms.
メイン頻度振動子を使用しなければならないそれらの場合では、輪のパラメタは、比較的高いジターのために適合させられて、国力格子の特性を歩き回らなければなりません。(そこでは、昼間のピークツーピーク位相偏差が4秒を超えることができます)。 パラメタがメイン頻度振動子のためのTable5.1から選ばれていて、時計フィルタが水晶で安定したケースと同様の過渡応答にもかかわらず、時定数でセクション4結果で1/4だけに説明されている状態で、aのシミュレーションはその場合それらを輪にします。 いつ、ジターであることの典型的なSummer日の間の実際のフェーズオフセットデータで提示して、歩き回るか、最も大きい、輪の誤りがいくつかの注文に何十ミリセカンドもと同じくらいありますが、150原稿ほどすばらしくないということです。
The above simulations assume the clock filter algorithm operates to select the oldest sample in the shift register at each step; that is, the filter operates as a delay line with delay equal to the polling interval times the number of stages. This is a worst-case scenario, since the larger the overall delay the harder it is to maintain low loop errors together with good transient response. The parameters in Table 5.1 were experimentally determined with this scenario and the constraint that the polling interval could not be reduced below 64 seconds. With these parameters it is not possible to increase the polling interval above 64 seconds without significant increase in loop error or degradation of transient response. Thus, when a clock is selected according to the algorithms of Section 4, the polling interval peer.hpoll is always set at NTP.MINPOLL.
上のシミュレーションは、時計フィルタアルゴリズムが各ステップのシフトレジスタで最も古いサンプルを選択するために作動すると仮定します。 遅れがある遅延線がポーリングインタバル回とステージの数と等しいときに、すなわち、フィルタは作動します。 これは最悪の事態のシナリオです、総合的な遅れが大きければ大きいほど、良い過渡応答と共に低い輪の誤りをより維持しにくいので。 Table5.1のパラメタはこのシナリオとポーリングインタバルが減少できなかったという64秒未満の規制で実験的に決定しました。 これらのパラメタでは、過渡応答の輪の誤りか退行のかなりの増加なしでポーリングインタバルを64秒より上まで増加させるのは可能ではありません。 セクション4のアルゴリズムによると、時計が選択されるとき、したがって、ポーリングインタバルpeer.hpollはNTP.MINPOLLでいつも用意ができています。
5.2. Nonuniform Phase Adjustments
5.2. 不均等な相調整
When the magnitude of a correction exceeds a maximum aperture CLOCK.MAX, the possibility exists that the clock is so far out of synchronization with the reference source that the best action is an immediate and wholesale replacement of Clock Register contents, rather than a graduated slewing as described above. In practice the necessity to do this is rare and occurs when the local host or reference source is rebooted, for example. This is fortunate, since step changes in the clock can result in the clock apparently running
修正の大きさが最大口径CLOCK.MAXを超えているとき、時計が照合線源との同期からとても遠いので最も良い動作が上で説明されるように目盛りの付いた旋回よりむしろClock Registerコンテンツの即座の、そして、大量の交換である可能性は存在しています。 実際には、例えば、ローカル・ホストか照合線源がリブートされるとき、これをする必要性は、まれであり、起こります。 階段状変化が明らかに走りながら時計で時計をもたらすことができるので、これは幸いです。
Mills [Page 36] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[36ページ]。
backward, as well as incorrect delay and offset measurements of the synchronization mechanism itself.
不正確と同様に後方に、同期メカニズム自体の測定値を遅らせて、相殺してください。
Considerable experience with the Internet environment suggests the values of CLOCK.MAX tabulated in Table 5.1 as appropriate. In practice, these values are exceeded with a single time-server source only under conditions of the most extreme congestion or when multiple failures of nodes or links have occured. The most common case when the maximum is exceeded is when the time-server source is changed and the time indicated by the new and old sources exceeds the maximum due to systematic errors in the primary reference source or large differences in the synchronizing path delays.
インターネット環境の豊富な経験はTable5.1に適宜表にされたCLOCK.MAXの値を示します。 実際には、これらの値は最も極端な混雑かそれともノードかリンクの複数の失敗がいつoccuredされたかに関する状態だけの下の単独の日和見主義者ソースと共に超えられています。 最大が超えられているとき、最も一般的なケースは日和見主義者ソースが変えられる時です、そして、新しくて年取った情報筋によって示された時間は第一の照合線源の系統誤差か連動している経路遅れにおける大きな違いのため最大を超えています。
5.3. Maintaining Date and Time
5.3. 日時を維持します。
Conversion from NTP format to the common date and time formats used by application programs is simplified if the internal local-clock format uses separate date and time registers. The time register is designed to roll over at 24 hours, give or take a leap second as determined by the Leap Indicator bits, with its overflows (underflows) incrementing (decrementing) the date register. The date and time registers then indicate the number of days and seconds since some previous reference time, but uncorrected for leap seconds.
内部の地方の時計形式が別々の日時のレジスタを使用するなら、NTP形式から一般的なアプリケーション・プログラムによって使用される日時の形式までの変換は簡易型です。 計時機構は24時間にひっくり返るように設計されています、およそLeap Indicatorビットで決定する閏秒、オーバーフロー(アンダーフロー)が日付のレジスタを増加していて(減少します)。 そして、日付と計時機構は時間の、しかし、飛躍秒の間の非修正の前の何らかの参照以来の何日もの秒の数を示します。
On the day prior to the insertion of a leap second the Leap Indicator bits are set at the primary servers, presumably by manual means. Subsequently, these bits show up at the local host and are passed to the logical clock procedure. This causes the modulus of the time register, which is the length of the current day, to be increased or decreased by one second as appropriate. On the day following insertion the bits are turned off at the primary servers. While it is possible to turn the bits off automatically, the procedure suggested here insures that all clocks have rolled over and will not be reset incorrectly to the previous day as the result of possible corrections near the instant of rollover.
閏秒の挿入の前の日に、Leap Indicatorビットは第一のサーバで設定されます、おそらく手動の手段で。 次に、これらのビットは、ローカル・ホストに現れて、論理的な時計手順に渡されます。 これは計時機構の係数を引き起こします。(計時機構は、適宜1秒増加するか、または減少するためには現在の日の長さです)。 挿入に続く日に、ビットは第一のサーバでオフにされます。 自動的にビットをオフにするのが可能ですが、ここに示された手順は、すべての時計がひっくり返って、ロールオーバーの瞬間頃に可能な修正の結果として前の日まで不当にリセットされるというわけではないのを保障します。
5.4. Estimating Errors
5.4. 誤りを見積もっています。
After an NTP message is received and until the next one is received, the accuracy of the local clock can be expected to degrade somewhat. The magnitude of this degradation depends on the error at the last update time together with the drift of the local oscillator with respect to time. It is possible to estimate both the error and drift rate from data collected during regular operation. These data can be used to determine the rate at which NTP neighbors should exchange NTP messages and thus control net overheads.
NTPメッセージが受信されていて、後次のものが受け取られているまで、地方の時計の精度がいくらか退行すると予想できます。 この退行の大きさはアップデート時に局部発振器のドリフトと共に時間に関して誤りに依存します。 正常な操業の間に集められたデータから両方が誤りとドリフト項であると見積もっているのは可能です。 NTP隣人がNTPメッセージを交換して、その結果正味のオーバーヘッドを制御するべきである速度を測定するのにこれらのデータを使用できます。
NTP messages include the local-clock precision of the sender, as well
また、NTPメッセージは送付者の地方の時計精度を含んでいます。
Mills [Page 37] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[37ページ]。
as the reference time, estimated drift and a quantity called the synchronizing distance. The precision of the local clock, together with its peer clocks, establishes the short-term jitter characteristics of the offset estimates. The reference time and estimated drift of the sender provide an error estimate at the time the latest update was received. The synchronizing distance provides an estimate of error relative to the primary reference source and is used by the filtering algorithms to improve the quality and reliability of the offset estimates.
参照時間として、およそドリフトと量は連動距離を呼びました。 地方の時計の精度は同輩時計と共にオフセット見積りの短期的なジターの特性を確立します。 最新のアップデートを受けたとき、送付者の参照時間とおよそドリフトは誤り見積りを提供します。 連動距離は、第一の照合線源に比例して誤りの見積りを提供して、オフセット見積りの品質と信頼性を改良するのにフィルタリングアルゴリズムで使用されます。
Estimates of error and drift rate are not essential for the correct functioning of the clock algorithms, but do improve the accuracy and adjustment with respect to net overheads. The estimated error allows the recipient to compute the rate at which independent samples are required in order to maintain a specified estimated error. The estimated drift rate allows the recipient to estimate the optimum polling interval.
時計アルゴリズムの正しい機能には、誤りとドリフト項の見積りは不可欠ではありませんが、正味のオーバーヘッドに関して精度と調整を改良してください。 およそ誤りで、受取人は独立しているサンプルが指定されたおよそ誤りを維持するのに必要であるレートを計算できます。 およそドリフト項で、受取人は最適なポーリングインタバルを見積もることができます。
It is possible to compute the estimated drift rate of the local clock to a high degree of precision by simply adding the n offsets received during an interval T to an accumulator. If X1 and X2 are the values of the accumulator at the beginning and end of T, then the estimated drift rate r is:
nオフセットが間隔Tの間アキュムレータに受信されたと単に言い足すことによって地方の時計対高度の精度のおよそドリフト項を計算するのは可能です。 X1とX2がTの首尾におけるアキュムレータの値であるなら、およそドリフト項rは以下の通りです。
X2 - X1 n
r = ------- --- .
n T
X2--X1n r=------- --- . n T
The intrinsic (uncorrected) drift rate of typical crystal oscillators under room-temperature conditions is in the order of from a few parts per million (ppm) to as much as 100 ppm, or up to a few seconds per day. For most purposes the drift of a particular crystal oscillator is constant to within perhaps one ppm. Assuming T can be estimated to within 100 ms, for example, it would take about a day of accumulation to estimate r to an uncertainty in the order of one ppm.
状態がオーダーにいくつかの100万(ppm)あたりの部品から最大100ppmまで1日あたりの数秒まである室温の下における典型的な水晶発振器の本質的な(非修正の)ドリフト項。 ほとんどの目的のために、特定の水晶発振器のドリフトは恐らく1ppmに一定です。 100msにTを仮定するのを見積もることができます、例えば、1ppmの注文における不確実性にrを見積もるのにおよそ1日の蓄積を要するでしょう。
Some idea of the estimated error of the local clock can be derived from the variance of the offsets about the mean per unit time. This can be computed by adding the n offset squares received during T to an accumulator. If Y1 and Y2 are the values of the accumulator at the beginning and end of T, then the estimated error s is:
ユニット時間あたりの平均に関してオフセットの変化から地方の時計のおよそ誤りの何らかの考えを得ることができます。 nがTの間にアキュムレータに受け取られた正方形を相殺すると言い足すことによって、これを計算できます。 Y1とY2がTの首尾におけるアキュムレータの値であるなら、およそ誤りsは以下の通りです。
Y2 - Y1 (X2 - X1)^2 n
s = ( ------- - ----------- ) --- .
n n * n T
Y2--、^2Y1(X2--X1)nが等しい、(-、-、-、-、-、--、--、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、)--- . n n*n T
The quantities r and s have direct utility to the peer as noted above. However, they also have indirect utility to the recipient of
量rとsは上で述べたように同輩に直接効用を持っています。 しかしながら、また、彼らは間接的なユーティリティを受取人に持っています。
Mills [Page 38] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[38ページ]。
an NTP message sent by that peer, since they can be used as weights in such algorithms as described in [22], as well as to improve the estimates during periods when offsets are not available. It is most useful if the latest estimate of these quantities are available in each NTP message sent; however, considerable latitude remains in the details of computation and storage.
重りとしてまた、[22]で説明されるようなアルゴリズムでそれらをオフセットが利用可能でない期間、見積りを改良するほど使用できるのでその同輩によって送られたNTPメッセージ。 これらの量の最新の見積りがNTPメッセージが送ったそれぞれで有効であるなら、最も役に立ちます。 しかしながら、かなりの緯度が計算と格納の詳細に残っています。
The above formulae for r and s imply equal weighting for offsets received throughout the accumulation interval T. One way to do this is using a software shift register implemented as a circular buffer. A single pointer points to the active entry in the buffer and advances around one entry as each new offset is stored. There are two accumulators, one for the offset and the other for its squares. When a new offset arrives, a quantity equal to the new offset minus the old (active) entry is added to the first accumulator and the square of this quantity is added to the second. Finally, the offset is stored in the circular buffer.
rとsのための上の公式は、これをする蓄積間隔T.One方法中で受けられたオフセットのための等しい重さが円形のバッファとして実行されたソフトウェアシフトレジスタを使用することであることを含意します。 単一のポインタは、バッファにおける活発なエントリーを示して、それぞれの新しいオフセットが格納されるのに応じて、およそ1つのエントリーを進めます。 2個のアキュムレータ、オフセットのための1つと正方形のためのもう片方があります。 新しいオフセットが到着するとき、古い(アクティブな)エントリーを引いて新しいオフセットと等しい量は最初のアキュムレータに加えられます、そして、この量の二乗は2番目に加えられます。 最終的に、オフセットは円形のバッファに格納されます。
The size of the circular buffer depends on the accumulation interval T and the rate offsets are produced. In many reachability and routing algorithms, such as GGP, EGP and local-net control algorithms, peers exchange messages on the order of once or twice a minute. If NTP peers exchanged messages at a rate of one per minute and if T were one day, the circular buffer would have to be 1440 words long; however, a less costly design might aggregate the data in something like half-hour segments, which would reduce the length of the buffer to 48 words while not significantly affecting the quality of the data.
円形のバッファのサイズを蓄積間隔Tに依存します、そして、レートオフセットは起こされます。 GGPや、EGPや地方にネットのコントロールアルゴリズムなどの多くの可到達性とルーティングアルゴリズムで、同輩はメッセージを一度の注文か1分に二度交換します。 NTP同輩が分、Tが1日であるなら1のレートでメッセージを交換するなら、長い間、円形のバッファは1440の単語でなければならないでしょうに。 しかしながら、それほど高価でないデザインは30分のセグメントのように何かでデータに集められるかもしれません。(データの品質にかなり影響していない間、セグメントはバッファの長さを48の単語まで減少させるでしょう)。
Mills [Page 39] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[39ページ]。
6. References
6. 参照
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10. ディフェンス先端研究は政府機関、「インターネットプロトコル」、RFC-791、科学が1981年9月に設けるUSC/情報を映し出します。
11. Defense Advanced Research Projects Agency, "Internet Control
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September 1981.
11. ディフェンスは研究計画政府機関、「インターネット・コントロール・メッセージ・プロトコル」、USC/情報科学が1981年9月に設けるRFC-792を進めました。
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12. ポステル(J.、「昼間のプロトコル」、RFC-867、科学が設けるUSC/情報)は1983がそうするかもしれません。
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13. ポステル(J.、「時間プロトコル」、RFC-868、科学が設けるUSC/情報)は1983がそうするかもしれません。
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プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[40ページ]。
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Mills [Page 41] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[41ページ]。
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29. Bertsekas, D., and R. Gallager, "Data Networks", Prentice-Hall,
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29. Bertsekas、D.、およびR.Gallager、「データ網」、新米のホール、イングルウッドがけ、ニュージャージー、1987。
30. Srikanth, T., and S. Toueg. "Optimal Clock Synchronization", JACM
34, No. 3, pgs. 626-645, July 1987.
30. Srikanth、T.、およびS.Toueg「最適の時計同期」、JACM34、No.3、pgs。 626-645と、1987年7月。
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Mills [Page 42] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[42ページ]。
Appendix A. UDP Header Format
付録A.UDPヘッダー形式
An NTP packet consists of the UDP header followed by the NTP data portion. The format of the UDP header and the interpretation of its fields are described in [6] and are not part of the NTP specification. They are shown below for completeness.
NTPパケットはNTPデータ部があとに続いたUDPヘッダーから成ります。 UDPヘッダーの形式と分野の解釈は、[6]で説明されて、NTP仕様の一部ではありません。 それらは完全性のために以下で見せられます。
0 1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Source Port | Destination Port |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Length | Checksum |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
0 1 2 3 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | ソースポート| 仕向港| +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | 長さ| チェックサム| +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Source Port
ソースポート
UDP source port number. In the case of a client request this
field is assigned by the client host, while for a server reply
it is copied from the Destination Port field of the client
request. In the case of symmetric mode, both the Source Port
and Destination Port fields are assigned the NTP service-port
number 123.
UDPソースポート番号。 クライアントの場合では、この分野がクライアントホストによって割り当てられるよう要求してください、それはクライアント要求のDestination Port分野からサーバ回答においてコピーされますが。 左右対称のモードの場合では、NTPサービスポートナンバー123はSource PortとDestination Port分野の両方に割り当てられます。
Destination Port
仕向港
UDP destination port number. In the case of a client request
this field is assigned the NTP service-port number 123, while
for a server reply it is copied from the Source Port field of
the client request. In the case of symmetric mode, both the
Source Port and Destination Port fields are assigned the NTP
service-port number 123.
UDP目的地ポートナンバー。 クライアントの場合では、NTPサービスポートナンバー123がこの分野に割り当てられるよう要求してください、それはクライアント要求のSource Port分野からサーバ回答においてコピーされますが。 左右対称のモードの場合では、NTPサービスポートナンバー123はSource PortとDestination Port分野の両方に割り当てられます。
Length
長さ
Length of the request or reply, including UDP header, in
octets
八重奏にUDPヘッダーを含む要求か回答の長さ
Checksum
チェックサム
Standard UDP checksum
標準のUDPチェックサム
Mills [Page 43] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[43ページ]。
Appendix B. NTP Data Format - Version 1
付録B.NTPデータの形式--バージョン1
The format of the NTP data portion, which immediately follows the UDP header, is shown below along with a description of its fields.
NTPデータ部の書式は分野の記述と共に以下に示されます。(データ部はすぐに、UDPヘッダーに続きます)。
0 1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
|LI | VN |0 0 0| Stratum | Poll | Precision |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Synchronizing Distance |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Estimated Drift Rate |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Reference Clock Identifier |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
| Reference Timestamp (64 bits) |
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
| Originate Timestamp (64 bits) |
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
| Receive Timestamp (64 bits) |
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
| Transmit Timestamp (64 bits) |
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
0 1 2 3 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ |李| VN|0 0 0| 層| 投票| 精度| +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | 距離を同期させます。| +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | ドリフト項であると見積もられています。| +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | 基準クロック識別子| +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | | | 参照Timestamp(64ビット)| | | +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | | | Timestamp(64ビット)を溯源してください。| | | +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | | | Timestamp(64ビット)を受けてください。| | | +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+ | | | Timestamp(64ビット)を伝えてください。| | | +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Leap Indicator (LI)
インディケータを跳ねさせてください。(李)
Two-bit code warning of impending leap-second to be inserted
at the end of the last day of the current month. Bits are
coded as follows:
閏秒を迫らせるのが現在の月の最後の日の終わりに挿入されるという安っぽいコード警告。 ビットは以下の通りコード化されます:
00 no warning
01 +1 second (following minute has 61 seconds)
10 -1 second (following minute has 59 seconds)
11 alarm condition (clock not synchronized)
00 警告していない01+1第2(次の分には、61秒があります)10 -1 2(次の分には、59秒がある)番目の11アラーム状態(連動しない時計)
Mills [Page 44] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[44ページ]。
Version Number (VN)
バージョン番号(vn)
Three-bit code indicating the version number, currently one
(1).
バージョン番号を示す3ビットのコード、現在の1つ(1)。
Reserved
予約されます。
Three-bit field consisting of all zeros and reserved for
future use.
今後の使用のためにすべてのゼロから成って、予約された3ビットの分野。
Stratum
層
Integer identifying stratum level of local clock. Values are
defined as follows:
地方の時計の層のレベルを特定する整数。 値は以下の通り定義されます:
0 unspecified
1 primary reference (e.g., radio clock)
2...n secondary reference (via NTP)
0 1つの不特定のプライマリ参照(例えば、ラジオ時計)2…nセカンダリ参照(NTPを通した)
Poll
投票
Signed integer indicating the maximum interval between
successive messages, in seconds to the nearest power of two.
秒の連続したメッセージの最大の間隔の間の2の最も近いパワーへの整数表示に署名しました。
Precision
精度
Signed integer indicating the precision of the local clock, in
seconds to the nearest power of two.
整数表示が秒の地方の時計の精度であると2の最も近いパワーに署名しました。
Synchronizing Distance
距離を同期させます。
Fixed-point number indicating the estimated roundtrip delay to
the primary synchronizing source, in seconds with fraction
point between bits 15 and 16.
ビット15と16の間には、断片ポイントがある状態で秒におよそ往復の遅れを主要な連動している源まで示す固定小数点数。
Estimated Drift Rate
ドリフト項であると見積もられています。
Fixed-point number indicating the estimated drift rate of the
local clock, in dimensionless units with fraction point to the
left of the most significant bit.
固定小数点数が地方の時計のおよそドリフト項を示して、断片がある点のユニットでは、最も重要なビットの左を示してください。
Reference Clock Identifier
基準クロック識別子
Code identifying the particular reference clock. In the case
of type 0 (unspecified) or type 1 (primary reference), this is
a left-justified, zero-filled ASCII string, for example:
特定の基準クロックを特定するコード。 タイプ0(不特定の)かタイプ1(プライマリ参照)の場合では、例えば、これは左で正当で、無いっぱいにされたASCIIストリングです:
Mills [Page 45] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[45ページ]。
Type Code Meaning
---------------------------------------------------
0 DCN Determined by DCN routing algorithm
1 WWVB WWVB radio clock (60 kHz)
1 GOES GOES satellite clock (468 MHz)
1 WWV WWV radio clock (5/10/15 MHz)
(and others as necessary)
コード意味をタイプしてください。--------------------------------------------------- 0 1WWV WWVのDCNルーティング・アルゴリズム1WWVB WWVBラジオ時計(60kHz)1個のゴエスゴエス衛星時計(468MHz)ラジオ時計によるDCN Determined(5/10/15のMHz)(そして、必要に応じて他のもの)
In the case of type 2 and greater (secondary reference), this
is the 32-bit Internet address of the reference host.
ケース、2をタイプしてください。そうすれば、よりすばらしくて(セカンダリ参照)、これは参照ホストの32ビットのインターネット・アドレスです。
Reference Timestamp
参照タイムスタンプ
Local time at which the local clock was last set or corrected.
最後に設定されたか、または修正されて、地方が時間を計るものでは、現地時間です。
Originate Timestamp
タイムスタンプを溯源してください。
Local time at which the request departed the client host for
the service host.
要求がサービス・ホストのためにクライアントホストを去った現地時間。
Receive Timestamp
タイムスタンプを受け取ってください。
Local time at which the request arrived at the service host.
要求がサービス・ホストに到着した現地時間。
Transmit Timestamp
タイムスタンプを伝えてください。
Local time at which the reply departed the service host for
the client host.
回答がクライアントホストのためにサービス・ホストを去った現地時間。
Mills [Page 46] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[46ページ]。
Appendix C. Timeteller Experiments
付録C.Timeteller実験
In order to update data collected in June 1985 and reported in RFC- 957, a glorious three-day experiment was carried out in January 1988 with all the hosts and gateways listed in the NIC data base. Four packets were sent at five-second intervals to each host and gateway using UDP/NTP, UDP/TIME and ICMP/TIMESTAMP protocols and the clock offsets (in milliseconds) for each protocol averaged with respect to local time, which is synchronized via NTP to a radio-clock host. While the ICMP/TIMESTAMP protocol has much finer granularity (milliseconds) than UDP/TIME (seconds), it has no provisions for the date, so is not suitable as a time-synchronization protocol; however, it was included in the experiments both as a sanity check and in order to assess the precision of measurement.
1985年6月に集められて、RFC957で報告されたデータをアップデートするために、栄光の3日間の実験がすべてのホストとゲートウェイがNICデータベースの中に記載されている1988年1月に行われました。 現地時間に関して平均された各プロトコル(ラジオ時計ホストへのNTPを通して同期する)に、UDP/NTP、UDP/タイム誌、ICMP/TIMESTAMPプロトコル、および時計オフセット(ミリセカンドによる)を使用することで各ホストとゲートウェイに5秒の間隔で、4つのパケットを送りました。 ICMP/TIMESTAMPプロトコルには、UDP/タイム誌よりはるかにすばらしい粒状(ミリセカンド)(秒)がありますが、それは、条項を全く日付に持っていなくて、またしたがって、時間同期化プロトコルとして適していません。 しかしながら、それは、ともに健全度チェックとして実験に含まれていて、測定の精度を評価するそうです。
In the latest survey of 5498 hosts and 224 gateways, 46 responded to UDP/NTP requests, 1158 to UDP/TIME and 1963 to ICMP/TIMESTAMP. By contrast, in the 1985 survey of 1775 hosts and 110 gateways, 163 responded to UDP/TIME requests and 504 to ICMP/TIMESTAMP. At that time there were no UDP/NTP implementations. There are many more hosts and gateways listed in the rapidly growing domain-name system, but not listed in the NIC data base, and therefore not surveyed. The results of the survey are given in Table C.1, which shows for each of the three protocols the error X for which the distribution function P[x =< X] has the value shown.
5498人のホストと224門の最新の調査では、46はUDP/NTP要求、UDP/タイム誌への1158、およびICMP/TIMESTAMPへの1963まで応じました。 対照的に、1985年の1775人のホストと110門の調査では、163はICMP/TIMESTAMPにUDP/タイム誌の要求と504まで応じました。 その時、UDP/NTP実装が全くありませんでした。 急速に成長しているドメイン名システムで記載されていますが、NICデータベースの中に記載されていなくて、またしたがって調査されなかったずっと多くのホストとゲートウェイがあります。 Table C.1で調査の結果を与えます。(Table C.1はそれぞれの3つのプロトコルのために、分配機能P[xは<Xと等しいです]が示された値を持っている誤りXを示しています)。
P[x=<X] UDP/NTP UDP/TIME ICMP/TIMESTAMP
------------------------------------------------------
.1 11 4632 5698
.2 37 18238 27965
.3 66 38842 68596
.4 177 68213 127367
.5 364 126232 201908
.6 567 195950 285092
.7 3466 267119 525509
.8 20149 422129 2.91426E+06
.9 434634 807135 5.02336E+07
1 1.17971E+09 1.59524E+09 2.11591E+09
P[xは<Xと等しい]UDP/NTP UDP/時間ICMP/タイムスタンプ------------------------------------------------------ .1 11 4632 5698.2 37 18238 27965.3 66 38842 68596.4 177 68213 127367.5 364 126232 201908.6 567 195950 285092.7 3466 267119 525509.8 20149 422129 2.91426E+06.9 434634 807135 5.02336E+07 1 1.17971E+09 1.59524E+09 2.11591E+09
Table C.1. Distribution Functions
C.1をテーブルの上に置いてください。 分配機能
It can be seen that ten percent of the UDP/NTP responses show errors of 11 milliseconds or less and that ten percent of the UDP/TIME responses show errors greater than 807135 milliseconds (about 13 minutes). Fifty percent of the UDP/NTP timetellers are within 364 milliseconds, while fifty percent of the UDP/TIME tellers are within 126232 milliseconds (just over two minutes). Surprisingly, ICMP/TIMESTAMP responses show errors even larger than UDP/TIME.
UDP/NTP応答の10パーセントが11ミリセカンド以下の誤りを示していて、UDP/タイム誌の応答の10パーセントが807135ミリセカンド以上(およそ13分)の誤りを示すのを見ることができます。 364ミリセカンド以内にはUDP/NTP timetellersの50パーセントがあります、126232ミリセカンド(ちょうど2分以上)以内にUDP/タイム誌の出納係の50パーセントがありますが。 驚いたことに、ICMP/TIMESTAMP応答はUDP/タイム誌よりさらに大きい誤りを示しています。
Mills [Page 47] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[47ページ]。
However, the maximum error shown in all three protocols exceeded the range that could be recorded, in this case about 12 days. Clearly, there are good timetellers and bad.
しかしながら、すべての3つのプロトコルで示された最大の誤りは記録できた範囲を超えていました、この場合およそ12日間。 明確に、良いtimetellersで悪い状態で、あります。
Mills [Page 48] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[48ページ]。
Appendix D. Evaluation of Filtering Algorithms
フィルタリングアルゴリズムの付録D.評価
A number of algorithms for deglitching and filtering time-offset data were described in RFC-956. These fall in two classes: majority- subset algorithms, which attempt to separate good subsets from bad by comparing their means, and clustering algorithms, which attempt to improve the estimate by repeatedly casting out outlyers. The former class was suggested as a technique to select the best (i.e. the most reliable) clocks from a population, while the latter class was suggested as a technique to improve the offset estimate for a single clock given a series of observations.
時間オフセットデータをdeglitchingして、フィルターにかけるための多くのアルゴリズムがRFC-956で説明されました。 これらは2つのクラスで低下します: 大多数部分集合アルゴリズム。(そのアルゴリズムはそれらの手段を比較することによって悪くて、クラスタリングしているアルゴリズムと良い部分集合を切り離すのを試みます)。(それは、繰り返してoutlyersを捨てることによって見積りを改良するのを試みます)。 最もよく(すなわち、最も信頼できる)選択するテクニックが人口から時間を計るとき、前のクラスは示されました、一連の観測を考えて、後者のクラスは単一の時計のためのオフセット見積りを改良するためにテクニックとして示されましたが。
Following publication of RFC-956 and after further development and experimentation using typical Internet paths, a better algorithm was found for casting out outlyers from a continuous stream of offset observations spaced at intervals in the order of minutes. The algorithm is described as a variant of a median filter, in which a window consisting of the last n sample offsets is continuously updated and the median sample selected as the estimate. However, in the modified algorithm the outlyer (sample furthest from the median) is then discarded and the entire process repeated until only a single sample offset is left, which is then selected as the estimate.
RFC-956の公表に従って、さらなる開発と実験の後に典型的なインターネット経路を使用して、数分の注文で間隔を置いて区切られたオフセット観測の連続したストリームからoutlyersを捨てながら、より良いアルゴリズムの有利な判決を下しました。 アルゴリズムは最後のnサンプルオフセットから成る窓が絶え間なくアップデートされるメジアンフィルターの異形と見積りとして選定される中央のサンプルとして記述されています。 しかしながら、変更されたアルゴリズムで、次に、outlyer(最も遠く、メディアンから、抽出する)は捨てられました、そして、唯一のただ一つのサンプルオフセットが繰り返されるまで繰り返された全体のプロセス(次に見積りとして選定される)をいなくなりました。
The modified algorithm was found to be more resistant to glitches and to provide a more accurate estimate than the unmodified one. It has been implemented in the NTP daemons developed for the Fuzzball and Unix operating systems and been in regular operation for about two years. However, recent experiments have shown there is an even better one which provides comparable accuracy together with a much lower computational burden. The key to the new algorithm became evident through an examination of scatter diagrams plotting sample offset versus roundtrip delay.
変更されたアルゴリズムは不調により抵抗力があって、変更されていないものより正確な見積りを提供するのがわかりました。 それは、FuzzballとUnixオペレーティングシステムのために開発されたNTPデーモンで実装されて、正常な操業およそ2年間中です。 しかしながら、最近の実験は、はるかに低いコンピュータの負担と共に匹敵する精度を提供するさらに良いものがあるのを示しました。 新しいアルゴリズムのキーは往復の遅れに対して相殺されたサンプルを企む散布図の試験で明白になりました。
To see how a scatter diagram is constructed, it will be useful to consider how offsets and delays are computed. Number the times of sending and receiving NTP messages as shown in Figure D.1 and let i be an even integer. Then the timestamps t(i-3), t(i-2) and t(i-1) and t(i) are sufficient to calculate the offset and delay of each peer relative to the other.
散布図がどう構成されるかを見るために、オフセットと遅れがどのように計算されるかを考えるのは役に立ちます。 図D.1に示されるように送受信NTPメッセージの倍に付番してください、そして、iが同等の整数であることをさせてください。 その時、タイムスタンプt(i-3)、t(i-2)、t(i-1)、およびt(i)は、もう片方に比例してそれぞれの同輩のオフセットと遅れについて計算するために十分です。
Mills [Page 49] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[49ページ]。
Peer 1 Peer 2
| |
t(1) |------------------->| t(2)
| |
t(4) |<-------------------| t(3)
| |
t(5) |------------------->| t(6)
| |
t(8) |<-------------------| t(7)
| |
...
同輩1同輩2| | t(1)|、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、>| t(2)| | t(4)| <、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、| t(3)| | t(5)|、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、>| t(6)| | t(8)| <、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、| t(7)| | ...
Figure D.1. Calculating Delay and Offset
図D.1。 遅れについて計算して、相殺されます。
The roundtrip delay d and clock offset c of the receiving peer relative to the sending peer are:
送付同輩に比例した受信同輩の往復の遅れdと時計オフセットcは以下の通りです。
d = (t(i) - t(i-3)) - (t(i-1) - t(i-2))
c = [(t(i-2) - t(i-3)) + (t(i-1) - t(i))]/2 .
dが(t(i-2)--t(i-3))(t(i)--t(i-3))--(t(i-1)--t(i-2))c=+と等しい、(t(i-1)--t(i))]/2
Two implicit assumptions in the above are that the delay distribution is independent of direction and that the intrinsic drift rates of the client and server clocks are small and close to the same value. If this is the case the scatter diagram would show the samples concentrated about a horizontal line extending from the point (d,c) to the right. However, this is not generally the case. The typical diagram shows the samples dispersed in a wedge with apex (d,c) and opening to the right. The limits of the wedge are determined by lines extending from (d,c) with slopes +0.5 and -0.5, which correspond to the locus of points as the delay in one direction increases while the delay in the other direction does not. In some cases the points are concentrated along these two extrema lines, with relatively few points remaining within the opening of the wedge, which would correspond to increased delays on both directions.
上記の2つの暗黙の仮定は遅れ分配が指示から独立していて、小ささと同じ値の近くにクライアントとサーバ時計の本質的なドリフト項があるということです。 これがそうであるなら、散布図は、サンプルがポイント(d、c)から右に広がりながら水平な線の周りで集中したのを示すでしょう。 しかしながら、一般に、これはそうではありません。 典型的なダイヤグラムはサンプルが頂点(d、c)があるくさびで分散されて、右に開くのを示します。 もう片方の指示の遅れは決定しませんが、くさびの限界は、スロープ+0.5と-0.5(一方向の遅れが増加するのに従って、ポイントの場所に対応している)と共に(d、c)から広がりながら、線のそばで決定しています。 いくつかの場合ポイントはこれらの2つの極値線に沿って集結されます、比較的数ポイントしか両方の指示に関する増加する遅れに対応するだろうくさびの始まりに残っていない状態で。
Upon reflection, the reason for the particular dispersion shown in the scatter diagram is obvious. Packet-switching nets are most often operated with relatively small mean queue lengths in the order of one, which means the queues are often idle for relatively long periods. In addition, the routing algorithm most often operates to minimize the number of packet-switch hops and thus the number of queues. Thus, not only is the probability that an arriving NTP packet finds a busy queue in one direction reasonably low, but the probability of it finding a busy queue in both directions is even lower.
反射のときに、散布図で示された特定の分散の理由は明白です。 パケット交換ネットは1の注文における比較的わずかな平均である待ち行列の長さでたいてい操作されます。(注文は待ち行列が比較的長い期間しばしば無駄であることを意味します)。 さらに、ルーティング・アルゴリズムは、パケット交換機ホップの数とその結果待ち行列の数を最小にするためにたいてい作動します。 したがって、唯一でないのが、到着しているNTPパケットが合理的に低く一方向への忙しい待ち行列を見つける確率ですが、両方の指示に基づく忙しい待ち行列を見つけるという確率は低くさえあります。
From the above discussion one would expect that, at low utilizations
上の議論から、人は低い利用のときにそれを予想するでしょう。
Mills [Page 50] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[50ページ]。
and hop counts the points should be concentrated about the apex of the wedge and begin to extend rightward along the extrema lines as the utilizations and hop counts increase. As the utilizations and hop counts continue to increase, the points should begin to fill in the wedge as it expands even further rightward. This behavior is in fact what is observed on typical Internet paths involving ARPANET, NSFNET and other nets.
そして、カウントを飛び越してください。ポイントは、くさびの頂点の周りに集結されて、利用とホップカウントが増加するのに応じて、極値線に沿って右側で広がり始めるはずです。 さらにさえ広がるとき、利用とホップカウントが、増加し続けているのに従って、ポイントはくさびに記入し始めるはずです。右側。 事実上、この振舞いはアルパネット、NSFNET、および他のネットにかかわりながら典型的なインターネット経路で観測されることです。
These observations cast doubt on the median-filter approach as a good way to cast out offset outlyers and suggests another approach which might be called a minimum filter. From the scatter diagrams it is obvious that the best offset samples occur at the lower delays. Therefore, an appropriate technique would be simply to select from the n most recent samples the sample with lowest delay and use its associated offset as the estimate. An experiment was designed to test this technique using measurements between selected hosts equipped with radio clocks, so that delays and offsets could be determined independent of the measurement procedure itself.
これらの観測は、オフセットoutlyersを捨てる早道としてメジアンフィルターアプローチに疑いを投げかけて、最小のフィルタと呼ばれるかもしれない別のアプローチを示します。 散布図から、最も良いオフセットサンプルが下側の遅れで現れるのは、明白です。 したがって、適切なテクニックは、単にn最新のサンプルから最も低い遅れがあるサンプルを選択して、見積りとして関連オフセットを使用するだろうことです。 実験は選択されたラジオ時計を備えていたホストの間の測定を使用することでこのテクニックをテストするように設計されました、遅れとオフセットが測定手順自体の如何にかかわらず決定できるように。
The raw delays and offsets were measured by NTP from hosts at U Maryland (UMD) and U Delaware (UDEL) via net paths to each other and other hosts at Ford Research (FORD), Information Sciences Institute (ISI) and National Center for Atmospheric Research (NCAR). For the purposes here, all hosts can be assumed synchronized to within a few milliseconds to NBS time, so that the delays and offsets reflect only the net paths themselves.
生の遅れとオフセットはフォードResearch(フォード)、情報Sciences Institute(ISI)、および米大気研究所(NCAR)でネットの経路を通したUメリーランド(UMD)とUデラウェア(UDEL)のホストから互いと他のホストまでNTPによって測定されました。 ここの目的のために、NBS時間まで数ミリセカンドに連動しているとすべてのホストを思うことができます、遅れとオフセットがネットの経路自体だけを反映するように。
The results of the measurements are given in Table D.1 (UMD) and Table D.2 (UDEL), which show for each of the paths the error X for which the distribution function P[x =< X] has the value shown. Note that the values of the distribution function are shown by intervals of decreasing size as the function increases, so that its behavior in the interesting regime of low error probability can be more accurately determined.
Table D.1(UMD)とTable D.2(UDEL)で測定値の結果を与えます。(Table D.2は分配機能P[xは<Xと等しいです]が示された値を持っている誤りXをそれぞれの経路に案内しています)。 機能が増加するのに従って分配機能の値が減少しているサイズの間隔のそばに示されることに注意してください、低エラー確率のおもしろい政権での振舞いが、より正確に決定できるように。
Mills [Page 51] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[51ページ]。
UMD FORD ISI NCAR UMD FORD ISI NCAR
Delay 1525 2174 1423 Offset 1525 2174 1423
--------------------------- ---------------------------
.1 493 688 176 .1 2 17 1
.2 494 748 179 .2 4 33 2
.3 495 815 187 .3 9 62 3
.4 495 931 205 .4 18 96 8
.5 497 1013 224 .5 183 127 13
.6 503 1098 243 .6 4.88E+8 151 20
.7 551 1259 265 .7 4.88E+8 195 26
.8 725 1658 293 .8 4.88E+8 347 35
.9 968 2523 335 .9 4.88E+8 775 53
.99 1409 6983 472 .99 4.88E+8 2785 114
.999 14800 11464 22731 .999 4.88E+8 5188 11279
1 18395 15892 25647 1 4.88E+8 6111 12733
UMDフォードISI NCAR UMDフォードISI NCAR Delay1525 2174 1423オフセット1525 2174 1423--------------------------- --------------------------- 1013年の1098年の1259年の1658年の1+8.1 493 688 176.1 2 17 1.2 494 748 179.2 4 33 2.3 495 815 187.3 9 62 3.4 495 931 205.4 18 96 8.5 497 224.5 183 127 13.6 503 243.6 4.88E+8 151 20.7 551 265.7 4.88E+8 195 26.8 725 293.8 4.88E+8 347 35.9 968 335.9 4.88E+8 775 53.99 1409 6983 472.99 4.88E+8 2785 114.999 14800 11464 22731.999 4.88E+8 5188 11279 18395 15892 25647 1 4.88E2523年、6111 12733
Table D.1. Delay and Offset Measurements (UMD)
D.1をテーブルの上に置いてください。 遅れとオフセット測定値(UMD)
UDEL FORD UMD ISI NCAR
Delay 2986 3442 3215 2756
-----------------------------------
.1 650 222 411 476
.2 666 231 436 512
.3 692 242 471 554
.4 736 256 529 594
.5 787 272 618 648
.6 873 298 681 710
.7 1013 355 735 815
.8 1216 532 845 1011
.9 1836 1455 1019 1992
.99 4690 3920 1562 4334
.999 15371 6132 2387 11234
1 21984 8942 4483 21427
UDELフォードUMD ISI NCAR Delay2986 3442 3215 2756----------------------------------- .1 650 222 411 476 .2 666 231 436 512 .3 692 242 471 554 .4 736 256 529 594 .5 787 272 618 648 .6 873 298 681 710 .7 1013 355 735 815 .8 1216 532 845 1011 .9 1836 1455 1019 1992 .99 4690 3920 1562 4334 .999 15371 6132 2387 11234 1 21984 8942 4483 21427
Table D.2.a Delay Measurements (UDEL)
テーブルD.2.a遅れ測定値(UDEL)
Mills [Page 52] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[52ページ]。
UDEL FORD UMD ISI NCAR
Offset 2986 3442 3215 2756
-----------------------------------
.1 83 2 16 12
.2 96 5 27 24
.3 108 9 36 36
.4 133 13 48 51
.5 173 20 67 69
.6 254 30 93 93
.7 429 51 130 133
.8 1824 133 165 215
.9 4.88E+8 582 221 589
.99 4.88E+8 1757 539 1640
.999 4.88E+8 2945 929 5278
1 5.63E+8 4374 1263 10425
UDELフォードUMD ISI NCAR Offset2986 3442 3215 2756----------------------------------- .1 83 2 16 12.2 96 5 27 24.3 108 9 36 36.4 133 13 48 51.5 173 20 67 69.6 254 30 93 93.7 429 51 130 133.8 1824 133 165 215.9 4.88E+8 582 221 589.99 4.88E+8 1757 539 1640.999 4.88E+8 2945 929 5278 1 5.63E+8 4374 1263 10425
Table D.2.b Offset Measurements (UDEL)
テーブルD.2.bは測定値を相殺します。(UDEL)
The results suggest that accuracies less than a few seconds can usually be achieved for all but one percent of the measurements, but that accuracies degrade drastically when the remaining measurements are included. Note that in the case of the UMD measurements to FORD almost half the measurements showed gross errors, which was due to equipment failure at that site. These data were intentionally left in the sample set to see how well the algorithms dealt with the problem.
結果は、測定値の1パーセント以外のすべてのために通常数秒より少ない精度を達成できますが、残っている測定値が含まれているとき精度が抜本的に下がるのを示します。 フォードへのUMD測定値の場合では、測定値のおよそ半分が大過失を示したことに注意してください。(大過失はそのサイトの設備故障のためでした)。 故意にサンプル集合でこれらのデータが、アルゴリズムが問題にどれくらいよく対処するかを見るのが残されました。
The next two tables compare the results of minimum filters (Table D.3) and median filters (Table D.4) for various n when presented with the UMD - - NCAR raw sample data. The results show consistently lower errors for the minimum filter when compared with the median filter of nearest value of n. Perhaps the most dramatic result of both filters is the greatly reduced error at the upper end of the range. In fact, using either filter with n at least three results in no errors greater than 100 milliseconds.
次の2個のテーブルが様々なnのために最小のフィルタ(テーブルD.3)とメジアンフィルター(テーブルD.4)の結果を比較します。UMDが与えられたいつ----NCARの生の標本データ。 nの最も近い価値のメジアンフィルターと比べると、結果は最小のフィルタのための一貫して低い誤りを示しています。 恐らく両方のフィルタの最も劇的な結果は範囲の上側の端の大いに減少している誤りです。 事実上、どちらかを使用して、nで100ミリセカンド以上の誤りがないのにおける少なくとも3つの結果をフィルターにかけてください。
Mills [Page 53] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[53ページ]。
Filter Samples
1 2 4 8 16
P[x=<X] 1423 1422 1422 1420 1416
- --------------------------------------------
.1 1 1 1 0 0
.2 2 1 1 1 1
.3 3 2 1 1 1
.4 8 2 2 1 1
.5 13 5 2 2 1
.6 20 10 3 2 2
.7 26 15 6 2 2
.8 35 23 11 4 2
.9 53 33 20 9 3
.99 114 62 43 28 23
.999 11279 82 57 37 23
1 12733 108 59 37 23
サンプル1 2 4 8 16P[xは<Xと等しい]1423 1422 1422 1420 1416をフィルターにかけてください、--------------------------------------------- .1 1 1 1 0 0 .2 2 1 1 1 1 .3 3 2 1 1 1 .4 8 2 2 1 1 .5 13 5 2 2 1 .6 20 10 3 2 2 .7 26 15 6 2 2 .8 35 23 11 4 2 .9 53 33 20 9 3 .99 114 62 43 28 23 .999 11279 82 57 37 23 1 12733 108 59 37 23
Table D.3. Minimum Filter
(UMD - NCAR)
D.3をテーブルの上に置いてください。 最小のフィルタ(UMD--NCAR)
Filter Samples
3 7 15
P[x=<X] 1423 1423 1423
----------------------------
.1 2 2 2
.2 2 4 5
.3 5 8 8
.4 10 11 11
.5 13 14 14
.6 18 17 16
.7 23 21 19
.8 28 25 23
.9 36 30 27
.99 64 46 35
.999 82 53 44
1 82 60 44
フィルタのサンプル3 7 15P[xは<Xと等しい]1423 1423 1423---------------------------- .1 2 2 2 .2 2 4 5 .3 5 8 8 .4 10 11 11 .5 13 14 14 .6 18 17 16 .7 23 21 19 .8 28 25 23 .9 36 30 27 .99 64 46 35 .999 82 53 44 1 82 60 44
Table D.4. Median Filter
(UMD - NCAR)
D.4をテーブルの上に置いてください。 メジアンフィルター(UMD--NCAR)
While the UMD - NCAR data above represented a path across the NSFNET Backbone, which normally involves only a few hops via Ethernets and 56-Kbps links, the UDEL - NCAR path involves additional ARPANET hops, which can contribute substantial additional delay dispersion. The following Table D.5. shows the results of a minimum filter for various n when presented with the UDEL - NCAR raw sample data. The range of error is markedly greater than the UMD - NCAR path above, especially near the upper end of the distribution function.
UMD(上記のNCARデータは通常、Ethernetsと56キロビット毎秒のリンクを通してほんのいくつかのホップにかかわるNSFNET Backboneの向こう側に経路を表しました、UDEL)である間、NCAR経路は追加アルパネットホップにかかわります(かなりの追加遅れ分散を寄付できます)。 以下のTable D.5、ショー、いつがUDELに与えたかという様々なnのための最小のフィルタの結果--NCARの生の標本データ。 誤差の範囲はUMDより著しく大きいです--上と、特に分配機能の上側の終わり頃のNCAR経路。
Mills [Page 54] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[54ページ]。
Filter Samples
1 2 4 8 16
P[x=<X] 2756 2755 2755 2753 2749
--------------------------------------------
.1 12 9 8 7 6
.2 24 19 16 14 14
.3 36 27 22 20 19
.4 51 36 29 25 23
.5 69 47 36 30 27
.6 93 61 44 35 32
.7 133 80 56 43 35
.8 215 112 75 53 43
.9 589 199 111 76 63
.99 1640 1002 604 729 315
.999 5278 1524 884 815 815
1 10425 5325 991 835 815
フィルタのサンプル1 2 4 8 16P[xは<Xと等しい]2756 2755 2755 2753 2749-------------------------------------------- .1 12 9 8 7 6 .2 24 19 16 14 14 .3 36 27 22 20 19 .4 51 36 29 25 23 .5 69 47 36 30 27 .6 93 61 44 35 32 .7 133 80 56 43 35 .8 215 112 75 53 43 .9 589 199 111 76 63 .99 1640 1002 604 729 315 .999 5278 1524 884 815 815 1 10425 5325 991 835 815
Table D.5. Minimum Filter (UDEL - NCAR)
D.5をテーブルの上に置いてください。 最小のフィルタ(UDEL--NCAR)
Based on these data, the minimum filter was selected as the standard algorithm. Since its performance did not seem to much improve for values of n above eight, this value was chosen as the standard. Network Time Protocol (Version 1): Specification and Implementation.
これらのデータに基づいて、最小のフィルタは標準のアルゴリズムとして選定されました。 性能がnの値のために8より上で非常に向上するように思えなかったので、この値は規格として選ばれました。 時間プロトコル(バージョン1)をネットワークでつないでください: 仕様と実現。
Mills [Page 55] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[55ページ]。
Appendix E. NTP Synchronization Networks
付録E.NTP同期ネットワーク
This section discusses net configuration issues for implementing a ubiquitous NTP service in the Internet system. Section E.1 describes the NTP primary service net now in operation, including an analysis of failure scenarios. Section E.2 suggests how secondary service nets, which obtain wholesale time from the primary service net, can be configured to deliver accurate and reliable retail time to the general host population.
このセクションは、インターネット・システムにおける遍在しているNTPサービスを実行するためにネットの構成問題について論じます。 セクションE.1は現在、失敗シナリオの分析を含む操作でNTP一次業務ネットについて説明します。 セクションE.2は正確で信頼できる小売の時間を一般的なホストの母集団に送るために、どう、二次サービスネット(一次業務ネットから大量の時間を得る)を構成できるかを勧めます。
E.1. Primary Service Network
E.1。 一次業務ネットワーク
The primary service net consists of five primary servers, each of which is synchronized via radio or satellite to a national time standard and thus operates at stratum one. Each server consists of an LSI-11 Fuzzball, a WWVB or GOES radio clock and one or more net interfaces. Some servers provide switching and gateway services as well. Table E.1 shows the name, Internet address, type of clock, operating institution and identifying code.
一次業務ネットは5つの第一のサーバから成ります。ラジオか衛星を通して、国家の時間規格に連動します。その結果、それは層1でそのそれぞれを作動させます。 各サーバはLSI-11FuzzballかWWVBかゴエスラジオ時計と1つ以上のネットのインタフェースから成ります。 いくつかのサーバがまた、切り換えとゲートウェイサービスを提供します。 団体を経営して、コードを特定して、テーブルE.1は名前、インターネット・アドレス、時計のタイプを見せています。
Name Address Clock Operating Institution and (Code)
----------------------------------------------------------------------
DCN5.ARPA 128.4.0.5 WWVB U Delaware, Newark, DE (UDEL)
FORD1.ARPA 128.5.0.1 GOES Ford Research, Dearborn, MI
(FORD)
NCAR.NSF.NET 128.116.64.3 WWVB National Center for Atmospheric
Research, Boulder, CO (NCAR)
UMD1.UMD.EDU 128.8.10.1 WWVB U Maryland, College Park, MD
(UMD)
WWVB.ISI.EDU 128.9.2.129 WWVB USC Information Sciences
Institute, Marina del Rey, CA
(ISI)
名前アドレス時計操作団体と(コード)---------------------------------------------------------------------- DCN5.ARPA128.4.0.5WWVB Uデラウェア、ニューアーク(DE)(UDEL)FORD1.ARPA128.5.0.1ゴエスフォードResearch、ディアボーン(MI)(フォード)NCAR.NSF.NET128.116.64.3WWVB米大気研究所、ボウルダー、.129WWVB USC情報Sciences Institute、マリナデルレイ、CO(NCAR)UMD1.UMD.EDU128.8.10.1WWVB Uメリーランド、カレッジパーク(MD)(UMD)WWVB.ISI.EDU128.9.2カリフォルニア(ISI)
Table E.1. Primary Servers
E.1をテーブルの上に置いてください。 プライマリサーバ
Figure E.1 shows how the five primary servers are interconnected as NTP peers. Note that each server actively probes two other servers (along the direction of the arrows), which means these probes will continue even if one or both of the two probed servers are down. On the other hand, each server is probed by two other servers, so that the result, assuming all servers are up, is that every server peers with every other server.
図E.1はNTPがじっと見るとき5つのプライマリサーバにどうインタコネクトされるかを示しています。 各サーバが活発に、他の2つのサーバ(矢の方向に沿った)を調べることに注意してください(2つの調べられたサーバの1か両方が下がってもこれらの探測装置が続くことを意味します)。 他方では、各サーバは他の2つのサーバによって調べられます、すべてのサーバが上がっていると仮定して、結果があらゆるサーバが他のあらゆるサーバでじっと見るということであるように。
Mills [Page 56] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[56ページ]。
+------------------------------------------------+
V |
+--------+ +--------+ +--------+
| |<-------------| |<-------------| |
| NCAR | | ISI | | FORD |
| |----+ +--| |<--+ +---->| |
+--------+ | | +--------+ | | +--------+
| | | | | A
| +---|------|---------------|----+ |
| | | | | |
| | +------|---------------|---------+ |
| | | | | |
| | | | V |
| +--------+ | | +--------+ |
| | |<--+ +--| | |
+-->| UMD | | UDEL |---+
| |--------------------->| |
+--------+ +--------+
+------------------------------------------------+ V| +--------+ +--------+ +--------+ | | <、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、| | <、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、|、|、| NCAR| | ISI| | フォード| | |----+ +--| | <--+ +---->|、| +--------+ | | +--------+ | | +--------+ | | | | | A| +---|------|---------------|----+ | | | | | | | | | +------|---------------|---------+ | | | | | | | | | | | V| | +--------+ | | +--------+ | | | | <--+ +--| | | +-->| UMD| | UDEL|---+ | |、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、-、--、>|、| +--------+ +--------+
Figure E.1. Primary Service Network
図E.1。 一次業務ネットワーク
All of the five primary servers shown are directly connected to a radio clock and thus normally operate at stratum one. However, if the radio clock itself becomes disabled or the propagation path to its synchronizing source fails, then the server drops to stratum two and synchronizes via NTP with its neighbor at the smallest synchronizing distance. If a radio clock appears to operate correctly but delivers incorrect time (falseticker), the server may remain synchronized to the clock. However, gross discrepancies will become apparent via the NTP peer paths, which will ordinarily result in an operator alarm.
示された5つのプライマリサーバのすべてが、直接ラジオ時計に接続されて、その結果、通常、層1で作動します。 しかしながら、ラジオ時計自体が障害があるようになるか、またはソースを同期させることへの伝播経路が失敗するなら、サーバは、最もわずかな連動距離で層twoに落ちて、NTPを通して隣人と同期します。 ラジオ時計が正しく作動するように見えますが、不正確な時間(falseticker)を提供するなら、サーバは時計に連動したままで残るかもしれません。 しかしながら、総計の食い違いはNTP同輩道を通って明らかになるでしょう。通常、道はオペレータアラームをもたらすでしょう。
Assume that, if a radio clock appears up, it is a truechimer; otherwise, the clock appears down. Then the above configuration will continue to provide correct time at all primary servers as long as at least one radio clock is up, all servers are up and the servers remain connected to each other through the net. The fact that the graph and all of its subgraphs are completely connected lends an incredible resilience to the configuration.
それが時計が現れるラジオであるならtruechimerであると仮定してください。 さもなければ、時計は下に現れます。 そして、上の構成は、少なくとも1個のラジオ時計が上がっていて、すべてのサーバが上がっていて、サーバがネットを通して互いに接続されていたままで残っている限り、全くプライマリのサーバを正しい時間に提供し続けるでしょう。 部分グラフのグラフとすべてが完全に接続されるという事実は信じられない弾力を構成に与えます。
If some radio clocks appear up but are in fact falsetickers, the primary servers connected to those clocks will not provide correct time. However, as the consequents of the voting procedure and complete connectivity of the graph and its subgraphs, any combination of two falsetickers or of one falseticker and one down server will be detected by their truechimer neighbors.
事実上、しかし時計が現れるいくらかのラジオがfalsetickersであるなら、それらの時計に接続されたプライマリサーバは正しい時間を提供しないでしょう。 しかしながら、グラフとその部分グラフの投票手続きと完全な接続性の結果として、2falsetickersか1falsetickerのどんな組み合わせとサーバの下側への1つも彼らのtruechimer隣人によって検出されるでしょう。
Mills [Page 57] RFC 1059 Network Time Protocol July 1988
プロトコル1988年7月に1059年のRFCネットワーク時間を製粉します[57ページ]。
E.2. Secondary Service Networks
E.2。 セカンダリサービスネットワーク
A secondary server operating at stratum n > 1 ordinarily obtains synchronization using at least three peer paths, two with servers at stratum n-1 and one or more with servers at stratum n. In the most robust configurations a set of servers agree to provide backup service for each other, so distribute some of their peer paths over stratum-(n-1) servers and others over stratum-n servers in the same set. For instance, in the case of a stratum-2 service net with two secondary servers and the primary service net of Figure E.1, there are five possible configurations where each stratum-1 path ends on a different primary server. Such configurations can survive the loss of three out of the four stratum-1 servers or net paths and will reject a single falseticker on one of the two stratum-1 paths for each server.
通常、層nで>1を操作するセカンダリサーバは、経路と、層のn-1のサーバがある2で層nのサーバがある1歳以上の少なくとも3同輩を使用することで同期を得ます。 最も強健な構成では、1セットのサーバが、アフターサービスを互いに提供するのに同意するので、彼らの層(n-1)の上の同輩経路サーバと何人かの他のものを同じセットにおける層-nサーバの上に分配してください。 例えば、2つのセカンダリサーバがある層-2サービスネットの場合と図E.1の一次業務ネットには5つの可能な構成がそれぞれの層-1経路が異なったプライマリサーバで終わるところにあります。そのような構成は、4つの層-1サーバかネットの経路から3の損失を乗り切ることができて、各サーバあたり2つの層-1経路の1つで単一のfalsetickerを拒絶するでしょう。
Ordinary hosts can obtain retail time from primary or secondary service net using NTP in client/server mode, which does not require dedicated server resources as does symmetric mode. It is anticipated that ordinary hosts will be quite close to a secondary server, perhaps on the same cable or local net, so that the frequency of NTP request messages need only be high enough, perhaps one per hour or two, to trim the drift from the local clock.
普通のホストは、プライマリの、または、セカンダリのサービスネットからクライアント/サーバモード(左右対称のモードのように専用サーバリソースを必要としない)でNTPを使用することで小売の時間を得ることができます。 普通のホストが全くセカンダリサーバの近くにいると予期されます、恐らく同じケーブルかローカルのネットで、NTP要求メッセージの頻度が地方の時計からドリフトを整えるためには十分で、恐らく時間か2あたり1つに高いだけでよいように。
Mills [Page 58]
工場[58ページ]
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