趙 光，陳 睿，王文鼐，莊金成，王 斌

（南京郵電大學 通信與信息工程學院，江蘇 南京 210003）

預(yù)測表明，至2021年多媒體業(yè)務(wù)將占所有網(wǎng)絡(luò)流量78%［1］，其中多播類業(yè)務(wù)的承載優(yōu)化成為網(wǎng)絡(luò)技術(shù)發(fā)展的關(guān)鍵之一［2］。IP多播用于向多播組成員復制和分發(fā)內(nèi)容，具有高效與并發(fā)的特點。傳統(tǒng)IP多播的轉(zhuǎn)發(fā)設(shè)備需要維持IP多播組的中間狀態(tài)，降低了其擴展性［3］。BIER（Bit Index Explicit Replication）是一個基于分段路由（Segment Routing，SR）的新多播協(xié)議［4］，它由源端或入口路由器定義轉(zhuǎn)發(fā)路徑并將控制信息隨分組一同發(fā)送，網(wǎng)絡(luò)中間路由器不再需要維護多播組狀態(tài)，而是基于單播方式傳送分組，業(yè)務(wù)得到顯著增強。

IP單播本身并不支持快速故障保護［5］，一旦通信鏈路或設(shè)備出現(xiàn)故障，在路由的重收斂過程中，業(yè)務(wù)會出現(xiàn)長時延和分組丟失等多種問題。這對時延和丟失敏感的業(yè)務(wù)，如流媒體、網(wǎng)絡(luò)游戲以及線上視頻會議等，極易造成性能降低甚至業(yè)務(wù)中斷，需要采用相應(yīng)的保護機制來快速恢復。

快速重路由（Fast Re-Route，F(xiàn)RR）為潛在網(wǎng)絡(luò)故障提前計算備份路徑，得到廣泛關(guān)注。P圈（Preconfiguration Cycle，P-Cycle）是一種基于環(huán)結(jié)構(gòu)的FRR方案［6］，它利用空閑資源預(yù)先設(shè)置環(huán)形通道以實現(xiàn)對網(wǎng)絡(luò)的快速保護。

關(guān)于P圈構(gòu)造算法研究有很多，經(jīng)典的P圈構(gòu)造算法有Straddling Link Algorithm（SLA）［7］。SLA的做法是遍歷拓撲中每一條邊e，以e的兩個端點作為起點和終點，利用Dijkstra算法在這兩點之間找到兩條分離且不包含e的路徑，如果找到，則將兩條路徑首尾相連組成一個P圈?；诮?jīng)典算法的改良算法有文獻［8－10］。P圈的先驗效率［8］指的是為一個P圈能保護的所有工作容量和配置這個圈所要消耗網(wǎng)絡(luò)容量的比值。改良算法大多數(shù)追求的是構(gòu)造出的P圈能夠具有的更高先驗效率，然而它們并沒有考慮網(wǎng)絡(luò)資源是否具有方向區(qū)分這個前提，構(gòu)造出的P圈并不具有方向性。

文獻［11］提出了一種保護光網(wǎng)絡(luò)多播傳輸?shù)腜圈方式，優(yōu)化了受保護的光網(wǎng)絡(luò)的工作和備用容量。文獻［12］提出了一種改進的P圈構(gòu)造算法，該算法在選擇擴展圈時考慮了擴展圈中未受保護的工作容量的冗余和方差，從而提高了保護效率并減少了資源消耗。目前基于P圈的多播業(yè)務(wù)保護算法都是針對傳統(tǒng)IP多播，而BIER能實現(xiàn)極簡的多播網(wǎng)絡(luò)，基于此設(shè)計P圈業(yè)務(wù)保護相對而言更為簡單經(jīng)濟。

在BIER協(xié)議實現(xiàn)多播業(yè)務(wù)的基礎(chǔ)上，本文聚焦于P圈解決BIER多播的鏈路故障及快速重路由。技術(shù)出發(fā)點是，根據(jù)多播業(yè)務(wù)的特點構(gòu)造有方向的P圈序列，并通過廣度優(yōu)先搜索（Breadth First Search，BFS）為中間路由器計算出BFR轉(zhuǎn)發(fā)表（Bit Index Forwarding Table，BIFT）。通過對NSF拓撲（14個節(jié)點，21條鏈路）的仿真實驗驗證了算法的可行性。

1 技術(shù)背景與故障保護需求

IP多播沿多播樹傳送多播分組，為此要求轉(zhuǎn)發(fā)路由器維護多播樹狀態(tài)。當多播組成員數(shù)量較大，路由器需要維護大量的轉(zhuǎn)發(fā)狀態(tài)；當有成員加入、退出多播組，路由器需要更新轉(zhuǎn)發(fā)狀態(tài)，這限制了IP多播的可擴展性。因此，在IP多播中實現(xiàn)路由保護是困難的。

BIER技術(shù)是一種新型多播技術(shù)，它將多播承載網(wǎng)絡(luò)中的核心網(wǎng)部分替換為BIER域。BIER域包括位轉(zhuǎn)發(fā)入口路由器（BFIR），位轉(zhuǎn)發(fā)路由器（BFR）和位轉(zhuǎn)發(fā)出口路由器（BFER）。

BFIR在發(fā)送多播分組到BFER時，將BFER的標識（BFR-id）信息編碼到多播分組BIER頭部中的比特位串（BitString）中。BFR通過BIFT轉(zhuǎn)發(fā)多播分組。BIFT中有一列字段為轉(zhuǎn)發(fā)比特掩碼（FBM），它是由有相同下一跳的BFR-id進行邏輯或得到的。BFR將分組頭部的BitString和F-BM進行邏輯與，復制有相同下一跳的多播分組并進行轉(zhuǎn)發(fā)。

BIER本質(zhì)上等同于IP單播，中間路由器不需要維護多播樹狀態(tài)，處理多播分組可以像單播一樣通過BIFT復制轉(zhuǎn)發(fā)分組。因此基于BIER的保護本質(zhì)上是對IP單播的保護。

文獻［13］介紹了幾種IP單播的FRR機制，包括Not-Via Adresses、Loop-Free Alternates（LFA）、Remote LFA、Directed LFA等，文獻［3］提出了2種針對BIER的FRR機制，包括LFA和基于隧道的FRR。LFA需要增加標識開銷，僅能保護70%的目的地免受單鏈路故障的影響?；谒淼赖腇RR，要在路由表中引入大量的備份條目，存在較重的空間開銷。

P圈也是一種常見的FRR機制，基于P圈的BIER多播路由保護目前尚無人研究。由于目前的P圈構(gòu)造算法不能構(gòu)造出具有方向的P圈，因此需要設(shè)計一個有向的P圈序列構(gòu)造算法，并在生成的有向P圈序列上實現(xiàn)BIER的快速重路由。

2 算法描述

2.1 P圈序列構(gòu)造

P圈序列構(gòu)造算法利用初始鏈路并通過有向P圈構(gòu)造算法構(gòu)建出初始P圈，利用已構(gòu)建P圈上的擴展鏈路擴展出新的P圈。由于拓撲的隨機性，某一個初始P圈擴展出的P圈序列可能無法覆蓋拓撲中所有鏈路，所以需要選擇未遍歷過的鏈路作為初始鏈路再次構(gòu)建初始P圈，并擴展出其他的P圈序列。

拓撲中可能存在一些特殊的鏈路，這些鏈路不能通過有向P圈構(gòu)造算法構(gòu)造出P圈，所以無法通過P圈對這些鏈路進行保護，本文將此種鏈路稱之為孤立鏈路。

如圖1所示的拓撲，其中空心圓點中的數(shù)字代表節(jié)點的序號，實際可由BFR的BFR-id確定。鏈路（3，4）為一條孤立鏈路。P圈用節(jié)點序列表示，如｛1，2，3，1｝代表拓撲中的一個P圈。

圖1 孤立鏈路示例拓撲（空心圓點表示節(jié)點，連線表示鏈路）

根據(jù)有向鏈路e構(gòu)造出有向P圈的算法偽代碼如算法1所示。

算法1有向P圈構(gòu)造算法

算法1是采用python格式語法描述。其中，輸入?yún)?shù)G為網(wǎng)絡(luò)拓撲，是節(jié)點集合V和鏈路集合E的序偶；參數(shù)e是從節(jié)點u指向節(jié)點v的有向鏈路；參數(shù)M是P圈構(gòu)建時的標記鏈路集合。

算法1的第2行，調(diào)用Dijkstra［8］函數(shù)計算節(jié)點v到u的最短路徑，計算時忽略M中的鏈路。因此，算法1計算出的最短路徑和被標記的鏈路是分離的。由于Dijkstra函數(shù)返回的最短路徑是v到u節(jié)點序列，所以算法1的第4行調(diào)用head函數(shù)在節(jié)點序列頭部加入節(jié)點s，使其變成方向是u到v的P圈。

例如，針對圖1所示的拓撲，傳入的e（u，v）是有向鏈路（1，2），M包含e，則調(diào)用Dijkstra函數(shù)后返回節(jié)點序列｛2，3，1｝，最后返回的P圈是｛1，2，3，1｝。如果是無法計算出最短路徑的情況，如傳入的e（u，v）是有向鏈路（3，4），則直接返回空序列。

P圈序列構(gòu)造算法如算法2所示。

算法2的思想是遍歷拓撲中所有鏈路，確定初始鏈路并構(gòu)造出初始P圈，其他P圈通過已構(gòu)造P圈上的擴展鏈路擴展得到。如果是無法構(gòu)造P圈的鏈路，則加入到孤立鏈路集合中。當無法擴展出新P圈且拓撲中仍存在未遍歷的鏈路時，則會在未遍歷過的鏈路重新確定初始鏈路并繼續(xù)擴展新P圈，直到所有鏈路都被遍歷過。

算法2P圈序列構(gòu)造算法

算法2中1至2行是初始化相關(guān)變量，3至10行是遍歷拓撲中未被遍歷的鏈路并生成初始P圈，11至31行的邏輯是根據(jù)初始P圈擴展出新P圈。

1至2行中，隊列R代表最終得到的P圈序列；隊列O代表孤立鏈路的序列；隊列T是用來存儲構(gòu)造出且未被遍歷過的P圈序列，是輔助算法執(zhí)行的隊列；序列F最開始等于拓撲鏈路集合，存儲的是未被遍歷過的鏈路。

3至10行中，pcycle函數(shù)即算法1表示的有向P圈構(gòu)造函數(shù)。如果生成的初始P圈是空，則將當前鏈路加入到孤立鏈路集合O中，結(jié)束此次循環(huán)。否則，通過enque函數(shù)把生成的P圈加入到R和T中，進入擴展P圈邏輯。

11至21行中，edge函數(shù)是將以節(jié)點序表示的P圈轉(zhuǎn)換成以有向鏈路表示的P圈，如｛1，2，3，1｝將轉(zhuǎn)換成｛（1，2），（2，3），（3，1）｝。deg函數(shù)是求節(jié)點的節(jié)點度，當一條有向鏈路上的兩端節(jié)點的節(jié)點度都大于等于2，該鏈路即為擴展鏈路。

22至24行中，為了確保擴展出的P圈不同于該鏈路所在的P圈，會去斷開原P圈中的每一條邊，再嘗試構(gòu)造新P圈。

25至31行中，通過循環(huán)擴展出所有包含擴展鏈路的P圈，下次循環(huán)會將上次循環(huán)生成的P圈中鏈路加到標記鏈路集合M中。通過hasNewEdge函數(shù)判斷擴展出的新P圈是否擁有已生成P圈不包含的鏈路。如果函數(shù)返回是，則將其加入到隊列R和T中；否則將忽略該P圈，并結(jié)束循環(huán)。

按照添加到隊列R的先后順序定義P圈的優(yōu)先級大小，先添加到序列R的P圈優(yōu)先級更高，P圈的優(yōu)先級將作用于確定鏈路方向上。

由于每條鏈路只會遍歷一次且拓撲中鏈路數(shù)目是有限的，所以本算法中的遍歷有終止條件。

為了更形象地說明P圈序列構(gòu)造算法，舉例如下。圖2（a）代表示例拓撲。

圖2 P圈序列構(gòu)造算法示例

初始化序列R、O、T和F。從F中彈出一條鏈路得到初始鏈路（1，2），構(gòu)造出P圈｛1，2，3，1｝加入R、T中。從T中取出并把鏈路（2，3）、（3，1）從F中剔除。

此時F不為空且無法擴展出新P圈。鏈路（3，4）是鏈路（1，2）的后續(xù)鏈路，從F中彈出初始鏈路（3，4），因為無法通過（3，4）構(gòu)造P圈，把鏈路（3，4）加入O中。

鏈路（4，5）是鏈路（3，4）的后續(xù)鏈路，彈出初始鏈路（4，5），構(gòu)造P圈｛4，5，7，6，4｝。通過擴展鏈路（5，7）擴展出P圈｛5，7，10，5｝，刪除F中對應(yīng)鏈路。

鏈路（4，8）是鏈路（4，5）的后續(xù)鏈路，彈出初始鏈路（4，8），構(gòu)造P圈｛4，8，9，5，4｝，刪除F中對應(yīng)鏈路。此時F為空，結(jié)束循環(huán)。最后生成的P圈序列如圖2（b）所示。

2.2 生成路徑

針對通過上述P圈序列構(gòu)造算法生成的P圈序列，提出一種算法，先通過P圈優(yōu)先級確定拓撲中鏈路的方向，再通過BFS思想，從源節(jié)點src出發(fā)，按鏈路的方向搜索，最終生成從src到其他節(jié)點的工作路徑和保護路徑集合。

生成工作路徑算法如算法3所示。算法3生成工作路徑算法

算法3中，1至5行是初始化過程；6至13行是通過P圈序列和孤立鏈路集合確定鏈路方向；14至22行是確定pre數(shù)組；23至30行是通過pre數(shù)組確定工作路徑集合。

1至5行中，m表示拓撲的鄰接矩陣。pre［i］代表第i個節(jié)點的父節(jié)點是第pre［i］個節(jié)點。U為BFS的輔助隊列，T為已遍歷節(jié)點的集合，W是工作路徑集合。

6至13行中，按照優(yōu)先級遍歷P圈序列，當某條鏈路在多個P圈中，該鏈路的方向由優(yōu)先級最高的P圈方向決定。11至13行表示對于孤立鏈路集合中的鏈路，規(guī)定其方向是雙向的。最后m保存的是拓撲中所有鏈路的最終方向。

當確定拓撲中鏈路方向后，通過BFS確定src到其他節(jié)點的最短路徑。

保護路徑集合是從src到其他節(jié)點且逆著鏈路方向的最短路徑集合，因此在生成工作路徑算法上第9、10行將u和v互換，即可得到生成保護路徑算法。

舉例說明，圖2（a）示例拓撲最終生成的P圈序列如圖2（b）所示。在生成工作路徑算法中，先通過P圈序列和孤立鏈路集合確定拓撲中鏈路方向，如圖3（a）所示。因為鏈路（4，5）所在的P圈｛4，5，7，6，4｝比P圈｛4，8，9，5，4｝優(yōu)先級高，所以該鏈路的方向最終是4指向5。生成保護路徑算法中，鏈路方向如圖3（b）所示。

圖3 鏈路方向圖

假設(shè)源節(jié)點src為序號4的節(jié)點，目的節(jié)點集D為其他剩余的節(jié)點。對應(yīng)的工作路徑集合如圖4（a）所示，保護路徑集合如圖4（b）所示。

圖4 節(jié)點4的工作路徑和保護路徑

在生成路徑算法中，通過P圈序列和孤立鏈路集合確定拓撲中鏈路方向后，從拓撲的任何一點出發(fā)并沿著鏈路方向能到達拓撲中的其他任何點，證明如下。

為便于敘述，現(xiàn)假設(shè)如下：某條初始鏈路e1生成的初始P圈p1；通過p1上的擴展鏈路擴展出P圈序列R1；另一條初始鏈路生成并擴展出P圈序列R2。

情況1：從p1的某一點出發(fā)，當?shù)竭_p1上的某條擴展鏈路e2時，因為通過e2擴展出的P圈p2擁有和e2一致的方向，所以可以通過e2的尾節(jié)點進入p2。如圖3（a）中初始P圈｛4，5，7，6，4｝，可通過節(jié)點7進入擴展P圈｛5，7，10，5｝。同理通過p2上的擴展鏈路可以進入基于p2擴展出的P圈，因此有結(jié)論：從p1上的任意一點能到達R1中的任意一點。

情況2：從R1中某一個P圈p3擴展出的P圈p4的某一點出發(fā)，當?shù)竭_p3擴展出p4的擴展鏈路e3，可以通過e3的尾節(jié)點進入p3。同理可通過某條擴展鏈路進入某個擴展出p3的P圈，直到進入到初始P圈p1。又因為情況1結(jié)論，因此有結(jié)論：從R1中的任意一點能達到R1中的任意一點。

情況3：若R1和R2相鄰，相鄰關(guān)系有兩種情況。如果R1和R2是通過某個共享節(jié)點連接，如圖5（a）所示，則可以通過共享節(jié)點進入相鄰的P圈序列。如果R1和R2是通過一條或多條孤立鏈路連接，如圖5（b）所示，因為孤立鏈路是雙向的，則可以通過孤立鏈路進入相鄰的P圈序列。又因為情況2結(jié)論，因此得出結(jié)論：從某個P圈序列的任意一點能達到相鄰的P圈序列的任意一點。

圖5 P圈序列相鄰情況

情況4：從拓撲中任意一點出發(fā)。如果該點不屬于任何P圈序列，可通過孤立鏈路進入某一個P圈序列。從某個P圈序列中某點出發(fā)，可以根據(jù)情況3結(jié)論進入相鄰P圈序列，從而進入任意P圈序列，最終可以到達拓撲中任意一點。

2.3 路由表

BFR通過查詢BIFT轉(zhuǎn)發(fā)多播分組。BIFT由三列組成。第一列表示目的節(jié)點的BFR-id，由SI（Set Identifier）和BitString組合而成，其中SI表示集合識別碼，用來標識不同集合中BFR，BitString表示該SI下目的節(jié)點的BFR-id。圖2（a）示例拓撲中，只有一個集合，所以SI為0。第二列代表F-BM。第三列代表轉(zhuǎn)發(fā)分組到目的節(jié)點的下一跳BFR。

為了將工作路徑和保護路徑配置到路由表中，本算法在傳統(tǒng)的BIFT上進行了改造。路由表條目分為兩部分，第一部分代表正常情況下路由器執(zhí)行的工作條目；第二部分代表當檢測到工作路徑上鏈路發(fā)生故障時，路由器執(zhí)行的保護條目。

針對圖4（a）對應(yīng)的工作路徑集合和圖4（b）對應(yīng)的保護路徑集合，可得BFR-id為4的BFR的BIFT表，如表1所列。

表1 節(jié)點4的BIFT表

因為沒有P圈對孤立鏈路進行保護，當孤立鏈路發(fā)生故障時，此算法無法進行保護。

本算法不能保證在同一時刻對工作路徑上所有的鏈路進行保護。如果工作路徑上多條鏈路同時出現(xiàn)故障，只要任意一條鏈路對應(yīng)的保護路徑和任一鏈路沒有共享邊，即能同時對多條鏈路進行保護；否則，同一時刻只能保護其中一個鏈路。

舉例如下，如圖3所示工作路徑集合和保護路徑集合。本算法可同時對鏈路（1，2）和鏈路（4，5）進行保護，因為（1，2）所對應(yīng)的保護路徑｛1，3，2｝和（4，5）沒有共享邊，且（4，5）對應(yīng)的保護路徑｛4，6，7，5｝和（1，2）沒有共享邊。對于鏈路（4，5）和鏈路（5，7），因為（4，5）對應(yīng)的保護路徑｛4，6，7，5｝和鏈路（5，7）有共享邊，則同一時刻只能保護其中一條。

3 仿真和結(jié)果分析

3.1 算法結(jié)果

仿真采用NSF網(wǎng)絡(luò)拓撲模型［14］（14個節(jié)點，21條邊），如圖6（a）所示。

圖6 NSF拓撲（虛線箭頭表示3個P圈（P1、P2和P7））

SLA［7］算法會保存每一個生成的P圈，因此得到的P圈數(shù)目是巨大的。在算法2中，因為有hasNewEdge函數(shù)的限制條件，只有擴展出的P圈擁有已生成的P圈沒有的鏈路時，才會保存該P圈，因此最終生成的P圈數(shù)目一定不會超過拓撲中鏈路的個數(shù)，這可以很好地限制P圈數(shù)目。

表2給出了本文所提算法與SLA［7］針對NSF拓撲的對比計算結(jié)果。

表2 P圈算法的對比結(jié)果

由表2可見，所提算法生成的P圈個數(shù)遠小于SLA。這對于多播型業(yè)務(wù)樹的構(gòu)造，其計算復雜度可以得到有效控制。而先驗效率降低的原因，是因為所提算法沒有充分利用跨接邊的潛力。此外，所提算法所具備的方向性參數(shù)，可用于多播保護路徑的進一步優(yōu)化。

通過P圈序列構(gòu)造算法對NSF網(wǎng)絡(luò)構(gòu)造的P圈共有7個，沒有孤立鏈路。按照優(yōu)先級排序，生成的P圈序列如表3所示。

表3 NSF的P圈序列

在生成工作路徑算法中，通過P圈序列和孤立鏈路集合確定拓撲中鏈路方向，NSF鏈路方向如圖6（b）所示。其中圖6（b）中虛線箭頭表示的P圈有P1、P2和P7，對應(yīng)表3優(yōu)先級為1、2和7的P圈，表中其他P圈暫未在圖中標出。需要注意的是，P圈方向和鏈路方向沒有必然聯(lián)系，如圖6（b）中P7方向和最終鏈路方向（12，9）相反。鏈路方向需通過算法3和P圈序列確認。

通過算法3計算，可得BFR-id為1和4的BFR的BIFT表，分別如表4和表5所示。

表4 節(jié)點1的BIFT表

表5 節(jié)點4的BIFT表

3.2 快速重路由

每個BFR通過算法3確定工作路徑和保護路徑，配置BIFT。當檢測到工作路徑上鏈路出現(xiàn)故障，BFR可以將受影響業(yè)務(wù)迅速切換到保護路徑上，從而實現(xiàn)快速重路由，達到快速恢復多播業(yè)務(wù)的目的。

在本方案中，采用為BIER分組添加外層的BIER頭部實現(xiàn)路徑的切換。

為了區(qū)分多播分組進入BIER域增加的BIER頭和啟用保護條目而新增的外層BIER頭，需要在BIER頭中設(shè)置一個比特大小的標記位Dbit作為區(qū)分依據(jù)。本算法利用BIER頭中Rsv［15］字段作為Dbit字段。當BFR收到分組BIER頭中Dbit字段為0的分組，將會查找BIFT中工作條目，并根據(jù)工作條目進行轉(zhuǎn)發(fā)分組。相對地，當收到Dbit字段為1的分組，BFR將會查找BIFT中保護條目，并根據(jù)保護條目進行轉(zhuǎn)發(fā)分組。

下面舉例說明快速重路由過程。

如圖6（a）所示NSF拓撲，當鏈路（1，2）發(fā)生故障時，BFR-id為1的BFR檢測到BFR-id為2的BFR不可達，此BFR將會給下一跳是2的BIER分組新加一個BIER頭，其中BitString設(shè)為2，Dbit字段設(shè)為1，并根據(jù)表4中的保護條目，轉(zhuǎn)發(fā)給BFR-id為4的BFR。

當BFR-id為4的BFR收到該分組后，因為Dbit字段為1，所以會查詢自己BIFT中保護條目，如表5所列，將分組轉(zhuǎn)發(fā)給BFR-id為2的BFR。

當BFR-id為2的BFR收到該分組后，發(fā)現(xiàn)BitString代表的BFR是其本身，則會去掉最外層的BIER頭，接下來根據(jù)內(nèi)層的BIER頭的BitString查找工作條目繼續(xù)轉(zhuǎn)發(fā)分組。

4 結(jié)束語

針對時延和丟包敏感的多播業(yè)務(wù)，需要采取保護機制來快速恢復業(yè)務(wù)。BIER是一個基于分段路由的多播技術(shù)。因為中間路由器不需要維護多播樹狀態(tài)，BIER本質(zhì)上等同于IP單播。

本文在利用BIER協(xié)議實現(xiàn)多播的基礎(chǔ)上，提出了一種全新的基于P圈的快速重路由算法，用以解決鏈路故障導致多播業(yè)務(wù)中斷的問題。通過構(gòu)造出有向的P圈序列確定鏈路方向，分布式計算每一個BFR的BIFT。當檢測到鏈路出現(xiàn)故障時，啟用BIFT的保護條目來快速恢復業(yè)務(wù)。通過本文討論，可以發(fā)現(xiàn)本算法在實現(xiàn)時對BIER協(xié)議改動不大，因此適宜快速部署到BIER網(wǎng)絡(luò)中。