DE19611009A1 - Verfahren zur Verbindung von Pfadschutzsignalen in einer digitalen Koppeleinrichtung - Google Patents

Description

Die Erfindung betrifft ein Verfahren nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1 für die Konfiguration der Vermittlung digitaler Signale, die mit einem digitalen Zeit-Raum-Zeit(TST)-Schalter (Vielfach) verbunden sind, in Situationen, die eine Änderung des Vermittlungszustands erfordern, und für den Pfadschutz dieser Signale in dem TST-Schalter. Die Erfindung betrifft ferner eine Schaltungsanordnung zur Durchführung des Verfahrens.

Synchrone digitale Hierarchie (SDH) umfaßt eine große Einheit zur Übertragung von Zeitmultiplex-Signalen in einem Telekommunikationsnetz, dessen Fernnetz sich in ein ferngesteuertes Koppelnetz ausdehnt. Die erste Ebene der SDH- Signale ist das synchrone Transportmodul (STM-1), dessen Übertragungsrate 155.520 Mbit/s beträgt. Der STM-1-Basisrahmen besteht aus Bytes (8 Bit), von denen es einschließlich der Steuerblöcke 2430 gibt. Somit überträgt der STM-1-Rahmen 63 TU 12 Untereinheiten (Tributary Unit)-Signale mit 2Mbit/s, die ein 2Mbit/s-Signal eines gewöhnlichen 30-Kanal-PCM-Systems enthalten können. Jedes Byte in dem Rahmen bildet einen 64Kbit/s-Kanal. SDH-Signale oder Transportmodule werden aus den Subsystemsignalen mittels Byteverschachtelung gebildet.

Eine digitale Koppeleinrichtung, nachfolgend auch Schalter genannt, (DXC) in der SDH kann den Verkehr zwischen verschiedenen SDH-Ebenen und zwischen unterschiedlichen Signalen vermitteln. Sie muß zusätzlich in der Lage sein, das Netzwerk flexibel zu rekonfigurieren, d. h. die Verbindung umzuleiten und bei Ausfallsituationen des Netzwerks ein schnelles Umschalten zu Reserveverbindungen zu garantieren.

Das digitale Schalten bzw. Koppeln wurde intensiv studiert, um eine optimale Architektur herauszufinden. Eine Struktur, die nichtblockierend ist und Kriterien zur Kapazität und praktischen Brauchbarkeit erfüllt, ist die TST-Struktur oder das Zeit-Raum-Zeit-Schalten, wie es in unserem Patent PCT/FI/00174 offenbart ist, entsprechend FI-921834. Dieses Patent offenbart die allgemeinen Prinzipien eines TST- Schalters im Detail. Obwohl das im Patent PCT/FI/00174 offenbarte Verfahren recht gut funktioniert, benötigt man insbesondere für größere Schalter ein noch effizienteres Schaltsteuerverfahren.

Ziel der Erfindung ist ein Verfahren und ein Algorithmus nach diesem Verfahren zur Berechnung einer Konfiguration einer TST- Schaltstruktur sowohl für Punkt-zu-Punkt-Verbindungen, als auch für Reserveverbindungen eines untergeordneten oder Subnetzwerks.

Die Erfindung schlägt ein Verfahren nach Anspruch 1 vor, in dem das Problem gelöst wird, indem die Konfiguration umstrukturiert wird, in der Praxis mit 63 Verbindungsmatrizen, und das Verfahren konzentriert sich auf die Problemlösung nur der Verbindungen der ersten TS-Stufe und zusätzlich nur derjenigen Signale, die umgeordnet werden müssen.

Vorteilhafte Ausführungen der Erfindung sind in den Unteransprüchen angegeben. Vorteilhafte Lösungen für die Schaltungsanordnung zur Durchführung des Verfahrens sind in den Ansprüchen 9-11 angegeben.

Zu verbindende Signale sind bevorzugt gemultiplexte Subsignale von Hochkapazitätssignalen, was in dem SDH-System bedeutet, daß die Subsignale hauptsächlich virtuelle VC-12-Container mit 2 Mbit/sek. sind, wobei die Hauptsignale dann 155 Mbit/sek STM- 1 Signale sind.

Die Stabilität des Algorithmus liegt darin, daß er nur solche Verbindungen umgeordnet, die umordnet werden müssen. Dies wird teilweise durch eine neuartige Lösung des Schaltproblems realisiert. Das Schaltproblem stellt sich als imaginäre Matrix dar. Der Algorithmus zeichnet alle an den Verbindungen durchgeführten Umordnungen auf, um das Schalten zu realisieren. Wenn alle Umordnungen abgeschlossen sind, ergeben die Aufzeichnungen alle notwendige Information zur Realisierung der Schaltung entsprechend der Schaltsteuerinformation.

In dem erfindungsgemäßen Verfahren werden Probleme schwieriger Schaltsituationen in der Rekursionsstufe gelöst, worin die Stelle einer Verbindung in der imaginären Matrix nach Zufall zu einer neuen Stelle gezwungen wird, wonach der Betrieb nach dem Basisverfahren fortgeführt wird.

Das Verbindungsfeld des Schalters erfordert einen Berechnungs- Algorithmus zur Konfigurierung der Verbindungen. Punkt-zu- Punkt-Verbindungen lassen sich unter Verwendung bekannter Algorithmen konfigurieren. Jedoch geht der PPTST-Algorithmus nach der Erfindung einen Schritt weiter und zeigt eine Lösung auch für den Pfadschutz (PP). Der PPTST-Algorithmus berechnet bei Bedarf auch die Punkt-zu-Doppelpunkt-Verbindungen (Funkübertragung).

Tests haben gezeigt, daß das erfindungsgemäße Verfahren schneller oder wenigstens so schnell wie bekannte Berechnungsverfahren ist, also wenn die zu verbindenden Signale Pfadschutzsignale enthalten.

Der erfindungsgemäße Algorithmus ist auch verwendbar, um Punkt-zu-Punkt-Signale durch ein dreistufiges Benes-Schaltnetz zu leiten.

Die Erfindung wird nun anhand von Ausführungsbeispielen unter Hinweis auf die beigefügten Zeichnungen beschrieben.

Fig. 1 zeigt ein allgemeines Bild einer imaginären Matrix zur Verwendung als Startpunkt in dem Algorithmus nach der Erfindung;

Fig. 2 zeigt die Verbindung von Pfadschutzsignalen durch einen Raumschalter;

Fig. 3 zeigt ein allgemeines Bild einer Eingangstabelle;

Fig. 4 zeigt die Algorithmus-Datenstruktur für einen gewählten Zeitschlitz (Zeit = T), wobei die Hilfstabellen des Algorithmus um die imaginäre Verbindungsmatrix herum dargestellt sind;

Fig. 5 ist ein vereinfachtes Flußdiagramm des Algorithmus zur Verwendung in dem Verfahren nach der Erfindung;

Fig. 6 zeigt das Flußdiagramm oder ersten Bearbeitungsstufe für Pfadschutzsignale;

Fig. 7a und 7b zeigen die Bearbeitung normaler Punkt-zu-Punkt- Signale in einem FindEven-Prozeß;

Fig. 8 zeigt das Flußdiagramm des FindEven-Prozesses;

Fig. 9 zeigt einen BestSwap-Prozeß zur Verwendung in einem pull-push-Prozeß (Zug-Schiebeprozeß) mittels Verbindungsmatrizen;

Fig. 10 zeigt das Flußdiagramm des pull-push-Prozesses;

Fig. 11 zeigt in dem push-pull-Prozeß den HallSwap-Fall;

Fig. 12 zeigt in dem push-pull-Prozeß den FillerSwap-Fall;

Fig. 13 zeigt in dem push-pull-Prozeß den BestReplace-Fall;

Fig. 14 zeigt in dem push-pull-Prozeß den ReplaceSwap-Fall;

Fig. 15 zeigt in dem push-pull-Prozeß den ReleaseSwap-Fall;

Fig. 16 zeigt in dem push-pull-Prozeß den PPSwap-Fall; und

Fig. 17 zeigt ein vereinfachtes Flußdiagramm des PPSwap- Prozesses.

Nachfolgend wird ein Implementierungsbeispiel beschrieben, das die Bearbeitung von VC-12-Signalen betrifft. Anzumerken ist jedoch, daß das Verfahren nach der Erfindung auch zur Bearbeitung von Signalen höherer Kapazität verwendbar ist, die in eine Vielzahl von VC-12-Signalen zerschnitten sind, die mit einem TST-Schalter verbunden sind. Die letzte Stufe des TST- Schalters wird dann verwendet, um Probleme der Wiederverbindung des Signals höherer Kapazität zu lösen.

Die Erfindung definiert für ein TST-Schaltfeld einen Berechnungs-Algorithmus zur Definition von Pfadschutz (pp)- Signalen in einem digitalen Koppelnetzwerk oder digitalen Schalter, DXC. Der Berechungs-Algorithmus verwendet eine Zeitfunktion zur Beendigung der Durchführung, wenn in der Berechnung keine Lösung gefunden wird. Nachfolgend werden folgende Abkürzungen verwendet: PP bedeutet das gleiche, wie SNCP oder Subnetzwerk-Verbindungsschutz, TST bedeutet Zeit- Raum-Zeit-Schaltarchitektur und PPTST bedeutet pfadgeschützte TST-Verbindung. DXC bedeutet Digitalschalter.

In diesem Beispiel behandelt der PPTST-Algorithmus nur VC-12- Signale (VC = virtuelles Behältnis), weil VC-4-Signale und VC- 4-Schutzalgorithmen keine Zeitschalter verwenden und daher vom Standpunkt der Blockierung her nicht problematisch sind. Jedoch erfordert die TST-Struktur eine besondere Behandlung von VC-12-Signalen im SNCP-Fall, der in diesem Zusammenhang auch Pfadschutz-PP genannt wird. Der PPTST-Algorithmus dient zur Lösung der Schwierigkeiten, die zuvor bei der Konfiguration eines Schalters oder Koppelnetzwerks auftraten.

Allgemein gesagt, ist der Algorithmus zusätzlich zu der TST- Verbindung auch durch Zeitfaktoren begrenzt. Die Konfiguration muß mit einem echten Prozessor berechnet werden, der mit der gegenwärtigen Technologie langsam ist, und es müssen die Anforderungen an die Verbindungsherstellungszeiten durch Netzwerk-Benutzer oder Operatoren erfüllt werden. Die Anorderungen an die Timer-Funktion (Zeitgeberfunktion) ist es, die Berechnung zu unterbrechen, wenn die Zeitgrenzen überschritten werden.

Der Algorithmus benötigt eine Übertragungsschicht, die auch bei dem allgemeinen DXC-TST-Algorithmus und dem Game- Algorithmus (Spielalgorithmus) anwendbar ist. Die Funktion der Übertragungsschicht ist es, Konfigurationsanfragen und Erfordernisse der ASIC-Steuerung zu handhaben. Die Übertragungsschicht filtert unnötige Anfragen aus, wie etwa VC-4-Verbindungen, weil für deren Konfiguration kein Algorithmus erforderlich ist. Die anderen Anfragen bilden das TST-Verbindungs-Konfigurationsproblem von VC-12-Signalen, das unter Verwendung des PPTST-Algorithmus zu lösen ist.

Im Prinzip ist das durch den Algorithmus zu lösende Problem, 63 Konfigurationen für die Raum-(S) und Zeit (T)-Schalter durch ein TST-Verbindungsfeld zu finden. Diese 63 Lösungen entsprechend der Anzahl von VC-12-Signalen in einem STM-1- Rahmen. Der PPTST-Algorithmus hat zum Ziel, die Haupt-TST- Begrenzung oder Einschränkung zu lösen. Die Verbindung durch den Raumschalter S muß sehr bestimmt sein, d. h. ein Signal muß durch Tore, hier auch Ports genannt, gerichtet werden, die von anderen Signalen nicht verwendet werden. Der einfachste Weg der Darstellung dieses S-Schaltproblems ist die Verwendung von 63 Matritzen der Größe 16 × 16. Ein Eingangsport entspricht einer Spalte und ein Ausgangsport einer Reihe in einer Matrix.

Dann kann die Struktur des Algorithmus einfach wie folgt beschrieben werden:

Die Signale werden mittels 63 Matritzen dargestellt, in denen eine Zeitschlitzverteilung dem Original entspricht. Der Algorithmus wird zum Umordnen der Inhalte dieser 63 Matritzen verwendet, so daß jedes Signal die Ports in einer bestimmten Weise nutzt. Weil die Ports Reihen und Spalten deuten, läßt sich die Einschränkung wie folgt formulieren: Ein Signal muß eine bestimmte Reihe und Spalte verwenden.

Die Raumverbindung eines bestimmten Zeitschlitzes blockiert nicht, wenn alle Ausgänge des Raumschalters in Verwendung sind. Anders gesagt, der eingangsseitige Zeitschalter muß alle Zeitschlitze oder Kanäle derart verbinden, daß alle zeitgeschalteten Zeitschlitze der Eingänge des Raumschalters zu verschiedenen Ausgängen gerichtet sind. Wenn ein Eingang keinen Zeitschlitz hat, der zu einem bestimmten Ausgang geleitet werden sollte, dann braucht natürlich dieser Ausgang nicht verwendet werden. Somit ist es die Funktion des eingangsseitigen Zeitschalters vor dem Raumschalter, die Kanäle gleichmäßig in die Zeitschlitze zu unterteilen, so daß der Raumschalter dies mit den geeigneten, erwünschten Ausgängen verbinden kann. Im einzelnen sollte in dem Raumschalter keine Überfüllung auftreten, wobei ein Zeitschalter mehr als einen Kanal enthält, der zu einem bestimmten Ausgangs-Zeitschlitz geleitet wird. Unter Verwendung des erfindungsgemäßen Verfahrens wird die Verbindungsmatrix derart aufgestellt, daß das Schalten in nicht blockierender Weise stattfindet.

Fig. 1 zeigt die Grundstruktur des PPTST-Algorithmus: Eine Tabelle mit 16 Reihen, die den Ausgängen entsprechen, d. h. Ausgang 1 bis Ausgang 16, und 16 × 63 Spalten, die den Zeitschlitzen entsprechen, d. h. (Eingang 1 bis Eingang 16) × (Zeit 1 bis Zeit 63). Diese Struktur ist jedoch durch andere Strukturen ergänzt, um die Durchführung des Algorithmus zu beschleunigen. In der Praxis läßt sich jede Verbindung als Schnittpunkt (x) in der Matrix denken. Die Aufgabe des Algorithmus ist es dann, nachzusehen, daß nur ein Schnittpunkt (x) auf jeder Reihe und in jeder Spalte für eine normale Punkt-zu-Punkt-Verbindung vorliegt, d. h. eine Verbindung von einem Eingang zu einem Ausgang.

Die Matrix in Fig. 1 dient zum Umordnen zweier Typen von Signalen: Punkt-zu-Punkt-Signale und Pfadschutz, oder pp- Signale.

Ein Punkt-zu-Punkt-Signal ist zwischen einem Eingangsport und einem Ausgangsport anzuschließen, was bedeutet, es belegt einen Schnittpunkt einer Spalte mit einer Reihe. (In einer bidirektionalen Verbindung nimmt natürlich die Rücklaufrichtung einen anderen Schnittpunkt ein. Der Einfachheit wegen ist dies hierin nicht separat diskutiert, weil die Probleme beider Richtungen unter Verwendung des gleichen Prinzips gelöst werden können, in der Praxis als Spiegelbilder). Ein pp-Signal ist in seiner Gesamtheit eine bidirektionale Verbindung, die geschützt wird. Daher verwendet ein pp-Signal drei Eingangsports, drei Ausgangsports, d. h. drei Schnittpunkte. Fig. 2 zeigt die Struktur des pp-Signals.

Hier wird nur kurz angemerkt, daß die pp-Wählsignale gleichzeitig in den Ports des Raumschalters erscheinen, so daß die Schutzschaltung ohne besondere Berechnung schnell durchgeführt werden kann, d. h. nur durch Erneuern (updating) der Schaltsteuerdaten. Die Wähl- und Funkübertragungsfunktionen sind in einem pp-Block kombiniert, so daß die erforderliche Verbindungskapazität minimiert ist.

Pp-Signale verwenden gewöhnlich symmetrische Signalports, weil eine bidirektionale Verbindung die gleichen Ports sowohl in der Sendeverteilungsstufe (1 → 2) als auch in der Empfangs- Wählstufe (2 → 1) verwendet. Unter Verwendung der Markierungen in Fig. 2 läßt sich dies für den Raumschalter S als Zustand beschreiben: Xin = Xout; Yin = Yout; und Zin = Zout. (Index in heißt ein, Index out heißt aus). Im Falle eines unidirektionalen geschützten Signals wird nur eine Seite des pp-Signals verwendet, d. h. der Schalter erkennt nur Punkt-zu-Doppelpunkt-Verbindungen. Zwei unidirektionale geschützte Signale lassen sich zur Bildung eines vollständigen pp-Signals kombinieren, wenn die verwendeten Ports die oben genannte Bedingung Xin = Xout; Yin = Yout und Zin = Zout erfüllen.

Der Algorithmus nach der Erfindung beruht auf der in Fig. 1 gezeigten Basisstruktur. Der Algorithmus handhabt Signale, die zu den Eingangsports in dem T-Schalter kommen, derart, daß die Signale umgeordnet werden. Die Eingangsports sind als Spalten dargestellt, und das Berechnungsverfahren baut 63 Matritzen, die mit der oben genannten TST-Einschränkung übereinstimmen. Der Algorithmus läßt sich in drei Hauptaufgaben unterteilen:

• 1. Problemlösung von Pfadschutz oder pp-Signalen;
• 2. Problemlösung einfacher, normaler Punkt-zu-Punkt-Signale (find even-Lösungen);
• 3. Problemlösung schwieriger, normaler Punkt-zu-Punkt- Signale unter Verwendung der pull-push-Routine.

Bei der ersten Aufgabe werden alle pp-Signale gehandhabt. Die pp-Signalteile werden in einer Gleichzeit-Matrix gesammelt und die einzelnen pp-Signale werden in den 63 Zeitmatritzen angeordnet. Bei dieser Aufgabe werden normale Punkt-zu-Punkt- Signale ignoriert.

Bei der zweiten Aufgabe werden die Probleme eines Hauptteils der normalen Verbindungen gelöst. Die meisten normalen Verbindungen lassen sich direkt in einer Zeitschlitzmatrix anordnen, in der die in Frage kommenden Ports noch nicht reserviert sind. Dies läßt sich am besten so darstellen, daß even swaps (einfache Austauschvorgänge) in den Eingangsports zwischen den zwei in Frage kommenden Signalen derart durchgeführt werden, daß in der Konfigurationslösung beide Signale in dem wahrscheinlichsten finalen Zeitschlitz angeordnet sind. Dies kann hier "finden einfacher Lösungen" oder "Even-Lösungen" heißen.

Die dritte Aufgabe des Algorithmus konzentriert sich auf schwierige normale Verbindungen. Diese Signale haben keinerlei offensichtliche Zeitschlitze in den Eingangsports, die einen freien Ausgangsport haben, d. h. der Ausgang des S-Schalters ist bereits reserviert. Eine andere Verbindung muß dann in dem gewünschten Ausgangsport durchgeführt werden, und dies erfordert das Umordnen bereits problemgelöster normaler Eingangssignale zum Herausfinden eines freien Ausgangsports für die schwierige Verbindung. Dieses Umordnen erfordert eine sogenannte pull-push-Routine nach der Hall′s-Aussage, wonach überlappende Verbindungen aus einer Zeitmatrix zu einer anderen bewegt werden, bis sich ein freier Ausgangsport findet. Diese Aufgabe handhabt nur normale Verbindungen, weil das Einbauen von pp-Signalen in die pull-push-Routine das Zusammenfinden bzw. Konvergieren sehr erschweren würde, und dies könnte einen lawinenartigen Anstieg der Anzahl von Bewegungen zur Folge haben. Für jede Bewegung beinhaltet ein pp-Signal nicht nur einen Port, sondern kann verschiedene Verbindungen treffen. Zusätzlich kann die Lawine sich ausbreiten, so daß sowohl normale als auch pp-Verbindungen bewegt werden müssen, so daß mehr überlappende oder ungelöste Fälle die Folge sind, weil in der pull-push-Routine nur das primäre Überlappen relevant ist. Dieser Prozeß würde auch viel Zeit verbrauchen, und der Zeitfaktor verhindert natürlich die Verwendung eines noch komplexeren Algorithmus in der pp-pull­ push-Routine. Daher sind PP-Signale in diesem pull-push-Prozeß nur dann enthalten, wenn sich keine anderen Lösungen finden lassen.

Durch Halten einer Aufzeichnung der Vielzahl von pull-push- Aktionen (swaps oder Austauschvorgängen), in der in Fig. 1 gezeigten Basisstruktur ist die Zielkonfiguration leichter zu benennen. Die erste Zeitschalterstufe verwendet diese Aufzeichnung für das finale Umordnen von Signalen. Die Ziel- Portinformation des letzten Befehls wird dann zur Steuerung des Raumschalters verwendet. Die letzte Zeitschaltstufe verwendet die Zielzeit-Schlitzinformation zum Setzen der angeforderten finalen Signalverteilung.

Die Schnittpunkte der 63 Zeitmatritzen enthaltenden Basisdatenstruktur nach Fig. 1 sind in den Eingangstabellen Beispiele in Fig. 3 dargestellt. Die Größe der Eingangstabelle ist 16 × 63 und enthält ursprünglich alle Eingangssignale, die entsprechend der Ankunftszeit verteilt sind. Die Ziele der virtuellen Behältnisse VC sind mittels Port- und Zeitschlitznummern dargestellt. Die Eingangstabelle definiert die Basisstruktur, weil sie die X-Achse der Basisstruktur bildet. Dies wird erreicht durch Aufreihen der Eingangstabelle neben der Struktur, wodurch die Eingangstabelle wie eine Eingangsreihe in der Basisstruktur entsprechend der Zeit auf der X-Achse angeordnet wird. Die Inhalte der Eingangsreihe bezeichnen dann den Zielport. Die Verbindung läßt sich denken als Schnittpunkt einer Spalte mit einer Reihe in der Basisdatenstruktur. Die Konfiguration wird durch Manipulation der Eingangsreichen berechnet. Die Manipulation löscht die Tabelleneingänge nicht, sondern ordnet die Positionen der Werte um.

Fig. 3 zeigt Signalbeispiele. Der Eingang 4 enthält ein hereinkommendes Signal einer normalen Punkt-zu-Punkt- Verbindung, die in dem Zeitschlitz 4 ankommt und zum Zeitschlitz 441 im Ausgangsport 3 gerichtet ist. In der Fig. ist der Schnittpunkt mit 3,41 markiert. Das pp-Signal befindet sich in drei Zeitschlitzen. In Fig. 3 befindet sich das Funkübertragungssignal (1 → 2) in dem Zeitschlitz 11 der Eingangsreihe 1, und dessen Ziele sind die Ausgänge 5 und 8 bzw. die Zeitschlitze 11 und 61. Der Schnittpunkt ist mit 5/8, 11/61 markiert. Die Wählsignalteile befinden sich auf Eingangsreihen 5 und 8, Zeitschlitzen 14 und 6. Wie in Fig. 3 gezeigt, sind die Wählsignale zu dem Ausgangsport 1 und dem Zeitschlitz 32 gerichtet (1, 32).

Die zentrale Datenstruktur des Algorithmus ist die Eingangstabelle nach Fig. 3. Sie gleicht der in Fig. 1 gezeigten Basisdatenstruktur. Die Basisdatenstruktur als solche ist physikalisch nicht nötig und läßt sich als imaginäre Datenstruktur denken. Jedoch erfordert das schnelle Durchführen des Algorithmus ein Steuerdatenfeld, das so groß wie die Basisstruktur von Fig. 1 ist, jedoch eine andere Bedeutung hat, was in Verbindung mit dem OutputQueue (Ausgangs-Warteschlange) diskutiert wird. Nun wird die Signaldarstellung und werden die Strukturen diskutiert, die die Eingangstabelle betreffen. Allgemein ist der Portwert dieses Beispiels 0 bis 16 und der Zeitwert 0 bis 63, wobei der Nullwert anzeigt, daß kein Signal vorhanden ist und die Zahlen von 1 bis 16 die Ports darstellen. Anzumerken ist jedoch, daß der Portwert nur ein logischer Wert ist und als solcher nichts mit Hardware-Anordnung zu tun hat, d. h. der Position auf gedruckten Schalttafeln.

Ein unidirektionales Punkt-zu-Punkt-Signal wird, wie oben erwähnt, in der Eingangstabelle durch zwei Nummern repräsentiert und ist in Form "Port, Zeitschlitz" gezeigt. Eine pp-Signal erfordert jedoch eine zweiteilige Darstellung in der Eingangstabelle. Der erste Teil betrifft einkommende Wählsignale und der andere Teil das ausgehende Funksendesignal. Die Wählsignale sind identisch, weil sie das gleiche Ziel haben, d. h. das Ziel Ausgangsport und den Zeitschlitz. Der Funkübertragungsteil eines pp-Signals hat zwei Ziele und ist daher durch zwei Portnummern oder -zahlen und zwei Zeitschlitznummern oder -zahlen dargestellt, wie in Fig. 3 gezeigt. In der Eingangstabelle erfordert die Darstellung einer Erkennungsfeld-PP-Nummer, die schnell den Unterschied zwischen dem Punkt-zu-Punkt-Signal und dem pp- Signal indiziert. Dieses Datenfeld enthält eine Zahl: Wenn sie von Null abweicht, also von 1 bis 315, indiziert sie ein pp- Signal und Null indiziert ein normales Signal. Die Numerierung der pp-Signale erleichtert ferner die Handhabung der pp-Signale beim Schalten. Für die Wählsignale ist die Markierung "pp- Nummer, Port, Zeitschlitz" und für Funksendesignale "pp- Nummer, aktiver Port, aktiver Zeitschlitz, Reserveport (Back- up-Port), Reservezeitschlitz (Back-up-Zeitschlitz)".

Die Übertragungsschicht muß die Empfangsschnittsstelle mit einer Eingangsstruktur versehen, die der Eingangstabelle entspricht und alle Signalverbindungsanforderungen enthält. Ferner ist eine Tabelle erforderlich, in der alle pp-Signale in numerischer Reihenfolge vorliegen. Das Format eines pp- Warteschlangenelements PP (pp queue element PP) ist: "pp- Nummer, Signalport, Signaleingangszeitschlitz, Signalausgangszeitschlitz, aktiver Port, aktiver Eingangszeitschlitz, aktiver Ausgangszeitschlitz, Reserveport, Reserveeingangszeitschlitz, Reserveausgangszeitschlitz".

Für den Algorithmus ist keine imaginäre Matrix erforderlich, und der Algorithmus verwendet die Matrix nicht, jedoch wird das zugrunde liegende Prinzip des Algorithmus anhand einer großen Matrix besser verständlich.

Nun zu der Struktur des Algorithmus. Die Fig. 4 zeigt eine imaginäre Verbindungsmatrix, die in diesem Fall die Verbindungen repräsentiert, die über den Raumschalter (S) in den Zeitschlitz T gerichtet werden. In Fig. 4 ist die quadratische Matrix in der Mitte vollständig imaginär und der erfindungsgemäße Algorithmus benötigt nur die separat genannten Strukturen.

Die pp-Sammelroutine verwendet eine Buchhaltungstabelle PP Booking, die die gleiche Größe wie die Eingangstabelle (Input Table) hat. Die Elemente der Buchhaltungstabelle sind Nummern, die den pp-Nummern entsprechen. Im Vergleich mit der Basisstruktur, die sowohl Eingangs- als auch Ausgangsachsen hat, kann die Buchhaltungstabelle eindimensional sein, weil die pp-Signal die Ports in symmetrischer Weise benutzen. Die drei fraglichen Eingangsports haben die gleichen Nummern wie die Ausgangsports. Die Buchhaltungstabelle ist in Fig. 4 gezeigt. Ihre Größe ist 16 × 63, und ihre Elemente haben von 0 bis 315 reichende Werte.

Fig. 4 zeigt ferner eine Ausgangsreferenztabelle (OutputReference) der Größe 16 × 63. Deren Elemente indizieren, wieviele Signale zu einem Ausgangsport in einem Zeitschlitz gerichtet werden.

Die Ausgangswarteschlangentabelle (OutputQueue) hat die Größe (16 × 16) × 63. Deren Elemente indizieren die Eingangsports der Signale, die zu einem Ausgangsport in einem Zeitschlitz gerichtet sind. Wenn das Signal ein pp-Wählsignal ist, enthält das Element die Nummern von zwei Eingangsports. Die Ausgangswarteschlangentabelle enthält auch die Nummer des pp- Signals (PPNumber). Das Elementformat ist "pp-Nummer, Eingangsport 1, Eingangsport 2".

Die Überlappungsvariable (Overlap) indiziert die Nummer der überlappenden Verbindungen oder wieviele in Konflikt stehende Anfragen für einen Ausgangsport vorliegen. Dieser Wert indiziert die Gesamtsumme der Überlappungen für alle Zeitschlitze, obwohl der Klarheit wegen Fig. 4 nur einen Zeitschlitz (Time=T) zeigt.

Ein Pfadschutzzeiger TimePP (path protection pointer) indiziert, ob ein bestimmter Zeitschlitz pp-Signale enthält. Ein Ja-Wert indiziert ein pp-Signal und ein Nein-Wert indiziert, daß der Zeitschlitz keine pp-Signale enthält. Die TimePP-Werte werden in einer ZeitPP-Warteschlange-Tabelle (TimePP-Queue-Tabelle) gesammelt, deren Länge 63 ist. Eine SwapRecord-Tabelle (Tausch-Aufzeichnungstabelle) hin und her bewegter Signale enthält Nummern, welche die ursprüngliche Zeitschlitzstelle des Signals in der entsprechende Eingangstabelle indizieren. Die Größe des SwapRecord-Tabelle ist 16 × 63 und die Werte ihrer Elemente reichen von 0 bis 63.

Nun zu der Situation des Zeitschlitzes T. Fig. 4 zeigt eine normale Verbindung zwischen dem Eingangsport 3 und dem Ausgangsport 4, die pp-Nummer, die sowohl in der Eingangstabelle als auch in der Ausgangstabelle 0 ist, und die Strukturen enthalten aufeinander bezogene Referenzen. Diese Verbindung läßt sich als Schnittpunkt (×) zwischen der Eingangstabelle und der Ausgangswarteschlange in einer imaginären Matrix sehen. Der Ausgangsreferenzwert 1 (OutputRerence value 1) des Ausgangsports 4 indiziert, daß nur eine Verbindung diesen Ausgangsport benutzt, d. h. in diesem Ausgang kein Überlappen stattfindet und somit nur ein Element in der Ausgangswarteschlange vorhanden ist.

Das einzige pp-Signal der Eingangstabelle ist leicht auf Basis der pp-Nummer zu erfassen: an den Eingangsports 2, 7 und 9 des Zeitschlitzes T befindet sich ein pp-Signal mit der Reihennummer 4. Der Funkübertragungsteil eines Eingangsports 2 wird zu den Ausgangsports 7 und 9 gerichtet, wie durch den Portwert (7/9) in der Tabelle indiziert. Das Zielport für das Wählsignal ist das Ausgangsport 2. Jedoch inkrementieren die Wählsignale den Ausgangsreferenzwert nicht, weil nur eines dieser Signale durchgeschaltet wird.

Die Ausgangsreferenz indiziert eine Überlappung für den Ausgangsport 5. Die Ausgangswarteschlange enthält zwei Elemente, die zwei fragliche Eingangssignale indizieren, d. h. die Eingangsports 4 und 14. In diesem Zeitschlitz T befinden sich zwei Überlappungen mehr. In allen 63 Zeitschlitzen gibt es insgesamt 24 Überlappungen, wie durch die Variable "Overlap" in Fig. 4 indiziert, d. h. es gibt in Fig. 4 außer dem Zeitschlitz T in den Zeitschlitzen 24 Überlappungen mehr.

Die Buchhaltungstabelle PPBooking indiziert, daß die pp- Signalnummer 4 in dem Zeitschlitz T gesammelt und angeordnet wird. Die Nullen in der Tabelle indizieren Stellen für andere mögliche pp-Signale. Das SwapRecord indiziert die Zeitschlitze, aus denen die fraglichen Signale bewegt wurden. Somit kommt das Signal am Eingangsport 1 ursprünglich vom Zeitschlitz T, und das pp-Funkübertragungssignal am Eingangsport 2 kommt ursprünglich vom Zeitschlitz 1 usw.

Das Ergebnis oder der Ausgang des Algorithmus ist nun die umgeordnete Eingangstabelle und die Umordnungs-Tabelle SwapRecord. Anders gesagt, SwapRecord indiziert, wie jedes Signal mittels der ersten oder eingangsseitigen Zeitschalters T bewegt werden muß, um durch die Raumstufe S verbunden zu werden. Die Eingangstabelle indiziert den Ausgangsport des Raumschalters, mit dem das Signal zu verbinden ist. Die Eingangstabelle indiziert ferner den finalen Ausgangszeitschlitz. Die Inhalte dieser Tabellen dienen als Steuerdaten für die Übertragungsebene oder Übertragungsschicht. Zusätzlich sollte der Algorithmus ein Indiz über den Erfolg oder Mißerfolg der Berechnung der Übertragungsschicht rückführen.

Alle drei Prozeduren des Algorithmus haben zum Ziel, die Probleme der Konfiguration mit dem geringstmöglichen Aufwand zu lösen, und sie decken die meisten der möglichen Konfigurationstypen. Jeder Teil des Algorithmus bearbeitet nur solche Daten, die umgeordnet werden müssen. Die Datensammlung und die drei Hauptteile des Algorithmus sind in Fig. 5 gezeigt.

Der Algorithmus beginnt im Block 51, wonach im Pfadschutz, oder pp, Signale im Block 52 gesammelt werden. Der Entscheidungsblock 53 prüft, ob die Probleme aller pp-Leitwege gelöst sind. Nach Lösung des pp-Problems bildet der Block 54 die Basisdaten zum Umordnen überlappender Verbindungen. Dann folgt Block 55, in dem gerade- bzw. einfache (even) Lösungen einfacher normaler Verbindungen berechnet werden. Dann werden die Probleme schwieriger Überlappungsverbindungen im Block 56 gelöst, und zwar unter Verwendung von Pull-Push-Bewegungen (Zieh-Scheibe-Bewegungen).

Der Entscheidungsblock 57 prüft, ob alle Lösungen gefunden wurden, und der Algorithmus endet im Block 59. Wenn die Entscheidungsblöcke 53 und 57 feststellen, daß keine Lösungen gefunden wurden, springt der Prozeß zu Block 58, der eine Fehlermeldung an die Übertragungsschicht schickt, oder fordert die Durchführung des PPTST-Algorithmus an.

Die Sammlung 52 von Pfadschutzsignalen nach Fig. 5 ist in Fig. 6 im näheren Detail gezeigt. Zuerst werden die pp-Signale zufällig über die Eingangstabelle verteilt. Der Zweck der PP- Sammlung (PPcollection) ist es nun, die pp-Signalteile oder Signale in ein und demselben Zeitschlitz zu sammeln. Der Lokalisierungsprozeß wird realisiert, indem zuerst die Zeitschlitze 1 bis 63 gefüllt werden, die keine pp-Signale enthalten. Dann werden nach dem Startblock 60 alle in der PP- Warteschlange (PPQueue) markierten Signale in der Hauptschleife von Fig. 6 bearbeitet, die mit dem Schleifenpfeil B bezeichnet ist.

Im Block 62 wird die erste pp-Signalnummer 1 aus der pp- Warteschlange gewählt. Im Block 63 wird der Zeitschlitz gewählt. In dem Entscheidungsblock 64 wird aus der PPBooking- Tabelle geprüft, ob der gewählte Zeitschlitz frei ist. Falls nicht, springt der Prozeß zu Schleife A, in der ein Entscheidungsblock 67 prüft, ob alle 63 Zeitschlitze bearbeitet wurden, und falls nicht, wählt Block 68 den nächsten Zeitschlitz. Wenn im Block 64 ein freier Zeitschlitz gefunden ist, geht der Prozeß zu Block 65 weiter, in dem das pp-Signal zu einem freien Zeitschlitz bewegt wird und auf der Buchhaltungstabelle PPBooking eine entsprechende Markierung angebracht wird. Der Entscheidungsblock 66 prüft, ob alle pp- Signale bearbeitet wurden. Wenn Signale übrig geblieben sind, springt der Prozeß zu Block 79, in dem das nächste pp-Signal in der PP-Warteschlange, pp-Nummer + 1, gewählt wird, und der Ablauf geht in Schleife B weiter. Wenn alle pp-Signale bearbeitet worden sind, endet der Prozeß in Block 61.

In dem oben beschriebenen Prozeß streiten nur pp-Signale um Raum in dem gewählten Zeitschlitz, weil in dieser Stufe andere normale Signale nicht bearbeitet werden. Wenn sich für das gesamte pp-Signal freier Platz gefunden hat, werden in Block 65 entsprechende Markierungen angebracht, und gleichzeitig werden die pp-Signalteile zu dem Zielzeitschlitz in der Eingangstabelle bewegt. Gleichzeitig werden mögliche Originalsignale in dem Zielzeitschlitz zu den Stellen der pp- Teile bewegt.

In den Schleifen A und B kann es Fälle geben, in denen freier Platz in den 63 verfügbaren Zeitschlitzen nicht direkt gefunden wird. Der Prozeß geht dann zu einem Permutationsprozeß weiter, der in Fig. 6 mit dem Schleifenpfeil C bezeichnet ist. Bei dieser Permutation des ersten Grades geht der Ablauf zuerst von Block 67 zu Block 69, und es wird ein neuer Zeitschlitz gewählt. Dann prüft Block 70, ob eine Bewegung eines bereits angeordneten pp-Signals Platz für ein anderes pp-Signal schaffen kann. Findet sich kein Platz, wird in Schritt 72 geprüft, ob alle Zeitschlitze bearbeitet worden sind, und im Block 73 wird ein neuer Zeitschlitz gewählt. Permutation des ersten Grades bedeutet, daß eine Bewegung durchgeführt wird, wenn ein bereits angeordnetes pp-Signal und ein zu bearbeitendes pp-Signal sich in einem Port überlappen. In Block 71 wird das bereits bearbeitete Signal entfernt und zu einem neuen freien Zeitschlitz bewegt (d. h. Zeitschlitze) und die PP- Buchhaltungstabelle wird entsprechend erneuert (Update). Das zu bearbeitende Signal wird nun in den freien Zeitschlitz gesetzt. Von Block 71 geht der Prozeß zu Block 65 weiter. Wenn die Permutation des ersten Grades fehlschlägt, folgt eine Permutation zweiten Grades, die in Fig. 6 mit dem Schleifenpfeil D bezeichnet ist.

Die Permutation zweiten Grades arbeitet in der durch die Blöcke 74, 75, 76, 77 gebildeten Schleife ähnlich wie es für die Blöcke 69, 70, 72, 73 beschrieben wurde, jedoch ist nun kein unmittelbarer Zeitschlitz verfügbar, und die pp-Signale treffen nicht nur einen gemeinsamen Port wie oben, sondern zwei gemeinsame Ports. Diese zwei gemeinsamen Ausgangsports können zu einem oder zwei pp-Signalen gehören. Nun wird für diese Signale ein freier Zeitschlitz gewählt. Wenn sich neue freie Stellen finden, können sie für das bearbeitete pp-Signal freigemacht werden, das dann zu der freien Zeitmatrix bewegt wird. Wenn sich in Schleife D keine Lösung findet, geht der Prozeß zu Block 78, der eine Fehlermeldung ausgibt, und der Prozeß endet dann in Schritt 61.

Nach der pp-Sammelroutine sind die Eingangstabellen- Zeitschlitze geändert. Diese Änderungen müssen für die verschiedenen Signale synchronisiert werden und müssen den Inhalten der SwapRecord-Tabelle entsprechen. Die neue Position der pp-Signale muß auch in der PP-Warteschlange erneuert werden (Update), so daß Reserveverbindungen und Schaltänderungen rasch durchgeführt werden können.

Nachdem die pp-Signale gesammelt worden sind, berechnet der Algorithmus die einfachen normalen Verbindungen, für die die Eingangstabelle nur ein Signal für jeden Eingangsport und Zeitschlitz enthält. Überlappende Normalverbindungen müssen so bewegt werden, daß jeder Ausgangsport nur einmal verwendet wird. Der Steuerungseinstellprozeß bzw. ControlSetup-Prozeß (54 in Fig. 5) erzeugt zuerst die Umordnung von Steuerdaten. Die Zahl der Zielausgangsports der Eingangstabelle wird für jeden Zeitschlitz in der Ausgangsreferenztabelle bzw. OutputReference-Tabelle markiert. Für die pp-Wählsignale wird nur einer in Betracht gezogen. Gleichzeitig wird die Ausgangswarteschlange (OutputQueue) jedes Ausgangsports in der Ausgangswarteschlange mit den entsprechenden Eingangsportzahlen oder -nummern gefüllt. Wenn die Verbindung zu einem pp-Signal gehört, wird auch die pp-Nummer in der Ausgangswarteschlange markiert. Bei jeder Überlappung wird der Überlappungszähler inkrementiert. Der ZeitPP- Pfadschutzanzeiger wird auf AN gesetzt, wenn der Zeitschlitz ein pp-Signal enthält, wie dies in Verbindung mit Fig. 4 erwähnt wurde.

Dann geht der Algorithmus weiter zur Bearbeitung von FindEven (55 in Fig. 5), was zur Problemlösung einfacher normaler Punkt-zu-Punkt-Signale dient, d. h. das Finden einfacher Lösungen, wie mittels der zwei Zeitschlitze Time = T und Time = S in den Fig. 7a und 7b gezeigt. Aufgrund dieser Symmetrie haben normale Signale einen entsprechenden freien Ausgangsport in einem anderen Zeitschlitz. Dies liegt daran, daß bei Berücksichtigung aller Zeitschlitze nur 63 VC-12- Signale einen bestimmten Port belegen können, wobei eine Überlappung in einem Ausgangsport bedeutet, daß der gleiche Ausgangsport wenigstens einen unbenutzten Zeitschlitz hat. Wegen des überlappenden Zeitschlitzes gibt es wenigstens einen freien Ausgangsport. Der freie Ausgangsport in dem anderen Zeitschlitz S läßt sich direkt verwenden, oder der freie Ausgangsport in dem überlappenden Zeitschlitz T indirekt, für ein anderes überlappendes Signal mittels eines FindEven swap FindEven-Tausch. Die Verwendung des freien Ports ist nur dann gleichartig, wenn ein Swap den Überlappungszähler um wenigstens 1 dekrementiert.

Der Find-Even-Prozeß (55 in Fig. 5) für gleichartige Lösungen ist im Blockdiagramm von Fig. 8 näher dargestellt. Der Prozeß beginnt in Schritt 80, und zuerst wird in Block 82 ein erstes Element aus der Ausgangsreferenztabelle herausgenommen, und alle Elemente von 1 bis 1008 (= 16 × 63) werden in Schleife A bearbeitet. Wenn Block 83 anzeigt, daß die Elementnummer der Ausgangsreferenztabelle < 1 ist, so zeigt dies die Möglichkeit einer Find-Even-Aktion für den überlappenden Ausgang an, wodurch der Prozeß zu Schleife B weitergeht. In Schleife B werden andere Zeitschlitze nach einem leeren (= 0) Ausgangsreferenz- [Output] [Time] Element in der Ausgangsreferenztabelle geprüft (Fig. 7, Zeit = S). In Block 86 wird geprüft, welche Eingänge (Überlappungseingänge oder OverlapInputs) Überlappen verursachen, und der Zeitschlitz = 1 wird als der erste zu prüfende Zeitschlitz festgelegt. In dem Entscheidungsblock 87 wird geprüft, ob alle Zeitschlitze bearbeitet worden sind. Falls nicht, geht der Ablauf zu Block 88 weiter, wo geprüft wird, ob der Wert des Tabellenelements = 0. Wenn das Element nicht leer ist, wird im Block 89 der nächste Zeitschlitz gewählt.

Wenn im Block 88 ein leerer Zeitschlitz gefunden wird, in diesem Beispiel der Zeitschlitz S, prüft Block 90, ob der Eingangsport in dem neuen Zeitschlitz S frei ist. In Block 91 wird geprüft, ob das Element OutputReference (Output T) leer ist, was bedeutet, daß zwischen den Zeitschlitzen T und S im Block 92 ein direkter Swap möglich ist. Diese Situation des Find-Even-Prozesses ist in Fig. 7a gezeigt, worin Eingangsports 6 und 10 im Ausgangsport 4 im Zeitschlitz gerichtet werden. Der Eingangsport 6 in dem Zeitschlitz S ist leer. Wenn die Eingangsports in dem neuen Zeitschlitz S nicht leer sind, ist ein indirekter Find-Even-Swap möglich, falls die Inhalte zu einem Ausgangsport zeigen, der in dem ursprünglichen Zeitschlitz T nicht verwendet wird. Die letztere Situation ist in Fig. 7b gezeigt, worin die Inhalte von Port 6 der Eingangstabelle in Zeitschlitz S zu einem leeren Ausgangsport zeigen. Der Prozeß endet in Schritt 81, wenn die gesamte Ausgangsreferenztabelle bearbeitet worden ist.

Die Swap-Funktion in dem Find-Even-Prozeß unterscheidet sich ein wenig von dem des PP-Sammelprozesses (PPcollection process). In Abhängigkeit von der Eigenschaft der geswapten bzw. getauschten Signale müssen nun auch die Steuerdatenfelder gleichzeitig mit dem Swap erneuert werden. Dies trifft auch für den pull-push-Prozeß zu (56 in Fig. 5), der nun anhand des Blockdiagramms von Fig. 10 beschrieben wird.

Der dritte Hauptteil des Algorithmus betrifft die Bearbeitung schwieriger Signale, was einen etwas komplizierteren Prozeß erfordert, obwohl sein Prinzip ziemlich geradlinig ist. Halls Aussage (Eine eindeutige Darstellung ist in den Mengen sX vorhanden, wenn für alle k, in jeder Vereinigung von k Mengen s, k verschiedene Repräsentanten gefunden werden) beinhaltet, daß, wenn sich eine überlappende Verbindung aus einem Zeitschlitz bewegt, eine nicht-überlappende Verbindung nach einer endlichen Anzahl Bewegungen gefunden wird, wenn die Ausgangsports des ersten Zeitschlitzes geprüft werden. Dies erfordert jedoch, daß die fraglichen Signale Punkt-zu-Punkt- Signale sind. Halls Aussage definiert die Push-Swap-Regel. Die Push-Swaps benutzen nicht notwendigerweise den kürzesten Weg zu einer Lösung. Obwohl die für den PPTST-Algorithmus gewählte Datenstruktur, d. h. die Eingangstabelle, einen kurzen Weg erleichtert, kann es schwierig werden, diesen kurzen Weg aufrechtzuhalten. Wegen der pp-Signale ist das Finden einer Lösung schwierig, und in einigen Fällen ist eine Lösung unmöglich, und in diesem Fall wird es zu einer Blockierung kommen. Das Schutzkonzept, in dem eine Sicherung (Backup) durch einen Raumschalter realisiert ist, beinhaltet inhärent die Möglichkeit einer Blockierung, wenn die TST-Architektur in Betrieb ist. Jedoch im Fall einer Punkt-zu-Punkt-Verbindung ist die alleinige Verwendung der Push-Frequenz leichter zu steuern, und zwar auch mit einem längeren Lösungsweg. Die Pull-Swap-Manipulation ist in dem gewählten PPTST-Algorithmus erforderlich, damit trotz der pp-Signale die Push-Sequenz auf dem guten kurzen Lösungssuchweg bleibt.

Der Zweck des kombinierten Push-und-Pull-Prozesses ist es, den besten letztendlichen Zeitschlitz zu identifizieren, wo der Weg der Ersatzverbindung zum Startpunkt, oder die Überlappungsverbindung, gefunden werden kann. Die Ersatzverbindung, die gewöhnlich mit dem anderen Ausgang verbunden wird, wird dann zu dem überlappenden Zeitschlitz bewegt, und die Verbindungen zwischen der ersten und der letzten Verbindung können mittels der Hall-Push-Sequenz umgeordnet werden, bis das Problem des letzten überlappenden Ausgangs gelöst ist. Eine wirkungsvolle Hall-Anwendung beruht auf Kenntnis der ersten und letzten Verbindungen der Sequenz. Wenn die letzte oder finale Verbindung nicht bekannt ist, umlaufen die Umordnungen der Hall-Push-Sequenz lokale Schleifen, bis sich plötzlich eine letztendliche Lösung durch Zufall findet, wodurch eine Lösung für die Umordnungssequenz gefunden ist.

Eine vorwärtsgerichtete Implementierung der Hall-Aussage, d. h. die Push-Sequenz, ist auch wegen der pp-Signale unmöglich. Daher muß der Algorithmus eine Ausweichroutine enthalten, mit der Pull-Push-Prozeß sich von einer gegenseitigen Blockierung befreien kann, die durch selten bewegte pp-Signale verursacht ist. Eine andere Alternative wäre es, die einfache Bewegung von pp-Signalen zu erlauben, d. h. ihnen den gleichen Status wie normale Verbindungen zu geben. Dann könnte es jedoch wegen des Lawineneffekts schwierig werden, die Sequenz zusammenzubringen bzw. zu konvergieren, wie zuvor erläutert.

Die Pull-Push-Routine dauert an, bis die Variable Overlap = 0, d. h. alle Probleme überlappender Ports gelöst worden sind. Der Prozeß in Fig. 10 beginnt mit Schritt 100, wonach das erste Element in Block 102 aus der Ausgangsreferenz-Tabelle gewählt wird. Dann wird geprüft, ob das Ausgangsreferenz- (Output) (T)-Element < 1. Falls nicht, geht der Prozeß in Schleife A weiter, und das nächste Element wird in Block 105 gewählt, bis im Block 104 Overlap = 0, und der Prozeß endet in Schritt 101. Wenn die Situation unlösbar ist, prüft der Prozeß verschiedene Swap-Optionen oder endet, wenn die Auszeit vorliegt.

Wenn in Block 103 das Ausgangsreferenz (Output) (T) -Element < 1, so indiziert dies eine Überlappung, und der Prozeß beginnt die eigentlichen pull-push-Anwendung, in der Figur mit dem Schleifenpfeil C bezeichnet. Für die pull-push-Schleife kann es einige kritische Steuerwerte in einem überlappenden Zeitschlitz geben: Die nicht verwendeten Ausgänge, und die Eingänge, die das Überlappen verursachen. Diese Eingänge und Ausgänge bilden einen Satz von Verbindungen, die Gegenstand von Auswahlprozessen in der pull-push-Sequenz sind. In Block 106 wird geprüft, ob der Blockiermodus gesetzt ist, und falls ja, wird der Status in Block 107 geändert, d. h. der Zeitschlitz wird geswappt (ausgetauscht) und falls nicht, wird im Block 108 ein neuer Zeitschlitz T+1 gewählt. Dann wählt der pull-push-Prozeß eine Verbindungsoption für ein Signal, und zwar unter Verwendung einer nachfolgend beschriebenen Prioritätstabelle mit acht verschiedenen Prioritätstypen. Diese Fälle sind in den Fig. 7a, 7b, 9 und 11-16 gezeigt. Somit hat sich der Prozeß zu der in Fig. 10 gezeigten Subschleife B bewegt. Wenn die pp-Signale keine Störung verursachen, findet die Sequenz eine Option, die schließlich den Overlap-Wert dekrementiert. Im Fall einer durch ein pp- Signal verursachten Störung erlauben einige der Optionen ein Abweichen von dem besten Sequenzpfad, und die Sequenz wird beendet, so daß ein besserer Startpunkt für die nach vorn gerichtete pull-push-Sequenz gefunden werden kann. Alle Optionen haben unterschiedliche Prioritäten, und der Algorithmus verwendet in Abhängigkeit von ihrer Verfügbarkeit verschiedene Optionen. Diese acht Optionen werden auch in anderen Zeitschlitzen als dem bearbeiteten Zeitschlitz T gesucht. In Block 109 wird eine der acht Optionen gewählt, und im Block 110 wird geprüft, ob Optionen BestSwap oder FindEven verfügbar sind, und falls nicht, geht der Prozeß zum Block 111 weiter, der prüft, ob der Blockiermodus aktiv ist. Wenn der Blockiermodus nicht gesetzt ist, prüft Block 112, ob alle Zeitschlitze geprüft worden sind, d. h. ob der Prozeß zu dem ersten Zeitschlitz T zurückgekommen ist. Über den Block 113 geht der Prozeß zu dem nächsten Zeitschlitz weiter. Wenn einer der Entscheidungsblöcke 110 bis 112 zu "ja" zurückkehrt, geht der Prozeß von Schleife B zu dem Entscheidungsblock 114 weiter, indem geprüft wird, ob noch Optionen verfügbar sind und ob noch Zeit verbleibt. Wenn die Berechnung fortgeführt werden kann, wird die Option mit höchster Priorität im Block 115 geswappt und der Ausgang und der Zeitschlitz T werden entsprechend der Option gesetzt.

Die Durchführung des Prozesses geht in Schleife C weiter, bis die Umordnungssequenz Probleme wenigstens einer Überlappung löst, was im Block 103 herausgefunden wird. Die pull-push- Routine geht in Schleife C weiter, weil die Ausgangs- und T- Werte entsprechend der gewählten Swap-Option gesetzt sind. Anders gesagt, wenn die Probleme der Überlappung mittels eines Swap nicht gelöst sind, werden die Ausgangs- und T-Werte derart gesetzt, daß die Umordnungssequenz dem überlappenden Ausgang folgt, und Block 103 kann die Schleife in der Mitte an einer laufenden Umordnungssequenz nicht unterbrechen. Stellen mit überlappenden Signalen werden unter Verwendung der FillerSwap-Option vom Zeitschlitz T zum Zeitschlitz S geswappt, wie in der Prioritätsliste und in Fig. 12 gezeigt. Die geänderten Ausgangs- und T-Werte sind in der folgenden Prioritätsliste gezeigt. Schleife C läßt sich erfolgreich mit der FindEven-Option (Fig. 7a, 7b) oder der BestSwap-Option (Fig. 9) beenden. Ein erfolgloser Versuch endet mit der ReleaseSwap-Option (Fig. 15), indem die Schleife C verlassen wird. Auch die PPSwap-Option kann mit der Unterbrechung der Schleife C enden. Block 116 erzeugt eine Fehlermeldung, und der Prozeß endet in Schritt 101, wenn keine Optionen mehr zu bearbeiten sind oder wenn die Zeit abgelaufen ist (Block 114).

Nachfolgend sind die acht verfügbaren Optionen aufgelistet, wobei ihre Prioritätswerte von der höchsten Priorität ausgehen, und ihre Wirkung auf die Ausgangs- und Zeitschlitzwerte:

Der Index k-1 bezeichnet den Ausgang und den Zeitwert eines durchgeführten Swap-Vorgangs, und der Index k bezeichnet den nächsten Wert. T bedeutet den überlappenden Zeitschlitz und S bezeichnet den Zeitschlitz, in dem die Ersatzverbindung hergestellt wird.

Eine blockierte pull-push-Sequenz wird im Block 109 aktiviert, wenn sich keine pp-Signale in den Zeitschlitzen den überlappenden Ausgangsports und der Ersatzverbindung befinden, d. h. wenn in beiden Zeitschlitz-Zeit-PP = aus (TimePP = OFF) (Fig. 4). Der Blockiermodus erfordert ferner, daß in dem anderen Zeitschlitz in der Ausgangsreferenztabelle des überlappenden Ausgangs eine Null vorliegt. In dem Blockiermodus werden Swaps nur zwischen diesen zwei Zeitschlitzen durchgeführt, was bedeutet, daß keine anderen Zeitschlitze bearbeitet werden. Daher gerät die Sequenz nicht weiter ins Ungewisse und in einigen Fällen in weniger realisierbare Pfade. Eine blockierte Sequenz erfordert maximal 16 Swaps zur Lösung einer überlappenden Verbindung, wenn das DXC die Größe 16 × 16 hat.

Eine der wichtigsten Regeln in der pull-push-Routine ist in Fig. 10 gezeigt. Wenn nämlich eine in der push-pull-Sequenz bewegte Verbindung eine neue Überlappung verursacht, braucht sie unmittelbar nach Ankunft in einem anderen Zeitschlitz nicht erneut bewegt zu werden. Die nächste zu bewegende Verbindung ist eine andere, bevorzugt die neue, die gerade gewählt wurde. Die bewegte Verbindung ändert ferner die Zustände des zugeordneten Eingangs und Ausgangs. Daher werden Bewegungen ohne Änderungen des Zeitschlitzes nicht erlaubt, d. h. identische Verbindungen werden nicht erlaubt. Diese Regel zwingt die push-Sequenz dazu, neue Kombinationen zu suchen, oder anders gesagt, sie ordnet die Verbindungen in den Zeitschlitz um. Die Regel betrifft ebenfalls beide Signale, die in dem Swap involviert sind. Andererseits hindern pp- Signale normalerweise die push-pull-Sequenz daran, einer Lösung in einem geradeaus gerichteten Weg zu folgen, denn wenn ein an einen Ausgang gerichtetes, bewegtes Signal unter Verwendung dieses Ausgangs ein pp-Signal trifft, braucht wegen der oben genannten Regel die geswappte normale Verbindung nicht sofort erneut bewegt zu werden. Daher muß die Regel mit einer Freigabeoption versehen werden, die unter Verwendung der prioritätsniedrigen Optionen BestReplace, ReplaceSwap, ReleaseSwap und PPSwap realisiert wird.

Die PPSwap-Option enthält einen Satz von Aktionen, die komplizierter als die anderen Optionen sind. PPSwap bedeutet, daß ein pp-Signal zu einem anderen Zeitschlitz bewegt wird.

Der Ziel-Zeitschlitz des pp-Signals wird unter Verwendung der gleichen Prinzipien, wie bei der PP-Sammelroutine (PPCollection routine) berechnet. Die gesamte PP-Sammelroutine ist nicht erforderlich, weil hierbei nur ein einziges Signal bearbeitet wird. Fig. 17 zeigt diese revidierte Routine. Die Bearbeitung der oben aufgelisteten acht pull-push-Optionen beginnt nach dem Startblock 170, wo zuerst im Block 172 die pp-Nummer auf die Nummer desjenigen pp-Signals gesetzt wird, das aus dem überlappenden Zeitschlitz T heraus zu bewegen ist. Im Block 173 wird angezeigt, ob der in Fig. 16 gezeigte überlappende Ausgang in dem Zeitschlitz T verwendet wird. Falls nicht, endet der Prozeß im Block 185, der eine Fehlermeldung erzeugt, und der Prozeß endet im Schritt 171. Andernfalls geht der Prozeß zu Block 174 weiter, der nach Platz für das pp-Signal sucht, d. h. die Elemente in der PPBooking-Tabelle prüft und bestimmt, ob ein freier Ausgangsport und das pp-Signal vorhanden ist, wenn der Zeitschlitz nicht T ist. Die möglicherweise aus dem Zeitschlitz S herauszubewegenden PP-Signale werden herausgefunden. Wenn sich eine freie Stelle findet, wird das Signal bewegt, und der Prozeß endet im Schritt 171.

Wenn sich in dem Entscheidungsblock 174 kein freies Ziel findet, wird ein neuer Zeitschlitz, der nicht T ist, im Block 175 zur Prüfung gewählt. Dann wird im Block 176 geprüft, ob der Swap ein erfolgreiches Ergebnis erzielt hat. Falls nicht, werden alle Zeitschlitze nacheinander in Schleife C geprüft, bis der Prozeß von Block 176 zu Block 177 weitergehen kann.

Wenn in der ersten Permutationsschleife C kein Ergebnis erzielt wird, nachdem alle 63 Zeitschlitze bearbeitet worden sind, geht der Prozeß vom Entscheidungsblock 178 zu einer zweiten Permutationsschleife, und es wird ein neuer Zeitschlitz, der nicht T ist, im Block 181 zur Prüfung gewählt. Dann wird im Block 182 geprüft, ob der Swap ein erfolgreiches Ergebnis erzielt hat. Falls nicht, werden alle Zeitschlitze in Schleife D nacheinander geprüft, bis der Prozeß vom Block 182 zu Block 177 gehen kann. Wenn in der zweiten Permutationsschleife D kein Ergebnis erzielt wird, nachdem alle 63 Zeitschlitze bearbeitet worden sind, geht der Prozeß von dem Entscheidungsblock 183 zu Block 185, der eine Fehlermeldung erzeugt, die anzeigt, daß keine PPSwap-Optionen gefunden worden sind, und der Prozeß endet im Schritt 171. Wenn die zweite Permutationsrunde ein positives Ergebnis erzeugt, geht der Prozeß zu Block 177 weiter.

Im Block 177 in Fig. 17 wird das PP-Signal oder werden die PP- Signale in den neuen Zeitschlitz oder neue Zeitschlitze bewegt, und die entsprechenden PPBooking-Daten werden erneuert. Danach geht der Prozeß zu Block 180 weiter, und der Prozeß endet im Schritt 171.

Die in den Schleifen des in Fig. 17 gezeigten Prozesses gefundenen PPSwap-Optionen werden entsprechend dem Eingang angeordnet, der die Überlappung in dem ursprünglichen Zeitschlitz T verursacht. Wenn dieser Eingang der Zielzeitschlitz ist, d. h. der Zeitschlitz S, wird das pp- Signal die Wahl des PPSwap-Prozesses (Fig. 16). Dieser Eingang kann nicht mit dem überlappenden Ausgang verbunden werden. Diese Situation ist in Fig. 16 gezeigt.

Die wichtigste Bedeutung der letzten pull-push-Option, oder des PPSwap-Prozesses liegt in der Tatsache, daß die Reihenfolge der pp-Signale geändert wird, ohne die Verbindungen normaler Signale zu berücksichtigen. Diese Aktion erhöht möglicherweise die Anzahl von Überlappungen, d. h. inkrementiert die Überlappungsvariable, weil das Umordnen der pp-Signale Überlappungen mit bereits problemgelösten normalen Signalen erzeugt.

Der PPTST-Algorithmus dieser Erfindung zielt darauf hin, die Probleme der gesamten Konfigurationstabelle zu lösen. Die Zeiterfordernisse, die für die zum erfindungsgemäßen Algorithmus führenden Aufgaben festgelegt sind, dienen zum Ausgleich der den verschiedenen Aufgaben zugeordneten Bearbeitungsleistung. Der Algorithmus als solcher erfüllt die Zeiterfordernisse für die Durchführung ohne Probleme.

Der Algorithmus löst Probleme der gesamten Schaltkonfiguration. Es ist jedoch auch möglich, daß der Algorithmus die Probleme nur einer Verbindung allein löst, wenn er die Probleme nur derjenigen Verbindungen löst, die eine Berechnung erfordern. Daher kann die Verbindungsanforderung in verschiedenen Formen vorliegen, d. h. mit nur einem Signal, mit mehreren Signalen oder mit der gesamten Konfigurationsmatrix, d. h. 16 × 63 Signale.

Der Algorithmus ignoriert AU-4-Signale, weil diese ohne besondere Berechnung gehandhabt werden können, weil sie den gesamten Port verwenden, d. h. alle Zeitschlitze in dem Port, und somit keine anderen Signale zu den gleichen Raumschalterports Zugang haben können. Daher können Pfadschutzmaßnahmen auf der AU-4-Ebene ohne besondere Berechnung durchgeführt werden. Auf der AU-4-Ebene bedeutet Pfadschutz tatsächlich das Kopieren des gesamten Inhalts zu einem anderen AU-4-Signal, was realisiert werden kann, indem man gleichzeitig beide Schutzsignale auf den Weg bringt und, anstelle normalerweise einem, zwei Ausgangsports verwendet.

Eine besondere Charakteristik des erfindungsgemäßen Algorithmus ist die Verwendung von Zeitgliedern bzw. Timern zur Überwachung, daß der Prozeß nicht in einer Problemlösungsschleife hängenbleibt, wenn der PPTST- Algorithmus die Probleme aller möglichen Verbindungsfälle nicht lösen kann, wenn die die pp-Signale enthaltenden Signale Pfadschutz benötigen. Es sind wenigstens zwei Zeitgrenzen erforderlich: Eine zur Überwachung der Berechnungszeit für bestimmte Verbindungen und die andere zur Überwachung der Berechnungszeit für die gesamte Schaltmatrix.

Ein digitales TST-Vielfach- (Koppeleinrichtung) wird erfindungsgemäß derart konfiguriert, daß zuerst das Vermittlungsproblem mittels einer imaginären Koppelmatrix definiert wird. Insbesondere werden die pfadgeschützten Eingangssignale (PP-Nummer) zuerst bearbeitet und ihre Teile in einem Zeitschlitz angeordnet. Dann werden die Punkt-zu- Punkt-Signale, die eine überlappende Ausgangsportbelegung verursachen, in einer Tabelle markiert (OutputReference, OutputQueue), welche die Vermittlung steuert. Vermittlungsproblemlösungen werden durch Anordnen der Signale in einem freien Zeitschlitz gesucht. Falls sich jedoch keine Lösung findet, wird eine pull-push-Routine verwendet. Dann wird ein gewähltes Punkt-zu-Punkt-Signal an die Stelle eines bereits problemgelösten Signals bewegt, das ein Austausch- Kriterium am besten erfüllt. Durch das Verfahren werden Probleme von Verbindungen über die eingangsseitige Zeitstufe und die Raumstufe gelöst. Eine ausgangsseitige Zeitstufe ordnet die Signale in der letztgültigen Form an.

Zu den Figuren:

Fig. 1
Time = Zeit
Input = Eingang
Output = Ausgang

Fig. 2
Switch = Schalter
in = ein
out = aus

Fig. 3
Time = Zeit
Input = Eingang
Output = Ausgang

Fig. 5
51 Start
52 PP-Sammlung
53 alle PP gelöst?
54 Einstellung der Steuerung
55 FindEven
56 pull-push
57 alle Normalfälle gelöst?
58 Fehlermeldung
59 Stop

Zur Fig. 6
60 Start
61 Stop
62 erstes PP in PP-Warteschlange (PP-Nummer = 1)
63 nimm eine Zeit
64 PPBooking (Port vom PP-Zeit)?
65 SwapPP (PP-Nummer) und setze PPBooking
66 alle PP gesammelt?
67 alle 63 Zeiten geprüft?
68 nächste Zeit
69 nimm eine Zeit
70 Permutation erster Ordnung erfolgreich?
71 tausche Permutation von PP (oder PPs) zu neuem Zeitschlitz (oder Schlitzen) aus und erneuere entsprechendes PPBooking
71 nächstes PP in PPQueue (PP-Nummer +1)
72 alle 63 Zeiten geprüft?
73 nächste Zeit
74 nimm eine Zeit
75 Permutation zweiter Ordnung erfolgreich?
76 alle 63 Zeiten geprüft?
78 Fehlermeldung

Zur Fig. 8
80 Start
81 Stop
82 erstes Element der Ausgangsreferenz
83 Ausgangsreferenz (Output) (T) < 1)
84 letzte Ausgangsreferenz?
85 nächstes Element der Ausgangsreferenz
86 Zeit = 1 und Überlappungseingänge = Ausgangswarteschlange (Output) (T) der Ports
87 letzte Zeit abgelaufen?
88 Ausgangsreferenz (OutputTime) = 0?
89 nächste Zeit
90 Ausgang = Eingangstabelle (OverlapInputs) (Zeit) Port = 0?
91 Ausgangsreferenz (Out) (T = 0?)

Zu Fig. 10
100 Start
101 Stop
102 erstes Element der Ausgangsreferenz
103 Überlappende Eingänge = Ausgangsreferenz (Output) (T) < 1?
104 Überlappung = 0?
105 nächstes Element der Ausgangsreferenz
106 Blockiermodus gesetzt?
107 kippe zwischen Blockiermoduszeit
108 Zeit = T+1
109 setze acht Optionen und Blockiermodus, sofern verfügbar
110 BestSwap oder FindEven verfügbar?
111 Blockiermodus gesetzt?
112 letzte Zeit (Time = T)?
113 nächste Zeit
114 Optionen verfügbar und Timer nicht abgelaufen?
115 tausche die prioritätshöchste Option und setze Ausgang und T gemäß verwendeter Option
116 Fehlermeldung

Fig. 17
170 Start
172 pp-Nummer = Nummer von pp zur Bewegung aus der Überlappungszeit = T
173 Ausgangsreferenz (Überlappender Ausgang) (in Zeit T)) (Zeit) = 0?
174 PPBooking (Port) (von pp)) (Zeit) 3 und Zeit ist nicht T?
175 nehme eine Zeit = nicht T
176 Permutation erster Ordnung erfolgreich?
177 tausche Permutation pp (oder PPS) zu neuem Zeitschlitz (oder Schlitzen) und erneuere entsprechendes PPBooking
178 alle 63 Zeiten geprüft?
179 nächste Zeit = nicht T
180 PPSwapoption verfügbar und Zielzeit S = Zeit
181 nehme eine Zeit = nicht T
182 Permutation zweiter Ordnung erfolgreich?
183 alle 63 Zeiten geprüft?
184 nächste Zeit = nicht T
185 keine PPSwap-Option verfügbar

Claims (11)

1. Verfahren zur Konfiguration der Vermittlung von digitalen Signalen, die mit einer digitalen Zeit-Raum-Zeit (TST)- Koppeleinrichtung verbunden sind, zwischen gegebenen Eingangs- und Ausgangsports in der Koppeleinrichtung, dadurch gekennzeichnet, daß das Vermittlungsproblem durch Erzeugen von Zeitschlitz-spezifischen imaginären Koppelmatritzen (Fig. 4) für die eingangsseitige Zeitstufe und die Raumstufe beschrieben wird, wobei die Zahl der Matritzen der Zahl vermittelter Subsignale entspricht, die in jede Eingangs- Schnittstelle eingespeist werden, und eine Spalte in der Koppelmatrix einem gegebenen Eingangsport (Input) entspricht und eine Reihe in der Matrix einem gegebenen Ausgangsport (Output) entspricht, und wobei eine Konfigurationslösung durch derartiges Bewegen von Signalen in der Koppelmatrix erreicht wird, daß schließlich jede Reihe, die einem bestimmten Ausgang in der Koppelmatrix entspricht, nur ein zu vermittelndes Signal enthält, d. h. daß nur ein bestimmtes Signal mit einem bestimmten Ausgangsport der Zeitstufe verbunden wird, wobei

• a) pfadgeschützte Eingangssignale in einer bestimmten Reihenfolge gehandhabt werden und eine freie Stelle für die Teile jedes pfadgeschützten Signals in einem gewählten Zeitschlitz (52) gefunden wird; wonach
• b) Punkt-zu-Punkt-Signale, die eine überlappende Belegung des Ausgangsports verursachen, in einer das Vermitteln steuernden Tabelle (54) markiert werden;
• c) Probleme überlappender Punkt-zu-Punkt-Signale mit einem Überlappungssignal jeweils nacheinander (55) gelöst werden, indem das fragliche Signal in einem Zeitschlitz angeordnet wird, für den ein freier Ausgangsport gefunden ist, wobei, wenn sich für ein bestimmtes überlappendes Signal keine Lösung findet, der Prozeß zu dem nächsten Schritt weitergeht, indem
• d) Probleme der verbleibenden überlappenden Punkt-zu- Punkt-Signale mit einem Überlappungssignal jeweils nacheinander (56) gelöst werden, indem die Orte des fraglichen Signals und eines bereits problemgelöstes Signals, das die vorbestimmten Kriterien erfüllt, vertauscht bzw. geswappt werden;
• e) wonach die Vermittlungskonfiguration mit geeigneten Verbindungen in der ausgangsseitigen Zeitstufe komplettiert wird.

2. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß vor Beginn der Schritte a) bis e) die Zeitschlitz­ spezifische Koppelmatrix mit Hilfstabellen versehen wird, in denen

• - eine Eingangstabelle (InputTable) für einen Eingangsport das Vorhandensein und einen Code (PP- Nummer) eines pfadgeschützten Signals und den gewünschten Ausgangsport (Port) und Zeitschlitz (Time) für das Signal in dem Eingangsport indiziert;
• - eine Buchhaltungstabelle (PPBooking) für einen Eingangsport, das Vorhandensein und den Code (PP- Nummer) eines pfadgeschützten Signals (PP) indiziert;
• - eine Ausgangs-Referenztabelle (OutputReference) für einen Ausgangsport indiziert, wieviele Signale zu ein und demselben Ausgangsport in einem Zeitschlitz gerichtet werden;
• - eine Ausgangs-Warteschlange-Tabelle (OutputQueue) für ein Ausgangsport, die Eingangsports (Port) der Signale indiziert, die zu ein und demselben Ausgangsport in einem Zeitschlitz gerichtet sind, sowie den Code (PP- Nummer) eines möglicherweise pfadgeschützten Signals indiziert; und
• - eine Austausch-Aufzeichnungstabelle (SwapRecord) für einen Eingangsport, den ursprünglichen Zeitschlitz (Time) des Signals in der entsprechenden Eingangstabelle (InputTable) indiziert;
• - eine Überlappungsvariable (Overlap) die Gesamtanzahl der Überlappungen in den Koppelmatritzen aller Zeitschlitze indiziert; und
• - ein Pfadschutzzeiger (TimePP) indiziert, ob der fragliche Zeitschlitz Pfadschutzsignale enthält.

3. Verfahren nach Anspruch 1 oder 2, dadurch gekennzeichnet, daß die zu vermittelnden Signale Multiplex-Subsignale von Hochgeschwindigkeitssignalen sind, bevorzugt virtuelle VC-12-Container von 2 Mbit/s in dem SDH-System, wobei die Hauptsignale 155 Mbit/s STM-1-Signale sind, und daß vor dem Vermitteln die Signale höherer Ordnung in mehrere VC- 12-Signale zerhackt werden, die in dem Ausgangs-Zeitstufe der Koppeleinrichtung rekombiniert werden.

4. Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, dadurch gekennzeichnet, daß ein in der Anfangsstufe (62) gewähltes Pfadschutzsignal (PP) in Schritt a) bearbeitet wird und anschließend alle anderen pfadgeschützten Signale durch Umläufe in einer Schleife (Schleife B: 63, 64, 65, 66, 79) bearbeitet werden:

• - für das Signal (PP) in der Buchhaltungstabelle (PPBooking) ein freier Zeitschlitz geholt wird (Schleife A: 64, 67, 68), falls jedoch kein freier Zeitschlitz gefunden wird
• - eine erste Permutation durchgeführt wird (Schleife C: 70, 72, 73), in der ein bereits bearbeitetes Signal (PP) in einem neuen Zeitschlitz angeordnet wird; falls sich jedoch keine Lösung findet:
• - eine zweite Permutation durchgeführt wird (Schleife D: 75, 76, 77), in der ein oder zwei bereits bearbeitete Signale (PP), denen zwei Ports des pfadgeschützten Signals gemeinsam sind, in einem neuen Zeitschlitz angeordnet werden, wonach
• - durchgeführte Änderungen aufgezeichnet werden (PPBooking).

5. Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, dadurch gekennzeichnet, daß ein in der Anfangsstufe (102) eines pull-push-Prozesses gewähltes Signal in Schritt d) bearbeitet wird und danach alle anderen Signale durch Umläufe in einer Schleife (Schleife A: 103, 104, 105) bearbeitet werden, in der ein vorbestimmte Kriterien (BestSwap, FindEven, HallSwap, FillerSwap, BestReplace, ReplaceSwap, ReleaseSwap, PPSwap) erfüllendes Signal in Schleifen geholt wird (Schleife B: 109, 110, 111, 112, 113; und Schleife C: 106, 107, 108, 114, 115).

6. Verfahren nach Anspruch 5, dadurch gekennzeichnet, daß bei Bedarf in Schritt e) auch ein erzwungener Zeitschlitztausch (Swap) für die noch überlappendem Subsignale der pfadgeschützten Signale (PP) durchgeführt wird und die Aktion von Schritt d) wiederholt wird.

7. Verfahren nach Anspruch 6, dadurch gekennzeichnet, daß der erzwungene Tausch durch zufällige Wahl durchgeführt wird.

8. Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, dadurch gekennzeichnet, daß in jedem der Schritte a) bis d) der Vorgang durch ein Zeitglied überwacht wird und daß die Bearbeitung des Signals unterbrochen wird, wenn die vorbestimmte maximale Berechnungszeit überschritten ist.

9. Schaltungsanordnung zur Durchführung des Verfahrens nach einem der vorhergehenden Ansprüche, dadurch gekennzeichnet, daß die Hilfstabellen (InputTable, PPBooking, OutputReference, OutputQueue, SwapRecord, Overlap, TimePP), welche die Vermittlungsdaten in jedem Zeitschlitz der imaginären Koppelmatrix repräsentieren, mit wenigstens einem ASIC-Schaltkreis oder/und wenigstens einem Speicher-Schaltkreis implementiert sind.

10. Schaltungsanordnung nach Anspruch 9, dadurch gekennzeichnet, daß der Schalter 16 Eingangsports und 16 Ausgangsports aufweist.

11. Schaltungsanordnung nach Anspruch 9 oder 10, dadurch gekennzeichnet, daß 63 imaginäre Matritzen vorliegen.