DE19611009A1 - Verfahren zur Verbindung von Pfadschutzsignalen in einer digitalen Koppeleinrichtung - Google Patents
Verfahren zur Verbindung von Pfadschutzsignalen in einer digitalen KoppeleinrichtungInfo
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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
Time = Zeit
Input = Eingang
Output = Ausgang
Fig. 2
Switch = Schalter
in = ein
out = aus
Switch = Schalter
in = ein
out = aus
Fig. 3
Time = Zeit
Input = Eingang
Output = Ausgang
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
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
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?)
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
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
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.
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
FI951290A FI97843C (fi) | 1995-03-20 | 1995-03-20 | Menetelmä reittivarmistussignaalien kytkemiseksi digitaalisessa ristikytkimessä |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
DE19611009A1 true DE19611009A1 (de) | 1996-11-21 |
Family
ID=8543083
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
DE1996111009 Ceased DE19611009A1 (de) | 1995-03-20 | 1996-03-20 | Verfahren zur Verbindung von Pfadschutzsignalen in einer digitalen Koppeleinrichtung |
Country Status (3)
Country | Link |
---|---|
DE (1) | DE19611009A1 (de) |
FI (1) | FI97843C (de) |
GB (1) | GB2299241B (de) |
Families Citing this family (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
SE511919C2 (sv) | 1997-08-28 | 1999-12-13 | Ericsson Telefon Ab L M | En allmän väljare och ett kopplingsförfarande |
Family Cites Families (4)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
IT1258805B (it) * | 1992-01-22 | 1996-02-29 | Alcatel Italia | Metodo per la realizzazione di una rete di connessione per segnali appartenenti alla gerarchia sincrona sdh (synchronous digital hierarchy), e circuiti integrati per l'implementazione del metodo |
FI95854C (fi) * | 1992-04-23 | 1996-03-25 | Nokia Telecommunications Oy | Menetelmä sekä digitaalinen ristikytkentäarkkitehtuuri SDH-signaalien ristikytkentää varten |
FI90707C (fi) * | 1992-04-24 | 1994-03-10 | Nokia Telecommunications Oy | Menetelmä ristikytkimen kytkentäreittien muodostamiseksi |
FI97600C (fi) * | 1994-05-25 | 1997-01-10 | Nokia Telecommunications Oy | SDH-signaalien kytkeminen TS'S'TS'S'T-kytkentäverkossa |
-
1995
- 1995-03-20 FI FI951290A patent/FI97843C/fi not_active IP Right Cessation
-
1996
- 1996-03-20 GB GB9605805A patent/GB2299241B/en not_active Expired - Fee Related
- 1996-03-20 DE DE1996111009 patent/DE19611009A1/de not_active Ceased
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
FI951290A (fi) | 1996-09-21 |
GB9605805D0 (en) | 1996-05-22 |
GB2299241B (en) | 1999-06-02 |
GB2299241A (en) | 1996-09-25 |
FI97843B (fi) | 1996-11-15 |
FI97843C (fi) | 1997-02-25 |
FI951290A0 (fi) | 1995-03-20 |
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Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
8110 | Request for examination paragraph 44 | ||
8127 | New person/name/address of the applicant |
Owner name: MARCONI COMMUNICATIONS LTD., COVENTRY, GB |
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8125 | Change of the main classification |
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|
8127 | New person/name/address of the applicant |
Owner name: MARCONI UK INTELLECTUAL PROPERTY LTD., COVENTRY, G |
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8131 | Rejection |