FI97843C - Menetelmä reittivarmistussignaalien kytkemiseksi digitaalisessa ristikytkimessä - Google Patents

Description

97843

Menetelmä reittivarmistussignaalien kytkemiseksi digitaalisessa ristikytkimes-sä - Förfarande for koppling av dubblerade signaler i en digital korskoppling

Keksintö koskee patenttivaatimuksen 1 johdannon mukaista menetelmää digitaali-5 seen aika-tila-aika (TST) -ristikytkimeen kytkettyjen digitaalisten signaalien risti-kytkennän konfigurointia varten ristikytkentätarpeen muutostilanteissa sekä tällaisten signaalien reittivarmistusta varten TST-ristikytkimessä. Keksintö koskee myös menetelmän toteuttavaa piirijäijestelyä.

Synkroninen digitaalinen hierarkia (SDH) käsittää laajan kokonaisuuden aikajakois-10 ten signaalien siirtämiseksi televerkossa, jonka runkosiirtoverkko on kehittymässä kauko-ohjatuksi ristikytkinverkoksi. SDH-signaalien ensimmäisenä tasona on synkroninen kuljetusmoduuli (STM-1, Synchronous Transport Module), jonka siirtonopeus on 155,520 Mhit/s. STM-l-peruskehys muodostuu tavuista (8 bit), joita val-vontalohkot mukaan lukien kehyksessä on 2430. Tällöin STM-1-kehyksessä siirre-15 tään 63 TU 12 (Tributary Unit) 2 Mbit/s-signaalia, joka voi sisältää tavallisen 30-kanavaisen PCM-jäijestelmän 2 Mbit/s-signaalin. Jokainen kehyksen tavu muodostaa 64 kbit/s-kanavan. SDH-signaalit eli kuljetusmoduulit muodostetaan alijärjestelmien signaaleista tavuja lomittamalla.

SDH-ristikytkin (DXC, Digital Cross Connect) voi välittää liikennettä eri SDH-taso-20 jen välillä sekä kytkeä liikennettä eri signaalien välillä. Lisäksi sillä on voitava hoitaa verkon joustava rekonfigurointi, eli yhteyksien uudelleen reititys, ja taattava va-rayhteyksien nopea käyttöönotto verkon vikatilanteissa.

Digitaalista ristikytkentää on tutkittu runsaasti optimaaliset ehdot täyttävän arkkitehtuurin löytämiseksi. Kapasiteetin, estottomuuden ja toteutettavuuden ehdot hyvin 25 täyttävä rakenne on TST-rakenne (Time Space Time), eli aika-tila-aika-ristikytkentä, kuten on esitetty esimerkiksi patentissamme PCT/FI/00174 (tai vastaava FI-921834). Tässä patentissa on esitetty varsin seikkaperäisesti TST-ristikytkimen yleiset periaatteet. Vaikka patenttijulkaisussa PCT/FI/00174 esitetty menetelmä toimiikin varsin hyvin, esiintyy varsinkin suuremmissa ristikytkimissä kytkennän vielä tehokkaamman 30 ohjausmenetelmän tarvetta.

Tämän keksinnön tavoitteena on esittää menetelmä, jonka mukaisella algoritmilla lasketaan TST-kytkentärakenteen konfiguraatio sekä kahden pisteen välisille yhteyksille että aliverkkojen varmistusyhteyksille.

2 97843

Keksinnössä ehdotetaan patenttivaatimuksen 1 mukaista menetelmää, jossa ratkaisun apuna käytetään ongelman uutta strukturointia, käytännössä 63 kytkentämatrii-sia, ja menetelmässä keskitytään ratkaisemaan vain ensimmäisen TS-portaan kytkennät ja lisäksi vain ne signaalit, jotka on järjesteltävä uudelleen.

5 Keksinnön muita edullisia toteutusmuotoja on esitetty epäitsenäisissä patenttivaatimuksissa. Menetelmän toteuttavan piirijärjestelyn edullisia ratkaisuja on esitetty patenttivaatimuksissa 9-11.

Kytkettävät signaalit ovat edullisesti suurinopeuksisten signaalien multipleksoituja alisignaaleja, eli SDH-jäijestelmässä tämä tarkoittaa sitä, että alisignaalit ovat pää-10 asiassa 2 Mbit/s VC-12 -virtuaalikonteinereita, jolloin pääsignaalit ovat 155 Mbit/s STM-1-signaaleja.

Algoritmin voima voidaan itse asiassa nähdä siinä, että algoritmi järjestää uudelleen vain sellaiset kytkennät, joille uudelleenjärjestely on tarpeen. Tämä toteutetaan osaksi asettamalla kytkentäongelma uudella tavalla. Tällöin kytkentäongelma esite-15 tään imaginaarisena matriisina. Algoritmilla pidetään kirjaa kaikista uudelleen jär jestelyistä, jotka kytkennöille tehdään ristikytkentätarpeen toteuttamiseksi. Kun kaikki uudelleen järjestelyt on tehty, kirjanpidosta saadaan kaikki tarpeellinen tieto, joka tarvitaan ristikytkennän tekemiseksi kytkimien ohjaustietojen perusteella.

Keksinnön mukaisessa menetelmässä vaikeat kytkentätilanteet ratkaistaan rekursio-20 vaiheessa, jossa kytkennän sijainti imaginaarisessa matriisissa siirretään satunnaisella tavalla pakotetusta uuteen kohtaan, jonka jälkeen toimintaa jatketaan perusmenetelmän mukaan.

Ristikytkimen kytkentäkenttä vaatii laskenta-algoritmin, jolla kytkennät konfiguroidaan. Kahden pisteen väliset eli pisteestä pisteeseen -kytkennät voidaan konfiguroi-25 da ennestään tunnetuilla algoritmeilla. Sen sijaan keksinnön mukainen PPTST-algo-ritmi menee askelen edemmäksi ja antaa ratkaisun myös reittivarmistukselle (PP, Path Protection). PPTST-algoritmi laskee tarvittaessa myös pisteestä kahteen pisteeseen menevät kytkennät (yleisjakelu).

Kokeet ovat osoittaneet, että keksinnön mukainen menetelmä on nopeampi tai aina-30 kin yhtä nopea kuin tunnetut laskentamenetelmät, myös kun kytkettäviin signaaleihin kuuluu reittivarmistussignaaleja.

Keksinnön mukaista algoritmia voidaan myös käyttää kahden pisteen välisten signaalien reitittämiseksi kolmiportaisen Benes-kytkentäkentän läpi.

3 97843

Keksintöä selitetään seuraavassa esimerkkien avulla oheisiin kuviin viitaten.

Kuva 1 esittää keksinnön mukaisen algoritmin lähtökohtana käytetyn imaginaarisen matriisin yleiskuvan.

Kuva 2 havainnollistaa reittivarmistussignaalien kytkemistä tilakytkimen läpi.

5 Kuva 3 esittää tulotaulukon yleiskuvan.

Kuva 4 esittää algoritmin datarakenteen valitulle aikavälille (Time = T), jolloin imaginaarisen kytkentämatriisin ympärillä on esitetty algoritmin aputaulukot.

Kuvassa 5 on keksinnön mukaisessa menetelmässä käytetyn algoritmin pelkistetty vuokaavio.

10 Kuva 6 esittää reittivarmistussignaalien ensimmäisen käsittelyvaiheen vuokaavion.

Kuvat 7a ja 7b havainnollistavat tavallisten pisteestä pisteeseen -signaalien käsittelyä FindEven-prosessissa.

Kuva 8 esittää FindEven-prosessin vuokaavion.

Kuva 9 havainnollistaa vuorosiirtoprosessissa käytettyä BestSwap-prosessia kytken-15 tämatriisien avulla.

Kuva 10 esittää vuorosiirtoprosessin vuokaavion.

Kuva 11 havainnollistaa vuorosiirtoprosessin HallSwap-tilannetta.

Kuva 12 havainnollistaa vuorosiirtoprosessin FillerSwap-tilannetta.

Kuva 13 havainnollistaa vuorosiirtoprosessin BestReplace-tilannetta.

20 Kuva 14 havainnollistaa vuorosiirtoprosessin ReplaceSwap-tilannetta.

Kuva 15 havainnollistaa vuorosiirtoprosessin ReleaseSwap-tilannetta.

Kuva 16 havainnollistaa vuorosiirtoprosessin PPSwap-tilannetta.

Kuva 17 esittää pelkistetysti PPSwap-prosessin vuokaavion.

Seuraavassa tarkastellaan suoritusesimerkkiä, jossa lähtökohtana on VC-12-signaa-25 lien käsittely. On kuitenkin huomattava, että keksinnön mukaisella menetelmällä voidaan käsitellä korkeamman luokan signaaleja, jolloin ne pilkotaan useammaksi 4 97843 VC-12-signaaliksi, jotka kytketään TST-kytkimeen. TST-kytkimen viimeistä porrasta käytetään tällöin korkeamman luokan signaalin uudelleenyhdistämiseen ratkaisemiseen.

Keksintö määrittelee TST-ristikytkentäkenttää varten laskenta-algoritmin, jonka 5 avulla voidaan määrittää reittivarmistussignaalit (path protection eli pp-signaalit) digitaalisessa ristikytkimessä DXC. Laskenta-algoritmissa käytetään ajastintoimintoa, jolla suoritus lopetetaan, ellei laskennalle löydy ratkaisua. Seuraavassa selityksessä käytetään lyhenteitä: PP tarkoittaa samaa kuin SNCP (Sub-network connection protection) eli aliverkon yhteyden varmistusta, TST tarkoittaa aika-tila-aika-risti-10 kytkinarkkitehtuuria (TST, Time-Space-Time), ja PPTST tarkoittaa reitti varmistettua TST-kytkentää. DXC tarkoittaa digitaalista ristikytkentää (Digital Cross Connect).

Tässä esimerkissä PPTST-algoritmi käsittelee vain VC-12-signaaleja (VC, Virtual Container), koska VC-4-signaalit ja VC-4-varmistusalgoritmit eivät käytä aikakytki-15 miä, jolloin ne eivät muodosta ongelmia eston kannalta. TST-rakenne vaatii kuitenkin VC-12-signaalien erityiskäsittelyä SNCP-tapauksessa, jotka tässä myös sanotaan reittivarmistukseksi, PP. PPTST-algoritmilla ratkaistaan ristikytkimen konfiguroin-nissa aikaisemmin kohdatut vaikeudet.

Yleisesti ottaen algoritmia rajoittavat paitsi itse TST-kytkentämyös aikatekijät.

20 Konfiguraatio on laskettava reaaliprosessorilla, joka tekniikan nykytasossa on hidas, ja kuitenkin on täytettävä verkon operaattorin yhteyden muodostamisajoille asettamat vaatimukset. Ajastinfunktion tehtävänä on keskeytettävä laskenta, jos aikarajat ylittyvät.

Algoritmissa tarvitaan muunnostasoa, jota voidaan soveltaa myös yleisessä DXC-25 TST-algoritmissa sekä pelialgoritmissa (Game-algorithm). Muunnoskerroksen tehtävänä on hoitaa konfigurointipyynnöt ja ASIC-piirien ohjaustarpeet. Muunnosker-ros suodattaa myös pois tarpeettomat pyynnöt, kuten VC-4-kytkennät, koska niiden konfigurointiin ei tarvita algoritmia. Muut pyynnöt muodostavat TST-kytkennän VC-12-signaalien konfigurointiongelman, joka on ratkaistava PPTST-algoritmilla.

30 Algoritmin ongelmana on periaatteessa se, että TST-kytkentäkentän läpi on löydettävä 63 konfiguraatiota tila (S)-ja aika (T)-kytkimille. Nämä 63 ratkaisua vastaavat samassa STM-1-kehyksessä olevien VC-12-signaalien lukumäärää. PPTST-algoritmilla pyritään ratkaisemaan tärkein TST-rajoitus. Tilakytkimen S kautta menevän kytkennän on oltava täysin yksiselitteinen, eli signaali on johdettava sellaisten port- 5 97843 tien läpi, joita muut signaalit eivät käytä. Helpoimmin tämä S-kytkennän ongelma voidaan esittää 63 matriisilla, joiden koko on 16*16. Tuloportti vastaa matriisisara-ketta, ja lähtöportti matriisiriviä. Tällöin algoritmin rakenne voidaan yksinkertaisesti kuvata seuraavasti: 5 Signaalit esitetään 63 matriisin avulla, joissa aikavälijakautuma vastaa alkuperäistä. Algoritmilla näiden 63 matriisin sisältö järjestetään uudestaan, niin että jokainen signaali käyttää portteja yksilöllisesti. Koska portit tarkoittavat rivejä ja sarakkeita, rajoitus voidaan ilmaista muodossa: signaalin tulee käyttää yksilöllistä riviä ja saraketta.

10 Määrätyn aikavälin tilakytkentä on estoton silloin, kun tilakytkimen kaikki lähdöt ovat käytössä. Toisin sanoen, tulopuolen aikakytkimen on kytkettävä kaikki aikavälit eli kanavat siten, että tilakytkimen tulojen kaikki aikakytketyt aikavälit johdetaan eri lähtöihin. Ellei tulossa ole aikaväliä, joka pitäisi reitittää tiettyyn lähtöön, niin tätä lähtöä ei tietenkään tarvitse käyttää. Näin ollen tilakytkimen edessä olevan 15 tulopuolen aikakytkimen tehtävänä on jakaa kanavat tasaisesti aikaväleittäin siten, että tilakytkin voi kytkeä ne oikeisiin, haluttuihin lähtöihin. Tarkemmin sanoen tila-kytkimessä on vältettävä estotilanne, jossa samassa aikavälissä olisi enemmän kuin yksi samaan lähtöaikaväliin reititettävä kanava. Keksinnön mukaisella menetelmällä kytkentämatriisi muodostetaan siten, että ristikytkentä toimii estottomasti.

20 Kuvassa 1 on esitetty PPTST-algoritmin perusrakenne, jonka muodostavassa taulukossa on lähtöjä vastaavat 16 riviä eli output 1... output 16 ja tuloja ja aikavälejä vastaavat 16*63 saraketta eli (inputl...inputl6)*(timel...time63). Tätä rakennetta kuitenkin täydennetään muiden rakenteiden avulla algoritmin suorituksen nopeuttamiseksi. Käytännössä voidaan nimittäin jokaista kytkentää ajatella aikamatriisin riste- 25 yspisteenä (x). Tällöin algoritmin tehtäväksi tulee huolehtia siitä, että jokaisella rivillä ja jokaisessa sarakkeessa on enintään yksi risti (x), kun kyseessä on normaali pisteestä pisteeseen eli yhdestä tulosta yhteen lähtöön menevä kytkentä.

Kuvan 1 matriisilla tehdään uudelleenjärjestelyt kahdella signaalityypillä, joita ovat kahden pisteen väliset signaalit ja reittivarmistus- eli pp-signaalit.

30 Kahden pisteen välinen signaali on kytkettävä yhden tuloportin ja yhden lähtöportin välillä, eli se varaa yhden sarakkeen ja yhden rivin välisen risteyskohdan. (Kun kyseessä on kaksisuuntainen yhteys, paluusuunta varaa luonnollisesti toisen risteys-kohdan. Yksinkertaisuuden vuoksi tätä ei tässä selityksessä ole erikseen tarkasteltu, koska kummatkin suunnat voidaan ratkaista samalla periaatteella ja käytännössä 6 97843 peilikuvamaisesti.) Pp-signaali on kokonaisuudessaan kaksisuuntainen yhteys, joka suojataan. Siten pp-signaalia varten on varattava kolme tuloporttia ja kolme lähtö-porttia eli kolme risteyspistettä. Kuvassa 2 on esitetty pp-signaalin rakenne. Tässä voidaan lyhyesti mainita, että valinnan kohteena olevat pp-signaalit esiintyvät sa-5 maila hetkellä tilakytkimen porteissa niin, että varmistava kytkentä voidaan tehdä nopeasti ilman erityistä laskentaa eli pelkästään päivittämällä kytkimen ohjaustiedot. Valinta ja yleislähetystoiminta (broadcasting) yhdistetään samaan pp-lohkoon niin, että minimoidaan tarvittava kytkentäkapasiteetti.

Pp-signaalia varten käytetään tavallisesti symmetrisiä signaaliportteja, koska kaksi-10 suuntainen yhteys käyttää samoja portteja sekä lähetyssuunnan jakovaiheessa (1 —» 2) että vastaanottosuunnan valintavaiheessa (2 -> 1). Kuvan 2 merkintöjä käyttäen tämä voidaan tilakytkimen S-switch osalta ilmaista ehtona: Xin = Xout; Yin = Yout; ja Zin = Zout. Yksisuuntaisen varmistetun signaalin osalta vain toinen puoli pp-sig-naalista on käytössä eli kytkimessä tehdään vain kytkennät yhdestä pisteestä kahteen 15 pisteeseen. Kaksi yksisuuntaista varmistettua signaalia voidaan yhdistää, niin että muodostuu yksi täydellinen pp-signaali, jos käytetyt portit täyttävät edellä mainitun ehdon Xin = Xout; Yin = Yout; ja Zin = Zout.

Keksinnön mukainen algoritmi lähtee kuvan 1 periaaterakenteesta. Algoritmi maini-puloi tuloportteihin tulevia signaaleja T-kytkimessä, niin että signaalit tulevat uuteen 20 järjestykseen. Tuloportit on esitetty sarakkeina, ja laskentamenetelmässä muodostetaan 63 matriisia, jotka vastaavat edellä mainittua TST-rajoitusta. Algoritmi voidaan jakaa kolmeksi päätehtäväksi: 1. ratkaistaan reittivarmistus- eli pp-signaalit; 2. ratkaistaan tavalliset kahden pisteen väliset helpot signaalit (etsitään parilliset 25 ratkaisut); 3. ratkaistaan tavalliset kahden pisteen väliset hankalat signaalit vuorosiirroin.

Ensimmäisessä osatehtävässä käsitellään kaikki pp-signaalit. Pp-signaalien osat kootaan samaan aikamatriisiin, ja eri pp-signaalit sijoitetaan 63 aikamatriisiin. Tässä tehtävässä ei oteta huomioon tavallisia kahden pisteen välisiä signaaleja.

30 Toisessa osatehtävässä ratkaistaan pääosa tavallisista kytkennöistä. Suurin osa tavallisista kytkennöistä voidaan suoraan sijoittaa sellaiseen aikavälimatriisiin, jossa kyseiset portit eivät vielä ole varattuja. Tätä voidaan parhaiten kuvata niin, että tehdään parilliset vaihdot tuloporteissa kulloinkin kahden signaalin välillä, niin että

< «H.fr HIM I · t I M

7 97843 molemmat sijoittuvat konfigurointiratkaisun todennäköisimpään lopulliseen aikaväliin. Tätä voidaan sanoa “parillisten ratkaisujen etsimiseksi”.

Algoritmin kolmas osatehtävä keskittyy hankaliin tavallisiin kytkentöihin. Näillä signaaleilla ei tuloporteissa löydy mitään ilmeistä aikaväliä, jolle olisi vapaa lähtö-5 portti eli S-kytkimen lähtö on jo varattu. Haluttuun lähtöporttiin on tällöin muodostettava toinen kytkentä, ja tämä edellyttää jo ratkaistujen tavallisten tulosignaalien uudelleen jäijestelyä, jotta löydettäisiin vapaa lähtöportti hankalalle kytkennälle.

Tässä uudelleenjärjestelyssä sovelletaan Hall-lauseen mukaista, niin sanottua “vuo-rosiirtoa” (pull-push), jossa päällekkäin menevät yhteydet siirretään aikamatriisista 10 toiseen, kunnes vapaa lähtöportti löytyy. Tämä osatehtävä käsittelee vain tavallisia kytkentöjä, koska pp-signaalien mukaan ottaminen vuorosiirtoihin aiheuttaisi sen, että tehtävään ei helposti löydy konvergoivaa ratkaisua, vaan se voisi johtaa vyöryn tapaiseen siirtojen lukumäärän kasvuun. Kutakin siirtoa kohti pp-signaali ei vaikuta pelkästään yhteen porttiin, vaan se voi koskea useampia kytkentöjä. Lisäksi vyöry 15 voi laajeta ja aiheuttaa sekä tavallisten että pp-kytkentöjen vaihtamistarpeen, niin että muodostuu lisää päällekkäisyyksiä eli ratkaisemattomia tapauksia, koska vuoro-siirrossa tarkastellaan vain ensisijaista päällekkäisyyttä. Tällainen prosessi kuluttaisi myös paljon aikaa, ja aikatekijä varsinaisesti estää mutkikkaamman rutiinin käyttämisen pp-signaalien vuorosiirtoa varten. Näin ollen pp-signaalit sisällytetään tähän 20 vuorosiirtoprosessiin vain silloin, kun mitään muita ratkaisumahdollisuuksia ei löy dy.

Kun kuvan 1 perusrakenteessa tehdyistä eri vuorosiirroista (vaihdoista) pidetään kiijaa, voidaan tavoitteena oleva konfigurointi osoittaa helpommin. Ensimmäisessä aikakytkinportaassa tätä kirjaa käytetään signaalien lopulliseen uudelleenjärjeste-/5 lyyn. Lopullisen järjestyksen kohdeporttien tietoa käytetään sitten tilakytkimen ohjaamista varten. Viimeisessä aikakytkinportaassa käytetään vuorostaan kohdeaika-välitietoa järjestettäessä pyydettyä lopullista signaalien jakaantumaa.

Kuvassa 1 olevan, 63 aikamatriisia sisältävän perusdatarakenteen risteyskohtia selvennetään kuvassa 3 olevalla tulotaulukon esimerkillä. Tulotaulukon koko on 30 16*63, ja alun perin se sisältää kaikki tulosignaalit, jotka jakaantuvat tuloaikojensa mukaisesti. VC-12 -virtuaalikontainereiden kohde on esitetty portin ja aikavälin numeron avulla. Tulotaulukko määrää perusrakenteen, koska se muodostaa perusrakenteen x-akselin. Tämä tapahtuu niin, että tulotaulukko pannaan rakenteen rinnalle, ja tulotaulukko tulee aikajärjestyksessä x-akselille perusrakenteen tuloriviksi. Tulo-35 rivin sisältö osoittaa tällöin kohteena olevan portin. Kytkentää voidaan ajatella pe-rusdatarakenteessa olevana sarakkeen ja rivin risteyskohtana. Konfigurointi laske- 8 97843 taan manipuloimalla tulorivejä. Mainipuloinnilla ei pyyhitä taulukon tuloja, vaan pelkästään järjestetään arvojen paikat uudelleen.

Kuvassa 3 on esimerkkisignaaleja. Tulossa 4 (input 4) on tavallinen kahden pisteen välisen yhteyden tulosignaali, joka saapuu aikavälissä 4 ja jonka kohteena on aika-5 väli 41 lähtöportissa 3. Kuvassa risteyskohta on vastaavasti merkitty 3,41. Pp-sig-naali on kolmessa aikavälissä. Kuvassa 3 yleislähetyssignaali (1 2) on tulorivillä 1 aikavälissä 11, ja sen kohteina ovat lähdöt 5 ja 8, aikavälit 11 ja vastaavasti 61; risteyskohdan merkintä on vastaavasti 5/8,11/61. Valintasignaalin osat ovat tulori-veillä 5 ja 8, aikaväleissä 14 ja 6. Kuten kuvassa 3 on esitetty, valintasignaalien 10 kohteena on lähtöportti 1 ja aikaväli 32 (1,32).

Algoritmin keskeisenä datarakenteena on kuvan 3 mukainen tulotaulukko. Se on sama kuin kuvan 1 perusdatarakenne. Perusdatarakenne ei sinällään ole fyysisesti välttämätön, ja sitä voidaan ajatella imaginaarisena datarakenteena. Algoritmin nopea suoritus vaatii kuitenkin ohjausdatakentän, joka on yhtä suuri kuin kuvan 1 pe-15 rusrakenne, mutta jolla on toinen merkitys, jota alempana selitetään lähtöjonon (OutputQueue) yhteydessä. Signaalien esitystapaa ja tulotaulukkoon liittyviä rakenteita käsitellään seuraavassa. Yleensä portin arvo on tässä esimerkissä 0 - 16, ja ai-ka-arvo on vastaavasti 0 - 63, jolloin nolla-arvo osoittaa, että signaalia ei ole läsnä, ja numerot 1-16 edustavat portteja. Tässä on huomattava, että portin arvo on vain 20 looginen arvo, eikä se sinänsä mitenkään liity laitesijoitteluun, eikä näin ollen esimerkiksi piirilevyjen sijaintiin.

Kahden pisteen välinen yksisuuntainen signaali esitetään tulotaulukossa kahden numeron avulla, kuten jo mainittiin, ja kirjoitetaan muotoon “portti,aikaväli” (port, time). Sen sijaan pp-signaali vaatii kaksiosaisen esityksen tulotaulukossa. Toinen 25 koskee saapuvia valintasignaaleja ja toinen lähtevää yleisjakelusignaalia. Valinta-signaalit ovat identtiset, koska niillä on sama kohde eli kohteena oleva lähtöportti ja aikaväli. Pp-signaalin yleisjakeluosalla on kaksi kohdetta ja näin ollen se esitetään kahden porttinumeron ja kahden aikavälinumeron avulla, kuten kuvassa 3. Tulotaulukossa tähän esitystapaan liittyy vielä tunnistuskenttä pp-numero (PPNumber), joka 30 nopeasti osoittaa kahden pisteen välisen signaalin ja pp-signaalin välisen eron. Tässä datakentässä on numero: kun se on nollasta poikkeava välillä 1 ... 315, se tarkoittaa pp-signaalia, ja arvo nolla tarkoittaa tavallista signaalia. Pp-signaalien numerointi helpottaa myös pp-signaalien käsittelyä kytkentätoimenpiteissä. Valintasignaalien osalta merkintä on “pp-numero,portti,aikaväli”, ja yleisjakelusignaalien osalta muo-35 to on “pp-numero,aktiivinen portti,aktiivinen aikaväli,varmistava portti,varmistava aikaväli”.

9 97843

Muunnoskerroksesta on vastaanottorajapintaa varten saatava tulorakenne, joka vastaa tulotaulukkoa ja joka sisältää kaikkien signaalien kytkentäpyynnöt. Lisäksi on saatava taulukko, jossa kaikki pp-signaalit ovat numerojäijestyksessä. Pp-jonoele-mentin PP muoto on: “pp-numero,signaaliportti,signaalin tuloaikaväli, signaalin 5 lähtöaikaväli,aktiviinen portti,aktiivinen tuloaikaväli,aktiivinen lähtöaikaväli, varmistava portti,varmistava tuloaikaväli,varmistava lähtöaikaväli”.

Imaginaarista matriisia ei tarvita algoritmia varten, eikä algoritmi tätä matriisia käytä, mutta algoritmin perusajatus nähdään paremmin suuren matriisin avulla.

Seuraavaksi tarkastellaan algoritmin rakennetta, jota havainnollistetaan kuvan 4 10 avulla. Siinä esitetään imaginaarinen kytkentämatriisi, joka tässä tapauksessa kuvaa tilakytkimen (S) kautta johdettavia kytkentöjä aikavälissä T. Kuvaa 4 tarkasteltaessa on huomattava, että keskellä oleva neliön muotoinen matriisi on täysin imaginaarinen, ja vain erikseen nimellä varustettuja rakenteita tarvitaan keksinnön mukaista algoritmia varten.

15 Pp-kokoamisrutiinissa käytetään kirjanpitotaulukkoa PPBooking, joka on saman ko koinen kuin tulotaulukko InputTable. Kirjanpitotaulukon elementteinä ovat numerot, jotka vastaavat pp-numeroita. Perusrakenteeseen verrattuna, jossa on sekä tulo- että lähtöakselit, kirjanpitotaulukko voi olla yksiulotteinen, sillä pp-signaalit hyödyntävät portteja symmetrisesti. Kyseeseen tulevat kolme tuloporttia ovat samannumeroi- 20 set kuin lähtöportit. Kirjanpitotaulukko on esitetty kuvassa 4, sen koko on 16*63, ja sen elementtien arvot ovat välillä 0 ... 315.

Kuvassa 4 on myös lähtöreferenssi-taulukko (OutputReference), jonka koko on 16*63. Sen elementit ilmoittavat, kuinka monta signaalia pyrkii samaan lähtöporttiin samassa aikavälissä.

25 Lähtöjonotaulukko (OutputQueue) on kooltaan (16* 16)*63. Sen elementit ilmoittavat samaan lähtöporttiin samassa aikavälissä pyrkivien signaalien tuloportit. Kun signaali on pp-valintasignaali, elementti sisältää kahden tuloportin (port) numerot. Lähtöjonotaulukossa on myös pp-signaalin numero (PPNumber). Elementti on muotoa “pp-numero,tuloporttil,tuloportti2”.

30 Päällekkäisyysmuuttuja Overlap osoittaa päällekkäisten kytkentöjen lukumäärän eli kuinka monta samaan porttiin törmäävää pyyntöä on olemassa. Tämä arvo ilmoittaa päällekkäisyyksien summan kaikkien aikavälien osalta, vaikka kuvassa 4 muilta osin on havainnollisuuden vuoksi esitetty vain yksi aikaväli (Time = T).

97843 ίο

Reittivarmistusosoitin TimePP ilmoittaa, sisältääkö tämä aikaväli pp-signaaleja. Yes-arvo ilmaisee pp-signaalin, ja no-arvo, ettei aikavälissä ole pp-signaaleja. Time-PP-arvot kootaan taulukkoon TimePPQueue, jonka pituus on 63. Taulukko Swap-Record sisältää lukuja, jotka osoittavat vastaavassa tulotaulukossa InputTable olevan 5 signaalin alkuperäisen aikavälin paikan. SwapRecord on kooltaan 16*63 ja sen elementtien arvot välillä 0 ... 63.

Tarkastellaan kuvassa 4 esitettyä aikavälin T tilannetta. Tuloportin 3 ja lähtöportin 4 välillä on tavallinen yhteys, jonka pp-numero on 0 sekä tulotaulukossa että lähtöjonossa, ja rakenteissa on viittaus toisiinsa. Tämä yhteys nähdään tulotaulukon ja 10 lähtöjonon välisenä ristinä (x) ajatellussa matriisissa. Lähtöportin 4 OutputReferen-ce-arvo 1 osoittaa, että vain yksi kytkentä käyttää tätä lähtöporttia eli tämän lähdön osalta ei ole päällekkäisyyttä, ja näin ollen lähtöjonossa on vain yksi elementti.

Tulotaulukon InputTable ainoa pp-signaali on helppo havaita pp-numeron perusteella: aikavälissä T tuloporteissa 2, 7 ja 9 on pp-signaali, jonka järjestysnumero on 4.

15 Tuloportissa 2 oleva yleisjakeluosa pyrkii lähtöportteihin 7 ja 9, kuten taulukon Port-arvo (7/9) osoittaa. Valintasignaalin kohdeporttina on lähtöportti 2. Valintasig-naalit eivät kuitenkaan lisää OutputReference-arvoa, koska näistä signaaleista vain toinen kytketään kentän läpi.

OutputReference osoittaa päällekkäisyyden lähtöportin 5 osalta. Lähtöjonossa on 20 kaksi elementtiä, jotka osoittavat kyseessä olevat kaksi tulosignaalia eli tuloportit 4 ja 14. Tässä aikavälissä T on vielä kaksi muuta päällekkäisyyttä. Kim tarkastellaan kaikkia 63 aikavälejä, niistä löytyy yhteensä 24 päällekkäisyyttä, kuten kuvan 4 muuttuja Overlap osoittaa, eli muissa kuin kuvan 4 aikavälissä T on vielä 21 muuta päällekkäisyyttä.

25 Kiijanpitotaulukko PPBooking osoittaa, että pp-signaali numero 4 on koottuja sijoitettu aikaväliin T. Taulukon nollat osoittavat paikkoja muita mahdollisia pp-signaaleja varten. SwapRecord osoittaa mistä aikavälistä kyseeseen tulevat signaalit kulloinkin on siirretty. Siinä tuloportissa 1 oleva signaali on alunperin aikavälistä T, ja tuloportin 2 pp-yleislähetyssignaali on alunperin aikavälistä 1, jne.

30 Algoritmin tuloksena eli lähtönä on nyt uudelleen järjestelty tulotaulukko InputTable ja uudelleenjäijestelytaulukko SwapRecord. SwapRecord ilmoittaa toisin sanoen sen, miten ensimmäisen eli tulopuolen aikakytkimen (T) avulla kulloinenkin signaali on siirrettävä, niin että se voisi päästä tilaportaan (S) läpi. Tulotaulukon avulla voidaan määrätä, mihin tilakytkimen lähtöporttiin signaalin on kytkettävä.

11 97843

Tulotaulukko osoittaa myös, mikä on lopullinen lähtöaikaväli. Näiden taulukoiden sisältö johdetaan muunnoskerroksen ohjaustiedoksi. Lisäksi algoritmin tulisi antaa muunnoskerrokselle jokin tieto laskennan onnistumisesta.

Algoritmin kaikki kolme proseduuria pyrkivät ratkaisemaan konfiguraation pienim-5 mällä mahdollisella suoritustyöllä, ja ne kattavat useimmat mahdollisista konfigu-raatiotyypeistä. Algoritmin jokainen osa käsittelee vain sellaista tietoa, joka tarvitsee uudelleenjärjestelyä. Tietojen kokoaminen ja algoritmin kolme pääosaa on esitetty kuvassa 5.

Algoritmi alkaa lohkosta 51, jonka jälkeen tapahtuu reittivarmistus- eli pp-signaalien 10 kokoaminen lohkossa 52. Päätöslohkossa 53 tutkitaan, onko kaikki pp-reititykset ratkaistu. Pp-ratkaisun jälkeen lohkossa 54 muodostetaan perustiedot limittyvien yhteyksien uudelleenjärjestelyjä varten. Sitten siirrytään lohkoon 55, jossa lasketaan tavallisten helppojen yhteyksien parilliset ratkaisut. Sen jälkeen vielä päällekkäiset hankalat yhteydet ratkaistaan lohkossa 56 vuorosiirroin.

15 Päätöslohkossa 57 tutkitaan onko kaikki ratkaisut tehty, ja lohkossa 59 algoritmi päättyy. Jos päätöslohkoissa 53 ja 57 havaitaan, että ratkaisuja ei löydetä, prosessi siirtyy lohkoon 58, joka antaa virheilmoituksen muunnoskerrokselle eli PPTST-al-goritmin suorituksen pyytäjälle.

Kuvassa 5 esitetty reittivarmistussignaalien kokoaminen 52 on tarkemmin esitetty 20 kuvassa 6. Aluksi pp-signaalit ovat satunnaisesti jakaantuneita tulotaulukossa (InputTable). Pp-signaalien kokoamisen PPCollection tarkoituksena on nyt koota pp-signaalin osat eli signaalit samaan aikaväliin. Sijoitusprosessi toteutetaan niin, että ensin täytetään sellaiset aikavälit 1 ... 63, joissa ei ole pp-signaaleja. Sitten alkulohkon 60 jälkeen kaikki pp-jonossa PPQueue merkityt pp-signaalit käsitellään ku-25 van 6 pääsilmukassa, joka on merkitty nuolella B.

Lohkossa 62 valitaan ensimmäinen pp-signaali pp-numerol pp-jonosta. Lohkossa 63 valitaan aikaväli. Päätöslohkossa 64 taulukosta PPBooking tarkistetaan, onko valittu aikaväli vapaa. Ellei näin ole, siirrytään silmukkaan A, jossa päätöslohkossa 67 tarkistetaan, onko kaikki 63 aikaväliä käsitelty, ja ellei näin ole lohkossa 68 valitaan 30 seuraava aikaväli. Kun lohkossa 64 löydetään vapaa aikaväli, siirrytään lohkoon 65, jossa pp-signaali siirretään vapaaseen aikaväliin ja kirjanpitotaulukkoon PPBooking tehdään vastaava merkintä. Päätöslohkossa 66 tarkistetaan, onko prosessi käsitellyt kaikki pp-signaalit. Kun signaaleja on vielä jäljellä, siirrytään lohkoon 79, jossa ote- 12 97843 taan pp-jonossa oleva seuraava pp-signaali pp-numero+1, ja jatketaan silmukassa B. Kun kaikki pp-signaalit on käsitelty, prosessi päättyy lohkossa 61.

Edellä selitetyssä prosessissa vain pp-signaalit kilpailevat tilasta valitussa aikavälissä, sillä tässä vaiheessa ei käsitellä muita tavallisia signaaleja. Kun koko pp-sig-5 naalille on löydetty vapaata tilaa, lohkossa 65 tehdään vastaavat merkinnät ja samalla pp-signaalin osat siirretään kohteena olevaan aikaväliin tulotaulukossa Input-Table. Samanaikaisesti mahdolliset alkuperäiset signaalit kohteena olevassa aikavälissä siirretään pp-osien paikoille.

Silmukoissa A ja B voi esiintyä tapauksia, joissa vapaata tilaa ei suoraan löydy 10 käytettävissä olevassa 63 aikavälissä. Tällöin siirrytään permutaatioprosessiin, joka kuvassa 6 on merkitty nuolella C. Tässä ensimmäisen kertaluokan permutaatiossa lohkosta 67 siirrytään ensin lohkoon 69 ja valitaan uusi aikaväli. Sitten lohkossa 70 katsotaan, voiko jo järjestellyn pp-signaalin siirtäminen antaa tilan toiselle pp-sig-naalille. Ellei tilaa löydy, vaiheessa 72 tarkistetaan, onko kaikki aikavälit käsitelty, 15 ja lohkossa 73 otetaan uusi aikaväli. Ensimmäisen kertaluokan permutaatio tarkoittaa sitä, että siirto tehdään, kun jo järjestetty pp-signaali ja käsiteltävänä oleva pp-signaali ovat päällekkäin jossakin portissa. Lohkossa 71 aikaisemmin käsitelty signaali poistetaan ja siirretään uuteen vapaaseen aikaväliin (eli aikaväleihin) ja päivitetään vastaavasti pp-kirjanpitotaulukko. Käsiteltävänä oleva signaali asetetaan nyt .70 vapautuneeseen aikaväliin. Lohkosta 71 prosessi siirtyy lohkoon 65. Ellei ensimmäisen kertaluokan permutaatio onnistu, siirrytään toisen kertaluokan permutaatioon, joka kuvassa 6 on esitetty nuolella D.

Toisen kertaluokan permutaatio toimii lohkojen 74-75-76-77 muodostamassa silmu- i kassa samalla tavalla kuin edellä selitettiin lohkojen 69-70-72-73 osalta, mutta nyt ei 25 käytettävissä ole mitään välittömästi vapaata aikaväliä, eivätkä myöskään pp-signaalit osu vain yhteen yhteiseen porttiin kuten edellä, vaan kahteen yhteiseen porttiin. Nämä kaksi yhteistä lähtöporttia voivat kuulua yhteen tai kahteen pp-signaaliin. Näitä signaaleja varten haetaan nyt vapaa aikaväli. Jos uudet vapaat paikat löytyvät, ne voidaan tyhjentää käsiteltävänä olevaa pp-signaalia varten, joka siten siirretään 30 vapaaseen aikamatriisiin. Ellei silmukassa D löydy ratkaisua, prosessi siirtyy lohkoon 78, joka antaa virheilmoituksen, ja sen jälkeen prosessi päätetään vaiheessa 61.

Pp-kokoamisrutiinin jälkeen tulotaulukon aikaväleihin on tehty muutoksia. Näiden muutosten on oltava tahdissa eri signaalien osalta, ja niiden on vastattava SwapRe-cord-taulukon sisältöä. Pp-signaalien uudet paikat on myös päivitettävä pp-jonoon, 35 niin että varmennuskytkennät ja kytkentämuutokset voidaan tehdä nopeasti.

I 4 il t H If. li IM - 13 97843

Pp-signaalien kokoamisen jälkeen algoritmi laskee tavalliset helpot kytkennät, joille tulotaulukko sisältää vain yhden signaalin jokaista tuloporttia ja aikaväliä kohti. Limittyvät eli päällekkäiset tavalliset kytkennät on siirrettävä, niin että jokaista läh-töporttia käytetään vain kerran. Prosessissa ControlSetup (54 kuvassa 5) muodoste-5 taan ensin uudelleenjärjestelyjen ohjaustiedot. Taulukkoon OutputReference merkitään tulotaulukon kohteina olevien lähtöporttien lukumäärä jokaisessa aikavälissä. Pp-valintasignaalien osalta otetaan vain toinen huomioon. Samalla myös lähtöjonos-sa jokaisen lähtöportin OutputQueue kohta täytetään vastaavilla tuloporttien numeroilla. Jos yhteys kuuluu pp-signaaliin, lähtöjonoon merkitään myös pp-numero.

10 Overlap-laskuria askelletaan jokaisen päällekkäisyyden kohdalla. TimePP-reitti- varmistusosoittimen tilaksi asetetaan ON, kun aikaväli sisältää pp-signaalin, kuten kuvan 4 yhteydessä jo mainittiin.

Sen jälkeen algoritmi siirtyy prosessiin FindEven (55 kuvassa 5), jolla ratkaistaan tavalliset kahden pisteen väliset helpot signaalit eli etsitään parilliset ratkaisut, jota 15 havainnollistetaan kuvissa 7a ja 7b esitettyjen kahden aikavälin Time=T ja Time=S avulla. Tavallisilla signaaleilla on symmetrian ansiosta toisessa aikavälissä vastaava vapaa lähtöportti. Tämä johtuu siitä, että kaikkia aikavälejä tarkasteltaessa vain 63 VC12-signaalia voi varata määrätyn portin, jolloin jonkin lähtöportin yksi päällekkäisyys merkitsee tällöin sitä, että samassa lähtöportissa on ainakin yksi käyttämä-20 tön aikaväli. Limittyvän aikavälin takia on myös ainakin yksi vapaa lähtöportti. Toisessa aikavälissä S olevaa vapaata lähtöporttia voidaan käyttää välittömästi tai limittyvässä aikavälissä T olevaa vapaata lähtöporttia välillisesti, toista päällekkäistä signaalia varten FindEven-vaihdon avulla. Vapaan portin käyttäminen on parillista vain, jos yksi vaihto askeltaa Overlap-laskuria alaspäin ainakin yhdellä.

25 Parillisten ratkaisujen prosessi FindEven (55 kuvassa 5) on esitetty tarkemmin lohkokaaviona kuvassa 8. Prosessi alkaa vaiheesta 80 ja ensin lohkossa 82 OutputRefe-rence-taulukosta otetaan ensimmäinen elementti, ja nuolen A osoittamassa silmukassa kiertäen käsitellään kaikki elementit 1 ... 1008 (= 16*63). Kun lohkossa 83 ilmaistaan OutputReference-taulukon elementtinumero > 1, tämä tarkoittaa Find-.30 Even-toiminnan mahdollisuutta päällekkäistä lähtöporttia (Output) varten, jolloin prosessi siirtyy silmukkaan B. Silmukassa B haetaan muista aikaväleistä tyhjä (= 0) elementti OutputReference[Output][Time] taulukosta OutputReference (kuvassa 7, Time = S). Lohkossa 86 selvitetään, mitkä tulot (Overlaplnputs) tuottavat päällekkäisyyden ja asetetaan aikaväli = 1 ensimmäiseksi tutkittavaksi aikaväliksi. Päätös-35 lohkossa 87 tutkitaan, onko kaikki aikavälit käsitelty. Ellei, siirrytään lohkoon 88, 14 97843 jossa katsotaan, onko taulukon elementin arvo = 0. Ellei elementti ole tyhjä, valitaan lohkossa 89 seuraava aikaväli.

Kun tyhjä aikaväli lohkossa 88 löytyy, tässä esimerkissä aikaväli S, tutkitaan lohkossa 90, onko tuloportti Input vapaa uudessa aikavälissä S. Lohkossa 91 tutkitaan, 5 onko aikaväli S:n vastaavien tulojen lähtöjen (Output) osalta elementti OutputRefe-rence[Output][T] tyhjä, mikä merkitsee sitä, että välitön vaihto aikavälien T ja S kesken on mahdollinen lohkossa 92. Tämä FindEven-prosessin tilanne on esitetty kuvassa 7a, jossa tuloportit 6 ja 10 on tarkoitettu kytkettäviksi lähtöporttiin 4 aikavälissä T. Aikavälin S tuloportti 6 on tyhjä. Siinä tapauksessa, että uuden aikavälin S 10 tuloportit eivät ole tyhjiä, voidaan tehdä välillinen FindEven-vaihto, jos sisältö osoittaa sellaiseen lähtöporttiin, joka ei ole käytössä alkuperäisessä aikavälissä T. Tämä viimeksi mainittu tilanne on esitetty kuvassa 7b, jossa tulotaulukon Input-Table portin 6 sisältö aikavälissä S osoittaa tyhjään lähtöporttiin 8. Prosessi lopetetaan vaiheessa 81 kun koko OutputReference-taulukko on käyty läpi.

15 FindEven-prosessin vaihtotoiminta poikkeaa hieman PPCollection-prosessista. Riippuen vaihdettavien signaalien luonteesta, nyt myös ohjaustietokentät on päivitettävä samanaikaisesti vaihdon tapahtuessa. Tämä koskee myös vuorosiirto-proses-sia PullPush (56 kuvassa 5), jota selitetään seuraavassa kuvan 10 lohkokaavioon viitaten.

20 Algoritmin kolmantena päävaiheena on hankalien signaalien käsittely, joka vaatii hieman mutkikkaamman prosessin, vaikka sen periaate kuitenkin on suhteellisen selväpiirteinen. Hallin lause (“Joukoissa sX on olemassa yksilöllinen ratkaisu, jos jokaisella arvolla k saadaan k erilaista ratkaisua missä tahansa k joukon s yhdistelmässä”) ilmaisee epäsuorasti, että kun limittyvä kytkentä siirretään pois aikavälistä, 25 niin siirtojen äärellisen lukumäärän jälkeen sille löytyy limittymätön kytkentä, kun tarkastellaan ensimmäisen aikavälin lähtöportteja. Tämän edellytyksenä on kuitenkin se, että kyseeseen tulevat signaalit ovat pisteestä-pisteeseen signaaleja. Hallin lause määrittelee “työntösiirtojen” (push swap) säännöt. Työntösiirrot eivät sinänsä välttämättä käytä lyhintä tietä ratkaisuun pääsemiseksi. Vaikka PPTST-algoritmille 30 valittu datarakenne eli tulotaulukko InputTable mahdollistaa lyhyen tien, tämän lyhyen tien säilyttäminen voi käydä vaikeaksi. Pp-signaalien takia ratkaisun löytäminen on vaikeata, ja eräissä tapauksissa ratkaisu on mahdoton eli syntyy estoa. Var-mistuskonseptiin, jossa varmistus toteutetaan tilakytkimellä, sisältyy luonnostaan eston mahdollisuus TST-arkkitehtuurissa toimittaessa. Mutta kahden pisteen välisen 35 kytkennän osalta puhdas työntösekvenssin käyttäminen on helpommin hallittavissa, vaikkakin pidemmällä ratkaisutiellä. “Vetosiirtojen” (pull swap) käsittelyä tarvitaan ,5 97 843 valitussa PPTST-algoritmissa helpottamaan työntösekvenssin säilymistä hyvän ratkaisun lyhyellä tiellä pp-signaaleista huolimatta.

Yhdistetyn työntö-ja vetoproseduurin eli vuorosiirtojen tarkoituksena on tunnistaa paras lopullinen aikaväli, jossa voidaan löytää korvaavan kytkennän reitti alkupis-5 teeseen eli limittyvään lähtöön. Korvaava kytkentä, joka tavallisesti liittyy toiseen lähtöön, siirretään sitten limittyvään aikaväliin, ja Hallin työntösekvenssin avulla voidaan ensimmäisen ja viimeisen kytkennän väliset kytkentävaiheet järjestää uudelleen, kunnes viimeinenkin limittyvä lähtö on ratkaistu. Tehokas Hall-tyyppinen sovellutus perustuu siihen, että tunnetaan sekvenssin ensimmäiset ja viimeiset kytken-10 nät. Ellei viimeistä eli lopullista kytkentää tiedetä, Hall-tyyppisen työntösekvenssin uudelleen järjestelyt kiertäisivät paikallisissa silmukoissa, kunnes yhtäkkiä satutaan löytämään yksi lopullinen ratkaisu, jolloin uudelleen järjestelysekvenssille löytyy ratkaisu.

Hall-lauseen eli työntösekvenssin suoraviivainen soveltaminen on myös mahdotonta 15 pp-signaalien takia. Tämän takia algoritmiin on liitettävä poistumisrutiini, jolla vuo-rosiirtoproseduuri voi päästä umpikujasta, jonka harvoin siirrettävät pp-signaalit aiheuttavat. Toisena mahdollisuutena olisi se, että sallittaisiin pp-signaalien helppo siirtäminen eli että niillä olisi sama tärkeys kuin tavallisilla yhteyksillä. Tällöin sekvenssin konvergointi kuitenkin saattaisi vaarantua vyöryilmiön takia, jota jo aiem-20 min käsiteltiin.

Vuorosiirtorutiinia jatketaan, kunnes muuttuja Overlap = 0 eli kun kaikki limittyvät portit on ratkaistu. Kuvan 10 prosessi alkaa vaiheesta 100, minkä jälkeen lohkossa 102 valitaan ensimmäinen elementti taulukosta OutputReference. Sen jälkeen tutkitaan, onko elementti OutputReference[Output][T] > 1. Ellei näin ole, kierretään sil-25 mukassa Aja valitaan seuraava elementti lohkossa 105, kunnes lohkossa 104 saadaan Overlap = 0, ja prosessi päätetään vaiheessa 101. Ellei tilannetta voida ratkaista, prosessi tutkii eri vaihtomahdollisuuksia, tai se lopetetaan asetetun ajastimen käytyä loppuun.

Jos lohkossa 103 elementti OutputReference[Output][T] > 1, se merkitsee päällek-30 käisyyttä, ja prosessi siirtyy varsinaiseen vuorosiirtosovellukseen, joka kuvassa on merkitty nuolella C. Vuorosiirron osalta voidaan limittyvässä aikavälissä saada eräitä ratkaisevia ohjausarvoja: ne lähdöt, joita ei käytetä, ja ne tulot, jotka aiheuttavat päällekkäisyyden. Nämä tulot ja lähdöt muodostavat joukon kytkentöjä, joille tehdään valintoja vuorosiirtosekvenssissä. Lohkossa 106 tutkitaan, onko lukitustila 35 aktivoitu, ja jos näin on, lohkossa 107 tila vaihdetaan eli vaihdetaan aikaväli, ja 16 97843 muussa tapauksessa lohkossa 108 valitaan uusi aikaväli T+l. Sen jälkeen vuorosiir-toprosessi valitsee kytkentävaihtoehdon yhtä signaalia varten ja käyttäen alempana esitettyä prioriteettiluetteloa, jossa on 8 eri prioriteettityyppiä. Näitä tapauksia on havainnollistettu kuvissa 7a, 7b, 9, 11 - 16. Näin prosessi on siirtynyt kuvassa 10 5 esitettyyn alisilmukkaan B. Elleivät pp-signaalit muodosta häiriötä, sekvenssillä löydetään vaihtoehto, joka lopulta pienentää Overlap-arvoa. Pp-signaalin häiritessä joissakin vaihtoehdoissa voidaan sallia poikkeaminen sekvenssin parhaalta tieltä, ja sekvenssi lopetetaan niin, että voidaan etsiä parempi alkukohta suoraviivaista vuo-rosiirtoa varten. Kaikilla vaihtoehdoilla on erilainen prioriteetti, ja algoritmi käyttää 10 erilaisia vaihtoehtoja, riippuen siitä, miten niitä on käytettävissä. Näitä kahdeksaa vaihtoehtoa haetaan myös muissa kuin käsiteltävässä aikavälissä T. Lohkossa 109 valitaan jokin kahdeksasta vaihtoehdosta, ja lohkossa 110 tutkitaan, onko käytettävissä vaihtoehtoja BestSwap tai FindEven, ja jos vaihtoehtoja ei ole, prosessi jatkuu lohkoon 111, jossa tutkitaan, onko lukitus aktivoitu. Ellei lukitusta ole, lohkossa 112 15 tutkitaan, onko kaikki aikavälit tutkittu eli onko palattu ensimmäiseen aikaväliin T. Lohkon 113 kautta siirrytään seuraavaan aikaväliin. Jos päätöslohkoissa 110 - 112 tulee toinen tulos, siirrytään silmukasta B päätöslohkoon 114, jossa tutkitaan, onko vielä vaihtoehtoja käytettävissä ja onko ennalta asetetun laskurin aikaa jäljellä. Jos laskentaa voidaan jatkaa, lohkossa 115 vaihdetaan korkeimman prioriteetin vaihto-20 ehtoa ja asetetaan lähtö Output sekä aikaväli T vaihtoehdon mukaiseksi.

Silmukkaa C kierretään uudestaan, kunnes uudelleenjärjestelysekvenssillä voidaan ratkaista ainakin yksi päällekkäisyys, joka saadaan selville lohkossa 103. Vuorosiir-toja jatketaan silmukassa C, koska Output-ja T-arvot asetetaan valitun käsittelyvaihtoehdon mukaan. Ellei toisin sanoen päällekkäisyyttä ratkaista vaihdon avulla, niin ‘25 Output- ja T-arvot asetetaan uudestaan niin, että uudelleenjäijestelysekvenssi seuraa päällekkäistä lähtöä, jolloin lohko 103 ei voi katkaista silmukkaa keskellä käynnissä olevaa uudelleenjärjestelysekvenssiä. Päällekkäisten tai limittyvien signaalien paikkoja vaihdetaan FillerSwap-vaihtoehdolla aikavälistä T aikaväliin S, kuten prioriteettilistan ja kuvan 12 mukaan nähdään. Muutetut Output-ja T-arvot esitetään alla 30 olevassa prioriteettiluettelossa. Silmukka C voidaan päättää onnistuneesti, kun käsitellään FindEven-vaihtoehto (kuvat 7a, 7b) tai BestSwap-vaihtoehto (kuva 9). Epäonnistunut yritys lopetetaan vaihtoehtoon ReleaseSwap (kuvassa 15), jolloin poistutaan silmukasta C. Myös PPSwap-vaihtoehto voi päättyä silmukan C keskeyttämiseen. Lohko 116 tuottaa virheilmoituksen ja prosessi päätetään vaiheeseen 101, kun 35 käsiteltäviä vaihtoehtoja ei enää ole tai kun asetettu ajastin on käynyt loppuun (lohko 114).

17 97843

Seuraavassa on lueteltu käytettävissä olevat 8 vaihtoehtoa ja niiden prioriteettiarvot korkeimmasta prioriteetista alkaen sekä niiden vaikutus lähtö-ja aikaväliarvoihin:

Vaihtoehto_prioriteetti kuva_lähtöarvo_aikaväli

BestS wap 7 9 Outputk = Output^ Tk = Tk., 5 FindEven 6 7a, 7b Outputk = Output^ Tk = Tk_,

HallSwap 5 11 Outputk = Outputti Tk = Tk.,

FillerSwap 4 12 Outputk = Output^ Tk = Sk_,

BestReplace 3 13 Outputk = Output^ Tk = Tk_,

ReplaceSwap 2 14 Outputk = Output^ Tk = Tk_, 10 ReleaseSwap 1 15 Outputk = Output^ Tk = Tk.! PPSwap 0 16 Outputk = Output^ Tk = Tk_,

Alaindeksi k-1 tarkoittaa jo toteutetun vaihdon lähtöä ja aika-arvoa ja alaindeksi k tätä seuraavaa arvoa. T tarkoittaa limittyvää aikaväliä ja S aikaväliä, jossa tehdään korvaava kytkentä.

15 Lukittu vuorosiirtosekvenssi aktivoidaan lohkossa 109, ellei päällekkäisten lähtö-porttien ja sitä korvaavan yhteyden aikaväleissä ole pp-signaaleja eli jos TimePP = OFF (kuva 4) kummassakin aikavälissä. Lukittu tila edellyttää myös, että päällekkäisen lähdön OutputReference-taulukossa on nolla toisen aikavälin kohdalla. Lukitussa tilassa vaihtoja tehdään vain näiden kahden aikavälin kesken, mikä tarkoittaa 20 ettei muita aikavälejä lainkaan tarkastella. Näin ollen sekvenssi ei jatku epävarmemmalle ja joissakin tapauksissa hyödyttömämmälle tielle. Lukittu sekvenssi tarvitsee enintään 16 vaihtotoimenpidettä limittyvän tai päällekkäisen kytkennän ratkaisemiseksi, kun DXC on kokoa 16* 16.

Erästä vuorosiirron kaikkein tärkeimmistä säännöistä ei ole esitetty kuvassa 10. Ni-25 mittäin, jos jokin vuorosiirtosekvenssissä siirretty kytkentä aiheuttaa uuden päällekkäisyyden tai limityksen, sitä ei saa siirtää uudestaan välittömästi toiseen aikaväliin tultaessa. Seuraava siirrettävä kytkentä on jokin muu, edullisesti juuri tutkittavaksi otettu uusi kytkentä. Siirretty kytkentä muuttaa myös siihen liittyvän tulon ja lähdön tilat. Siten siirtoja ei sallita ilman aikavälin muutosta eli identtisiä kytkentöjä ei sal-30 Iita. Tämä sääntö saattaa työntösekvenssin kokeilemaan uusia yhdistelmiä eli se järjestää aikavälin kytkennät uudestaan. Tämä sääntö koskee myös molempia vaihtoon liittyviä signaaleja. Toisaalta pp-signaalit tavallisesti estävät vuorosiirtosekvenssiä noudattamasta suoraviivaista ratkaisun hakemista, sillä jos johonkin lähtöön ohjattu siirretty signaali osuu tätä lähtöä käyttävään pp-signaaliin, niin siirrettyä tavallista 35 kytkentää ei välittömästi saa siirtää uudestaan tässä mainitun säännön takia. Tämän 18 97843 johdosta sääntöä on täydennettävä vapautusmahdollisuudella, joka toteutetaan luettelon alimman prioriteetin vaihtoehdoilla BestReplace, ReplaceSwap, ReleaseSwap ja PPSwap.

Vaihtoehtoon PPSwap sisältyy mutkikkaampi toimintasarja kuin muihin vaihtoeh-5 töihin. PPSwap merkitsee sitä, että pp-signaali siirretään toiseen aikaväliin. Pp-sig-naalin kohdeaikaväli lasketaan samoin periaattein kuin PPCollection-rutiinissa. Koko PPCollection-rutiinia ei tarvita, koska nyt käsitellään vain yhtä signaalia. Kuvassa 17 on esitetty tällainen muunnettu rutiini. Edellä lueteltujen kahdeksan vuorosiir-tovaihtoehdon käsittely alkaa lähdön 170 jälkeen asettamalla lohkossa 172 ensin pp-10 numeroksi sen pp-signaalin numero, joka on siirrettävä pois limittyvästä aikavälistä T. Lohkossa 173 ilmaistaan, käytetäänkö aikavälissä T kuvassa 16 esitettyä limittyvää lähtöä. Ellei näin ole, prosessi päättyy lohkoon 185, joka tuottaa virheilmoituksen ja prosessi päättyy vaiheessa 171. Muussa tapauksessa prosessi siirtyy lohkoon 174, jossa haetaan tilaa pp-signaalille eli tutkitaan PPBooking-taulukon elementtejä 15 ja selitetään, onko pp-signaalille vapaata lähtöporttia, kun aikaväli ei ole T. Etsitään ne pp-signaalit, jotka mahdollisesti on siirrettävä pois aikavälistä S. Kun vapaa tila löytyy, lohkossa 180 tapahtuu signaalin siirtoja prosessi päättyy vaiheessa 171.

Ellei päätöslohkossa 174 löydy vapaata kohdetta, lohkossa 175 valitaan tarkasteltavaksi uusi aikaväli, joka ei ole T. Sitten lohkossa 176 tutkitaan, tuottiko vaihto on-20 nistuneen tuloksen. Ellei näin ole tutkitaan silmukassa C peräkkäin kaikki aikavälit, kunnes lohkosta 176 voidaan siirtyä lohkoon 177.

Ellei ensimmäisessä permutaatiosilmukassa C saada tulosta kun kaikki 63 aikaväliä on käyty läpi, päätöslohkosta 178 siirrytään toiseen permutaatiosilmukkaan, ja lohkossa 181 valitaan ensin tarkasteltavaksi uusi aikaväli, joka ei ole T. Sitten lohkossa 25 182 tutkitaan, tuottiko vaihto onnistuneen tuloksen. Ellei näin ole, tutkitaan silmu kassa D peräkkäin kaikki aikavälit, kunnes lohkosta 182 voidaan siirtyä lohkoon 177. Ellei toisessa permutaatiosilmukassa D saada tulosta kun kaikki 63 aikaväliä on käyty läpi, päätöslohkosta 183 siirrytään lohkoon 185, joka tuottaa virheilmoituksen siitä, ettei PPSwap-vaihtoehtoja löytynyt, ja prosessi päättyy vaiheessa 171. Jos toi-30 nen permutaatiokierros tuottaa positiivisen tuloksen, prosessi siirtyy lohkoon 177.

Kuvan 17 lohkossa 177 pp-signaali tai pp-signaalit siirretään uuteen aikaväliin tai vastaavasti aikaväleihin, ja vastaavat PPBooking-taulukon tiedot päivitetään. Sen jälkeen prosessi siirtyy lohkoon 180, ja prosessi päättyy vaiheeseen 171.

19 97843

Kuvan 17 prosessin silmukoissa löytyneet PPSwap-vaihtoehdot asetetaan järjestykseen sen tulon Input suhteen, joka aiheuttaa limityksen alkuperäisessä aikavälissä T. Jos tämä tulo on kohteena olevassa aikavälissä eli aikavälissä S, pp-signaalista tulee tällöin PPSwap-prosessin valinta (kuva 16). Tätä tuloa Input ei myöskään voi kytkeä 5 limittyvään lähtöön Output. Tällainen tilanne on esitetty kuvassa 16.

Viimeisen siirtovaihtovaihtoehdon eli PPSwap-prosessin keskeinen merkitys on siinä, että pp-signaalien järjestystä muutetaan ottamatta huomioon tavallisten signaalien kytkentöjä. Tällainen toiminta aiheuttaa mahdollisesti päällekkäisyyksien tai limitysten määrän kasvua eli Overlap-muuttujan arvo kasvaa, sillä uusi pp-signaa-10 lien sijoittelu aiheuttaa päällekkäisyyksiä jo ratkaistujen tavallisten signaalien kanssa.

Tämän keksinnön PPTST-algoritmilla pyritään ratkaisemaan koko konfiguraatiotau-lukko. Tehtävälle asetetut aikavaatimukset johtivat keksinnön mukaiseen algoritmiin, jolla tasapainotetaan eri tehtäville osoitettua prosessointitehoa. Algoritmi 15 täyttää sellaisenaan hyvin suoritusaikavaatimukset.

Algoritmilla ratkaistaan koko kytkentäkonfiguraatio, mutta tehtäväksi voidaan yhtä hyvin asettaa vain yhden kytkennän ratkaisu, koska algoritmi ratkaisee vain sellaiset kytkennät, jotka vaativat laskentaa. Siten kytkentäpyyntö voidaan antaa eri muodoissa eli niin, että se koskee vain yhtä signaalia, useampia signaaleja tai koko konfigu-20 rointimatriisia eli 16*63 signaalia.

Algoritmissa ei huomioida AU-4-signaaleja, koska ne voidaan käsitellä ilman erityistä laskentaa niiden käyttäessä koko portin eli portin kaikki aikavälit, eikä samoihin tilakytkinportteihin silloin voi johtaa muita signaaleja. Siten reittivarmistus-toimenpiteet AU-4-tasolla voidaan tehdä ilman erityistä laskentaa. AU-4-tasolla 25 reittivarmistus merkitseekin koko sisällön kopioimista toiseen A U-4-signaaliin, joka voidaan toteuttaa reitittämällä kummatkin varmistussignaalit samanaikaisesti ja käyttäen kahta lähtöporttia normaalin yhden sijasta.

Tämän keksinnön algoritmin eräänä erityisenä ominaisuutena on ajastimien käyttäminen, joilla valvotaan, ettei prosessi juutu johonkin ratkaisusilmukkaan, jos PP-30 TST-algoritmi ei pysty ratkaisemaan kaikkia mahdollisia kytkentätapauksia, kun signaalien joukossa on reittivarmistusta vaativia pp-signaaleja. Tarvitaan ainakin kaksi aikaraja-arvoa, joista toinen valvoo erillisten kytkentöjen laskenta-aikaa ja toinen koko kytkentämatriisin laskenta-aikaa.

Claims (11)

2o 97843

1. Menetelmä digitaaliseen aika-tila-aika (TST) -ristikytkimeen kytkettyjen digitaalisten signaalien ristikytkennän konfigurointia varten ristikytkimen annettujen tulo-ja lähtöporttien välillä, tunnettu siitä, että ristikytkentäongelman kuvaamiseksi 5 muodostetaan tulopuolen aikakytkimen ja tilakytkimen osalta aikavälikohtaiset imaginaariset kytkentämatriisit (kuva 4), joiden lukumäärä vastaa kulloisessakin tu-loliitännässä vastaanotettujen ja ristikytkettävien alisignaalien lukumäärää, jolloin kytkentämatriisin sarake vastaa annettua tuloporttia (Input) ja rivi annettua lähtö-porttia (Output), ja jolloin konfigurointiratkaisuksi etsitään kytkentämatriisissa sig-10 naaleja siirtämällä tilanne, jossa kytkentämatriisin kutakin lähtöä vastaavalle riville jää vain yksi ristikytkettävä signaali, eli tilakytkimen kulloiseenkin lähtöporttiin on kytketty vain yksi erillinen signaali, jolloin a) reittivarmennettavat tulosignaalit käsitellään järjestyksessä ja etsitään jokaisen reittivarmennettavan signaalin osille vapaa tila valitussa samassa aikavälissä (52); 15 jonka jälkeen b) limittyvän lähtöporttivarauksen aiheuttavat pisteestä pisteeseen signaalit merkitään kytkentää ohjaavaan taulukkoon (54); c) limittyvät pisteestä pisteeseen signaalit ratkaistaan yksi limittyvä signaali kerrallaan (55) sijoittamalla tarkasteltava signaali sellaiseen aikaväliin, jossa löytyy va- 20 paa lähtöportti; mutta ellei kulloisellekin limittyvälle signaalille löydy ratkaisua, siirrytään seuraavaan vaiheeseen, jossa d) jäljellä olevat limittyvät pisteestä pisteeseen signaalit ratkaistaan yksi limittyvä signaali kerrallaan (56) vaihtamalla tarkasteltavan signaalin ja ennalta valitut kriteerit täyttävän, jo ratkaistun signaalin paikat; 25 e) minkä jälkeen ristikytkentäkonfiguraatio täydennetään lähtöpuolen aikakytkimen sopivilla kytkennöillä.

2. Patenttivaatimuksen 1 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että ennen vaiheiden a) - e) aloittamista aikavälikohtainen kytkentämatriisi varustetaan aputaulukoil-la, joissa: 30. tulotaulukossa (InputTable) ilmaistaan tuloporttia kohti reittivarmennettavan sig naalin olemassaolo ja tunnus (PPNumber), tuloportissa olevalle signaalille haluttu lähtöportti (Port) ja aikaväli (Time); - kirjanpitotaulukolla (PPBooking) ilmaistaan tuloporttia kohti reittivarmennettavan signaalin (PP) olemassaolo ja tunnus (PPNumber); 35. lähtöreferenssitaulukolla (OutputReference) ilmaistaan lähtöporttia kohti ilmais taan, kuinka monta signaalia pyrkii samaan lähtöporttiin samassa aikavälissä; - lähtöjonotaulukolla (OutputQueue) ilmaistaan lähtöporttia kohti ilmaistaan samaan 97843 lähtöporttiin samassa aikavälissä pyrkivien signaalien tuloportit (Port) ja mahdollisen reittivarmennettavan signaalin tunnus (PPNumber); ja - vaihtokirjanpitotaulukolla (SwapRecord) ilmaistaan tuloporttia kohti vastaavassa tulotaulukossa (InputTable) olevan signaalin alkuperäinen aikaväli (Time); 5. päällekkäisyysmuuttujalla (Overlap) ilmaistaan kaikkien aikavälien kytkentämat- riisien limitysten yhteenlaskettu lukumäärä; ja - reittivarmistusosoittimella (TimePP) ilmaistaan onko kyseessä olevassa aikavälissä reittivarmistussignaaleja.

3. Patenttivaatimuksen 1 tai 2 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että kytkettä-10 vät signaalit ovat suurinopeuksisten signaalien multipleksoituja alisignaaleja, edullisesti SDH-järjestelmän 2 Mbit/s VC-12-virtuaalikonteinereita, jolloin pääsignaalit ovat 155 Mbit/s STM-1-signaaleja, ja että korkeamman luokan signaalit ennen kytkentää pilkotaan useammaksi VC-12-signaaliksi, jotka jälleen yhdistetään ristikyt-kimen lähtöaikakytkimessä.

4. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen 1-3 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että vaiheessa a) käsitellään alkuvaiheessa (62) valittu reittivarmennettava signaali (PP) ja sen jälkeen vuorotelleen kaikki muut reittivarmennettavat signaalit silmukassa (silmukka B: 63, 64, 65, 66, 79): - haetaan (silmukka A: 64, 67, 68) signaalille (PP) vapaa aikaväli kirjanpitotaulukos-2G ta (PPBooking); mutta ellei vapaata aikaväliä löydy - suoritetaan (silmukka C: 70, 72, 73) ensimmäinen permutaatio, jossa yksi jo käsitelty signaali (PP) sijoitetaan uuteen aikaväliin; mutta ellei ratkaisua löydy - suoritetaan (silmukka D: 75, 76, 77) toinen permutaatio, jossa yksi tai kaksi jo käsiteltyä signaalia (PP), joille reittivarmennettavan signaalin kaksi porttia on yhteistä, 25 sijoitetaan uuteen aikaväliin, minkä jälkeen - tehdyt muutokset kirjataan (PPBooking).

5. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen 1 - 4 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että vaiheessa d) käsitellään vuorosiirtoprosessina alkuvaiheessa (102) valittu signaali ja sen jälkeen vuorotelleen kaikki muut signaalit silmukassa (silmukka A: 30 103, 104, 105), jossa ennalta valitut kriteerit (BestSwap, FindEven, HallSwap, Fil lers wap, BestReplace, ReplaceSwap, ReleaseSwap, PPSwap) täyttävä signaali haetaan silmukoissa (silmukka B: 109, 110, 111, 112, 113; ja silmukka C: 106, 107, 108, 114, 115). 97843

6. Patenttivaatimuksen 5 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että vaiheessa d) lisäksi tarvittaessa tehdään reittivarmistettavien signaalien (PP) vielä limittyvien osasignaalien osalta pakotettu aikavälien vaihto ja toistetaan vaiheen d) toiminta.

7. Patenttivaatimuksen 6 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että pakotettu 5 vaihto tehdään satunnaisvalinnalla.

8. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että jokaisessa vaiheessa a) - d) toimintaa valvotaan laskimella, ja että signaalin käsittely keskeytetään, jos ennalta määrätty enimmäislaskenta-aika ylittyy.

9. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen 1 - 8 mukaisen menetelmän toteuttava 10 piirijärjestely, tunnettu siitä, että imaginaarisen kytkentämatriisin jokaisen aikavälin kytkentätietoja kuvaavat aputaulukot (InputTable, PPBooking, OutputReference, OutputQueue, SwapRecord, Overlap, TimePP) on toteutettu ASIC-piirillä/piireillä ja/tai mui stipiirillä/piireillä.

10. Patenttivaatimuksen 9 mukainen piirijäijestely, tunnettu siitä, että ristikytki-15 messä on 16 tuloporttia ja 16 lähtöporttia.

11. Patenttivaatimuksen 9 tai 10 mukainen piirijärjestely, tunnettu siitä, että imaginaarisia kytkentämatriiseja on 63.