DE69837609T2

DE69837609T2 - Kommunikationsnetz

Info

Publication number: DE69837609T2
Application number: DE69837609T
Authority: DE
Inventors: David Woodbridge COTTER
Original assignee: British Telecommunications PLC
Current assignee: British Telecommunications PLC
Priority date: 1997-09-17
Filing date: 1998-09-16
Publication date: 2007-12-27
Anticipated expiration: 2018-09-17
Also published as: WO1999014900A2; WO1999014915A3; EP1016244A2; AU9089498A; WO1999014900A3; EP1016244B1; JP2001517025A; US6731648B1; CN1270732A; AU753148B2; AU9089598A; DE69841787D1; CA2302215A1; DE69837609D1; JP2001517023A; JP4146080B2; WO1999014915A2; EP1016252B1; CA2302260A1; WO1999014915A8

Description

Die vorliegende Erfindung bezieht sich auf ein Kommunikationsnetz und auf Knoten eines solchen Netzes und in einem Aspekt insbesondere auf ein optisches Kommunikationsnetz, das Paket-Routing verwendet, um Daten im optischen Bereich mit sehr hohen Bitraten zu übertragen.
Die zunehmende Verarbeitungsleistung und Speicherkapazität von Computern hat zur Entwicklung etwa von Multimediaanwendungen geführt, die Daten mit hoher Bandbreite erzeugen. Dies hat wiederum zu einem Bedarf für Breitbandnetze geführt, die in der Lage sind, den durch solche Anwendungen erzeugten Verkehr zu handhaben. Wünschenswerterweise sollten solche Netze in der Lage sein, paketvermittelten Datenverkehr mit hoher Bandbreite theoretisch unverzüglich auf Verlangen zu handhaben.
Photonennetze wurden entwickelt, um den Bedarf an Breitband-Datenübertragungen zu erfüllen. Bei derzeitigen Technologien besteht jedoch ein Fehlabgleich zwischen den Fähigkeiten von optischen Netzen und den Arten von Diensten, die für Anwender erforderlich sind. Typischerweise verwenden existierende optische Netze durch die Wellenlänge geleitete Schaltungsverbindungen, die für paketvermittelten Datenverkehr und verbindungslose Anwendungen schlecht angepasst sind. Derzeit wird dieser Fehlabgleich gehandhabt, indem das optische Netz mit elektronischen Dienstebenen beispielsweise unter Verwendung von IP-(Internetprotokoll), ATM-(asynchroner Transportmodus), Frame-Relay- oder SDH-(synchrone digitale Hierarchie)Protokollen überlagert wird. Solche Methoden werden zunehmend unangemessen, da die Computerverarbeitungsleistung und die zugehörigen Bandbreitenanforderungen immer weiter zunehmen, und da neue Anwendungen beispielsweise unter Verwendung von intelligenten Agenten entwickelt werden, die entfernte Informationen suchen und abrufen, die Informationen verarbeiten und die Informationen an den Anwender über reiche und intelligente Benutzerschnittstellen übergeben.

Kamal A E "An algorithm for the Efficient Utilization of Bandwidth in the Slotted Ring", IEEE Transactions on Computers, Band 41, Nr. 12, 1. Dezember 1992, Seiten 1620–1627, offenbart ein Verfahren zum Konfigurieren eines optischen Kommunikationssystems, um einen Übertragungsweg zwischen zwei Knoten bereitzustellen. Das Verfahren verwendet einen Algorithmus, um eine effiziente Nutzung der Bandbreite eines lokalen Netzes mit geschlitztem Ring zu ermöglichen.
YENER B ET AL.: "TOPOLOGICAL DESIGN OF LOSS-FREE SWITCH-BASED LANS" PROCEEDINGS OF INFOCOM '95 – CONFERENCE ON COMPUTER COMMUNICATIONS, FOURTEENTH ANNUAL JOINT CONFERENCE OF THE IEEE COMPUTER AND COMMUNICATIONS SOCIETIES, BOSTON, 2.–6. APR. 1995, Band 3, NR. CONF. 14, 2. April 1995, Seiten 88–96, XP000580567, INSTITUTE OF ELECTRICAL AND ELECTRONICS ENGINEERS, offenbart ein LAN auf Verteilungsbasis mit mindestens einem virtuellen Ring zwischen irgendeinem Paar von Knoten.

Gemäß einem ersten Aspekt der vorliegenden Erfindung wird ein Verfahren zum Betreiben eines optischen Kommunikationssystems mit den in Anspruch 1 definierten Merkmalen geschaffen.
Dieser Aspekt der vorliegenden Erfindung schafft ein Verfahren zum Betreiben eines Kommunikationsnetzes, das eine Paketübertragung unterstützt, während es eine gute Zuverlässigkeit und eine sehr geringe Wartezeit bietet. Die Erfindung macht auch von der breiten Bandbreite effizienten Gebrauch, die in optischen Netzen zur Verfügung steht, und vermeidet auch die technologischen Probleme in diesem Zusammenhang von Verfahren des Standes der Technik, die eine optische Pufferung und komplexe Verarbeitung auf Bitebene erfordern. Eine zuverlässige Kommunikation erfordert im Allgemeinen einen Quittungsaustausch zwischen absendenden und empfangenden Knoten. Die Erfindung verringert die für diesen Quittungsaustausch gebrauchte Zeit auf im Wesentlichen die Umlaufzeit zwischen dem absendenden und dem empfangenden Knoten. Dies wird mit einem Schleifensignalweg erreicht. Derselbe Zeitschlitz auf dem Schleifensignalweg wird sowohl für die ausgehende Übertragung eines Pakets als auch die Rückkehrübertragung der Bestätigung verwendet. Ebenso wie das Minimieren der Wartezeit hat dieses Verfahren den weiteren Vorteil, dass der absendende Knoten genau vorhersagen kann, wann das Bestätigungssignal erwartet wird, und somit nützliche Informationen aus der Abwesenheit des Bestätigungssignals zur erwarteten Zeit entnehmen kann. Die Abwesenheit eines Bestätigungssignals zur erwarteten Zeit kann ein Übertragungsfehlerereignis auslösen, das beispielsweise zur Rücksendung des relevanten Pakets oder der Kette von Paketen führt.
Vorzugsweise umfasst das Rückkehrsignal eines von mehreren Paketen, die auf dem Schleifensignalweg vom absendenden Knoten empfangen werden.
In bevorzugten Implementierungen der Erfindung umfasst das zum empfangenden Knoten gesandte Signal eine Kette von Paketen und der empfangende Knoten streift die Nutzinformationspakete ab und führt auf dem Übertragungsweg z. B. ein Kopfpaket zurück. Das zurückgeführte Paket kann beispielsweise durch Überschreiben von einem oder mehreren Bits eines Bestätigungs-Flags modifiziert werden. Alternativ kann das Ziel ein neues Paket zur Übertragung zu rück zum absendenden Knoten erzeugen. Das Rückkehrsignal ist nicht notwendigerweise ein einfaches Bestätigungssignal, sondern kann beispielsweise zum Quellenknoten in Reaktion auf ein Abfragesignal zu sendende Daten umfassen. In diesem Fall kann das Verfah ren umfassen:
Senden eines Abfragesignals vom Quellenknoten zum Zielknoten;
zeitliches Planen eines Prozesses am Quellenknoten zur Ausführung zu einer Zeit nach dem Senden des Abfragesignals, wobei die Zeit von der Rückkehrlaufzeit zwischen dem Quellenknoten und dem Zielknoten abhängt;
Senden von Daten vom Zielknoten zum Quellenknoten in dem vom Abfragesignal belegten Zeitschlitz; und
anschließend Ausführen des Prozesses unter Verwendung der Daten.
Vorzugsweise besitzt das Netz eine Maschentopologie. Es kann vollständig vermascht oder teilweise vermascht sein oder eine Hybridtopologie aufweisen. Vorzugsweise umfasst das Netz eine Mehrzahl von Knoten und Verbindungen und die Knoten und Verbindungen sind als Mehrzahl von gerichteten Pfaden konfiguriert, wobei jeder gerichtete Pfad nur einige der Mehrzahl von Knoten verbindet und die gerichteten Pfade in Kombination jeden Knoten des Netzes überspannen, und der Schleifensignalweg umfasst einen geschlossenen gerichteten Pfad, der sowohl den absendenden Knoten als auch den empfangenden Knoten umfasst.
Obwohl die vorliegende Erfindung in ihren breiteren Aspekten keineswegs auf die Verwendung mit irgendeiner Netztopologie und auch nicht auf irgendein Routing-Schema begrenzt ist, ist es besonders vorteilhaft, das Verfahren der Erfindung mit dem Routing-Verfahren mit gerichteten Pfaden zu kombinieren, das in der gleichzeitigen internationalen Anmeldung des vorliegenden Anmelders auch mit dem Titel "Communications Network", WO 98/09403, Bevollmächtigtenreferenz A25265/WO, beschrieben und beansprucht ist. Das Netz ist dann als Anzahl von gerichteten Pfaden konfiguriert und Pakete werden durch den absendenden Knoten geleitet, der einen der Pfade auswählt, der den absendenden und den empfangenden Knoten überspannt. Keine andere Verarbeitung als eine einfache Adressenerkennung ist dann an den Zwischenknoten erforderlich. Das Verfahren mit gerichteten Pfaden bietet eine niedrige Wartezeit, eine gute Skalierbarkeit und sehr geringe Verarbeitungszusätze. In Kombination mit dem Verfahren der vorliegenden Erfindung macht dies es möglich, dass der ganze Prozess des Leitens, des Empfangens und des Bestätigens mit sehr hohen Geschwindigkeiten ausgeführt wird.
Gemäß einem zweiten Aspekt der vorliegenden Erfindung wird ein Knoten mit den in Anspruch 11 definierten Merkmalen geschaffen.
Systeme, die die vorliegende Erfindung verkörpern, werden nun lediglich beispielhaft mit Bezug auf die begleitenden Zeichnungen genauer beschrieben, in denen:
1 ein Ablaufdiagramm ist, das Paketschlitze zeigt;
2 ein Diagramm ist, das ein Netz mit bidirektionalen Verbindungen zeigt;
3 ein Diagramm ist, das ein Manhattan-Street-Netz unter Verwendung von Routing mit gerichteten Pfaden zeigt;
4 ein Blockdiagramm ist, das die funktionalen Komponenten eines Knotens zur Verwendung bei der Implementierung der Erfindung zeigt;
5 ein Diagramm ist, das eine mögliche Konfiguration für Komponenten zeigt, die zum Implementieren des Knotens von 4 verwendet werden;
6 ein Computernetz zeigt, das die vorliegende Erfindung verkörpert;
7 ein Diagramm ist, das das Format eines Pakets zeigt, das in einem die Erfindung verkörpernden Netz übertragen wird;
8 ein Diagramm ist, das ein Torusnetz zeigt;
9a, 9b Schalterzustände in einem Torusnetz zeigen;
10 Schalterzustände in einem Torusnetz genauer zeigt.
Wie in 6 dargestellt, umfasst ein optisches Kommunikationsnetz ein LAN (lokales Netz) 1, das eine Anzahl von Personalcomputer-Arbeitsplatzrechnern 3 verbindet. Jeder Arbeitsplatzrechner ist mit dem LAN über eine Netzschnittstelle 3a verbunden. Die Arbeitsplatzrechner und das LAN sehen zusammen eine verteilte Rechenumge bung vor, die beispielsweise für die Visualisierung von komplexen Daten verwendet werden kann. Jeder Arbeitsplatzrechner ist mit einem jeweiligen Knoten 2 des Netzes verbunden. Pakete von Daten 4 werden zwischen den Arbeitsplatzrechnern 3 über die Knoten 2 und Verbindungen 5 übertragen. In diesem Beispiel sind die Verbindungen 5 aus einer Lichtleitfaser gebildet und übertragen die Pakete 4 im optischen Bereich. Obwohl für eine leichte Darstellung nur einige Knoten in der Fig. gezeigt sind, kann das Netz in der Praxis viele Hunderte von Knoten umfassen. Obwohl in diesem Beispiel das Netz ein LAN ist, ist die Erfindung auch gleichermaßen beispielsweise auf Stadtbereichsnetze (MANs) oder auf ein globales Netz wie z. B. das Internet oder auf nationale oder internationale Telekommunikationsnetze anwendbar. Das Netz arbeitet in einer verbindungslosen Weise. Im Gegensatz zu Netzen, in denen vor der Übertragung von Daten eine Leitung aufgebaut wird, gibt im vorliegenden Netz ein Quellenknoten Daten, die an das Ziel adressiert sind, aus, sobald Netzressourcen verfügbar werden, ohne eine Stufe von Vorbereitungssignalisierung zwischen der Quelle und dem Ziel durchlaufen zu müssen. Die Daten werden als optisches Paket mit sehr hoher Bitrate beispielsweise mit 100 GBit/s ausgegeben. Eine gewisse Menge an Signalisierung ist erwünscht, nachdem die Nachricht vom Ziel empfangen wurde, beispielsweise um zu ermöglichen, dass der empfangende Knoten die Quelle benachrichtigt, dass die Nachricht empfangen wurde. Herkömmlich hat eine solche Signalisierung eine weitere Verzögerung eingeführt, wenn der Knoten, der die Nachricht empfängt, dann warten muss, bis weitere Netzressourcen verfügbar werden, bevor er sein Bestätigungssignal senden kann. Das vorliegende Beispiel beseitigt diese Verzögerung durch Aufgreifen einer Form von Signalisierung, die vom Erfinder Signalisierung "im Fluge" genannt wird. Wie nachstehend weiter beschrieben wird, findet die Signalisierung dann in der kürzestmöglichen Zeit statt – die nur durch die physikalische Flugzeit der Signale entlang des Übertragungsweges begrenzt ist.
Das in diesen Beispielen übernommene Schema verwendet einen kontinuierlichen, unidirektionalen Übertragungsweg, der von der Quelle zum Ziel und wieder zurück zur Quelle führt. Ein Beispiel, das in 2 gezeigt ist, ist ein Netz, das bidirektionale Verbindungen enthält. Ein drittes Beispiel, das in 3 gezeigt ist, ist ein Manhattan-Street-Netz, das das "Pfad-Routing"-Verfahren verwendet, das in der vorstehend zitierten internationalen Patentanmeldung des vorliegenden Anmelders beschrieben ist. Protokolle, die die Erfindung implementieren und zur Verwendung in solchen Netzen geeignet sind, werden nachstehend genau beschrieben. In diesen Beispielen wird hier angenommen, dass Anlagenausfälle seltene Vorkommnisse sind, die durch Protokolle einer höheren Ebene erfasst und behoben werden. Das hier beschriebene Routing-Protokoll betrifft die Bereitstellung einer Signalisierung mit ultraniedriger Wartezeit im Normalfall, wobei solche Ausfälle nicht auftreten. Es wird auch angenommen, dass eine übertragene Nachricht aus einem einzelnen Paket oder einer Kette von Paketen besteht und dass die Pakete in Zeitschlitze mit fester Länge eingefügt werden, von denen jeder höchstens ein Paket enthalten kann.
In den hier beschriebenen Protokollen muss, wenn ein Quellenknoten die Übertragung einer Nachricht zu einem Zielknoten beginnen will, er warten, bis eine freie Kapazität auf dem Übertragungsweg vorliegt (d. h. in einem geschlitzten System, bis mindestens ein freier Zeitschlitz vorliegt). Wenn der Zielknoten die Nachricht empfängt und eine Bestätigung oder ein ähnliches Signal zur Quelle zurückführen will, tut er dies durch Übertragen des Signals im ganzen oder einem Teil des Zeitraums, der von der ursprünglichen Nachricht belegt wird (d. h. im geschlitzten System unter Verwendung von einem oder mehreren der Zeitschlitze, die von der Quelle verwendet werden, um die ursprüngliche Nachricht zu übertragen). Dies hat den Vorteil, dass der Zielknoten nicht warten muss, bis eine weitere freie Kapazität auf dem Übertragungsweg vorliegt, bevor das Paket gesandt werden kann, da er sofort einen Zeitschlitz wieder verwendet, der bereits von der Quelle reserviert ist. Dies stellt sicher, dass das Signal in der kürzestmöglichen Zeit vom ursprünglichen Nachrichtenziel gesendet und von der ursprünglichen Nachrichtenquelle empfangen wird, die durch die Übertragungsflugzeit mit der Lichtgeschwindigkeit begrenzt ist. Der Zielknoten muss nicht warten, bis eine weitere freie Kapazität auf dem Übertragungsweg vorliegt, bevor das Signal gesandt werden kann. Durch geeignete Wahl des Protokolls und Paketformats kann das vom Zielknoten zur ursprünglichen Quelle zurückgeführte Signal aus einem oder mehreren der ursprünglichen Nachrichtenpakete bestehen (wahlweise mit gewisser Modifikation, wie z. B. einem geänderten Flag, oder sogar ohne überhaupt eine Modifikation). Dann ist die Verarbeitung, die für den Zielknoten erforderlich ist, um die Bestätigung zu erzeugen, primitiv und minimal. In dieser Weise kann der Zielknoten seine Signalisierungsentscheidungen mit hoher Geschwindigkeit treffen, während sich das Paket "auf dem Flug" befindet, ohne den Bedarf für eine Pufferung.
Ein weiterer Aspekt der Protokolle besteht darin, dass die Umlaufflugzeit eines Pakets von einer Quelle zu einem Ziel und wieder zurück genau bekannt sein kann, da sie nur einem physikalischen Abstand entspricht. In dem Moment, in dem eine Quelle ein Paket sendet, weiß sie daher genau, wann eine Antwort zu erwarten ist. Die Quelle kann die Ankunftszeit eines Signalpakets verwenden, um die Nachricht und das Ziel, dem sie zugeordnet ist, zu identifizieren. Wenn ein Signal nicht zur erwarteten Zeit ankommt, kann die Quelle diese Abwesenheit eines Signals auch in verschiedenen Weisen interpretieren (beispielsweise, wie nachstehend dargestellt, um anzugeben, dass eine Nachricht ihr beabsichtigtes Ziel nicht erreicht hat).
Unhöfliches Protokoll
Dieses erste Protokoll wird als "unhöflich" bezeichnet, da es Zwischenknoten im Netz gestattet ist, Pakete von anderen Knoten zu verwerfen. In diesem Protokoll, wie in 7 gezeigt, umfasst jedes Paket die folgenden Felder: Zieladresse, Quellenadresse, binäres ACK-Flag (Bestätigungs-Flag), binäres SOS-Flag (Kettenstart-Flag), binäres EOS-Flag (Kettenende-Flag) und Nutzinformationsdaten, einschließlich Protokolldatenfeldern einer höheren Ebene. Bei der Übertragung durch die Quelle gilt ACK = 0 für alle Pakete in der Kette. Das erste Paket einer Kette wird mit SOS = 1 bezeichnet. Ein Paket, weder das erste noch das letzte, in einer Kette von 2 oder mehr Paketen wird mit SOS = 0 und EOS = 0 bezeichnet. Das Endpaket einer Kette von 2 oder mehr Paketen wird mit SOS = 0 und EOS = 1 bezeichnet. Eine Kette, die aus einem einzelnen Paket besteht, wird mit SOS = 1 und EOS = 1 bezeichnet. Der Quellenknoten, der eine Kette von Paketen zu einem Zielknoten senden will, muss warten, bis mindestens ein freier Zeitschlitz auf einem Übertragungsweg, der zum Ziel führt, vorhanden ist. Im Fall des unidirektionalen Ringnetzes, 1, kann irgendein freier Zeitschlitz verwendet werden, da der Übertragungsweg immer zum Ziel führt. Im Fall des Manhattan-Street-Netzes unter Verwendung des "Pfad-Routing"-Verfahrens, das in unserer gleichzeitig anhängigen internationalen Anmeldung be schrieben ist, muss die Quelle auf einen freien Zeitschlitz in der korrekten Position im Rahmen warten, um einen Übertragungsweg zum Ziel zu schaffen. Die Quelle beginnt dann die Übertragung mit dem ersten Paket, das in den ersten freien Zeitschlitz eingefügt wird. Wenn die Kette aus zwei oder mehr Paketen besteht, überträgt die Quelle weiterhin zum Zielknoten unter Verwendung der Folge von anschließenden geeigneten Zeitschlitzen ungeachtet dessen, ob sie frei sind oder nicht. Sobald der Quellenknoten die Übertragung seiner eigenen Kette von Paketen begonnen hat, steht es ihm frei, irgendeine fremde Kette von Paketen (d. h. eine nicht an den Quellenknoten selbst adressierte Kette) zu verwerfen, die in Zeitschlitzen ankommt, die er verwenden will. Sobald die Quelle begonnen hat, eine fremde Kette von Paketen zu verwerfen, muss sie die ganze Kette (deren Ende mit dem Flag EOS = 1 bezeichnet ist) verwerfen. Die Ausnahme für diese Regel besteht darin, dass kein Knoten ein Paket verwerfen kann, das das Flag ACK = 1 trägt, wenn nicht das Quellenadressenfeld im Paket der Adresse des Knotens selbst entspricht. Das Protokoll kann eine Definition für die maximale Länge irgendeiner Kette von Paketen enthalten, um zu verhindern, dass ein Knoten die Netzressourcen ungerecht an sich reißt.
In diesem unhöflichen Protokoll kann es der Kette von Paketen, die von der Quelle übertragen werden, nicht gelingen, den Zielknoten zu erreichen, da sie auf dem Weg von anderen Knoten, die bereits mit der Übertragung begonnen haben, verworfen werden kann. Sollte die Kette von Paketen ihr Ziel erfolgreich erreichen, muss der Zielknoten dies sofort bestätigen, indem er zur Quelle ein Signal zurücksendet. Dies kann durchgeführt werden, indem ermöglicht wird, dass das erste Paket in der Kette (SOS = 1) entlang seines Weges zur Quelle zurück fortfährt. Dieses Paket ist vom Zielknoten unmodifiziert, außer dass das ACK-Flag auf 1 gesetzt ist. Der Zielknoten muss alle anderen Teile der Kette aus dem Netz entfernen (außer, wie nachstehend beschrieben, das letzte Paket in der Kette). Die Quelle, die die Kette abgesandt hat, erkennt, dass das ACK Signal an sie gerichtet ist, da sie ihre eigene Adresse als Quellenadresse im Paket sieht. Wenn das Bestätigungssignal nicht von der Quelle zu einer Zeit gleich der Umlaufausbreitungszeit des Übertragungsweges von der Quelle zurück zur Quelle über das Ziel empfangen wird, dann kann die Quelle annehmen, dass die Kette von Paketen auf dem Weg verworfen wurde, und weiß somit, dass sie die Kette sofort erneut senden sollte.
Eine weitere Bestätigung wird vom Zielknoten zur Kettenquelle zurückgesandt, um anzugeben, dass die ganze Kette von Paketen erfolgreich geliefert wurde. Beispiele von Gründen für eine erfolglose Lieferung sind Übertragungsfehler und der Überlauf des Empfängerpuffers. Die Art von Übertragungsfehlern, die in einem Netz "im Fluge" erfasst werden können, hängt von der Bitrate und von der zum Implementieren des Netzes verwendeten Technologie ab. Bei sehr hohen Geschwindigkeiten (= 100 GBit/s) könnte anstelle der Ausführung einer vollständigen Bitfehlererfassung für die ganze Kette von Paketen eine vereinfachte Fehlererfassung verwendet werden. Diese kann die Erfassung von fehlenden Paketen oder schwer verfälschten Paketen umfassen. Unter der Annahme, dass die Kette als erfolgreich geliefert erachtet wird, kann ein ähnliches Signalisierungsverfahren für die zweite Bestätigung verwendet werden. Dies wird durchgeführt, indem ermöglicht wird, dass das letzte Paket in der Kette (EOS = 1) entlang seines Weges zur Quelle zurück fortfährt. Dieses Paket ist vom Zielknoten unmodifiziert, außer dass das ACK-Flag auf 1 gesetzt ist. Wenn das zweite Bestätigungssignal nicht von der Quelle zur erwarteten Zeit empfangen wird, dann kann die Quelle wieder annehmen, dass die Kettenlieferung erfolglos war. Die Abwesenheit des Bestätigungssignals löst einen Übertragungsfehlerzustand an der Quelle aus, was zur sofortigen erneuten Übertragung der Kette von Paketen führt. In einem Netz, das groß genug ist, dass die Ausbreitungsumlaufzeit im Vergleich zur maximalen Kettenlänge lang ist, kann kein signifikanter Vorteil im Senden des ersten ACK-Signals bestehen (entsprechend dem Paket SOS = 1 in der Kette); es kann ausreichen, dass das Ziel nur ein ACK-Signal zurücksendet (entsprechend dem Paket EOS = 1).
Regeln zur Implementierung des Protokolls sind in der folgenden logischen Beschreibung für die Handlung irgendeines Knotens (Adresse N) in Reaktion auf ein eingehendes Paket P zusammengefasst.
Das "unhöfliche" Protokoll ist sehr einfach. Die erforderliche Logik ist ausreichend einfach, dass sie mit hoher Geschwindigkeit in einer elektronischen Hardware unter Verwendung einer schnellen Decodiererschaltung ausgeführt werden kann. Die Menge an optischer Verarbeitung ist klein: der Zielknoten muss ein einzelnes binäres Flag in einem oder zwei Paketen jeder Kette ändern. 4 zeigt eine Beispielblockanordnung eines Knotens.
Das "unhöfliche" Protokoll arbeitet gut, wenn das Netz nicht stark belastet ist. Wenn jedoch die Belastung zunimmt, besteht eine zunehmende Wahrscheinlichkeit, dass eine Kette von Paketen verworfen wird, bevor sie ihr Ziel erreicht, so dass keine ACK von der Quelle empfangen wird und daher der Quellenknoten automatisch die Kette erneut überträgt. Dieser Effekt ist akkumulativ, bis viele Knoten kontinuierlich erneut übertragen und fast keine Ketten geliefert werden.
"Höfliches" Protokoll
Die Leistungsbegrenzung des "unhöflichen" Protokolls unter starker Belastung wird unter Verwendung eines "höflichen" Protokolls entfernt, in dem Pakete nicht verworfen werden, während sie sich auf dem Weg zu ihren Zielen befinden. Sobald eine Kette von Paketen von der Quelle übertragen wurde, wird ihre Ankunft am Ziel garantiert (z. B. auf der vom Protokoll betrachteten Ebene, da wir hier das seltene Auftreten eines Anlagenfehlers vernachlässigen). Eine Konkurrenz tritt innerhalb des Netzes nicht auf; die Konkurrenzauflösung wird nur an der Kante des Netzes durch die sendenden Knoten (unter Verwendung von nur freien Zeitschlitzen) durchgeführt. Wenn ein Knoten N auf einem gegebenen Kanal überträgt und eine fremde Kette von Paketen, die nicht an N adressiert ist, auf demselben Kanal ankommt, muss der Knoten N in diesem Fall die Übertragung stoppen und der fremden Kette ermöglichen, ununterbrochen weiterzugehen. Es gibt zwei Strategien, die dann übernommen werden können, um dieses Vorkommnis zu behandeln. In der ersten Strategie beginnt der Knoten N die Übertragung seiner Kette vom Beginn wieder erneut, sobald ein freier Zeitschlitz verfügbar wird. In der zweiten Strategie beginnt der Knoten N die Übertragung seiner Kette ab dem Punkt erneut, an dem er unterbrochen wurde, sobald ein freier Zeitschlitz verfügbar wird. In diesem Fall sollte das Paket ein weiteres Flag COS (Fortsetzung der Kette) enthalten. Wahlweise kann eine maximale Länge irgendeiner Kette von Paketen festgelegt werden, um zu verhindern, dass ein Knoten ungerecht die Netzressourcen an sich reißt.
Wenn der Zielknoten beginnt, eine Kette von Paketen zu empfangen, bestätigt er dies unmittelbar auch durch Zurücksenden eines Signals zur Quelle. In dem Fall des unhöflichen Protokolls war dies erforderlich, um anzugeben, dass die Kette das Ziel erfolgreich erreicht hat. Im höflichen Protokoll wird die Ankunft der Kette garantiert. Trotzdem muss der Zielknoten der Quelle signalisieren, dass er bereit ist und die verfügbaren Ressourcen zum Empfangen der Nachricht hat. Wenn der Zielknoten die Nachricht nicht empfangen kann, sollte die Quelle sobald wie möglich informiert werden, um die Übertragung zu stoppen. Wenn der Zielknoten ein Bestätigungssignal zur Quelle senden will, das angibt, dass er die verfügbaren Ressourcen zum Empfangen der Nachricht hat, kann er dies tun, indem ermöglicht wird, dass das erste Paket in der Kette (SOS = 1) entlang seines Weges zur Quelle zurück fortfährt. Dieses Paket ist vom Zielknoten unmodifiziert und es fährt zum Quellenknoten zurück weiter fort, wo es als Bestätigungssignal fungiert. Der Zielknoten muss alle anderen Teile der Kette aus dem Netz entfernen (außer, wie nachstehend beschrieben, das letzte Paket in der Kette). Die Quelle, die die Kette abgesendet hat, erkennt, dass das Bestätigungssignal an sie selbst gerichtet ist, da sie ihre eigene Adresse als Quellenadresse im Paket sieht. Wenn das Bestätigungssignal nicht von der Quelle zu der Zeit gleich der Umlaufausbreitungszeit des Übertragungsweges von der Quelle zur Quelle zurück über das Ziel empfangen wird, dann kann die Quelle annehmen, dass der Zielknoten die Nachricht nicht empfangen kann, und somit weiß die Quelle, dass sie die Übertragung sofort stoppen sollte.
Eine weitere Bestätigung wird vom Zielknoten zur Kettenquelle zurückgesandt, um anzugeben, dass die ganze Kette von Paketen erfolgreich geliefert wurde. Wie im Fall des "unhöflichen" Protokolls sind Beispiele von Gründen für eine erfolglose Lieferung Übertragungsfehler und ein Überlauf des Empfängerpuffers. Wiederum unter der Annahme, dass die Kette als erfolgreich geliefert erachtet wird, kann die zweite Bestätigung durchgeführt werden, indem ermöglicht wird, dass das Endpaket in der Kette (EOS = 1) entlang seines Weges zur Quelle zurück fortfährt. Dieses Paket ist vom Zielknoten unmodifiziert und es fährt als Bestätigungssignal zum Quellenknoten zurück weiter fort. Wenn das zweite Bestätigungssignal nicht von der Quelle zur erwarteten Zeit empfangen wird, dann kann die Quelle wieder annehmen, dass die Kettenlieferung erfolglos war, und somit weiß sie, dass sie die Kette von Paketen sofort erneut senden sollte.
Die Regeln des "höflichen" Protokolls für die Handlung irgendeines Knotens (Adresse N) in Reaktion auf ein eingehendes Paket P sind folgendermaßen.
Die in den obigen Beispielen beschriebenen Protokolle können mit einer Vielfalt von verschiedenen Paket-Routing-Verfahren und in Netzen mit verschiedenen Topologien verwendet werden, vorausgesetzt, dass das Netz konfigurierbar ist, um einen Schleifenübertragungsweg bereitzustellen. In den vorliegenden Beispielen wird jedoch ein Routing-Verfahren mit gerichtetem Pfad verwendet. Dies nutzt die Tatsache, dass ein Netz mit einer Topologie des nachstehend veranschaulichten Typs in einen Satz von unterschiedlichen Pfaden unterteilt werden kann, so dass kein einziger Pfad das ganze Netz überspannt, sondern immer ein Pfad besteht, der von einem gegebenen Quellenknoten zu einem gegebenen Zielknoten führt. Das Routing kann dann einfach durch Auswählen des geeigneten Pfades, der einen Quellenknoten mit dem gewünschten Zielknoten verbindet, ausgeführt werden. Sobald es sich auf dem Pfad befindet, kann das Paket in einer quasi eindimensionalen Weise geleitet werden. Wie beim eindimensionalen Routing wählt der Quellenknoten den ganzen Pfad von der Quelle zum Ziel vor dem Senden des Pakets aus. Es wird festgestellt, dass eine besonders wirksame Weise zum Leiten eines Pakets entlang eines Pfades, der aus einer Anzahl von gerichteten Zyklen gebildet ist, darin besteht, den optischen Ausgang der Zwischenknoten zu erneut zeitlich geplanten Zeiten, z. B. mit einer festen Periodizität, zu schalten, um einen Zyklus mit einem anderen Zyklus zu verbinden. Der Quellenknoten bestimmt dann den Pfad, der vom Paket verfolgt wird, durch Ausgeben des Pakets zu einer Zeit, die in Bezug auf den Schaltzeitplan bestimmt wird, so dass es an einem gewünschten Knoten von einem Zyklus zum nächsten Zyklus im Pfad vermittelt wird. Vorzugsweise geschieht das Schalten an einem Verbindungspunkt zwischen Zyklen von einer Verbindungs-Trennungs-Zerlegung des Netzes mit gerichtetem Zyklus. Vorzugsweise schalten die Knoten synchron über das ganze Netz zwischen zeitlich vorgeplanten vorbestimmten Schaltzuständen. Im nachstehend beschriebenen 4×4-Torusnetz ist beispielsweise jedem Knoten ein Kreuzschienenschalter zugeordnet. Alle Kreuzschienenschalter sind normalerweise in den Kreuzzustand gesetzt und die Kreuzschienenschalter werden in vorbestimmten Intervallen in den Schienenzustand gesetzt.
Dieses Routing-Verfahren wird nun mit Bezug auf 3 und 8 bis 10 beschrieben. In dem Netz von 8 sind Knoten und Verbindungsfa sern als n×n-Torusnetz konfiguriert. Das n×n-Torusnetz ist ein reguläres Netz mit unidirektionalen Verbindungen und die Knoten weisen einen Eingangsgrad und Ausgangsgrad von 2 auf. Logisch bilden die Verbindungen ein Gitter auf der Oberfläche eines Torus und alle Verbindungen in den n Zeilen oder n Spalten sind codirektional. Ein Beispiel eines 4×4-Netzes ist in 8 gezeigt. Jeder Knoten enthält einen 2×2-"Kreuzschienen"-Schalter oder sein logisches Äquivalent. In der Kreuzkonfiguration verbindet der Schalter die Eingangsspalte mit der Ausgangsspalte und die Eingangszeile mit der Ausgangszeile; in der Schienenkonfiguration ist die Eingangsspalte mit der Ausgangszeile verbunden und die Eingangszeile ist mit der Ausgangsspalte verbunden. 9(a) zeigt die Situation, in der alle Schalter in die Kreuzposition gesetzt sind. In diesem Fall besteht das Netz aus einem Satz von 2n Zyklen, jeweils mit der Länge n. In der Schreibweise hier sind die n horizontalen Zyklen mit C_ih bezeichnet, wobei i = 0, 1, ..., n–1, und die n vertikalen Zyklen sind mit C_jv bezeichnet, wobei j = 0, 1, ..., n–1. Diese Verbindungs-Trennungs-Zerlegung des Netzgraphen mit gerichtetem Zyklus eignet sich gut für das Routing-Verfahren mit gerichtetem Pfad. Das n×n-Torusnetz enthält n² unterschiedliche geschlossene gerichtete Pfade, die als T_ij = C_ih ∪ C_jv definiert sind, wobei i, j = 0, 1, ... n–1. Der Schnittpunkt des Pfades T_ij tritt am Schnittpunkt der Komponentenzyklen am Knoten (i, j) auf: mit anderen Worten, jeder der n² Knoten im Netz ist der Schnittpunkt von exakt einem der geschlossenen gerichteten Pfade T_ij. Diese Zykluszerlegung des Netzes ist für das Routing-Verfahren mit gerichtetem Pfad gut geeignet, da ein Paket von seiner Quelle zu seinem Ziel, die sich beide irgendwo im Netz befinden, entlang eines gerichteten Pfades geleitet werden kann, der aus einem vertikalen oder horizontalen Zyklus oder der Vereinigung eines vertikalen und eines horizontalen Zyklus besteht; daher muss das Paket zwischen Zyklen maximal einmal umgeschaltet werden (an dem Schnittpunkt, der der Verbindungspunkt zwischen dem vertikalen und dem horizontalen Zyklus ist). Eine andere Zykluszerlegung des Netzes wird erhalten, wenn alle Schalter in die Schienenposition gesetzt sind, wie in 9(b) gezeigt; in diesem Fall besteht das Netz aus n Zyklen jeweils mit der Länge 2n. Diese Zykluszerlegung ist jedoch weniger gut für das Routing mit gerichtetem Pfad geeignet, da ein gerichteter Pfad, der zwischen einem Quellen-Ziel-Paar führt, notwendigerweise die Vereinigung vieler Zyklen sein kann.
Die Schaltoperationen, die ein Paket auf seinem ausgewählten Pfad halten, der von seiner Quelle zu seinem Ziel führt, können in einer automatischen Weise arbeiten, ohne zu erfordern, dass die Zwischenknoten die Paketzieladresse abfragen oder irgendeine intelligente Leitwegauswahl durchführen. Das Netz arbeitet in einer geschlitzten Weise, wobei Pakete auf eine gewisse maximale Länge eingeschränkt werden, d. h. Zeit wird in regelmäßige Zeitschlitze unterteilt, die so bemessen sind, dass sie ein Paket mit der maximalen zulässigen Größe zusammen mit einem Schutzband enthalten. Die Kreuzschienenschalter in allen Routing-Knoten im Netz sind so beschaffen, dass sie in einer regelmäßigen, kohärenten Weise arbeiten, wobei sie mit einem globalen Netztakt mit der Zeitschlitzrate synchronisiert sind. Wenn die Schalter die Konfiguration ändern, tun sie dies während des Schutzbandes, um die Pakete nicht zu verfälschen. 9 ist ein Zeitdiagramm, das die Paketzeitschlitze jeweils mit der Länge T zeigt, die in Rahmen mit der Länge von n Zeitschlitzen angeordnet sind. In den ersten n – 1 Zeitschlitzen in einem Rahmen sind die Kreuzschieneschalter alle in die Kreuzposition gesetzt (mit c im Diagramm bezeichnet); im Endzeitschlitz des Rahmens werden die Schalter alle in die Schienenposition gesetzt (mit b bezeichnet). Die Länge jeder Verbindung, die ein Paar von benachbarten Knoten im Netz verbindet, wird so ausgewählt und gesteuert, dass die Signalgruppen-Flugzeit gleich (qn + 1 – Δ)T ist, wobei q irgendeine ganze Zahl ist und Δ die Phasendifferenz zwischen den Taktsignalen an den zwei Knoten, ausgedrückt als Bruchteil der Zeitschlitzperiode T, ist. Mit anderen Worten, abgesehen von der Taktphasendifferenz ΔT ist die Länge jeder Verbindung im Netz gleich einer beliebigen ganzen Zahl von Rahmen plus einem Zeitschlitz. Folglich kommt ein Paket, das von einem Knoten im j-ten Zeitschlitz eines Rahmens austritt, am nächsten Knoten im (j+1)-ten Zeitschlitz eines Rahmens an. Allgemeiner kann das Paket um eine feste ganze Zahl von Zeitschlitzen vorgeschoben oder verlangsamt werden. Das Paket kann um irgendeine feste ganze Zahl von Schlitzen vorgeschoben/verlangsamt werden, die nicht ein Vielfaches von n ist, wenn n ungerade ist, oder um eine Zahl, die ungerade ist, wenn n gerade ist.
10 zeigt, wie ein 4×4-Torusnetz einigen der Pakete, die in ihm laufen, erscheinen könnte. In 10 wird angenommen, dass der Knoten A ein Paket zum Knoten D senden will. Der Quellenknoten A verwendet eine Nachschlagetabelle oder irgendeinen andren Algorithmus, um festzustellen, dass er das Paket entlang der Auswärtsverbindung im horizontalen Zyklus C_2h unter Verwendung eines freien Zeitschlitzes in der dritten Position in einem Rahmen (in diesem Beispiel enthält jeder Rahmen 4 Schlitze) senden sollte. Bei der Ankunft am nächsten Knoten B findet sich das Paket im vierten (d. h. letzten) Schlitz in einem Rahmen und daher wird der Kreuzschienenschalter bei B in der Schienenposition konfiguriert, wie in 10 gezeigt. Das Paket wird daher in den vertikalen Zyklus C_1v vermittelt und schreitet weiter durch den Knoten C fort (wo es sich nun im ersten Zeitschlitz eines Rahmens befindet, so dass der Schalter bei C sich im Kreuzzustand befindet), wobei es schließlich seinen Zielknoten D erreicht. In 10 ist ein alternatives Routing nicht gezeigt; der Austritt von A entlang des vertikalen Zyklus C_0v im zweiten Zeitschlitz eines Rahmens über die Knoten E und F.
Im Torusnetz ist das Routing mit gerichtetem Pfad unter Verwendung der Pfade T_ij = C_ih ⋃ C_jv zu 100 % effizient; d. h. das Routing mit gerichtetem Pfad gibt den kürzesten Weg zwischen irgendeinem Quellen-Ziel-Paar. Es kann gezeigt werden, dass der mittlere Abstand des kürzesten Weges im n×n-Torusnetz gleich n²/(n+1) Sprünge ist. Da der maximale stationäre Durchsatz durch den Eingangsgrad der Knoten, dividiert durch den mittleren genommenen Abstand, gegeben ist, ist er gleich 2(n+1)/n². Daher skaliert der Durchsatz mit O(1/√N), wobei N = n2 die Anzahl von Knoten ist, im Gegensatz zum eindirektionalen Routing, wobei der Durchsatz mit O(1/√N) skaliert.
Wie vorher angegeben, ist mit dem Routing mit gerichtetem Pfad die einzige Verarbeitungsoperation, die mit dem Routing verbunden ist, die ein Netzknoten an eingehenden Paketen durchführen muss, einfach; die Zieladresse jedes eingehenden Pakets wird untersucht, und wenn sie der Adresse des Knotens entspricht, wird das Paket aus dem Netz entfernt, ansonsten wird es weitergeleitet. Der Prozess des Vergleichens der Paketadresse und der Knotenadresse ist eine einfache Ein-Wort-Vergleichsoperation und kann mit hoher Geschwindigkeit durchgeführt werden; eine optische Erkennung von 6-Bit-Adressenworten wurde beispielsweise kürzlich mit einer Spitzenrate von 100 GBit/s demonstriert [Cotter, D., Lucek, J.K., Shabeer, M., Smith, K., Rogers, D.C., Nesset, D. und Gunning, P.: "Self-Routing of 100 Gbit/s Packets Using 6-Bit "Keyword" Address Recognition, Electronics Letters, 31, S. 2201–2202 (1995)]. Da das Routing mit gerichtetem Pfad keinen Algorithmus verwendet, der auf irgend einem speziellen sequentiellen Nummerierungssystem für die Netzknoten beruht, können die Knoten in einer vollständig willkürlichen Weise bezeichnet werden. Dies kann die Aufgaben der Planung, Administration und Entwicklung des Netzes vereinfachen.
Obwohl die Beschreibung des Routing mit gerichtetem Pfad des Torusnetzes bis jetzt angenommen hat, dass das Netz eine vollständige n×n-Struktur ist, ist es auch möglich, mit der Situation fertig zu werden, in der ein Knoten fehlt oder ein Knoten oder eine Verbindung ausfällt. Wenn ein Knoten fehlt, ist es nur erforderlich, dass die Verbindungen, die diese freie Position umgehen, die korrekte Zeitsteuerbeziehung aufrechterhalten, d. h. in diesem Fall sollte die Verbindung, die eine freie Knotenposition umgeht, eine Signalgruppenlaufzeit von (qn + 2 – Δ)T (eine ganze Zahl von Rahmen plus zwei Zeitschlitze minus der Phasenkorrektur ΔT) aufweisen. Im Gegensatz zu eindimensionalen Routing-Verfahren wird die Operation des ganzen Netzes nicht durch den Verlust einer Verbindung oder eines Knotens gefährdet. Dies liegt daran, dass zwei Wege mit gerichtetem Pfad zwischen einem beliebigen Quellen-Ziel-Paar verfügbar sind, vorausgesetzt, dass die Quelle und das Ziel nicht im gleichen horizontalen oder vertikalen Zyklus angeordnet sind. Wenn ein gerichteter Pfad ausfällt, kann der andere verfügbare Pfad statt dessen verwendet werden. Wenn die Quelle und das Ziel im gleichen vertikalen oder horizontalen Zyklus angeordnet sind, besteht kein alternatives Routing mit gerichtetem Pfad, aber der Zyklus kann geheilt werden, indem der fehlerhafte Knoten oder die fehlerhafte Verbindung in der gerade im Fall eines fehlenden Knotens beschriebenen Weise umgangen wird.
Es ist auch nicht streng erforderlich, dass das Torusnetz quadratisch ist; ein Routing mit gerichtetem Pfad kann beispielsweise in einem rechteckigen Netz mit m Zeilen und n Spalten verwendet werden, wobei beispielsweise m > n. Dann muss der Rahmen die Anzahl von Zeitschlitzen entsprechend der größeren Dimension (in diesem Fall m) enthalten und es liegen m – n fehlende oder "Phantom"-Spalten in einer vollständigen m×m-Struktur vor. Pakete, die entlang einer Zeile in einem Zeitschlitz entsprechend einem Phantomschnittpunkt laufen, können nur innerhalb der Zeile bleiben. Dies verringert die Netzeffizienz, stellt jedoch sicher, dass auf alle mit realen Knoten zugegriffen werden kann.
3 zeigt ein Manhattan-Street-Netz (MSN). Das n×n MSN ist ein regelmäßiges Netz mit unidirektionalen Verbindungen und die Knoten besitzen einen Eingangsgrad und Ausgangsgrad von 2. Logisch bilden die Verbindungen ein Gitter auf der Oberfläche eines Torus. Das MSN unterscheidet sich vom Torusnetz darin, dass die Verbindungen in benachbarten Zeilen oder Spalten in entgegengesetzten Richtungen laufen und das MSN nur in dem Fall definiert ist, in dem die Zahlen von Zeilen und Spalten gerade sind. Das Routing-Schema für das MSN unter Verwendung von gerichteten Pfaden T_ij = C_ih ⋃ C_jv ist stark ähnlich zum Torusnetz; der Hauptunterschied besteht darin, dass abwechselnde horizontale oder vertikale Zyklen eine entgegengesetzte Orientierung aufweisen. Anders als im Torusnetz ist die relative Routing-Effizienz des Routing mit gerichteten Pfaden im MSN (im Vergleich zum Routing mit kürzestem Weg) geringer als 100 %. Der mittlere Abstand des kürzesten Weges im MSN ist jedoch geringer als im Torusnetz mit gleicher Größe (der sich einem Faktor von 2 kürzer für große Netze nähert). Die kürzesten Abstände von gerichteten Pfaden zwischen Quellen-Ziel-Paaren im MSN hängen von den relativen Orientierungen der Einwärts- und Auswärtsverbindungen an den Knoten ab und die Formeln sind in Tabelle 1 dargelegt. Unter Verwendung dieser Formeln kann die relative Routing-Effizienz (relativ zum Routing mit kürzestem Weg) berechnet werden. Diese zeigen, dass das Routing mit gerichteten Pfaden im MSN, obwohl es weniger effizient als ein Algorithmus des kürzesten Weges ist, wie z. B. die "erste Regel" von "Maxemchuk (Maxemchuk, N.F.: "Routing in the Manhattan Street Network ", IEEE Transactions on Communications, 35, S. 503–512 (1987)) oder das Dead-Reckoning-Verfahren, das in der internationalen Patentanmeldung PCT/GB 96/01823 des vorliegenden Anmelders beschrieben ist, immer noch gut ist. Insbesondere ist die Routing-Effizienz für Routing mit gerichteten Pfaden in großen MSN ungefähr 0,65.
TABELLE 1: Kürzeste Abstände von gerichteten Pfaden zwischen Quellen-Ziel-Paaren im n × n MSN. Nur für die Zwecke dieser Formeln sind die Zeilen und Spalten jeweils sequentiell mit 0, 1, ..., n–1 nummeriert. Gerade nummerierte Zeilen sind nach "rechts" orientiert; ungerade nummerierte Zeilen sind nach "links" orientiert. Gerade nummerierte Spalten sind in der "Abwärts"-Richtung orientiert; ungerade nummerierte Spalten sind in der "Aufwärts"-Richtung orientiert. Die Quelle befindet sich am Schnittpunkt der Zeile sr und Spalte sc; ebenso befindet sich das Ziel am Schnittpunkt der Zeile dr und Spalte dc. Wenn beispielsweise sr gerade ist und sc ungerade ist, wird die Quellenknotenorientierung "nach oben und rechts" genannt.
4 ist ein Blockdiagramm, das die Elemente des Knotens zeigt, die erforderlich sind, um die Bestätigungsprotokolle zu implementieren, und 5 zeigt die Komponenten, die verwendet werden, um dies in Verbindung mit einem Routing-Verfahren mit gerichteten Pfaden zu implementieren. 5 zeigt die Struktur eines 2-fach verbundenen Knotens, der zum Einfügen in das in 3 gezeigte MSN geeignet ist. In einer Photonennetz-Implementierung sind die in 3 gezeigten starken Linien Lichtleitfaserwege. Die Verzögerungseinheiten an den zwei Eingängen zum Knoten sehen die erforderliche Einstellung an den Längen der zwei eingehenden Verbindungen vor, um die vorher beschriebene Anforderung zu erfüllen, dass auf jeder Verbindung, die ein Paar von Knoten verbindet, die Signalgruppen-Flugzeit entlang der Verbindung gleich (qn + 1 – Δ)T sein sollte, wobei q irgendeine ganze Zahl ist und Δ die Phasendifferenz zwischen den Taktsignalen an den zwei Knoten, als Bruchteil der Zeitschlitzperiode T ausgedrückt, ist. Durch Vorsehen von zwei Verzögerungsleitungen (eine an jedem Eingang) mit unabhängiger Kompensation von Phasendifferen zen ist es auch möglich sicherzustellen, dass die Pakete auf den zwei eingehenden Verbindungen relativ zueinander und zum Zeitschlitztakt am Knoten korrekt synchronisiert werden. Jede Verzögerungseinheit könnte aus einer Kombination von Folgendem bestehen: i) einer Länge einer auf eine geeignete Länge geschnittenen Faser zum Schaffen einer groben Zeitsteuereinstellung; ii) einer stufenweise einstellbaren Verzögerungsleitung, die aus einer Kette von 2×2 Raumschaltern und Faserverzögerungen besteht, um eine Zeitsteuereinstellung auf innerhalb einige hundert Pikosekunden zu schaffen; und iii) einer einstellbaren optischen Verzögerungsleitung im freien Raum (wie z. B. einer optischen Verzögerungsleitung des Typs ODL-300-15-SMF, die von Santec Corporation hergestellt wird), um eine Feineinstellung auf innerhalb einige zehn Pikosekunden zu schaffen. Es kann auch erforderlich sein, langsame Driften in der optischen Weglänge der eingehenden Verbindungen zu kompensieren. Diese Driften können durch einen Umgebungsfaktor verursacht werden, der auf die Faser wirkt – beispielsweise eine Bewegung, die eine Dehnung verursacht, oder Temperaturänderungen. Diese kontinuierliche Umgebungskompensation kann durch Erfassen einer Veränderung der relativen Zeitsteuerung von eingehenden Paketankünften und des Zeitschlitztakts am Knoten und Liefern eines elektrischen Rückkopplungssteuersignals zu den Einheiten der stufenweise einstellbaren Verzögerungsleitung und der einstellbaren Verzögerungsleitung im freien Raum erreicht werden.
Die Kopfverarbeitungseinheiten führen die folgenden Aufgaben durch: i) Erfassen der Anwesenheit oder Abwesenheit eines Pakets in einem Zeitschlitz; (ii) Erfassen der Ankunftszeit eines Pakets; iii) Feststellen, ob ein eingehendes Paket an den Knoten adressiert ist oder nicht; und iv) Lesen von Kopf-Flags wie z. B. des ACK-Flags. Für die Aufgaben i) und ii) ist es ausreichend, einen Photodetektor mit einer Bandbreite von ~ 1 GHz zu verwenden, um einen Bruchteil des Paketsignals zu erfassen. Die Anwesenheit eines Signals von diesem Photodetektor während des Zeitschlitzes zeigt die Anwesenheit eines Pakets an. Die Phasenbeziehung zwischen dem Zeitschlitztakt und der Komponente dieses Photodetektorsignals, die auf der Zeitschlitzrate liegt, kann unter Verwendung einer elektronischen Phasenerfassungsschaltung erfasst werden, und eine zu dieser Phasendifferenz proportionale Spannung liefert das Steuersignal, das für die vorstehend erwähnte Rückkopplungssteuerschaltung erforderlich ist. Für die Aufgabe iii) ist es erforderlich, die Adresse im Paketkopf mit der Adresse des Knotens zu vergleichen. Für eine ultraschnelle Photonenimplementierung kann dies unter Verwendung des Verfahrens der ultraschnellen Binärworterkennung durchgeführt werden, die in der internationalen Patentanmeldung PCT/GB94/00397 des vorliegenden Anmelders beschrieben ist, wobei weitere technische Details in WO 95/33324 offenbart sind. Eine experimentelle Demonstration dieses Verfahrens ist im vorstehend angeführten Dokument von Cotter et al. beschrieben. Wie in den vorstehend angeführten Anmeldungen beschrieben, werden Adressenworte für Pakete aus den Teilmengen von Binärworten ausgewählt, für die die folgende Bedingung für beliebige zwei Worte A, B in der Teilmenge gilt:
A ⊗ B = 0, nur wenn A = B.
und A ⊗ B = 1 ansonsten,
wobei A ⊗ B die Boolesche Operation ist
Die Worterkennung wird dann unter Verwendung einer einfachen UND-Operation zwischen einem Adressenwort von einem Paket und dem Komplement der Knotenadresse ausgeführt. Ein geeignetes UND-Gatter ist ein optischer Halbleiterverstärker, der eine Vierwellenmischung (FWM) unterstützt.
Das Verfahren der Worterkennung stellt ein binäres Ausgangssignal bereit, das angibt, ob die Kopfzieladresse der Knotenadresse entspricht oder nicht.
Die grundlegende Raumschaltoperation wird durch fünf Kreuzschienenschalter durchgeführt. Die Verwendung von vielmehr fünf Schaltern als nur einem stellt erstens die zusätzlichen Signalwege bereit, die erforderlich sind, um zum und vom lokalen Hauptrechnersystem zu verbinden, und macht es zweitens möglich, dass ein Knoten gleichzeitig ein Paket liest und ermöglicht, dass ein Paket weiterhin auf dem Schleifensignalweg läuft. Die Schalter S2 und S3 stellen die Verbindungen mit dem lokalen Hauptrechnersystem bereit und die Schalter S4 und S5 ermöglichen, dass eine Kopie eines optischen Pakets zum lokalen Hauptrechner übertragen wird, während das ursprüngliche Paket über S2 (oder S3) und S1 zu einer ausgehenden Verbindung weiterlaufen kann. Geeignete Raumschalter, die zum Betrieb in einer Zeit von 1 ns oder weniger in der Lage sind, sind Lithiumniobat-Vorrichtungen wie z. B. der Typ Y-35-8772-02, der von GEC Advanced Components geliefert wird.
Ein Knoten wie z. B. der vorstehend beschriebene kann verwendet werden, um ein neues Paket vom lokalen Hauptrechner am Zielknoten in einen Zeitschlitz einzufügen, der bereits für die Quelle reserviert ist. In diesem Beispiel wird dies durch Umschalten von S2 oder S3 in die Kreuzposition durchgeführt. Dies kann durchgeführt werden, um ein Bestätigungssignal, das am Zielknoten erzeugt wird, als Alternative zur Verwendung eines Teils des eingehenden Signals als Bestätigungssignal zurückzusenden. Dieser Mechanismus kann auch verwendet werden, um zu ermöglichen, dass die Quelle die Lieferung von Daten vom Zielknoten zurück zur Quelle zeitlich plant und daher auch Prozesse an der Quelle, die auf diesen Daten beruhen, zeitlich plant. Die Quelle und das Ziel können anfänglich kommunizieren, um eine Zeit, nach der die Daten zur Verfügung stehen, und die Menge an Daten festzulegen. Die Quelle kann anschließend ein Abfragesignal zum Ziel senden, das eine Anzahl von Paketen umfasst, die ausreicht, um die Menge an Daten zu enthalten. Der Zielknoten schreibt Pakete in die entsprechenden Zeitschlitze und die Daten kommen anschließend wieder an der Quelle eine vorbestimmte Zeit nach der Übertragung der Anzahl von Paketen durch die Quelle an.
Ein optischer Verarbeitungsblock ist in jeder der Eingangsleitungen in den Routing-Schalter S1 enthalten. Dieser Block überschreibt das ACK-Flag in einem Paket, wenn es erforderlich ist. Der Block kann beispielsweise unter Verwendung eines optischen Zeitteilungs-Add/Drop-Multiplexers implementiert werden, wie z. B. der integrierten Photonen-Halbleiterschaltungsvorrichtung, die im Heinrich-Hertz-Institut hergestellt wird ("Monolithically integrated asymmetric Mach-Zehnder interferometer as a robust add/drop Multiplexer for OTDM Systems", E. Jahn et al., Electronics Letters, Band 32, S.216–217, 1996). Dies würde in Verbindung mit einem Verfahren zum Erzeugen eines geeigneten optischen Steuersignals zum Fungieren als Synchronisationsimpuls verwendet werden, wie z. B. jenem, das in der internationalen Patentanmeldung Nr. WO 95/32568, eingereicht am 23. Mai 1995 von den vorliegenden Anmeldern (BT-Akte Nr. A24884), beschrieben ist.
Das Netz kann einen Zeitschlitztakt mit einer Rate von 155 MHz (Periode von 6,45 ns) verwenden. Dies ist ein Standardtakt, der derzeit in SDH-Netzen verwendet wird, und kann über weite (nationale) geographische Bereiche mit einem Taktjitter von weniger als 500 ps verteilt werden. Das Paket kann aus 53 Bytes mit 100 GBit/s (4,24 ns Dauer) bestehen. Ein geeignetes Schaltband für den Betrieb der elektrooptischen Raumschalter ist 1 ns und außerdem bestehen zwei Zeitschutzbänder jeweils mit einer Größe von 0,6 ns. Innerhalb des Knotens kann die Position des aktuellen Zeitschlitzes im Rahmen durch einen elektronischen Modulo-n-Zähler (für einen Rahmen, der n Zeitschlitze lang ist) verfolgt werden, der die Zeitschlitztaktimpulse zählt. Während der anfänglichen Hochfahrphase des Netzes und anschließend, wenn Zeitschlitze verfügbar sind, kann ein Knoten im Netz (als Master-Knoten bezeichnet) Pakete in einer festen Position im Rahmen (wie z. B. der ersten Position) senden, so dass die Zähler in anderen Knoten auf die korrekte Phase synchron mit dem Master-Knoten zurückgesetzt werden können.
Die Raumschalter im Knoten werden durch die elektronische Schaltersteuereinheit, die in 5 gezeigt ist und die auf der Basis der folgenden Informationen handelt, aktiviert: i) ob die Position des Zeitschlitzes im Rahmen einer "Kreuz"- oder "Schienen"-Konfiguration im Routing-Zyklus mit gerichteten Pfaden entspricht oder nicht (1 Bit); ii) ob ein eingehendes Paket den aktuellen Zeitschlitz belegt oder nicht (1 Bit pro Eingangsanschluss); iii) ob die Zieladresse für ein eingehendes Paket der Adresse des Knotens entspricht oder nicht (1 Bit pro Eingangsanschluss); Informationsverarbeitung)z ob ein Paket, das im Ausgangspuffer des Hauptrechners wartet, auf einen Ausgangsanschluss im aktuellen Zeitschlitz zugreifen will oder nicht (1 Bit pro Ausgangsanschluss). Auf der Basis dieser Informationen (insgesamt 7 Bits) sendet die elektronisch Schaltersteuereinheit elektrische Ansteuersignale zu den Raumschaltern in korrekter Synchronität mit den Zeitschutzbändern zwischen den Paketen und führt in dieser Weise die folgenden Aufgaben durch: i) Leiten von eingehenden Paketen zum Hauptrechner oder zu einem der Ausganganschlüsse; ii) Leiten von Paketen vom Hauptrechner zu einem der Ausgangsanschlüsse, wenn der erforderliche Zeitschlitz frei ist. Ein Beispiel der Logik, die zum Durchführen dieser Aufgaben erforderlich ist, ist folgendermaßen:
Die Routing-Logik, für welche dies ein Beispiel ist, ist ausreichend einfach, dass sie unter Verwendung einer Festverdrahtung zusammen mit einem schnellen 8-Bit-Decodiererchip ohne den Bedarf für Arithmetik, Register oder Nachschlagetabellen ausgeführt werden kann. Es handelt sich um eine rein logische Kombinationsschaltung und daher hängt die Entscheidungszeit nur von Gatterverzögerungen ab. Die Schaltersteuereinheit kann daher mit hoher Geschwindigkeit arbeiten, die für das Leiten von Pakten in Netzen mit mehreren GBit/s geeignet ist. Ebenso verwendet die Logik für die vorstehend erörterten Signalisierungsprotokolle eine rein kombinatorische Logik und kann in derselben Weise unter Verwendung von Festverdrahtung und eines schnellen Decodiererchip implementiert werden.

Claims

Verfahren zum Betreiben eines optischen Kommunikationssystems, das mehrere Routing-Knoten (2), wovon jeder konfigurierbar ist, um ein empfangenes optisches Paket über einen unter zwei oder mehr Ausgangswegen ausgewählten Weg weiterzuleiten, und ein optisches Netz, das die mehreren Routing-Knoten miteinander verbindet, enthält, wobei das Verfahren umfasst: a) Ausgeben eines optischen Pakets von einem absendenden Routing-Knoten auf das optische Netz; b) Konfigurieren des optischen Netzes und der Routing-Knoten, um einen unidirektionalen Schleifenübertragungsweg von dem absendenden Routing-Knoten zu einem empfangenden Routing-Knoten und zurück zu dem absendenden Routing-Knoten zu schaffen, der ferner einen oder mehrere andere der RoutingKnoten enthält; c) Empfangen des optischen Pakets bei dem empfangenden Routing-Knoten; und d) Senden eines Rückkehrsignals von dem empfangenden Routing-Knoten zu dem absendenden Routing-Knoten auf dem Schleifenübertragungsweg in einem Zeitschlitz, der durch das im Schritt (a) ausgegebene optische Paket belegt war.
Verfahren nach Anspruch 1, bei dem das Rückkehrsignal eines von mehreren Paketen enthält, die auf dem Schleifenübertragungsweg von dem absendenden Knoten empfangen werden.
Verfahren nach Anspruch 2, das ferner das Modifizieren des einen der mehreren Pakete bei dem empfangenden Knoten umfasst, bevor das eine der mehreren Pakete auf dem Schleifenübertragungsweg zurückgeleitet wird.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, das das Überwachen der Ankunftszeit des Rückkehrsignals bei dem absendenden Knoten und das Identifizieren der Quelle des Rückkehrsignals ab dem Ankunftszeitpunkt umfasst.
Verfahren nach Anspruch 4, das das Bestimmen, zu welchem Zeitpunkt die Ankunft eines Rückkehrsignals bei dem absendenden Knoten erwartet wird, und das Auslösen eines Übertragungsfehlerereignisses, falls kein Rückkehrsignal zu dem erwarteten Zeitpunkt ankommt, umfasst.
Verfahren nach Anspruch 5, das das Rücksenden eines Pakets in Reaktion auf das Übertragungsfehlerereignis umfasst.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei dem das optische Netz eine Maschentopologie besitzt.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei dem das Netz eine Mehrzahl von Knoten und Verbindungen umfasst und bei dem die Knoten und Verbindungen als eine Mehrzahl gerichteter Pfade konfiguriert sind, wobei jeder gerichtete Pfad nur einige der Mehrzahl von Knoten verbindet und die gerichteten Pfade in Kombination jeden Knoten des Netzes überspannen, und bei dem der Schleifensignalweg einen geschlossenen gerichteten Pfad umfasst, der sowohl den absendenden Knoten als auch den empfangenden Knoten enthält.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei dem der absendende Knoten dann, wenn er von einem weiteren Knoten auf dem Schleifenweg ein konkurrierendes Paket empfängt, nachdem er ein erstes von mehreren Paketen zu dem empfangenden Knoten gesendet hat, das oder jedes konkurrierende Paket aus dem Weg entfernt.
Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 8, bei dem der absendende Knoten dann, wenn er von einem weiteren Knoten auf dem Schleifenweg ein konkurrierendes Paket empfängt, nachdem er ein erstes von mehreren Paketen zu dem empfangenden Knoten gesendet hat, die Übertragung weiterer Pakete zu dem Empfänger aussetzt und das oder jedes konkurrierende Paket durchlässt.
Knoten, der für die Verbindung in einem optischen Kommunikationsnetz geeignet ist, wobei der Knoten umfasst: a) einen Eingang, der so beschaffen ist, dass er ein optisches Paket von einem unidirektionalen Schleifensignalweg empfängt; b) konfigurierbare Mittel zum Vermitteln eines an dem Eingang empfangenen optischen Pakets zu einem ausgewählten von mehreren Ausgängen, wobei der ausgewählte Ausgang jener ist, der auf den unidirektionalen Schleifensignalweg ausgibt, falls das optische Paket von einem solchen Weg empfangen wurde; und c) Mittel zum Ausgeben eines Signals auf den Schleifensignalweg über den ausgewählten Ausgang in einem Zeitschlitz, der ursprünglich von dem Paket belegt wurde, das ursprünglich von dem Schleifensignalweg empfangen wurde; wobei der Schleifensignalweg einem unidirektionalen Weg von einem absendenden Routing-Knoten, bei dem das optische Paket zu einem empfangenden Routing-Knoten, für den das optische Paket bestimmt ist, abgesendet wurde, und zurück zu dem absendenden Routing-Knoten folgt und der ferner einen oder mehrere andere der Routing-Knoten enthält.
Optisches Kommunikationsnetz, das einen Knoten nach Anspruch 11 enthält.
Optisches Kommunikationsnetz nach Anspruch 12, wobei das Netz eine Maschentopologie hat.
Kommunikationsnetz nach Anspruch 12 oder 13, wobei das Netz eine Mehrzahl von Knoten und Verbindungen besitzt und die Knoten und Verbindungen als eine Mehrzahl gerichteter Pfade konfiguriert sind, wobei jeder gerichtete Pfad nur einige der mehreren Knoten verbindet und die gerichteten Pfade in Kombination jeden Knoten des Netzes überspannen und bei dem der Schleifensignalweg einen gerichteten Pfad umfasst, der sowohl den absendenden Knoten als auch den empfangenden Knoten überspannt.
Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 10, das umfasst: Senden eines Abfragesignals von dem Quellknoten zu dem Zielknoten; zeitliches Planen eines Prozesses bei dem Quellknoten für eine Ausführung zu einem Zeitpunkt nach dem Senden des Abfragesignals, wobei der Zeitpunkt von der Rückkehrlaufzeit zwischen dem Quellknoten und dem Zielknoten abhängt; Senden von Daten von dem Zielknoten zu dem Quellknoten in dem Zeitschlitz, der von dem Abfragesignal belegt ist; und anschließend Ausführen des Prozesses unter Verwendung der Daten.