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Die
vorliegende Erfindung betrifft ein Koppelvielfach unter den Tributaries
eines Telekommunikationsnetzwerks, insbesondere eines Telekommunikationsnetzwerks,
das mit Datenströmen
betrieben wird, die entsprechend dem SDH Protokoll aufgebaut sind,
wobei das besagte Koppelvielfach einen Satz von parallelen Zweigen
umfasst, wobei jeder der Zweige wenigstens eine erste Raumkoppelstufe
aufweist, die in der Lage ist, aus dem Eingangsdatenfluss eine Untergruppe
von Daten, die ausgetauscht werden sollen, zu selektieren und zu
packen, eine zweite Zeitkoppelstufe, die in der Lage ist, die selektierte
Daten- Untergruppe, die ausgetauscht werden soll, zu speichern und
eine Random Access Speichereinrichtung umfasst, verknüpft mit
einem Schreibsteuerspeicher und einem Lesesteuerspeicher, wobei
die besagten Schreibsteuerspeicher und Lesesteuerspeicher von einem
Mikroprozessor und einem Masterzähler
betrieben werden. Im Folgenden wird der Begriff "Telekommunikationsnetzwerke" bedeuten, dass es
sich um Netzwerke handelt, die synchrone Signale übertragen,
insbesondere entsprechend dem SDH (Synchronous Digital Hierarchy
= synchrone digitale Hierarchie) Standard.
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Telekommunikationsnetzwerke
sind mit Elementen ausgestattet, die in Switching Stationen, auch "Koppelvielfache" genannt, die die
Verbindungen zwischen Kommunikationsschaltungen, den so genannten "Tributaries" aufbauen können mit
dem Ziel, Kommunikation für
die Nutzer bereitzustellen. Koppelvielfache arbeiten auf Anforderung
vom Nutzer oder unter direkter Steuerung des Netzwerkmanagers, der
so genannte semipermanente Verbindungen herstellt.
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Bekanntlich
bestehen SDH Rahmen, z.B. STM-1 Rahmen, allgemein aus einem Unterrahmensatz,
virtuelle Container genannt, die ihrerseits aus virtuellen Containern
niedrigerer Ordnung entsprechend einer hierarchischen Struktur bestehen.
Deshalb erscheint ein SDH Rahmen wie eine zeitliche Reihenfolge
von Unterrahmen und ein Koppelvielfach erfüllt seine Aufgabe als Verbindungshersteller durch
Neuordnen der Platzierung von virtuellen Containern innerhalb des
SDH Rahmens. Der gebräuchlichste
Weg zum Aufbau eines Koppelvielfaches besteht darin, ein Random
Access Speicherelement zu benutzen, d.h. einen RAM Speicher, der
mit zwei Zugangsports oder Gates ausgestattet ist, d.h. wenigstens
einem Schreibport und einem Leseport. Es sind z.B. RAM Speicher
bekannt, die 16 Schreibports und 8 Leseports aufweisen. Solch ein
RAM Speicher ist in der Lage, alle virtuellen Container, die in
den Eingangsrahmen enthalten sind, auszutauschen, und 8 Ausgangsrahmen
zu erzeugen. Darüber
hinaus ist es eine strenge Non Blocking Struktur, d.h. er ist jederzeit
in der Lage, Verbindungen aufzubauen, ohne bereits bestehende andere
Verbindungen zu ändern. Andererseits
erfordert ein RAM Speicher, dass während des Schreibvorgangs ein
geeigneter Zähler
sequenziell die Adressen liefert, in die die Eingangsdaten im Speicherelement
einzuschreiben sind. Ein Lesesteuerspeicher, der die Leseadressen
enthält,
d.h. die Lesereihenfolge, ist auch erforderlich, um die Ausgangsrahmen
neu zu ordnen, um die gewünschten
Verbindungen zu erhalten.
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Obwohl
die Verwendung eines RAM Speichers wegen seiner einfachen Implementierung
vorteilhaft ist, bestehen gravierende Nachteile, weil die oben beschriebenen
RAM Speicher keine konventionellen Speicher sind, d.h. sie benötigen ein
Layout, das strikt verknüpft
ist mit dem Typ des Koppelvielfachs, das erzeugt werden soll.
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Die
Publikation mit dem Titel "An
Expandable Time-Division Circuit Switching LSI And Network Architecture
For Broadband ISDN",
veröffentlicht
im IEEE Journal On Selected Areas in Communications Vol. 14, Nr.
2 am 1. Februar 1996 beschreibt ein erweiterbares Hochgeschwindigkeits-Zeitmultiplex- Switching-LSI und
ein Switching Modul, das mit SDH benutzt werden kann. Dieser Zeitmultiplex-LSI nach
dem Stand der Technik verwendet ebenfalls einen Datenpufferspeicher.
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Die
Verwendung einer Switch Matrix des so genannten "Knock-out Switch" Typs ist bekannt. Das ist mehrstufiger
Verbindungstyp, bei dem das modulare Hauptelement aus einer Raum-Zeit-Raum
Matrix besteht. Der "Knock-out
Switch" ermöglicht die
Verwendung eines Speichers, dessen Kapazität so ausgelegt ist, dass exklusiv
Daten gespeichert werden, die mit der Neuanordnung zu tun haben.
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Der
Zweck der ersten Raumstufe ist, den Eingangsdatenfluss anzupassen,
so dass ein sequenzielles Auffüllen
eines elastischen Speichers erreicht wird, der die nachfolgende
Zeitstufe repräsentiert.
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Die
zweite Stufe, d.h. die so genannte nachfolgende Zeitstufe bearbeitet
den Austausch der zeitlichen Position der Tributaries, die nach
einer Zufallsfolge sequenziell in den Ausgangsrahmen eingefügt wurden.
Sie besteht aus einem sequenziellen Schreib/programmierbaren Lesespeicher.
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Die
dritte Stufe erkennt, falls erforderlich, die Daten, die zu verschiedenen
Ausgängen
zu routen sind, wenn die zweite Stufe eine Ausgangskapazität hat, die
größer als
ein Rahmen ist. 1 zeigt ein Blockschaltbild
eines "Knock-out
Switch" KS nach dem
bekannten Stand der Technik.
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Wie
zu sehen ist, steht ein Eingangsdatenfluss DIN bestehend aus einer
ganzzahligen Anzahl N von Rahmen ST zur Verfügung. Jeder Rahmen ST ist intern
aufgeteilt in Zeiteinheiten TS, die die verschiedenen Bytes kennzeichnen,
die umzuschalten sind. In der folgenden Beschreibung wird die Anzahl N
gleich 8 sein, wenn nichts anderes gesagt wird. Der Eingangsdatenfluss
DIN wird parallel zu einer Anzahl von m Zweigen BR1 ...
BRm geschickt. Die gleiche Struktur wird
an jedem der besagten Zweige BR1 ... BRm dupliziert, wobei die besagte Struktur
einen Konzentrator-Rotatorblock CR umfasst und gesteuert wird von
einem Schreibsteuerspeicher WCM durch eine Schreibsequenz WW. Die
besagte Schreibsequenz WW enthält
Information darüber,
wo aktive Bytes lokalisiert sind, d.h. die Bytes, die DSC für den Austausch
betreffen. Ein Puffer BUF, nämlich
ein temporärer
Zwischenspeicher ist signalabwärts
des Konzentrator-Rotatorblocks
CR angeordnet. Dann folgt ein DTRAM Speicher, betrieben von einem
Lesesteuerspeicher RCM über
ein Lesewort RR, das die zu lesenden Adressen im DTRAM Speicher
enthält.
Der besagte DTRAM Speicher, der ein elastischer Multiport RAM Speicher
ist, ist mit einer Vielzahl von Ausgängen OUT versehen. Die besagten Ausgänge OUT
sind N/m für
jeden DTRAM Speicher, so dass der Speicher DTRAM1 Ausgänge OUT0 bis OUT N/m-1 hat
und Speicher DTRAMm Ausgänge OUTN/(m-1)/m bis
OUTN_1. Somit wird
in dem Knock-out Switch KS das, was eine einzelne Speichermatrix
repräsentierte,
in m Zweige BR1 ... BRm aufgeteilt.
Jeder der besagten Zweige BR1 ... BRm bearbeitet nur Sätze von Zeiteinheiten oder
Unterrahmen ST, die zu einer Gruppe von N/m Ausgängen OUT gehören. Das
ermöglicht
natürlich
den Einsatz kleinerer DTRAM Speicher als Funktion der gewählten Anzahl
m der Zweige BR1 ... BRm
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Der
Konzentrator-Rotatorblock CR ist im Wesentlichen ein kombinatorisches
Netz mit N Eingängen
und Ausgängen.
Der Konzentrator-Rotatorblock CR muss die DSC Bytes selektieren,
die zu seinem Zweig BR im Datenfluss DIN gehören, sie in benachbarte Positionen
bringen und dann den so erhaltenen Satz von Bytes rotieren, um den
DTRAM Speicher vollständig
zu füllen. 2 zeigt
den Betrieb des Konzentrator-Rotatorblocks
CR mit N = 5 in sechs aufeinander folgenden Zeiteinheiten TS. Die
entsprechenden DSC Bytes, die am Eingang des Konzentrator-Rotatorblocks
CR auf gespreizt werden, werden durch eine umlaufende Verschiebeoperation,
d.h. eine Rotation, konzentriert und genau im DTRAM Speicher positioniert.
Natürlich
wird der Konzentrator-Rotatorblock CR während dieser Operationen mit der
Schreibsequenz WW betrieben.
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Der
nachfolgende Puffer BUF ist erforderlich, falls der DTRAM Speicher
nur erlaubt, Worte mit einer vorbestimmten Länge einzuschreiben. Weil die Anzahl
der Ausgangsbytes vom Konzentrator-Rotatorblock CR zeitlich variabel
ist, werden die Bytes vorübergehend
in dem Puffer BUF gespeichert, bis ein vollständiges Wort gebildet ist. Sobald
das geschieht, wird das erhaltene Wort zum DTRAM Speicher übertragen.
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Der
Konzentrator-Rotatorblock CR wird vom Schreibsteuerspeicher WCM
betrieben, dies ist ein Speicher, dessen Tiefe gleich der Anzahl
der Zeiteinheiten TS ist, die den Rahmen ST bilden und einer Wortlänge gleich
der der Schreibsequenz WW von N Bits. Weil die besagten j und k
ganzzahlige Indices sind, wird das j-te Bit der k-ten Schreibsequenz
WW im Schreibsteuerspeicher WCM auf 1 gesetzt, wenn das Byte in
der k-ten Zeiteinheit TS des j-ten Eingangsrahmens ST im DTRAM Speicher
gespeichert werden muss, der zu dem gleichen Zweig des betrachteten
Schreibsteuerspeichers WCM gehört.
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Wenn
der DTRAM Speicher vollständig
gefüllt
ist, wird er mit Random Access gelesen, entsprechend dem Inhalt
des Lesesteuerspeichers RCM.
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Auch
der "Knock-out Switch" hat einige Nachteile,
selbst wenn er die Unteraufteilung des Speichers in eine Vielzahl
von kleineren Speichern erlaubt.
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Wenn
ein Standard RAM Speicher verwendet wird, wird jedes Byte, das einem
virtuellen Container entspricht, immer an der gleichen Speicherposition
gespeichert. Das trifft beim "Knock-out Switch" nicht zu wegen der
Konzentrations- und Rotationsoperationen. Deshalb muss, wenn eine
Verbindung geändert
werden soll, der Inhalt des gesamten Lesesteuerspeichers aufgefrischt
werden, während
beim Schreibsteuerspeicher nur die Bits, die sich auf die geänderte Verbindung
beziehen, geändert
werden müssen.
Deshalb wird ein externer Mikroprozessor zum Auffrischen der Steuerspeicher
verwendet. Der Auffrischschritt der Steuerspeicher ist sehr kritisch, weil
es während
der Änderung
des Inhalts des Schreibsteuerspeichers passieren kann, dass sich
im Speicher die Position einiger Bytes ändern, die nicht von der neuen
Verbindung betroffen sind. Das passiert hauptsächlich deswegen, weil es einige
Zeitintervalle gibt, während
denen ein Teil des Speichers unter der Steuerung des aufgefrischten
Steuerspeichers geschrieben werden muss, während der übrige Teil noch unter der Steuerung
des "alten" Steuerspeicherinhalts
geschrieben wird. Das wird klar deutlich bei dem Lesesteuerspeicher,
der die Leseoperation teilweise als aufgefrischter Speicher und
teilweise als "alter" Speicher durchführen muss.
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Eine
einfache Lösung
ist, die Steuerspeicher sowohl im Lesemodus als auch im Schreibmodus
zu duplizieren. 3 zeigt die Struktur eines "Knock-out Switch" Speicherzweiges
mit Speicher Duplikation KS 2. Der Eingang erhält den Datenstrom DIN, bestehend
aus N Rahmen ST. Im Folgenden wird Bezug genommen auf einen Rahmen
ST, bestehend aus virtuellen Container VC 12, in denen 18 "Overhead" Bytes und 63 Datenbytes
oder "Payload" (= Nutzdaten) Bytes,
4 mal wiederholt, vorgesehen sind. Es versteht sich, dass die Schreibsteuerspeicher
WCMa und WCMb vorgesehen
sind, einer als Reproduktion oder Duplikat des anderen, die den
Konzentrator-Rotatorblock
CR über
einen Multiplexer WMUX betreiben. Ein Speicher DRM, von entsprechenden
Lesesteuerspeichern RCMa und RCMb über
einen Lesemultiplexer RMUX betrieben, ist als drei parallele Blöcke strukturiert:
einem Overheadspeicherblock OHMEM, einem ersten Speicherblock DMEM
1 und einem zweiten Speicherblock DMEM 2. Der Overheadspeicherblock
OHMEM wird einfach benutzt, um die 18 "Overhead" Bytes des Rahmens ST zu speichern. Der
erste Speicherblock DMEM 1 und der zweite Speicherblock DMEM 2 enthalten
entsprechend 63 × N/m
Bytes. Deshalb gibt der DRM Speicher Datenflüsse OHOUT, 1OUT, 2OUT, bestehend
aus N/m Rahmen, die bequemerweise von einem Ausgangsmultiplexer
OMUX selektiert werden, um einen Ausgangsdatenfluss OUT zu bilden.
Die resultierenden Ausgangsrahmen sind um 63 Zeiteinheiten TS im Vergleich
zu den Eingangsrahmen verzögert.
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Beim
Eintreffen eines Rahmens ST am Eingang IN des Speichers DRM werden
folgende Operationen ausgeführt:
- a) Schreiben des Overheadspeichers OHMEM;
- b) Beginn des Schreibens des ersten Speicherblocks DMEM 1;
- c) Abschluss des Schreibens des ersten Speicherblocks DMEM 1,
und gleichzeitig, Lesen des Overheadspeichers OHMEM;
- d) Schreiben des zweiten Speicherblocks DMEM 2 und Lesen des
ersten Speicherblocks DMEM 1;
- e) Schreiben des ersten Speicherblocks DMEM 1 und Lesen des
zweiten Speicherblocks DMEM 2;
- f) Schreiben des zweiten Speicherblocks DMEM 2 und Lesen des
ersten Speicherblocks DMEM 1;
- g) Schreiben des Overheadspeicherblocks OHMEM und anschließend Beginn
des Schreibens des ersten Speicherblocks DMEM 1 und Lesens des zweiten
Speicherblocks DMEM 2;
- h) Abschluss des Schreibens des ersten Speicherblocks DMEM 1
und Lesens des Overheadspeicherblocks OHMEM.
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3b zeigt
ein Zeitdiagramm des Speichers DRM, Ausgang und Eingang, das die
oben erwähnten
Operationsschritte erläutert.
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Die
besagten Operationen werden bei jedem nachfolgenden Rahmen ST durchgeführt, so
dass jeder Abschnitt des Speichers DRM unter Steuerung von entweder
aktualisierten oder alten Steuerspeichern geschrieben wird.
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Wenn
eine Verbindungsänderung
auftritt, müssen
die Steuerspeicher aufgefrischt werden. Zum Aufrechterhalten des Synchronismus
müssen die
Lesesteuerspeicher RCMa und RCMb so
aufgefrischt werden bei Einführen
einer Verzögerung gleich
der Anzahl der Zeiteinheiten TS, die in den Nutzdatenrahmen ST enthalten
sind, d.h. 63, im Vergleich zu Schreibsteuerspeicher WCMa und WCMb. Der Auffrischschritt
erfolgt durch Lesesteuerspeicher RCMb und
Schreibsteuerspeicher WCMb, entweder als
Duplikat oder als Reserve. Es ist tatsächlich möglich, den Inhalt von Duplikat-Lesesteuerspeichern RCMb und Schreibsteuerspeichern WCMb aufzufrischen,
wohingegen die Operationen am Speicher DRM von den Lesesteuerspeichern
RCMa und Schreibsteuerspeicher WCMa gesteuert werden. Wenn der Auffrischschritt
vorbei ist, schalten der Schreibmultiplexer WMUX und der Lesemultiplexer RMUX
um, und die Kontrolle wird übergeben
an die duplizierten Lesesteuerspeicher RCMb und
Schreibsteuerspeicher WCMb.
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Diese
Lösung
kann irgendwelche Probleme, die durch Lesen nicht aufgefrischter
Steuerspeicher bedingt sind, vermeiden. Es führt jedoch offensichtlich zur
Verwendung einer großen
Menge an Speicherplatz und als Folge davon zu einem erhöhten Platzbedarf
in den Schaltungen und zu höheren
Kosten.
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Es
ist eine Aufgabe der vorliegenden Erfindung, die oben erwähnten Nachteile
zu vermeiden und ein Koppelvielfach unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks
zur Verfügung
zu stellen, das eine effektivere und verbesserte Arbeitsweise aufweist.
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Im
Zusammenhang damit ist es die Hauptaufgabe der vorliegenden Erfindung,
ein Koppelvielfach unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks
zur Verfügung
zu stellen, das eine kleinere Anzahl von Schaltungen erfordert,
was zu geringeren Platzanforderungen für die Schaltungen und zu geringeren
Herstellkosten führt.
Ein weiteres Ziel der vorliegenden Erfindung ist es, ein Koppelvielfach unter
den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks zur Verfügung zu
stellen, das Lese- und Schreibsteuerspeicher für den Hauptspeicher aufweist,
die aktualisiert werden können,
ohne die Notwendigkeit, diesen besagten Hauptspeicher duplizieren
zu müssen
und ohne das Auftreten von Lesefehlern des besagten Hauptspeichers.
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Eine
weitere Aufgabe der vorliegenden Erfindung ist es, ein Koppelvielfach
unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks zur Verfügung zu
stellen, das eine Packschaltung für die zu bearbeitenden Bytes
aufweist, deren Struktur kompakter und effizienter ist im Vergleich
zu bekannten Lösungen.
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Eine
weitere Aufgabe der vorliegenden Erfindung ist es, ein Koppelvielfach
unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks zur Verfügung zu
stellen, das den eingehenden Datenstrom aufteilt, um die Komplexität der Logikschaltungen,
die den Speicher managen, zu reduzieren.
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Um
diese Aufgaben zu erfüllen,
stellt die vorliegende Erfindung ein Koppelvielfach unter den Tributaries
eines Telekommunikationsnetzwerks zur Verfügung, das die Merkmale der
anhängenden
Ansprüche
aufweist, die einen integralen Bestandteil der vorliegenden Beschreibung
bilden.
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Weitere
Aufgaben, Merkmale und Vorteile der vorliegenden Erfindung werden
verdeutlicht durch die folgende detaillierte Beschreibung und die dazugehörigen Zeichnungen,
die als nicht einschränkendes
Beispiel angegeben werden, in denen:
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1 ein
Grunddiagramm eines Koppelvielfachs nach. dem bekannten Stand der
Technik zeigt;
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2 ein
Grunddiagramm des Betriebs eines Elements des Koppelvielfachs von 1 zeigt;
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3 ein
Grunddiagramm von Schaltungsdetails des Koppelvielfachs unter den
Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks von 1 zeigt;
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3b ein
Zeitdiagramm zeigt, das sich auf die Schaltungsdetails des Koppelvielfachs
unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks von 3 bezieht;
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4 ein
erstes Detail eines Koppelvielfachs unter den Tributaries eines
Telekommunikationsnetzwerks nach der vorliegenden Erfindung zeigt;
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4b ein
weiteres Ausführungsbeispiel des
Details von 4 zeigt;
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5 ein
zweites Detail einer Raum-Zeit-Switchmatrix entsprechend der vorliegenden
Erfindung zeigt;
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6 ein
weiteres Detail von 5 zeigt;
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7 einen
Satz von Raum-Zeit Matrizen zeigt, die entsprechend der vorliegenden
Erfindung angeordnet sind.
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4 zeigt
das Blockschaltbild einer Switch Matrix KS 3 entsprechend der vorliegenden
Erfindung. Die besagte Switch Matrix KS 3 ist auch eine Switch Matrix
vom "Knock-out Switch" Typ, weil sie aus
m Zweigen BR1 ... BRm besteht.
Zur Vereinfachung werden in der Zeichnung der erste Zweig BR1, der i-te allgemeine Zweig BRi und
der m-te und letzte Zweig BRm gezeigt. Der
i-te allgemeine Zweig BRi besteht aus einem Packblock XCRi, einem Puffer BUFi und
einem Speicher DRMi. Der Packblock XCRi wird betrieben von einem entsprechenden
Schreibsteuerspeicher WCMi über einen
Schreibmultiplexer WMUXi. Der Speicher DRMi wird beim Lesen betrieben von einem entsprechenden
Lesesteuerspeicher RCMi über einen Lesemultiplexer RMUXi. Darüber
hinaus sind auch ein Reserve-Schreibsteuerspeicher SPMW
und ein Reserve- Lesesteuerspeicher SPMR, gesteuert von einem Mikroprozessor,
vorgesehen. Die Ausgänge
des Reserve- Schreibsteuerspeichers SPMW und des Reserve- Lesesteuerspeichers SPMR
sind sowohl mit ihren entsprechenden Schreibsteuerspeichern WCM1 ... WCMm und Lesesteuerspeichern
RCM1 ... RCMm als
auch mit entsprechenden Schreibmultiplexern WMUX1 ...
WMUXm und Lesemultiplexern RMUX1 ...
RMUXm verbunden.
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Im
Folgenden wird der Betrieb des Reserve- Lesesteuerspeichers SPMR
beschrieben, wobei anzumerken ist, dass die Ausführung der Schreibvorgänge exakt
die gleiche ist.
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Der
Reserve- Lesesteuerspeicher SPMR ist ein Speicher, dessen Größe gleich
der der anderen Lesesteuerspeicher RCM1 ...
RCMm ist.
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Während des
Normalbetriebs- Modus, d.h., wenn keine Verbindungen geändert werden
müssen, selektieren
alle Lesemultiplexer RMUX1 ... RMUXm den Ausgang ihrer entsprechenden Lesesteuerspeicher
RCM1 ... RCMm. Drüber hinaus
haben alle Lesesteuerspeicher RCM1 ... RCMm Lesezugriff.
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Wenn
der Lesesteuerspeicher RCMi aktualisiert
werden muss, schreibt der Mikroprozessor MP zuerst in den Reserve-Lesesteuerspeicher
SPMR die Worte, die in dem Lesesteuerspeicher RCMi gespeichert
werden sollen. Nachdem der Reserve-Lesesteuerspeicher SPMR mit dem
zukünftigen
Inhalt des Lesesteuerspeichers RCMi gefüllt ist,
selektiert der Lesemultiplexer RMUXi den
Reserve- Lesesteuerspeicher SPMR-Ausgang,
der auch zum Eingang des Lesesteuerspeichers RCMi gesendet
wird. Der besagte Lesesteuerspeicher RCMi ändert dann
seinen Betriebsmodus und macht Schreiben möglich, so dass er mit dem Inhalt
des Reserve- Lesesteuerspeichers SPMR aktualisiert werden kann.
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Wenn
der Mikroprozessor MP in den Reserve- Lesesteuerspeicher SPMR schreibt,
wird das Abtasten seiner Speicheradressen vom Mikroprozessor MP
selbst gesteuert. Anschließend
wird das Abtasten seiner Speicheradressen vom Speicherzähler DRMi, der aus Vereinfachungsgründen nicht
gezeigt wird, gesteuert, der auch die Lesesteuerspeicher RCMi steuert. Nach einem kompletten Durchlauf
des Reserve- Lesesteuerspeichers SPMR wurde der Lesesteuerspeicher
RCMi vollständig aktualisiert, dann selektiert
der Lesemultiplexer RMUXi den Ausgang des
Lesesteuerspeichers RCMi, der gleichzeitig
seine Betriebsart auf Lesemodus umschaltet. Dann kann der Reserve-Lesesteuerspeicher
SPMR verwendet werden, um einen anderen Lesesteuerspeicher RCMi zu aktualisieren.
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Somit
werden vorteilhafterweise nur m + 1 Speicher wie der Lesesteuerspeicher
RCMi und m + 1 Speicher wie der Schreibsteuerspeicher
WCMi für die
Aktualisierungsvorgänge
verwendet.
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4b zeigt
eine mögliche
Variante der Aktualisierungsbetriebsart für Lese- und Schreibsteuerspeicher.
Tatsächlich
kann eine unterschiedliche Prozedur für das Aktualisieren des Lesesteuerspeichers RCM
verwendet werden, die nicht erfordert, dass der RAM Block DRM dupliziert
wird in zwei Unterblöcken, in
denen abwechselnd geschrieben und gelesen wird, sondern nur in einem
einzigen Speicherblock 1 DRM, der getrennt auch den Overheadspeicher
OH enthalten kann. In diesem Fall ist der entsprechende Multiplexer
1 RMUX in der Lage, dynamisch zu wählen zwischen Reserve- Lesesteuerspeicher
SPMR und Lesesteuerspeicher RCM, je nachdem das zu lesende Byte
unter Steuerung eines aktualisierten Schreibsteuerspeichers WCM
geschrieben wurde oder nicht. Der Multiplexer
1 RMUX führt die
Selektion nach einem ziemlich einfachen Prinzip durch. Wenn der
Inhalt des neuen Lesesteuerspeichers RCM, d.h. die Adresse, die
im Speicherblock 1 DRM zu lesen ist, größer ist als die Adresse, in
die es im Lesesteuerspeicher RCM selbst geschrieben wurde, wird
das zu lesende Byte unter Steuerung des alten Schreibsteuerspeichers WCM geschrieben.
Wenn jedoch der Inhalt des neuen Lesesteuerspeichers kleiner ist
als die Adresse, in die es im Lesesteuerspeicher RCM selbst geschrieben wurde,
wird das zu lesende Byte unter Steuerung des neuen Schreibsteuerspeichers
WCM geschrieben.
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Gleichzeitig
wird der Lesesteuerspeicher RCM aktualisiert. Wenn der Lesesteuerspeicher RCM
vollständig
aktualisiert ist, selektiert der Lesemultiplexer 1 RMUX schließlich den
Ausgang des Lesesteuerspeichers RCM und der Reserve-Lesesteuerspeicher
SPMR kann benutzt werden, den Steuerspeicher eines anderen Zweiges
zu aktualisieren. Somit ist im Wesentlichen, obwohl das Management der
Multiplexer komplexer ist, eine Halbierung der zu verwendenden RAM
Größe erreicht.
Darüber
hinaus sind die Ausgangsrahmen nicht länger durch Zeitverzögerung wegen
der Speicherung eines gesamten Unterrahmens in einem der beiden
Unterspeicher DMEM 1 und DMEM 2 des Speichers DRM beeinträchtigt.
In solch einem Fall müssen
die Lesesteuerspeicher RCM Dual-Port-Speicher sein, weil der Multiplexer
1 RMUX den Ausgang des Lesesteuerspeichers RCM selektiert, während dieser
beschrieben wird.
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5 zeigt
eine detaillierte Blockdarstellung des Packblocks XCR. Der in der
Zeichnung dargestellte Packblock XCR hat 8 Eingänge IN 0 ... IN 7, und er wird
erhalten durch eine rekursive Drei-Stufen-Struktur; d.h. eine Anzahl
von Stufen entsprechend dem Logarithmus zur Basis zwei der Anzahl der
Eingänge
IN 0 ... IN 7. Die besagten Stufen von SD 1 bis SD 3 werden erhalten
durch verschieden große
Aufwärtsverschieber
USH und Abwärtsverschieber
DSH. Wenn q die Anzahl von Verschiebereingängen der i-ten Stufe ist, dann
wird jeder String von q Bits am Verschiebereingang entweder aufwärts oder
abwärts
verschoben um eine Anzahl von Plätzen,
die von 0 bis q – 1
reicht. Der Verschiebebetrag wird so eingestellt, dass die im folgenden
Speicher DRM zu speichernden Bits ausgerichtet sind, entweder beginnend
mit dem unteren Ausgang jedes Abwärtsverschiebers DSH oder beginnend
mit dem oberen Ausgang jedes Aufwärtsverschiebers USH.
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Die
Verschieber werden erhalten durch Verwendung von Zwei-zu-Eins-Multiplexern
mit einer Anzahl von q·log
2 (q), so dass die Gesamtzahl der zu verwendenden Multiplexern gleich
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Die
Verschieber der ersten Stufe SD 1 werden betrieben von Steuersignalen
a0, a1, a2, a3, während
die Aufwärtsverschieber
der zweiten Stufe SD 2 von Steuersignalen b0, b1 und die Abwärtsverschieber
der zweiten Stufe von Steuersignalen c0, c1 betrieben werden. Der
Abwärtsverschieber
DSH 3 der dritten Stufe wird von den Signalen d0, d1, d2 betrieben.
Die besagten Steuersignale werden erzeugt von einem kombinatorischen
Netzwerk CMB, das von einer Schreibsequenz WW betrieben wird, die von
dem Schreibsteuerspeicher WCM abgegeben wird.
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Der
Betriebsvorgang läuft
wie folgt ab:
- a) a0 ist null, wenn IN 1 ein
aktives Bit enthält,
andernfalls ist es 1. a1 ist null, wenn IN 2 ein aktives Bit enthält, andernfalls
ist es 1. Das gleiche gilt für a2
und a3.
- b) b1b0, d.h. die binäre
Zahl, die sie repräsentieren,
ist gleich der Anzahl der aktiven Bits, die von den Signalen IN
2 und IN 3 übertragen
werden; c1c0 ist gleich der Anzahl der Bits, die von den Signalen
IN 4 und IN 5 übertragen
werden;
- c) d2d1d0 ist gleich der Anzahl der Bits, die von den Signalen
IN 4, IN 5, IN 6 und IN 7 übertragen werden.
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Deshalb
muss das kombinatorische Netzwerk CMB, das die Steuersignale erzeugt,
ein kombinatorisches Netzwerk sein, das die Anzahl der Nullen in
den Untersätzen
der Worte zählt,
die im Schreibsteuerspeicher WCM enthalten sind.
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Um
den Puffer BUF korrekt zu füllen,
ist beim Schritt c) eine Integration erforderlich, wo die bereits im
Puffer BUF gespeicherte Anzahl Bits von der Zahl, die d2d1d0 repräsentiert,
subtrahiert wird.
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6 zeigt
ein Blockschaltbild des kombinatorischen Netzwerks CMB, in dem die
gleiche wiederkehrende Struktur angewendet wird, die bei dem Packblock
XCR benutzt wird, so dass die Schreibsequenz WW, die von dem Schreibsteuerspeicher WCM
ausgegeben wird, zu einer ersten Stufe CSD 1, zusammengesetzt aus
N/2, d.h. vier Addierern CSUM gesendet wird. Die besagte Schreibsequenz WW
enthält
im Wesentlichen die Information über
die aktiven Bits an den Eingängen
IN 0 ... IN 7 der Stufe SD 1 des Packblocks XCR. Die Addierer CSUM
summieren die Bits WW 0 ... WW 7 paarweise und bilden die Schreibsequenz
WW komplementär
zu 1 und geben so Steuersignale b1b0 von der Summe der Bits WW 2
und WW 3 aus und c1c0 von der Summe der Bits WW 4 und WW 5, entsprechend
der obigen Regel b). Wenn z.B. die Bits WW 2 und WW 3 der Schreibsequenz
WW, zu 1 ergänzt,
ein aktives Bit enthalten, werden sie 1 und 0 oder 0 und 1. CSUM gibt
01 aus, was gleich dem Steuersignal b1bo ist, das nach der oben
beschriebenen Regel b) benutzt wird.
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Die
Steuersignale a0, a1, a2, a3 sind direkt aus den Bits WW 1 ... WW
8 der Schreibsequenz WW, zu 1 ergänzt, abgeleitet mit den folgenden
Beziehungen:
a0 = WW 1 a1 = WW 2 a2 = WW 5 a3 = WW 6
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Die
Ausgangssignale der ersten Stufe CSD 1 treten in eine zweite Stufe
CSD 2 ein, die aus zwei weiteren Addierern CSUM besteht, deren Ausgänge 3-Bit
Signale abgeben und dann in eine dritte Stufe CSD 3, die aus einem
einzigen Addierer CSUM besteht, dessen Ausgangssignal ein Nullenanzahlsignal
ZN ist, dies ist ein Vier-Bit-Signal, das die Anzahl der Nullen
angibt, die in der Schreibsequenz enthalten sind. Das besagte Nullenanzahlsignal
ZN, zu 2 ergänzt
in einem Komplementbildungsblock CPL, stellt ein Einsenzahlsignal
ON dar, das die Anzahl der Einsen angibt, die in der Schreibsequenz
WW enthalten sind, d.h. die gesamte Anzahl der aktiven Bits. Das
Nullenanzahlsignal ZN und das Einsenzahlsignal ON und ein AnzahlgeschriebeneBytes-Signal
PL, das die Anzahl der Bytes angibt, die bereits in den Puffer BUF
geschrieben wurden, werden an zwei Addierer CSUM gegeben, aus denen
das Steuersignal d2d1d0 gebildet wird durch Addition von ZN und
PL, während
durch Addition von ON und PL ein modifiziertes Byteanzahlsignal
FL erhalten wird, das die Anzahl der Bytes repräsentiert, die im Puffer BUF nach
dem Schreiben der eingehenden ON Bytes gespeichert sind.
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7 zeigt
auch ein System von Switch Matrizen KS 3, das optional verwendet
werden kann. Es enthält
einen Datenstrom-Eingang
DIN, bestehend aus N Rahmen ST, z.B. 38,88 MHz STM – 1 Rahmen, die
einen ersten Multiplexblock FT 1 erreichen, aus dem modifizierte
Rahmen MST parallel abgegeben werden und die Switch Matrizen KS
3 erreichen. Die Ausgänge
der Switch Matrizen KS 3 werden dann zum Eingang eines zweiten Switch
Blocks FT gesendet, der einen Ausgangsdatenstrom DOUT zusammenstellt.
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Wenn
man jetzt annimmt, dass der Datenstrom DIN aus N byteweise angeordneten
Rahmen ST besteht, wobei N = 8·h
ist mit h als ganzer Zahl, ist es möglich, beginnend mit den besagten
N Rahmen ST, 8 solcher Sätze
SSET von h modifizierten Rahmen MST zu bilden, wobei jeder modifizierte Rahmen
MST, der zu dem i-ten Satz SSET gehört, nur die i-ten Bits jedes
Bytes für
jeden Eingangsrahmen ST umfasst. Beispielsweise ist der l-te modifizierte Rahmen
MST des i-ten Satzes SSET nur zusammengesetzt aus den i-ten Bits
oder den Bits an der i-Position,
die in den Eingangsrahmen ST 1 * 8, 1 * 8 + 1, ... l·8 + 7
enthalten sind. Die Bitrate der modifizierten Rahmen MST bleibt
offensichtlich unverändert.
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Deshalb
wird durch den ersten Multiplexblock FT 1 die Information, die byteweise
oder per Byte in den Rahmen ST, wie dem Standardrahmen STM – 1, übertragen
wird, umgesetzt in eine bitweise oder per Bit übertragene Information in modifizierten Rahmen
MTS. Die Bits in den modifizierten Rahmen MTS haben den Vorteil,
dass sie völlig
unabhängig voneinander
sind, was die Verbindungen anbetrifft.
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Die
Umsetzung ermöglicht,
dass 8 ähnliche Module
bei den Switch Matrizen KS 3 eingesetzt werden können, von denen jedes einen
Satz SSET modifizierter Rahmen MST bearbeiten kann. Das erlaubt die
Verwendung von 8 kleineren Speichern der gleichen Größe, je eines
Speichers für
die 8 Switch Matrizen KS 3.
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Somit
können
Speicher mit höherer
Kapazität
erhalten werden durch Kombination vorbestimmter kleinerer Matrizen. Ähnlich fällt die
Anzahl der zu managenden Adressen auf 8, genau wie die Anzahl der
Speicherports. Der letztere Faktor ist recht beachtlich, weil die
Anzahl der Verbindungsstifte oder Anschlüsse an einem Speicherblock
festgelegt ist, so bedeutet eine geringere Anzahl von Ports, dass
eine höhere
Anzahl von Stiften für
andere Verwendungen reserviert werden kann.
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Im
Hinblick auf die obige Beschreibung sind die Merkmale der vorliegenden
Erfindung klar, wie auch ihre Vorteile recht offensichtlich sind.
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Das
Koppelvielfach unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks
nach der vorliegenden Erfindung erfordert eine kleinere Anzahl von Schaltungen,
das führt
somit zu einem reduzierten Flächenbedarf
für die
Schaltungen und niedrigeren Herstellkosten.
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Tatsächlich benötigt das
Koppelvielfach unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks
nach der vorliegenden Erfindung vorteilhafterweise eine geringere
Anzahl an Steuerspeichern für Lese-
und Schreibvorgänge.
Die besagten Lese- und Schreibsteuerspeicher können aktualisiert werden, ohne
den RAM Speicher zu duplizieren und ohne Lesefehler beim RAM Speicher
selbst auszulösen.
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Das
Koppelvielfach unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks
nach der vorliegenden Erfindung verwendet auch eine Packschaltung,
deren Struktur schlanker ist im Vergleich zu bisher bekannten Lösungen,
insbesondere im Hinblick auf den doppelten Konzentrations- und Rotationsblock.
Die verwendete rekursive Struktur ermöglicht eine Einsparung von
Schaltungen und Platz für
die Schaltungen, besonders in Verbindung mit dem bitweisen Rahmenwiederaufbau,
mit dem sie arbeitet. Der besagte bitweise Rahmenwiederaufbau verteilt die
eingehenden Datenströme
und reduziert auch vor allem die Komplexität der logischen Schaltungen
für das
Management der RAM Speicheradressierung.
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Es
ist offensichtlich, dass viele Änderungen des
Koppelvielfachs unter den Tributaries eines Telekommunikationsnetzwerks,
das oben beispielhaft beschrieben wurde, für den Fachmann auf diesem Gebiet
möglich
sind, ohne vom Schutzbereich der anhängenden Ansprüche abzuweichen.