FI97842C - Digitaalisen ristikytkimen konfigurointi - Google Patents

Description

97842

Digitaalisen ristikytkimen konfigurointi - Konfigurering av en digital korskopp-ling

Keksintö koskee patenttivaatimuksen 1 johdannon mukaista menetelmää digitaalisten siirtolinjojen ristikytkimen konfigurointia varten ristikytke ntätarpeen muutosti-5 lanteissa.

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

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

20 , Digitaalista ristikytkentää on tutkittu runsaasti optimaaliset ehdot täyttävän arkkitehtuurin löytämiseksi. Kapasiteetin, estottomuuden ja toteutettavuuden ehdot hyvin täyttävä rakenne on TST-rakenne (Time Space Time) eli aika-tila-aika-ristikytkentä, •.: * kuten on esitetty esimerkiksi patentissamme PCT/FI/00174 (tai vastaava FI-921834).

• •I

. * Tässä patentissa on esitetty varsin seikkaperäisesti TST-ristikytkimen yleiset peri-25 aatteet. Vaikka patenttijulkaisussa PCT/FI/00174 esitetty menetelmä toimiikin varsin : * · hyvin, esiintyy varsinkin suuremmissa ristikytkimissä tarvetta kytkennän vielä tehok-: ; kaammalle ohjausmenetelmälle.

: V Keksinnön tavoitteena on osoittaa digitaalisten signaalien kahden annetun pisteen : '": välillä tapahtuvaa ristikytkentää varten sellainen menetelmä, jolla voidaan toteuttaa ,30 estoton kytkentä ja välttää tunnetut puutteet ja haitat.

•. ‘ : Tämä tehtävä ratkaistaan patenttivaatimuksen 1 mukaisella aikajaksoittain toteutet tavalla konfiguraation laskentamenetelmällä. Keksinnön muita edullisia toteutus-muotoja on esitetty muissa epäitsenäisissä patenttivaatimuksissa.

2 97842

Kytkettävät signaalit ovat edullisesti suurinopeuksisten signaalien multipleksoituja alisignaaleja, eli SDH-järjestelmässä tämä tarkoittaa sitä, että alisignaalit ovat pääasiassa 2 Mbit/s VC-12 -virtuaalikonteinereita, jolloin pääsignaalit ovat 155 Mbit/s STM-1 -signaaleja. Keksinnön mukainen Game-algoritmi omaa paremmat ominai-5 suudet kuin muut tunnetut kahden pisteen väliset kytkentäalgoritmit. Etuina ovat pienempi datamuistin tarve ja nopeampi suoritus. Kohtuullinen muistin tarve ja nopea suoritus ovat erittäin tärkeitä, kun ristikytkin kasvaa suureksi, varsinkin kun se ylittää nykyisen koon 16*16. Algoritmi käsittää myös yksinkertaisen ja suoraviivaisen uudelleenjäqestelyrutiinin, joka muodostaa algoritmin pääosan. Uudelleenjärjes-10 telyrutiini on näin ollen helposti toteutettavissa ja hyvin optimoitu, niin että se pystyy nopeisiin laskentasuorituksiin.

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

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

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

r · 25 Keksintöä selitetään seuraavassa esimerkkien avulla oheisiin kuviin viitaten.

. Kuvassa 1 on pelkistetty esimerkki ristikytkentätilanteen tarkastelutavasta, jossa on : : : vain 5 aikaväliä tavallisen 64 aikavälin sijasta.

• ',· Kuvassa 2 on esitetty imaginaarinen matriisi ja tuloporttien ja lähtöporttien väliset kytkennät. Tässä pelkistetyssä esimerkissä vaaka-akselilla on tuloportit tuloaikavä-30, leineen ja pystyakselilla lähtöportit lähtöaikaväleineen.

. ; Kuvassa 3 on keksinnön mukaisen pelialgoritmin pelkistetty vuokaavio.

Kuva 4 havainnollistaa keksinnön mukaista rekursiovaihetta.

3 97842

Kuvassa 5 on tilanne, kun keksinnön menetelmässä on toteutettu ensimmäinen rivinvaihto, ja kuvassa 6 on kytkentämatriisin tilanne, kun ensimmäinen alimatriisi on keksinnön mukaan järjestetty uudelleen pelialgoritmin avulla.

Ristikytkimen keksinnön mukainen konfiguraation laskennan tehokas toteutus pe-5 rustuu TST-ristikytkimen siihen ominaisuuteen, että uusi konfiguraatio voidaan ratkaista aikaväli kerrallaan. Toisin sanoen, kun tulopuolen k aikakytkimen ja k*k tilakytkimen kautta löytyy estoton tila mielivaltaiselle aikavälille n, voidaan olla varmoja siitä, että muutkin aikavälit n+1, n+2,..., m voidaan ratkaista samalla periaatteella. Näin ollen ristikytkimelle voidaan laskea konfiguraatio aikaväli kerrallaan 10 siten, että estoton kytkentäkonfiguraatio etsitään aina jäljellä olevien aikavälien n, n+1, n+2, ..., m tulopuolen aikakytkimessä ja tilakytkimen kautta.

Määrätyn aikavälin tilakytkentä on estoton silloin, kun tilakytkimen kaikki lähdöt ovat käytössä. Toisin sanoen, tulopuolen aikakytkimen on kytkettävä kaikki aikavälit eli kanavat siten, että tilakytkimen tulojen kaikki aikakvtketyt aikavälit johde-15 taan eri lähtöihin. Ellei tulossa ole aikaväliä, joka pitäisi reitit ää tiettyyn lähtöön, niin tätä lähtöä ei tietenkään tarvitse käyttää. Näin ollen tilakytkimen edessä olevan tulopuolen aikakytkimen tehtävänä on jakaa kanavat tasaisesti aikaväleittäin siten, että tilakytkin voi kytkeä ne oikeisiin, haluttuihin lähtöihin. Tarkemmin sanoen tila-kytkimessä on vältettävä estoillanne, jossa samassa aikavälissä olisi enemmän kuin 20 yksi samaan lähtöaikaväliin reititettävä kanava. Keksinnön mukaisella menetelmällä kytkentämatriisi muodostetaan siten, että ristikytkentä toimii estottomasti.

Kytkentämenetelmällä lasketaan ristikytkimen konfiguraatio aikaväli kerrallaan, i Ensin tulokanavat eli kehyksessä olevat tavut jaetaan yhtä moneen ryhmään kuin l liittymän kuljetusmoduulissa on ristikytkettäviä signaaleja eli aikajaksoja. Esim. tu-•28 lopuolen aikakytkimeen liitetyllä SDH:n STM-1-linjalla on 2 Mbit/s-signaalin aika-jaksoja 63 siirtonopeudella 155 Mbit/s, eli alijärjestelmän kontaineria (esim. TU 1, • . Tributary Unit, joka voi sisältää tavallisen 30 kanavaisen PCM-järjestelmän V ‘ 2 Mbit/s-signaalin). Jokaisen keksinnön mukaisesti valitun aikajakson sijainti kehyk- * 4 sessä saadaan suoraan standardin mukaisen osoittimen (pointed avulla tai siitä las- i .

;3T)· kemalla. Vastaavasti plesiokronisen siirtohierarkian (PDH) mukaisessa linjassa on 2 Mbit/s-signaalin aikajaksoja 64, kun nopeus on 140 Mbit/s. Jokaisen tällä tavalla määritellyn ryhmän puitteissa ratkaistaan ristikytkentäreitit siten, että sillä toteutunut . . kytkentäkonfiguraatio myös tarkoittaa, että vielä laskematta olevat aikavälit myös ' voidaan kytkeä. Koko ristikytkentäkentän ratkaisu saadaan näin ollen kuvan 3 mu-35 kaisella aikajaksoittaisella menetelmällä.

4 97842

Keksintöä voidaan soveltaa ristikytkimissä, joissa käytetään yksisuuntaista tai kaksisuuntaista liikenteen kytkentää. Kaksisuuntaisessa ristikytkimessä voidaan toisen suunnan kytkentäkonfiguraatio muodostaa analogisella tavalla, esim. peilikuvana.

Kytkentäongelma esitetään imaginaarisena matriisina, joka on esitetty kuvassa 2.

5 Tässä on otettava huomioon, että kuva 2 on yksinkertaistettu niin, että se vastaa matriisia (4*5), kun taas käytännön kytkentäkenttää vastaava matriisi olisi kool-taan (16 * 63) . Algoritmin pieni muistin tarve johtuu siitä, että ainoat varsinaisesti tarvittavat datakentät ovat matriisin akselin pisteitä vastaavat tiedot.

Algoritmilla pidetään kirjaa kaikista uudelleen järjestelyistä, jotka kytkennöille teh-10 dään ristikytkentätarpeen toteuttamiseksi. Kun kaikki uudelleenjärjestelyt on tehty, kirjanpidosta saadaan kaikki tarpeellinen tieto, joka tarvitaan ristikytkennän tekemiseksi kytkimien ohjaustietojen perusteella.

Kytkettävät signaalit ovat pääasiassa 2 Mbit/s VC-12 -virtuaalikonteinereita, kuten edellä mainittiin. Pääsignaalin (STM-1) kytkemistä kokonaisuutena tulo-ja lähtö-15 porttien välillä ei tässä tarvitse tarkastella, koska sellaiset yhteydet voidaan toteuttaa välittömästi ilman mitään laskentaa. Ongelmana on siis VC-12-signaalien kytkeminen tulevista pääsignaaleista toisiin lähteviin pääsignaaleihin.

Algoritmin yleisenä ongelmakenttänä ja lähtökohtana on taulukko, joka sisältää kaikki ristikytkennän kautta kytkettävät yhteydet. Taulukko on kooltaan 16*63, joka 20,: edustaa porttien ja vastaavasti aikavälien lukumäärää. Taulukon elementtien sijainti • '. · rivillä ja sarakkeessa sekä elementin arvo ilmoittaa kytkennän. Kuvassa 1 on esitetty ; : havainnollisuuden vuoksi yksinkertaistettu taulukko, joka on kooltaan vain 4*5, eli • 4 tuloporttia ja 5 aikaväliä. Taulukon elementtien arvot tarkoittavat tuloporteissa • · · · .'. oleville signaaleille haluttuja lähtöportteja ja -aikavälejä. Ristikytkimen yli kytket-25 tävä yhteys esimerkiksi tuloportin 1 aikavälistä 2, on tehtävä lähtöportin 4 aikaväliin 3. Taulukon elementeissä siis sisäänmenoportit muodostavat rivin ja aikavälit sarak- • t · keen, ja lähtöportti ja lähtöaikaväli on merkitty elementtiin eli taulukon risteyskoh-'· ’ taan muodossa: (portti,aikaväli). Kuvan 1 esimerkissä kytkentätilannetta katsotaan i t* siis tulopuolelta käsin. Vastaavasti taulukossa tuloportin 2 aikavälistä 3 on ratkaistu tava kytkentä lähtöportin 1 aikaväliin 2, joka myös voidaan merkitä 2,3 1,2.

... · TST-ristikytkentäarkkitehtuurissa onnistuneen konfiguroinnin edellytyksenä on se, '·. ‘ että kytkennät on aina järjestettävä niin, että kulloisenkin aikavälin puitteissa tulo-signaalit johdetaan tilakytkimen yksilöllisiin eri lähtöihin eli määrätyssä aikavälissä samaan lähtöporttiin ei saa tulla kahta tai useampaa signaalia. Tämä vaatimus on si- 5 97842 nänsä yksinkertainen, mutta suuremmissa ristikytkimissä käytettävien algoritmien suorituskyky poikkeaa voimakkaasti siinä, millä tavalla algoritmi ratkaisee konfigu-roinnin ja miten pitkän suoritusajan tämä laskenta vaatii.

Tarkastellaan seuraavaksi keksinnön mukaisen algoritmin taustalla olevia mate-5 maattisia perusteita.

TST-arkkitehtuurin ehtoihin voidaan soveltaa kombinatorista matematiikkaa. Teoriaan sisältyy erillisratkaisujen järjestelmän määritelmä (SDR, System of Distinct Representation). Järjestelmä SDR kuvaa N joukkoa (sl, s2,..., sN), joiden elementtien jakautuma on sellainen, että voidaan löytää elementeille sellainen ratkaisu, jossa 10 jokainen elementti on erilainen. Joukoilla sX voi olla seuraava sisältö: sl: (1,3,5) s2: (2,4) s3:(1,2) s4: (3,4) 15 s5: (5) Tällainen sX:ien avulla tehty SDR-ratkaisu voi sisältää seuraavat elementit: 1, 4, 2, 3, 5 (eli elementti 1 joukosta sl, elementti 4 joukosta s2, jne). Järjestelmän SDR muodostamisen ehto on esitetty Hallin lauseena: “Joukoissa sX on olemassa yksilöllinen ratkaisu, jos jokaisella arvolla k saadaan k erilaista ratkaisua missä tahansa 20 k joukon s yhdistelmässä”.

Edellä olevien joukkojen määritelmien perusteella voidaan nähdä, että lause pätee . . näille joukoille sX (x = 1 ... 5). Kun joukkojen sl ja s2 liitto muunnetaan, saadaan 5 • · · edustajaa (elementit 1, 2, 3, 4 ja 5), joka on enemmän kuin liiton muodostavien < · joukkojen lukumäärä. Jos joukko s4 sisältäisi vain elementin 5, se tekisi SDR:n 25 mahdottomaksi, joka nähdään myös Hallin lauseesta. Joukkojen s4 ja s5 liitto sisäl-täisi tällöin vain yhden edustajan, joka on vähemmän kuin liitossa olevien joukkojen .* lukumäärä.

« / * « · *..; TST-arkkitehtuuriin voidaan soveltaa tätä matemaattista tilannetta, koska joukot sX « · voivat edustaa tulojohtoja. Joukkojen elementit voivat tällöin tarkoittaa signaaleja, 30: jotka on johdettava haluttuihin lähtöjohtoihin. Tässä on huomattava, että matemaat- . · risesti aikavälien järjestyksellä ei ole merkitystä, koska oleellisena seikkana TST-rakenteessa on järjestää kytkennät niin, että niissä käytetään eri portteja tilakytki-messä. Aikakytkimet huolehtivat oikeasta järjestyksestä tämän määrittelyn ulkopuolella.

6 97842

Voidaan osoittaa, että Hallin lause pätee TST-arkkitehtuurille, koska tulo-ja lähtö-puolet ovat samankokoisia. Ongelmana ei ole ehdollisesti estottoman TST-arkkiteh-tuurin estottomuus, vaan miten kuvata algoritmi, jolla löydetään oikea kytkentäkon-figuraatio, eli miten parhaalla tavalla löydetään ratkaisu, jossa jokaista 63 aikaväliä 5 varten signaalit käyttävät eri portteja tilakytkimen yli.

Eräs mahdollinen algoritmi löydetään testaamalla Hall-lauseen pätevyys. Tällaisessa algoritmissa yksinkertaisesti poimitaan jostakin joukosta sX yksi elementti, kunhan tämä elementti ei jo kuulu ratkaisuun. Algoritmi kokeilee joukossa olevia elementtejä, kunnes se löytää uuden ratkaisun. Tätä jatketaan kaikkien joukkojen osalta, 10 kunnes kaikki joukot on ratkaistu yksilöllisillä elementeillä.

Ellei määrätyn joukon kaikkien elementtien joukosta löydy ratkaisua, niin on suoritettava rekursiivinen toiminta. Rekursio aloitetaan valitsemalla ratkaisemattomasta joukosta yksi elementti. Jossakin toisessa joukossa oleva päällekkäinen elementti on poistettava jo tehdystä ratkaisusta, ja uusi ratkaisu on löydettävä tälle päällekkäiselle 15 joukolle. Jos päällekkäisessä joukossa on elementti, joka lisää ratkaisujen lukumää rää, niin se on uusi ratkaisu. Ellei toisaalta löydetä mitään uutta ratkaisua, niin re-kursiota jatketaan, mutta nyt käyttäen uutta ratkaisematonta joukkoa lähtökohtana. Rekursio on edellä selitetyn tapainen paitsi että seuraavan elementin valinta ei voi kohdistua aikaisempaan päällekkäiseen elementtiin. Rekursiolaskentaa jatketaan, 20 kunnes ratkaisujen lukumäärää kasvaa uudella ratkaisulla.

Seuraavassa tarkastellaan erästä esimerkkiä testialgoritmin havainnollistamiseksi. Voidaan käyttää edellä esitettyjä joukkoja eli: sl: (1,3,5); s2: (2,4); s3: (1,2); s4: (3,4); s5: (5).

• · · • · · ·

Joukosta sl valitaan elementti 1 ratkaisua varten. Seuraavaksi valitaan elementti 2 25 joukosta s2, ja sitten on valittava elementti joukosta s3. Joukko s3 sisältää elementit • . 1 ja 2, jotka jo muodostavat osan siihen astisesta ratkaisusta, joka osoittaa että tarvi- taan rekursiolaskentaa. Valittakoon uudeksi ratkaisuksi joukon s3 elementti 1, jolloin joukon sl elementti 1 on poistettava ratkaisusta. Tällöin joukolle sl on saatava • · · : . ’ uusi ratkaisu, ja tähän sopii elementti 3, koska sillä ratkaisujen lukumäärä kasvaa, *3Ör eli aikaisempi ratkaisu (s2(2), s3(l)) kasvaa muotoon (sl(3), s 2>2), s3(l)). Tällöin rekursio lopetetaan. Seuraavassa vaiheessa valitaan joukon s4 elementti 4 ja sitten lopuksi joukon s5 elementti 5. Siten lopulliseksi ratkaisuksi tulee: • (s 1(3), s2(2), s3(l), s4(4), s5(5)).

7 97842

Kun ratkaisujen kesken esiintyy päällekkäisyyttä eli törmäys tai limittyminen, algoritmilla pyritään alkamaan siitä joukosta, jolla ei vielä ole ratkaisua. Tätä lähtökohtaa ei aina voi pitää suositeltavana, koska algoritmi voi jäädä kiertämään silmukkaan samojen joukkojen kesken, kunnes se löytää aikaisempien joukkojen elemen-5 tin, jolla ratkaisu kasvaa. Parempana lähtökohtana pidetään tällöin sitä, että valitaan aikaisemman joukon sX elementti, jolla voidaan saada uusi ratkaisu. Muut ratkaisut löydetään käymällä algoritmi läpi vastakkaiseen suuntaan.

Seuraavaksi tarkastellaan sopivan rekursiotoiminnan toteuttamista. Törmäystapauk-sessa valitaan joukko sX, jonka elementti tuottaa lisäratkaisun. Tämän joukon sX 10 edellinen valinta on poistettava. Vapaa ratkaisu valitaan nyt toisesta joukosta, ja sille aikaisemmin valittu elementti poistetaan ratkaisuista. Tämä valitsemisen ja poistamisen toimintaa jossakin joukossa jatketaan kokonaisratkaisun kaikkien joukkojen osalta, kunnes poistettu elementti löytyy sellaisesta joukosta, jolla rekursio aloitettiin, eli siitä joukosta, jossa aikaisemmin oli vain sellaisia elementtejä, jotka jo 15 esiintyivät muissa joukoissa.

Katsokaamme esimerkkinä edellä olevaa rekursiotilannetta ja käyttäkäämme pehmeämpää menetelmää. Tällöin joukossa s3 on kaksi elementtiä, mutta kumpaakaan ei voi valita. Sekä sl että s2 voivat kasvattaa ratkaisua. Joukossa sl on vielä elementit 3 ja 5, ja joukossa s2 on vielä elementti 4. Ottakaamme nyt joukon sl ele-20 mentti 3. Tällöin aikaisemmin valittu joukon sl elementti 1 poistetaan, jolloin ele-. ; mentti 1 voidaan valita jossain muussa joukossa. Kun tutkitaan joukkoa s3, nähdään : että tähän joukkoon myös kuuluu elementti 1, joka näin ollen valitaan joukon s3 rat-.. : kaisuksi. Näin ollen kokonaisratkaisuksi saadaan: (s 1 (3), s2(2), s3(l)).

i.i : Tämän menetelmän eli algoritmin puutteena on sen heikko teho. Ratkaisujen kasvat-• · · 25 · tamiseen kuluva aika eli kulloinkin uuden kytkennän muodostaminen tilakytkimen yli vie käytännössä liikaa aikaa. Ratkaisujen kasvattaminen lukumäärästä k-1 luku- ! .*. määrään k voi pahimmassa tapauksessa tarkoittaa k uutta valintaa. Teoreettisesti ko- : ko aikavälin ratkaisuun voidaan tällöin tarvita Ek vaihetta. Pahimmassa tapauksessa valintaprosessin teoreettinen tehokkuus on (100 % * 16)/Ek = 11,76 %, kun kmax = •30 16 eli kun ristikytkimen koko on 16*16.

• ·

Keksinnön mukaisessa pelialgoritmissa otetaan käsittelyyn kytkentäpyyntötaulukko, kuten kuvassa 1. Tässä on huomattava, että lähtöporttien mukaan muodostuvassa taulukossa on oltava kytkentätilanne, jossa taulukon elementeissä on esitetty risti-kytkimen tulot. Taulukossa siis rivi vastaa lähtöporttia, sarake lähtöportin aikaväliä, 35 ja elementin sisältö vastaa tuloporttia ja -aikaväliä. Kytkentäpyyntötaulukosta kyt- 8 97842 kennät kirjataan kahteen aputaulukkoon, jotka kuvaavat kytkentöjä tuloista lähtöihin.

Keksinnön mukaisen algoritmin päätehtävänä on ratkaista kaikki kytkennät yhdellä kertaa jakamatta kytkentäpyyntötaulukkoa pienempiin osiin. Mainitut kaksi aputau-5 lukkoa eli tulojen taulukko ja lähtöjen taulukko sijoitetaan kahdeksi sarjaksi, jotka järjestetään aikaväleittäin. Nämä kaksi sarjaa muodostavat imaginaarisen matriisin kaksi akselia. Kuvassa 2 on esimerkki näistä sarjoista, jotka on järjestetty imaginaariseksi matriisiksi kuvan 1 tietojen perusteella. Matriisin x-akseli vastaa tuloporttien pyyntösarjaa ja y-akseli lähtöporttien pyyntösarjaa.

10 Kuvassa 2 tulot ovat x-akselilla niin, että ensimmäinen eli ylin rivi osoittaa tulopor-tin ja toinen rivi osoittaa tuloliitännän aikavälin. X-akselin kolmas rivi osoittaa tulo-portissa/aikavälissä olevan signaalin kohteen lähtöportin ja aikavälin (portti,aika). Ensimmäinen eli eniten vasemmalla oleva sarake osoittaa läh; sportin ja toinen sarake lähtöliitännän aikavälin, joka esitetään lähtöliitäntäpyyntönä. Kolmas sarake 15 osoittaa lähtöliitännän halutun sisällön eli kytkennän lähteen muodossa: tuloportti, tuloaikaväli. Tämän lähtösarjan rakenne on siten sama kuin tulosarjassa. Lisäksi läh-tösarjan sisältö osoittaa samoja kytkentöjä kuin tulosarja, vain näkökohdan poikkeavat toisistaan. Taulukon muussa osassa eli imaginaarisessa matriisissa merkintä ‘ 1 ’ osoittaa kytkennän. Näin ollen jokainen tulo liittyy johonkin lähtöön määrätyssä ri-20 vien ja sarakkeiden risteyspisteessä, joka on merkitty “1”.

' ' Kun matriisin koko on N*N, jolloin N = 4 kuvassa 2, matriisi voidaan toteuttaa ko-: konaismatriisin osamatriiseina. Tällöin sekä tulo- että lähtökytkentäsarjan jokaista aikaväliä kohti muodostetaan yksi alimatriisi. Kokonaismatriisissa alimatriisit muo- • · · ·* dostavat lävistäjän, joka kulkee vasemmasta ylänurkasta oikeaan alanurkkaan. Kaksi :25 ensimmäistä tällaista matriisia on esitetty vahvemmin kehäviivoin kuvassa 2. Nämä matriisit osoittavat kytkennät tilakytkimen yli kulloisessakin aikavälissä. Nämä mat- : . riisit vastaavat myös koko SDR-järjestelmän ratkaisua.

• · * * * Kuvassa 3 on esitetty algoritmin pääsilmukka. Algoritmin pääsilmukassa kaikki kyt- : ‘ kennät kootaan alimatriiseiksi. Täydellinen ratkaisu saavutetaan, kun kaikki kytken- • · · *30' nät on siirretty alimatriiseihin. Siirrot suoritetaan vaihtamalla rivejä tai sarakkeita pareittain. Siirrot suoritetaan tulo-ja lähtösarjoissa, mutta myös kahdessa ylimääräisessä sarjassa, joita ei ole esitetty kuvassa 2. Nämä ylimääräiset sarjat ovat samaa kokoa kuin tulo-ja lähtösarjat, mutta sisältävät vain yhden elementin. Tällaisen tila-sarjan tehtävänä on osoittaa TST-ristikytkimen ensimmäisessä ja toisessa aikakyt-35 kimessä tarvittavat siirrot. Siten näitä kahta tilasarjaa sanotaan ensimmäiseksi tila- il . «U i Kilu III i H : i 9 97842 sarjaksi ja toiseksi tilasarjaksi, jotka vastaavat tulopuolen aikakytkintä ja vastaavasti lähtöpuolen aikakytkintä.

Siirtoja ohjataan niin, että kulloisenkin siirron kohteena on aina alimatriisi. Alimat-riisien ulkopuolella olevilla kytkennöillä eli imaginaarisen m< iriisin “1’’-merkityillä 5 elementeillä on aina kaksi vaihtoehtoista kohde-alimatriisia, tomen rivin suunnassa ja toinen sarakkeen suunnassa. Alimatriisiin tapahtuva siirto on sallittu, jos kytkentä on ainoa, joka käyttää kyseeseen tulevaa tuloporttia ja lähtöporttia, eli kun saadaan erillinen tai yksilöllinen kytkentä kyseisessä aikavälissä. Rivin suunnassa tapahtuva siirto käy sarakkeen suuntaisen siirron edellä, johtuen pääsilmukan aloitusjärjestyk-10 sestä. Koska siirto itse asiassa on vaihto, siinä siirretään valittu kytkentä alimatriisiin, mutta sen lisäksi samanaikaisesti alimatriisin ulkopuolella ollut alkuperäinen tai voimassa oleva kytkentä, joka oli siirron kohteena olevalla rivillä tai kohteena olevassa sarakkeessa, siirretään valitun kytkennän alkuperäisen paikan tilalle. Näin ollen siirto rivin suunnassa tapahtuu vaihtamalla keskenään kaksi saraketta. Vastaa-15 vasti siirto sarakkeen suunnassa voidaan havainnollistaa kyseeseen tulevien rivien keskinäisenä vaihtona. Siirrot suoritetaan jokaiselle kytkennälle lähtien ensimmäisestä kytkennästä ja päättyen lähtösarjan viimeiseen kytkentään.

Kuvassa 3 oleva algoritmi alkaa vaiheesta 10. Päätöslohkossa 11 tutkitaan, onko kytkentä jo jossakin alimatriisissa. Jos näin on toiminta siirtyy lohkoon 18, muussa 20 tapauksessa lohkossa 13 tutkitaan, onko kyseeseen tulevassa alimatriisissa vapaata : ; : riviä. Ellei näin ole, päätöslohkossa 14 tutkitaan, onko kyseeseen tulevassa alimatrii-' ·.: sissa vapaata saraketta. Ellei vapaata sarakettakaan löydy, toiminta siirtyy rekursio-.. .: alirutiiniin, jota selitetään kuvan 4 yhteydessä. Jos vapaa sarake löytyy lohkossa 14, ; . ·. lohkossa 15 tehdään rivien keskinäinen vaihtoja toiminta siirtyy takaisin lohkoon 25-' 11. Jos lohkossa 13 löytyy vapaa rivi, lohkossa 17 tehdään sarakkeiden keskinäinen ’ vaihtoja toiminta siirtyy lohkoon 18. Päätöslohkossa 18 tutkitaan, onko viimeinen kytkentä jo käsitelty. Ellei näin ole, lohkossa 19 valitaan seuraava kytkentä ja toi-: minta jatkuu lohkosta 11, muussa tapauksessa algoritmi päättyy vaiheessa 20.

Keksinnön mukaisen algoritmin suoritusta voidaan havainnollistaa kuvassa 2 esitekö tyn imaginaarisen matriisin tapauksessa. Algoritmi alkaa lähtösarjan ensimmäisellä f · kytkennällä eli kuvan 2 tulosta 3,5 lähtöön 1,1 pyydetyllä kytkennällä. Tämä kytkentä ei ole alimatriisissa, koska tulo-ja lähtöaikavälissä or „ri aikavälit, joka tutki-. ‘ . taan kuvan 3 lohkossa 11. Lohkossa 13 selvitetään, että samal a rivillä olevassa alimatriisissa on jo käytetty samasta tuloportista tuleva yhteys. Tämän vuoksi ei tehdä 35 sarakevaihtoa. Kuvan 3 lohkossa 14 ilmaistaan, että sarakkeen suunnassa olevassa alimatriisissa on kuitenkin vapaata, jolloin tehdään rivien vaihto lohkossa 15. Kuvan 10 97842 2 matriisi päivitetään, ja tuloksena on kuvan 5 mukainen taulukko. Muuttuneet arvot on esitetty tummennettuina ja kursiivina.

Seuraavaksi tarkastellaan lähtösarjan paikkaa 1,1. Tämän rivin elementti yhdistää nyt tulon 4,4 ja lähdön 1,1, joten elementti ei ole alimatriisissa. Rivin suunnassa ole-5 vassa alimatriisissa on vapaa paikka, ja näin ollen tehdään sarakevaihto. Lähtösarjan ensimmäinen kytkentä on tällöin valmis. Kuvan 3 pääsilmukassa siirrytään sitten imaginaarisen matriisin seuraavalle riville, jossa on lähtöportti 2, aikaväli 1. Tämä kytkentä on jo alimatriisissa, joten mitään vaihtoja ei tarvita. Sen jälkeen tutkitaan seuraava lähtö eli 3,1. Kytkentä tulosta 1,3 lähtöön 3,1 ei ole alimatriisissa, eikä 10 rivin suunnassa löydy vapaata. Tällöin tehdään rivien vaihto, koska alimatriisin sarakkeessa 3,3 (lähtöportti 3, aikaväli 3) on vapaa elementti. Samalla kohteena oleva rivi eli kytkentä 2,1 —» 3,3 siirretään käsitellyn rivin paikalle, jolloin kytkentäele-mentti tulee suoraan alimatriisiin. Tällöin vasemmalla ylhäällä oleva alimatriisi on valmis. Imaginaarisen kokonaismatriisin tilanne on nyt esitetty kuvassa 6 vahvenne-15 tun ruudun sisällä.

Edellä selitetyllä menetelmällä jatketaan muiden alimatriisien täyttämistä.

Kun edellä selitetyllä tavalla tehdään rivi-ja sarake vaihtoja, myös vastaavat tilasar-jat päivitetään. Sarakevaihto merkitään (tulopuolen) ensimmäiseen tilasarjaan, ja vastaavasti rivivaihto merkitään (lähtöpuolen) toiseen tilasarjaan.

20 Seuraavaksi tarkastellaan kuvaan 4 viitaten rekursiotilannetta. Tätä käytetään silloin, kun kummassakaan mahdollisessa alimatriisissa ei ole vapaata paikkaa siirtoa varten. Tämä tarkoittaa sitä, että molemmat alimatriisit ovat varattuja, joko kyseessä •. · : olevan tuloportin tai lähtöportin kohdalla. Tämän tapahtuessa \itketaan rivinvaihtoa ja sarakkeenvaihtoa, kunnes vapaa paikka löytyy. Kuvan 3 lohkokaavio tulisi täy-25 dentää näillä pakotetuilla rivi- ja sarakevaihdoilla. Rekursio alkaa päätöslohkosta : '. 14, kun siinä ei löydetä vapaata saraketta, jolloin siirrytään rekursiolaskentaan nuo- ·;·* Ien 16 mukaan.

: ‘ ' Rekursiolaskenta muistuttaa edellä selitettyä testialgoritmin rekursiotoimintaa. Kek-• · »’ * * · sinnön mukaisessa pelialgoritmissa vapautetaan aikaisemmin tehty valinta alimatrii-30 sista, ja samalla se poistetaan alimatriisista. Tämä vastaa testialgoritmin toimintaa, jossa valitaan uusi ratkaisu vanhan sijasta. Nyt kuitenkin pelialgoritmilla täytetään alimatriisi niin, että saadaan uusi toimiva ratkaisu. Ongelmana on kuitenkin se, että on varmistettava, ettei pelialgoritmi jää kiertämään silmukkaa, kun haetaan vapaa alimatriisi sellaista kytkentää varten, joka on vaihdettu pois alimatriisista. Testialgo- 11 97842 ritmi onnistuu, koska se toimii sillä periaatteella, että jokaisessa vuorosiirto eli poistamis-valinta-vaiheessa vain uusi ratkaisu valitaan käsittelyyn. Keksinnön mukaisessa pelialgoritmissa käytetään samaa valintaprosessia, kun käsittelyyn otetaan uusia kytkentöjä.

5 Seuraavassa tarkastellaan rekursiotilannetta. Suuren kytkentämatriisin perusrakenne perustuu sille, että kulloinkin esiintyy vain yksi kytkentä samalla rivillä tai samassa sarakkeessa. Kun rekursio aloitetaan, käytettävissä on tarkasteltavaa signaalia varten kaksi ehdokas-alimatriisia, joissa on vastaava portti varattuna: toinen alimatriisi tulopuolella eli alimatriisi rivin suunnassa, ja toinen alimatriisi lähtöpuolella eli ali-10 matriisi sarakkeen suunnassa. Koko rekursioprosessin aikana vain näitä kahta ali-matriisia käsitellään, sillä rekursio lopetetaan välittömästi kun jommassakummassa alimatriisissa löytyy vapaa paikka. Tämä tarkoittaa sitä, että rekursiossa siirretään kytkentöjä näiden alimatriisien kesken, kunnes vapaa paikka löytyy. Jos sitten rekursio siirtyy silmukkaan, vaihtojen on tapahduttava näiden kahden alimatriisin kes-15 ken. Tämä tarkoittaa myös sitä, ettei rekursioprosessi koske näiden kahden alimatriisin ulkopuolella olevia kytkentöjä. Kuvassa 4 tarkastellaan n .annetta, jossa on kaksi vierekkäistä alimatriisia.

Kuvassa 4 rekursioprosessi alkaa siitä, että voimassa olevan kytkennän paikkaa vaihdetaan, niin että tämä kytkentä siirretään pois tilasta s 1, joka on kuvassa ylem-20 : pänä oikealla. Siirto koskee ensin kytkentää bl, joka siirretään tilasta sl alimatriisiin ; ; s3. Sen jälkeen vaihto merkitsee sitä, että vaihtoon sisältyvät kytkennät bl ja b2 ovat ne ainoat kytkennät, jotka käyttävät yhteistä porttia, jonka takia vaihto on välttämätön. Kuvassa tämä portti aikavälissä t+1 (time slot t+1), jonka suhteen signaalit bl ja I , , b2 ovat päällekkäin, on lähtöportti OI. Kun rekursiota jatketaan, on vaatimuksena, *2?> * että seuraava pakotettu vaihto koskee signaaleja, joilla on yhteinen portti, jolloin yhteinen portti ei saa olla sama portti, joka oli yhteinen edellisen vaihdon signaalille b 1. Vaihto tapahtuu tässä tapauksessa on alimatriisissa s2 vasemmalla ylhäällä, ja ’-] * koskee signaaleja b2 ja b3. Tässä tapauksessa näiden signaalien yhteinen portti on tuloportti II, jolloin signaali b3 on siirrettävä pois. Tällöin b^ joutuu alimatriisin s2 •30· ulkopuolelle tilaan sl ja siirretään siitä taas alimatriisiin s3. S-λ raavaksi siirrettäväl-• · ?··*. lä signaalilla b4 on jälleen oltava yhteinen portti (02) signaalin b3 kanssa. Näin ollen b4 siirretään tilaan sl. Sen jälkeen käsitellään kytkentä b5, joka siirretään pois alimatriisista s2, koska sillä on sama tuloportti kuin kytkennällä b4.

Rekursion “domino”-vaikutusta voidaan jatkaa kaikkien käytettävissä olevien port-35 tien osalta. Jotta rekursio saataisiin kiertämään silmukassa, siinä on oltava kytkentä, joka vaihdetaan pakotettujen vaihtojen joukkoon. Ainoa käsillä oleva mahdollisuus 12 97842 vaihtoon on ketjun alussa, koska ainoa ketjun portti, jota ei vielä ole käytetty, on kytkennän bl osalta, jonka tuloporttia Ix ei vielä ole käytetty. Kuvassa 4 Ix = 14. Koska Ix on myös on portti, joka kytkennän bl osalta havaittiin varatuksi toisessa alimatriisissa, tämä tarkoittaa sitä, että kytkentä bz ja päällekkäisyyden aiheuttava 5 portti Ix jo ovat toisessa alimatriisissa. Ainoa tapa saada kytk yitä bz vaihdettua kytkennän bl kanssa on toisen kytkennän löytäminen porttiin Ix. Koska bl ja bz käyttävät porttia Ix, kolmas kytkentä, joka käyttäisi samaa porttia Ix alimatriisien kattamalla alueella, ei voi tulla kyseeseen. Tämän vuoksi ei myöskään voi olla sellaista rekursiota, joka aiheuttaisi silmukan vaihtoketjun alussa. Ketjureaktio vaatii näin 10 ollen enintään 2*(k-1) vaihtoa kytkennän ratkaisemiseksi ja sen sijoittamiseksi jo honkin alimatriisiin rekursion avulla. Tällöin k vastaa ristikytkimen kokoa, eli kmax = 16. Ketjuvaihtoprosessi muistuttaa testialgoritmia alimatriisin puitteissa tapahtuvien ratkaisujen uudelleen järjestelyn suhteen, mutta tässä esitetty rekursio ratkaisee lisäksi kaksi alimatriisia samanaikaisesti.

15 Pelialgoritmin voimana on se, että varsinaisia laskentaprosesseja ei tarvita. Kytkennät vain vaihdetaan vapaisiin paikkoihin eri alimatriiseissa. Pelialgoritmin toisena etuna on se, että vain alimatriisien ulkopuolella oleville kytkennöille tehdään vaihtoja, mikä jättää jo muodostetut onnistuneet kytkennät käsittelemättä. Vaihtoprosessil-la on myös erittäin hyödyllinen ominaisuus, kun alimatriisiin siirretty kytkentä voi 20 pakottaa toisen kytkennän välittömästi toiseen alimatriisiin vain yhden suoritusvaiheen avulla. Algoritmiin liittyvä rekursioprosessi aikaansaa myös erittäin edulliset ominaisuudet testialgoritmiin verrattuna. Rekursioprosessissa alimatriisista pois siirrettyjä kytkentöjä käytetään toisen alimatriisin täydentämiseksi, jopa niin, että kaksi matriisia voidaan käsitellä samanaikaisesti. Pelialgoritmin suurimpana etuna on se, 25 : että se aloitetaan erillisten, yksilöllisten kytkentöjen muodostelmasta, jotka sitten järjestetään uudelleen, jolloin pelialgoritmilla ei tarvitse aloittaa kaikkea kokonaan « alusta, kuten testialgoritmeissa ja eräissä muissa algoritmeissa.

• » .·\ Koska pelialgoritmissa ei tarvita erityistä laskentaa ennen kuin valitaan jonkin kyt- 30 kennän siirto, kytkentä voidaan siirtää kahteen mahdolliseen suuntaan. Kytkentöjen ·· · : r vaihtopäätös tehdään satunnaisperiaatteella, joka riippuu pelkästään kytkentöjen ja- * * kautumisesta lähtömatriisissa. Erityisesti pakotettuja vaihtoja voidaan käyttää satun naisten vaikeiden tilanteiden ratkaisemiseksi.

Claims (10)

1. 97842
2. 1. Menetelmä digitaalisessa ristikytkimessä kulloistenkin annettujen tulo- ja lähtöpisteiden välillä tapahtuvaa digitaalisten signaalien ristikytkentää varten siten, ettei määrätyssä aikavälissä samaan lähtöporttiin tule kahta tai useampaa signaalia, 5 tunnettu siitä, että se käsittää vaiheet, joissa a) muodostetaan k*k-kytkentäpyyntötaulukko, jossa rivillä on k tuloportin n aikaväliä ja sarakkeessa k lähtöportin n aikaväliä, ja elementin sisältö vastaa tuloport-tia ja tuloaikaväliä, ja kytkentäpyyntötaulukosta kytkennät kirjataan kahteen aputau-lukkoon, jotka kuvaavat kytkentöjä tuloista lähtöihin ja joista ensimmäinen vastaa 10 tuloja ja toinen vastaa lähtöjä, jolloin aputaulukot ovat kytkentäpyyntötaulukon muodostaman imaginaarisen matriisin kaksi akselia, b) muodostetaan matriisin lävistäjällä olevat n*n-alimatriisit, c) valitaan ensimmäinen tutkittava kytkentä, d) tutkitaan (11), onko kytkentä alimatriisissa, ja jos tämä pätee, siirrytään vai-15 heeseen g), muutoin e) tutkitaan (13), onko käsiteltävän kytkennän rivillä vapaa tila kyseeseen tulevassa alimatriisissa, ja jos näin on, suoritetaan käsiteltävän kytkennän sarakkeen ja alimatriisissa olevan vapaan sarakkeen vaihto (17), muutoin, f) tutkitaan (14), onko käsiteltävän kytkennän sarakkeessa vapaa tila kyseeseen 20 tulevassa alimatriisissa, ja jos näin on, suoritetaan tutkittavan kytkennän rivin ja alimatriisissa olevan vapaan rivin vaihto (15) ja siirrytään vaiheeseen d), muutoin tehdään eri rekursiovaiheessa (16) pakotettu rivi- ja/tai sarakevaihto ja palataan vaiheeseen d), g) tutkitaan (18), onko matriisin kaikki kytkennät käsitelty, ja jos näin on, proses-; 25 si lopetetaan (20), muutoin valitaan (19) kytkentämatriisista seuraava käsiteltävä :.: : kytkentä ja palataan vaiheeseen d). • · · • · · • · »
3. 2. Patenttivaatimuksen 1 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että alimatriisi . vastaa aikaväliä. • « · • · · • · · ·« »
4. 3. Patenttivaatimuksen 1 tai 2 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että vaiheessa : !·. 30 d) käsiteltäväksi valitaan vain sellainen kytkentä, jota aikaisemmin ei ole käsitelty. ♦ · ♦ ♦ ♦ · · • · · :; 4. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että k =16 ja n = 63.
5. 5. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että mainitussa rekursiovaiheessa vaihdetaan kytkentöjä kahden kyseeseen tulevan ali-35 matriisin kesken, kunnes ainakin toiseen alimatriisiin muodostuu vapaa paikka. 97842
6. 6. Patenttivaatimuksen 5 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että kytkentöjen vaihto tehdään satunnaisperiaatteella.
7. 7. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että menetelmän vaiheet toteutetaan aikaväleittäni.
8. 8. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että kytkettävät signaalit ovat STM-1-signaalien VC-12 -virtuaalikonteinereita.
9. 9. Jonkin edellisen patenttivaatimuksen mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että kaksisuuntaisten yhteyksien osalta haetaan ratkaisu vain toiselle suunnalle ja toteutetaan toisen suunnan kytkentä symmetrisesti.
10. 10 Patentkrav