JP3163292B2 - ヒットレスパス切替方法および装置 - Google Patents
ヒットレスパス切替方法および装置Info
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-
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-
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- H04J2203/0057—Operations, administration and maintenance [OAM]
- H04J2203/006—Fault tolerance and recovery
Description
ス切替方法および装置に関するもので、特に、リンク・
ポインタ・プロセッサを用いたヒットレス手動パス切替
方法および装置に関するものである。
ファイバの保守/建設に必要とされる。電気通信ケーブ
ルが、既存のディジタルネットワーク中に再配置される
とき、これらのケーブル上に送信された情報は、サービ
スを中断させないようにするために、代替パス上に再度
方向づけられなければならない。そのような場合、ネッ
トワーク・オペレータは、影響を受けたパス上のトラフ
ィックを、代替パスへ、手動で再度方向づけしなければ
ならない。大部分の代替パスは、異なる長さ、および異
なる数のネットワーク要素(NE)またはパス端末装置
(PTE)を有している。
たは保守の動作によって影響を受けたトラフィックを適
応させるために、保護ファイバを用いることができる。
切替動作は、代替パスを配置するためにネットワークの
再構成を行って、中断されたトラフィックを適応させな
ければならないが、それは容易な作業ではない。
の各パスのネットワーク要素の数が異なるため、これら
の2つのパスを通る信号は、一般的に、遅れの差が生じ
る。ヒットレス切替を得るためには、これらの信号を、
受信機側で調整しなければならない。
を実現させる必要性があり、それによって、1つのパス
から代替パスへのトラフィック切替に関連したネットワ
ーク動作をする必要が無くなる。
ネットワークに、物理的に小さなトラフィック用のヒッ
トレス切替機能を供給する必要もある。
き換えされるべきケーブルと通常動作のケーブルとの間
におけるヒットレス切替方法および装置を提供すること
にある。また本発明の他の目的は、SDH/SONET
標準で動作する同期通信システムにおけるパスレベル
で、ヒットレス切替を行う方法と装置を提供することに
ある。
の見地によれば、本発明は、代替パスから主パスへ同期
トラフィックの再構築を行うヒットレスパス切替方法に
おいて:発信パス端末において、固定長(L)で、情報
信号、発信パス端末および受信パス端末をユニークに特
徴づける内容を有するトレース・メッセージを構成する
ステップと、前記トレース・メッセージのバイト(I)
(ここで、Iは前記トレース・メッセージのバイトの範
囲で、I∈[1,L] )を前記情報信号のフレームの所
定のタイム・スロットに挿入することによって前記情報
信号中に連続した前記トレース・メッセージを供給する
ステップと、前記情報信号中の前記トレース・メッセー
ジの初めを検出するために各トレース・メッセージ中に
キャリジ・リターン・バイトを供給するステップとを有
する、トレース・メッセージを生成するステップと、前
記トレース・メッセージを挿入した情報信号を、前記主
パスに沿って第1の情報信号として送信するとともに、
前記代替パスに沿って第2の情報信号として送信するス
テップとを備え、受信パス端末において、前記トレース
・メッセージと同一の期待トレース・メッセージを記憶
し、前記第1の情報信号のバイトを第1のバッファに連
続アドレスで記憶し、前記第1のバッファに記憶された
前記第1の情報信号に関連する第1の再生トレース・メ
ッセージと前記期待トレース・メッセージとを比較し、
前記第1の再生トレース・メッセージが、前記期待トレ
ース・メッセージと異なるときは、ヒットレス切替動作
を中断することによって、前記トレース・メッセージの
第1の再生トレース・メッセージを、前記第1の情報信
号から再生するステップと、前記トレース・メッセージ
と同一の期待トレース・メッセージを記憶し、前記第2
の情報信号のバイトを第2のバッファに連続アドレスで
記憶し、前記第2のバッファに記憶された前記第2の情
報信号に関連する第2の再生トレース・メッセージと前
記期待トレース・メッセージとを比較し、前記第2の再
生トレース・メッセージが、前記期待トレース・メッセ
ージと異なるときは、ヒットレス切替動作を中断するこ
とによって、前記トレース・メッセージの第2の再生ト
レース・メッセージを、前記第2の情報信号から再生す
るステップと、W ext は 前記第2のバッファ中の書き込
みアドレス、W int は前記第1のバッファ中の書き込み
アドレス、Rは前記第1のバッファ中の読み出しアドレ
ス、Mは前記第1および第2のバッファのサイズとする
と、前記トレース・メッセージの各バイト(I)ごと
に、前記第1のバッファ中の前記第1の再生トレース・
メッセージの前記バイト(I)の書き込みアドレスと、
前記第2のバッファ中の前記第2の再生トレース・メッ
セージの前記バイト(I)の書き込みアドレスとの差Δ
(Δ=(W ext +W int )―2R int ―M)を決定し、ポ
インタ・プロセッサを用いて、各(k)フレームごと
に、前記第1の情報信号の前記(k)フレーム中のペイ
ロードと前記第2の情報信号の前記(k)フレーム中の
ペイロードとを前記の差Δに応じて位相調整をし、前記
第1および第2の情報信号が調整されるまで、上記のス
テップを繰り返すことによって、前記第1および前記第
2の情報信号の遅延調整をするステップと、その調整が
完了したとき、ロック信号を生成するステップとを備
え、前記発信パス端末において、さらに、前記ロック信
号が生成された時点で、前記代替パスに沿った前記情報
信号の送信を中断するステップを備え、前記第1および
第2のポインタ・プロセッサは、互いに同期して通信を
行うよう結合されており、前記第1および第2の再生ト
レース・メッセージ間の位相差に応じて、前記第1ある
いは第2の情報信号のフレーム中のペイロードの開始を
遅らせる正のスタッフィング、あるいは、前記第1ある
いは第2の情報信号のフレーム中のペイロードの開始を
早める負のスタッフィング、あるいは、何らスタッフィ
ングを行わないかのいずれかを実行することで前記遅延
調整を行うように構成される。
代替パスから主パスへ同期トラフィックの再構築を行う
ヒットレスパス切替装置において:前記主パス上でトレ
ース・メッセージが挿入された情報信号を受信し、前記
情報信号に制御された位相差を有する第1の出力情報信
号を挿入する第1のポインタ・プロセッサと、前記代替
パスの上で前記トレース・メッセージが挿入された情報
信号を受信し、前記情報信号に前記位相差を有する第2
の出力情報信号を挿入する第2のポインタ・プロセッサ
と、前記第2のポインタ・プロセッサからの遅延時間情
報を前記第1のポインタ・プロセッサに供給するリンク
と、前記情報信号のL個の連続フレームの既知のタイム
スロットから抽出された受信トレース・メッセージの第
1の再生トレース・メッセージを記憶する第1のバッフ
ァと、前記代替パス上で受信された前記情報信号のL個
の連続フレームの既知のタイムスロットから抽出された
前記受信トレース・メッセージの第2の再生トレース・
メッセージを記憶する第2のバッファと、固定長(L)
で、前記情報信号、発信パス端末および受信パス端末を
ユニークに特徴づける内容を有するトレース・メッセー
ジ信号を送信情報信号中に挿入するパス・トレース挿入
ブロックとを備え、前記第1のポインタ・プロセッサ
は、さらに、内部書き込みアドレス(W int )を計算
し、前記内部書き込みアドレスに従って、前記情報信号
のバイト(m)を前記第1のバッファにストアする第1
の書き込みアドレス発生器と、内部読み出しアドレス
(R int )から、前記第1のバッファ中の前記情報信号
のバイト(n)を読み出す第1の読み出しアドレス発生
器と、前記内部書き込みアドレス(W int )を、前記リ
ンクを介して前記第2のポインタ・プロセッサに送信
し、前記リンクを介して前記第2のポインタ・プロセッ
サから、外部書き込みアドレス(W ext )を受信し、遅
延調整が可能かどうかを決定し、遅延調整が可能であれ
ば、ロック信号を発生する制御部と、前記W int と前記
W ext とに基づき、前記内部読み出しアドレスを変更す
ることによって、前記W int と前記W ext との差を計算
し、前記第1の読み出しアドレス発生器を駆動して、前
記第1の出力情報信号に対し、正と負のスタッフィング
の1つを行う位相比較器とを含み、 前記第1および第2
のポインタ・プロセッサは、互いに同期して通信を行う
よう結合されており、前記第1および第2の再生トレー
ス・メッセージ間の位相差に応じて、前記第1あるいは
第2の情報信号のフレーム中のペイロードの開始を遅ら
せる正のスタッフィング、あるいは、前記第1あるいは
第2の情報信号のフレーム中のペイロードの開始を早め
る負のスタッフィング、あるいは、何らスタッフィング
を行わないかのいずれかを実行することで前記遅延調整
を行うように構成される。
換えされるべきケーブルに沿って送信される信号の位相
と、通常動作のケーブルに沿って送信される信号の位相
とを等しくする遅延調整機能を供給することによって、
エラーなしでパスの切替が行える利点がある。
発明の方法と装置は、マスタ・スレーブ関係を必要とし
ない点にある。マスタ・スレーブ関係は、一般的に、制
御するのが困難である。
理解するために、以下に用語の定義をする。同期光ネッ
トワーク(SONET)は、光送信の集積ネットワーク
の標準である。すべての業者は、これから、装置を構成
して、ミッドスパンで互いにインタフェースすることが
できる。SONETは、著しく改善された動作、管理、
保守、設備(OAM&P)の特徴を用いる同期ディジタ
ル階層(SDH)に基づいている。SDH/SONET
は、また、異なる位置からのトラフィックを、1つの装
置を通して、結合しまたは統合する能力を備えている。
ィティからなる。すなわち、送信パス、多重化部および
再生部であり、各エンティティは、全ての低いレイヤの
サービスを要求し、それ自信の機能を実行する。これら
のレイヤは、SONETパス、回線およびセクションレ
イヤに対応する。
(STM)と呼ばれ、そのレートは155.52Mbi
t/sである。基本SONET信号は、同期送信信号レ
ベル1(STS−1)と呼ばれ、そのレートは51.8
40Mbit/sである。これは、8ビットからなる1
25マイクロ秒のフレームに相当する。これらの同期信
号のフレームは、セクションと回線情報ごとに割り当て
られたオクテットを持つ、送信オーバーヘッド(TO
H)を含み、ペイロードは、パス情報とユーザ情報ごと
に割り当てられたオクテットを含む。ペイロードは、S
TM用の仮想コンテナ(VC)で運搬されるか、または
STS用の同期ペイロード・エンベロープ(SPE)で
運搬される。
クサ(ADM)は、光ファイバチャネル上の多様なST
M/STSフォーマット入力ストリームを多重化する。
遅いスピードの信号は、共に多重化され、STS−N信
号を形成する。ここで、Nは1、3、6、12、24、
48または192であってもよい。STS/STM信号
は、光搬送波によって光ファイバ上を運ばれる。光搬送
波は、それが運搬するSTSによって形成される。この
ように、STS−192信号は、OC−192光搬送波
によって運ばれる。同様に、STM−1はSTS−3に
匹敵し、多重化されて、STS−192に匹敵するST
M−64のような、より高速の信号を得る。
で、DS1またはDS3のような運搬サービスを扱う。
PTEは、ADMまたは端末サービング・ルータ、ブリ
ッジ、PBXまたはスイッチであってもよい。パスレイ
ヤの主要な機能は、サービスとパス・オーバーヘッド
(POH)を、回線レイヤに要求されるSONETフォ
ーマットであるSTS−1にマッピングすることであ
る。
るために用いられるフィールドからなる。本発明と関連
するバイト、H1−H2は、ペイロード・ポインタと呼
ばれ、STS−1フレームに関して、STS−SPEの
柔軟で動的な調整方法を提供する。動的な調整とは、S
TS−1 SPEは、STS−フレーム中で自由に動け
ることを意味する。すなわち、STS−1 SPEは、
STSエンベロープ容量の中であればどこでも始まるこ
とができ、1つのフレームで始まり、次のフレームで終
了してもよいということである。ポインタ値は、ペイロ
ード・ポインタとSTS SPEの第1のバイト間のオ
フセット(バイトの数)である。
ンタ値は、上下に調整される。バイト・スタッフィング
として知られるプロセスは、この調整を行うために用い
られる。STS SPEのフレームレートがSTS−1
のレートに関して遅すぎるときに、スタッフ・バイトは
加算される(正のスタッフ)。ポインタは次のフレーム
のスタッフによって増加されるので、もしオリジナルの
ポインタがpの値であれば、新しいポインタはp+1で
ある。正のスタッフ・バイトは、フレームのH3バイト
の直後に現れる。後続のポインタは、新しいオフセット
を含む。
ートに関して速すぎる場合、実際のデータは、回線OH
(負のスタッフ)のバイトH3で書き込まれる。ポイン
タは次のフレームのスタッフによって減少されるので、
もしポインタがpの値であれば、新しいポインタはp−
1である。負のスタッフ(実際のデータ)は、フレーム
中でH3バイトで現れる。後続のポインタは新しいオフ
セットを含む。
STS−N SPEで運搬される。本発明に関するバイ
ト、J1は、トレース・バイトで、正しい接続がパスの
終点間で作られることを識別するために用いられる。こ
のバイトは、一般的に、64バイトの固定長ストリング
を繰り返し送信するために用いられ、その結果、パスの
受信端末は、送信機との継続的な接続を変更することが
できるようになる。送受信端末の両方とも、ユーザがプ
ログラムできるので、メッセージの内容は、SONET
/SDH標準によって強制的に決めらるわけではない。
は、2つの端末間か、またはOC−192ネットワーク
・ノードおよびOC−12従属装置を含むパスに沿った
ネットワーク間のより遅いレートのSTM−Nトラフィ
ックの送信に関して説明される。これらのレートは一例
にすぎず、本発明は他のレートにも当てはまる。
物理的に十分に小さく、柔軟性と経費の節約が得られ
る。オプションを、パスごとに加え、除くことができ
る。できれば、最大値STS−12のレートであること
が好ましい。「通常接続」とは、ヒットレス切替が各パ
スで行われない状態を意味し、「ヒットレス接続」と
は、ヒットレス切替が各パスで行われる状態を意味す
る。
替動作に含まれるケーブルを示すネットワークの例であ
る。図1の矢印は、本発明の以下の説明中のトラフィッ
クに関するものである。すなわち、ネットワーク/端末
16からネットワーク/端末11へのトラフィックであ
る。ここで、トラフィックは、ケーブル31,32,3
1’,32’,35,35’上では双方向性であり、仮
想リング1のケーブルaとb上では単方向性である。
ク/端末16とネットワーク/端末11間のトラフィッ
クは、ケーブル35’、従属端末装置10’、ケーブル
31’、ネットワーク要素(NE)20’、ケーブル2
a、NE30、ケーブル1a、NE20、ケーブル3
1、従属端末装置10とケーブル35を含むパスに沿っ
た方向に流れる。装置10’と10間のパスはaで示さ
れ、このパスに沿ったトラフィックは、矢印aで示され
る。
業中に、パスaが使用できなくなれば、NE20’とN
E20間のトラフィックは、ケーブル3b、NE40,
ケーブル4b、NE50,ケーブル5b、NE60、ケ
ーブル6b、NE70,ケーブル7b、NE80および
ケーブル8bを含む代替パスに沿って再方向付けされな
ければならない。装置10’と10間にある代替パス
は、bで表され、このパスに沿った送信方向は、矢印b
で示される通り、パスaとは反対方向である。保守/建
設作業は、パスbのトラフィックに影響することなく、
パスaのケーブル上で行われる。
0,70および80は、NEが作動しているとき、仮想
リング1を形成する。この例では、10Gbit/s
で、SONET OC−192に対応する。NE20お
よび20’は、仮想リング1と10および10’で示さ
れる低速従属装置間でトラフィックを処理し、また加算
/減算マルチプレクサおよび送受信機機能を備える。端
末11から16の数は、それらが処理するトラフィック
によって細分化される。従って、細分化されたSTM−
4の信号を処理するためには1つの従属端末装置10が
必要であり、細分化されたSTM−1の信号を処理する
ためには4つの従属端末装置10が必要であり、細分化
されたSTM−0の信号を処理するためには12の従属
端末装置10が必要である。
き、トラフィックは、パスbからパスaに切り替えられ
る。ヒットレス切替をするということは、ネットワーク
・オペレータが、代替パスbと通常のパスaとを手動で
切り替えることを意味し、エラーなしに切り替えること
ができる。
スa上より長い距離で進み、ノード20に到達する。さ
らに、信号は、異なる数のNEを介して、各パス上を通
過する。従って、パスaおよびパスb上のトラフィック
は、位相差をもって、宛先ノード20に到着する。この
位相差は、2つのパスに沿ったケーブルの長さ、および
各ネットワークのすべての要素のパス遅延に依存する。
切り替えられる信号の送信側で挿入されたパス・トレー
ス・メッセージを用いて、パス終端装置で、リアルタイ
ムで補償される。上述の実施の形態において、従属端末
装置10’は、パスaとパスbの両方の従属端末装置1
0用のトレース・パス・メッセージを情報信号中に挿入
する。従属端末装置10で、長短のそれぞれのパスから
受信したトレース・メッセージ間の位相差(遅延Δ)
は、長短のパス・トラフィックを調整するために用いら
れる。すなわち、短いパス上で受信されたトラフィック
は、長いパス上で受信したトラフィックと同時に、宛先
従属装置のセレクタに到着するように遅延される。その
後にのみ、ヒットレス切替が行われ、代替パス上のトラ
フィックが切断されてもよい。
は、終点10’と10間のSTS−12パス)の終端間
で、受信トレース・メッセージは、期待トレース・メッ
セージと比較され、正しい接続が成されるかどうかが決
定される。これらが同一でなければ、ヒットレス切替は
実行されない。
2(c)に概念的に示される。図2(a)は、フレーム
FaおよびFbを示す。フレームFaおよびFbは、時間t
0のときに、ノード20’を出発し、ノード20に向か
って進む。フレームFaは、短いパスa上を進み、フレ
ームFbは、長いパスb上を進む。フレームは、ノード
20’の送信機を出発するとき、時間t0で内容と位相
が同一である。
のフレームFaおよびFbを示す。フレームFaはtaに到
着し、Fbはtbに到着する。taとtb間の時間差は、短
いパスに沿ったフレームの進行時間を表し、tbとt0間
の時間差は、長いパスに沿ったフレームの進行時間を表
す。
着時間の差は、Δ=tb−taで表される。Δの値が分か
ると、速いフレームがそれに従って遅らされ、Faおよ
びFbは、図2(c)にあるように完全に調整され、同
じ時間tSELに従属装置のセレクタに到着し、エラーな
しの切替が可能になる。
スを構成する接続上で供給される。トレース・メッセー
ジのサイズは、信号のレート、長いパスと短いパスの長
さの差、および2つのパス中のノード数に応じて選択さ
れる。トレース・メッセージの最後のバイトは、返送コ
ード用に用いられ、受信機に、トレース・メッセージの
終わりを知らせる。ファームウエアは、独立して、この
メッセージを各接続に対して生成できる。図3は(L)
連続STS−Nフレーム中のトレース・メッセージのJ
1バイトを示す。Lは、本発明の実施の形態では64で
ある。フレームSTS−1は125μSなので、トレー
ス・メッセージは8μSごとに繰り返す。
発明の実施の形態では4.0μsとなっている。これ
は、上記のパラメータと調整に用いられるメモリ・バッ
ファのサイズを考慮して決定されたもので、詳細は後に
述べる。上述のように、この数字は本発明の実施の形態
に当てはまるものであるが、本発明はこの数字に限定さ
れるものではない。
発明のヒットレス切替能力を備えた従属端末装置10を
示す。影付きボックス26と27は、1+1の保護回路
を示す。この保護回路は、OC−192リングとNE2
0のスイッチ25とをインタフェースさせる。
92インタフェース26とOC−192インタフェース
27は、光搬送波OC−192を送受信し、光から電気
(O/E)変換または電気から光(E/O)変換、デ・
スクランブリング/スクランブリング、STS−192
回線およびセクションのペイロードからの除去/STS
−192回線およびセクションのペイロードへの付加、
STS−SPEおよびTOHとスイッチ25間の送受信
を行う。
先に従って、STS−12を、OC−192インタフェ
ース26、27と、対応するOC−12従属ブロック2
1〜24との間で、ルーティングする。左方向では、ス
イッチ25は、STS−12を、各OC−192インタ
フェースにルーティングする。
々は、各OC−12を、スイッチ25から受信し、また
はスイッチ25へ送信する。さらに、それを、従属端末
装置10の対応インタフェースへ送信し、または従属端
末装置10の対応インタフェースから受信する。ブロッ
ク21から24もまた、STS−12からOC―12に
対して、電気から光への変換および光から電気への変換
を行う。電気から光への変換は右方向で、光から電気へ
の変換は左方向で行われる。
0のトラフィックの流れを示しているが、OC−12ブ
ロック10は、16個まで、OC−192のノード20
に接続できる。一方、従属端末装置10は、本発明の一
般的な概念を用いることなく、他のSDH/SONET
レート用に設計されてもよい。
17と18を含む。これらは、OC−12トラフィック
を、双方向作用および保護ケーブル31と32の上のリ
ング・ノード20と交換する。本発明のヒットレス切替
は、これらのインタフェース中で行われ、各従属端末装
置10に対して、イネーブルまたはディスエイブルされ
る。OC−12インタフェース17のブロック図は、図
5に示される。これについては後述する。
れたOC−12トラフィックを、送信側のエンドユーザ
に渡す。受信端末では、パス33と34の両方の性能が
監視され、良い性能のパスが選択され、各STM−N従
属回路11’〜14’に送られる。
自動保護切替(APS)とSONET Kバイトを用い
て保護される。これらは、STM−N回路11’〜1
4’の保護されたペアと、図1に示される低速のネット
ワーク11〜14との間で交換される。図4は、端局装
置がSTM−N(N=0,1または4)のレートである
という特別な例を示しているが、本発明は他のSDH/
SONETレートにも適用される。
ック図、すなわち、OC−12インタフェース17およ
び18、ならびにセレクタ15の詳細を示す。
送信機、調整ブロック37,38、およびメモリ67と
68を含む。簡略化のために、受信機と送信機に関連す
るブロックだけが、図5に示される。つまり、インタフ
ェース17にとっては、ブロックOEIRx41aは、
右方向における受信機の光から電気へのインタフェース
であり、ブロックEOITx41bは、左方向のトラフ
ィックにおける送信機の電気から光へのインタフェース
である。RxOHP43aは、受信機のオーバーヘッド
・プロセッサを示す。オーバーヘッド・プロセッサは、
入力フレーム用の回線およびセクション・オーバーヘッ
ドを終端する。TxOHP43bのブロックは、送信機
のオーバーヘッド・プロセッサであり、オーバヘッド・
バイトを出力フレームのTOHに挿入する。
x42b、EOITx42a、RxOHP44bおよび
TxOHP44aを含む。
は、パス・トレース挿入ブロック45、ポインタ・プロ
セッサ49およびメモリ・インタフェース65を含む。
インタフェース18の調整ブロック38は、同様に、パ
ス・トレース挿入ブロック46、ポインタ・プロセッサ
59およびメモリ・インタフェース66を含む。これら
のブロックは、回線40上で同期し、直列リンク19上
で互いにリンクされ、長いパスと短いパス上で受信され
るトレース・メッセージ間の遅延補償、およびセレクタ
15での信号の調整を行う。
が好ましく、それぞれは、各STS−1接続のために、
25056バイト、すなわち4μsからなる。このバッ
ファは、32STS−1のフレームを記憶する(STS
−1は125μsを有する)、つまり、全体のトレース
・メッセージの半分を記憶する。この結果、トレース・
メッセージのJ1(1)とJ1(33)バイトは、同じ
アドレス中に書き込まれる。本発明は、このサイズのバ
ッファに限定されるわけではない。
6上でセレクタ15に届き、従属インタフェース17と
18の両方に供給され、特に、各回線33bと34a上
で、調整ブロック37と38に供給される。各調整ブロ
ック37と38は、調整ブロック37と38にあらかじ
め記憶されたトレース・メッセージから、送信パストレ
ース・メッセージを生成する。
オクテットからなり、その各々は、図3に示される各パ
ストレース挿入ブロック45と46によって、64連続
STS−1フレームのJ1タイムスロットに挿入され
る。異なるトレース・メッセージが、STS−12信号
のSTS−1ごとに供給される。1つのオクテットは、
トレース・メッセージの終りを示すCRコードに用いら
れる。送信トレース・メッセージは、各長短パス上の送
信情報信号に挿入される。その後、TOHは、TxOH
P44aと44bのそれぞれによって、STS−12フ
レーム中のペイロードに加えられる。EOITxブロッ
ク41bと42aは、各送信STS−12信号を、OC
−12信号に変換する。これは、NE20’に送信さ
れ、そこから、その宛先である長いパスbに沿った回線
31bおよび短いパスaに沿った回線32aに向かって
送信される。宛先においてヒットレス切替が完了する前
でも後でも、送信トレース・メッセージは連続的に生成
される。
線31aで受信した入力トラフィックは、短いパスaを
通って、インタフェース17に到着する。このOC−1
2信号は、光−電気インタフェース/受信機(OEIR
x)41a中で、まず電気STS−12信号に変換され
る。つぎに、短いパス受信信号のTOHは終端され(セ
クションおよび回線オーバーヘッド)、受信機オーバー
ヘッド・プロセッサ(RxOHP)43a中で処理され
る。ブロック43aは、また、ポインタ処理を行い、受
信光信号をシステム・クロック39に同期させる。調整
ブロック37は、パス・トレース・バイトJ1を、各S
TS−1フレームのパス・オーバーヘッド・タイムスロ
ット(POH)から再生し、パストレース・メッセージ
を、64の連続フレームから再び生成する。このメッセ
ージは、ここでは、受信トレース・メッセージの第1の
再生トレース・メッセージとして定義され、64バイ
ト、すなわち8μs長である。
ェース18で行われる。このインタフェースは、回線3
2b上で、長いパスの受信光OC−12信号を受信し、
OEIRx42b、RxOHP44bおよび調整ブロッ
ク38を用いて、受信トレース・メッセージの第2の再
生トレース・メッセージを生成する。長いパス上で受信
された信号がシステム・クロック39と同期した後、そ
の信号は短いパス上で到着した信号と異なる位相を有す
る。これは、各パス上で異なる遅延が行われるためであ
る。ブロック43aおよび44bで再生されたポインタ
H1,H2は、調整する前の各ペイロードの開始に関す
る情報を有する。
SRAMメモリ67と68にインタフェースするために
用いられる。SRAMメモリ67と68はインタフェー
ス65と66と共動して4μsのデータを記憶できる2
ポート・メモリである。データは、パリティビットと共
にメモリに記憶され、メモリの故障を検出する。もし各
OC−12の接続が通常であると、SRAMインタフェ
ース65と66は、SRAMメモリ67と68をバイパ
スする。この場合、調整ブロック37と38を通過する
信号に、一定の遅延が生じる。
着する信号間の遅延を補償し、ペイロード・ポインタと
通過するSTS−12フレームに対するSTS−SPE
の情報の第1のバイト間のオフセットを調整する。例え
ば、短いパスaに到着する情報信号に対しては、調整ブ
ロック37は、調整ブロック38から受信した情報に基
づいて位相差Δを決め、ペイロード・ポインタH1とH
2の値を上下に変動させ、各SPEに対してバイト・ス
タッフィング動作を行う。位相差Δは、その後調整ブロ
ックによって吸収される。スタッフ・バイトは、前と後
のペイロード中で、追加および削除され、各前と後のS
PEのペイロード・ポインタH1、H2は、それによっ
て調整される。
替のための遅延調整を示す図である。長短のパスは遅延
され、遅延後、位相調整が行われる。さらに詳しく説明
すると、図2(c)に示されるように、パスa上のトラ
フィックはtSEL−taだけ遅れる。一方、パスb上の信
号はtSEL−tbだけ遅れる。その後、選択されたパス
は、ビットエラーを発生することなく切り替えられる。
長短のパスに加えられた最大遅延は、図中に、網掛けの
部分で示される。この例では、遅延量は、0〜4μsの
範囲にある。
ンフレーム信号と同期して行われる。調整ブロックが、
2つのパス・トレース・メッセージを調整するための動
作速度は、より長い時間にわたってポインタを調整する
ために遅くなる。これは2KHzのフレーム量をプログ
ラミングすることによってなされ、その遅くなる時間
は、バッファ量を1バイトだけ変更する時間である。同
期システム全体については、ポインタ調整間の2KHz
のフレームの数になる。この例における調整の最大レー
トは、ここでは各4フレームごとに1回である。
プロセッサ(PP)49と59を用いて行われる。この
ポインタ・プロセッサ(PP)49と59は、回線40
上で互いに同期し、シリアルバス19を介して互いに通
信する。
ファームウエアによってプログラムされた期待トレース
・メッセージは、モニタブロック53と54中にあらか
じめ記憶され、受信トレース・メッセージは、まずこれ
らの期待トレース・メッセージに対してチェックされ、
送信機から目的の受信機に連続して接続されてるかどう
かが確認される。
ニタ装置53と54を含む。これらのモニタ装置53と
54は、受信トレース・メッセージを、期待トレース・
メッセージと比較し、受信トレース・メッセージが期待
トレース・メッセージと違っている場合は、各制御部5
5と56に報告する。
監視(オクテットC2)および信号ラベル監視(オクテ
ットC2)も、モニタ装置53と54によって実行され
る。各モニタ装置53と54は、SD(信号劣化)とS
F(信号故障)に対してB3の監視を行う。ここで、S
DとSFの閾値レベルは設定可能である。B3のエラー
が入力信号上で発生すれば、フレームに対して受信され
たパス・トレースは期待トレース・メッセージと比較さ
れず、ヒットレス切替はディスエイブルにされる。
き込みアドレスと、ポインタ・プロセッサ59(Wb)
用の書き込みアドレスが「よい」であり、それらの差が
閾値より小さいとき、各制御部55と56はロック信号
(ハイ)を生成する。調整が可能でない(ロック信号が
ロー)場合、制御部55と56は、保守スイッチがヒッ
トレスでないことを指示する警告ポイントを設定する。
で、どれが短いパスであるか分からないため、書き込み
アドレスは、相対時間で定義できる。このように、ポイ
ンタ・プロセッサ49に対する自己のアドレスWaは、
内部書き込みアドレス(Wint)と呼ばれ、ポインタ・
プロセッサ59のアドレスWbは、外部書き込みアドレ
ス(Wext)と呼ばれる。ポインタ・プロセッサ59か
らみれば、その自己アドレスWbは、内部書き込みアド
レス(Wint)と呼ばれ、ポインタ・プロセッサ49の
アドレスWaは、外部書き込みアドレス(Wext)と呼ば
れる。
以下のようないずれかの場合には、「悪い」と宣言され
る。すなわち、 1.期待パス・トレース信号が受信されない。 2.LOPまたはAIS−Pが、WAGブロックで宣言
される。 3.B3のエラーが、信号劣化閾値を交差させる。 4.B3のエラーが、EBER閾値を交差させる。 5.信号ラベル不整合(C2)がある。 6.パリティ・エラーが入力データ上で検出された。 外部書き込みアドレス(Wext)は、以下のいずれかの
場合には、「悪い」と宣言される。 1.相手ポインタ・プロセッサ上の制御部からの状態
が、その書き込みアドレスが悪いと宣言する。 2.2つのポインタ・プロセッサ上の2つの制御部の間
にある連続インタフェース上でチェックサム・エラーが
ある。
対する閾値は、バッファサイズにしたがって設定され
る。本発明の実施の形態で用いられる4μsバッファで
は、閾値は25056バイトである。
と59が同じパスおよび正しいパスを受信していること
を識別できるようにする。
ロセッサ49と59の動作を示す図である。図7(a)
は、ポインタ・プロセッサが同期していないときの初期
段階の各メモリ67と68中のバッファを示す。第1の
情報信号はメモリ67中に書き込まれ、現在の書き込み
アドレスはWaで表される。第2の情報信号はメモリ6
8に書き込まれ、現在の書き込みアドレスはWbで表さ
れる。各書き込みアドレス発生器WAG57と58の書
き込みアドレスは、入力信号の1バイトがメモリ67と
68に書き込まれるたびに、1だけ歩進される。WAG
57と58は、モデュロ2Mカウンタとして動作する。
したがって、書き込みアドレスの値は、0から2M−1
の範囲になる。
信号の第1のバイトを、各バッファのメモリ位置ゼロに
書き込むことによって、同期される。各書き込みアドレ
ス発生器(WAG)57と58は、書き込みアドレス値
を計算し、パス・トレース・メッセージ中でのキャリジ
・リターンを監視する。キャリジ・リターン(64バイ
トメッセージにつき1つ)によって、モニタは書き込み
アドレスを0に設定する。
は、各STS−1フレームごとに1回、内部書き込みア
ドレスWaおよび読み出しアドレスRaの値を、相手ポイ
ンタ・プロセッサ59に送出する。ポインタ・プロセッ
サ59の制御部56も、書き込みおよび読み出しアドレ
スWaとRaの値を、相手ポインタ・プロセッサ49に送
出する。これらの値は、図7(a)に表される。この通
信は、連続リンク19上で実行される。
8は、LOP−P(ポインタの損失)とAIS−P(警
告識別信号パス)とを監視する。書き込みアドレスが、
現在、受信パス・トレース・メッセージと同相でなけれ
ば、書き込みアドレスをリセットするために、キャリジ
・リターンとの正確な整合が必要となる。もし入力フレ
ーム上にB3のエラーがあれば、設定の動作はディスエ
イブルされる。書き込みアドレス上のリセットによっ
て、受信されたトラフィック信号上でヒットが生じる。
このリセットがされたときは、警告が発せられる。
セッサ49と59の両方は、式(2)’を用いて、スタ
ッフィング動作を実行するかどうかを決定する。これに
ついては下記に説明する。スタッフィングは、書き込み
アドレスWaとWbの両方を用いて、第1のポインタ・プ
ロセッサ49で行われ、内部読み出しアドレスRaを確
定値Rにする。読み出しアドレスは、バイトがメモリか
ら読み出されるたびに、1だけ歩進される。これは、0
から2M−1の範囲の有効値を有するモデュロ2Mカウ
ンタとして実行される。
用いるポインタ・プロセッサ59で同時に行われ、スタ
ッフィングを行って、内部読み出しアドレスRbを値R
にする。2つのポインタ・プロセッサは、同じ情報を用
いて、スタッフが発生するかどうかを決定するために、
設定時間後、2つのポインタ・プロセッサの読み出しア
ドレスは最終的には等しくなる。
図7(b)は、小さい遅延Δに対する同期後のポインタ
・プロセッサ49と59の動作を示し、図7(c)は、
大きい遅延Δに対する動作を示す。
Gブロックで行われる。RAG61が正のスタッフィン
グを行うと、RAG62は負のスタッフィングを行う。
正のスタッフィング中は、1つの小さなバイトが、ST
S−1フレーム中にメモリから読み出され、負のスタッ
フィング中は、1つの他のバイトが、STS−1フレー
ム中にメモリから読み出される。
告が発せられ、ヒットレス切替は行われない。本発明の
実施の形態では、調整は読み出しアドレスを比較するこ
とによってチェックされる。しかしながら、外部読み出
しアドレスは、スタッフィングを決定するためには使わ
れない。
あるとき、調整は、図7(b)と7(c)に図示される
いずれか1つで行われる。これは以下を意味する。 M+R−Wa=Wb−R (1) ここで、Mはバッファ・サイズ(25056バイトまた
は4.0msec)、Rは読み出しアドレス、Waは短
いパスの書き込みアドレス、Wbは長いパスの書き込み
アドレスである。
対して考慮されるので、スタッフィング動作を起こさな
い読み出しアドレスの値は1つしかないことになる。こ
のように、各ポインタ・プロセッサ上の読み出しアドレ
スRは、同じ値に収束する。
うに制御される。 0≦(Wb+Wa)―2R―M≦1 スタッフなし (2) (Wb+Wa)―2R―M>1 負のスタッフ (3) (Wb+Wa)―2R―M<0 正のスタッフ (4)
ィング動作をするために、どちらが長いパスで、どちら
が短いパスかを知る必要はない。したがって、式(2)
から式(4)は以下のように表される。 0≦(Wext+Wint)―2Rint―M≦1 スタッフなし (2) ’ (Wext+Wint)―2Rint―M>1 負のスタッフ (3) ’ (Wext+Wint)―2Rint―M<0 正のスタッフ (4) ’ ここでWextは外部(相手)ポインタ・プロセッサの書
き込みアドレス、Wintは内部ポインタ・プロセッサの
書き込みアドレス、2Rintは内部ポインタ・プロセッ
サの読み込みアドレスである。外部読み出しアドレスR
extは、計算には用いられない。
詳細を示す図である。この位相比較器は、モデュロ2M
演算で計算する必要があるために、幾分、複雑になって
いる。
1/2Mに設定される。制御部55からのロック信号の
状態がハイからローへ移ると、IOFFレジスタ75
は、現在の「intoff」値に設定される。これによ
って、過度のポインタ調整が行われないようにする。
からローへ移ると、LOFFレジスタ77は現在の「l
ocoff」値に設定される。その後、LOFFレジス
タ77の値は、「M」の値になるまで、要求に応じて、
増加または減少される。この増加または減少は、「n」
がプログラム可能なとき、n×2kHzフレームごとに
行われる。これによって、ポインタ・プロセッサは、過
度のポインタ調整を起こさないように、よりゆっくりと
調整することができる。例えば、入力SPEの1ppm
周波数オフセットと一致して最大ポインタ調整レートを
得るためには、「n」の値はほぼ320に設定される。
レートは、4フレーム(8kHz)ごとに1回である。
両方のポインタ・プロセッサが、同一のフレーム中でス
タッフするためには、ヒットレス保持切替を確実に行う
ことが必要である。上述のように、これは、RAGスタ
ッフィングの機会を2kHzシステムフレーム信号と同
期させることによって行われる。
−Pを検出すれば、RAGブロックはAIS−Pを発生
する。RAGブロックも、またAIS−Pをファームウ
エアによって送信するように構成することができる。
素およびケーブルを示すネットワークの一例を示す図で
ある。
ム中に挿入される方法を示す図である。
大図である。
る。
ある。
る。
rm) 11’,12’,13’,14’…従属回路 15…セレクタ 17,18…従属装置(OC−12IF) 20,30,40,50,60,70,80…パス端末
装置(PTE) 21,22,23,24…従属ブロック 25…スイッチ 26,27…OC−192インタフェース 31,32,35、36…ケーブル 33,64…パス 45,46…パストレース挿入部 47,48…μPインタフェース 51,52…マイクロプロセッサ(μP) 53,54…モニタ 55,56…制御部 57,58…WAG 61,62…RAG 63,64…位相比較器 65,66…メモリ・インタフェース 67,68…メモリ
Claims (8)
- 【請求項1】 代替パスから主パスへ同期トラフィック
の再構築を行うヒットレスパス切替方法において: 発信パス端末において、固定長(L)で、情報信号、発信パス端末および受信パ
ス端末をユニークに特徴づける内容を有するトレース・
メッセージを構成するステップと、前記トレース・メッ
セージのバイト(I)(ここで、Iは前記トレース・メ
ッセージのバイトの範囲で、I∈[1,L] )を前記情
報信号のフレームの所定のタイム・スロットに挿入する
ことによって前記情報信号中に連続した前記トレース・
メッセージを供給するステップと、前記情報信号中の前
記トレース・メッセージの初めを検出するために各トレ
ース・メッセージ中にキャリジ・リターン・バイトを供
給するステップとを有する、 トレース・メッセージを生
成するステップと、 前記トレース・メッセージを挿入した情報信号を、前記
主パスに沿って第1の情報信号として送信するととも
に、前記代替パスに沿って第2の情報信号として送信す
るステップとを備え、 受信パス端末において、前記トレース・メッセージと同一の期待トレース・メッ
セージを記憶し、前記第1の情報信号のバイトを第1の
バッファに連続アドレスで記憶し、前記第1のバッファ
に記憶された前記第1の情報信号に関連する第1の再生
トレース・メッセージと前記期待トレース・メッセージ
とを比較し、前記第1の再生トレース・メッセージが、
前記期待トレース・メッセージと異なるときは、ヒット
レス切替動作を中断することによって、 前記トレース・
メッセージの第1の再生トレース・メッセージを、前記
第1の情報信号から再生するステップと、 前記トレース・メッセージと同一の期待トレース・メッ
セージを記憶し、前記第2の情報信号のバイトを第2の
バッファに連続アドレスで記憶し、前記第2のバッファ
に記憶された前記第2の情報信号に関連する第2の再生
トレース・メッセージと前記期待トレース・メッセージ
とを比較し、前記第2の再生トレース・メッセージが、
前記期待トレース・メッセージと異なるときは、ヒット
レス切替動作を中断することによって、 前記トレース・
メッセージの第2の再生トレー ス・メッセージを、前記
第2の情報信号から再生するステップと、 W ext は前記第2のバッファ中の書き込みアドレス、W
int は前記第1のバッファ中の書き込みアドレス、Rは
前記第1のバッファ中の読み出しアドレス、Mは前記第
1および第2のバッファのサイズとすると、前記トレー
ス・メッセージの各バイト(I)ごとに、前記第1のバ
ッファ中の前記第1の再生トレース・メッセージの前記
バイト(I)の書き込みアドレスと、前記第2のバッフ
ァ中の前記第2の再生トレース・メッセージの前記バイ
ト(I)の書き込みアドレスとの差Δ(Δ=(W ext +
W int )―2R int ―M)を決定し、 ポインタ・プロセッ
サを用いて、各(k)フレームごとに、前記第1の情報
信号の前記(k)フレーム中のペイロードと前記第2の
情報信号の前記(k)フレーム中のペイロードとを前記
の差Δに応じて位相調整をし、前記第1および第2の情
報信号が調整されるまで、上記のステップを繰り返すこ
とによって、前記第1および前記第2の情報信号の遅延
調整をするステップと、 その調整が完了したとき、ロック信号を生成するステッ
プとを備え、 前記発信パス端末において、さらに、 前記ロック信号が生成された時点で、前記代替パスに沿
った前記情報信号の送信を中断するステップを備え、 前記第1および第2のポインタ・プロセッサは、互いに
同期して通信を行うよう結合されており、前記第1およ
び第2の再生トレース・メッセージ間の位相差に応じ
て、前記第1あるいは第2の情報信号のフレーム中のペ
イロードの開始を遅らせる正のスタッフィング、あるい
は、前記第1あるいは第2の情報信号のフレーム中のペ
イロードの開始を早める負のスタッフィング、あるい
は、何らスタッフィングを行わないかのいずれかを実行
することで前記遅延調整を行うことを特徴とするヒット
レスパス切替方法。 - 【請求項2】請求項1記載のヒットレスパス切替方法に
おいて: 位相調整を行う前記ステップは、前記差Δが、0≦Δ≦
1になるまで行われることを特徴とするヒットレスパス
切替方法。 - 【請求項3】請求項1記載のヒットレスパス切替方法に
おいて: 位相調整を行う前記ステップはΔ>1のとき、 第1の調整ブロックで、前記第1の情報信号のフレーム
中のペイロードの開始を早める前記負のスタッフィング
を行うステップと、 第2の調整ブロックで、前記第2の情報信号のフレーム
中のペイロードの開始を遅らせる前記正のスタッフィン
グを行うステップとを備えることを特徴とするヒットレ
スパス切替方法。 - 【請求項4】 請求項1記載のヒットレスパス切替方法
において: 位相調整を行う前記ステップはΔ<0のとき、 第1の調整ブロックで、前記第1の情報信号のフレーム
中のペイロードの開始を遅らせる前記正のスタッフィン
グを行うステップと、 第2の調整ブロックで、前記第2の情報信号のフレーム
中のペイロードの開始を早める前記負のスタッフィング
を行うステップとを備えることを特徴とするヒットレス
パス切替方法。 - 【請求項5】 代替パスから主パスへ同期トラフィック
の再構築を行うヒットレスパス切替装置において: 前記主パス上でトレース・メッセージが挿入された情報
信号を受信し、前記情報信号に制御された位相差を有す
る第1の出力情報信号を挿入する第1のポインタ・プロ
セッサと、 前記代替パスの上で前記トレース・メッセージが挿入さ
れた情報信号を受信し、前記情報信号に前記位相差を有
する第2の出力情報信号を挿入する 第2のポインタ・プ
ロセッサと、 前記第2のポインタ・プロセッサ からの遅延時間情報を
前記第1のポインタ・プロセッサに供給するリンクと、 前記情報信号のL個の連続フレームの既知のタイムスロ
ットから抽出された受信トレース・メッセージの第1の
再生トレース・メッセージを記憶する第1のバッファ
と、前記代替パス上で受信された前記情報信号のL個の連続
フレームの既知のタイムスロットから抽出された前記受
信トレース・メッセージの第2の再生トレース・メッセ
ージを記憶する第2のバッファと、 固定長(L)で、前記情報信号、発信パス端末および受
信パス端末をユニーク に特徴づける内容を有するトレー
ス・メッセージ信号を送信情報信号中に挿入するパス・
トレース挿入ブロックとを備え、 前記第1のポインタ・プロセッサは、さらに、 内部書き込みアドレス(W int )を計算し、前記内部書
き込みアドレスに従って、前記情報信号のバイト(m)
を前記第1のバッファにストアする第1の書き込みアド
レス発生器と、 内部読み出しアドレス(R int )から、前記第1のバッ
ファ中の前記情報信号のバイト(n)を読み出す第1の
読み出しアドレス発生器と、 前記内部書き込みアドレス(W int )を、前記リンクを
介して前記第2のポインタ・プロセッサに送信し、前記
リンクを介して前記第2のポインタ・プロセッサから、
外部書き込みアドレス(W ext )を受信し、遅延調整が
可能かどうかを決定し、遅延調整が可能であれば、ロッ
ク信号を発生する制御部と、 前記W int と前記W ext とに基づき、前記内部読み出しア
ドレスを変更することによって、前記W int と前記W ext
との差を計算し、前記第1の読み出しアドレス発生器を
駆動して、前記第1の出力情報信号に対し、正と負のス
タッフィングの1つを行う位相比較器とを含み、 前記第1および第2のポインタ・プロセッサは、互いに
同期して通信を行うよう結合されており、前記第1およ
び第2の再生トレース・メッセージ間の位相差に応じ
て、前記第1あるいは第2の情報信号のフレーム中のペ
イロードの開始を遅らせる正のスタッフィング、あるい
は、前記第1あるいは第2の情報信号のフレーム中のペ
イロードの開始を早める負のスタッフィング、あるい
は、何らスタッフィングを行わないかのいずれかを実行
することで前記遅延調整を行う ことを特徴とするヒット
レスパス切替装置。 - 【請求項6】 請求項5記載のヒットレスパス切替装置
において: 前記第1のポインタ・プロセッサは、前記第1の再生ト
レース・メッセージと前記第1の出力情報信号に対応す
る期待トレース・メッセージとを比較し、前記第1の再
生トレース・メッセージが前記期待トレース・メッセー
ジと異なっている場合は、遅延調整を中止するため前記
信号ブロックに通知するモニタブロックをさらに含むこ
とを特徴とするヒットレスパス切替装置。 - 【請求項7】 請求項5記載のヒットレスパス切替装置
において: 前記第1の再生トレース・メッセージ中の特定のバイト
を受信すると、前記モニタは、前記第1の書き込みアド
レス発生器をリセットすることを特徴とするヒットレス
パス切替装置。 - 【請求項8】 請求項5記載のヒットレスパス切替装置
において: 前記制御部は、前記Wintと前記Wextとの差が閾値より
大きいときには、警告信号を発生することを特徴とする
ヒットレスパス切替装置。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
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US09/093398 | 1998-06-09 | ||
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