RU2236092C1 - Способ коммутации при передаче и приеме мультимедийной информации - Google Patents

Abstract

Изобретение относится к области мультисервисных сетей, обеспечивающих передачу трафика различного вида: данных, речи, видео и т.д. и, в частности, к сетям, использующим различные методы коммутации каналов, сообщений, пактов, ячеек. Сущность способа коммутации информации состоит в том, что при передаче от устройства сетевого окончания к промежуточному узлу коммутации принимают и запоминают блоки данных каналов, затем сортируют их в соответствии с заданными направлениями передачи, группируют в поток данных блоки данных постоянной длины с общим заголовкам, располагая их в циклах одинаковой длины, а в оставшихся от размещения блоков данных постоянной длины временных интервалах цикла группируют блоки данных переменной длины, предварительно осуществляя их маршрутизацию, сформированный поток данных передают по каналу связи, а при приеме в устройствах сетевого окончания и на каждом узле коммутации осуществляют разгруппировку принятых блоков данных в соответствии с направлениями передачи и требуемыми классами обслуживания и рассортировку путем выделения из циклов блоков данных постоянной длины и переменной длины, принадлежащих соответствующему соединению. Техническим результатом, достигаемым при реализации изобретения, является обеспечение коммутации в широком диапазоне скоростей и необходимого качества обслуживания трафика разных классов обслуживания. 8 з.п. ф-лы, 6 табл., 11 ил.

Description

Предлагаемое изобретение относится к области мультисервисных сетей, обеспечивающих передачу графика различного вида: данных, речи, видео и т.д., и в частности, к сетям, использующим различные методы коммутации, такие как коммутация каналов (КК), коммутация сообщений (КС), коммутация пакетов (КП), коммутация ячеек (КЯ).

Известны способы коммутации каналов цифровой передачи информации с временным разделением каналов (см.1. В.Г. Олифер, Н.А. Олифер. Компьютерные сети. - СПб.: Питер, 1999, с.164-171; 2. Internetworking Technologies Handbook, Third Edition.Cisco Systems, et. al. Cisco Press, Indianapolis, USA, 2000, с.66-67; 3.Uyless D. Black - Data Networks. Concepts, Theory and Practice. Prentice-Hall Inc. 1989, 736-737). В известных способах от конечных абонентов по N каналам передают с одинаковой скоростью (синхронно мультиплексированные) блоки данных, сгруппированные в циклы, причем скорость сгруппированного в циклах потока, по меньшей мере, в N раз выше скорости отдельных блоков потока информации, подвергающихся группированию, где N - количество блоков данных, подлежащих группированию, при этом сгруппированным в циклах блокам данных выделяют определенные одинаковые временные интервалы, осуществляют коммутацию блоков данных цикла в соответствии с заданной таблицей коммутации и производят прием циклов со скоммутированными блоками данных в нем и распределение отдельных блоков данных соответствующим получателям.

В описанных выше способах коммутация каналов заключается в следующем. Коммутатор принимает уплотненный цикл от мультиплексора, который, в свою очередь, принимая информацию по N каналам от конечных абонентов, каждый из которых передает данные по абонентскому каналу со скоростью 64 Кбит/с - 1 байт каждые 125 мкс, осуществляет прием от каждого канала очередного байта данных, составляет из принятых байтов уплотненный цикл и передает уплотненный цикл на выходной канал со скоростью, равной А·64 Кбит/с. Порядок байт в цикле соответствует номеру входного канала, от которого этот байт получен, а количество обслуживаемых мультиплексором абонентских каналов зависит от его быстродействия.

Демультиплексор выполняет обратную задачу - он разбирает байты цикла и распределяет их по своим нескольким выходным каналам.

Для выполнения коммутации байты извлекаются из буферной памяти не в порядке поступления, а в таком порядке, который соответствует поддерживаемым в сети соединениям абонентов, т.е. однажды выделенный номер временного интервала для определенного соединения остается в распоряжении этого соединения в течение всего времени его существования.

Сети, использующие принцип коммутации каналов, требуют синхронной работы всего оборудования, что и определило второе название этой техники - синхронный режим передач (STM). И для таких сетей характерен отказ в обслуживании при перегрузках. Однако основным недостатком такого принципа коммутации является плохое использование сетевых (канальных) ресурсов. Кроме того, в таких сетях сложно поддерживать широкий диапазон скоростей.

Известны способы передачи мультимедийной информации с коммутацией пакетов (см.1. с.172-175; 2. с.67-68, 229-236; 3. с.449-451). При этом под пакетами понимаются части, на которые разбиваются в исходном узле передаваемые пользователем сети сообщения. Сообщения могут иметь произвольную длину, от нескольких байт до мегабайт, а пакеты обычно имеют переменную длину, но в узких пределах, например от 46 до 1500 байт (сеть Ethernet). Каждый пакет снабжается заголовком, в котором указывают адресную информацию, необходимую для доставки пакета узлу назначения, а также номер пакета, который будет использоваться узлом назначения для сборки сообщения. Такая передача с коммутацией пакетов называется асинхронным мультиплексированием. Пакеты транспортируются в сети как отдельные (часто независимые) информационные блоки. Коммутаторы сети принимают пакеты от конечных узлов и на основании адресной информации (адрес получателя в датаграммном режиме и метка в режиме виртуальных соединений) передают их друг другу, а в конечном узле - узлу назначения. Коммутаторы пакетной сети отличаются от коммутаторов каналов тем, что они имеют внутреннюю буферную память для временного хранения пакетов, если выходной порт коммутатора в момент принятия пакета занят передачей другого пакета. В этом случае пакет находится некоторое время в очереди пакетов в буферной памяти выходного порта, а когда до него доходит очередь, он передается следующему коммутатору.

Такой способ передачи позволяет сглаживать пульсации графика на магистральных связях между коммутаторами и тем самым использовать их наиболее эффективным образом для повышения пропускной способности сети в целом, но плохо подходит для передачи трафика реального времени (речь, видео), т.к. задержки при передаче информации этим методом существенно больше, чем при коммутации каналов. При этом величина задержки при коммутации пакетов не постоянна и может изменяться в широких пределах, что не отвечает требованиям, предъявляемым к сети трафиком реального времени. Сетевые устройства (коммутаторы, маршрутизаторы), реализующие метод коммутации пакетов, существенно дороже аналогичных устройств, используемых при коммутации каналов. Поэтому метод коммутации пакетов используется в сетях передачи данных для передачи трафика, нечувствительного к задержкам.

Способ передачи мультимедийной информации с коммутацией ячеек (технология АТМ) был разработан для устранения недостатков, присущих способам передачи с коммутацией пакетов и обеспечить возможность передачи трафика различного вида (см.1. с. 540-564; 2. с. 399-423).

Сущность этого способа состоит в том, что для уменьшения задержек при коммутации пакетов осуществляют транспортирование информации короткими пакетами фиксированной длины (ячейками). При этом потоки ячеек от различных пользователей асинхронно мультиплексируются в едином цифровом тракте, а в качестве протокольной единицы принят пакет фиксированной длины, включающий заголовок (5 байт) и информационное поле (48 байт). В этом случае можно транспортировать по сети информацию любой службы независимо от скорости передачи и требований, предъявляемых к семантической и временной прозрачности сети и пульсаций трафика.

Один из таких способов коммутации, относящийся к передаче трафика одного класса, в частности речевого потока, являющийся наиболее близким по технической сущности к предлагаемому способу передачи, выбран за прототип (см. патент РФ на изобретение №2153231, M. кл. H 04 L 12/56, H 04 L 12/64, H 04 L 12/66, H 04 J 3/04, опубл.20.07.2000 г.).

Данный способ коммутации режима АТМ используется для коммутации речевых каналов и включает коммутацию данных каналов в данные речевого потока, сгруппированные в соответствии с местами назначения, посредством сортировки принимаемых данных каналов в соответствии с временными интервалами, соответствующими номерам модулей коммутации временных интервалов мест назначения, компоновки группы речевых данных, предназначенных для направления в одно и то же место назначения, в один и тот же АТМ элемент данных (ячейку), маршрутизации скомпонованного АТМ элемента данных, коммутации АТМ элемента данных и выдачи коммутированного АТМ элемента данных в соответствующее место назначения, декомпоновки коммутированного АТМ элемента данных в данные речевого потока и сортировки временных интервалов декомпонованных данных речевого потока в соответствии с местами назначения и выдачи каждых отсортированных по временным интервалам данных речевого потока на соответствующий интерфейс места назначения.

При этом компоновка элемента данных включает отображение данных временных интервалов, предназначенных для одного и того же места назначения, в полезную нагрузку АТМ элемента данных, присоединение заголовка элемента данных и признака маршрутизации к полезной нагрузке элемента данных, копирование элемента данных и указание длины корректных данных в элементе данных, мультиплексирование АТМ элемента данных и выдачу мультиплексированного АТМ элемента данных.

Декомпоновка элемента данных включает демультиплексирование коммутированного АТМ элемента данных и удаление заголовка элемента данных и признака маршрутизации из демультиплексированного АТМ элемента данных, декомпоновку данных полезной нагрузки элемента данных в данные речевого потока, имеющие номер модуля коммутации временных интервалов места назначения, и выдачу данных речевого потока в каждую из субмагистралей.

Как видно из вышеприведенного описания, способ коммутации ячеек (технология АТМ) требует достаточно больших накладных расходов для передачи информации при установленном соединении: 5 байт заголовка на 48 байт полезной информации; не осуществляется поддержка датаграммного режима - короткие сообщения передаются по сети АТМ с очень большими накладными расходами, из-за сложности технологии АТМ трудно осуществить ее интеграцию с другими существующими сетевыми технологиями, а также осуществлять адекватную настройку АТМ-сетей для поддержки необходимого качества передачи информации (поддержания QoS). Является также сложной и реализация данного способа ЛТМ-технологии.

Задачей предлагаемого изобретения явилась разработка такого способа коммутации при передаче мультимедийной информации в широком диапазоне скоростей, который был бы совместим с существующими сетями передачи информации, поддерживал датаграммный режим, т.е. возможность передачи коротких сообщений с малыми накладными расходами, обеспечивал необходимое качество обслуживания трафика разных классов (QoS) и их автоматический контроль, а также обеспечивал возможность мультиплексирования в пределах ограниченного временного интервала, что уменьшило бы вероятность локальных перегрузок и джиттер (изменения задержки передачи), и позволил бы уменьшить накладные расходы путем минимизации длины заголовков.

Решение данной задачи осуществляется в предлагаемом способе коммутации при передаче и приеме мультимедийной информации между устройствами сетевого окончания и промежуточными узлами коммутации, при котором при передаче от устройств сетевого окончания к промежуточному узлу коммутации принимают и запоминают блоки данных каналов, затем сортируют принимаемые блоки данных каналов в соответствии с заданными направлениями передачи, группируют блоки данных постоянной длины, предназначенные для передачи по одному и тому же направлению передачи, в поток данных и передают в соответствии с направлениями передачи по каналу связи сети, а при приеме на каждом узле коммутации разгруппировывают блоки данных постоянной длины одного направления и рассортировывают блоки данных постоянной длины в соответствии с заданными направлениями передачи, отличающемся тем, что в устройстве сетевого окончания и каждом узле коммутации группируют блоки данных постоянной длины для передачи но одному направлению с общим заголовком, размещаемым перед ними, располагая блоки данных постоянной длины с общим заголовком в циклах одинаковой длительности, а в оставшихся после размещения блоков данных постоянной длины временных интервалах цикла группируют блоки данных переменной длины с заголовками перед каждым блоком данных переменной длины для передачи по одному и тому же направлению передачи, предварительно осуществляя маршрутизацию блоков данных переменной длины, при этом, если объем информации в цикле превышает его длительность, осуществляют отбор блоков данных, соответствующих определенным установленным соединениям, по классам обслуживания, в зависимости от требований по доставке блоков данных, предъявляемых к сети, при этом общий заголовок в каждом цикле содержит информацию о числе установленных соединений и о наличии или отсутствии блока данных определенного класса обслуживания в данном цикле, а заголовки перед каждым блоком данных переменной длины содержат информацию об адресе получателя или установленном соединении, группировку и разгруппировку принятых блоков данных в устройствах сетевого окончания и в узлах коммутации осуществляют в соответствии с заданной информацией о направлениях передачи различных блоков данных и требуемых классах обслуживания для их передачи, а рассортировку принимаемых потоков данных осуществляют путем выделения из циклов блоков данных постоянной длины и блоков данных переменной длины, принадлежащих каждому соединению каждого класса обслуживания.

Для поддержки низких скоростей передачи упомянутые циклы объединяют в сверхциклы с количеством циклов в них, определяемых минимально необходимой скоростью передачи.

Для получения скоростей передачи, кратных базовой скорости V_баз, под которой понимают скорость передачи графика базового соединения, для передачи которого используют один временной интервал в цикле, выбирают число временных интервалов р=кV_баз, где к - целое число, максимальное значение которого ограничено возможным числом временных интервалов в цикле.

При этом общий заголовок перед блоками данных постоянной длины может быть сформирован с постоянной или переменной длиной, определяемой максимально возможным числом устанавливаемых соединений на участке между смежными узлами коммутации.

Авторами предлагается также формировать общий заголовок перед блоками данных постоянной длины из двух частей, называемых битовой маской и списком меток соответственно.

При этом каждым битом в битовой маске и каждой меткой в списке меток идентифицируют одно соединение в пределах цикла, и в зависимости от значения коэффициента пульсаций, под которым понимается отношение максимальной мгновенной скорости к ее среднему значению, весь трафик подразделяют на трафик первого и второго типов, причем если коэффициент пульсаций меньше длины метки, то идентифицируют наличие трафика первого типа, а если коэффициент пульсаций больше длины метки, то идентифицируют наличие трафика второго типа.

В предлагаемом способе предлагаются три варианта передачи блоков данных различной длины, кратной размеру базового блока данных, где базовый блок данных - это блок данных, равный количеству байт в одном временном интервале цикла.

В первом варианте на этапе установления соединения осуществляют одновременное установление соединений на разных скоростях передачи, выбираемых путем умножения на базовую скорость или деления базовой скорости на целое число.

Во втором варианте на этапе установления соединения выбирают желаемый размер передаваемого блока данных переменной длины, кратный длине блоков данных постоянной длины (базовый блок данных).

В третьем варианте выбирают различную длину базового блока данных для соединений разных классов обслуживания.

Возможность решения поставленной задачи вышеприведенными отличиями можно пояснить следующим образом.

Группирование источником передаваемого трафика в виде блоков данных, соответствующих различным классам обслуживания, позволяет обеспечить лучшие условия для управления и автоматического поддержания параметров трафика по сравнению с технологией АТМ, тем самым обеспечивая необходимое качество обслуживания (QoS).

При этом последующее группирование блоков данных в циклы постоянной длины обеспечивает уменьшение вероятности локальных перегрузок и уменьшение джиттера (изменений задержки передачи), поскольку при таком группировании заранее известен суммарный возможный объем трафика в пределах ограниченного временного интервала цикла.

Поскольку основная информация об установленных соединениях содержится в соответствующих блоках сетевых окончаний и узлов коммутации (например, в виде таблицы коммутации), то общий заголовок, располагаемый в начале цикла, содержит минимум информации (1 бит на одно соединение в цикле), что снижает накладные расходы, связанные с передачей блоков данных.

Поддержка широкого диапазона скоростей при передаче мультимедийной информации обеспечивается возможностью выделения необходимого числа блоков данных постоянной длины в цикле под соответствующую скорость передачи. А поддержка низких скоростей передачи может быть обеспечена путем объединения циклов в сверхциклы с выделением необходимого числа блоков данных постоянной длины в определенных циклах сверхцикла, при этом количество циклов в сверхцикле определяется минимально необходимой скоростью передачи.

Использование оставшихся (после размещения блоков данных постоянной длины) временных интервалов в цикле для размещения блоков данных переменной длины обеспечивает передачу трафика как в датаграммном (без предварительного установления соединений), так и в виртуальном (с предварительным установлением соединений) режимах, что позволяет передавать трафик существующих сетей передачи данных, т.е. обеспечить совместимость с существующими сетями передачи данных.

Возможность гарантированной передачи информации определенного соединения в цикле обеспечивает отсутствие джиттера (изменение задержки передачи) и потерь информации при передаче и тем самым создает необходимые условия при передачи трафика существующих телефонных сетей без специальной их адаптации.

Пример реализации предлагаемою способа коммутации при передаче мультимедийной информации поясняется чертежами, где на фиг.1 представлен пример сети, в которой может быть реализован способ, на фиг.2 приведен пример структурной схемы устройства сетевого окончания, на фиг.3 - пример промежуточного узла коммутации сети с входными и выходными портами, на фиг.4 - пример структурной схемы узла коммутации, на фиг.5 поясняется формирование циклов, на фиг.6 и 7 показаны примеры размещения трафика различных классов в цикле, на фиг.8-10 показаны примеры формирования циклов и сверхциклов при передаче трафиков с различными скоростями, на фиг.11 показан пример использования меток разной длины при размещении трафика второго типа в пределах цикла.

В соответствии с фиг.1 сеть содержит сетевые окончания 1 и 1' с терминальным оборудованием, связанные между собой через промежуточные узлы 2 коммутации посредством каналов передачи данных.

В устройство 1 сетевого окончания (фиг.2) входит блок 3 приема блоков данных, входная шина которого является входной шиной сетевого окончания 1, на которую поступают блоки данных от пользователя. Блок 3 приема блоков данных соединен первой выходной шиной со входом блока 4 управления коммутацией и маршрутами, который, в свою очередь, выходной шиной связан с входной шиной блока 5 хранения информации о соединениях, выходной шиной связанного с первой входной шиной блока 6 коммутации блоков данных, вторая входная шина которого соединена со второй выходной шиной блока 3 приема блоков данных. Выходной шиной блок 6 коммутации блоков данных связан с входной шиной буфера 7 передачи, выходная шина которого подключена к входной шине регистра 8 передачи, другой вход которого соединен с выходом блока 9 формирования цикла и сверхцикла и входом буфера 7 передачи, а выходная шина регистра 8 передачи является выходной шиной устройства 1 сетевого окончания. Вход блока 9 формирования цикла и сверхцикла соединен с выходом входящего в устройство 1 сетевого окончания блока 10 синхронизации, связанного также со входами синхронизации блока 3 приема блоков данных и блока 6 коммутации блоков данных.

В устройстве 1 сетевого окончания имеется также блок 11 обработки и хранения информации трафика 5 и 6 классов, входной шиной связанного с выходной шиной блока 3 приема блоков данных и второй входной шиной блока 6 коммутации блоков данных, третья входная шина которого соединена с выходной шиной блока 11 обработки и хранения информации графика 5 и 6 классов, вход которого соединен с первым выходом блока 6 коммутации блоков данных, а выход - с первым входом блока 3 приема блоков данных, второй вход которого соединен с выходом блока 4 управления коммутацией и маршрутами. Второй выход блока 6 коммутации блоков данных подключен ко входу блока 5 хранения информации о соединениях.

Приведенный на фиг.3 промежуточный узел 2 коммутации в качестве примера имеет два входных и два выходных порта. В общем случае число входных и выходных портов может быть отлично от 2 и число входных портов может быть не равно числу выходных портов.

В приведенном на фиг.4 примере структурная схема промежуточного узла 2 коммутации содержит блок 12 входного порта (таких блоков может быть несколько по числу входных портов коммутатора), включающий блок 13 приема цикла и сверхцикла и буфер 14 хранения цикла. В свою очередь, блок 13 приема цикла и сверхцикла содержит регистр 15 приема и устройство 16 тактовой и цикловой синхронизации, выход которого соединен со входом регистра 15 приема. При этом входные данные, поступающие на входную шину порта, подаются на входные шины регистра 15 приема и устройства 16 тактовой и цикловой синхронизации. Выходная шина регистра 15 приема подключена к соответствующей входной шине буфера 14 хранения цикла. Промежуточный узел 2 коммутации содержит также блок 17 управления коммутацией, входной шиной связанный с выходной шиной буфера 14 хранения цикла блока 12 входного порта. Выход блока 17 управления коммутацией подключен к первому входу буфера 14 хранения цикла блока 12 входного порта, а выходная шина блока 17 управления коммутацией подключена к первой входной шине блока 18 выходного порта (таких блоков может быть несколько по числу выходных портов узла коммутации), которой является входная шина блока 19 хранения информации о соединениях типа 1 и 2, входящего в блок 18 выходного порта.

В блок 18 выходного порта входят также блок 20 коммутации блоков данных, буфер 21 передачи, регистр 22 передачи, блок 23 формирования цикла и сверхцикла и буфер 24 трафика 4 класса. В промежуточный узел 2 коммутации входят также блок 25 синхронизации и блок 26 обработки и хранения информации трафика 5 и 6 классов. Блок 20 коммутации блоков данных первой входной шиной связан с выходной шиной блока 19 хранения информации о соединениях типа 1 и 2, управляющий вход которого соединен с первым выходом блока 20 коммутации блоков данных, выходной шиной связанного с входной шиной буфера 21 передачи, выходная шина которого подключена к входной шине регистра 22 передачи, выходная шина которого является выходной шиной блока 18 выходного порта. Вход регистра 22 передачи соединен с выходом блока 23 формирования цикла и сверхцикла и входом буфера 21 передачи. Второй выход блока 20 коммутации блоков данных соединен со вторым входом буфера 14 хранения цикла, входящего в блок 12 входного порта, а третий выход блока 20 коммутации блоков данных соединен со входом блока 26 обработки и хранения информации трафика 5 и 6 классов, выходная шина которого подключена ко второй входной шине блока 20 коммутации блоков данных, являющейся второй входной шиной блока 18 выходного порта, третьей входной шиной которого является третья входная шина блока 20 коммутации блоков данных, которая соединена с входной шиной блока 26 обработки и хранения информации трафика 5 и 6 классов, входной шиной блока 17 управления коммутацией и выходной шиной буфера 14 хранения цикла блока 12 входною порта, третий вход буфера 14 хранения цикла соединен с выходом блока 26 обработки и хранения информации трафика 5 и 6 классов. Блок 20 коммутации блоков данных связан с буфером 24 трафика 4 класса двунаправленной шиной. При этом вход буфера 24 трафика 4 класса соединен с четвертым выходом блока 20 коммутации блоков данных. Блок 25 синхронизации выходом связан со входами синхронизации блока 12 входного порта и блока 18 выходного порта.

Рассмотрим пример реализации предлагаемого способа коммутации при передаче и приеме мультимедийной информации в приведенной выше сети связи.

Предположим (см. фиг.1), устройство 1 сетевого окончания установило соединение с устройством 1' сетевого окончания. В этом случае данные от устройства 1 сетевого окончания поступают на промежуточный узел 2 коммутации, входящий в эту сеть связи и подключенный к этому устройству 1 сетевого окончания. Далее эти данные передаются между соответствующими промежуточными узлами 2 коммутации, входящими в эту сеть связи, и в результате поступают на устройство 1' сетевого окончания.

Рассмотрим более подробно реализацию предлагаемого способа в устройствах 1, 1' сетевого окончания и в промежуточных узлах 2 коммутации при передаче данных.

Передаваемые блоки данных, поступающие на вход устройства 1 сетевого окончания от пользователя (см. фиг.2), попадают на входную шину блока 3 приема блоков данных, который буферирует (накапливает) эти данные и передает со своей первой выходной шины на блок 4 управления коммутацией и маршрутами, который анализирует эти данные и обменивается ими с блоком 5 хранения информации о соединениях. Информация о соединениях может храниться в этом блоке в виде таблиц соединений, различного типа (пример такой таблицы приведен ниже). Кроме того, накапливаемые данные из блока 3 приема блоков данных поступают также с его второй выходной шины на вторую входную шину блока 6 коммутации блоков данных, на первую входную шину которого поступает необходимая информация о соединениях типа 1 и 2 из блока 5 хранения информации о соединениях, а на третью входную шину поступает информация графика 5 и 6 классов с выходной шины блока 11 обработки и хранения информации графика 5 и 6 классов. Блок 6 коммутации блоков данных осуществляет сортировку поступивших на все шины блоков данных в соответствии с направлениями передачи. Отсортированные блоки данных через выходную шину блока 6 коммутации блоков данных поступают в буфер 7 передачи, где они накапливаются и затем поступают в регистр 8 передачи, на вход которого, а также на вход буфера 7 передачи поступает информация с выхода блока 9 формирования цикла и сверхцикла. В регистре 8 передачи под управлением информации с блока 9 формирования цикла и сверхцикла осуществляется группировка блоков данных постоянной длины (ячеек) с общим заголовком и блоков данных переменной длины (пакетов) с заголовками перед каждым блоком в циклах и, в случае необходимости, последующим объединением циклов в сверхциклы. После этого сгруппированные в циклах и сверхциклах блоки данных передают в соответствии с направлениями передачи по каналу связи сети. Синхронизацию всех блоков устройства сетевого окончания осуществляет блок 10 синхронизации.

Хранение информации о соединениях в блоке 5 сетевого окончания и в блоке 19 блока 18 выходного порта узла 2 коммутации, например, в виде упомянутых выше таблиц для различных типов соединений обусловлено предложением использовать в предлагаемом способе при коммутации мультимедийной информации вместо четырех классов обслуживания, как в прототипе (технология АТМ), шесть классов обслуживания, реализация которых может быть осуществлена с помощью известных технологий. В ниже приведенной таблице 1 дана краткая характеристика этих классов обслуживания.

Служба класса 1 обеспечивает передачу трафика с постоянной скоростью и с гарантированным качеством. Примерами трафика класса 1 является передача речи с постоянной скоростью (64 кбит/с) или передача видео с постоянной скоростью.

Службы классов 2 и 3 поддерживают передачу трафика реального времени с изменяющейся скоростью передачи (класс В в АТМ). Типичными примерами являются передача подвижных изображений и звука. Разница между этими службами состоит в том, что служба класса 2 обеспечивает гарантированное качество передачи без потерь информации, в то время как служба класса 3 допускает потери.

Трафик класса 4 не предъявляет жестких требований к величине и вариации задержки при передаче информации. Служба класса 4 ориентирована на соединения, а источники являются источниками с изменяющейся скоростью передачи. Примером может служить передача данных с установлением соединения. В случае перегрузки сегмента сети, реализующей предлагаемый способ, данные класса 4 буферизируются в узле коммутации для того, чтобы быть посланными при освобождении ресурсов сети.

Службы классов 5 и 6 отличаются от всех предыдущих размерами передаваемых блоков данных. В классах 1-4 блоки данных имеют постоянную длину (данные передаются в ячейках), а в классах 5 и 6 - переменную (пакеты).

Класс 5 предназначен для передачи данных в пакетах в классическом режиме виртуальных соединений.

Класс 6 предназначен для передачи данных без установления соединения (датаграммный режим).

Для характеристики трафика 2-4 классов в предлагаемом способе вводится дополнительный характеризующий параметр - коэффициент пульсаций, под которым понимается отношение максимальной мгновенной скорости к ее среднему значению (коэффициент пульсаций также иногда называют коэффициентом пачечности).

Так, например, трафик с постоянной скоростью имеет коэффициент пульсаций, равный 1. Для трафика с переменной скоростью коэффициент пульсаций будет больше 1 и может достигать значений 100 и более.

Ниже приведены классы 1-4 учетом деления на подклассы (по типу трафика).

Трафик класса 1 всегда имеет коэффициент пульсации, равный 1, и поэтому он отсутствует в трафике второго типа.

Несмотря на то, что трафик соединений класса 5 и 6 может иметь низкий коэффициент пульсации, использование данного класса для передачи трафика с низким коэффициентом пульсации неоправданно.

Осуществляемая в предлагаемом способе группировка блоков данных в циклы и, в случае необходимости, в сверхциклы базируется на принципе временного разделения, который сочетает в себе преимущества синхронной и асинхронной передачи информации и подразумевает разбиение текущего времени на циклы, имеющие постоянную длительность (см. фиг.5). Цикл состоит из временных интервалов (ВИ), в каждом из которых передается n байт. Число n определяет минимальный базовый размер передаваемого блока данных для каждого соединения так, что данные классов 1-4 передаются блоками постоянной длины. По аналогии с технологией АТМ, используемой в прототипе, этот блок данных можно назвать ячейкой.

Для обеспечения цикловой синхронизации каждый цикл начинается с комбинации цикловой синхронизации (на фиг.5 не показана). В общем случае длительность цикла и число байт во временном интервале n могут быть различными.

При выборе n необходимо учитывать требование совместимости с существующими системами передачи. С учетом этих соображений удобно выбирать число n кратным 8 (например, 8, 16, 32, ...), а длительность цикла кратной 125 мкс (например, 125, 250, 500, ...). При скорости 2,5 Гбит/с (STM-16) для примера при n=8 и длительности цикла - 125 мкс цикл будет содержать порядка 4800 ВИ.

Цикл состоит из двух частей. В начале цикла (первая часть) выделяются ВИ для целей управления. Эта часть называется общим заголовком. Вторая часть цикла используется для передачи блоков данных (информация пользователей). Общий заголовок служит для идентификации наличия блоков данных трафика классов 1-4, которые передаются во второй части цикла. Таким образом, в предлагаемом способе управление передачей информации отделено от собственно передаваемой информации. В свою очередь, общий заголовок также состоит из двух частей: битовой маски и списка меток. Первая часть используется для идентификации трафика классов 1-4 с низким значением коэффициента пульсации (трафик первого типа), вторая часть - для идентификации трафика классов 2-4 с высоким значением коэффициента пульсации (трафик второго типа). Размер битовой маски фиксирован и определяется числом возможных соединений первого типа на участке между двумя смежными узлами коммутации магистральной сети или на участке сетевое окончание (Network Termination -NT) - узел коммутации (доступа) сети доступа. Размер списка меток - числом меток тех соединений второго типа, трафик которых присутствует в данном цикле, и длиной меток. Размещение трафика первого типа показано на фиг.6.

Рассмотрим процесс размещения в цикле трафика различных классов. Этот процесс условно можно представить в виде ряда последовательных шагов.

Сначала размещается трафик 1-4 классов первого типа. Как уже указывалось ранее, передача трафика классов 1-4 осуществляется блоками постоянной длины размером n байт (ВИ). Биты, входящие в состав битовой маски, используются для индикации наличия или отсутствия блока информации соответствующего соединения в данном цикле (значение бита, равное 1, означает наличие блока информации соответствующего соединения в данном цикле, а 0 - отсутствие). Неиспользуемые биты битовой маски (число соединений в данный момент меньше числа бит в маске) всегда равны 0. При этом размещение трафика классов 1-4 первого типа осуществляется последовательно, начиная с первого свободного ВИ, следующего за общим заголовком, как это показано на фиг.6.

На втором этапе размещается трафик второго типа.

Трафик второго типа передается в предлагаемом способе в классическом режиме виртуальных соединений с метками, однако существуют некоторые существенные отличия.

Для размещения трафика типа 2 используются временные интервалы, оставшиеся свободными после размещения трафика типа 1 (см.фиг.7).

При этом в общий заголовок добавляются метки, соответствующие тем соединениям второго типа, трафик которых присутствует в данном цикле.

Трафик второго типа размещается в ячейках, следующих непосредственно после ячеек, занятых под трафик первого типа, в порядке, соответствующем списку меток в общем заголовке.

Длина меток (число бит на метку) конфигурируемо и может различаться на разных участках сети. Чем больше соединений типа 2 на данном участке сети может быть одновременно установлено, тем больше бит требуется выделить на метку.

Временные интервалы, оставшиеся свободными после первого и второго этапов (после размещения трафика классов 1-4), используются для размещения трафика классов 5 и 6.

В общем случае число свободных ВИ в циклах, оставшихся после размещения трафика классов 1-4, может изменяться от цикла к циклу.

Поэтому эту часть цикла (оставшиеся ВИ в цикле) можно рассматривать как некоторый канал с изменяющейся полосой пропускания, который используется для передачи трафика классических технологий пакетной передачи.

Форматы кадров и пакетов, передаваемых в рамках классов 5 и 6, зависят от используемых технологий (например, Frame Relay, TCP/IP и т.д.) и являются стандартными для соответствующих технологий. Процедуры маршрутизации трафика класса 6 и коммутации трафика класса 5 также являются стандартными.

Т.о. в предлагаемой технологии трафик классов 5 и 6 (пакеты) передается классическими методами передачи данных (коммутация и маршрутизация пакетов) по каналу с переменной скоростью передачи.

В общем случае размер пакета может быть не кратным размеру ВИ. Поэтому в одном ВИ могут размещаться последние байты одного пакета и первые байты следующего пакета.

Предлагаемый способ не предписывает каких-либо конкретных правил обработки (отбрасывания) трафика разных классов в случае перегрузки сети. Эти правила могут быть различными в разных узлах коммутации и даже в рамках одного узла коммутации (разные правила для разных портов).

Рассмотрим вопрос поддержки передачи трафика с разной скоростью (разные скорости передачи) в предлагаемом способе. Рассмотрим соединение, для передачи трафика которого используется один ВИ в каждом цикле (см. фиг.8). Такое соединение в предлагаемом способе называется базовым соединением. Скорость такого соединения называется базовой скоростью передачи.

Задержка коммутации (в каждом узле коммутации) для такого соединения определяется длительностью цикла.

Однако предлагаемый способ не ограничивается базовой скоростью. В нем существует поддержка соединений как с более низкими, так и с более высокими скоростями. Для получения скоростей ниже базовой скорости в предлагаемом способе может быть использован сверхцикл (см. фиг.9). В высокоскоростной сети, реализующей предлагаемый способ, каждый сверхцикл может состоять, например, из 256 циклов. Сверхцикл начинается с комбинации сверхцикловой синхронизации. Сверхцикл позволяет организовывать соединения на скоростях ниже базовой скорости Например, на фиг.10 показано соединение на скорости, в 4 раза меньшей, чем базовая скорость.

Для передачи трафика такого соединения используется каждый четвертый цикл в сверхцикле. Т.о. полученная скорость равна 1/4 базовой скорости. Примечание: из фиг.10 видно, что заданным соединением отсутствует жесткое закрепление временных интервалов. В зависимости от трафика других соединений расположение блоков трафика рассматриваемого соединения может изменяться.

Организация сверхцикла никак не влияет на скорость коммутации. Так как в предлагаемом способе коммутация производится по циклам, то задержка коммутации определяется длиной цикла, а не сверхцикла даже для низкоскоростных соединений.

Для получения скоростей, кратных базовой скорости, в предлагаемом способе используется соответствующее количество временных интервалов в цикле. Так, в цикле может быть использовано 4 ВИ. Полученная при этом скорость становится равной 4 базовым скоростям.

До сих пор предполагалось, что все соединения классов 1-4 используют блоки данных одинаковой длины, равной n байт. Хотя это ограничение не является препятствием для передачи различных видов трафика (например, в прототипе - технология АТМ размер ячейки также фиксирован и составляет 53 байта), тем не менее различные виды трафика удобнее передавать, используя различную длину блока данных. Например, сжатую речь лучше передавать блоками короткой длины (это уменьшает задержку при формировании блока). В то же время передачу данных удобнее осуществлять блоками большего размера.

В предлагаемом способе поддерживаются три способа обеспечения передачи блоков разной длины, кратной размеру базового блока.

Во-первых, существует возможность установления нескольких соединений. Комбинируя соединения (в частности, соединения на разных скоростях), можно достичь желаемой полосы пропускания.

Во-вторых, пользователю предоставляется возможность на этапе установления соединения указывать желаемый размер передаваемого блока данных (кратного n). При этом накладные расходы соответственно уменьшаются.

В-третьих, можно установить разный размер используемого по умолчанию базового блока данных для соединений разных классов. Например, для трафика классов 1-3 (в основном, трафик реального времени) - 8 байт, а для трафика класса 4 (в основном, трафик данных) - 16 или более байт (увеличение размера блока данных уменьшает накладные расходы). Размер общего заголовка важен с точки зрения минимизации накладных расходов. Он определяется многими факторами (соотношение между объемами трафика различных классов и типов, размеры блоков данных, скорость передачи в канале и т.д.).

Как уже говорилось выше, общий заголовок состоит из двух частей: битовой маски - для управления трафиком первого типа и списка меток - для трафика второго типа.

В данном способе каждый бит в битовой маске (трафик первого типа), как и каждая метка (трафик второго типа), идентифицирует соединение в пределах одного цикла в сверхцикле так, что, в общем случае, одни и те же биты и метки в разных циклах идентифицируют разные соединения (уникальность существует только в пределах цикла). Также следует учесть, что в данном случае метки используются только для трафика второго типа, тогда как в других технологиях метки используются для идентификации всех соединений. Поэтому, в отличие от других технологий, таких как АТМ, Frame Relay, X.25, размер метки в предлагаемом способе может быть значительно меньше.

С другой стороны, использование меток позволяет уменьшить размер битовой маски. Так как число меток в общем заголовке от цикла к циклу может изменяться, то длина общего заголовка также является переменной величиной (с практической точки зрения длина общего заголовка должна быть кратна размеру ВИ). Таким образом, возникает задача определения размеров битовой маски и меток, что позволит минимизировать среднюю длину общего заголовка.

Исходя из выше приведенных разъяснений предлагаемого способа вернемся к пояснению его реализации в устройстве 1 сетевого окончания.

Устройство 1 сетевого окончания является источником разнородной мультимедийной информации и в том числе, как это было сказано выше, содержит информацию об установленных соединениях, например, в виде таблиц соединений для трафика классов 1-4 с низким и высоким значениями коэффициента пульсаций соответственно (см. таблицу 2).

Число строк в таблице 2 равно размеру битовой маски так, что каждая строка таблицы соответствует одному биту в битовой маске. Каждому установленному соединению первого типа в таблице соответствует одна строка, в которой также указан класс обслуживания для данного соединения. При этом номер строки в таблице соответствует номеру (позиции) бита в битовой маске общего заголовка. Не используемые в данный момент строки таблицы (в таблице 2 помечены “-”) отмечаются несуществующим номером класса обслуживания (например, 0).

Число строк в таблице 3 равно числу установленных соединений второго типа. В каждой строке этой таблицы указаны класс обслуживания и метка (число), однозначно идентифицирующие соединение в данном цикле. Метки уникальны внутри цикла. Для каждого цикла в сверхцикле имеется своя таблица коммутации.

Кроме того, имеется таблица установленных соединений класса 5, и таблица маршрутизации класса 6.

Рассмотрим процесс размещения в цикле трафика различных классов. Этот процесс условно можно представить в виде ряда последовательных шагов. Сначала размещается трафик 1-4 классов первого типа. Как уже указывалось ранее, передача трафика классов 1-4 осуществляется блоками постоянной длины размером n байт (ВИ). Биты, входящие в состав битовой маски, используются для индикации наличия или отсутствия блока информации соответствующего соединения в данном цикле (значение бита, равное 1, означает наличие блока информации соответствующего соединения в данном цикле, а 0 - отсутствие). Неиспользуемые биты битовой маски (число соединений в данный момент меньше числа бит в маске) всегда равны 0. При этом размещение трафика классов 1-4 первого типа осуществляется последовательно, начиная с первого свободного ВИ, следующего за общим заголовком, как это показано на фиг.6.

На втором этапе размещается трафик второго типа. При этом используется список меток общего заголовка, указывающий метки тех соединений второго типа, трафик которых присутствует в данном цикле. Этот список представляет собой подмножество меток таблицы соединений второго типа. Трафик второго типа размещается во временных интервалах, следующих непосредственно после трафика первого типа, в порядке, соответствующем списку меток общего заголовка (см. фиг.7). Временные интервалы, оставшиеся свободными после второго этапа, используются для размещения трафика классов 5 и 6. В общем случае размер пакета (кадра) может быть не кратным размеру ВИ. Поэтому в одном ВИ могут размещаться последние байты одного пакета и первые байты следующего пакета.

Сформированные вышеописанным способом циклы с блоками информации постоянной длины (ячейки) и блоками информации переменной длины (пакеты), объединенные, в случае необходимости, в сверхциклы, поступают в канал связи и передаются по нему в соответствии с направлениями передачи на соответствующий промежуточный узел 2 коммутации.

Рассмотрим реализацию предлагаемого способа в промежуточном узле 2 коммутации (см. фиг.4).

Данные из канала попадают в блок 12 входного порта (примечание: таких блоков может быть несколько по числу входных портов коммутатора), в частности - на вход блока 13 приема цикла и сверхцикла. Внутри блока 13 данные попадают на вход регистра 15 приема, которым управляет устройство 16 тактовой и цикловой синхронизации.

На входном порту узла 2 коммутации (блок 12 входного порта) производится побитный прием и накопление информации, содержащейся в очередном цикле в регистре 15 приема. Для выделения цикла используется комбинация цикловой синхронизации. После приема всех элементов цикла общий заголовок и поле данных переписываются в буфер 14 хранения цикла так, что регистр 15 приема освобождается для приема элементов следующего цикла. В каждом выходном порту узла 2 коммутации (блок 18 выходного порта) имеются две таблицы коммутации для трафика классов 1-4, в соответствии с которыми осуществляется разгруппировка блоков данных, находящихся в буферах 14 хранения принятых циклов (из разных блоков 12 входных портов, по числу входных портов), коммутация блоков данных с входных портов на данный выходной порт. Таблица 4 определяет коммутацию трафика первого типа для классов 1-4, а таблица 5 - трафика второго типа для классов 2-4. В таблице 4 указывается, откуда берется блок данных (входной порт и позиция в общем заголовке) и какая позиция битовой маски общего заголовка будет соответствовать этому блоку данных в цикле, формируемом на данном выходном порту. Не используемые в данный момент строки таблицы (в таблице 4 помечены “-”) отмечаются несуществующим номером класса обслуживания (например, 0).

Таблица 5 указывает соответствие между меткой на входном порту и новой меткой на выходном порту.

Таблицами управляет блок 17 управления коммутацией, который выделяет управляющую информацию из данных, находящихся в буфере 14 хранения цикла, и посылает соответствующие изменения в блок 17. Работа блока 17 является стандартной. Например, для управления таблицами коммутации блока 17 может быть использован протокол RSVP (см., например, В.Г. Олифер, H.А. Олифер. Компьютерные сети. СПб.: Питер, 1999).

В каждом блоке 18 выходного порта существует буфер 24 трафика 4 класса, который используется для временного хранения графика класса 4. В случаях перегрузки сети (если в цикле недостаточно места для размещения всего трафика) часть трафика класса 4 направляется блоком 20 коммутации блоков данных в буфер 24 трафика 4 класса. Когда нагрузка на сеть уменьшается (появляется свободное место в цикле), часть трафика из буфера 24 пересылается блоком 20 коммутации блоков данных в буфер 21 передачи.

Кроме того, в узле 2 коммутации имеется блок 26 обработки и хранения информации трафика 5 и 6 классов.

Данный блок фактически представляет собой стандартный маршрутизатор (например, коммутатор Frame Relay и маршрутизатор сетей TCP/IP). Форматы кадров и пакетов, передаваемых в рамках классов 5 и 6, зависят от используемых технологий (например. Frame Relay, TCP/IP и т.д.) и являются стандартными для соответствующих технологий. Процедуры маршрутизации трафика класса 6 и коммугации трафика класса 5 также являются стандартными (см., например, В.Г. Олифер, Н.А. Олифер. Компьютерные сети. - СПб.: Питер, 1999; Cisco Systems и др. Руководство по технологиям объединенных сетей, 3-е издание, пер. с англ. - М.: Издательский дом "Вильямс", 2002).

Данные поступают из буфера 14 хранения цикла на блок 26 обработки и хранения информации трафика 5 и 6 классов, где осуществляется выделение трафика классов 5 и 6, коммутация и маршрутизация этого трафика, затем данные поступают на блок 20 коммутации блоков данных, находящийся в каждом из блоков 18 выходных портов.

Процедура формирования цикла в блоке 18 выходного порта аналогична рассмотренной ранее процедуре формирования цикла у отправителя. Отметим, что, как указывалось выше, размер битовой маски определяется числом возможных соединений первого типа на соответствующем участке сети, а размер списка меток - числом меток соединений второго типа, трафик которых присутствует в данном цикле, и длиной метки. В свою очередь, число возможных соединений на каждом участке сети определяется многими факторами (сеть доступа или магистральная сеть, скорость передачи на соответствующем участке, размер блоков данных и т.д.). Поэтому размер битовой маски на каждом участке может быть разным. То же самое можно сказать и о размере метки и, соответственно, длине списка меток в общем заголовке.

Более того, даже в пределах цикла (на одном участке) можно использовать метки разной длины (см. фиг.11), разделяя последовательность меток одинаковой длины специальной меткой (разделителем), не используемой для идентификации соединений (например, меткой, состоящей из нулей). Это позволяет уменьшить длину списка меток в общем заголовке. Таким образом, в общем случае размеры общего заголовка могут быть разными и должна быть предусмотрена возможность изменения параметров общего заголовка на разных участках сети.

Таким образом, идентификацию соединений классов 2-4 можно осуществлять, либо используя определенные позиции в битовой маске, либо используя метки.

Биты, входящие в состав битовой маски (1 бит на 1 соединение), передаются в каждом цикле, и их можно интерпретировать как биты распределенных во времени заголовков (накладные расходы). Эти биты можно рассматривать как метки виртуальных соединений. В данном случае можно условно говорить о средней длине заголовка, приведенной к размеру передаваемого блока данных, длина которого равна размеру ВИ. Очевидно, средняя длина такого заголовка определяется коэффициентом пульсаций трафика соответствующего соединения. С другой стороны, метки, используемые для идентификации трафика второго типа, передаются только при наличии в цикле блока данных соответствующего соединения. Отсюда следует, что если коэффициент пульсаций трафика меньше длины метки, то это трафик первого типа и для его идентификации следует использовать бит в битовой маске, если больше, то это трафик второго типа и надо использовать метки. Поскольку в процессе размещения трафика в цикле используется статистическое уплотнение (мультиплексирование), то неизбежно возникают вопросы распределения канальных ресурсов между трафиками разных классов и правил отбрасывания блоков данных при недостатке этих ресурсов. Эти вопросы, как и ряд других, заслуживают отдельного рассмотрения и здесь не затрагиваются.

Отметим также, что кроме рассмотренных в примере классов обслуживания можно ввести и другие классы. Например, обслуживание трафика РВ с постоянной скоростью (подобно классу 1), но допускающего потери, или класс, аналогичный классу 2, но допускающий джиттер (буфер на 1 блок данных). Можно предложить классификацию трафика РВ по допустимым величинам джиттера и потерям и г. д.

Выбор параметров, таких как число байтов во временном интервале - n, длительность цикла, количество циклов в сверхцикле - m, может осуществляться с учетом различных соображений. Так, размер ВИ влияет на величину задержки y отправителя, связанную с подготовкой блока информации объемом n байт, и на скорость передачи, соответствующую одному временному интервалу. Длительность цикла определяет минимальную задержку при коммутации, что важно для трафика РВ, а число m определяет минимальную пиковую скорость передачи для трафика РВ первого типа и максимальную задержку при коммутации. В последнем ВИ для управления будут использоваться не все байты. Так как размер списка меток в каждом цикле может быть разным, то длина общего заголовка изменяется от цикла к циклу в пределах сверхцикла. Предлагаемый способ может использоваться как в магистральной сети, так и в сети доступа (из конца в конец). При этом на разных участках сети могут использоваться разные скорости и структуры цикла. Например, на участке абонентского доступа можно использовать цикл длительностью 16 мс. Тогда один ВИ (n=8) будет соответствовать скорости 4 кбит/с, и при числе ВИ в цикле, равном 32, абоненту будут доступны скорости в диапазоне от 4 до 128 кбит/с с шагом 4 кбит/с. В этом случае нет необходимости в организации сверхцикла, а общий заголовок может иметь фиксированную длину, например, 1 байт. Такая длина общего заголовка позволяет абоненту одновременно поддерживать до 8 соединений классов 2, 3 и 4, что вполне достаточно в большинстве практически возможных случаях. Для такого доступа выделяемый ресурс (например, 4 кбит/с) может жестко ограничиваться на участке доступа. На магистральных участках нижняя граница выделяемого ресурса может быть больше (например, 8 кбит/с), и эффективное использование ресурсов может обеспечиваться за счет статистического мультиплексирования. Правда, при этом возрастут накладные расходы (число бит управления). Другим вариантом может быть предварительное мультиплексирование низкоскоростных потоков до скоростей, поддерживаемых в магистральной сети. Таким образом, можно представить следующую общую схему обслуживания вызова.

На первом этапе (установление соединения) информация сигнализации (определение и согласование класса обслуживания, режима передачи, скорости передачи и т.д.) передается одинаково (например, в пакетном режиме) для всех видов обслуживаемого трафика. В общем случае, однократно используя данную процедуру, возможно, в пределах имеющихся канальных ресурсов, установление нескольких виртуальных соединений, соответствующих разным классам обслуживания. На втором этапе, в зависимости от выбранного класса обслуживания, передача информации пользователя осуществляется одним из рассмотренных выше способов. Передача информации классов 2, 3 и 4 сопровождается небольшими накладными расходами, а передача информации классов 5 и 6 требует наличия заголовков (пакетный режим). На третьем этапе, как и на первом этапе, информация о разъединении передается одинаково для всех видов трафика. Для обслуживания вызовов необходимо поддерживать гарантированный минимум канальных ресурсов для трафика сигнализации.

Предлагаемое решение позволяет передавать трафик реального времени и трафик данных, включая сигнализацию, в одном канале, динамически распределяя между ними канальные ресурсы, обеспечивая их эффективное использование. Выделение трафика разных классов осуществляется очень просто, и поэтому управление трафиком разных классов значительно упрощается (по сравнению с технологиями АТМ и TCP/IP). Если рассмотреть место данной технологии среди других технологий, то, с одной стороны, она использует синхронную передачу и резервирование ресурсов, характерные для сетей с КК, а с другой - асинхронное мультиплексирование, характерное для сетей с КП. Биты управления для трафика классов 1-4 (1 бит на 1 соединение) можно интерпретировать как биты распределенных во времени заголовков (накладных расходов). Эти биты, совместно с номерами соединений соответствующих классов, можно рассматривать как метки виртуальных соединений. В данном случае можно условно говорить о средней длине заголовка, приведенной к размеру передаваемого блока данных, длина которого равна размеру ВИ. Очевидно, средняя длина такого заголовка определяется коэффициентом пульсаций трафика соответствующего соединения (для трафика с постоянной скоростью коэффициент пульсаций равен 1 и заголовок отсутствует). При больших значениях этого коэффициента следует использовать обычный режим КП. Типичным примером крайних значений коэффициента пульсаций может служить услуга VoD (Video on Demand). При реализации этой услуги во время поиска и выбора фильма можно использовать режим КП (большой коэффициент пульсаций), а во время просмотра выбранного фильма - КК (коэффициент пульсаций равен или близок к 1). С другой стороны, общий заголовок цикла можно подвергать сжатию. Информация, содержащаяся в заголовке, определяет правильность распределения информации. Учитывая важность этой информации, необходимо обеспечить ее защиту от ошибок посредством кода с исправлением ошибок.

В целом, рассматриваемую технологию, использующую возможности синхронной и асинхронной передачи, можно определить как "Synchronous-Asynchronous Transfer Mode" - SATM (см. фиг.6) и рассматривать как альтернативу технологии АТМ.

Как видно из рассмотренного выше, данная технология прозрачна для большинства существующих технологий и может использоваться для пропуска трафика как телефонных сетей, так и сетей передачи данных (фиг.6). Естественно, что она имеет и самостоятельное значение и может передавать мультимедийный трафик оконечных терминалов. Подключение терминального оборудования может осуществляться с использованием устройств NT (сетевое окончание) и, при необходимости, ТА (терминальный адаптер), как это принято в сетях ISDN. Можно предложить три варианта использования данной технологии:

- прозрачная передача трафика существующих сетевых технологий;

- базовая технология мультисервисной сети (альтернатива АТМ);

- поддержка QoS для технологии TCP/IP.

Наиболее перспективными вариантами с точки зрения внедрения сегодня являются первый и третий. Использование этой технологии для передачи трафика существующих сетевых технологий не затрагивает ни оконечное, ни сетевое оборудование (позволяет использовать существующее оборудование) и может осуществляться поэтапно в течение продолжительного времени. Использование этой технологии в сетях TCP/IP позволит, сохранив все преимущества этих сетей, кардинально решить проблему обеспечения QoS.

Каждая из используемых в настоящее время технологий имеет свои достоинства и недостатки и может применяться для эффективной передачи трафика определенного вида, но ни одна из них не обеспечивает эффективную передачу всех видов трафика. Все известные технологии можно рассматривать как различные способы организации виртуальных соединений. Датаграммный режим является частным случаем виртуальных соединений. Этот режим фактически является протоколом сигнализации, и его можно использовать для организации соединений.

Мультисервисная сеть должна использовать технологию, сочетающую преимущества методов коммутации каналов и коммутации пакетов. Предлагаемая технология является обобщением известных методов коммутации и сочетает их преимущества. При этом каждый из методов является частным случаем этой технологии. Предлагаемое решение обеспечивает мультиплексирование всех видов трафика (включая сигнализацию) в одном канале, эффективно используя и динамически распределяя между ними канальные ресурсы. Для трафика сигнализации необходимо поддерживать гарантированный минимум канальных ресурсов.

Передача трафика РВ в предлагаемой технологии осуществляется с гарантированным качеством и небольшими накладными расходами. Для передачи трафика данных можно обеспечить дополнительные возможности. Предлагаемую технологию можно использовать на всех участках сети (из конца в конец) для широкого диапазона скоростей, доступных абонентам. Технология позволяет прозрачно передавать трафик большинства сетевых технологий, используемых в настоящее время (цифровые телефонные сети, ISDN, X.25, FR, TCP/IP), что обеспечивает относительно простое ее внедрение. На первом этапе можно обеспечить передачу трафика телефонных сетей и сетей передачи данных в общем канале, динамически распределяя между ними канальные ресурсы. Таким образом, предлагаемая технология может рассматриваться как простая и естественная основа для построения мультисервисных сетей.

Рассмотрим вариант реализации данного способа коммутации при передаче мультимедийной информации.

Передача трафика классов 5 и 6 осуществляется традиционными способами пакетной передачи. Вопросы формирования и передачи трафика классов 5 и 6 можно найти в научной и учебной литературе, а также в соответствующих стандартах (см., например, В.Г. Олифер, Н.А. Олифер. Компьютерные сети. - СПб.: Питер, 1999; Cisco Systems и др. Руководство по технологиям объединенных сетей, 3-е издание, пер. с англ. - М.: Издательский дом "Вильямс", 2002).

Реализации блоков узла коммутации и сетевого окончания можно пояснить следующим образом.

Блоки 11 и 26 обработки и хранения информации графика классов 5 и б могут представлять собой либо маршрутизаторы (трафик класса 6), либо коммутатор пакетов (трафик класса 5) (см., например, В.Г. Олифер, Н.А. Олифер. Компьютерные сети. - СПб.: изд. Питер, 1999; Cisco Systems и др. Руководство по технологиям объединенных сетей, 3-е издание, пер. с англ. - М.: Издательский дом "Вильямс", 2002).

Блоки 4 и 17 управления коммутацией и блоки 6 и 20 коммутации блоков данных представляют собой устройства обработки и могут быть реализованы на базе процессорного блока. Примеры построения таких процессорных блоков можно найти в учебниках или справочниках по вычислительной технике (В.Л. Горбунов, П.И. Панфилов, Д.Л. Преснухин. Справочное пособие по микропроцессорам и микроЭВМ. - Высшая школа, 1988, с.156-207).

Блоки 5 и 19 хранения информации о соединениях типа 1 и типа 2, как показано ранее, могут содержать таблицы, для хранения которых можно использовать ОЗУ (оперативное запоминающее устройство).

Буфер 24 трафика 4 класса также может быть реализован на основе ОЗУ. Примеры построения ОЗУ можно найти в любом учебнике по вычислительной технике (см., например, В.Л. Горбунов, П.И. Панфилов, Д.Л. Преснухин. Справочное пособие по микропроцессорам и микроЭВМ. - Высшая школа, 1988, с.63-77).

Блоки 10 и 25 синхронизации, устройство 16 тактовой и цикловой синхронизации и блоки 9 и 23 формирования цикла и сверхцикла могут быть реализованы в соответствии (см. Основы передачи дискретных сообщений. Под ред. В.М. Пушкина. - М.: Радио и связь, 1992, с.131-145).

Регистр 15 приема, блок 3 приема блоков данных, буферы 7 и 21 передачи, регистры 8 и 22 передачи и буфер 14 хранения цикла фактически представляют собой регистры, построение которых можно найти в любом учебнике по вычислительной технике (см., например, В.Л. Горбунов, П.И. Панфилов, Д.Л. Преснухин. Справочное пособие по микропроцессорам и микроЭВМ. - Высшая школа, 1988, с.35-63).

Claims (9)

1. Способ коммутации при передаче и приеме мультимедийной информации между устройствами сетевого окончания и промежуточными узлами коммутации, при котором при передаче от устройств сетевого окончания к промежуточному узлу коммутации принимают и запоминают блоки данных каналов, затем сортируют принимаемые блоки данных каналов в соответствии с заданными направлениями передачи, группируют блоки данных постоянной длины, предназначенные для передачи по одному и тому же направлению передачи, в поток данных, и передают в соответствии с направлениями передачи по каналу связи сети, а при приеме на каждом узле коммутации разгруппировывают блоки данных постоянной длины одного направления и рассортировывают блоки данных постоянной длины в соответствии с заданными направлениями передачи, отличающийся тем, что в устройстве сетевого окончания и каждом узле коммутации группируют блоки данных постоянной длины для передачи по одному направлению с общим заголовком, размещаемым перед ними, и, располагая блоки данных постоянной длины с общим заголовком в циклах одинаковой длительности, а в оставшихся после размещения блоков данных постоянной длины временных интервалах цикла группируют блоки данных переменной длины с заголовками перед каждым блоком данных переменной длины для передачи по одному и тому же направлению передачи, предварительно осуществляя маршрутизацию блоков данных переменной длины, при этом, если объем информации в цикле превышает его длительность, осуществляют отбор блоков данных, соответствующих определенным установленным соединениям, по классам обслуживания в зависимости от требований по доставке блоков данных, предъявляемых к сети, при этом общий заголовок в каждом цикле содержит информацию о числе установленных соединений и о наличии или отсутствии блока данных определенного класса обслуживания в данном цикле, а заголовки перед каждым блоком данных переменной длины содержат информацию об адресе получателя или установленном соединении, группировку и разгруппировку принятых блоков данных в устройствах сетевого окончания и в узлах коммутации осуществляют в соответствии с заданной информацией о направлениях передачи различных блоков данных и требуемых классах обслуживания для их передачи, а рассортировку принимаемых потоков данных осуществляют путем выделения из циклов блоков данных постоянной длины и блоков данных переменной длины, принадлежащих каждому соединению каждого класса обслуживания.

2. Способ по п.1, отличающийся тем, что для поддержки низких скоростей передачи упомянутые циклы объединяют в сверхциклы с количеством циклов в них, определяемых минимально необходимой скоростью передачи.

3. Способ по п.1, отличающийся тем, что для получения скоростей передачи, кратных базовой скорости V баз., под которой понимают скорость передачи трафика базового соединения, для передачи которого используют один временной интервал в цикле, выбирают число временных интервалов р=к·V_баз, где к - целое число, максимальное значение которого ограничено возможным числом временных интервалов в цикле.

4. Способ по п.1, отличающийся тем, что общий заголовок перед блоками данных постоянной длины формируют с постоянной или переменной длиной, определяемой максимально возможным числом устанавливаемых соединений на участке между смежными узлами коммутации.

5. Способ по п.1, отличающийся тем, что общий заголовок перед блоками данных постоянной длины формируют из двух частей, называемых битовой маской и списком меток соответственно.

6. Способ по п.5, отличающийся тем, что каждым битом в битовой маске и каждой меткой в списке меток идентифицируют одно соединение в пределах цикла и в зависимости от значения коэффициента пульсаций, под которым понимается отношение максимальной мгновенной скорости к ее среднему значению, весь трафик подразделяют на трафик первого и второго типов, причем, если коэффициент пульсаций меньше длины метки, то идентифицируют наличие трафика первого типа, а если коэффициент пульсаций больше длины метки, то идентифицируют наличие трафика второго типа.

7. Способ по п.1, отличающийся тем, что для передачи блоков данных различной длины, кратной размеру базового блока данных, где базовый блок данных - это блок данных, равный количеству байт в одном временном интервале цикла, на этапе установления соединения осуществляют одновременное установление соединений на разных скоростях передачи, выбираемых путем умножения на базовую скорость или деления базовой скорости на целое число.

8. Способ по п.1, отличающийся тем, что для передачи блоков данных различной длины, кратной размеру базового блока данных, на этапе установления соединения выбирают желаемый размер передаваемого блока данных переменной длины, кратный длине блоков данных постоянной длины (базовый блок данных).

9. Способ по п.1, отличающийся тем, что для передачи блоков данных различной длины, кратной размеру базового блока, выбирают различную длину базового блока данных для соединений разных классов обслуживания.

Images