Коммутация в сетях с использованием асинхронного метода переноса и доставки

/>ВВЕДЕНИЕ
В 1998 годуспециалисты компании Lucent Tehnologies обратили внимание на то, что в США запоследние 15 лет скорость работы запоминающих устройств возросла в 90 раз (с450 до пяти нс), скорость работы центральных процессоров узлов коммутацииповысилась в 250 раз(с одного до 250 Мбит/с), а скорость передачи информации полиниям связи увеличилась в 11000 раз (с 56 кбит/с до 622 Мбит/с). Отсюдавозникла необходимость в создании такой коммутационной техники, которая моглабы обрабатывать порядка 10000 вызовов в минуту при времени установлениясоединения не более 100 мкс. В месте с тем, еще в 1987 году в соответствии срекомендациями бывшего МККТТ в качестве технической основы ШЦСИО была принятатехнология АТМ. Поэтому новая техника коммутации работает с ячейками АТМ.
В настоящее времятехнология АТМ лежит в основе глобальной высокоскоростной магистральной сети,предоставляющей услуги мультимедиа, то есть услуги, которые могут одновременноиспользовать несколько различных служб связи. Для работы такой сети требуетсякак транзитные узлы коммутации, так и узлы доступа, осуществляющие коммутациюна местном и региональном уровне. Естественно, что отдельные конкретные узлыкоммутации могут объединять обе эти функции.
Главнойзадачей, при разработке ATM-коммутатора, является увеличение пропускнойспособности и улучшение других характеристик данного оборудования и сети ATM вцелом. ATM-коммутация отличается от традиционной использованиемвысокоскоростных интерфейсов, причем производительность внутреннейкоммутационной матрицы может достигать десятков гигабит в секунду. Кроме того,необходимо обеспечить возможность статистического мультиплексирования потоков,проходящих через коммутационные системные мо дули. Наконец, передача различныхвидов трафика с несхожими требованиями к количественным характеристикамфункционирования сети (доля потерянных ячеек, допустимый процент ошибок, времязадержки) сама по себе является непростой задачей.
Чтобыудовлетворять всем указанным критериям, АТМ-коммутаторы должны значительноотличаться от традиционных устройств. Функции коммутационной системы ATM неограничиваются буферизацией и маршрутизацией ячеек. Такая система представляетсобой сложную структуру, состоящую из нескольких интегрированных модулей,которая способна не только передавать ячейки, но и управлять трафиком,отдельными соединениями и сетью в целом.
/>1. КОММУТАЦИЯ ВТЕХНОЛОГИИ АТМ/>1.1 КОММУТАТОРЫ ДЛЯ ТЕХНОЛОГИИ ATM
Широкое применение коммутаторов значительно повысило эффективностьиспользования сети за счет равномерного распределения полосы пропускания междупользователями и приложениями. Несмотря на то что первоначальная стоимость быладовольно высока, тем не менее они были значительно дешевле и проще в настройкеи использовании, чем маршрутизаторы. Широкое распространение коммутаторов науровне рабочих групп можно объяснить тем, что коммутаторы позволяют повыситьотдачу от уже существующей сети. При этом для повышения производительности всейсети не нужно менять существующую кабельную систему и оборудование конечныхпользователей.
Общий термин «коммутация» применяется для четырехразличных технологий:
·    Конфигурационнойкоммутации;
·    Коммутациикадров;
·    Коммутацииячеек;
·    Преобразованиямежду кадрами и ячейками.
В основе конфигурационной коммутации лежит нахождение соответствиямежду конкретным портом коммутатора и определенным сегментом сети. Этосоответствие может программно настраиваться при подключении или перемещениипользователей в сети [1].
При коммутации кадров используются кадры сетей Ethernet, TokenRing и т.д. Кадр при поступлении в сеть обрабатывается первым коммутатором наего пути. Под термином обработка понимается вся совокупность действий,производимых коммутатором для определения своего выходного порта, на которыйнеобходимо направить данный кадр. После обработки он передается далее по сетиследующему коммутатору или непосредственно получателю.
В технологии ATM также применяется коммутация, но в ней единицыкоммутации носят название ячеек. Преобразование между кадрами и ячейкамипозволяет станциям в сети Ethernet, Token Ring и т.д. непосредственновзаимодействовать с устройствами ATM. Эта технология применяется при эмуляциилокальной сети [2].
Коммутаторы делятся на четыре категории:
Простые автономные коммутаторы сетей рабочих групп позволяютнекоторым сетевым устройствам или сегментам обмениваться информацией смаксимальной для данной кабельной системы скоростью. Они могут исполнять рольмостов для связи с другими сетевыми сегментами, но не транслируют протоколы ине обеспечивают повышенную пропускную способность с отдельными выделеннымиустройствами, такими как серверы.
Коммутаторы рабочих групп второй категории обеспечиваютвысокоскоростную связь одного или нескольких портов с сервером или базовойстанцией.
Третью категорию составляют коммутаторы сети отдела предприятия,которые часто используются для взаимодействия сетей рабочих групп. Онипредставляют более широкие возможности администрирования и повышенияпроизводительности сети. Такие устройства поддерживают древовидную архитектурусвязей, которая используется для передачи информации по резервным каналам ифильтрации пакетов. Физически такие коммутаторы поддерживают резервные источникипитания и позволяют оперативно менять модули.
Последняя категория — это коммутаторы сети масштаба предприятия,выполняющие диспетчеризацию трафика, определяя наиболее эффективный маршрут.Они могут поддерживать большое количество логических соединений сети. Многиепроизводители корпоративных коммутаторов предлагают в составе своих изделиймодули ATM. Эти коммутаторы осуществляют трансляцию протоколов Ethernet впротоколы ATM [4].
Для коммутационного оборудования ATM можно выделить две основныезадачи:
-       VPI/VCIтрансляция;
-       транспортированиеячейки от входа к нужному выходу.
Для выполнения данных задач необходимо применить 2 метода:
-       самоупорядочивающийпринцип;
-       принциптабличного контроля.
При использовании самоупорядоченного метода коммутации элементаVPI/VCI трансляция должна быть выполнена лишь на входах коммутационногоэлемента. После передачи ячейка оказывается под влиянием коммутационной сети.Расширение заголовка ячейки требует увеличения внутренней скорости сети.
При использовании принципа табличного контроля VPI/VCI заголовокячейки будет изменяться в каждом новым элементе. Поэтому нет необходимостиизменения длины ячейки.
Содержания таблиц модернизируется во время фазы установки связи.Каждый вход таблицы состоит из обновленных VPI/VCI и номеров соответствующихвыходов.
Общая структура ATM системы (коммутатора или перекрестногосоединения) сконструирована в соответствии со следующими принципами:
o  -системаможет быть использована равно как коммутатор либо перекрестные соединение.Причем детали могут быть идентичными, тогда как оборудования будет разным этаархитектура также обеспечивает
o  -возможностьреализации функций коммутатора и перекрестного соединения одним узлом.
o    коммутационнаясеть использует самоупорядочивающий метод, как один из самых перспективных.
o    взаимосвязаннаяинформация хранится в том периферийном оборудование, которые запрашиваетопределенной связью. Это позволяет получать высокое быстродействие длявзаимосвязной информации.
o    используютсянестандартные ячейки в коммутационной сети. Адаптация используемых различныхячеек, производится в модулях интерфейса пользователя.
Общая структура коммутатора перекрестного соединения, состоит изследующих модулей [1,3]:
·          Широкополосноголинейного модуля абонента (SLMB).
·          Широкополосногомагистрального модуля (ТМВ).
·          Мультиплексора.
·          Коммутационнойсети.
·          Системногоконтроля.
Пользователь подключается к коммутационной сети или кмультиплексору с помощью широкополосного линейного пользовательского модуля(SLMB). Связь с другими коммутаторами и перекрестными соединениямиосуществляется через широкополосный магистральный модуль (ТМВ), которыйдостигает скорости передачи до 2.4 Гбит/с.
Мультиплексор используется для местной концентрации абонентскоготрафика и коммутатора. Коммутационная сеть соединяет модули интерфейса,мультиплексора и контрольного процессора; Она также используется дляосуществления внутренней связи между узлами подсистем.
Контрольный процессор осуществляет системный контроль. Также онможет выполнять функции, связанные с сигнализацией или сетевым управлением.
Для достижения высокой надежности работы системы мультиплексор,коммутационная сеть или контрольный процессор иногда дублирует функции другдруга.
На входе интерфейсный модуль (SLMB или ТМВ) посылает копии каждойячейки, как в мультиплексор, так и в коммутационную сеть. На выходе модулиинтерфейса решают, какая ячейка и откуда должна быть передана.
В коммутаторе необходимо установить связь между произвольной паройвходов и выходов, учитывая коммутационные узлы. В принципе, функция коммутатораможет быть выполнена одиночным коммутационным элементом. Если же этот элементне в состоянии отвечать предъявляемым требованиям большого ATM коммутационногоузла, то используются большие коммутаторы, построенные из нескольких коммутационныхэлементов.
Информация в коммутационном узле достигает скорости в несколько
Гбит/с, вследствие чего в узле может произойти задержка, в этомслучае возникает необходимость уменьшения потерь ячеек. Поэтомуцентрализованный контроль не может быть применен в коммутационных ячейках. Итолько коммутаторы с высокой параллельной архитектурой могут отвечать такимжестким требованиям./>1.2 КОММУТАЦИОННЫЕ ЭЛЕМЕНТЫ
Коммутационный элемент является основной частью коммутатора[4,5,6]. На порту информация поступившей ячейки анализируется и ячейка затемнаправляется на определенный выход. Обычно коммутационный элемент состоит извзаимосвязной сети, выходного контроллера (1C) для каждой входящей линии ивыходного контроллера (ОС) для каждой исходящей линии (рисунок 1.1). Дляпредупреждения чрезмерной потери ячеек в случае внутренней коллизии(противоречия) (2 или более ячейки «соревнуются» на одном и том же выходеодновременно), внутри коммутационных элементов необходимо предусматриватьразмещение буферов.
Поступившая ячейка синхронизирована в соответствии с внутреннимвременем входного контроллера (1C). Выходной контроллер (ОС) транспортируетячейки, полученные от взаимосвязной сети, по назначению. Входные и выходной контроллерыпопарно соединены сетью взаимосвязи.

/>
IC — input controller — входной контроллер
ОС- output controller — выходной контроллер
Рисунок 1.1- Стандартная модель коммутационного элемента/>1.3 МАТРИЧНЫЕ (ПЕРЕКРЕСТНЫЕ)КОММУТАЦИОННЫЕ СТРУКТУРЫ
Внутренняя не блокируемая коммутационная структура может быть
построена путем использования перекрестной прямоугольной матрицыдля создания взаимосвязной сети (рисунок 1.2). Одновременно с этим существует
возможность связки любой незанятой пары вход / выход. Так илииначе,
перекрестная связь входа и выхода зависит от информации ячейки также, как и от случайности возникновения «опасных соревнований» ячеек [7,8].
Внутри такой коммутационной структуры возможны различныерасположения буферов:
· Навходных контроллерах
· Навыходных контроллерах
· Вузлах матрицы

/>
1C — входной контроллер
ОС — выходной контроллер
Рисунок 1.2 — Матричная коммутационная структура/>1.4 ВХОДНАЯ БУФЕРИЗАЦИЯ В КОММУТАТОРАХ МАТРИЧНОГОТИПА
При входной буферизации отдельные буферы размещаются на входныхконтроллерах (рисунок 1.3). При использовании FIFD буферов (first-in first-out)конкуренция возникает в случае появления двух или более ячеек, находящихся вголове очереди, стремящихся одновременно к одному и тому же выходу [3,8]. Вэтом случае происходит блокировка в голове очереди, т.е. пакеты, следующие заблокированным в голове очереди пакетом, также блокируется, даже если онипредназначены для другого доступного выхода.

/>
Рисунок 1.3 — Коммутатор матричного типа с входными буферами
Для преодоления этого недостатка, FIFD буфера могут быть замещенына запоминающее устройство с произвольной выборкой (RAM). Если первая ячейказаблокирована, то для передачи выбирается следующая, при условии, что ее портназначения свободен. Однако такой режим функционирования требует более сложногоуправления буферами для нахождения ячеек, следующих к свободным портам выхода,и обеспечения порядка следования пакетов, направляющихся на один и тот жевыход. Общая емкость буфера должна логически разделяться в зависимости отнагрузки на разные буферы FIFD (по количеству выходных линий).
Дальнейшие улучшения могут быть достигнуты при условии, что дваили более ячейки могут быть переданы одновременно из одного буфера к различнымвыходам. Это требует использования буфера с множеством выходов или буфера спониженной произвольной выборкой времени./>1.5 ВЫХОДНАЯ БУФЕРИЗАЦИЯ В КОММУТАТОРАХМАТРИЧНОГО ТИПА
Рисунок 1.4 показывает коммутационную структуру, состоящую изматрицы с выходными буферами [8,9]. Только в случае, когда матрицафункционирует на той же скорости, что и входящие линии, может возникнутьконфликт «опасных соревнований» (несколько ячеек одновременно стремятся попастьна один выход). Этот недостаток может быть сконцентрирован путем пониженияпрямого доступа буферного времени и увеличения скорости коммутатора матричноготипа. Эти факторы могут привести к технологическим ограничениям в размерекоммутационной структуры.
Коммутационный элемент с выходной буферизацией будет неблокируемым в том случае, когда фактор быстродействия коммутатора матричноготипа равен b (т.е. b ячеек одновременно стремятся попасть на один выход) для bx b коммутационного элемента. В других случаях, добавочные буферы необходимы навходе для избежания потери ячеек под действием внутренней блокировки.
/>
Рисунок 1.4 — Коммутатор матричного типа с выходной буферизацией/>1.6 БУФЕРИЗАЦИЯ В ТОЧКАХ ПЕРЕСЕЧЕНИЯКОММУТАТОРА МАТРИЧНОГО ТИПА
Буферы могут быть также расположены в индивидуальных точкахпересечения матрицы (рисунок 1.5) [8]. Такой коммутационный элемент получилназвание «Бабочка» (butterfly). Эта схема предупреждает столкновение ячеек,движущихся к одному выходу. Если более чем в одном буфере находятся ячейки,предназначенные для одного и того же выхода, то по той или иной системе долженбыть выбран буфер, обслуживаемый первым.
/>
Рисунок 1.5 — Буферизация в точках пересечения коммутатора матричного типа
В действительности, эта стратегия размещения буфера имеет недостаток:малого размера буфер требуется на каждой точке пересечения (узле), и разделитьэтот буфер не представляется возможным. Поэтому невозможно достигнуть той жеэффективности работы коммутационной структуры, какую обеспечиваеткоммутационная структура с выходной буферизацией./>1.7 КОЛЬЦЕОБРАЗНЫЙ ТИП СТРУКТУРЫКОММУТАТОРА
В кольцеобразном типе структуры коммутатора все входы и выходывзаимно соединены через кольцевую сеть, которая должна быть управляема особымобразом, чтобы минимизировать избыток [1,8]. В принципе, фиксированное времяразмещения схемы может быть использовано, но это требует кольцевой емкости,которая является суммой емкостей всех входящих звеньев. Если кольцевая мощностьменьше, чем входная мощность, то гибкое эластичное размещение схемы являетсянеобходимостью, которая результирует добавочный избыток.
Кольцевая структура имеет преимущество под шинной структурой втом, что промежуток времени может быть использован несколько раз за одно
вращение. Однако это требует, чтобы выходные контроллеры былиосвобождены в течение заданного времени./> 1.8ОСОБЕННОСТИ КОММУТАТОРА БАНЬЯНОВИДНОГО ТИПА
Коммутационной структуре матричного типа требуется N2 ключей, чтоусложняет работу такой коммутационной структуры при увеличении N (свыше двухдесятков). Поэтому были предприняты поиски альтернативных коммутационныхструктур, основанных на многокаскадных сетях [5,6].
Чтобы наилучшим способом описать концепцию многокаскадных структуркоммутаторов с пространственным разделением, обратимся к абстрактной моделикоммутатора с пространственным разделением и рассмотрим возможность реализацииразветвителей и концентраторов с помощью элементарных (2х2)-переключателей, которыемогут находиться в двух состояниях — сквозном и перекрестном.
Разветвитель на N=2k выходов может быть построен в виде двоичногодерева с k разветвлениями на N-1 двоичном коммутационном элементе. В такомдереве существует единственный путь от корня (входа) до каждого из листьев.Таким образом, такой разветвитель обладает свойством самомаршрутизации.
Проблема, связанная с таким вариантом конструкции многокаскадногокоммутатора с пространственным разделением, имеет два аспекта:
o    во-первых,требуемое число переключателей равно 2N2-N, т.е. почти вдвое большеколичества элементов в коммутаторе матричного типа;
o    во-вторых,требуется N промежуточных буферов и N2 соединений междуразветвителем и концентратором.
Однако в каждом временном интервале для передачи одного пакета свхода на выход требуются не все переключатели, имеющиеся в дереве. Возможносовместное использование переключателей несколькими разетвителями. Путемдобавления пар входных каналов к уже имеющейся структуре можно соединить междусобой N входов и N выходов, используя только (N / 2)log2 N элементарныхдвоичных переключателей.
У конструкции коммутатора с пространственным разделением и числомэлементов (N / 2)log2 N существует два интересных свойства [1,4]:
-         первое- это сокращение общего числа переключателей;
-         второе- возможность возникновения внутренних конфликтов.
При этом возникновение внутренних конфликтов будет иметь место нетолько в случае, когда на переключатель поступают два пакета, которые должныбыть направлены на один и тот же выход, но внутренние конфликты могут возникатьи в случаях, когда пакеты не предназначены для одного и того же выходногопорта.
Существует очень большое количество разнообразных многокаскадныхструктур. За последние два десятка лет специалисты разных стран проводилиисследования многокаскадных коммутационных структур и наработали комплекстиповых решений, актуальных на сегодняшний день.
Однако, независимо от конкретной разновидности все N´N многоканальныеструктуры обладают следующими основными свойствами:
oсуществуетединственный путь, соединяющий входной канал с выходным;
oустановлениесоединений может быть осуществлено децентрализовано с использованием процедурысамомаршрутизации;
oвовсех сетях возможно одновременное установление не более N соединений;
oструктурасети является регулярной, что удобно для реализации на СБИС;
oструктураявляется модульной, что позволяет строить большие сети без необходимостимодификации физической компоновки или алгоритмов.
Основной недостаток такой структуры заключается в наличиивнутренних блокировок, что снижает пропускную способность коммутатора.
Основными способами преодоления внутренних блокировок, повышенияпропускной способности коммутатора и уменьшения потерь пакетов являются [8,9]:
oразмещениев местах возникновения конфликтов буферов, т.е. использование буферизованнойБаньяновидной структуры;
oиспользованиевходной буферизации и блокировки ячеек на входе с помощью управляющих сигналов,формируемых при возникновении конфликта;
oиспользованиевходной буферизации в сочетании с сортировкой входных пакетов с цельюустранения выходных конфликтов и перехода к перестановкам, при которыхгарантируется отсутствие конфликтов;
oпараллельное,или тандемное, использование группы Баньяновидных соединительных сетей, чтоувеличивает число возможных путей между входами и выходами и в пределепозволяет получить характеристики соответствующей выходной буферизации./>1.9 БУФЕРИЗОВАННАЯ БАНЬЯНОВИДНАЯ СТРУКТУРАКОММУТАТОРА ATM
При буферизованной Баньяновидной структуре коммутатора ATM навходе каждого коммутатора помещается буфер [9]. Однако, буферизация вБаньяновидной сети решает проблему внутренних конфликтов только тогда, когдаэти конфликты не существуют в одних и тех же переключателях в течениедлительного времени (как, например, в случае группирующегося трафика с большойдлиной пачек).
Может быть предложено два способа для уменьшения потерь ячеек припередаче пачечного трафика. Первый способ состоит в увеличении скорости работывнутренних соединений по сравнению с внешними каналами. Второй способзаключается в рандомизации входного трафика по разным входам, чтобыраспределить его по всей коммутационной сети и тем самым устранить эффектпачечного трафика. Для этого перед коммутационным полем ставитсяраспределительная сеть. Эта сеть также является Баньяновидной, но пакеты в еепереключателях поочередно направляются на оба выхода. При этом адреснаяинформация игнорируется. Кроме того, если один или два порта блокированы, топакеты передаются на первый освободившийся порт./>1.10 БАНЬЯНОВИДНАЯ КОММУТАЦИОННАЯ СТРУКТУРАБАТЧЕРА
В Баньяновидной коммутационной структуре Батчера ячейки вначалепоступают на сортировщик Батчера, в котором они сортируются (расставляются) всоответствии со своими адресами [7,9,10]. В этом случае при их направлении вБаньяновидную сеть с самомаршрутизацией внутренних конфликтов быть не должно.Однако могут быть выходные конфликты между пакетами, которые направляются наодин и тот же выход. Для преодоления выходных конфликтов сортировщик Батчерадополняются специальной сетью — «ловушкой», которая распознаетзапросы одного и того же порта на выходе сортировщика путем сравнения адресныхзапросов и оставляет во всех кратных адресных запросах лишь первые.
Пакеты, которые не были пропущены «ловушкой» вкоммутационную сеть, возвращаются через рециркулятор в коммутационную структурув последующие возможные интервалы. Для этой цели специально отводится некотороечисло М входных портов, что уменьшает количество входов-выходов N,обслуживаемых коммутатором ATM.
Баньяновидная коммутационная структура Батчера использовалась приразработке коммутатора Starlite в AT&T Bell Laboratories, а такжекоммутатора Sunshine в Bell Communications Research./>1.11 МНОГОКАСКАДНЫЕ СОЕДИНЕНИЯ СПОЛНОДОСТУПНЫМ ВКЛЮЧЕНИЕМ
Многокаскадные сети могут быть использованы для избежания помех,которые происходят в однокаскадных сетях [10,11,12]. Многокаскадные сетистроятся на основе нескольких каскадов, соединенных между собой
определенными звеновыми структурами. В соответствии с качествомданных структур, позволяющих достичь необходимый выход из данного входа, такиесети делят на 2 группы: однонаправленные и многонаправленные сети./> 1.12КОММУТАЦИОННАЯ СИСТЕМА С ДВУМЯ КАСКАДАМИ
Модель коммутационной системы с двумя каскадами, представленная врисунке 1, включает r1 матрицы n´r2 в первомкаскаде и r2 матрицы r1´m во втором каскаде[10,12]. Эта система ясно имеет полный доступ, но в то же самое времяблокируется. Фактически, если мы выбираем пару произвольных матриц Aiи Bj, в первом каскаде Ai и втором каскаде Bj,то получаем, что не более, чем одно подключение между n входами и m выходамиможет быть установлено в данное время. Так как этот предел возникает из-заодиночной связи между матрицами, то не блокирующая полнодоступная сеть с двумякаскадами может быть легко получена, если должным образом будет расширеномежкаскадное проключение, которое обеспечивает d связей между любой паройматриц в двух каскадах (рисунок 1.6).
Минимальный фактор расширения, требуемый в не блокируемой сетиравен: d = min(n,m), так как не более min(n,m), проключений может бытьустановлено между Аi и Bj одновременно.

/>
Рисунок 1.6 — Двух каскадная полнодоступная коммутационная система
Стоимость не блокирующей коммутационной системы с двумя каскадамиочевидно в d раз больше стоимости не расширенной системы с двумя каскадами[12]./>1.13 КОММУТАЦИОННАЯ СИСТЕМА С ТРЕМЯКАСКАДАМИ
Общая схема системы с тремя каскадами представлена на рисунке 1.7на котором, как обычно, n и m обозначают число входов и выходовпервого –(A) и третьего — (С) каскада матрицы, соответственно [11,12].Адаптация трех каскадов в многоступенчатую сеть, представляет очень важнуюособенность: различные пути ввода — вывода доступны между любой парой матриц икаждый путь использует различные матрицы во втором каскаде (B). Два пути ввода- вывода могут совместно использовать межкаскадные связи, то есть когда эти двавхода (выхода) принадлежат той же самый А (С) матрице. Поэтому, подходящийалгоритм управления для сети требуется, чтобы устанавливаемый путь ввода — вывода для новых проключений, не затронул уже существующие проключенияввода-вывода.

/>
Рисунок 1.7 — Трех каскадная полнодоступная коммутационная система
Для получения наиболее общего результата относительно неблокируемой полнодоступной системы с тремя каскадами желательно будетрассмотреть схему Клоза [8,9].
В качестве примера на рисунке 1.8 представлена трехкаскадная сетьКлоза (N,n,m), применяемая в коммутаторах FETEX-150 компании Fujitsu и АТОМфирмы NEC.
/>
Рисунок 1.8- Система Клоза (N,n,m)
Первый каскад содержит N/n коммутационных модулей размером n×m, второй — m модулейразмером N/n×N/n; последний каскад тоже имеет N/n модулей размера n×m. Поскольку даннаяконфигурация обеспечивает m различных путей между каждой парой «вход—выход»,распределение трафика может быть сбалансировано. Исходная последовательностьячеек должна восстанавливаться на выходах, так как в пределах коммутационногополя каждая ячейка передается независимо от других. В процессе формированиясоединения обычно выбирается наименее загруженный путь, если же сетьперегружена, новый запрос не принимается.
Сеть Клоза является строго не блокирующей, если в ней всегдасуществует доступный путь между любыми свободными входным и выходным портами —независимо от наличия других соединений в сети. Поскольку в сетях ATM ширинаполосы частот, используемой соединением, может изменяться во времени, тоопределение условий отсутствия блокировки является нетривиальной задачей [13].
Производительность сети Клоза увеличится, если внутренниесоединения будут иметь большую скорость, чем порты. В этом случае необходимоуделить внимание выбору размеров буферов последнего каскада, где возникаетбольше всего очередей [8,9].
Использование принципа выходной буферизации для сетей Клозапозволяет оптимизировать производительность, например, за счет удачного выборапараметра т. Обычно при достаточно больших значениях m вероятностьодновременного поступления более m ячеек на один и тот же модуль последнегокаскада не превосходит заданной вероятности.
Совершенно иной подход заключается в нахождении оптимальногоспособа разделения большого коммутационного поля N´N на небольшие модули.При этом множество N входов распадается на К подмножеств с мультиплексированиемК выходов, каждое из которых управляется N2/K коммутационными модулями. В такомслучае небольшие коммутационные модули могут быть реализованы в видесортирующих сетей Батчера,
расширенных сетей или параллельных Баньяновидных плоскостей[12,14]./> 
2. КОММУТАЦИЯ В СЕТЯХ АТМ/>2.1 ПРИНЦИПЫ ПРОЕКТИРОВАНИЯ КОММУТАТОРОВ
Технология асинхронного режима передачи (Asynchronous TransferMode, ATM) наилучшим образом подходит для построения широкополосных цифровыхсетей с интеграцией служб (Broadband Integrated Services Digital Network,B-ISDN) и предоставления всевозможных услуг. Как известно, по сетям ATM данныепередаются в пакетах фиксированной длины (ячейках), содержащих заголовок изпяти байт и информационное поле длиной 48 байт. Поскольку вопросы коммутации втаких сетях стандартами практически не регламентируются, производителисоответствующего оборудования используют в нем разнообразные технологическиеподходы [1,2].
Главной задачей, при разработки ATM-коммутатора, является увеличениепропускной способности и улучшение других характеристик данного оборудования исети ATM в целом. ATM-коммутация отличается от традиционной использованиемвысокоскоростных интерфейсов, причем производительность внутреннейкоммутационной матрицы может достигать десятков гигабит в секунду. Кроме того,необходимо обеспечить возможность статистического мультиплексирования потоков,проходящих через коммутационные системные модули. Наконец, передача различныхвидов трафика с несхожими требованиями к количественным характеристикамфункционирования сети (доля потерянных ячеек, допустимый процент ошибок, времязадержки) сама по себе является непростой задачей.
Чтобы удовлетворять всем указанным критериям, АТМ-коммутаторыдолжны значительно отличаться от традиционных устройств. Функции коммутационнойсистемы ATM не ограничиваются буферизацией и маршрутизацией ячеек. Такаясистема представляет собой сложную структуру, состоящую из несколькихинтегрированных модулей, которая способна не только передавать ячейки, но и управлятьтрафиком, отдельными соединениями и сетью в целом./>2.2 ОСНОВНЫЕ ГРУППЫ ФУНКЦИЙ
ATM-коммутатор располагает множеством входных и выходных портов,обеспечивающих связь с серверами и клиентскими станциями, а также с другимикоммутаторами и сетевыми элементами [5,8,9]. Он может иметь дополнительныеинтерфейсы для обмена управляющей информацией со специализированными сетями.Теоретически коммутатор представляет собой интегрированное устройство, предназначенноедля передачи ячеек, реализации процедур управления соединениями иадминистрирования. На практике он выполняет и некоторые функции межсетевоговзаимодействия в целях поддержания ряда услуг, таких как коммутируемаямультимегабитная служба передачи данных (Switched Multi-megabit Data Service,SMDS) и служба ретрансляции кадров (frame relay)./>2.3 ПЛОСКОСТЬ ПОЛЬЗОВАТЕЛЯ
Основная функция ATM-коммутатора заключается в передаче ячеекданных со входных портов на выходные. Коммутатор анализирует лишь заголовкиячеек, для их содержимого он является прозрачным. Сразу после поступленияячейки через входной порт осуществляется обработка содержащейся в нейинформации об идентификаторах виртуального пути (Virtual Path Identifier, VPI)и виртуального канала (Virtual Channel Identifier, VCI), которая необходима дляпересылки ячейки на соответствующий выходной порт. Эта процедура реализуетсяследующими функциональными блоками:
oмодулемпоступления на входной порт;
oкоммутационнымполем (иногда называемым коммутационной матрицей), которое фактически выполняетмаршрутизацию внутри коммутатора;
oмодулемпередачи из выходного порта./>2.4 ПЛОСКОСТЬ УПРАВЛЕНИЯ
Этот функциональный компонент обеспечивает установление соединенийвиртуальных каналов и виртуальных путей (Virtual Path Connection/VirtualChannel Connection, VPC/VCC), а также управление ими. В отличие от ячеекданных, содержимое управляющих ячеек передается непрозрачно [2]. Коммутаторидентифицирует ячейки сигнализации и даже сам генерирует их. Процедурауправления установлением соединения (Connection Admission Control, CAC)включает в себя основные функции сигнализации. Сигнальная информация передаетсячерез сеть сигнализации, например основанную на ОКС 7, либо проходит (хотяможет и не иметь этой возможности) через поле коммутации ячеек, а затемпопадает в сеть ATM./>2.5 ПЛОСКОСТЬ АДМИНИСТРИРОВАНИЯ
Данный компонент осуществляет мониторинг сети, что позволяетобеспечить ее устойчивую и эффективную работу. Соответствующие операции могутбыть подразделены на функции управления неисправностями, конфигурацией,защитой, учетом ресурсов и трафиком, которые реализуются во взаимодействии сплоскостью управления (модулем управления коммутатором). Плоскостьадминистрирования отвечает за поддержку процедур уровня ATM, относящихся кэксплуатации и техническому обслуживанию (Operations, Administration andMaintenance, OAM), с чьей помощью идентифицируются и обрабатываются ячейки ОАМ.Последние проходят (а иногда, подобно сигнальным ячейкам, не проходят) черезполе коммутации ячеек [2,11,13].
Кроме того, эта плоскость поддерживает промежуточный интерфейслокального управления (Interim Local Management Interface, ГЬМГ) интерфейса«пользователь — сеть» (User-Network Interface, UNI). Для каждого UNI в нейсодержится объект администрирования (UME), который может использовать,например, популярный протокол управления Simple Network Management Protocol(SNMP)./>2.6 ФУНКЦИИ УПРАВЛЕНИЯ ТРАФИКОМ
Коммутационная система способна поддерживать процедуры управленияустановлением соединения, параметрами использования (Usage Parameters Control,UPC) и параметрами сети (Network Parameters Control, NPC), а также контроль заперегрузками. Чаше всего функции. UPC/NPC осуществляются входными модулями, афункции контроля за перегрузками — модулем управления коммутатором, в то-времякак специальные операции управления буферами (распределение ячеек по буферам,отказ от них и др.) контролируются модулем управления коммутатором, ноисполняются внутри поля коммутации ячеек, к которому относятся и буферы [8]./>2.7 ОБЩАЯ АРХИТЕКТУРА КОММУТАТОРА
Чтобы упростить описание различных схем работы АТМ-коммутатора,сначала кратко рассмотрим его функциональные блоки (рисунок 1) — входные (InputModule, ГМ) и выходные (Output Module, ОМ) модули, поле коммутации ячеек,модули контроля за установлением соединений (САС) и управления коммутатором(Switch Management, SM) [8,9].

/>
Рисунок 1 — Общая структура коммутатора ATM
Перечисленные блоки являются услуго-независимыми, а границы междуними иногда оказываются размытыми. Ключевую роль в работе коммутатора играетполе коммутации ячеек [9,15]./>2.8 ВХОДНЫЕ МОДУЛИ
Прежде всего входной модуль терминирует входящий сигнал (например,SDH) и выделяет поток ячеек ATM. Этот процесс включает в себя преобразование ивосстановление сигнала, обработку заголовка SDH, структурирование ячеек икоррекцию скоростей их передачи. Затем с каждой ячейкой ATM выполняютсяследующие операции [11,8]:
oпроверказаголовка на наличие ошибок с помощью поля управления ошибками заголовка(Header Error Control, НЕС);
oподтверждениеправильности значений идентификаторов VPI/VCI и их трансляция;
oопределениевыходного порта;
oнаправлениесигнальных ячеек в модуль САС, а ячеек ОАМ — в модуль управления коммутатором;
oреализацияпроцедуры UPC/UNC для каждой пары соединений VPC/VCC;
oдополнениевнутреннего тэга, содержащего сведения о внутренней маршрутизации, и мониторингинформации, предназначенной для использования внутри коммутатора.
/>2.9 ВЫХОДНЫЕ МОДУЛИ
Эти модули подготавливают потоки ячеек ATM для физической передачи[11,8]:
oобрабатываюти удаляют внутренние тэги ячеек;
oпри необходимоститранслируют значения VPI/VC1;
oгенерируютполе НЕС, обеспечивая возможность последующей проверки заголовка на наличиеошибок;
oпринеобходимости включают ячейки из модулей САС и управления коммутатором висходящие потоки ячеек;
oкорректируютскорости передачи ячеек;
oупаковываютячейки в полезную нагрузку сети физического уровня (SDH) и генерируютсоответствующие заголовки;
oпреобразуютцифровой поток бит в оптический сигнал./>2.10 МОДУЛЬ САС
Данный модуль устанавливает, модифицирует и разрывает соединениявиртуальных путей и каналов. Он отвечает за сигнальные протоколы верхнихуровней, сигнальные функции уровня адаптации ATM (ATM Adaptation Layer, AAL),необходимые для интерпретации или генерации сигнальных ячеек, за поддержаниеинтерфейсов с сетью сигнализации, согласование с пользователями контрактов наобслуживание (Service Level Agreement, SLA) характеристик трафика при запросахна установление новых соединений VPC/VCC с другими параметрами качества сервиса(QoS) и изменений для существующих соединений VPC/VCC, за распределениересурсов коммутатора при организации соединений VPC/VCC (включая выбормаршрутов), принятие решения (в ответ на запрос) о допустимости установлениясоединений VPC/VCC, а также генерацию параметров процедур UPC/NPC [13,15].
Если используется централизованная реализация САС, то единственноеустройство (модуль) обработки будет получать сигнальные ячейки от входныхмодулей, интерпретировать их и выдавать решение о возможности формирования соединенияи распределении ресурсов коммутатора между всеми соединениями.
Если же функции САС распределяются по блокам входных модулей, вкаждом из них процедура САС использует меньшее, чем в предыдущем случае, числовходных портов. Этот алгоритм гораздо сложнее в реализации, однако он снимаетпроблему недостаточной производительности при обработке заданий управлениясоединениями в больших коммутаторах путем их распараллеливания. Однако подобноераспределение требует передачи значительных объемов информации междуустройствами САС, относящимися к разным модулям, и координации их работы.
В некоторых ATM-коммутаторах, например производства Hitachi и NEC,каждый из входных модулей имеет не только собственную процедуру САС, но инебольшое поле маршрутизации ячеек ATM. Заметим также, что часть распределенныхфункций САС может выполняться выходными модулями, инкапсулирующими управляющуюинформацию верхних уровней в исходящие сигнальные ячейки./>2.11 МОДУЛЬ УПРАВЛЕНИЯ КОММУТАТОРОМ
Этот модуль реализует процедуры физического уровня и уровня ОАМ.Он отвечает за управление конфигурацией компонентов коммутатора и зашитой егобазы данных, снимает показатели использования ресурсов коммутатора, управляеттрафиком, информационной базой текущих процедур администрирования и интерфейсомUNI, обеспечивает интерфейс с операционными системами, сетевое управление,обработку отказов и протоколирование учетной информации, относящейся куправлению. Выполнение таких функций невозможно без эффективныхвнутрикоммутационных связей между модулем управления и другими функциональнымиблоками.
Централизованное управление коммутатором порой становится «узкимместом», если модуль управления перегружен обработкой требований. Чтобыизбежать перегрузки, функции данного модуля можно распределять среди входныхмодулей, которые в этом случае будут контролировать поступающие потоки ячеекданных в целях учета ресурсов и измерения характеристик функционированиякоммутатора. В свою очередь, выходные модульные устройства управления способныконтролировать выходящие потоки ячеек [10,11].
Сложность управления коммутатором обусловлена прежде всегочрезвычайно широким спектром выполняемых им функций, которые к тому жепостоянно эволюционируют. В связи с этими обстоятельствами разработкасоответствующих международных рекомендаций и стандартов еще далека от своегозавершения./>2.12 ПОЛЕ КОММУТАЦИИ ЯЧЕЕК
Поле коммутации отвечает за передачу ячеек данных (а в рядеслучаев — сигнальных и управления) между другими функциональными блоками. В егозадачи входят также концентрация и мультиплексирование трафика, маршрутизация ибуферизация ячеек, повышение отказоустойчивости коммутатора, многоадресная ишироковещательная передача, распределение ячеек, основанное на приоритетах позадержкам, мониторинг случаев перегрузки и активизация индикатора перегрузки впрямом направлении (Explicit Forward Congestion Indication, EFCI) [8,16]./>2.13 КОНЦЕНТРАЦИЯ И МУЛЬТИПЛЕКСИРОВАНИЕ
Для наиболее эффективного использования выходящего соединениятрафик должен быть сконцентрирован на входах коммутационного поля. Чтобыдобиться стандартной скорости интерфейса коммутационной матрицы, устройствоагрегирует, потоки с низкой переменной битовой скоростью в трафик с болеевысокой скоростью. Коэффициент концентрации сильно коррелирован схарактеристиками входящих потоков. Концентрация потоков может применяться придинамическом распределении трафика по нескольким плоскостям маршрутизации, атакже при его буферизации и дублировании в целях повышения отказоустойчивости.Мультиплексирование потоков ячеек на входах коммутатора во многом аналогичнопроцессу концентрации [8,9]./>2.14 МАРШРУТИЗАЦИЯ И БУФЕРИЗАЦИЯ
Основными функциями, выполняемыми полем коммутации ячеек, являютсямаршрутизация и буферизация. Входной модуль дополняет тэгом маршрутизациикаждую из ячеек, а коммутационное поле просто направляет их со входных портовна соответствующие выходные. Поступление ячеек может быть распределено вовремени посредством использования сдвиговых регистров, каждый емкостью в однуячейку. Поскольку не исключена одновременная адресация ячеек на один и тот жевыход, должна быть предусмотрена возможность их буферизации [9,3].
Анализ различных схем маршрутизации и алгоритмов буферизации,применяющихся в ATM-коммутаторах, позволил сформулировать ряд важных принципових проектирования: обеспечение распределенного управления и высокой степенипараллелизма при обработке трафика, реализация функций маршрутизации нааппаратном уровне [10,8,13]. Прежде чем перейти к рассмотрению вариантоворганизации коммутационного поля, перечислим основные показатели, которыми онихарактеризуются:
-          производительность(отношение суммарной скорости выходящего потока к суммарной скоростивходящего);
-          коэффициентиспользования (отношение средней скорости входящего потока к максимальновозможной скорости выходящего);
-          вероятностьпотерь ячеек;
-          задержкипередачи ячеек;
-          длиныочередей;
-          сложностьреализации.
Ранее методы коммутации подразделяй на пространственные, временныеи их комбинации. Предложенная в дальнейшем классификация относит такие методы кодной из следующих категорий:
-          сразделяемой памятью;
-          собщей средой;
-          сполносвязной топологией;
-          спространственным разделением (эта категория, в свою очередь, подразделяется накоммутацию, обеспечивающую единственный и множественные пути от входного портак выходному). Для простоты далее будем рассматривать коммутатор с N входными иN выходными портами и одинаковыми скоростями портов, равными К ячеек/с./>2.15 МЕТОД РАЗДЕЛЯЕМОЙ ПАМЯТИ
Базовая структура коммутатора с разделяемой памятью приведена нарисунке 2 [8,9]. Входящие ячейки преобразуются из последовательного формата впараллельный и записываются в порт ОЗУ. Используя заголовки ячеек с тэгамимаршрутизации, контроллер памяти решает, в каком порядке ячейки будутсчитываться из нее. Выходящие ячейки демультиплексируются при передаче навыходные порты и преобразуются из параллельного формата в последовательный.

/>
Рисунок 2.2 — Структура коммутатора с разделенной памятью:
RA — чтение адреса; WA- запись адреса; S/P – последовательнопараллельное преобразование; P/S — параллельно-последовательное преобразование
Данный метод подразумевает организацию очередей на выходныхпортах, где все буферы формируют единое пространство памяти. Он привлекателентем, что дает возможность вплотную приблизиться к теоретическому пределупроизводительности. Совместный доступ к буферной памяти минимизирует ееемкость, удерживая долю потерянных ячеек в заданных границах: при резком ростеинтенсивности трафика в направлении какого-либо выходного порта разделениепамяти позволяет максимально сгладить пик нагрузки за счет использованиясвободной части буфера.
Коммутатор Prelude, разработанный фирмой СМЕТ, был одним из первыхустройств, применяющих тактированную обработку с групповой буферизацией. Другиешироко известные примеры — коммутатор с разделяемой буферной памятью компанииHitachi и устройство GCNS-2000 корпорации AT&T.
Правда, этот метод не свободен от недостатков. Разделяемая памятьдолжна работать по крайней мере в N раз быстрее одиночного порта, посколькуячейки считываются и записываются в память последовательно. Время доступа кпамяти — конечная величина, как и произведение числа портов на скорость обменачерез порт (NV). Кроме того, необходимо, чтобы централизованный контроллерпамяти успевал обрабатывать заголовки ячеек и тэги маршрутизации с той жескоростью, что и память. Чтобы преодолеть серьезные технические трудности,возникающие при использовании множественных классов приоритета трафика, присложном распределении ячеек, многоадресной и широковещательной передаче,требуется высокое быстродействие памяти и контроллера [1,16]./>2.16 МЕТОД ОБЩЕЙ СРЕДЫ
Ячейки могут передаваться через общую среду — кольцо, шину илидвойную шину. Примером данного метода является шина с временным разделением(ТОМ), представленная на рисунке 3. Входящие ячейки передаются на шинуциклически. На каждом выходе адресные фильтры (Address Filter, AF) всоответствии с тэгами маршрутизации считывают и пересылают свои ячейки ввыходные буферные устройства. Дабы не допустить переполнения входной очереди,скорость шины должна быть равной по крайней мере NV ячейкам/с [8,9].
/>
Рисунок 2.3 — Коммутатор с общей средой на базе шины с временным разделением:AF- адресный фильтр; S/P – последовательно-параллельное преобразование; P/S – параллельно-последовательноепреобразование
Модуляция выходных каналов упрощает работу адресных фильтров, ашироковещательная передача с селекцией — функционирование всей системы. Наметоде общей среды основана работа нескольких коммутаторов, включая Paris иplaNet компании IBM, Atom корпорации NEC, Fore-Rurmer ASX-100 производства ForeSystems, Синхронная коммутация составных пакетов (Synchronous Composite PacketSwitching, SCPS), использующая множественные кольца, — еще один варианткоммутации с обшей средой. Следует отметить, что возможности масштабированиякоммутаторов данного типа оказываются ограниченными, поскольку адресные фильтрыи выходные буферы должны действовать со скоростью, в N раз превосходящейскорость передачи портов. Кроме того, выходные буферы здесь не являются общимидля N портов, а значит, для сохранения прежней вероятности потерь ячеектребуется, большая суммарная емкость буферов, чем в случае применения метода сразделяемой памятью [16]./>2.17 МЕТОД ПОЛНОСВЯЗНОЙ ТОПОЛОГИИ
Отличительная особенность данного метода — существованиенезависимого пути для каждой из N2 возможных пар входов и выходов (рисунок2.4). Таким образом, входящие ячейки транслируются на раздельные шины выходныхканалов, а адресные фильтры пропускают эти ячейки в выходные очереди [14].
/>
Рисунок 2.4 – Коммутатор с полносвязанной топологией: AF- адресныйфильтр; В – буферы
Преимущества рассматриваемого типа коммутации заключаются в том,что буферизация ячеек происходит на выходных портах и (как в методе с общейсредой) отсутствуют ограничения на групповую и широковещательную передачу.Реализация адресных фильтров и выходных буферов достаточно проста: нужно лишьобеспечить требуемую скорость обмена через порт. Метод полносвязной топологиидопускает простое масштабирование в широких пределах и позволяет достичьвысокой скорости функционирования коммутатора, поскольку все его аппаратныемодули работают с одной и той же скоростью.
Примерами использования описанного подхода являются устройства сматричной шиной фирмы Fujitsu и система SPANet компании GTE.
К сожалению, квадратичный рост числа буферов ограничиваетколичество выходных портов, хотя скорость обмена через порт лимитируется толькофизическим быстродействием адресных фильтров и выходных буферов.
Устройство The Knockout, разработанное AT&T, было первымпрототипом коммутаторов, в которых число буферов уменьшалось ценой небольшогоувеличения потерь ячеек. Вместо N буферов на каждом выходе использовалосьменьшее фиксированное число буферов L, а общее число буферов составляло NL.Этот подход базируется на предположении, что вероятность одновременногопоступления на выходной порт более L ячеек мала. Оказывается, при больших Nпроизвольных (но однородных) параметрах трафика восьми буферов на портдостаточно для удержания доли потерь в пределах одной ячейки из миллиона[14,8]./>2.18 МЕТОД ПРОСТРАНСТВЕННОГО РАЗДЕЛЕНИЯ
Простейшим примером системы с пространственным разделением являетсякоммутатор матричного типа, обеспечивающий физическую взаимосвязь с любым из Nвходных и N выходных портов. Хорошо известны коммутаторы матричного типа спроизводительностью в сотни гигабит в секунду, в которых применяются входнаяи/или выходная буферизация и двунаправленный алгоритм разделения памяти. Вцелях сокращения числа коммутационных элементов (кроссов), которые необходимыдля внутренней коммутации каналов, организации взаимосвязей междувычислительными узлами в многопроцессорных системах и, позднее, коммутациипакетов и ячеек ATM, были разработаны многокаскадные сети (MultistageInterconnection Network, MIN), представляющие собой древовидные структуры[6,12].
Баньяновидные сети (свое название они получили потому, что схожипо форме с одноименным тропическим деревом), один из наиболее широкопредставленных типов сетей MIN, строятся путем формирования каскадовкоммутационных элементов [5,6,12]. Основной коммутационный элемент 2x2обрабатывает входящую ячейку в соответствии с управляющим битом выходногоадреса. Если этот бит равен нулю, то ячейка направляется на верхний выходнойпорт кросса, в противном случае — на нижний.
/>
Рисунок 2.5 — Баньяновидная сеть 8x8
На рисунке 2.5 показано последовательное соединение коммутационныхэлементов, формирующих Баньяновидную сеть 8x8. Сеть 8x8 формируется рекурсивно,при этом первый бит применяется для транспортировки ячейки через первый каскад,а последние два бита — для маршрутизации ячейки через сеть 4x4 насоответствующий выходной порт.
Итак, в Баньяновидной сети N´N n-й каскад выбираетнаправление передачи ячейки по n-му биту выходного адреса. При N=2nтакая сеть состоит из (N/2)\log N элементарных двоичных кроссов. Сети MINспособны автоматически обновлять таблицы маршрутизации (т.е. имеют свойствосамомаршрутизации), в случае если выходной адрес полностью определяет маршрутследования ячейки через сеть.
Популярность Баньяновидных сетей объясняется использованиемпростых коммутационных элементов для обеспечения процесса коммутации; при этомячейки передаются параллельно и все элементы действуют с одной и той жескоростью (так как нет дополнительных ограничений на размер N или скорость V).При создании больших коммутаторов указанные свойства позволяют легкореализовать модульный рекурсивный подход на уровне аппаратных средств.Коммутаторы Sunshine компании Bell-core и 1100 подразделения Alcatel DataNetworks — типичные примеры устройств, в которых применяется данный подход.
Отрицательным свойством Баньяновидных сетей является ихпринадлежность к блокирующим схемам, причем вероятность блокировки ячейки приее маршрутизации быстро возрастает с ростом сети [8]. Очевидно, что в такихсетях существует единственный путь с любого входного порта на любой выходной.Регулярные Баньяновидные сети используют только один тип коммутационныхэлементов. В их разновидности (так называемых SW-Баньяновидных сетях)вероятность блокировки ячеек удается уменьшить, применяя кроссы больших размеров,— они строятся рекурсивно из коммутационных элементов размером L´М, где L>2 и М>2.
Дельта-сети представляют собой подкласс SW — Баньяновидных сетей иобладают свойством самомаршрутизации. Существует несколько типов дельта-сетей:прямоугольная (кроссы имеют одинаковое число входов и выходов), базовая(baseline), омега, флип, куб, обратный куб и др. Сеть дельта-b размером N´N содержит logbNкаскадов, причем каждый каскад состоит из N/b коммутационных элементов b´Ь.
Как уже говорилось, число точек коммутации в Баньяновидных сетяхменьше N2, что может приводить к конфликту маршрутов двух ячеек,адресованных на разные выходные порты. При возникновении подобной ситуации,именуемой внутренней блокировкой, лишь одна из двух ячеек способна достичьследующего каскада, а в результате общая производительность снижается.
Одно из решений проблемы состоит в добавлении специальной сетипредварительной сортировки (например, так называемого сортировщика Батчера),которая направляет ячейки в Баньяновидную сеть. Сортировщик позволяет избежатьблокировок при адресации ячеек на различные выходные порты, но если ониодновременно адресуются на один и тот же выход, единственным решением становитсябуферизация [8,1,14]./>2.19 РАЗДЕЛЕНИЕ БУФЕРОВ
Число и размер буферов имеют важное значение при разработкекоммутатора. В устройствах с общей памятью централизованный буфер зачастуюимеет преимущество перед средствами статистического разделения. Принимаяинтенсивный поток ячеек на некоторый выходной порт, коммутатор выделяет для нихмаксимально возможную часть буферного пространства, что приводит к экономиипоследнего, поскольку ячейки поступают на различные порты случайным образом[1,12].
Для коммутационного поля с TDM-шиной и N выходными буферамибольшая группа ячеек, одновременно поступивших на какой-либо выход,естественно, не может быть принята другим выходным буфером. Тем не менее каждыйвыходной буфер способен статистически мультиплексировать трафике N входов.
В структурах с N2 выходными буферами, имеющих полносвязнуютопологию, статистическое мультиплексирование между выходными портами или налюбом выходном порте невозможно. В этом случае размер буферного пространстварастет экспоненциально.
Буферы могут быть установлены на входе сети Батчера (рисунок 2.6).
/>
Рисунок 2.6 — Входная буферизация
Однако в этом случае возможна блокировка очереди ячейкой, находящейсяв ее начале направляемой на занятый выходной порт, даже если выходные портыячеек, расположенных позади данной, свободны [1,3,5].
В такой ситуации способна выручить дисциплина «пришедший первымобслуживается в случайном порядке» (First In Random Out, FIRO), но, ксожалению, она не имеет простой реализации. Другой способ избежать конфликтовмаршрутов — установить буфер непосредственно внутри коммутационных элементовБаньяновидной сети. Если две ячейки одновременно направляются в один и тот жевыходной канал, одна из них буферизуется внутри коммутационного элемента.Внутренняя буферизация используется и механизмом управления с помощью обратнойблокировки (backpressure): очереди в одном каскаде сети задерживают ячейки предыдущегокаскада сигналом обратной связи. Влияние процедуры обратной блокировки можетдостигнуть первого каскада и привести к созданию очередей на входах. Следуетотметить, что внутренняя буферизация способна вызвать блокировку ячейки вначале очереди на каждом коммутационном элементе и, следовательно, не позволяетдостичь максимальной производительности.
Еще один вариант — использование рециркуляционного буфера,внешнего к коммутационному полю (рисунок 2.7).
/>
Рисунок 2.7 — Рециркуляционные буферы
Этот подход применяется в широкополосных цифровых коммутаторахSunshine фирмы Bellcore и Starlite компании AT&T. В данном случае конфликтына выходе обнаруживаются после прохождения сортировщика Батчера, затем сетьвыбирает ячейку для дальнейшей передачи, а оставшиеся ячейки черезрециркуляционный буфер возвращаются на входные порты сети Батчера. К сожалению,данный метод требует сложного приоритетного
управления для сохранения исходной последовательности передаваемыхячеек и применения сети Батчера большего размера для размещениярециркулированных ячеек.
Помимо рассмотренных выше видов Баньяновидных сетей существуетнемало типов сетей.M1N с множественными путями между входными и выходнымипортами. Классическими примерами являются неблокирующие сети Бэнеша и Клоза,сети со свойством самомаршрутизации и распределением нагрузки, снижающимипотребность во внутренней буферизации, групповые
Баньяновидные коммутационные структуры (например, тандем Баньянов).
Для формирования таких сетей возможно параллельное использованиенескольких Баньяновидных соединительных сетей [8,9].
Сети MIN с множественными путями обеспечивают более однородноераспределение трафика, необходимое для минимизации внутренних блокировок иповышения отказоустойчивости [14]. Тем не менее если ячейки направляются понезависимым путям с переменными задержками, необходимо предусмотреть сохранениеисходной последовательности ячеек в виртуальном соединении на выходном порте.Поскольку данный процесс может потребовать значительных затрат вычислительныхресурсов процессора, предпочтительнее выбирать путь передачи ячеек на стадииустановления и использовать его в течение всего времени существованиясоединения. Особое внимание должно уделяться предотвращению блокировкипоследовательных вызовов./>2.20 ОТКАЗОУСТОЙЧИВОСТЬ
Поскольку надежность является существенным аспектомфункционирования коммутационных систем, необходимо обеспечить избыточность ихкритически важных компонентов. Поле маршрутизации и структура буферов,являющиеся важнейшими элементами коммутационной системы, могут бытьпродублированными или избыточными, что влияет на организацию механизмовобнаружения отказов и восстановления работоспособности [15].
Простейший способ повышения надежности сводится к разбиению всейсовокупности коммутируемых ячеек на непересекающиеся подмножества,распределяемые между параллельными плоскостями поля маршрутизации. Этот методвесьма эффективен, так как он обеспечивает наименьшую избыточность, а каждаяплоскость несет лишь малую долю общего трафика. Другой вариант — тождественноедублирование всего множества ячеек — обеспечивает большую отказоустойчивостьпри меньшей производительности. Компромиссным решением может быть использованиечастично перекрывающихся подмножеств.
Распараллеливание плоскостей поля маршрутизации и структурыбуферов поднимает степень отказоустойчивости, однако гораздо важнее повыситьизбыточность в пределах отдельных плоскостей. Баньяновидные сети склонны котказам, поскольку содержат единственный путь в каждой паре «вход—выход»; сетис множественными путями отличаются большей отказоустойчивостью. Для повышенияизбыточности следует включать в состав Баньяновидных сетей дополнительныекоммутационные элементы и каскады, избыточные и альтернативные соединения либоувеличивать число входных и выходных портов. Платой за это становитсяусложнение как схем буферизации и маршрутизации, так и средств управления [8].
Для организации эффективного контроля за отказоустойчивостьюкоммутационной системы применяются разнообразные тестирующие
механизмы. Маршрутизация специальных ячеек через тестовые элементыи отслеживание их появления на выходах, а также добавление служебной информациив заголовок ячейки позволяют обнаружить потери ячеек, ошибочные пути илинеоправданные задержки. При выявлении отказа трафик перераспределяется доустранения причины сбоя, причем функция перераспределения может выполняться какконцентраторами, так и самим коммутационным полем.
/>3 ОСНОВЫБАНЬЯН-КОММУТАЦИИ/>3.1 БАНЬЯН СЕТИ
Отличительное свойство Баньян сети — это существование перехода отлюбого входа к любому выходу [8],
/>
Рисунок 3.1- показывает четыре вида сетей, принадлежащих к этому классу:
а) смешанные (Омега) сеть;
b) реверсная смешанная сеть;
c) особо чувствительная Баньян сеть;
d) обыкновенная сеть;
Основное свойство этих сетей:
1.        Онисостоят из n=log2N и N/2 узлов на уровень.
2.        Ониимеют самонастраивающееся свойство — уникальный n-битный адрес назначения можетиспользоваться для передачи ячейки от любого входа к любому выходу, по одномубиту на каждый уровень.
3.        Ихрегулярность и взаимосвязная схема очень привлекательна для применения в VLSI(VLSI — сверх большая степень интеграции).
Рисунок 3.2 показывает пример соединения в Баньян сети 8´8, где темные линииотражают передающие пути. С правой стороны адрес каждого выходного сигналаобозначен как ряд n-битов, b1...bn. Адрес ячейки сигналазакодирован в заголовке ячейки. На первом уровне проверяется бит b1,если
это 0, ячейка будет выдвинута на высший, исходящий уровень; еслиэто 1, то ячейка отправляется на низший уровень. На следующем уровне проверяетсябит b1, передача сигнала происходит аналогично.
/>
Рисунок 3.2 — Баньян сеть 8´8
Внутренняя блокировка происходит в случае когда ячейка потерянаиз-за конфликтных ситуаций на уровне сети. Рисунок 3.3 приводит примервнутренней блокировки внутри Баньян сети 8x8. Тем не менее, Баньян сеть небудет иметь внутренних блокировок, если будут соблюдены следующие условия [12]:
·         Нетсвободного входного сигнала между любыми двумя активными входами.
·         Выходныеадреса ячеек находятся либо в прямом, либо в обратном порядке.

/>
Рисунок 3.3 — Блокировка в Баньян сети 8´8
/>
Рисунок 3.4
(a) — Не блокируемая Баньян сеть для входных сигналов
(b) — Сортирующая Баньян сеть
Рассмотрим рисунок 3.4. Предположим, что Баньян сети предшествуетсети которая накапливает ячейки и сортирует их, учитывая их выходные значения.Получившаяся в результате структура является деблокирующей сортирующей Баньянсетью./>3.2 СОРТИРУЮЩАЯ БАТЧЕР СЕТЬ
Эта сеть формируется серией объединенных сетей различных размеров[12,14]. Рисунок 3.5 демонстрирует сортирующую Батчер сеть 8x8, состоящую изобъединенных сетей трех различных размеров. Объединенная сеть на рис.3.6состоит из 2´2 сортирующих элементов в каскадах, и схема соединения междукаждой парой смежных каскадов аналогична схеме Баньян сети. Можно заметить, чтоесли адреса первой половины входящих ячеек расположены в возрастающем порядке,а адреса второй половины — в убывающем, то объединенная сеть будет сортироватьячейки на выходе в прямом порядке. Сортирующая сеть 8´8 будет сформирована,если 8´8 объединенной сети предшествуют две объединенных сети 4´4 и четыре объединенных(сортирующих) элемента 2´2. Произвольный список из восьми входных ячеекбудет распределен сначала на четыре списка по две ячейки, а затем — в двасписка по четыре ячейки и наконец — в список из восьми ячеек.
Объединенная сеть N´N состоит из log2Nуровней и (N log2N)/2 уровней. Сортирующая сеть имеет 1+2+......+log2N=(log2N)(log2N+l)/2 уровней и (N log2N)(log2N+l)/2элементов [14].
/>
Рисунок 3.5 — Сортирующая Батчер сеть 8´8

/>
Рисунок 3.6 — Структура передающей сети/>3.3 АЛГОРИТМЫ РАЗРЕШЕНИЯ КОНФЛИКТОВ НАВЫХОДЕ/>3.3.1 ТРЕХФАЗОВАЯРЕАЛИЗАЦИИ
Следующий 3-х эталонный алгоритм является решением для выходногоспорного сигнала в Батчер-Баньян коммутаторе.(рис 3.7(а)).
/>
Рисунок 3.7 — 1 этап: отправка запроса
В первую фазу алгоритма (фазу арбитража) каждый вводной порт Iпосылает в сортирующую сеть краткий запрос, содерж6щий только информацию обисточнике и назначении (ячейки). В сортирующей сети ячейки рассматриваются впорядке возрастания, по адресам их назначения. Запросы сортируются все вместе ивыбирается тот, чей адрес назначения отличен от предыдущего в сортировочномсписке [14,17].
Поскольку результаты арбитража не известны входным портам,выбранные запросы посылают уведомление своим вводным портам черезвзаимосвязанную сеть во вторую фазу (фазу уведомления). Сеть с обратной связьюпредставлена на рисунке 3.7(в), состоит из N фиксированных соединений, каждыйвыход сети Батчера соединен с входом сети Батчера.
/>
Рисунок 3.8 — 2 этап: уведомление решающих портов
Каждое подтверждение несет источник, который получил разрешение навход Батчер сети. Эти источники проходят через всю Батчер-Баньян сеть наразличные выхода, учитывая адрес источника. Когда трассировка уведомленийобратно через идентичную специализированную сеть ко вводам закончена, выводыузнают свои результаты арбитража. Вводам, получившим уведомление,обеспечивается бесконфликтный вывод ячеек.
/>
Рисунок 3.9 — 3 этап: отправка ячеек с информацией
Эти входные порты перемещают полную ячейку на третьем последнемэтапе, через такую же Батчер-Баньян сеть (рисунок 3.7(с)). Вводы, не получившиеуведомления, сохраняют свои ячейки в буфере следующего трехфазового цикла.
/>3.3.2 КОЛЬЦЕВОЕРЕЗЕРВИРОВАНИЕ
В Баньян коммутаторе с накопителем предусмотрено кольцевоерезервирование (рисунок 3.10). Этот коммутатор состоит из Баньян коммутационнойсистемы с накопителем, нескольких коммутационных интерфейсов, кольцевой адаптер(RHE) и синхронизатора [17,19].
/>
Рисунок 3.10 — Батчер — Баньян коммутатор с кольцевымрезервирование
Интерфейс коммутатора осуществляет кольцевое резервирование,буферизацию входящих ячеек, синхронизацию ячеек, отправленных в коммутационнуюсистему и буферизацию ячеек на выходе. Входящие в коммутатор ячейкибуферизуются в FIFO, до резервирования. Когда резервирование на выводе успешнозавершено, ячейка доставляется в коммутационную систему в начале следующегоцикла. После этого следующая ячейка из очереди может проходить резервирование.При выходе из коммутационной системы, ячейка буферизуется в интерфейс, чтобызатем быть переданной по назначению RHE дает два сигнала синхронизации вкоммутаторе: (синхронизации битов и начала цикла), три сигнала кольцевогорезервирования (сигнал включения в работу кольца, сигнал данных кольца исинхронизации кольца). Сигнал данных кольца — это серия битов выходногорезервирования, а сигнал синхронизации кольца указывает местоположение первоговыходного порта в серии кольцевых данных. Эти два сигнала циркулируют через RHEи интерфейсы коммутатора по одному биту каждый раз, в течение всего процессарезервирования. Кольцевое резервирование происходит в начале каждого цикла,после того, как каждый кольцевой интерфейс получает заголовки копий самыхстарших ячеек. С началом каждого цикла данные кольца в RHE и каждый кольцевойинтерфейс устанавливаются в исходное состояние («свободно»). Серии кольцевыхданных начинают затем циркулировать через интерфейс бит за битом. Каждый интерфейсимеет портовой счетчик, который увеличивается (дает приращение) при каждомпрохождении бита кольцевых данных. Каждый временной интервал портовой счетчиксравнивается с адресом назначения самой старшей ячейки для того, чтобыопределить, должна ли ячейка быть отправлена на выход в следующий промежуток.При прохождении бита данных кольца, все интерфейсы коммутатора рассматриваюткольцевую синхронизацию и кольцевые данные бита. Если сигнал кольцевойсинхронизации верен, (это значит, что следующий бит кольцевых данныхсоответствует первому выводу), тогда портовой счетчик устанавливается висходное состояние при прохождении следующего бита. Если назначение ячейкисогласовано с портовым счетчиком и бит данных кольца свободен, интерфейскоммутатора делает на кольце запись «занято», означающую, что в следующийкоммутационный цикл вывод будет занят. Если бит данных кольца уже занят, илиесли портовой счетчик не согласован с назначением старшей ячейки, бит данныхкольца не изменяется. Т.к. каждый коммутационный цикл интерфейса делает неболее одного резервирования, конфликтные ситуации в коммутационной системеисключены. Во время кольцевого резервирования, ячейки, зарезервированные впредыдущий коммутационный цикл, отправляются в коммутационную систему.
На рисунке 3.11 показано, что в первый промежуток временисогласуются адреса выходных портов ячеек из вводов 1 и 5, и используютсяпункты, обозначающие, что ячейки могут пройти в эти порты. Ячейкам которыеотмечены битами X1 и Х5 присваивается одно значение,указывающее на то, что выходные порты 1 и 5 уже заняты. Все отмеченные битысдвигаются в сторону одного, и значения счетчиков так же увеличиваются на одинпо модулю во второй временной интервал. Во второй и третий промежутки временисогласования не происходит. В четвертый согласовываются адреса выходных портовячеек из 0 и 2 вводов. Т.к. выходной порт 5 уже был зарезервирован для ячейки(на которой указано значение отмеченного бита X5)
/>
Рисунок 3.11 — Схема реализации кольцевого резервирования
в предыдущий временной интервал, то ячейка у входа 2 не может бытьотправлена. В пятый и шестой промежутки времени ячейки у вводов 3 и 4 так же немогут быть отправлены к выводам 1 и 3 соответственно, т.к. уже былизарезервированы в предыдущий временной интервал. В итоге ячейки у входныхпроверенных портов оказываются в конфликтной ситуации. В данном примереарбитражный цикл может быть завершен за шесть временных интервалов, посколькуимеется шесть входных портов. В этой схеме используется серийный механизм, и вцелом арбитражный цикл может состоять из N бит временных интервалов, где Nобозначает число портов ввода и вывода коммутатора, что может стать критическимпараметром при большом количестве портов. Однако, эта схема обеспечиваетравноправие портов, произвольно устанавливая нужные значения счетчиков передарбитражем. Эта схема может быть использована на вводах любой коммутационнойсистемы./>3.4 СОЛНЕЧНЫЙ КОММУТАТОР
В этом коммутаторе сочетается сортирующая Батчер сеть ипараллельно-направляющая Баньян сеть. Таким образом, к каждому выводу подходитболее одного канала. На рис. 3.12 дана блок-схема строения этого коммутатора[17,18,19]. Параллельная сеть маршрутизации с автоблокировкой k обеспечивает kотдельных трактов каждому выводу. Если более, чем k ячеек делают запрос наопределенный вывод за один временной интервал, тогда часть ячеек отправляется вочередь общей рециркуляции и затем снова передаются в коммутационную систему кназначенным вводам. Очередь рециркуляции состоит из Т параллельных цепей и Тназначенных вводов в сортирующую сеть с накопителем. Каждая цепь рециркуляцииможет сохранять одну ячейку. В каждой цепи имеется блок задержки для выстраиваниярециркулирующих ячеек с ячейками, прибывшими из контролирующих устройств вводных
/>
Рисунок 3.12 — Блок-схема солнечного коммутатора
каналов (IPC) в следующий временной интервал. В течение каждогоинтервала сеть с накопителем сортирует новоприбывшие и рециркулирующие ячейки впорядке приоритета и адресов назначения. Это позволяет заграждающей сети,выбирая k ячейки высшего приоритета для каждого вывода, разрешать конфликты увыходных портов. Поскольку в устройстве существует k параллельных сетей савтоблокировкой, каждый вывод может принимать k ячеек каждый временнойинтервал. Если для одного вывода назначено больше, чем k ячеек, их излишекбудет отправляться в очередь рециркуляции. Концентратор и селектор направляютлишние ячейки в цепи рециркуляции, а выбранные ячейки будут направлены в сети савтоблокировкой. Каждая ячейка проходит в контролер входного порта со служебнымзаголовком.
В него входят два контрольных поля: поле трассировки иприоритетное поле (рисунок 3.13).
/>
Рисунок 3.13- Формат заголовка
Оба упорядочиваются, начиная с наиболее значительного бита. В полетрассировки первый бит -бит активности ячейки, указывающий, содержит ли ячейказначимую информацию (А=1) или она пуста (А=0). Затем следует поле адресовназначения (DA), определяющее нужный выходной порт. Приоритетное поле состоитиз индикатора качества и класса услуг передачи (QoS) и внутреннего приоритетакоммутатора (SP). QoS поле различает ячейки услуг высшего приоритета и услугнизшего приоритета. К первым относится схемная эмуляция, а ко вторым услуги безустановления связи. QoS поле следит за тем, чтобы в случае конфликта, ячейкивысшего приоритета трассировались первыми. SP поле используется коммутаторомдля указания числа временных интервалов, в течение которых задерживаласьячейка. Оно также дает высший приоритет рециркулирующим ячейкам. Поэтому ячейкииз данного источника трассируются последовательно.
При сортировке ячейки распределяются в возрастающем порядке ихадресов назначения. Приоритетное поле, в котором высшее численное значениесоответствует высшему уровню приоритета, является продолжением полятрассировки. Это является причиной того, что ячейки, назначенные в один портвыхода, располагаются в убывающем порядке приоритета. В сети заграждения адресаячеек сравниваются с адресом ячейки, находящейся на k позиций выше. Если онисовпадают с адресом ячейки, стоящей на k позиций выше (а это значит, чтоимеется, по крайней мере, k ячеек высшего приоритета), они отмечаются иотправляются на рециркуляцию. Их поля трассировки заменяются приоритетнымиполями, т.к. последние важнее для последующей работы сортирующей системы ипредотвращения потерь ячеек при рециркуляции. Если их адреса не совпадают,значит ячейка является одной из k ячеек высшего приоритета и может трассироваться.
В концентрационных сетях с накопителем существует две группыячеек: одна для трассировки, другая для рециркуляции. Обе группы сортируются внепрерывные списки. Чтобы предотвратить блокирование в сети с автоблокировкой,группа ячеек трассируется из списка в восходящем порядке адресов. Группы ячеекдля циркуляции сортируются в отдельный список в порядке приоритета и адресовназначения. Если очередь рециркуляции переполняется, для ячеек, направленных ввыводы с высокими номерами, больше вероятности быть удаленными, чем для ячеек,направленных в выводы с низкими номерами.
Затем, ячейки направляются в селектор, который разделяет их на двегруппы и направляет их либо в k сеть с автоблокировкой, либо в Т рециркуляторы.Ячейки, попадающие в рециркулятор, изменяют поля приоритета и трассировки впервоначальный формат. После рециркуляции их приоритет (SP) повышается [14].
Выводы селекторов распределены между k сетями с автоблокировкой,путем соединения k выводов с соответствующей сетью с автоблокировкой. Поэтому,если две ячейки назначены в один вывод, они будут направляться в разные сети савтоблокировкой. В каждой сети с автоблокировкой ячейки формируют непрерывныесписки, направленные в определенные выводы, что обеспечивает деблокирование всети с автоблокировкой. Каждая ячейка достигает нужного вывода в сети савтоблокировкой, и затем все соответствующие выводы группируются и образуюточередь в контролере выходного порта (ОРС). 3.5 МАРШРУТИЗАЦИЯ С ОТКЛОНЕНИЕМ/>3.5.1 ТАНДЕМНЫЙ(СПАРЕННЫЙ) БАНЬЯН КОММУТАТОР
На рисунке 3.14 изображена тандемная коммутационная Баньян сеть(TBSF) [17].
/>
Рисунок 3.12 — Тандемная коммутационная Баньян сеть
Данная сеть состоит из множества Баньян сетей. При конфликте ячеекв каком-либо узле системы, одна из них будет отклоняться в неверный вывод узлаи придет по неверному адресу назначения в Баньян сети. Затем отклонившаясяячейка передается в следующую Баньян сеть. Этот процесс повторяется до тех пор,пока ячейка не достигнет нужного вывода, или же пока она не выйдет в неверныйвывод последней Баньян сети и, таким образом будет считаться потерянной. Каждыйвывод Баньян сети соединен с соответствующим выходным буфером. Каждаяотклонившаяся ячейка отмечается, чтобы ее можно было отличить от ячейки, идущейверно и не изменит ее маршрута в последующих каскадах сети. На выводах каждойБаньян сети, все ячейки, достигшие своего пункта назначения, извлекаются изкоммутационной системы и буферизуются. Таким образом, нагрузка впоследовательно соединенных Баньн сетях, а также вероятность конфликтовуменьшается. При достаточно большом числе таких последовательно соединенныхсетей, можно уменьшить коэффициент потерь до желаемого. Численные результатыпоказывают, что каждая, добавленная к этой последовательности Баньян сеть,уменьшает вероятность потерь на один порядок величины. TBSF работает следующимобразом. К каждой входящей в коммутационную систему ячейке прилагаетсякоммутационный заголовок, содержащий 4 следующих поля:
1.        Битактивности а: указывающий, содержит ли область ячейку (я=1) или онапуста(я=0).
2.        Битконфликтов с: указывающий, отклонялась ячейка в предыдущих каскадах даннойсети (с=1) или нет (с=0).
3.        Приоритетнополе Р:оно является факультативным и используется при наличии в коммутаторе большогочисла приоритетов.
4.        Адресноеполе D:содержащее адреса назначений d1, d2,...dnn=(log2N).
Состояние коммутационного элемента в каскаде s сети савтоблокировкой первоначально определяется тремя битами в заголовке двухвводимых ячеек, а именно а, с, ds. При большом количествеприоритетов используется так же поле Р. В следующем алгоритме биты,обозначенные 1 и 2, соответствуют двум вводным ячейкам.
1.        Еслиа1=a2=0, ничего не предпринимайте.
2.        Еслиа1=1, a a2=0, установите коммутатор в соответствии с ds1
3.        Еслиа1=0, а2=1, установите коммутатор в соответствии с ds2
4.        а1=а2=1,тогда
а) если c1=c2=1, ничего не предпринимайте
б) если c1=0, а c2=1, установите коммутаторв соответствии с ds1
c) если c1=1, а c2=0, установите коммутаторв соответствии с ds2
d) если c1=c2= 0, тогда:
I. если P1>P2, то установите коммутатор всоответствии с ds1
II. если P1
III.если Р1=Р2, то установите коммутатор всоответствии с ds1
или ds2.
Чтобы уменьшить число буферизуемых на каждом каскаде битов привыполнении этого алгоритма и сократить задержку, адрес бита помещается висходное положение адресного поля. Для этого нужно циклически сдвигать адресноеполе на один бит в каждом каскаде. Таким образом, можно сократить задержку довремени, соответствующего прохождению 3-х бит, в каждом каскаде, без учетаподдержки множественного приоритета и сохранять ее постоянной.С конфликтнымбитом легко отличить ячейки, отклонившиеся от маршрута и ячейки с верныммаршрутом на выходе каждой сети с автоблокировкой: если с=0, значит ячейкатрассировалась верно, а если с=1, значит эта ячейка отклонилась. Ячейка с c=0буферизуется и не принимается следующей сетью с автоблокировкой. Ее битактивности становится равным 0. Ячейка с с=1 не буферизуется на выходе, нопринимается следующей сетью с автоблокировкой, и ее конфликтный бит становится= 0 для дальнейшей маршрутизации.
Все ячейки, поступающие в тандемный Баньянкоммутатор за один временной интервал, синхронизируются по тактам через всюкоммутационную систему. Если не учитывать задержки на распространение сигнала,то задержка каждой ячейки в сети постоянна и равна п задержкам на обработку вкоммутационном элементе, что составляет временную разницу прибытия двух ячеекиз соседних Баньян сетей. Для того, чтобы ячейки из разных сетей поступили ввыходной буфер одновременно, между каждым выводом и Баньян сетью можнопоместить соответствующий элемент задержки.
Кроме того, память выходного буфера должна иметь выходнуюпропускную способность равную V бит/с и входную пропускную способность равнуюKV бит/с, для того чтобы принять все К ячейки, прибывающие за один временнойинтервал./>3.5.2 КОММУТАЦИОННАЯСИСТЕМА С ПЕРЕСТАНОВКОЙ И МАРШРУТИЗАЦИЕЙ С ОТКЛОНЕНИЕМ
Рассмотрим N´N коммутационную систему с перестановкой (SN) сn=log2N каскадами, каждый из которых состоит из N/2 2´2 коммутационныхэлементов. На рисунки 3.15 представлена коммутационная система с перестановкой8´8 [19,20].
/>
Рисунок 3.15 — Коммутационная система с перестановкой 8´8
Коммутационные узлы на каждом каскаде отмечены сверху вниздвоичным числом в (n-1) бит. Верхний ввод/вывод узла отмечен 0, а нижний — 1.Ячейка будет направлена в вывод 0 (1) в каскаде i, если i наиболее значительныйбит адреса ее назначения =0 (1). Взаимосвязь между 0 двумя, следующими друг задругом каскадами называется перестановкой. Вывод am узла X=(a1, a2...an-1)соединен со вводом а1 узла Y=(a2, а3… аn) следующего каскада. Связь междуузлами X и Y обозначена .
Канал от ввода к выводу, по которому трассируется ячейкаопределяется ее адресом источника S=sl...sn и адресом ее назначения D=d1...dn,что символически выражается так [19,20]:
/>
Последовательность узлов на канале выражается двоичной цепью s2...sn,d1...dn-1, представленной (n-1) разрядным окном,сдвигающимся на один бит слева направо в каждом каскаде. Трассировку ячейки поSN можно обозначить парой (R,X), где R — текущая трассировка, а X — узелпостоянного хранения ячейки. В первом каскаде ячейка находится в состоянии (dn...d1,s2...sn) Состояние передачи определяется алгоритмомсамотрассировки так [19,20]:
/>
Заметьте что в конце каждого каскада трассировочный бит удаляется.Наконец, из состояния… ячейка будет коммутирована следующим 2´2 элементом поназначению.
При конфликте в узле, только одна ячейка будет трассирована верно,а все остальные не попадут к нужным выходам. Отклонившаяся ячейка может начатьтрассировку вновь (с трассировочным ярлыком в исходном состоянии dn...d1)с того места, где произошло отклонение. Поэтому, если расширить SN систему так,чтобы она включала более n каскадов, то отклонившиеся ячейки могут достигнутьсвоего вывода на последующих каскадах. Т.к. некоторые ячейки достигнут своеговывода позже других на несколько каскадов, необходим мультиплексор для сбора ячеек,достигающих физических каналов одного и того же логического адреса на разныхкаскадах. В итоге, ячейка попадет по адресу своего назначения, при условии, чточисло L каскадов достаточно велико. Если она не находит своего вывода и напоследнем из L каскадов, она считается потерянной./>3.5.3 ДВОЙНАЯ СИСТЕМА СПЕРЕСТАНОВКОЙ И ИСПРАВЛЕНИЕ ОШИБОК МАРШРУТИЗАЦИИ
SN система с исправлением ошибок очень эффективна, особенно прибольшом значении п. Так как, при каждом отклонении ячейки, ее трассировкадолжна начинаться снова [20]. Рассмотрим диаграмму состояний на рисунке 3.16.
/>
Рисунок 3.16 — Фазовая диаграмма ячейки в SN сети
Состояние (положение) — это расстояние или число каскадов довывода. Требуемая сеть должна быть такой, как показано на рис. 3.17, в которойштраф — это возврат только на один каскад [18,14].
/>
Рисунок 3.17 — Фазовая диаграмма со штрафным состоянием

На рисунке 3.18 изображена коммутационная система 8x8 безперестановки (USN). Она является зеркальным отражением системы SN. Трассировкачерез последовательность каскадов основана на принципе наименее значимый битчерез наиболее значимый бит
/>
Рисунок 3.18 — Коммутационная система без перестановки с пятью Каскадами
Пользуясь той же схемой вычислений, как в случае с SN, каналячейки с адресом источника S=s1...sn и адресом назначенияD=d1...dn может быть выражен так[18,14]:
/>
(n-1) разрядное окно, перемещающееся по двоичной цепи d2...dn,s1...sn-1 на один бит каждый каскад справа на лево,представляет последовательность узлов на канале трассировки.
Первоначальное состояние ячейки (d1...dn, s1...sn-1)и состояние перехода дано как:

/>
На последнем каскаде ячейка находится в состоянии (-d1d2...dn)и достигает назначения [18].
Предположим, что USN наложена на SN и каждый узел USN соединен ссоответствующим узлом SN, так, что ячейка из любого ввода может попасть в любойвывод узла. Взаимосвязи с перестановкой и без перестановки между соседнимикаскадами компенсируют друг друга, таким образом, что ошибка, вызваннаяотклонением ячейки в SN, может быть исправлена в USN возвратом только на одиншаг. Рассмотрим рисунок 3.19.
/>
Рисунок 3.19 — Исправление ошибок в сетях SN с помощью USN
/>
Рисунок 3.20
На рисунке 3.20 ячейка А поступает в SN из входа 010 и выходит извывода 101, ячейка В поступает во ввод 100 и выходит через вывод 100. Во второмкаскаде они сталкиваются, когда обе прибывают в узел 01 и делают запрос выводу0. Допустим, что ячейка В выигрывает, а ячейка А отклоняется и попадает в 11узел третьего каскада. Допустим, что ячейка А попадает в аналогичный 11 узел вUSN и коммутируется в вывод 0. Затем она возвращается в узел 01, тот самыйузел, где произошла ошибка в двух каскадах. В этом месте ошибка отклонения былаисправлена и ячейка А продолжила свой путь по нужному каналу в SN. Любая ошибкатрассировки исправляется в SN обратной операцией трассировки в USN. Более точноэтот процесс можно сформулировать так. Рассмотрим ячейку в состоянии (r1…rk,x1…xn-1) Ячейка должна быть трассирована в канал в SN. Положим, она отклонилась, вместо того, чтобы попасть вканал ячейка достигает узла (x2… хn-1rk)в следующем каскаде. Исправление ошибки трассировки начинается с присоединениябита x1 к ярлыку трассировки, вместо перемещения бита rk,таким образом, состояние ячейки в следующем каскаде будет x1. Затемячейка перемещается в аналогичный узел в USN для исправления ошибки. В случаеуспешной трассировки, она будет направлена в канал rk и вернется впредыдущее состояние (r1…rk x1, x2…xn-1rk). Taким же образом, ошибка, происходящая в USN исправляется спомощью SN за один шаг. Т.е. ячейка в SN может отклониться в канал USN инаоборот [14,20].
/>
Рисунок 3.21- Двойная коммутационная система 8x8 с перестановкой

Это учитывается в следующем алгоритме. Сначала 2´2 аналогичныхкоммутационных элемента SN и USN объединяются и образуют 4x4 коммутационныхэлемента для того, чтобы можно было коммутировать ячейки между SN и USN. Нарисунке 3.21 представлена двойная SN, образованная 4´4 коммутационнымиэлементами. Используется новая схема маркирования. Четыре ввода/выводакоммутационного узла помечаются 00, 01, 10, 11 сверху вниз. Выходы 00 и 01соединяются со следующим каскадом по примеру USN, а выводы 10 и 11 соединяютсясо следующим каскадом по примеру SN.
Вводы 00 и 01 соединяются с предыдущим каскадом по SN образцу, авводы 10 и 11 соединяются с предыдущим каскадом по образцу USN. Канал с меткойa,0b> — это не тасующий канал, а канал с меткой a,1b> — тасующий. Два узла (a1, an-1) И (bi, bn-1)соединены не тасующим каналом, если b1, 1an-1>и они соединены тасующим каналом, если a1...an-2 = b2...bn-1Так как каждый коммутационный узел имеет четыре вывода, то для определениятребуемого вывода ячейки на каждом каскаде, необходимо два бита маршрутизации.Ячейка с назначением D=d1...dn может трассироваться какчерез USN, так и через SN. Соответственно, изначальный ярлык маршрутизацииячейки установлен на 0d1…0dn (USN) или на 1dn...1d1(SN) Состояние ячейки в определенные временные интервалы обозначается (c1r1..ckrkx1…xn-1)Возможны две регулярные передачи в коммутационный узел. Ячейка будет отправленав не тасующий канал, если ck=0 и в тасующий, если ck=1[14,19].
Соответственные состояния передачи выражаются:
/>
Ячейки с начальной трассировкой, установленной на 0d1…0dn(1dn …1d1) будут оставаться в каналах USN(SN) в течение всего процесса трассировки, пока он не завершится в одном изканалов USN(SN).
Направление трассировки:
1.        Есливывод ckrk доступен и k=1, ячейка доходит по назначению.Выводим ячейку перед следующем перемешиванием, если с=1 и после следующей нетасовки, если с=0.
2.        Есливывод ckrk доступен и k>l, удаляем два наименеезначимых бита из ярлыка трассировки и отправляем ячейку в следующий каскад.
3.        Есливывод ckrk недоступен и k
Если вывод ckrk недоступен и k=nустанавливаем исходное значение ярлыка трассировки 0d1…0dn(1dn …1d1), чтобы предотвратить рост длиныярлыка.
На рисунке 3.22 представлен полный алгоритм для исправления ошибок[14].
/>
Рисунок 3.22 — Полный алгоритм исправления ошибок

Для любого узла с меткой (x1...xn-1) ярлыкисправления ошибок выводов 00 и 01 xn-1 и выводов 10 и 11 0х. Вобоих случаях ярлык исправления ошибок — второй компонент /> в канальном ярлыке>где x=xc+c(n-1). Поэтому, ячейка, отклонившаяся в канал будетвозвращена в предыдущее состояние через канал > в следующем каскаде (рисунок3.23 [20].
/>
Рисунок 3.23- Пример исправления ошибок трассировки в DSN/>3.5.4 КОПИРУЮЩИЕ СИСТЕМЫДЛЯ МНОГОАДРЕСНОЙ ПЕРЕДАЧИ
На рисунке 3.24 показана серийная комбинация копирующей сети идвухточечного коммутатора для обеспечения многоточечной связи. Копирующаясистема одновременно тиражирует ячейки из разных вводов и затем трассируеткопии ячеек широкой рассылки по их назначению с помощью двухточечногокоммутатора [12,14].
Копирующая система состоит из следующих основных частей (рисунок3.25) [14]:
1.        схемасумматора (RAN), генерирующая текущие суммы номеров копий, обозначенных взаголовках входящих ячеек.
2.        шифраторадресов (DAE), создающий новые заголовки ячеек из соседних текущих сумм.
3.        коммутационнаяширокополосная Баньян сеть (BBN), в которой коммутационные узлы широкойрассылки делают копии ячеек с заголовками в два бита.
/>
Рисунок 3.24 — Коммутатор многоадресной рассылки
4.        шифраторадресов (DAE), создающий новые заголовки ячеек из соседних текущих сумм.
5.        коммутационнаяширокополосная Баньян сеть (BBN), в которой коммутационные узлы широкойрассылки делают копии ячеек с заголовками в два бита.
6.        трансляторномеров каналов (TNT), определяющий номера выходных каналов для каждой копииячейки.
/>
Рисунок 3.25 — Основные компоненты не блокирующей копирующей системы

Механизм многоадресной передачи копирующей системы основан напередаче и преобразовании заголовков (рисунок 3.26). Номера копий (CN),указанные в заголовках ячеек рекурсивно суммируются в схеме сумматора. Наоснове полученных сумм шифраторы адресов создают новые заголовки ячеек с двумяполями: поле фиктивного адресного интервала и поле индексного эталона (IR).Поле адресного интервала образовано соседними текущими суммами, минимальными(MIN) и максимальными (МАХ). Индексный эталон приравнивается минимуму адресногоинтервала и впоследствии используется транслятором номеров каналов дляопределения индекса копии (СI).Широкополосная Баньян сеть копирует ячейки поалгоритму логического деления интервалов на основе адресного интервала в новомзаголовке. Когда копия прибывает в нужный вывод, TNT вычисляет ее CI на основеадреса вывода и индексного эталона. Номер канала широкой рассылки (BCN) и CIобразуют уникальный идентификатор, указывающий на номер канала (TN), которыйдобавляется заголовку ячейки и используется для ее трассировки по назначению[14,20].
/>
Рисунок 3.26 — Трансляция заголовков в копирующей системе
/>4 ШИРОКОПОЛОСНАЯБАНЬЯН СЕТЬ/>4.1 ОСНОВЫ ШИРОКОПОЛОСНАЯ БАНЬЯН СЕТЬ/>4.1.1 ОБОБЩЕННЫЙАЛГОРИТМ САМОТРАССИРОВКИ
Широкополосная Баньян сеть — это сеть с коммутационными узлами,копирующими ячейки. Ячейка, прибывающая в каждый узел, может быть либотрассирована в один из выводных каналов, либо дублирована и отправлена по двумвыводным каналам. Существует три варианта Log23=1.585, а это значит,что минимальный объем информации заголовка = 2 бит а каждый узел [1,10].
На рисунке 4.1 представлен обобщенный алгоритм одно — битовойсамотрассировки для ряда N-битных адресов с произвольным назначением. Когдаячейки прибывает в узел k-каскада, трассировка ячейки определяется k битамизаголовков всех адресов назначения. Если все они равны 0 или 1, тогда ячейкаотправляется в выводы 0 или 1 соответственно. В противном случае, копии ячеекотправляются в оба вывода, и соответственно копиям этих двух ячеек в заголовкахизменяются адреса назначения: заголовки копий ячеек, отправленных в вывод 0 или1, содержат адреса первоначальных заголовков в k бит, равных 1 или 0соответственно.
/>
Рисунок 4.1 — Обобщенный алгоритм самомаршрутизации

На рисунке 4.2 дерево ввода-вывода, образуемое обобщающималгоритмом самомаршрутизации.
/>
Рисунок 4.2 — Дерево ввода-вывода, образуемое обобщающималгоритмом самомаршутизации
При выполнении обобщенного алгоритма самотрассировки могутвозникнуть трудности [12,18].
oзаголовкиячеек содержат изменяющиеся адресные номера и коммутационным узлам приходитсясчитывать их все.
oпримодификации заголовков ячеек учитывается вся совокупность адресов, чтоусложняет работу коммутационных узлов.
oсхемавсех каналов выводов и вводов образует дерево в сети.
Деревья, образованные произвольным рядом входных ячеек, зависят отканалов. Таким образом, из-за нерегулярности ряда абсолютных адресов назначенияв заголовках ячеек, система является блокирующей. Но в копирующей системе, гдеячейки копируются, но не отправляются по абсолютным адресам, вместо абсолютныхадресов могут использоваться фиктивные.
Фиктивные адреса каждой ячейки могут выстраиваться непрерывно, такчтобы весь ряд фиктивных адресов представлял интервал (адресный), состоящий изMIN и МАХ текущих сумм. Адресный интервал входных ячеек можно сделатьмонотонным для обеспечения деблокирования в нижеописанной широкополосной Баньянсети.
/>4.1.2 АЛГОРИТМЛОГИЧЕСКОГО ДЕЛЕНИЯ ИНТЕРВАЛОВ
Адресный интервал — это непрерывный ряд двоичных N-битных номеров,которые можно представить двумя номерами: минимальным и максимальным. Допустим,что узел в k каскаде получает ячейку, заголовок которой содержит адресныйинтервал, состоящий из двух бинарных номеров min(k-1)=m1...mNи max(k-1)=M1...MN, где k-1 обозначает каскад, изкоторого ячейка прибыла в k каскад. По обобщенному алгоритму самотрассировкимаршрут ячейки определяется так (рисунок 4.3) [14]:
1. если mk=Мk=0 или mk=Мk=1,тогда отправьте ячейку в выводы 0 или 1 соответственно.
2. Если mk=0 и Мk=1, тогда копируйте ячейку,модифицируйте заголовки обеих копий (по ниже данной схеме) и отправьте копии всоответствующий канал.
/>
Рисунок 4.3 — Логическая схема коммутационного узла в k каскадеширокополосной Баньян сети
Модификация заголовка ячейки заключается в делении исходногоадресного интервала на два подинтервала, что выражается в следующей рекурсии:для ячейки, отправленной в канал 0
min(k)=min (k-1)=sm1...mN,
max(k)=M1.....Mk-101....1,
И для ячейки, отправленной в канал 1
min(k)=m1....mk-1 10....0,
max(k)=max(k-1)=M1… МN
На рисунке 4.4 (а) представлена схема алгоритма логическогоделения интервалов. Из правил ясно, что mi=Mi, i=1...k-1действительно для каждой прибывающей в каскад k ячейки. Событие mk=1и Mk=0 исключено.
/>
Рисунок 4.4 (а) — Схема алгоритма логического деления интервалов
На рисунке 4.4 (b) представлено дерево, которое образуется прикопировании ячеек в соответствии с их адресными интервалами [12,14].
/>
Рисунок 4.4 (b) — Дерево, образованное при копировании ячеек всоответствии с их адресными интервалами
/>4.1.3 УСЛОВИЯ НЕБЛОКИРОВАНИЯ В ШИРОКОПОЛОСНЫХ БАНЬЯН СЕТЯХ
Широкополосная Баньян сеть является не блокирующей, если активныевходы х1…xk и соответствующие выходы Y1...Ykсоответствуют следующим требованиям [13,18]:
-         МонотонностьY1Y2>...>Yk
-         Концентрация:любой ввод между двумя активными вводами так же является активным.
Неравенство Yi
/>
Рисунок 4.5 — Условия не блокирования в широкополосной Баньян сети/>4.1.4 ПРОЦЕССКОДИРОВАНИЯ
Схема сумматора (RAN), совместно с шифратором адресов (DAE),используется для организации адресов назначения каждой ячейки таким образом,чтобы каждая существенная ячейка была копирована без конфликтов в широкопоснойБаньян сети. В ней проходят два процесса копирования ячеек: процесс кодированияи процесс декодирования. В процессе кодирования осуществляется преобразованиерядов номеров копий, указанных в заголовках входящих ячеек, в ряд монотонныхадресных интервалов, образующих заголовки ячеек в широполосной Баньян сети.Этот процесс осуществляется схемой сумматора и рядом шифраторов фиктивныхномеров. От процесса декодирования зависит адрес назначения копий с транслятораномеров канала (TNT) [12,14].
Рекурсивная структура log2N схемы сумматора показана нарисунке 4.6.
/>
Рисунок 4.6 — Схема сумматора и шифратора фиктивных адресов
Схема сумматора состоит из (N/2)log2N сумматоров,каждый с двумя вводами и выводами. Вертикальная линия обозначает пересылку.Восточный ввод равен сумме западного и северного вводов, а южный выводпродолжает северный ввод. Текущие суммы CN генерируются у каждого порта в концеlog2N каскадов, а затем шифраторы фиктивных адресов образуют новыезаголовки из соседних текущих сумм. Новый заголовок содержит два поля: интервалфиктивных адресов, представленный двумя 1оg2N-битовыми двоичныминомерами (минимальным и максимальным). Другое поле содержит индексный эталон,равный минимуму адресного интервала. Заметьте, что длина каждого интерваларавна соответствующему номеру копии в обоих адресных схемах. Примем за Sii-текущую сумму. Тогда последовательность интервалов фиктивных адресовпроизводится так [18]:
(0,S0-1),(S0,S1)……..(SN-2,SN-1-1)
где адрес размещается, начиная с 0. Эта последовательностьобеспечивает деблокирование в баньян сети широкой рассылки./>4.1.5 КОНЦЕНТРАЦИЯ
Для того, чтобы широкополосная Баньян сеть была не блокирующей,необходимо сократить число свободных вводов, находящимися между активнымивводами. Это должно быть сделано до ввода ячеек в сеть, т.е. до RAN или сразуже после DAE.
Так обратная Баньян сеть используется для концентрации активныхвводов в непрерывный список [11,13]. Для получения ряда непрерывных монотонныхадресов в обратной Баньян сети трассировочный адрес определяется текущимисуммами на бит активности, (рисунок 4.6).
/>
Рисунок 4.7 — Входной концентратор состоящий из сумматора адресов иобратной Баньян сети
/>4.1.6 ПРОЦЕССДЕКОДИРОВАНИЯ
Когда ячейка выходит из баньян сети широкой рассылки, адресныйинтервал в ее заголовке содержит только один адрес, т.е. по алгоритмулогического разделения интервалов[13]:
min(log2N)=max(log2N)=Выходному адресу
Копии ячеек, из одного и того же канала широкой рассылкиотмечаются CI, который определяется на выходе широкополосной Баньян сетиследующим образом (рисунок 4.7):
СI=Выходной адрес-индексный эталон
/>
Рисунок 4.7 — Вычисление индексов копий
Индексный эталон изначально приравнивается минимуму адресногоинтервала. TNT (транслятор номера канала) присваивает абсолютный адрес каждойкопии ячейки, и она трассируется к своему конечному назначению в последующийдвухточечный коммутатор. Присвоение TN (номера канала) завершается простымтабличным поиском, при котором идентификатор состоит из BCN (канала широкойрассылки) и CI (индекса копии), связанными с каждой ячейкой. Когда TNT(транслятор номера канала) получает копию ячейки, сначала он преобразуетвыходной адрес и IR (индексный эталон) в CI (индекс копии), а затем заменяетBCN (канал широкой рассылки) и CI (индекс копии) соответствующими TN (номерамиканалов) в таблице перевода [14]. Процесс пересчета иллюстрирован на рисунке4.8.
/>
Рисунок 4.8 — Пересчет номера канала с помощью табличного поиска/>4.2 ПЕРЕПОЛНЕНИЕ И РАЗДЕЛЕНИЕ ВЫЗОВА
В RAN (схеме сумматоров) копирующей системы происходит перегрузка,в том случае, когда число запросов копий превышает пропускную способностькопирующей системы. Если частичное обслуживание (которое так же называетсяразделением вызова) невозможно при копировании ячейки, и ячейка должнапроизвести все свои копии за один временной интервал, тогда в случаепереполнения пропускная способность может снижаться. На рисунке 4.9 показанопереполнение, которое произошло у 3-го порта, и пропускаются только пять копийячеек, при наличии более восьми запросов [14].

/>
Рисунок 4.9 — Не блокирующая копирующая система 8´8 без разделения вызовов/>4.2.1 ПЕРЕПОЛНЕНИЕ ИРАВНОДОСТУПНОСТЬ ВВОДОВ
Переполнение также делает входящие ячейки неравноправными, так какначало работы RAN (схема сумматоров) фиксирована. Поскольку вычисление текущейсуммы начинается всегда с 0-го входного порта каждый временной интервал,входные порты с малыми номерами имеют высший приоритет обслуживания, чемвходные порты с большими номерами. С этой трудностью можно справиться, еслиразработать RAN таким образом, чтобы подсчитывать текущие суммы циклично,начиная с любого входного порта. Начало вычисления текущих сумм каждый промежутоквремени адаптивно определяется состоянием переполнения в предыдущий промежутоквремени. Такая цикличная RAN (CRAN) показана на рисунок 4.10. Текущий исходныйпункт — порт 3, разделение вызова происходит у порта 6, поэтому в следующийвременной интервал исходным пунктом будет порт 6. Отрицательный индексныйэталон -3, данный DAE, значит, что запрос копии из порта 3 является остаточным,и в предыдущий временной интервал были созданы три копии [18,19].

/>
Рисунок 4.10 — Циклическая схема сумматоров (CRAN) в копирующей системе8´8/>4.2.2 ЦИКЛИЧЕСКАЯ СХЕМАСУММАТОРА (CRAN)
На рисунке 4.10 показано строение 8´8 CRAN. Ассоциированныйформат заголовка ячейки состоит из трех полей: 1 — поля индикатора запуска(SI), 2 — текущая сумма (RS), 3 — адрес трассировки (RA). Только один порт,являющийся исходным пунктом, изначально имеет SI, отличный от нуля. RS полепервоначально устанавливается в число копий, запрашиваемых входной ячейкой[11,14]. Поле RA первоначально устанавливается в 1, если порт являетсяактивным. Если порт свободен, оно устанавливается в 0. На выходе RAN поле RAпереносит текущую сумм на биты активности, чтобы использовать ее в качествеадреса трассировки в следующем концентраторе. В каждом каскаде CRANиспользуется ряд цикличных трактов, и таким образом, рекурсивное вычислениетекущих сумм может производиться циклично. Для эмуляции вычисления фактическойтекущей суммы из исходного пункта, некоторые тракты должны быть удалены, какпоказано на рисунке 4.10.

/>
Рисунок 4.10- Циклическая RAN 8´8
Это равносильно тому, как если, имея теневые (вспомогательные)узлы, не учитывать их каналы при вычислении текущих сумм. Эти узлы следуют зазаголовком ячейки с поле SI, равным 1, во время передачи его через CRAN изисходного пункта. Модификация заголовка представлена на рисунке 4.11.
Следующий исходный пункт останется неизменным, если не произойдетпереполнения. В этом случае первый порт, в котором произойдет переполнение,будет исходным пунктом. Если мы примем за исходный пункт порт 0, а остальныепорты циклически пронумеруем от 1 до N-1, тогда SI бит, обозначающий следующийисходный пункт, будет обновлен вместе с соседними RS полями так:
/>
и
/>

где i=1, 2...N-l. Для разделения вызова каждый входной порт должензнать, сколько получено копий за временной интервал. Эта информация называетсяначальным числом копий (SCN).
/>
Рисунок 4.11 — Операции в CRAN узле
Затем устанавливается ряд цепей обратной связи для возвращенияэтой информации во вводные порты. SCN и соседние текущие суммы вычисляются так
SCN0=RS0, и
/>/>4.2.3 КОНЦЕНТРАЦИЯ
Исходным пунктом в CRAN не обязательно является вывод 0 иполучившаяся в итоге последовательность адресов трассировки в RBN может бытьнепрерывно монотонной. В RBN могут происходить столкновения, как показано нарисунке 4.12. Эта проблема разрешима, если к RBN присоединить дополнительныйRAN с фиксированным исходным пунктом 0. Дополнительный RAN пересчитываеттекущие суммы RA и таким образом получившаяся последовательность RA становитсянепрерывно монотонной (Рисунок 4.13).

/>
Рисунок 4.12 — Циклические монотонные адреса вызывают столкновениеячеек в RBN. Порты 2 и 6 свободны
/>
Рисунок 4.13 — Использование дополнительной RAN для накапливанияактивных ячеек
/>5 РАСЧЕТ ПРОПУСКНОЙСПОСОБНОСТИ ЗВЕНА Ш-ЦСИС С ТЕХНОЛОГИЕЙ ATM ПРИ МУЛЬТИСЕРВИСНОМ ОБСЛУЖИВАНИИ/>5.1 ПОСТАНОВКА ЗАДАЧИ ПО РАСЧЕТУПРОПУСКНОЙ СПОСОБНОСТИ ЗВЕНА Ш- ЦСИС ДЛЯ ПЕРВОГО И ВТОРОГО КЛАССА ПОЛЬЗОВАТЕЛЕЙ
Уточним понятие звена Ш-ЦСИС и определим факторы, влияющие на егопропускную способность. Звено — это участок сети между двумя соседними узламикоммутации. Важнейшим фактором, влияющим на GoS в Ш-ЦСИС, является процедурадоступа пользователей в сеть. Эта проблема обусловлена характером трафика. ВШ-ЦСИС пользователь создает информационный поток, битовая скорость которогоявляется случайной величиной. Технология ATM позволяет предоставлятьпользователю по требованию переменную ширину полосы битовых скоростей передачи(ШПБСП), а узлы Ш-ЦСИС в режиме коммутации пакетов формируют виртуальный каналс переменной пропускной способностью.
В Ш-ЦСИС с ATM различают четыре класса трафика:
Класс А — трафик CBR, создаваемый пользователем, передающиминформацию с постоянной битовой скоростью;
Классы В и С — трафик, создаваемый пользователем, передающиминформацию с переменной битовой скоростью (УВК):
Класс В — трафик VBR, создаваемый при требовании передачиинформации в реальном масштабе времени (real time VBR);
Класс С-трафик VBR, не требующий передачи информации в реальноммасштабе времени (non-real time VBR);
Класс D- разделяется на два подкласса: трафик ABR на доступнойбитовой скорости и трафик UBR- при неспецифированной битовой скорости
Трафик VBR представляет собой наиболее общий тип трафика Ш-ЦСИС.Для определения пропускной способности звена Ш-ЦСИС необходимо оценить влияниефактора трафика VBR. При этом можно воспользоваться понятием эквивалентнойШПБСП. Переход к эквивалентной ШПБСП позволяет свести решение задачи в Ш-ЦСИС киспользованию математических моделей.
На рисунке 5.1 представлена схема обслуживания заявок и средапередачи, реализующая звено Ш-ЦСИС. Примем что на звене Ш-ЦСИС применентранспортный модуль SDH-STM-1. С учетом структуры модуля диапазон скоростейпередачи информации для различных классов пользователей может составлять от 2до 34 Мбит/с. Если пользователь формирует цифровой поток с плезеохроннойскоростью 140 Мбит/с и применяется STM-1, то этот случай является вырожденным.
При построении модели звена примем следующие допущения. Каждыйкласс пользователей Ki,i=/>, создает поступающую нагрузку Ai,i=/>. Все нагрузкиявляются пуассоновскими с маркой Marki,i=/>, причем Marki-числополос битовых скоростей передачи, требуемых для обслуживания пользователейкласса Ki,i=/>.
/>
Рисунок 5.1
Звено моделируется в виде системы массового обслуживания с явнымипотерями. Если при поступлении вызова ему не может быть представлена требуемаяШПБСП, то вызов считается потерянным. Это соответствует известной модели«потерянные вызовы стираются»- LCC (Lost Call Cleared).
Исследования показали, что пропускная способность Ш-ЦСИС зависитот многих факторов, основными из которых являются:
o числоклассов пользователей (источников нагрузки);
o величинаПШБСП, необходимая для обслуживания вызовов различных классов пользователей;
o характеризменения ШПБСП во времени (источники нагрузки с СВКили VBR);
o интенсивностинагрузок, поступающих от пользователей;
o принятаяпроцедура управления доступом заявок в сеть.
Только учет всей совокупности факторов позволяет оценитьвероятностные характеристики GoS, в том числе вероятности потерь вызовов дляотдельных классов пользователей, т.е. построить вектор потерь вызовов.
Учитывая структурную сложность Ш-ЦСИС, целесообразно сначаларассчитать вероятности потерь на одном звене. Когда решение будет найдено,
можно построить вектор потерь, оценив результирующую вероятностьпотерь между пользователями сети как вероятность потерь «от точки кточке». Если принять, что вероятности потерь вызовов на отдельных звеньяхШ-ЦСИС являются независимыми, то вероятность потерь «от точки к точке»
/>                                     (5.1)
где Р и Pj -соответственно векторы потерь по вызовам от«точки к точке» и на j-ом звене Ш-ЦСИС на выборочном маршруте; s — число последовательно включенных звеньев.
Применим метод резервирования SLM (Sum Limitation Method),основанный на пороговом ограничении доступа для отдельных классов пользователейпо критерию суммарного числа используемых ШПБСП.
/>5.2 МЕТОД РАСЧЕТА ПРОПУСКНОЙ СПОСОБНОСТИЗВЕНА Ш-ЦСИС С ATM ТЕХНОЛОГИЕЙ
Метод включает в себя два этапа. На первом все источники трафикаVBR заменяются на источники эквивалентного трафика CBR. Эквивалентностьпонимается в отношении сохранения значения вероятности потерь пакетов (ATMячеек) Pcell — Замена источников сводится к пересчету ШПБСП.
Эквивалентная ШПБСП для i-го класса пользователей с трафиком VBRпри заданной норме на Pcell определиться в виде:
K(Pcell)=j(Pcell)m+s2c,                        (5.2)
Где с- скорость передачи на звене;
h-максимальное значение ШПБСП i-го класса пользователей длянормализованной битовой интенсивности нагрузки, создаваемой i-м классомпользователей;
m и s2 соответственно первый и второй моментыраспределения вероятностей ШПБСП во времени;
j — коэффициент, зависящий от Pcell
Наиболее трудоемкой задачей представляется нахождение значений m иs2
На практике эти величины определяются экспериментально. При этом mвычисляют не непосредственно, а через нормированную максимальную битовуюскорость, называемую берстностью.
В Ш-ЦСИС скорость передачи информации представляет собой случайныйпроцесс г (t). В силу физических причин всегда существует ограничениемаксимально допустимой скорости передачи:

/>                                     (5.3)
Средняя скорость передачи информации за интервал времени Т:
/>                        (5.4)
Отношение
/>                                         (5.5)
Получило название берстности.
В Ш-ЦСИС при использовании технологии ATM берстность сталаважнейшей характеристикой передаваемой информации.
Для различных видов связи и соответственно информации берстностьизменяется в широких пределах, на практике В=1...10. Случай В=1 соответствуетпостоянной скорости передач информации.
Второй этап метода включает собственно расчет вероятностныххарактеристик звена с учетом выполненной на первом этапе эквивалентной заменыШПБСП. В соответствии с постановкой задачи метод используется для двухстратегий управления ресурсом звена — при отсутствии и наличии резервированияШПБСП.
Рассмотрим первый случай, когда доступ пользователей к ресурсузвена не ограничен и Р-ШПБСП нет. Распределение вероятностей числа одновременнозанятых ПБСП на звене имеет вид:
/>    (5.6)

Так как в Ш — ЦСИС все пользователи, по условию, имеют равныйдоступ к ресурсу звена, то имеем полнодоступный пучок и, следовательно,
/>                                  (5.7)
В этом случае вероятность потерь по вызовам на звене дляпользователей класса /:
/>                        (5.8)
На основе разработанного метода был построен приведенный нижеалгоритм расчета вероятностных характеристик звена Ш-ЦСИС.
5.3 АЛГОРИТМ РАСЧЕТА ВЕРОЯТНОСТНЫХ ХАРАКТЕРИСТИК ЗВЕНА Ш-ЦСИС
1.        Классификациявсех пользователей по характеру трафика на CBR- и VBR- пользователей.
2.        Выборзначения берстности В для VBR-пользователей.
3.        Определениесредней скорости передачи, исходя из выбранной берстности и максимальнойскорости передачи VBR- пользователя
4.        Расчетэквивалентных ШПБСП для всех VBR-пользователей на основе средних и максимальныхскоростей VBR- пользователей.
5.        Выборбазовой ШПБСП, как наименьшего общего кратного ШПБСП всех CBR- иVBR-пользователей.
6.        Определениемаксимального числа базовых ШПБСП на основе заданной скорости среды передачи.
7.        Расчетиндивидуальных вероятностей потерь для всех классов пользователей, имеющихдоступ к ресурсу звена.
8.        Расчетсредневзвешенной вероятности потерь.
9.        Пересчетфактически поступающих нагрузок пользователей в нормализованные битовыеинтенсивности поступающей нагрузки звена согласно [5].
10.     Вычислениепропускной способности, выделяемой для каждого класса пользователей, и общейпропускной способности звена./>5.4 РАСЧЕТ ЗВЕНА Ш-ЦСИС С ATM ПРИМУЛЬТИСЕРВИСНОМ ОБСЛУЖИВАНИИ
Рассмотрим применение предложенного метода на примере расчетазвеньев Ш-ЦСИС. Пусть к ресурсу звена имеют доступ два класса пользователей:
1.        Стандартныетелефонные сообщения, передаваемые по каналам ИКМ— 30/32 и формирующие трафиктипа VBR с пиковой скоростью (PCR) 2 Мбит/с, берстностью В=2,5 и допустимойвероятностью потерь ячеек CLR=10-5;
2.        Интернет- сообщения, образуемые в ходе просмотра Web-страниц и формирующие трафик типаABR (доступная битовая скорость) с PCR=2 Мбит/с, берстностью В=10 и CLR=10-8
При проведении расчетов учитывали стандарты ITU-T и предполагали,что звено Ш-ЦСИС использует транспортный модуль STM-1 SDH. Резервированияресурсов звена нет.
Исходные данные для 1-го класса пользователей:
Берстность В=2,5
Скорость передачи информации rmax=0.064 Мбит/с
Пиковая скорость (PCR) =2 Мбит/с
Скорость передачи полезной нагрузки- С=150 Мбит/с
Интенсивность поступающей нагрузки — А=80 Эрл
Допустимая вероятность потери ячеек CLR=10-5
Исходные данные для 2-го класса пользователей:
Берстность В=10
Скорость передачи информации- rmax=0.037 Мбит/с
Пиковая скорость (PCR) =2Мбит/с
Скорость передачи полезной нагрузки- С=150 Мбит/с
Интенсивность поступающей нагрузки – А=8 Эрл
Допустимая вероятность потери ячеек CLR=10-8
Решение:
Эквивалентная ШПБСП для 1-го класса пользователей с трафиком VBRпри заданной норме на Pcell определиться в виде:
/>,
Где j(Рcell)=0,273 для Рcell=10-5,
Отношение В=rmax/m получило название берстности. Отсюданаходим т:
/>
m и s2 соответственно первый и второй моментыраспределения вероятностей ШПБСП во времени;
К((Рcell)=0,273*0,0256*106+0,0852*150*106=1,091Мбит/с
Таким образом, эквивалентная ШПБСП для 1-го класса пользователей страфиком VBR равна 1,091 Мбит/с. Суммарное число эквивалентных ШПБСП, требуемыхдля обслуживания одной заявки 1-го класса пользователей равно 3. Заданный порогрезервирования равен единицы, так как резервирования ресурсов звена нет.
Эквивалентная ШПБСП для 2-го класса пользователей с трафиком VBRпри заданной норме на Рcell определиться в виде:
/>
Где j(Рсе11)=1,581 для Рсе11=10-8,
Так как В=rmax/m получило название берстности. Отсюданаходим m:
/>
m и s2 соответственно первый и второй моментыраспределения вероятностей ШПБСП во времени;
K(Pcell)=l,581*0,0037*106+0,0492*150*106=0,366Мбит/с.
Таким образом, эквивалентная ШПБСП для 2-го класса пользователей страфиком VBR равна 0,366 Мбит/с. Суммарное число эквивалентных ШПБСП, требуемыхдля обслуживания одной заявки 2-го класса пользователей равно 1. Заданный порогрезервирования равен единицы, так как резервирования ресурсов звена нет.
Рассмотрим случай, когда доступ пользователей к ресурсу звена неограничен и резервирования ШПБСП нет. Распределение вероятностей числаодновременно занятых ПБСП на звене имеет вид:
/>
Так как в Ш-ЦСИС все пользователи, по условию, имеют равный доступк ресурсу звена, то имеем полнодоступный пучок и, следовательно,
/>
В этом случае вероятность потерь по вызовам на звене дляпользователей для 1-го и 2-го класса:
/>,                        Р1=5,249*10-3и P2=l,697*10-3
Результаты полученные при расчете звена Ш-ЦСИС с ATM примультисервисном обслуживании для 1-го и 2-го классов пользователей сведены втаблице 1.
Таблица 1Параметры 1-ый класс пользователей 2-ой класс пользователей Берстность 2,5 10
Вероятность потерь ячеек Pcell
10-5
10-8 Пиковая скорость передачи (PCR), Мбит/с 2 2 Эквивалентная ШПБСП, Мбит/с 1,091 0,366 Интенсивность поступающей нагрузки, Эрл 80 8 Суммарное число эквивалентных ШПБСП, для обслуживания одной заявки 1-го класса. 3 1 Заданный порог резервирования 1 1 Пропускная способность звена, Эрл 0,772 0,772 Вероятность индивидуальных потерь
5,249*10-3
1,697*10-3
/>6. РАСЧЕТ ЭФФЕКТАСТАТИСТИЧЕСКОГО МУЛЬТИПЛЕКСИРОВАНИЯ В ATM СЕТИ/>6.1 МАТЕМАТИЧЕСКАЯ МОДЕЛЬ ТРАФИКА В УЗЛЕДОСТУПА И ЦИФРОВОМ ГРУППОВОМ ТРАКТЕ Ш-ЦСИО НА ТЕХНОЛОГИИ ATM
Технология ATM ориентирована на установление соединения. В этомслучае можно полагать, что число заявок на предоставление виртуальныхсоединений, поступающее за существенный временной интервал на i-й абонентскийузел или узел доступа, или цифровой групповой тракт (i= 1,2,...,N) отпользователей от k -й службы есть случайный процесс:
N/>i (t)= g/>(t)(t-t0), (6.1)
где g /> - значение в момент tинтенсивности потока заявок на
установлениевиртуальных соединений от i – го абонента
к-ой службы.
Имеющийся на сегодняшний день научный, технологический ипрактический опыт реализации ATM сетей свидетельствует о том,
что g />=1…..N/>(t). Поэтому:
N/>i (t) = N/>(t). (6.2)
Значение случайного процесса суммирования потока заявок, поступающихна i-ый узел или цифровой групповой тракт от всех к — служб в момент t,составляет [33, 35]:

g Si = />g Si (t). (6.3)
Суммарное число заявок на предоставление виртуальных соединений отабонентов (источников) всех к — служб i -го узла доступа или цифровогогруппового тракта в момент t можно пола гать величиной случайной — значениемслучайного процесса в момент t:
NSВCi (t)=g Si (t)(t — t0). (6.4)
Но, если в ныне существующих сетях связи с временным разделениемсетевым ресурсом является канал связи с опреде ленной полосой пропускания, то всетях ATM — это производитель ность узла коммутации или пропускная способность(полоса про пускания) цифрового группового тракта (пути передачи) или линиидоступа./>6.2 МЕТОД ОЦЕНКИ КАЧЕСТВА СТАТИСТИЧЕСКОГОУПЛОТНЕНИЯ ИСТОЧНИКОВ
Применение технологии ATM для транспортирования ин формации, когдакаждый источник (абонент) получает от телекоммуникационной сети только тотресурс пропускной способности, который ему нужен, дает возможность использоватьвыгоды статистического мультиплексирования для повышения эффективностииспользования пропускной способности цифровых трактов связи [15,31–35].
В упрощенной форме принцип статистического мультиплексированияпоказан на рисунке 6.1. В верхней части рисунка показаны источники(видеодисплей, сервер, видеокамера и монитор) и генерируемый ими пачечныйтрафик типа «вкл-выкл» (on-off).
В нижней части рисунка показан суммарный трафик, длятранспортирования которого требуется только цифровой тракт с пропускнойспособностью, равной пропускной способности двух индивидуальных каналов вместочетырех. Естественно предположить, что чем больше источников мультиплексируютсявместе, тем больший выигрыш можно получить.
Будем оценивать эффективность метода статистическогомультиплексирования в момент t отношением суммарного количествавиртуальных соединений N/>(t) = /> N/>(t) абонентов к – служб i-го узласвязи:
NВСi (t) = /> N/>(t). (6.5)
/>
Рисунок 6.1 – Принцип статистического мультиплексирования
Полипачечный трафик который мультиплексирует ся с заданным для каждойслужбы качеством Р /> , к =1,2….К в цифровом групповомтракте с пропускной способностью ВТРi (t) к числу каналов NМСККi (t), которое может быть образовано в тракте методом многоскоростнойкоммутацией каналов:

Gi (t) = NВСi (t) / NМСККi (t). (6.6)
Таким образом:
NМСКК i (t) = />N (К)МСКК i(t) = ВТРi (t) / />В(К)max. (6.7)
В момент t при одновременной работе N/>(t) абонентов ор ганизуется NВСi(t) виртуальных соединений, для функционирования которых требуется пропускнаяспособность с известными числовыми характеристиками. Следовательно, дляфункционирования N/>(t) независимых абонентов в моментt им должен быть предоставлен ресурс пропускной способности, равный ВТРi(t) [33, 35].
Таким образом, статистическое мультиплексирование даетзначительный выигрыш только при условии, когда скорость любого источниказначительно ниже скорости цифрового тракта, это означает, что пропускнаяспособность (полоса пропускания) абонентских линий, где можетмультиплексироваться малое количество высокоскоростных источников, должна бытьспособна обеспечить их одновременную работу.
В реальных концентраторах, мультиплексорах или коммутаторахдоступа поступают потоки от разнородных по скорости источников. Ограничением надопуск пользователей в сеть может быть или ограниченная производительностькоммутатора доступа или ограниченная пропускная способность цифрового тракта,связывающего коммутатор доступа с транзитным коммутатором.
Таким образом, отслеживая количество виртуальных соединений вкаждом цифровом групповом тракте, можно проконтролировать выполнение требованийк пропускной способности трактов и производительности центров коммутации[19,24].
/>6.3 ПРИМЕР РАСЧЕТА ЭФФЕКТА СТАТИСТИЧЕСКОГОМУЛЬТИПЛЕКСИРОВАНИЯ В ATM СЕТИ
Рассчитаем выигрыш по количеству обслуживаемых с одинаковымкачеством соединений, который дает технология ATM по сравнению смногоскоростной коммутацией каналов. Будем пола гать, что между двумя центрамибыстрой коммутации пакетов ис пользуется цифровая система передачи синхроннойцифровой иерархии со скоростью 155 Мбит/с, которая предназначена для обес печенияпользователей трех служб с однопачечным графиком [15].
Исходные данные для расчета:
–  Видеотелефония (В(ВТФ)max= 10 Мбит/с, В(ВТФ)ср = 2 Мбит/с,
К(ВТФ)п =5);
–  Телефония (В(ТФ)max= 64 кбит/с, В(ТФ)ср = 2 кбит/с, К(ТФ)п=2);
–  Высокоскоростная передачаданных (В(ПД)max = 2 Мбит/с,
В(ПД)ср = 2 Мбит/с, К(ПД)п=1);
–  ВТР = 155Мбит/с.
– Вероятность потери пакета составляет РПОТ. ПАК £ 10-3
Произведем расчет для видеотелефонии, зная ВТРВТФ и В(ВТФ)maxрассчитаем соотношение:
В(ВТФ)max / ВТРВТФ =10*106/155*106= 0,0645
Учитывая К(ВТФ)п =5 и соотношение В(ВТФ)max/ ВТРВТФ =0,0645 находим числовое значение показателя эффективностистатистического мультиплексирования GВТФ=2,25 (из рисунка 5.1 настранице 152 в [28]).
По формуле (7.7) произведем расчет числа каналов, которое можетбыть образовано в тракте методом многоскоростной коммутации каналов:
NМСКК ВТФ = ВТРВТФ / В(ВТФ)max= 155*106/10*106 = 16 соединений
Суммарное количество виртуальных соединений для видеотелефониивыразим из формулы (7.6):
NВС ВТФ = GВТФ * NМСКК ВТФ = 2,25* 16 = 36 соединений.
Произведем расчет для телефонии, зная ВТРТФ и В(ТФ)maxрассчитаем соотношение:
В(ТФ)max / ВТРТФ =64*103/155*106= 0,0041
Учитывая К(ТФ)п =2 и соотношение В(ТФ)max/ ВТРТФ =0,0041 находим числовое значение показателя эффективностистатистического мультиплексирования GТФ=1,878 (из рисунка 5.1 настранице 152 в [28]).
По формуле (6.7) произведем расчет числа каналов, которое можетбыть образовано в тракте методом многоскоростной коммутации каналов:
NМСКК ТФ = ВТРТФ / В(ТФ)max= 155*106/64*103 = 2422 соединений
Суммарное количество виртуальных соединений для телефонии выразимиз формулы (7.6):
NВС ТФ = GТФ * NМСКК ТФ = 1,878 *2422 = 4548 соединений.
Произведем расчет для высокоскоростной передачи данных, зная ВТРПДи В(ПД)max рассчитаем соотношение:
В(ПД)max / ВТРПД =2*106/155*106= 0,0129
Учитывая К(ПД)п =1 и соотношение В(ПД)max/ ВТРПД =0,0129 находим числовое значение показателя эффективностистатистического мультиплексирования GПД =0,704 (из рисунка 5.1 настранице 152 в [28]).
По формуле (7.7) произведем расчет числа каналов, которое можетбыть образовано в тракте методом многоскоростной коммутации каналов:
NМСКК ПД = ВТРПД / В(ПД)max= 155*106/2*106 = 78 соединений.
Суммарное количество виртуальных соединений для видеотелефонии выразимиз формулы (6.6):
NВС ПД = GПД * NМСКК ПД = 0,704 *78 = 55 соединений.
Проведенные расчеты показывают, что если вся пропускная способностьцифрового тракта используется для обслуживания виртуальных соединений толькоодной службы, то в цифровом тракте 155 Мбит/с может быть обеспечено:
-          4548соединений для телефонии;
-          55соединений для высокоскоростной передачи файлов;
-          36соединений для видеотелефонии.
Результаты расчетов предельного количества виртуальных соединенийдля трех служб приведены на рисунке 6.2.
Если NSВC = N(ТФ)SВC +N(ПД)SВC + N(ВТФ)SВC находится на плоскостиАВС или ниже ее, то цифровой тракт обеспечивает вероятность потери пакетов неболее допустимого значения.
Выберем на плоскости АВС точку D (x=1546; y=21; z=12).

/>
Рисунок 6.2 – Количество виртуальных соединений различных служб,органи зуемых в цифровом групповом тракте связи
Цифровая система передачи тракта обслуживает с заданным ка чествомодновременно:
–  1546 виртуальных соединенийдля телефонии;
–  21 виртуальное соединениедля высокоскоростной передачи данных;
–  12 виртуальных соединенийдля видеотелефонии.
Расчеты показывают, что такое же количество соединений с таким жекачеством обслуживания методом многоскоростной коммутации каналов потребовалобы цифровой тракт со скоростью не менее 420 Мбит/с. Таким образом, технологияATM, решающая проблему статистического мультиплексирования всех видов ин формациив едином цифровом тракте, обеспечивает, как показывают расчеты, выигрыш в пропускнойспособности трактов не менее чем в 2,5-3 раза. Расчетные соотношенияпоказывают, что статистическое мультиплексирование дает значительный выигрыштогда и только тогда, когда скорость любого источника значительно ниже скоро стицифрового тракта. При этом, чем больше коэффициент пачеч ности источника темвыше эффективность статистического мультиплексирования.
/>7 БЕЗОПАСТНОСТЬЖИЗНЕДЕЯТЕЛЬНОСТИ/>7.1    АНАЛИЗ УСЛОВИЙ ТРУДА В ИСПОЛЬЗУЕМОМПОМЕЩЕНИИ
Помещение, дляразмещения аппаратуры коммутации и управления, представляет собой бывший цехавтозала размерами: длина L = 10 м, ширина В = 8 м, высота Н = 4 м. Планпомещения на рисунке 7.1.
Зданиепредставляет собой трехэтажный жилой дом, где телекоммуникационное оборудованиезанимает только первый этаж; на остальных этажах производственных помещенийнет. Предполагается, что обслуживать помещение будут пять человек: четыресменных оператора-техника и одна техническая уборщица. В дневную смену работаютдва человека (оператор-инженер и техник-инженер), раз в сутки приходит техническаяуборщица.
/>
1– дверь; 2 – окно;3 – стена; 4 – стойки; 5 – шкаф; 6 – стол; 7 – стул
Рисунок 7.1 – Планпомещения
Согласно ГОСТ12.1.005-88 ССБТ «Воздух рабочей зоны, общие санитарно-гигиеническиетребования», работа людей в нашем помещении относится к первой категориитаблица 9.1:

Таблица 7.1 –Категории работ по энергозатратам организмаРабота Категория
Энергозатраты
организма, Дж/с (ккал/час) Характеристика работы Легкая физическая I a 7.2 ОЦЕНКА МИКРОКЛИМАТА
Микроклиматическиеусловия на нашем узле обслуживания согласно ГОСТ 12.0.003-74. ССБТ можноохарактеризовать как оптимальные таблица 2:
Таблица 7.2 — Оптимальные нормы параметров микроклиматаПериод работы Категория работы Т, 0 С Скорость движения воздуха, м/с, не более Холодный
I а
I б
22-24
21-23
0,1
0,1 Теплый
I a
I б
23-25
22-24
0,1
0,2
В любой из периодовгода микроклиматические параметры в нашем помещении не превышают установленныхдопустимых значений: СН 245-86:
Температуралетнего периода: + 24 0С, температура зимнего периода +21 — +240С,относительная влажность воздуха – 60% при температуре ниже 360С, скоростьдвижения воздуха не превышает 0,2 м/с в любой период года.

Таблица 7.3 –Допустимые значения параметров микроклимата в холодный/теплый период годаКатегория работы Температура воздуха, 0С Относительная влажность воздуха, %, не > Скорость движе-ния воздуха, м/с, не > I a 21-25 / 22-28 75 / 55, при 280 С 0,1/0,1 – 0,2
Согласно ГОСТ12.1.007-76 помещение по содержанию вредных веществ в воздухе рабочей зонысоответствует четвертому классу опасности.
Таблица 7.4 –Нормирование показателей для классов опасностиНаименование Норма для класса ПДК вредных веществ в воздухе рабочей зоны, мг/м3 Малоопасные, 4 Для поддержанияусловий микроклимата в помещении, целесообразно оснастить его системойкондиционирования. Ниже приводится расчет необходимого числа кондиционеров. />7.3 ОЦЕНКА ПОЖАРНОЙ БЕЗОПАСНОСТИ
Возможностьвозникновения пожарной ситуации в автозале не очень велика. Главная причинаэтого заключается в дорогостоящем оборудовании, обслуживаемом на объекте, таккак выход его из строя по причине какого-либо возгорания приведет к прерываниюпередачи телефонных сигналов. Потеря трафика приведет к большому материальномуущербу. Во всех помещениях установлены ручные углекислотные огнетушители ОУ-5 иОУ-8, во дворе здания вывешены щиты с необходимым для тушения инструментом, атакже плакаты с пояснениями.
Дляпредотвращения пожаров каждый год все работники автозала сдают экзамен потехнике безопасности, также принимаются дополнительные меры безопасности такиекак: плакаты с напоминанием о необходимости осторожного обращения с огнем,выделенные места для курения и т.д.
Попаданиеводы в оборудование, используемое на станции для телефонии и передачи данных,может привести к выходу его из строя. Поэтому в помещении автозалаустанавливается система противопожарной сигнализации.
Для предотвращения человеческих жертв вовремя пожара, разработан план эвакуации, с которым ознакомлены все работникипредприятия. План эвакуации при пожаре вывешивается в виде схем в каждомотделе./>7.4 ОЦЕНКА ЭЛЕКТРОБЕЗОПАСНОСТИ
В помещении мыпредполагаем разместить следующее телекоммуникационное оборудование:
–   концентраторы доступа АТМ PacketStar Access Concentrator
(AC) 10, фирма:AT&T;
–    коммутатор АТМ System 5000 BH, фирма:AT&T;
–    персональные компьютеры.
Оборудованиекоммутации размещено в специальной стойке (rack), вес стойки 15 (кг), размеры200´50´2,45 (см).
Оборудованиеоптимально работает в следующих условиях:
–    Температура от 0 до 40о С;
–    Влажность от 5 до 95%, неконденсированная;
–    Питание:
–    переменный ток — напряжение от 100 до 220В, частота 50/60 Гц, ток 2 – 5 А;
–    постоянный ток — напряжение от 48 до 60В, токнагрузки 2 – 4 А.
Данное помещениепо мерам безопасности относятся к устройствам с рабочим напряжение до 1 кВ.
По степениопасности поражения электрическим током помещение относится к классу безповышенной опасности, поскольку оно соответствует требованиям:
–    сухое (60%);
–    с нормальной температурой (20°);
–    с изолированными полами;
–    беспыльное;
–    имеет заземленные предметы.
Однако существуетвероятность поражения током постоянной частоты обслуживающего персонала. Призамене блоков питания, блоков коммутации и т.п. в оборудовании, возможныслучайные прикосновения к неизолированным электрическим частям находящимся поднапряжением питания (от 48 до 60 В).
Это напряжениеопасно для жизни. Поэтому данное оборудование необходимо заземлять.
По характеруокружающей среды помещение относится к классу «нормальных сухих»,относительная влажность воздуха не превышает 60%. По степени доступности оноотносится к категории электротехнических, т.е. доступ к оборудованиюосуществляется только электротехническим персоналом.
Таблица 7.5 –Оценка условий труда производственного объекта
Наименование производственного фактора,
Единицы измерения ПДК, ПДУ Фактический уровень производственного фактора Величина отклоне-ния "+" Номер протокола, дата проведения замера, кем проведены Вредные химические вещества в воздухе рабочей зоны, мг/мм3 0,01 Ниже уровня чувствительности прибора Норма
Протокол номер 352 от 20.11.2000
Выездная лаборатория Государственного комитета стандартизации и метрологии Пыль преимущественно фиброгенного действия, мг/мм3 0,0015 Ниже уровня чувствительности прибора Норма Вибрация, дБ 2 Норма Шум, дБ 65 44 Норма Излучения: неионизирующее, мкВт/см2 60 72 12 Ионизирующее, мкВт/см2 12 8 Норма
Микроклимат:
Температура 0 С, 18-240 270 — 270С Норма Относительная влажность % 60 – 40 52 % Норма
Освещенность
Е, лк 200 150 Норма
В связи сотклонением температуры и относительной влажности воздуха в помещении,производим расчет системы кондиционирования.
Так как не всерабочие места удовлетворяют требуемым нормам, производим описание оптимальныхусловий труда оператора в автозале.
Для обеспечениятребуемой освещенности документа 500 лк производим расчет искусственногоосвещения.
В данном помещениителекоммуникационное оборудование заземлено, но для достижения более высокихмер безопасности приводим расчет защитного заземления./> 7.5 РАСЧЕТ СИСТЕМЫКОНДИЦИОНИРОВАНИЯ
Кондиционированиеобеспечивает наилучшее микроклиматические условия в помещении и условия работыточной и чувствительной аппаратуры, и должно выполняться в соответствии сглавой СНиП 11-33-75 “Отопление, вентиляция и кондиционирование воздуха”.
Количество воздухаL (м3/ч), которое необходимо вывести за один час из производственногопомещения, чтобы вместе с ним удалить избыток тепла Qизб, определяется поформуле:

(7.1)  
м3/ч   /> 
где Св –теплоемкость воздуха, ккал/кг*град;
tУХ– температура уходящего из помещения воздуха,˚С;
tВХ– температура поступающего приточного воздуха, ˚С;
γВ– плотность воздуха, кг/м3.
В своюочередь, избыточное тепло – разность тепловыделений в помещении и теплоотдачачерез наружные ограждения в окружающую среду, т.е.
Qизб= Qп –Qот=5320 Вт, (7.2)
где Qп — количество тепла, поступающего в воздух помещения, ккал/ч;
Qот –теплоотдача в окружающую среду через наружные
ограждения,ккал/ч. В летнее время Qот =0.
Количествотепловыделений Qп зависит в основном от мощности оборудования, числа работающихлюдей и тепла, которое вносится в помещение солнечной радиацией через оконныепроемы:
Qп = Qоб + Qл+ Qр=625+200+4495=5320 Вт, (7.3)
где Qоб –тепло, выделяемое производственным оборудованием, ккал/ч;
Qл — тепловыделяемое людьми, ккал/ч;
Qр – тепло,вносимое солнечной радиацией, ккал/ч.
Тепло,выделяемое производственным оборудованием, определяется из соотношения
Qоб=860*Роб*η=860*2500*95%= 625 Вт, (7.3)
где 860 –тепловой эквивалент 1 кВт*ч, т.е. тепло, эквивалентно 1 кВт*ч электрическойэнергии;
Роб –мощность, потребляемая оборудованием, кВт;
η –коэффициент перехода тепла в помещение.
Для тепла,выделяемого людьми,
Qл = Чл (q–qисп) =2*100= 200 Ватт, (7.4)
где Чл –число работающих;
(q –qисп) –явно тепло;
q –тепловыделение одного человека при данной категории работ;
qисп – тепло,затраченное на испарение.
Теплоотдачачерез наружные ограждения и окружающую среду Qот в помещениях с большими теплоизбытками равно приблизительно количеству тепла, вносимого в помещениясолнечной радиацией через окна.
Тепло,вносимое солнечной радиацией, определяется из соотношения:
Qр = n*F*qост = 4*7,75*145= 4495 Вт, (7.5)
где n –количество окон в помещении;
F — площадьодного окна (площадь световое поверхности), м2;
qост — солнечная радиация через остекленную поверхность, т.е.
количествотепла, вносимое за 1 ч через остекленную
площадь в 1 м2.
Нормавоздухообмена для помещения определяется СниП II-68-75 и составляет 30 м×куб/час на одно место, исоответственно, для двух рабочих мест и двух стоек оборудования, составит:
Lнорм = 30*4= 120 м3/час. (7.6)

Для обеспечениятребуемых норм воздухообмена применяем оконный кондиционер LWH0560AC, которыйрассчитан на вентиляцию и кондиционирование 25 м2, их необходимо 4шт.
КондиционерLWH0560AC обеспечивает:
o охлаждение воздуха;
o автоматическоеподдержание заданной температуры;
o очистка воздуха от пыли;
o вентиляция;
o уменьшение влажностивоздуха;
o изменение скоростидвижения направления воздушного потока;
o воздухообмен с окружающейсредой.
Количествокондиционеров в расчете на вентиляцию можно рассчитать по формуле (9.7):
n = Lнорм/Lq, (7.7)
где Lq –производительность кондиционера.
Для LWH0560AC,из условия обеспечения вентиляции: n = Lнорм /Lq = 870/320 = 4 шт.
В результатепроделанного расчета, мы убедились, что требования, предъявляемые СНиП II‑68-75,обеспечивают все нормируемые параметры микроклимата в помещении дляоборудования телекоммуникации
Параметрыкондиционера LWH0560ACG:/>
Потребляемаямощность — 1000 Вт.
Обслуживаниеплощади — 25м2.
Производительностьпо холоду – 1740 (1500)Вт/час (Ккал/час).
Производительностьпо воздуху при высокой частоте вращения вентилятора — 400м3/час.
Производительностьпо воздуху при низкой частоте вращения вентилятора, — 320м3/час./>7.6 РАСЧЕТ ЗАЩИТНОГО ЗАЗЕМЛЕНИЯ
Тип заземления –контурный, при котором заземлители располагаются по контуру внутри помещения.Помещение имеет следующие размеры: A=10 м, B=8 м.
Контур состоит извертикальных электродов – стальных труб длиной lв = 3 м, диаметром d = 50 мм,соединенных горизонтальной полосой длиной равной периметру контура:
L2 = Pк= (А+В)*2. (7.8)
Подставляязначения в формулу (7.8) находим:
L2 = Pк= (10+8)*2 = 36 м.
В качествегоризонтального электрода применим стальную полосу сечением 40´4 мм. Глубина заложения электродов в землюt0 = 0,5 м. Удельное сопротивление грунта P = 80 Ом·м. В качестве естественногозаземлителя применяются железобетонная арматура сопротивлением RC = 20 Ом. Токзамыкания на землю Iз = 70 А./>/> 
8. БИЗНЕС-ПЛАН/>8.1 ТЕХНИКО-ЭКОНОМИЧЕСКОЕ ОБОСНОВАНИЕ
В данном разделе дипломного проекта приводится расчёттехнико-экономических показателей для проектируемого коммутационного оборудованияАТМ.
Линия связисоздаётся на базе оборудования SDH, имеет топологию построения «кольцо». Линияобеспечивает 950 каналов тональной частоты.
Потребителямимеждугородной и международной связи будут предприятия, население, также частьканалов будет предоставляться для передачи данных и сдаваться в аренду.
Размещениепроектируемого оборудования АТМ предполагается осуществлять в помещении автозаласуществующего здания, кабель будет прокладываться в существующей кабельнойканализации. Приём нового штата не предусматривается.
Такимобразом, поставленная задача относится к техническому перевооружению./>/>8.2 РАСЧЁТ КАПИТАЛЬНЫХ ЗАТРАТ
Капитальные вложения – это затраты на расширение воспроизводстваосновных производственных фондов.
Капитальные вложения являются важнейшимэкономическим показателем, так как непосредственно характеризуют, во чтообходится создание новых сооружений техники связи.
Капитальныевложения включают в себя затраты на строительно-монтажные работы, приобретениеоборудования, транспортных средств и инвентаря и прочие виды подготовительныхработ, связанных со строительством, то есть капитальные затраты принимаютсяравными сметной стоимости строительного объекта.
Так какразмещение оборудования производится на существующих площадях, то затраты настроительство зданий не предусмотрены.
Всепроизведённые расчёты представлены ниже в табличной форме таблица 8.1.
Такимобразом, из расчёта смет получим, что сумма капитальных вложений составляет33100000 тенге.
Таблица 8.1 – Смета затрат на оборудованиеНаименование работ или затрат Единицы измерения
Количе- ство
единиц Сметная стоимость, тенг. Единица Общее Концентратор доступа АТМ (PacketStar Access Concentrator (AC) 10) комплект 6 2250000 13500000
Коммутатор для АТМ-сети
(System 5000 BH) комплект 6 3000000 18000000 Статив штук 2 150000 300000 Персональные компьютеры штук 2 150000 300000 Ноутбук с программным обеспечением штук 1 200000 200000 Монтаж и настройка оборудования с учётом накладных расходов 600000 600000 Стоимость неучтённого оборудования 150000 Всего по смете 33100000 />8.3 ЭКСПЛУАТАЦИОННЫЕ РАСХОДЫ
 
Эксплуатационные расходы на содержание коммутационногооборудования АТМ определяются по формуле:
ЭР= ФЗП+ОСН+АО+ЗЭЛ+ЗМ+ЗПР,(8.1)
где ФЗП –фонд заработной платы;
ОСН — отчисления на социальный налог;
ЗМ — затраты на материалы, запасные части и текущий ремонт;
Ао — амортизационные отчисления;
ЗЭЛ — затраты на оплату электроэнергии;
ЗПР — прочие затраты./>8.4 ФОНД ЗАРАБОТНОЙ ПЛАТЫ
Затраты на оплату труда определяются по штатному расписанию. Штатперсонала по эксплуатации коммутационного оборудования приведен в таблице 8.2.
Таблица 8.2 –Затраты по труду на обслуживающий персонал Должность Численность работников Оклад, тыс. тг. Инженер-оператор 2 50 Инженер-техник 2 40 Техническая уборщица 1 15 Всего за год 2340
Отчисления на социальное страхование:
ОСН=НСН*(ФЗП – 0,1*ФЗП),  (8.2)
где НСН– норма отчислений на социальный налог, НСН =21%.
ОСН=0,21 (2340 –0,1*2340)= 442,260 тыс.тг./> 8.5 ЗАТРАТЫНА МАТЕРИАЛЫ, ЗАПАСНЫЕ ЧАСТИ И ТЕКУЩИЙ РЕМОНТ
Эти расходыопределяются по установленным денежным нормативам на единицу оборудования,которые приведены в таблице 8.3.

Таблица 8.3 –Расходы на материалы и запасные частиНаименования статьи расходов Денежный норматив, тыс. тг Всего по сети за год, тыс. тг. Содержание коммутационного оборудования 150 на один комплект аппаратуры 2250 Всего 2250 />8.6 АМОРТИЗАЦИОННЫЕ ОТЧИСЛЕНИЯ
Ониопределяются на основе капитальных вложений и нормы амортизационных отчислений:
АО= НОБ*КОб¢,      (8.3)
где НОБ– норма амортизации на коммутационное оборудование,
7,8% от суммыкапитальных вложений;
KОб¢= КОб + КПК=31800000+500000=32300 млн.тг,
АО= 0,078 *32300 = 2520 млн. тг.
/>СПИСОК ЛИТЕРАТУРЫ
1.      НазаровА.Н., Симонов М.В. АТМ: технология высокоскоростных сетей. – М.: Эко-Трендз,1997.– 12с.
2.      БуассоМ. Деманж.М. Введение в технологию АТМ.- М.: Радио и связь, 1997.
3.      НейманВ.И. Новое поколение систем коммутации // Электросвязь – №1. — 2001.– С.32–34
4.      НейманВ.И. Эволюция цифровой техники коммутации // Радио. – №7. – 1997.– С.51-55.
5.      НейманВ.И. Эволюция цифровой техники коммутации // Радио. –№8.– 1997. – С.54-56.
6.      КучерявыйА.Е. Нестеренко В.Д. Парамонов А.И. Стратегия развития сетей связи на основеновых технологий // Электросвязь.– №1 – 2001.- С25-27.
7.      ЕфимушкинВ. Ледовских Т. Коммутация в сетях АТМ // Сети. – №12. – 1999. – С28-35
8.      ЕфимушкинВ. Ледовских Т. Коммутация в сетях АТМ // Сети. – №1. – 2000. — С26-31.
9.      НазаровА.Н. Разживин И.А., Симонов М.В. АТМ: технические решения создания сетей. – М.:Горячая линия – Телеком.-2001.-216 с
10.    Васильев А.Б., НиколенкоВ.Н., Крастилевская М.А. Широкополосные сети связи на основе технологии АТМ. –М.: ЦНТИ «Информсвязь»,1996. – 104 с.
11.   Achille Pattavina. Switching theory: Architectures and performancein broadband ATM networks– Jhon Willey & Sons- 1998. – 408 c.
12.    Захаров Г.П., СимоновМ.В, Яновский Г.Г. Службы и ахитектура широкополосных цифровых сетейинтегрального обслуживания. – М.: Эко-Трендз, 1993.-102 с.
13.   H. Jonathan Chao, Cheuk H.Lam, Eiji Oki. Broadband packetswitching technologies: A practical guide to ATM Switches and IP routers – JhonWilley & Sons- 2001. – 458 c.
14.    Разживин И.А, Техникакоммутации B-ISDN// Средста связи (НИИ «Экос»), 1991. – Вып.3. – С.36-47.
15.    Рудов Ю.К., Яковлев А.В.Лукиников В.Н. Пути создания оборудования для широкополосных цифровых сетейинтегрального обслуживания// Системы и средства телекоммуникаций. – М.: Экос, –№ 2. –1993. — С 12-18.
16.    F.A.Tobagi andT.Kwok, The tandem banyan switching fabric:a simple high-performance fastpacket switch. Proc.:IEEE,1991.–157с.
17.    T.T.Lee andS.C. Liew. Broadband packet switches based on dilated intercon-nectionnetworks, IEEE Trans.Commun.– vol.42. Feb.1994.
18.    S.C.Liew andT.T.Lee, Principles of broadband switching and networking (Draft 3). Chinese Hong KongUniversity,1995.
19.    S.C.Liew andT.T.Lee. N log N dual shuffle-exchange network with error-correcting routing. IEEE Trans.Commun.–vol.42.Apr.1994.
20.    Теория телетрафика:Учебник для вузов /Ю.Н. Корнышев, А.П, Пшеничников, А.Д.Харкевич. – М.: Радио исвязь, 1996. — 272 с.
21.    Беллами Д.Ж. Цифроваятелефония: Пер с англ. – М.: Радио и свуязь, 1986. – 5644 с.
22.    Ершов В.А., Ершов Д.В.Управление канальными ресурсами ЦСИС на основе его резервирования //Электосвязь. – № 12. –1994. – С.1-8.
23.    Ершов В.А., Кузнецов Н.А.Теоритические основы построения цифровой сети с интеграцией служб (ISDN). – М.:Институт проблем передачи информации РАН. – 1995.- 280 с.
24.    Рудов Ю.К., Яковлев А.В.Лукиников В.Н. Пути создания оборудования для широкополосных цифровых сетейинтегрального обслуживания// Системы и средства телекоммуникаций. – М.: Экос,1993. — № 2, — С 12-18.
25.    Ершов В.А., Ершов Э.Б.,Ковалев В.В. Метод расчета пропускной способности звена Ш-ЦСИС с технологиейАТМ при мультисервисном обслуживании// Электосвязь – 2000. — № 3. – С.20-21.
26.    Ершов В.А Ершова Э.ЮМетод расчета потерь вызовов в АТМ-сети при конечном числе источниковнагрузки// Электосвязь. –
№ 9. – 2001. – С.33-36.
27.    Назаров А.Н. Модели иметоды расчета структурно-сетевых параметров сетей АТМ.- М.: Горячая линия –Телеком.-2002.
28.    Тобаги Ф.А. Архитектурывысокоскоростных коммутаторов
пакетов дляширокополосных цифровых сетей интегрального
обслуживания // ТИИЭР.–№1.– 1990. — С.105 –142.
29.    Шварц М. Сети связи:протоколы, моделирование и анализ. ч.1. М.: Наука,1992.
30.    Ким Л.Т. Создание транспортной системы насети связи России//
Электросвязь. –№11.– 1993. – С.20-23.
31.    Ким Л.Т. Синхронная цифровая иерархия//Электросвязь. – №3.–1991.–С.2-5.
32.    Дубова М. Введение в TCP/IP// Сети. – №2.–1997. – С.36-45.
33.    Александер. АТМ: Обещание пока невыполнено// Сети. – №6.– 1996. – С.30-31.
34.    Белман Б. АТМ. Борьба продолжается //Сети. – №6.–1996.– С.32.
35.    Сатовский Б. АТМ: новый взгляд на старыестереотипы.// LAN. – № 8.– 1996.– С.56–62.
36.    Нурмухамедов Л.Х. Создание систем передачицифровой синхронной иерархии со скоростями 155,622 Мбит/с и 2,4 Гбит/с//Системы и средства телекоммуникации. –№4. – 1992. – С.3–8.
37.    Дипломное проектирование. Методическоепособие по дипломному проектированию для специальности АЭС. – Алматы.:
АИЭС, 1998.
38.    Дюсебаев М.К. Методические указания по«Охране труда» для студентов дипломников. – Алма-Ата.: АЭИ,1984.
39.    Охрана труда на предприятиях связи иохрана окружающей среды: Учебник для вузов./ Н.И. Баклашов, Н.Ж. Китаев, Б.Д.Терехов. — М.: Радио и связь, 1989.
40.    Охрана труда на предприятиях связи иохрана окружающей среды: Учебник для вузов./ Н.И. Баклашов, Н.Ж. Китаев, Б.Д.Терехов. — М.: Радио и связь, 1989.
41.    Кошулько Л.П., Суляева Н.Г., Генбач А.А.Производственное освещение: Методические указания к выполнению раздела «Охранатруда» в дипломном проекте. — А.: АИЭС, 1989
42.    Экономика связи: Учебник для вузов./ Подред. О.С. Срапионова. – М.: Радио и связь,1992.
43.    Менеджмент предприятий связи: Учебник длявузов./ Под ред. Е.В. Деминой и Н. П. Резниковой. – М.: Радио и связь,1997.
44.    Резникова Н.П. Маркетинг втелекоммуникациях. – М.: Эко – Трендз, 1998.
45.    Алибаева С.А. Методические указания подипломному проектированию. — А: АИЭС, 2001. – 17 с.
/>ЗАКЛЮЧЕНИЕ
 
В дипломнойработе была исследована актуальная тема – неблокируемые системы в сетях АТМ, напримере Баньян сети. Итогом дипломной работы является изучение существующих внастоящее время неблокируемых систем применяемых в АТМ коммутаторах дляувеличение пропускной способ ности и улучшение других характери стик данногооборудования, и сети ATM в целом.
В дипломнойработе были рассмотрены: коммутаторы для технологии АТМ; коммутационныеэлементы различных структур; методы буферизации в коммутаторах; принципыпроектирования коммутаторов; свойства Баньян коммутации; алгоритмы разрешенияконфликтов на выходе; основные компоненты неблокируемых систем; широкополоснаяБаньян сеть. обощенный алгоритм самотрассировки; условия неблокирования вширокополосной Баньян сети.
В данной дипломной работе были произведены следующие расчеты:
–   расчет эффектастатистического мультиплексирования в
коммутационнойсистеме;
Были затронутывопросы безопасности жизнедеятельности. Где привели анализ условий трудаоператора в автозале, произвели расчет системы кондиционирования и расчетзащитного заземления.
В технико-экономическом обоснованиипроизвели оценку затрат на размещение аппаратуры АТМ и срок окупаемости.