Отрицательным свойством Баньяновидных сетей является их принадлежность к блокирующим схемам, причем вероятность блокировки ячейки при ее маршрутизации быстро возрастает с ростом сети [8]. Очевидно, что в таких сетях существует единственный путь с любого входного порта на любой выходной. Регулярные Баньяновидные сети используют только один тип коммутационных элементов. В их разновидности (так называемых SW-Баньяновидных сетях) вероятность блокировки ячеек удается уменьшить, применяя кроссы больших размеров, -- они строятся рекурсивно из коммутационных элементов размером LМ, где L>2 и М>2.

Дельта-сети представляют собой подкласс SW - Баньяновидных сетей и обладают 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 NN содержит log_bN каскадов, причем каждый каскад состоит из N/b коммутационных элементов bЬ.

Как уже говорилось, число точек коммутации в Баньяновидных сетях меньше 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 достичь следующего каскада, а в результате общая производительность снижается.

Одно из решений проблемы состоит в добавлении специальной сети предварительной сортировки (например, так называемого сортировщика Батчера), которая направляет ячейки в Баньяновидную сеть. Сортировщик позволяет избежать блокировок при адресации ячеек на различные выходные порты, но если они одновременно адресуются на один и тот же выход, единственным решением становится буферизация [8,1,14].

2.19 РАЗДЕЛЕНИЕ БУФЕРОВ

Число и размер буферов имеют важное значение при разработке коммутатора. В устройствах с общей памятью централизованный буфер зачастую имеет преимущество перед средствами статистического разделения. Принимая интенсивный поток ячеек на некоторый выходной порт, коммутатор выделяет для них максимально возможную часть буферного пространства, что приводит к экономии последнего, поскольку ячейки поступают на различные порты случайным образом [1,12].

Для коммутационного поля с TDM-шиной и N выходными буферами большая группа ячеек, одновременно поступивших на какой-либо выход, естественно, не может быть принята другим выходным буфером. Тем не менее каждый выходной буфер способен статистически мультиплексировать трафике N входов.

В структурах с N2 выходными буферами, имеющих полносвязную топологию, статистическое мультиплексирование между выходными портами или на любом выходном порте невозможно. В этом случае размер буферного пространства растет 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, находящейся в ее начале направляемой на занятый выходной порт, даже если выходные порты ячеек, расположенных позади данной, свободны [1,3,5].

В такой ситуации способна выручить дисциплина «пришедший первым обслуживается в случайном порядке» (First In Random Out, FIRO), но, к сожалению, она не имеет простой реализации. Другой способ избежать конфликтов маршрутов -- установить буфер непосредственно внутри коммутационных элементов Баньяновидной сети. Если две ячейки одновременно направляются в один и тот же выходной канал, одна из них буферизуется внутри коммутационного элемента. Внутренняя буферизация используется и механизмом управления с помощью обратной блокировки (backpressure): очереди в одном каскаде сети задерживают ячейки предыдущего каскада сигналом обратной связи. Влияние процедуры обратной блокировки может достигнуть первого каскада и привести к созданию очередей на входах. Следует отметить, что внутренняя буферизация способна вызвать блокировку ячейки в начале очереди на каждом коммутационном элементе и, следовательно, не позволяет достичь 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 коммутаторах Sunshine фирмы Bellcore и Starlite компании AT&T. В данном случае конфликты на выходе обнаруживаются после прохождения сортировщика Батчера, затем сеть выбирает ячейку для дальнейшей передачи, а оставшиеся ячейки через рециркуляционный буфер возвращаются на входные порты сети Батчера. К сожалению, данный метод требует сложного приоритетного

управления для сохранения исходной последовательности передаваемых ячеек и применения сети Батчера большего размера для размещения рециркулированных ячеек.

Помимо рассмотренных выше видов Баньяновидных сетей существует немало типов сетей.M1N с множественными путями между входными и выходными портами. Классическими примерами являются неблокирующие сети Бэнеша и Клоза, сети со свойством самомаршрутизации и распределением нагрузки, снижающими потребность во внутренней буферизации, групповые

Баньяновидные коммутационные структуры (например, тандем Баньянов).

Для формирования таких сетей возможно параллельное использование нескольких Баньяновидных соединительных сетей [8,9].

Сети MIN с множественными путями обеспечивают более однородное распределение трафика, необходимое для минимизации внутренних блокировок и повышения отказоустойчивости [14]. Тем не менее если ячейки направляются по независимым путям с переменными задержками, необходимо предусмотреть сохранение исходной последовательности ячеек в виртуальном соединении на выходном порте. Поскольку данный процесс может потребовать значительных затрат вычислительных ресурсов процессора, предпочтительнее выбирать путь передачи ячеек на стадии установления и использовать его в течение всего времени существования соединения. Особое внимание должно уделяться предотвращению блокировки последовательных вызовов.

2.20 ОТКАЗОУСТОЙЧИВОСТЬ

Поскольку надежность является существенным аспектом функционирования коммутационных систем, необходимо обеспечить избыточность их критически важных компонентов. Поле маршрутизации и структура буферов, являющиеся важнейшими элементами коммутационной системы, могут быть продублированными или избыточными, что влияет на организацию механизмов обнаружения отказов и восстановления работоспособности [15].

Простейший способ повышения надежности сводится к разбиению всей совокупности коммутируемых ячеек на непересекающиеся подмножества, распределяемые между параллельными плоскостями поля маршрутизации. Этот метод весьма эффективен, так как он обеспечивает наименьшую избыточность, а каждая плоскость несет лишь малую долю общего трафика. Другой вариант -- тождественное дублирование всего множества ячеек -- обеспечивает большую отказоустойчивость при меньшей производительности. Компромиссным решением может быть использование частично перекрывающихся подмножеств.

Распараллеливание плоскостей поля маршрутизации и структуры буферов поднимает степень отказоустойчивости, однако гораздо важнее повысить избыточность в пределах отдельных плоскостей. Баньяновидные сети склонны к отказам, поскольку содержат единственный путь в каждой паре «вход--выход»; сети с множественными путями отличаются большей отказоустойчивостью. Для повышения избыточности следует включать в состав Баньяновидных сетей дополнительные коммутационные элементы и каскады, избыточные и альтернативные соединения либо увеличивать число входных и выходных портов. Платой за это становится усложнение как схем буферизации и маршрутизации, так и средств управления [8].

Для организации эффективного контроля за отказоустойчивостью коммутационной системы применяются разнообразные тестирующие

механизмы. Маршрутизация специальных ячеек через тестовые элементы и отслеживание их появления на выходах, а также добавление служебной информации в заголовок ячейки позволяют обнаружить потери ячеек, ошибочные пути или неоправданные задержки. При выявлении отказа трафик перераспределяется до устранения причины сбоя, причем функция перераспределения может выполняться как концентраторами, так и самим коммутационным полем.

3 ОСНОВЫ БАНЬЯН-КОММУТАЦИИ

3.1 БАНЬЯН СЕТИ

Отличительное свойство Баньян сети - это существование перехода от любого 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. Они состоят из n=log2N и N/2 узлов на уровень.

2. Они имеют самонастраивающееся свойство - уникальный n-битный адрес назначения может использоваться для передачи ячейки от любого входа к любому выходу, по одному биту на каждый уровень.

3. Их регулярность и взаимосвязная схема очень привлекательна для применения в VLSI (VLSI - сверх большая степень интеграции).

Рисунок 3.2 показывает пример соединения в Баньян сети 88, где темные линии отражают передающие пути. С правой стороны адрес каждого выходного сигнала обозначен как ряд n-битов, b₁...b_n. Адрес ячейки сигнала закодирован в заголовке ячейки. На первом уровне проверяется бит b₁, если

это 0, ячейка будет выдвинута на высший, исходящий уровень; если это 1,то ячейка отправляется на низший уровень. На следующем уровне проверяется бит b₁, передача сигнала происходит аналогично.

Рисунок 3.2 - Баньян сеть 88

Внутренняя блокировка происходит в случае когда ячейка потеряна из-за конфликтных ситуаций на уровне сети. Рисунок 3.3 приводит пример внутренней блокировки внутри Баньян сети 8x8. Тем не менее, Баньян сеть не будет иметь внутренних блокировок, если будут соблюдены следующие условия [12]:

· Нет свободного входного сигнала между любыми двумя активными входами.

· Выходные адреса ячеек находятся либо в прямом, либо в обратном порядке.



Рисунок 3.3 - Блокировка в Баньян сети 88

Рисунок 3.4

(a) - Не блокируемая Баньян сеть для входных сигналов

(b) - Сортирующая Баньян сеть

Рассмотрим рисунок 3.4. Предположим, что Баньян сети предшествует сети которая накапливает ячейки и сортирует их, учитывая их выходные значения. Получившаяся в результате структура является деблокирующей сортирующей Баньян сетью.

3.2 СОРТИРУЮЩАЯ БАТЧЕР СЕТЬ

Эта сеть формируется серией объединенных сетей различных размеров [12,14]. Рисунок 3.5 демонстрирует сортирующую Батчер сеть 8x8, состоящую из объединенных сетей трех различных размеров. Объединенная сеть на рис.3.6 состоит из 22 сортирующих элементов в каскадах, и схема соединения между каждой парой смежных каскадов аналогична схеме Баньян сети. Можно заметить, что если адреса первой половины входящих ячеек расположены в возрастающем порядке, а адреса второй половины - в убывающем, то объединенная сеть будет сортировать ячейки на выходе в прямом порядке. Сортирующая сеть 88 будет сформирована, если 88 объединенной сети предшествуют две объединенных сети 44 и четыре объединенных (сортирующих) элемента 22. Произвольный список из восьми входных ячеек будет распределен сначала на четыре списка по две ячейки, а затем - в два списка по четыре ячейки и наконец - в список из восьми ячеек.

Объединенная сеть NN состоит из log₂N уровней и (N log₂N)/2 уровней. Сортирующая сеть имеет 1+2+......+ log₂N=(log₂N)(log₂N+l)/2 уровней и (N log₂N)(log₂N+l)/2 элементов [14].

Рисунок 3.5 - Сортирующая Батчер сеть 88



Рисунок 3.6 - Структура передающей сети

3.3 АЛГОРИТМЫ РАЗРЕШЕНИЯ КОНФЛИКТОВ НА ВЫХОДЕ

3.3.1 ТРЕХФАЗОВАЯ РЕАЛИЗАЦИИ

Следующий 3-х эталонный алгоритм является решением для выходного спорного 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 I посылает в сортирующую сеть краткий запрос, содерж6щий только информацию об источнике и назначении (ячейки). В сортирующей сети ячейки рассматриваются в порядке возрастания, по адресам их назначения. Запросы сортируются все вместе и выбирается тот, чей адрес назначения отличен от предыдущего в сортировочном списке [14,17].

Поскольку результаты арбитража не известны входным портам, выбранные запросы посылают уведомление своим вводным портам через взаимосвязанную сеть во вторую фазу (фазу уведомления). Сеть с обратной связью представлена на рисунке 3.7(в), состоит из N фиксированных соединений, каждый выход сети Батчера соединен с входом сети Батчера.

Рисунок 3.8 - 2 этап: уведомление решающих портов

Каждое подтверждение несет источник, который получил разрешение на вход Батчер сети. Эти источники проходят через всю Батчер-Баньян сеть на различные выхода, учитывая адрес источника. Когда трассировка уведомлений обратно через идентичную специализированную сеть ко вводам закончена, выводы узнают 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 последнем этапе, через такую же Батчер-Баньян сеть (рисунок 3.7(с)). Вводы, не получившие уведомления, сохраняют свои ячейки в буфере следующего трехфазового цикла.

3.3.2 КОЛЬЦЕВОЕ РЕЗЕРВИРОВАНИЕ

В Баньян коммутаторе с накопителем предусмотрено кольцевое резервирование (рисунок 3.10). Этот коммутатор состоит из Баньян коммутационной системы с накопителем, нескольких коммутационных интерфейсов, кольцевой адаптер (RHE) и синхронизатора [17,19].

Рисунок 3.10 - Батчер - Баньян коммутатор с кольцевым резервирование

Интерфейс коммутатора осуществляет кольцевое резервирование, буферизацию входящих ячеек, синхронизацию ячеек, отправленных в коммутационную систему и буферизацию ячеек на выходе. Входящие в коммутатор ячейки буферизуются в FIFO, до резервирования. Когда резервирование на выводе успешно завершено, ячейка доставляется в коммутационную систему в начале следующего цикла. После этого следующая ячейка из очереди может проходить резервирование. При выходе из коммутационной системы, ячейка буферизуется в интерфейс, чтобы затем быть переданной по назначению RHE дает два сигнала синхронизации в коммутаторе: (синхронизации битов и начала цикла), три сигнала кольцевого резервирования (сигнал включения в работу кольца, сигнал данных кольца и синхронизации кольца). Сигнал данных кольца - это серия битов выходного резервирования, а сигнал синхронизации кольца указывает местоположение первого выходного порта в серии кольцевых данных. Эти два сигнала циркулируют через RHE и интерфейсы коммутатора по одному биту каждый раз, в течение всего процесса резервирования. Кольцевое резервирование происходит в начале каждого цикла, после того, как каждый кольцевой интерфейс получает заголовки копий самых старших ячеек. С началом каждого цикла данные кольца в RHE и каждый кольцевой интерфейс устанавливаются в исходное состояние («свободно»). Серии кольцевых данных начинают затем циркулировать через интерфейс бит за битом. Каждый интерфейс имеет портовой счетчик, который увеличивается (дает приращение) при каждом прохождении бита кольцевых данных. Каждый временной интервал портовой счетчик сравнивается с адресом назначения самой старшей ячейки для того, чтобы определить, должна ли ячейка быть отправлена на выход в следующий промежуток. При прохождении бита данных кольца, все интерфейсы коммутатора рассматривают кольцевую синхронизацию и кольцевые данные бита. Если сигнал кольцевой синхронизации верен, (это значит, что следующий бит кольцевых данных соответствует первому выводу), тогда портовой счетчик устанавливается в исходное состояние при прохождении следующего бита. Если назначение ячейки согласовано с портовым счетчиком и бит данных кольца свободен, интерфейс коммутатора делает на кольце запись «занято», означающую, что в следующий коммутационный цикл вывод будет занят. Если бит данных кольца уже занят, или если портовой счетчик не согласован с назначением старшей ячейки, бит данных кольца не изменяется. Т.к. каждый коммутационный цикл интерфейса делает не более одного резервирования, конфликтные ситуации в коммутационной системе исключены. Во время кольцевого резервирования, ячейки, зарезервированные в предыдущий коммутационный цикл, отправляются в коммутационную систему.

На рисунке 3.11 показано, что в первый промежуток времени согласуются адреса выходных портов ячеек из вводов 1 и 5, и используются пункты, обозначающие, что ячейки могут пройти в эти порты. Ячейкам которые отмечены битами X₁ и Х₅ присваивается одно значение, указывающее на то, что выходные порты 1 и 5 уже заняты. Все отмеченные биты сдвигаются в сторону одного, и значения счетчиков так же увеличиваются на один по модулю во второй временной интервал. Во второй и третий промежутки времени согласования не происходит. В четвертый согласовываются адреса выходных портов ячеек 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 быть отправлена. В пятый и шестой промежутки времени ячейки у вводов 3 и 4 так же не могут быть отправлены к выводам 1 и 3 соответственно, т.к. уже были зарезервированы в предыдущий временной интервал. В итоге ячейки у входных проверенных портов оказываются в конфликтной ситуации. В данном примере арбитражный цикл может быть завершен за шесть временных интервалов, поскольку имеется шесть входных портов. В этой схеме используется серийный механизм, и в целом арбитражный цикл может состоять из N бит временных интервалов, где N обозначает число портов ввода и вывода коммутатора, что может стать критическим параметром при большом количестве портов. Однако, эта схема обеспечивает равноправие портов, произвольно устанавливая нужные значения счетчиков перед арбитражем. Эта схема может быть использована на вводах любой коммутационной системы.

3.4 СОЛНЕЧНЫЙ КОММУТАТОР

В этом коммутаторе сочетается сортирующая Батчер сеть и параллельно-направляющая Баньян сеть. Таким образом, к каждому выводу подходит более одного канала. На рис. 3.12 дана блок-схема строения этого коммутатора [17,18,19]. Параллельная сеть маршрутизации с автоблокировкой k обеспечивает k отдельных трактов каждому выводу. Если более, чем k ячеек делают запрос на определенный вывод за один временной интервал, тогда часть ячеек отправляется в очередь общей рециркуляции и затем снова передаются в коммутационную систему к назначенным вводам. Очередь рециркуляции состоит из Т параллельных цепей и Т назначенных вводов в сортирующую сеть с накопителем. Каждая цепь рециркуляции может сохранять одну ячейку. В каждой цепи имеется блок задержки для выстраивания рециркулирующих ячеек с ячейками, прибывшими из контролирующих устройств вводных

Рисунок 3.12 - Блок-схема солнечного коммутатора

каналов (IPC) в следующий временной интервал. В течение каждого интервала сеть с накопителем сортирует новоприбывшие и рециркулирующие ячейки в порядке приоритета и адресов назначения. Это позволяет заграждающей сети, выбирая k ячейки высшего приоритета для каждого вывода, разрешать конфликты у выходных портов. Поскольку в устройстве существует k параллельных сетей с автоблокировкой, каждый вывод может принимать k ячеек каждый временной интервал. Если для одного вывода назначено больше, чем k ячеек, их излишек будет отправляться в очередь рециркуляции. Концентратор и селектор направляют лишние ячейки в цепи рециркуляции, а выбранные ячейки будут направлены в сети с автоблокировкой. Каждая ячейка проходит в контролер входного порта со служебным заголовком.

В него входят два контрольных поля: поле трассировки и приоритетное поле (рисунок 3.13).

Рисунок 3.13- Формат заголовка

Оба упорядочиваются, начиная с наиболее значительного бита. В поле трассировки первый бит -бит активности ячейки, указывающий, содержит ли ячейка значимую информацию (А=1) или она пуста (А=0). Затем следует поле адресов назначения (DA), определяющее нужный выходной порт. Приоритетное поле состоит из индикатора качества и класса услуг передачи (QoS) и внутреннего приоритета коммутатора (SP). QoS поле различает ячейки услуг высшего приоритета и услуг низшего приоритета. К первым относится схемная эмуляция, а ко вторым услуги без установления связи. QoS поле следит за тем, чтобы в случае конфликта, ячейки высшего приоритета трассировались первыми. SP поле используется коммутатором для указания числа временных интервалов, в течение которых задерживалась ячейка. Оно также дает высший приоритет рециркулирующим ячейкам. Поэтому ячейки из данного источника трассируются последовательно.

При сортировке ячейки распределяются в возрастающем порядке их адресов назначения. Приоритетное поле, в котором высшее численное значение соответствует высшему уровню приоритета, является продолжением поля трассировки. Это является причиной того, что ячейки, назначенные в один порт выхода, располагаются в убывающем порядке приоритета. В сети заграждения адреса ячеек сравниваются с адресом ячейки, находящейся на k позиций выше. Если они совпадают с адресом ячейки, стоящей на k позиций выше (а это значит, что имеется, по крайней мере, k ячеек высшего приоритета), они отмечаются и отправляются на рециркуляцию. Их поля трассировки заменяются приоритетными полями, т.к. последние важнее для последующей работы сортирующей системы и предотвращения 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 группы ячеек: одна для трассировки, другая для рециркуляции. Обе группы сортируются в непрерывные списки. Чтобы предотвратить блокирование в сети с автоблокировкой, группа ячеек трассируется из списка в восходящем порядке адресов. Группы ячеек для циркуляции сортируются в отдельный список в порядке приоритета и адресов назначения. Если очередь рециркуляции переполняется, для ячеек, направленных в выводы 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 две группы и направляет их либо в k сеть с автоблокировкой, либо в Т рециркуляторы. Ячейки, попадающие в рециркулятор, изменяют поля приоритета и трассировки в первоначальный 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 с автоблокировкой. В каждой сети с автоблокировкой ячейки формируют непрерывные списки, направленные в определенные выводы, что обеспечивает деблокирование в сети с автоблокировкой. Каждая ячейка достигает нужного вывода в сети с автоблокировкой, и затем все соответствующие выводы группируются и образуют очередь 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 ячеек в каком-либо узле системы, одна из них будет отклоняться в неверный вывод узла и придет по неверному адресу назначения в Баньян сети. Затем отклонившаяся ячейка передается в следующую Баньян сеть. Этот процесс повторяется до тех пор, пока ячейка не достигнет нужного вывода, или же пока она не выйдет в неверный вывод последней Баньян сети и, таким образом будет считаться потерянной. Каждый вывод Баньян сети соединен с соответствующим выходным буфером. Каждая отклонившаяся ячейка отмечается, чтобы ее можно было отличить от ячейки, идущей верно и не изменит ее маршрута в последующих каскадах сети. На выводах каждой Баньян сети, все ячейки, достигшие своего пункта назначения, извлекаются из коммутационной системы и буферизуются. Таким образом, нагрузка в последовательно соединенных Баньн сетях, а также вероятность конфликтов уменьшается. При достаточно большом числе таких последовательно соединенных сетей, можно уменьшить коэффициент потерь до желаемого. Численные результаты показывают, что каждая, добавленная к этой последовательности Баньян сеть, уменьшает вероятность потерь на один порядок величины. TBSF работает следующим образом. К каждой входящей в коммутационную систему ячейке прилагается коммутационный заголовок, содержащий 4 следующих поля:

1. Бит активности а: указывающий, содержит ли область ячейку (я=1) или она пуста(я=0).

2. Бит конфликтов с: указывающий, отклонялась ячейка в предыдущих каскадах данной сети (с=1) или нет (с=0).

3. Приоритетно поле Р: оно является факультативным и используется при наличии в коммутаторе большого числа приоритетов.

4. Адресное поле D: содержащее адреса назначений d₁, d₂,...d_n n=(log₂N).

Состояние коммутационного элемента в каскаде s сети с автоблокировкой первоначально определяется тремя битами в заголовке двух вводимых ячеек, а именно а, с, d_s. При большом количестве приоритетов используется так же поле Р. В следующем алгоритме биты, обозначенные 1 и 2, соответствуют двум вводным ячейкам.

1. Если а₁=a₂=0, ничего не предпринимайте.

2. Если а₁=1, a a₂=0, установите коммутатор в соответствии с ds₁

3. Если а₁=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 коммутатор в соответствии с ds₁

c) если c₁=1, а c₂=0, установите коммутатор в соответствии с ds₂

d) если c₁=c₂= 0, тогда:

I. если P₁>P₂, то установите коммутатор в соответствии с ds₁

II. если P₁<Р₂, то установите коммутатор в соответствии с ds₂

III.если Р₁=Р₂, то установите коммутатор в соответствии с ds₁

или ds₂.

Чтобы уменьшить число буферизуемых на каждом каскаде битов при выполнении этого алгоритма и сократить задержку, адрес бита помещается в исходное положение адресного поля. Для этого нужно циклически сдвигать адресное поле на один бит в каждом каскаде. Таким образом, можно сократить задержку до времени, соответствующего прохождению 3-х бит, в каждом каскаде, без учета поддержки множественного приоритета и сохранять ее постоянной.С конфликтным битом легко отличить ячейки, отклонившиеся от маршрута и ячейки с верным маршрутом на выходе каждой сети с автоблокировкой: если с=0, значит ячейка трассировалась верно, а если с=1, значит эта ячейка отклонилась. Ячейка с c=0 буферизуется и не принимается следующей сетью с автоблокировкой. Ее бит активности становится равным 0. Ячейка с с=1 не буферизуется на выходе, но принимается следующей сетью с автоблокировкой, и ее конфликтный бит становится = 0 для дальнейшей маршрутизации.

Все ячейки, поступающие в тандемный Баньян коммутатор за один временной интервал, синхронизируются по тактам через всю коммутационную систему. Если не учитывать задержки на распространение сигнала, то задержка каждой ячейки в сети постоянна и равна п задержкам на обработку в коммутационном элементе, что составляет временную разницу прибытия двух ячеек из соседних Баньян сетей. Для того, чтобы ячейки из разных сетей поступили в выходной буфер одновременно, между каждым выводом и Баньян сетью можно поместить соответствующий элемент задержки.

Кроме того, память выходного буфера должна иметь выходную пропускную способность равную V бит/с и входную пропускную способность равную KV бит/с, для того чтобы принять все К ячейки, прибывающие за один временной интервал.

3.5.2 КОММУТАЦИОННАЯ СИСТЕМА С ПЕРЕСТАНОВКОЙ И МАРШРУТИЗАЦИЕЙ С ОТКЛОНЕНИЕМ

Рассмотрим NN коммутационную систему с перестановкой (SN) с n=log₂N каскадами, каждый из которых состоит из N/2 22 коммутационных элементов. На рисунки 3.15 представлена коммутационная система с перестановкой 88 [19,20].

Рисунок 3.15 - Коммутационная система с перестановкой 88

Коммутационные узлы на каждом каскаде отмечены сверху вниз двоичным 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 значительный бит адреса ее назначения =0 (1). Взаимосвязь между 0 двумя, следующими друг за другом каскадами называется перестановкой. Вывод am узла X=(a1, a2...an-1) соединен со вводом а1 узла Y=(a2, а3......аn) следующего каскада. Связь между узлами X и Y обозначена <an, а1>.

Канал от ввода к выводу, по которому трассируется ячейка определяется 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...s_n, d₁...d_n-1, представленной (n-1) разрядным окном, сдвигающимся на один бит слева направо в каждом каскаде. Трассировку ячейки по SN можно обозначить парой (R,X), где R - текущая трассировка, а X - узел постоянного хранения ячейки. В первом каскаде ячейка находится в состоянии (d_n...d₁, s₂...s_n) Состояние передачи определяется алгоритмом самотрассировки так [19,20]:

Заметьте что в конце каждого каскада трассировочный бит удаляется. Наконец, из состояния.... ячейка будет коммутирована следующим 22 элементом по назначению.

При конфликте в узле, только одна ячейка будет трассирована верно, а все остальные не попадут к нужным выходам. Отклонившаяся ячейка может начать трассировку вновь (с трассировочным ярлыком в исходном состоянии d_n...d₁) с того места, где произошло отклонение. Поэтому, если расширить SN систему так, чтобы она включала более n каскадов, то отклонившиеся ячейки могут достигнуть своего вывода на последующих каскадах. Т.к. некоторые ячейки достигнут своего вывода позже других на несколько каскадов, необходим мультиплексор для сбора ячеек, достигающих физических каналов одного и того же логического адреса на разных каскадах. В итоге, ячейка попадет по адресу своего назначения, при условии, что число L каскадов достаточно велико. Если она не находит своего вывода и на последнем из L каскадов, она считается потерянной.

3.5.3 ДВОЙНАЯ СИСТЕМА С ПЕРЕСТАНОВКОЙ И ИСПРАВЛЕНИЕ ОШИБОК МАРШРУТИЗАЦИИ

SN система с исправлением ошибок очень эффективна, особенно при большом значении п. Так как, при каждом отклонении ячейки, ее трассировка должна 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 до вывода. Требуемая сеть должна быть такой, как показано на рис. 3.17, в которой штраф - это возврат только на один каскад [18,14].

Рисунок 3.17 - Фазовая диаграмма со штрафным состоянием

На рисунке 3.18 изображена коммутационная система 8x8 без перестановки (USN). Она является зеркальным отражением системы SN. Трассировка через последовательность каскадов основана на принципе наименее значимый бит через наиболее значимый бит

Рисунок 3.18 - Коммутационная система без перестановки с пятью Каскадами

Пользуясь той же схемой вычислений, как в случае с SN, канал ячейки с адресом источника S=s₁...s_n и адресом назначения D=d₁...d_n может быть выражен так[18,14]:

(n-1) разрядное окно, перемещающееся по двоичной цепи d₂...d_n, s₁...s_n-1 на один бит каждый каскад справа на лево, представляет последовательность узлов на канале трассировки.

Первоначальное состояние ячейки (d₁...d_n, s₁...s_n-1) и состояние перехода дано как:



На последнем каскаде ячейка находится в состоянии (-d₁d₂...d_n) и достигает назначения [18].

Предположим, что USN наложена на SN и каждый узел USN соединен с соответствующим узлом SN, так, что ячейка из любого ввода может попасть в любой вывод узла. Взаимосвязи с перестановкой и без перестановки между соседними каскадами компенсируют друг друга, таким образом, что ошибка, вызванная отклонением ячейки в SN, может быть исправлена в USN возвратом только на один шаг. 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 из вывода 101, ячейка В поступает во ввод 100 и выходит через вывод 100. Во втором каскаде они сталкиваются, когда обе прибывают в узел 01 и делают запрос выводу 0. Допустим, что ячейка В выигрывает, а ячейка А отклоняется и попадает в 11 узел третьего каскада. Допустим, что ячейка А попадает в аналогичный 11 узел в USN и коммутируется в вывод 0. Затем она возвращается в узел 01, тот самый узел, где произошла ошибка в двух каскадах. В этом месте ошибка отклонения была исправлена и ячейка А продолжила свой путь по нужному каналу в SN. Любая ошибка трассировки исправляется в SN обратной операцией трассировки в USN. Более точно этот процесс можно сформулировать так. Рассмотрим ячейку в состоянии (r₁…r_k, x₁…x_n-1) Ячейка должна быть трассирована в канал <r_k, x₁> в SN. Положим, она отклонилась, вместо того, чтобы попасть в канал <r_k, x₁> ячейка достигает узла (x₂.....х_n-1r_k) в следующем каскаде. Исправление ошибки трассировки начинается с присоединения бита x₁ к ярлыку трассировки, вместо перемещения бита r_k, таким образом, состояние ячейки в следующем каскаде будет x₁. Затем ячейка перемещается в аналогичный узел в USN для исправления ошибки. В случае успешной трассировки, она будет направлена в канал r_k и вернется в предыдущее состояние (r₁…r_k x₁, x₂…x_n-1 r_k). Taким же образом, ошибка, происходящая в USN исправляется с помощью SN за один шаг. Т.е. ячейка в SN может отклониться в канал USN и наоборот [14,20].

Рисунок 3.21- Двойная коммутационная система 8x8 с перестановкой

Это учитывается в следующем алгоритме. Сначала 22 аналогичных коммутационных элемента SN и USN объединяются и образуют 4x4 коммутационных элемента для того, чтобы можно было коммутировать ячейки между SN и USN. На рисунке 3.21 представлена двойная SN, образованная 44 коммутационными элементами. Используется новая схема маркирования. Четыре ввода/вывода коммутационного узла помечаются 00, 01, 10, 11 сверху вниз. Выходы 00 и 01 соединяются со следующим каскадом по примеру USN, а выводы 10 и 11 соединяются со следующим каскадом по примеру SN.

Вводы 00 и 01 соединяются с предыдущим каскадом по SN образцу, а вводы 10 и 11 соединяются с предыдущим каскадом по образцу USN. Канал с меткой <la,0b> - это не тасующий канал, а канал с меткой <0a,1b> - тасующий. Два узла (a₁, a_n-1) И (b_i, b_n-1) соединены не тасующим каналом, если <0b₁, 1a_n-1> и они соединены тасующим каналом, если a₁...a_n-2 = b₂...b_n-1 Так как каждый коммутационный узел имеет четыре вывода, то для определения требуемого вывода ячейки на каждом каскаде, необходимо два бита маршрутизации. Ячейка с назначением D=d₁...d_n может трассироваться как через USN, так и через SN. Соответственно, изначальный ярлык маршрутизации ячейки установлен на 0d₁…0d_n (USN) или на 1d_n...1d₁ (SN) Состояние ячейки в определенные временные интервалы обозначается (c₁r₁..c_kr_kx₁…x_n-1) Возможны две регулярные передачи в коммутационный узел. Ячейка будет отправлена в не тасующий канал, если c_k=0 и в тасующий, если c_k=1 [14,19].

Соответственные состояния передачи выражаются:

Ячейки с начальной трассировкой, установленной на 0d₁…0d_n (1d_n …1d₁) будут оставаться в каналах USN (SN) в течение всего процесса трассировки, пока он не завершится в одном из каналов USN(SN).

Направление трассировки:

1. Если вывод c_kr_k доступен и k=1, ячейка доходит по назначению. Выводим ячейку перед следующем перемешиванием, если с=1 и после следующей не тасовки, если с=0.

2. Если вывод c_kr_k доступен и k>l, удаляем два наименее значимых бита из ярлыка трассировки и отправляем ячейку в следующий каскад.

3. Если вывод c_kr_k недоступен и k<n выбираем любой другой доступный вывод, присоединяем к ярлыку трассировки два соответствующих бита для исправления ошибок и отправляем ячейку в следующий каскад.

Если вывод c_kr_k недоступен и k=n устанавливаем исходное значение ярлыка трассировки 0d₁…0d_n (1d_n …1d₁), чтобы предотвратить рост длины ярлыка.

На рисунке 3.22 представлен полный алгоритм для исправления ошибок [14].

Рисунок 3.22 - Полный алгоритм исправления ошибок

Для любого узла с меткой (x₁...x_n-1) ярлык исправления ошибок выводов 00 и 01 x_n-1 и выводов 10 и 11 0х. В обоих случаях ярлык исправления ошибок - второй компонент в канальном ярлыке <cr, > где x=x_c+c(n-1). Поэтому, ячейка, отклонившаяся в канал будет возвращена в предыдущее состояние через канал <cr, > в следующем каскаде (рисунок 3.23 [20].

Рисунок 3.23- Пример исправления ошибок трассировки в DSN

3.5.4 КОПИРУЮЩИЕ СИСТЕМЫ ДЛЯ МНОГОАДРЕСНОЙ ПЕРЕДАЧИ

На рисунке 3.24 показана серийная комбинация копирующей сети и двухточечного коммутатора для обеспечения многоточечной связи. Копирующая система одновременно тиражирует ячейки из разных вводов и затем трассирует копии ячеек широкой рассылки по их назначению с помощью двухточечного коммутатора [12,14].

Копирующая система состоит из следующих основных частей (рисунок 3.25) [14]:

1. схема сумматора (RAN), генерирующая текущие суммы номеров копий, обозначенных в заголовках входящих ячеек.

2. шифратор адресов (DAE), создающий новые заголовки ячеек из соседних текущих сумм.

3. коммутационная широкополосная Баньян сеть (BBN), в которой коммутационные узлы широкой рассылки делают копии ячеек с заголовками в два бита.

Рисунок 3.24 - Коммутатор многоадресной рассылки

4. шифратор адресов (DAE), создающий новые заголовки ячеек из соседних текущих сумм.

5. коммутационная широкополосная Баньян сеть (BBN), в которой коммутационные узлы широкой рассылки делают копии ячеек с заголовками в два бита.

6. транслятор номеров каналов (TNT), определяющий номера выходных каналов для каждой копии ячейки.

Рисунок 3.25 - Основные компоненты не блокирующей копирующей системы

Механизм многоадресной передачи копирующей системы основан на передаче и преобразовании заголовков (рисунок 3.26). Номера копий (CN), указанные в заголовках ячеек рекурсивно суммируются в схеме сумматора. На основе полученных сумм шифраторы адресов создают новые заголовки ячеек с двумя полями: 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 адресного интервала и впоследствии используется транслятором номеров каналов для определения индекса копии (СI).Широкополосная Баньян сеть копирует ячейки по алгоритму логического деления интервалов на основе адресного интервала в новом заголовке. Когда копия прибывает в нужный вывод, TNT вычисляет ее CI на основе адреса вывода и индексного эталона. Номер канала широкой рассылки (BCN) и CI образуют уникальный идентификатор, указывающий на номер канала (TN), который добавляется заголовку ячейки и используется для ее трассировки по назначению [14,20].

Рисунок 3.26 - Трансляция заголовков в копирующей системе

4 ШИРОКОПОЛОСНАЯ БАНЬЯН СЕТЬ

4.1 ОСНОВЫ ШИРОКОПОЛОСНАЯ БАНЬЯН СЕТЬ

4.1.1 ОБОБЩЕННЫЙ АЛГОРИТМ САМОТРАССИРОВКИ

Широкополосная Баньян сеть - это сеть с коммутационными узлами, копирующими ячейки. Ячейка, прибывающая в каждый узел, может быть либо трассирована в один из выводных каналов, либо дублирована и отправлена по двум выводным 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 - битовой самотрассировки для ряда N-битных адресов с произвольным назначением. Когда ячейки прибывает в узел k-каскада, трассировка ячейки определяется k битами заголовков всех адресов назначения. Если все они равны 0 или 1, тогда ячейка отправляется в выводы 0 или 1 соответственно. В противном случае, копии ячеек отправляются в оба вывода, и соответственно копиям этих двух ячеек в заголовках изменяются адреса назначения: заголовки копий ячеек, отправленных в вывод 0 или 1, содержат адреса первоначальных заголовков в k бит, равных 1 или 0 соответственно.

Рисунок 4.1 - Обобщенный алгоритм самомаршрутизации

На рисунке 4.2 дерево ввода-вывода, образуемое обобщающим алгоритмом самомаршрутизации.

Рисунок 4.2 - Дерево ввода-вывода, образуемое обобщающим алгоритмом самомаршутизации

При выполнении обобщенного алгоритма самотрассировки могут возникнуть трудности [12,18].

o заголовки ячеек содержат изменяющиеся адресные номера и коммутационным узлам приходится считывать их все.

o при модификации заголовков ячеек учитывается вся совокупность адресов, что усложняет работу коммутационных узлов.

o схема всех каналов выводов и вводов образует дерево в сети.

Деревья, образованные произвольным рядом входных ячеек, зависят от каналов. Таким образом, из-за нерегулярности ряда абсолютных адресов назначения в заголовках ячеек, система является блокирующей. Но в копирующей системе, где ячейки копируются, но не отправляются по абсолютным адресам, вместо абсолютных адресов могут использоваться фиктивные.

Фиктивные адреса каждой ячейки могут выстраиваться непрерывно, так чтобы весь ряд фиктивных адресов представлял интервал (адресный), состоящий из MIN и МАХ текущих сумм. Адресный интервал входных ячеек можно сделать монотонным для обеспечения деблокирования в нижеописанной широкополосной Баньян сети.

4.1.2 АЛГОРИТМ ЛОГИЧЕСКОГО 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 адресный интервал, состоящий из двух бинарных номеров min(k-1)=m₁...m_N и max(k-1)=M₁...M_N, где k-1 обозначает каскад, из которого ячейка прибыла в k каскад. По обобщенному алгоритму самотрассировки маршрут ячейки определяется так (рисунок 4.3) [14]:

1. если m_k=М_k=0 или m_k=М_k=1, тогда отправьте ячейку в выводы 0 или 1 соответственно.

2. Если m_k=0 и М_k=1, тогда копируйте ячейку, модифицируйте заголовки обеих копий (по ниже данной схеме) и отправьте копии в соответствующий канал.

Рисунок 4.3 - Логическая схема коммутационного узла в k каскаде широкополосной Баньян сети

Модификация заголовка ячейки заключается в делении исходного адресного интервала на два подинтервала, что выражается в следующей рекурсии: для ячейки, отправленной в канал 0

min(k)=min (k-1)=sm₁...m_N,

max(k)=M₁.....M_k-101....1,

И для ячейки, отправленной в канал 1

min(k)=m₁....m_k-1 10....0,

max(k)=max(k-1)=M₁.....М_N

На рисунке 4.4 (а) представлена схема алгоритма логического деления интервалов. Из правил ясно, что m_i=M_i, i=1...k-1 действительно для каждой прибывающей в каскад k ячейки. Событие m_k=1 и M_k=0 исключено.

Рисунок 4.4 (а) - Схема алгоритма логического деления интервалов

На рисунке 4.4 (b) представлено дерево, которое образуется при копировании ячеек в соответствии с их адресными интервалами [12,14].

Рисунок 4.4 (b) - Дерево, образованное при копировании ячеек в соответствии с их адресными интервалами

4.1.3 УСЛОВИЯ НЕ БЛОКИРОВАНИЯ В ШИРОКОПОЛОСНЫХ БАНЬЯН СЕТЯХ

Широкополосная Баньян сеть является не блокирующей, если активные входы х₁…x_k и соответствующие выходы Y₁...Y_k соответствуют следующим требованиям [13,18]:

- Монотонность Y₁<Y₂ <....<Y_k или Y₁>Y₂>...>Y_k

- Концентрация: любой ввод между двумя активными вводами так же является активным.

Неравенство Y_i<Y_J означает, что каждый адрес выхода в Y_J меньше адреса выхода в Y_J. На рисунке 4.5 дан пример неблокирования с активными вводами x₁=7, х₂=8, х₃=9 и соответствующими выходами Y₁={1,3}, Y₁= {4,5,6}, Y3={7,8,10,13,14}.

Рисунок 4.5 - Условия не блокирования в широкополосной Баньян сети

4.1.4 ПРОЦЕСС КОДИРОВАНИЯ

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 широкопосной Баньян сети. В ней проходят два процесса копирования ячеек: процесс кодирования и процесс декодирования. В процессе кодирования осуществляется преобразование рядов номеров копий, указанных в заголовках входящих ячеек, в ряд монотонных адресных интервалов, образующих заголовки ячеек в широполосной Баньян сети. Этот процесс осуществляется схемой сумматора и рядом шифраторов фиктивных номеров. От процесса декодирования зависит адрес назначения копий с транслятора номеров канала (TNT) [12,14].

Рекурсивная структура log₂N схемы сумматора показана на рисунке 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 вывод продолжает северный ввод. Текущие суммы CN генерируются у каждого порта в конце log₂N каскадов, а затем шифраторы фиктивных адресов образуют новые заголовки из соседних текущих сумм. Новый заголовок содержит два поля: интервал фиктивных адресов, представленный двумя 1оg₂N-битовыми двоичными номерами (минимальным и максимальным). Другое поле содержит индексный эталон, равный минимуму адресного интервала. Заметьте, что длина каждого интервала равна соответствующему номеру копии в обоих адресных схемах. Примем за S_i i-текущую сумму. Тогда последовательность интервалов фиктивных адресов производится так [18]:

(0,S₀-1),(S₀,S₁)……..(S_N-2,S_N-1-1)

где адрес размещается, начиная с 0. Эта последовательность обеспечивает 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 активными вводами. Это должно быть сделано до ввода ячеек в сеть, т.е. до RAN или сразу же после DAE.

Так обратная Баньян сеть используется для концентрации активных вводов в непрерывный список [11,13]. Для получения ряда непрерывных монотонных адресов в обратной Баньян сети трассировочный адрес определяется текущими суммами на бит активности, (рисунок 4.6).

Рисунок 4.7 - Входной концентратор состоящий из сумматора адресов и обратной Баньян сети

4.1.6 ПРОЦЕСС ДЕКОДИРОВАНИЯ

Когда ячейка выходит из баньян сети широкой рассылки, адресный интервал в ее заголовке содержит только один адрес, т.е. по алгоритму логического разделения интервалов[13]:

min(log₂N)=max(log₂N)=Выходному адресу

Копии ячеек, из одного и того же канала широкой рассылки отмечаются CI, который определяется на выходе широкополосной Баньян сети следующим образом (рисунок 4.7):

СI=Выходной адрес-индексный эталон

Рисунок 4.7 - Вычисление индексов копий

Индексный эталон изначально приравнивается минимуму адресного интервала. TNT (транслятор номера канала) присваивает абсолютный адрес каждой копии ячейки, и она трассируется к своему конечному назначению в последующий двухточечный коммутатор. Присвоение TN (номера канала) завершается простым табличным поиском, при котором идентификатор состоит из BCN (канала широкой рассылки) и CI (индекса копии), связанными с каждой ячейкой. Когда TNT (транслятор номера канала) получает копию ячейки, сначала он преобразует выходной адрес и IR (индексный эталон) в CI (индекс копии), а затем заменяет BCN (канал широкой рассылки) и CI (индекс копии) соответствующими TN (номерами каналов) в таблице перевода [14]. Процесс пересчета иллюстрирован на рисунке 4.8.

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 способность копирующей системы. Если частичное обслуживание (которое так же называется разделением вызова) невозможно при копировании ячейки, и ячейка должна произвести все свои копии за один временной интервал, тогда в случае переполнения пропускная способность может снижаться. На рисунке 4.9 показано переполнение, которое произошло у 3-го порта, и пропускаются только пять копий ячеек, при наличии более восьми запросов [14].



Рисунок 4.9 - Не блокирующая копирующая система 88 без разделения вызовов