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Paramétrages

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1. WO2005067224 - PROCEDE POUR LA TRANSMISSION OPTIMISEE DE RAFALES DE DONNEES ENTRE UN NOEUD DE RESEAU EMETTEUR ET UN NOEUD DE RESEAU RECEPTEUR

Note: Texte fondé sur des processus automatiques de reconnaissance optique de caractères. Seule la version PDF a une valeur juridique

Verfahren zur optimierten Übertragung von Datenbursts zwischen einem sendenden und einem empfangenen Netzknoten

Die Erfindung betrifft ein Verfahren zur optimierten Übertragung von Datenbursts nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1.

Bei der Datenübertragung über zukünftige optische Netze wird das sog. Optical Burst-Switching, OBS, angewendet. Bei diesem werden mehrere Datenpakete zu sog. Datenbursts zusammenge-fasst und anschließend über einen Datenkanal des optischen Netzes übertragen. Jeder Datenkanal entspricht einer bestimmten Wellenlänge eines Wellenlängen-Mutliplexsignals, das eine Vielzahl dieser Kanäle aufweist, über die gleichzeitig Datensignale übertragen werden. Über jeden Datenkanal können unterschiedliche Nachrichten von verschiedenen Quellen übertragen werden. Bei höherem Verkehrsaufkommen kommt es zu größeren Verzögerung bei der AusSendung von Datenbursts, da zu ih-rer Übertragung weniger freie Zeitschlitze zur Verfügung stehen. In diesen Netzen ist die optimale Ausnutzung der zu verfügenden Übertragungskapazität und damit einer Verringerung der Blockierungswahrscheinlichkeit ein wichtiges Ziel. Die Blockierungswahrscheinlichkeit wird durch ein
"Two-Way-Reservation-OBS-Network", 2WR-OBS, reduziert, bei dem vom sendenden Netzknoten eine Reservierungsanfrage ausgesendet wird und von einem empfangenden Netzknoten die Bestätigung erfolgt, dass der Verbindungsweg frei ist.

Beim sogenannten λ-Switching, bei dem mehrere Wellenlängen

(Kanäle) zur Verfügung stehen, ist die Schaltgranularität eine Wellenlänge. Folglich wird auch bei niedrigem Verkehrsaufkommen ein vollständiger Übertragungskanal belegt. Auch dieses Verfahren ist daher nicht optimal.

Aufgabe der Erfindung ist es, die Übertragungskapazität eines insbesondere optischen Datennetzes, insbesondere eines optischen Datennetzes, zu verbessern.

Diese Aufgabe wird durch ein Verfahren mit den Merkmalen des Anspruchs 1 gelöst.

Weiterbildungen des Verfahrens sind in den Unteransprüchen angegeben.

Der wesentliche Vorteil ergibt sich durch die Reduzierung der Wartezeiten (GAPs) zwischen den ausgesendeten Datenbursts. Der sendende Netzknoten erhält Information, ab wann eine mögliche Blockierung aufgehoben wird bzw. der Verbindungsweg frei ist. Daher kann ein Datenburst nach dem anderen ohne dazwischenliegende Wartezeit übertragen werden. Das Verfahren lässt sich allgemein anwenden und beispielsweise bei den bekannten OBS-Reservierungsmethoden HORIZON und JET und einsetzen.

Ausführungsbeispiele der Erfindung werden anhand von Figuren näher beschrieben.

Es zeigen
Figur 1 die Burst-Übertragung nach einem bekannten Verfahren,

Figur 2 die Burst-Übertragung nach dem neuen Verfahren,

Figur 3 ein optisches Datennetz und
Figur 4 ein Zeitdiagramm zum JET-Algorithmus .

Zunächst soll das übliche "Two-Way-Reservation-OBS" anhand von Figur 1 beschrieben werden. Diese Figur zeigt die Aussendung von 3 aufeinanderfolgenden Datenbursts, BURSTl bis
BURST3, über einen mit λl bezeichneten Datenkanal. Bei dem üblichen Verfahren wird von dem sendenden Endknoten ein Header mit einer Reservierungsanfrage (REQ - Figur 3) ausgesen- det, der im Allgemeinen über mehrere Schalteinrichtungen zum empfangenen Endknoten gelangt. Ist der Verbindungsweg frei, so erhält der sendende Endknoten auf seine Anfrage hin nach einer Wartezeit ein Bestätigungssignal (ACK - Acknowledge, Figur 3) und kann anschließend seinen Datenburst aussenden. Nachdem entsprechend Figur 1, untere Zeile der erste Datenburst BURST1 ausgesendet ist, erfolgt in einem üblichen "Two-Way-Reservation-OBS" die Aussendung einer Reservierungsanfrage im nächsten Header durch den sendenden Endknoten und dar-aufhin der Empfang eines zugehörigen Bestätigungssignals, worauf - nach dem Ende des ersten Datenbursts und einer ungenutzten Wartezeit GAPl - ein zweiter Datenburst BURST2 gesendet wird. Die obere Zeile in der Figur 1 zeigt die dabei immer die frühest mögliche Aussendung des Datenbursts. Mit dem ausgesendeten zweiten Datenburst BÜRST 2 überlappt der dritte Datenburst BURST3 (obere Zeile) , der wiederum erst nach einer weiteren Wartezeit GAP2 ausgesendet werden kann. Zwischen den Datenbursts tritt folglich jedes mal eine Wartezeit GAPl, GAP2, ... auf. Diese Wartezeiten entsprechen ungenutzter Ü-bertragungskapazität.

Figur 2 zeigt die Übertragung der Datenbursts nach der neuen Methode. Bereits während der Übertragung des ersten Datenbursts BURST1 wird dem sendenden Endknoten durch Angabe einer Blockierungszeit ÖREQ-MIN mitgeteilt, ab wann keine Blockierung mehr besteht. Die Schalteinrichtungen des Netzes und der empfangende Endknoten sind über die gerade andauernde Blockierungszeit informiert und teilen dies im Bestätigungssignal dem sendenden Endknoten mit. Jetzt weiß der sendende Endkno-ten aufgrund der Blockierungszeit ÖREQ-MITO^ wann eine möglicherweise bestehende Blockierung aufgehoben wird und die Verbindung zu Übertragung des zweiten Datenbursts BURST2 frei ist, hier unmittelbar nach dem Ende des ersten Datenbursts. Die erste Wartezeit GAPl fällt daher nicht an und der zweite Datenbursts BURST2 wird ohne weitere Verzögerung ausgesendet. Ebenso könnte dritte Datenburst BURST3 unmittelbar nach der Blockierungszeit ÖREQ-MIM/ dem Ende der Blockierung durch den zweiten Datenburst BURST2, ausgesendet werden. BURST3 liegt aber zu diesem Zeitpunkt noch nicht vollständig vor (obere Zeile) und wird daher erst dann ausgesendet, wenn er vollständig ist. Die Übertragungskapazität wird durch das neue Verfahren soweit erhöht, dass im dargestellten Beispiel die anfallende Datenmenge problemlos übertragen werden kann. Im Extremfall treten überhaupt keine Wartezeiten mehr auf.

Durch das neue Verfahren kann außerdem der Signalisierungs-Overhead reduziert werden. Wird bei einer üblichen "Two-Way-Reservation" wird der sendende Endknoten über die Bestätigungsinformation ACK (Figur 3) , informiert, dass der Übertragungsweg nicht frei ist, so muss der sendende Netzknoten den entsprechenden Header gegebenenfalls mehrfach solange aussen-den, bis er durch die Bestätigungsinformation informiert wird, dass der Übertragungsweg frei ist. Diese fortlaufende Signalisierungsinformation wird überflüssig, wenn das erfindungsgemäße Verfahren verwendet wird, bei dem der sendende Endknoten genau weiß, ab wann der Übertragungsweg frei ist und er den nächsten Datenburst aussenden kann.

In Figur 3 ist ein Datennetz mit verschiedenen Endknoten A bis G dargestellt, die über Schalteinrichtungen SI bis S7 miteinander verbunden sind. An jedem Endknoten können mehrere Teilnehmer angeschaltet sein, wie dies bei den Endknoten A und E durch Anschlußleitungen symbolisch dargestellt ist. Der Endknoten A will Datenbursts zum Endknoten E übertragen. Er sendet daher zunächst in einem Header eine Reservierungsanfrage (bandwidth reservation request) REQ über die Schaltein-richtungen SI, S4 und S5 an E, die Zeitinformation ÖREQ = 0 enthält, was bedeutet, dass der Datenburst sobald wie möglich ausgesendet werden soll. Jede Schalteinrichtung überprüft, ob eine Reservierung von Übertragungskapazität für diesen Datenburst möglich ist. Bei der neuen Methode wird jedoch nicht nur eine positive oder negative Antwort erwartet. Für den

Fall, dass die Antwort negativ ist, der Datenburst also nicht sofort gesendet werden kann, enthält die Antwort die als Bio- ckierungszeit bezeichnete Wartezeit ÖREQ- IN, die eine Blockierungsdauer durch andere Burst-Übertragungen angibt und die der zu sendende Datenburst deshalb im Endknoten A noch verbringen uss, bevor er ausgesendet werden kann.

Der Verbindungsaufbau wird nun anhand der Figur 3 schrittweise beschrieben.

In einem ersten Schritt (1) sendet der Endknoten A seine An-frage REQ in einem Header an E, der - wie bereits erwähnt -die Zeitinformation ÖREQ = 0 enthält.

In einem zweiten Schritt (2) überprüft jede von der Übertragung betroffene Schalteinrichtung SI, S4, S5, ob der zu über-tragenden Datenburst mit einem gerade übertragenen Datenburst überlappt und nach welcher Zeitspanne δ die Übertragung des aktuellen Datenbursts, die Blockierung, beendet sein wird und eine verfügbare Verbindung A - E hergestellt ist. Die erste betroffene Schalteinrichtung SI sendet im Header mit der Re-servierungs-Anfrage REQ die längste Blockierungszeit ÖREQ = max(δREQ, δ) an die nächste Schalteinrichtung S4 weiter. Dieser Vorgang wiederholt sich in der Schalteinrichtung S4 und den weiteren Schalteinrichtungen, hier nur in der weiteren Schalteinrichtung S5. Jede Schalteinrichtung ermittelt die längste der Blockierungszeiten auf den einzelnen Übertragungsabschnitten und fügt diese in ihren Header ein.

In einem dritten Schritt (3) erreicht die Reservierungsanfrage den Endknoten E, welcher die Blockierungszeit ÖREQ-MIN der gesamten Verbindung A - E ermittelt.

Der Endknoten E sendet dann in einem vierten Schritt (4) eine Bestätigung ACK mit dieser längsten Blockierungszeit ÖREQ- IN zum Endknoten A und informiert ihn so, wann Übertragungskapa-zität zur Verfügung steht und er seinen Datenburst aussenden kann.

Auf den Weg der Bestätigungsinformation ACK durch die Schalteinrichtungen S5, S4 und SI wird Übertragungskapazität zwischen A und E für den auszusendenden Datenburst reserviert. Die beschriebene Methode wird als HORIZON-Algorithm bezeich-net .

Die Realisierung dieses Verfahrens kann mit unterschiedliche Varianten erfolgen. So können an Stelle einer Kalkulation der längsten Blockierungszeit auch alle in den einzelnen Schalt-e nrichtungen vorhandenen Blockierungszeiten eingefügt werden, und der empfangende Endknoten E ermittelt die längste Blockierungszeit der Verbindung A - E für den sendenden Endknoten A. Wesentlich bei allen Varianten ist lediglich, dass der sendende Endknoten A eine Bestätigung mit einer Zeitanga-be erhält, aus der er die Wartezeit bis zum Aussenden seines Datenburst ermitteln kann.

Bei einem anderen Verfahren, dem JET-Algorithm, werden die Zeitpunkte des Datenburst-Beginns und des Datenburst-Endes festgehalten. Hierdurch wird es möglich, zwischen zwei Datenbursts BURSTl und BURST2, für die bereits die Übertragungskapazität reserviert ist, einen weiteren Datenburst BURST3 zu übertragen. Figur 4 erläutert dieses. Zwischen den Datenbursts BURSTl und BÜRST2 liegt eine längere Wartezeit GAP. Wird die Zeit des möglichen Beginns zur AusSendung des Datenbursts BURST 3 mit tuEo-nn bezeichnet und empfängt der sendende Endknoten A die verbleibende Blockierungszeit ÖREQ-MIN (in diesem Beispiel entspricht die Blockierungszeit der Verbindung A - E dem Zeitabstand bis zum Ende von BURSTl, nach dem die Verbindung frei ist) und die Zeit tREQ-Max dem Beginn des nächsten Datenbursts BURST3, ab dem die Verbindung nicht mehr verfügbar ist, so kann der sendende Endknoten A die Länge des GAPs kalkulieren
GAPSIZE = tREQ-MMc - (tκEQ-ιNι + ÖREQ-MIN) kalkulieren, und so fest-stellen, ob er den weiteren Datenburst BURST3 innerhalb dieser Wartezeit aussenden kann (die freie Verbindungszeit GAP kann auch im Endknoten E usw. berechnet werden oder aufgrund einer relativen Zeitspanne ÖREQ-MAX bis zum Ende einer verfügbaren Verbindung ermittelt werden) . In Figur 4 ist es nicht der Fall und die Aussendung des Datenbursts BURST3 muss verzögert werden. Liegt keine Reservierung für den Datenburst BURST2 vor, dann wird die Zeit UREQ-MAX auf unendlich gesetzt werden und der Datenburst BURST3 kann nach Ablauf der Zeit ÖREQ-MIN ohne weitere Wartezeit ausgesendet werden.

Die Zeiten, ab wann und bis wann eine Übertragung eines Da-tenbursts möglich ist, können sowohl als Zeitspannen "δ" zu bestimmten Zeitmarken (z.B. Aussendung des Bestätigungssignals) als auch in absoluten Zeitwerten "t" angegeben werden.