Размещение ячеек ATM протоколом конвергенции физического уровня в структуре кадра DS 3

 

Кадрирование PLCP		POI	РОН	Полезная нагрузка
А1	А2	Р11	Z6	Ячейка ATM 1
А1	А2	Р10	Z5	2
А1	А2	Р9	Z4	3
А1	А2	Р8	Z3	4
А1	А2	Р7	Z2	5
А1	А2	Рб	Z1	6
А1	А2	Р5	X	7
А1	А2	Р4	В1	8
А1	А2	РЗ	С1	9 Хвостовик
А1	А2	Р2	X	10
А1	А2	Р1	X	11
А1	А2	РО	С1	12
1 октет	1 октет	1 октет	1 октет	53 октета

 

 

Контроль, обнаружение и исправление ошибок в заголовке

 

 

Существенное улучшение семантической прозрачности сети ATM может быть достигнуто при условии защиты заголовка ячейки ATM хотя бы от одиночных ошибок, не говоря уже о пачках. В этом случае наиболее подходящим является адаптивный механизм, обеспечивающий коррекцию одиночных ошибок и обнаружение множественных.

Для защиты заголовка наиболее целесообразным является кодирование, основанное на обобщении кодов Хемминга, получивших название кодов БЧХ (ВСН - Bose - Chadhuri -Hocquenghem). Это циклические коды с большим выбором длины и широким спектром возможностей по исправлению ошибок при ограниченном количестве набора значений n, k, t. Возможности некоторых циклических кодов (n, k, t) по исправлению ошибок представлены в таблице 4.

Из таблицы видно, что в кодовом слове из п бит, благодаря наличию m = (п - к) избыточных бит, может быть исправлено t бит. Так, например, если мы хотим исправить одиночную битовую ошиб­ку в заголовке из 26 бит, то нам потребуется 5 избыточных бит, а общая длина заголовка составит 31 бит. Таким образом, если мы используем значения n, к и т, приведенные в таблице, то мы сможем исправить только t бит.

 

Таблица 4.

  Возможности циклических кодов

Общее количество бит,n	Полезные биты, к	Количество исправляемых бит, t	Число проверочных бит, m
	26	1	5
31	21	2	10
	16	3	15
	57	1	6
63	51	2	12
	45	3	18
	120	1	7
127	113	2	14
	106	3	21

 

Однако если мы увеличим число проверочных бит с 5 до 8, а ко­личество полезных бит уменьшится с 26 до 23-х, то количество исправляемых бит останется rev же (t = 1), но появится возможность обнаружения множественных ошибок.

В таблице 5  показан процент множественных ошибок, который может быть обнаружен при условии исправления одиночной ошибки в зависимости от к и m.

 

Таблица 5.

 

Число защищаемых бит, к	Число проверочных бит, m
	6	7	8
32	48%	74%	89%
40	36%	68%	84%
48	23%	62%	81%

 

 

Из таблицы 5 видно, что процент множественных ошибок для к = 32, 40 и 48 бит достаточно 6-ти проверочных бит для того, чтобы можно было испра­вить один ошибочный бит в заголовке.

В ячейке ATM заголовок составляет 5 октетов. Под поле контроля ошибок отведено 8 бит. Таким образом, этого вполне достаточно, чтобы ис­правлять одиночные ошибки и обнаруживать до 89 % множественных ошибок.

Суть протокола формирования поля контроля ошибок в заголовке заключается в следующем. Каждый передатчик ячеек ATM подсчитывает значение поля контроля ошибок в заголовке для первых четырех октетов заголовка и заносит результат в пятый октет (поле контроля ошибок в заго­ловке).

Значение поля определяется как остаток от деления (по модулю 2) произведения х⁸ на со­держимое заголовка ячейки (без поля контроля ошибок в заголовке) на производящий полином х⁸+х²+х+1. Оборудование передатчика подсчитывает этот остаток и прибавляет к нему по модулю 2 фиксированную комбинацию 01010101. Эта сумма и заносится в поле контроля ошибок заголов­ка.

Поле контроля ошибок в заголовке дает возможность:

- обнаружения и исправления (корректировки) в заголовке ячейки однобитовых ошибок;

- обнаружения до 89 % многобитовых ошибок и стирания (отбрасывания) таких ячеек.

Обе эти возможности реализуются оборудованием приема ячеек ATM с помощью адаптивного ме­ханизма, диаграмма состояний которого приведена на рис. 9.

 

Рис. 9  Диаграмма состояний адаптивного алгоритма проверки и исправления ошибок в заголовке ячейки.

 

После запуска приемник находится в режиме коррекции. Если обнаружена однобитовая ошибка, то она исправляется. Если обнаружена многобитовая ошибка, то ячейка стирается. В обоих случаях приемник переключается в режим детектирования. В этом состоянии приемника каждая ячейка с обнаруженной одиночной или множественной ошибкой в заголовке стирается. Если ошибок в заголовке не обнаружено, то механизм переходит в состояние коррекции. Следует отметить, что режим работы механизма обнаружения и исправленная ошибок в заголовке ячеек выбран с учетом характеристик ошибок цифровых систем передачи на оптоволокне, которые характеризуются смесью однобитовых ошибок с относительно длинными пачками ошибок, поражающими не только адресную часть, но и поле полезной нагрузки ячеек.

Описанный адаптивный алгоритм гарантирует исправление однобитовых ошибок и малую вероятность доставки ячеек с ошибочными заголовками, пораженными пачкой ошибок.

 

Разграничение ячеек

 

 

В любой системе с коммутацией пакетов приемный узел должен быть способен определить границы пакетов. В протоколе HDLC, где приняты пакеты переменной длины, разграничение пакетов выполняется с помощью уникальной двоичной последовательности 01111110, которую принято называть флагом. Эта последовательность не должна встречаться в пакете. Для гарантии прозрачности данных они подвергаются специальной процедуре - вставки бит (Bit Stuffing), которая исключает внутри пакета наличие флаговой комбинации.

В сетях ATM может использоваться аналогичный механизм, но его использование на высоких скоростях, что типично для ATM, не является оптимальным.

На данный момент времени исследованы три варианта разграничения пакетов ATM, основанные:

- на использовании пустых ячеек;

- на организации регулярной кадровой структуры;

- на проверке поля контроля ошибок в заголовке ячейки.

Каждый из этих вариантов может быть описан с помощью диаграммы, приведенной на рис. 10 и имеющей три состояния: поиск, предсинхро и синхро.

 

Рис. 10  Диаграмма реализации процедуры разграничения ячеек.

В состоянии ПОИСК система посредством некоторого механизма бит за битом проверяет, не определена ли граница ячейки. Если да, то состояние изменяется на ПРЕДСИНХРО, где проверка границ осуществляется ячейка за ячейкой. Если обнаружены n следующих одна за другой границ ячеек, то система переходит в состояние СИНХРО.

Система будет полагать, что произошел срыв синхронизации только тогда, когда обнаружено m следующих один за другим случаев потерь границ ячеек. Параметры nиm определяют скорость, с которой система входит в синхронизм и обнаруживает потерю синхронизма.

Рассмотрим три возможных варианта решения задачи разграничения ячеек.

 

Разграничение с помощью пустых ячеек.

Пустые ячейки, которые вставляются для согласования скорости цифрового тракта, характеризу­ются особым значением заголовка. В состоянии ПОИСК это значение ищется бит за битом во вхо­дящем битовом потоке. В состоянии ПРЕДСИНХРО это особое значение заголовка проверяется ячейка за ячейкой для подтверждения правильности выделения границы ячейки. Для этого можно использовать заданное количество правильно определенных границ пустых ячеек. Однако, так как пустые ячейки в тракте определяются только тогда, когда нет полезной информации, то может пройти достаточно большое время до появления следующей пустой ячейки. Поэтому доверитель­ный интервал, в течение которого принимается решение о вхождении в синхронизм, может быть достаточно большим. То же самое происходит и в состоянии СИНХРО. Перед принятием решения о срыве синхронизации, также может пройти достаточно большое время, так как при больших на­грузках всегда существует определенная вероятность события, что в течение этого интервала пустые ячейки отсутствуют. Кроме того, необходимо принимать во внимание, что механизм разграничения может идентифицировать заголовок ячейки, несущей полезную информацию, как искажен­ный заголовок пустой ячейки.

 

Разграничение ячеек за счет периодичности вставленных ячеек.

Для того, чтобы избежать ошибочной идентификации заголовков ячеек, можно использовать механизм проверки заголовков периодически вставленных пустых ячеек. Данный механизм имеет много общего с первым вариантом и является, по существу, частным случаем разграничения с помощью пустых ячеек, в котором пустые ячейки вставляются через равные промежутки времени. Это гарантирует, что ячейка, пришедшая через интервал Т после пустой ячейки, должна быть пустой.

Система в состоянии ПОИСК осуществляет обнаружение заголовков периодических пустых ячеек. При обнаружении заголовка вставленной ячейки система переходит в состояние ПРЕДСИНХРО и ожидает аналогичного заголовка через период Т. Для достижения состояния СИНХРО необходимо n подтверждений, следующих друг за другом.

При таком варианте исключается возможность со стороны пользователей преднамеренной вставки значений заголовка в информационное поле, т.к. в данном случае сам передатчик через равные промежутки времени Т осуществляет вставку особых ячеек. Выбор периода Т определяется на основе компромисса между эффективностью передачи и требуемым временем синхронизации. Действительно, вставка пустых ячеек уменьшает пропускную способность цифрового тракта, так как вводятся пустые ячейки. С другой стороны, чем меньше период Т, тем быстрее система входит в синхронизм.

 

Разграничение ячеек за счет использования поля проверки ошибок в заголовке.

Данный способ разграничения ячеек использует корреляцию между битами заголовка и соответ­ствующими контрольными битами, записанными в поле контроля ошибок в заголовке механизмом обнаружения и исправления ошибок.

В состоянии ПОИСК процесс разграничения выполняется путем проверки (бит за битом, байт за байтом) совпадения контрольных бит с передаваемыми данными путем их деления на по­рождающий полином. Если остаток (контрольные биты) не соответствуют передаваемой двоичной последовательности заголовка, то процесс проверки повторяется со сдвигом на один бит в битовом потоке. По одному совпадению система переходит в состояние ПРЕДСИНХРО. После получе­ния и подтверждений о соответствии остатка (синдрома) с принятой двоичной последовательностью заголовка, система переходит в состояние СИНХРО.

Из состояния СИНХРО система может перейти в состояние ПОИСК в случае, если m раз подряд остаток (синдром) не соответствует принятой последовательности.

Намеренная или случайная имитация в информационном поле контрольных бит циклического поля может привести к неправильной синхронизации или увеличит время вхождения в синхронизм. Для устранения этого явления производится операция скремблирования, которая рандомизирует биты информационного поля. Это гарантирует, что биты информационного поля имеют псевдослучайную последовательность, а вероятность появления синдрома в информационном поле становится ничтожно мала.

Ясно, что значения пит влияют на характеристики процесса разграничения ячеек.

Предложены следующие значения n и m в зависимости от систем передачи:

- n = 6, m = 7 для систем передачи СЦИ;

- n = 8, m = 7 для системы передачи на основе ячеек.

Для систем передачи СЦИ содержимое информационного поля должно скремблироваться с помощью самосинхронизирующегося скремблера с полиномом х⁴³+1. Данный скремблер должен функционировать только при нахождении механизма разграничения в состояниях ПРЕДСИНХРО и СИНХРО и выполняться в состоянии ПОИСК.

Для интерфейсов на основе ячейки в Рек. СС МСЭ 1.432 был определен распределенный скремблер 31-го порядка.

Расчеты показывают, что для СЦИ СТМ-1 (155 Мбит/с) даже при вероятности ошибки на бит P_BER = 10 ^-4 механизм разграничения ячеек будет находится в состоянии СИНХРО в среднем около одного года, а после потери синхронизации потребуется 28 мкс, чтобы снова войти в состояние СИНХРО.

 

 

Согласование скорости ячеек

 

 

В тех случаях, когда для передачи отсутствуют назначенные ячейки пользователя, неназначенные ячейки уровня ATM или ячейки ОАМ физического уровня, для того, чтобы адаптировать поток ячеек к двоичной скорости передачи, вставляются пустые ячейки. На приемной стороне пустые ячейки будут отбрасываться. Вставка и отбрасывание пустых ячеек выполняют функцию согласования скорости ячеек.

Пустые ячейки идентифицируются с помощью стандартизованной двоичной комбинации в заголовке ячейки, приведенной в табл. 6.

Эта комбинация используется для всей сети ATM. Каждый октет информационного поля пустой ячейки заполняется комбинацией 01101010.

Таблица 6.