Brevet FR2221889A1 — publié le 19741011

La présente invention concerne un dispositif de recherche d'itinéraire pour réseau de commutation téléphonique. On sait qu'un réseau de commutation téléphonique est destiné à relier les lignes d'abonnés dans un commutateur téléphonique, par exemple un autocommutateur. Un tel réseau est formé par l'assemblage d'une pluralité de matrices de commutation, dont chacune comporte un premier groupe d'accès, appelés arbitrairement entrées, et un second groupe d'accès, ou sorties, ainsi qu'une pluralité de points de croisement permettant de connecter tout ou partie des entrées à tout ou partie des sorties. Bien entendu, entre une entrée et une sortie déterminées, il existe une pluralité d'itinéraires possibles. Un point de croisement est un dispositif de commutation électronique ou électromécanique présentant deux états, l'un ouvert qui établit une discontinuité électrique, l'autre fermé qui établit une continuité électrique et comportant plusieurs contacts indépendants.Le nombre de contacts est en général de trois ou cinq, suivant qu'il s'agit de connecter une ligne téléphonique à deux ou quatre fils, le contact excédentaire étant destiné à la signalisation de l'état d'occupation du point de croisement et au maintien au travail de ce dernier. A l'intérieur du réseau de commutation, lesdites matrices sont disposées dans des éléments de sélection répartis en au moins deux étages, comportant chacun une pluralité desdits éléments de sélection et reliés entre eux par l'intermédiaire d'un organe de câblage, généralement modifiable aisément en fonction de l'intensité de trafic téléphonique propre des abonnés, cet organe de câblage étant appelé maille intermédiaire ou répartiteur de câblage. De même, à l'intérieur d'un élément de sélection, lesdites matrices sont réparties en au moins deux étages dits "de sélection", comportant chacun une pluralité desdites matrices et reliés entre eux, par l'intermédiaire de "mailles". Ainsi, un réseau de commutation se présente comme un assemblage de matrices de commutation présentant de multiples étages de sélection répartis dans des éléments de sélection differents et reliés les uns aux autres par des mailles, les entrées et les sorties dudit réseau étant respectivement formées par les entrées et les sorties des matrices des étages de sélection extrêmes. Le prix de revient d'un tel réseau de commutation est d'autant plus élevé que le nombre de points de croisement est plus grand. Par suite, on a intérêt à réduire ce nombre. A cet effet, il est courant que le nombre des accès du réseau du côté de l'autocommutateur soit inférieur au nombre des accès du réseau du coté des lignes d'abonnés, afin de réaliser ce qu'on appelle une concentration ou un épanouissement suivant le sens d'écoulement du trafic téléphonique que l'on considère. Une telle concentration ou épanouissement est possible du fait que l'intensité de trafic de certains abonnés peut être relativement faible. Par ailleurs, afin d'abaisser encore plus le court d'un réseau de commutation, la tendance actuelle est à diminuer le plus possible le nombre de contacts de chèque point de croisement. Plusieurs systèmes téléphoniques prévoient de n'utiliser que deux contacts par point de croisement. La diminution des points de croisement du réseau de commutation et celle des contacts des points de croisement nécessitent un dispositif de recherche d'itinéraire afin de déterminer l'état d'occupation des multiples points de croisement dudit réseau. A cet effet, on connait déjà un dispositif de recherche d'itinéraire pour réseau de commutation téléphonique, dispositif qui est commandé par un organe logique de traitement et qui comprend un circuit de commande susceptible d'activer d'une part ledit réseau et d'autre part une mémoire électronique comportant autant de cases mémoire que le réseau comporte de points de croisement et d'accès, chacune de ces cases indiquant l'état d'occupation du point de croisement ou de l'accès correspondant. La mémoire se présente comme une image des points de croisement du réseau.Lorsqu'un appel téléphonique parvient à une entrée du réseau et simultanément à l'entrée de l'organe logique de traitement, ce dernier actionne le circuit de commande qui, examinant point de croisement par point de croisement, va chercher dans la mémoire s'il existe un itinéraire libre entre l'adresse de l'appelant et l'adresse de l'appelé. Au fur et à mesure que le circuit de commande trouve dans la mémoire un point de croisement libre, il le réserve en le marquant occupé dans ladite mémoire et en agissant sur les deux registres d'adresse associés aux matrices de chaque étage de sélection pour fermer physiquement les contacts du point de croisement réservé. Un tel dispositif présente de graves inconvénients. Tout d'abord, l'adresse d'un point de croisement dans une matrice étant définie par deux coordonnées, il est obligatoire d'associer deux registres d'adresses à chaque étage de sélection. Ainsi, on multiplie lesdits registres et on complique le dispositif en en augmentant le prix de revient. Toutefois, l'inconvénient le p-lus important provient du fait que la mémoire doit être assez-grande pour pouvoir être représentative de l'état de chacun des points de croisement. Or, malgré la concentration, le nombre de cèux-ci peut être très important. Ainsi, dans le cas pratiqua d'un réseau de commutation comportant deux étages d'éléments de sélection de 16 éléments chacun, tandis que chaque élément de sélection comporte deux étages de sélection et que chaque étage de sélection comporte 16 matrices. les matrices du premier étage de sélection comportant 16 x 6 points de croisement et celles du second 8 x 8 points de croisement, le nombre total de ces points de sélection est de 96.000. On remarquera par ailleurs que, dans ce cas, le nombre de registres d'adresses de points de croisement est alors de huit. La présente invention remédie à cet inconvénient. Selon l'invention, le dispositif de recherche d'itinéraire à travers un réseau de commutation téléphonique comportant, entre deux groupes d'accès une pluralité d'étages de sélection reliés les uns aux autres par des groupes de mailles, ledit dispositif comportant un circuit séquentiel de commande susceptible d'activer ledit réseau et une mémoire représentative de ce dernier, est remarquable en ce que ladite mémoire comporte une pluralité de cases dont chacune d'elles est représentative-de l'état libre ou occupé d'une maille ou d'un accès appartenant au groupe des accès les moins nombreux et en ce qu'il comprendun traducteur d'adresse qui, à partir des coordonnées d'une maille libre d'un premier groupe et des coordonnées d'une maille libre d'un second groupe ou d'un desdits accès espacés de ladite maille du premier groupe par un troisième groupe de mailles, est susceptible de déterminer les coordonnées d'une maille de ce troisième groupe reliant lesdites mailles du premier et second groupes ou ladite maille du premier groupe audit accès. Ainsi, le nombre des données à emmagasiner dans la mémoire est beaucoup plus faible que dans le cas où la mémoire est représentative des points de croisement. De plus, le nombre des cases mémoire est encore restreint du fait que l'on n'a pas à emmagasiner l'adresse des accès les plus nombreux. Dans le cas pratique de réseau qui est donné ci-dessus en exemple et qui comporte 4.000 entrées et 1.000 sorties, seules 6.000 cases mémoires sont suffisantes. Trois registres au lieu de huit sont également suffisants. Avantageusement, ladite mémoire comporte autant de zones qu'il y a de groupes de mailles, plus une zone destinée aux accès les moins nombreux, chaque zone comportant autant de positions mémoires que de mailles ou d'accès dans le réseau. En prévoyant de façon appropriée le contenu et l'adressage de chaque zone mémoire, il est possible d'utiliser le dispositif selon l'invention pour connaltre les accès de deux groupes différents qui sont reliés à travers ledit réseau de commutation. Dans la zone mémoire des accès les moins nombreux, chaque adresse est formée par trois groupes de digits, dont le premier définit le numéro de l'élément de sélection auquel appartient l'accès considéré et le second fournit le numéro de la matrice de l'étage de sélection auquel appartient ledit accès, tandis que le troisième indique le numéro de cet accès dans la matrice, le contenu de chaque case mémoire de cette zone donnant le numéro d'une des matrices d'un autre étage de sélection aval, reliée par une maille à la matrice à laquelle appartient l'accès. Dans une zone mémoire de mailles reliant des étages de sélection, chaque adresse est formée par trois groupes de digits tels que le premier définit le numéro de l'élément de sélection auquel appartiennent lesdits étages, tandis que le second et le troisième fournissent respectivement les numéros de matrices reliées par une maille considérée, le contenu de chaque case mémoire de cette zone donnant le numéro de la sortie de l'élément de sélection relié à la maille correspondante. Enfin, dans la zone mémoire de mailles reliant des éléments de sélection, chaque adresse est formée par trois groupes de digits. Le premier comprend le numéro de l'élément de sélection aval relié à cette maille, le second le numéro de * la matrice de cet élément auquel est reliée' ladite maille et le troisième le numéro de l'accès de cette matrice reliée à la maille, le contenu de chaque case mémoire de cette zone donnant le numéro d'une des matrices d'un autre étage de sélection aval, reliée par une maille à la matrice à laquelle est reliée la maille considérée. Le traducteur d'adresse est alors formé pour que, à partir de l'adresse et du contenu de ces cas mémoires, il puisse de proche en proche déterminer, en partant d'un premier accès occupé, l'adresse des mailles occupées menant à un second accès en liaison avec le premier. Dans le cas où l'on progresse des accès les moins nombreux vers les accès les plus nombreux, cett-e détermination s'obtient par remplacement d'une partie de l'adresse qui vient d'etre calculée par le contenu de l'adresse que l'on vient de lire. Dans le sens de progression inversez le traducteur permet de comparer une adresse connue à une adresse contenue dans la mémoire pour voir si leurs contenus sont égaux. Les figures du dessin annexé feront bien comprendre comment l'invention peut être réalisée. La figure 1 montre un exemple de réseau de commutation téléphonique. La figure 2 montre un dispositif connu. La figure 3 montre schématiquement le dispositif selon 1' invention. La figure 4 illustre la constitution de la mémoire du dispositif de la figure 3. La figure 5 illustre le processus de recherche d'un itinéraire libre à l'aide du dispositif de la figure 3. La présente invention sera expliquée ci-après à partir de l'exemple de réseau de commutation RC montré par la figure 1. Il est bien évident que ce réseau de commutation n'est qu'un exemple et que l'invention s'applique à d'autres réseaux de commutation. Notamment, le nombre des étages de sélection pourrait être différent. Le réseau de commutation RC comporte deux étages d'éléments de sélection. Le premier étage est formé de n éléments de sélection terminaux EST1 à ESTn, tandis que le second est formé de m éléments de sélection de groupe ESG1 à ESGm. Ces deux étages sont reliés entre eux par un répartiteur de câblage ou mailles intermédiaires MI. Chaque élément de sélection terminal ESTi [avec 1$in) est formé par deux etages de sélection ST1 et ST2, reliés entre eux par des mailles terminales MT. Ces étages de sélection ST1 et ST2 sont respectivement formés par un assemblage de matrices de commutation MST1 ou MST2 (non représentées). Les accès (entrées ou sorties) des matrices des étages ST2 forment les accès extérieurs a des éléments de sélection terminaux ESTi, l'ensemble desdits accès a formant un premier ensemble d'accès A pour le réseau RC. De même, chaque élément de groupe ESGj (avec Ijm) est formé par deux étages de sélection SG1 et SG2, reliés entre eux par des mailles de groupe MG. Ces étages de sélection SG1 et SG2 sont respectivement formés par un assemblage de matrices de commutation MSG1 ou MSG2 (non représentées3. Les accès des matrices des étages SG1 forment les accès extérieurs b des éléments de sélection de groupe ESGJ, l'ensemble desdits accès b formant un second ensemble d'accès B pour le réseau RC. Ainsi, entre un accès A et un accès B, se trouvent quatre étages de sélection. Les accès c des étages ST7 opposés aux étages ST2, sont reliés par les mailles MI aux accès d des étages SG2 opposés aux étages SOI. La figure 2 montre un exemple de dispositif connu permettant de rechercher un itinéraire libre dans le réseau RC. A cet effet, ce dispositif comporte un organe logique de traitement CA, un circuit séquentiel de commande CC et une mémoire M. Cette dernière comporte suffisamment de cases mémoire pour qu'on puisse en associer une à chaque accès A, à chaque accès B et à chacun des points de croisement du réseau RC, chaque case comportant des moyens pour indiquer si l'élément qui lui est associé est libre ou occupé. Lorsqu'un appel téléphonique arrive sur un accès A par exemple, l'entrée E de l'organe logique de traitement CA reçoit également cet appel, ce qui lui permet de déterminer le numéro de l'accès A appelant et le numéro de l'accès B appelé. il fournit ces indications au circuit séquentiel de commande CC qui va chercher dans la mémoire M si un point de croisement immédiatement en aval de l'accès Aeppelart est libre en direction de l'accès B appelé. S'il en existe un, il le marque occupé dans la mémoire M et il le réserve dans le réseau de commutation RC. Ainsi, de proche en proche, par points de croisement successifs, le dispositif de la -figure 2 permet de trouver et de réserver un itinéraire entre un accès A et un accès B.Toutefois, comme il a été dit ci-dessus, il présente l'inconvénient de nécessiter une mémoire M importante et de nombreux registres d'adresses pour réserver des points de croisement dans le registre RC. La figure 3 montre un exemple de dispositif selon l'invention. Outre l'organe logique de traitement CA, le circuit séquentiel de commande CC, il comporte un traducteur d'adresse TA. De plus, sa mémoire de connexion NC, qui remplace la mémoire M, a une organisation spéciale comme le montre la figure 4. La mémoire de connexion MC est électronique et a une structure identique à celle utilisée dans les ordinateurs. Elle est constituée à partir d'éléments magnétiques à cycle d'hystérésis rectangulaire ou d'éléments mémoire à semi-conducteurs (association intégrée de bascules bistables). L'accès à cette mémoire est du type aléatoire et chaque case ou position mémoire est inscriptible et lisible électriquement. Cqmme dans le dispositif connu, cette mémoire permet de déterminer l'état d'occupation des divers itinéraires existant dans le réseau de commutation RC entre une des entrées A (ou 8) et une des sorties B (ou A).On peut ainsi rechercher un itinéraire libre entre un accès A et un accès B à relier et identifier, à partir d'un accès A tou Bl, l'accès B (ou A) qui lui est relié par l'itinéraire de communication établi entre eux. Selon une caractéristique de l'invention, la mémoire MC comporte plusieurs zones mémoire distinctes, chaque groupe de mailles et uniquement l'ensemble des accès A ou B les moins nom breux étant associés à l'une desdites zones. Ainsi, en considérant l'exemple du réseau de commutation RC de la figure I et en supposant que le nombre des accès B est inférieur au nombre des accès A, la matrice MC (voir figure 4) comporte quatre zones, l'une étant associée aux mailles NT, une autre aux mailles MI. une troisième aux mailles- NO et la dernière aux accès B. Lo numéro d'une zone parmi les autres est défini par le circuit séquentiel de commande CC, grâce par exemple à un code binaire. A l'intérieur d'une zone mémoire, il y a autant de positions mémoire que de mailles ou d'accès dans le réseau et le principe d'adressage est le suivant. Les diverses positions mémoire de la zone des accès B sont adressées d'après les numéros desdits accès dans le réseau de commutation RC. Chaque adresse est alors définie par un ensemble de trois groupes de digits binaires : le premier définit le numéro j de l'élément de sélection de groupe ESGJ. le second fournit le numéro de la matrice MSG1 concernée dans l'étage SOI de l'élément ESGJ et le dernier indique le numéro EB de l'accès B correspondant dans ladite matrice. Les positions mémoire de la zone des mailles de groupe MG sont adressées par le numéro des mailles MG dans le réseau RC. Cette adresse comporte également une écriture comprenant trois groupes de digits binaires : le premier indique le numéro de l'élément de sélection de groupe ESGJ auquel la maille appartient, tandis que les deux autres sont formés respectivement par les numéros des matrices MSG1 (de l'étage SG1) et MSG2 (de l'étage SG23 que la maille relie. Le câblage des mailles MG est supposé parfait, c'est-à-dire qu'il existe une maille et une seule entre une matrice de l'étage SOI et une matrice de l'étage SG2 à l'intérieur d'un élément ESOj. Les positions mémoire de la zone. des mailles terminales MT sont adressées de la même manière par le numéro des mailles MT dans le réseau RC. L'adresse comprend le numéro i de l'élément de sélection terminal ESTi auquel la maille appartient et les numéros des matrices MST 1 et MST2 des étages STI et ST2 dudit élément, reliées par la maille considérée. Le- câblage des mailles MT est également supposé parfait. Les positions mémoire de la zone des mailles intermédiaires MI sont aussi adressées par les numéros des mailles MI. Cependant, une difficulté se présente dans ce cas, car le câblage des mailles MI n'est pas parfait et est réalisé ou modifié) au gré des besoins-d'écoulement du trafic téléphonique. On peut alors définir deux adresses pour une maille intermédiaire MI, suivant que l'on considère que celle-ci appartient à un des éléments de sélection de groupe ESGJ ou à un élément de sélection terminal ESTih Dans le premier cas, l'adresse d'une maille MI comprend le numéro j de l'élément de sélection de groupe ESGJ, le numéro de la matrice MSG2 de l'étage SG2 de l'élément ESG; à laquelle est reliée ladite maille et le numéro de l'accès d de la matrice MSG2 auquel se trouve connectée ladite maille.Dans le second cas, l'adresse d'une maille MI comprend le numéro i de l'élément de sélection terminal ESTi, le numéro de la matrice MST1 de l'étage ST1 à laquelle est reliée la maille et le numéro de l'accès c de la matrice MST1 auquel se trouve connectée la maille MI. Comme on le verra par la suite, la première adresse est utilisée dans le traducteur d'adresse TA, la seconde étant utilisée pour l'adressage. Chaque position mémoire de la mémoire de connexion MC comporte un élément binaire indiquant si la maille MG, MI ou MT ou si l'entrée B correspondante est occupée ou libre, un groupe de p éléments binaires dont le rôle est analysé ci-après et éventuellement un élément binaire de clé de détection d'erreur. Les p éléments binaires correspondent, dans chaque zone mémoire, à un contenu différent 10 dans la zone mémoire des accès B, le contenu d'une position mémoire est le numéro d'une des matrices MSG2 de l'élément des groupe ESG; considéré. Ce numéro est équivalent à celui de la sortie de la matrice MSS1 connectée à l'entrée B correspondante. 20 dans la zone mémoire des mailles MG, une position mémoire donne le numéro de la sortie d connectée à la maille MG correspondante considérée comme adresse. 3 dans la zone mémoire des mailles NI, une position mémoire indique le numéro de la matrice MST2 connectée à la maille MI par une matrice MST1. Ce numéro est identique à celui de la sortie de cette matrice MST1 reliée à la matrice MST2. 40 dans la zone mémoire des mailles NT, une position mémoire donne le numéro SA de l'accès A connecté à la maille MT considérée par la matrice MST2. Cet accès est également un accès du réseau de commutation RC. Après avoir défini l'adressage et le contenu de la mémoire de connexion MC, on décrit ci-après- le fonctionnement du dispositif de la figure 3 pour rechercher un itinéraire libre à travers le réseau de commutation RC. Comme on l'a vu précédemment, lorsque les organes extérieurs demandent la recherche d'un itinéraire libre dans le réseau RC en vue d'établir un chemin de connexion, ils fournissent le numéro EB de l'accès B et le numéro SA de l'accès A -à connecter. Ces deux numéros sont transmis à l'organe logique de traitement CA qui, à partir du numéro i de l'élément ESTi contenu dans le numéro SA, établit l'adresse de départ et le nombre d'adresses à explorer dans la zone mémoire des mailles intermédiaires NI. Ceci revient donc à déterminer dans l'ensemble des mailles intermédiaires MI celles qui sont à la disposition de l'élément de sélection terminale ESTi desservant l'accès A, pour atteindre l'élément de sélection de groupe ESGJ comprenant l'accès B. Le circuit séquentiel de commande CC reçoit ces informations de l'organe logique de traitement CA et commence dans la zone mémoire MI la lecture des adresses à explorer déterminées précédemment par l'organe logique de traitement CA. Si dans la première position mémoire lue, l'élément d'occupation indique que la maille MI correspondante est libre, cette phase de traitement s'arrête et on passe à une autre phase. En revanche, si cet élément d'occupation indique que la maille MI est occupée, le circuit CC passe à la lecture de la deuxième position mémoire. Le processus se répète jusqu'à ce qu'une adresse de position mémoire fournisse une position mémoire-dont l'élément d'occupation indique que la maille MI qui lui est associée est libre ou jusqu'à ce que toutes les positions mémoires possibles soient lues et trouvées occupées.Dans ce dernier cas, si aucune maille MI n'est trouvée libre, la recherche est arrêtée et une signalisation d'occupation momentanée du réseau RC est donnée auxdits organes extérieurs. Dans le cas où l'on trouve une maille MI libre, le numéro de celle-ci, qui est équivalent à l'adresse à laquelle la mémoire est lue, est conservé en mémoire dans un registre tampon du circuit CC. En reprenant le numéro (n ESTi, nO MST1. nO C) de la maille intermédiaire libre MI et le numéro SA de l'accès A, le traducteur TA détermine le numéro (n ESTi, nO MST1, n0 MST2) d'une maille unique MT prolongeant la maille MI libre vers la sortie A. Ce numéro équivaut alors à une adresse de la zone MT de la mémoire MC. Une lecture mémoire à cette adresse permet de vérifier l'état de l'élément d'occupation . Si cet élément est occupé, la maille MT correspondante est occupée et le chemin n'est pas utilisable. Il faut alors chercher une autre maille intermédiaire libre donnant accès à une autre maille MT à tester. Cette opération est réalisée en réutilisant le numéro de la maille MI libre mémorisée dans le registre tampon. Le numéro de MI est envoyé au traducteur d'adresse qui teste alors s'il s'agit ou non de la dernière adresse MI à explorer et le traitement reprend comme ci-dessus. Si l'élément d'occupation est libre, la maille tlT est alors libre et ia recherche d'itinéraire se poursuit.Pour terminer cette recherche, il suffit alors de vérifier si, dans l'étage de sélection de groupe ESOj, la maille MG reliant la matrice MSG1, à laquelle appartient l'accès B en question à la matrice MSG2 connectée à la maille MI libre est elle-même libre. A cette fin, le numéro de la maille MI trouvée libre et le numéro EB de l'entrée B sont envoyés au traducteur d'adresse TA pour déterminer le numéro de la maille MG intéressée. Cette adresse est envoyée à la mémoire MC afin d'effectuer une lecture de son contenu. Le test d'occupation est ensuite réa.lisé. Si l'élément d'occupation est à l'état occupé, le même traitement que dans le test de la maille MT est réalisé. Si, en revanche, l'élément d'occupation indique l'état libre, la maille MG est libre et un itinéraire complet est trouvé libre entre un accès B et un accès A. Le schéma synoptique de la figure 5 illustre la recherche d'un itinéraire libre. Comme il a été mentionné ci-dessus, le dispositif selon l'invention peut être utilisé pour rechercher les accès A et B qui -sont reliés ensemble. La recherche d'un itinéraire libre décrite ci-dessus mettait en oeuvre l'utilisation de l'élément d'oc cupation on on décrit maintenant ci-après, la mise en oeuvre des p éléments binaires des mots mémoire pour l'identification d'un itinéraire occupé à partir d'un accès B. Le numéro EB de l'entrée B est envoyé à la mémoire MC par le circuit de commande CC. Après une opération de lecture, un test d'occupation est effectué. Si l'élément d'occupation est à l'état libre, cela signifie que l'entrée B est libre et donc qu'aucun itinéraire ne lui est connecté. Dans ce cas, une signalisation particulière est retransmise aux organes extérieurs. Si l'élément d'occupation indique l'état occupé, l'entrée B est occupée et une maille MG lui est connectée. Pour déterminer le numéro de cette maille MG, le traducteur d'adresse TA reçoit le numéro EB de l'entrée B et le contenu de la position de mémoire de zone B qui vient d'être lue, c'est-à-dire le numéro de la matrice MSG2. Ainsi, de l'adresse lue (n0 ESGj, nO MSG1, EB) et du contenu de cette adresse (n MSG2), on déduit le numéro tn ESGj. nO MSG1. n0 MSG2) de la maille MG. Ce numéro est envoyé à la zone mémoire MG de la mémoire MC pour y lire le contenu (nO d) de cette adresse. Un test d'occupation a lieu après la lecture et le traitement est identique à celui décrit ci-dessus. Dans le cas où l'élément d'occupation indique l'état occupé, on détermine le numéro tn ESGj, n d, n MSG2) de la maille intermédiaire MI connectée par l'envoi au traducteur d'adresse TA du numéro [n ESGJ, n MSG1, n MSG2) et du contenu (n d) de la position mémoire lue dans la zone MG. Le traducteur d'adresse TA transforme ce numéro dans le numéro équivalent (n ESTi, n MST1, n C] qui est envoyé à la fois à la mémoire MC comme adresse et dans un registre tampon. Une interrogation de la zone mémoire MI à l'adresse (n ESTi, n MST1, n C) permet de savoir si le chemin est toujours continu et d'obtenir le n MST2 constituant le contenu de cette adresse. De ces éléments, le traducteur TA déduit le numéro tn ESTi, n MST1, n MST2) d'une maille MT occupée reliée à la maille intermédiaire MI. Le processus se continue par la lecture de la zone mémoire MT à l'adresse (n ESTi, n MST1, n MST2) qui indique la continuité ou la non-continuité du chemin et le contenu SA à cette adresse. De ces informations, le traducteur TA déduit le numéro tn ESTi, n MST2, SA) de l'accès A relié à l'accès B considéré. L'identification complète du chemin reliant A et B a nécessité quatre calculs d'adresse MG, MI, T et A) et quatre lectures de mémoire. Le tableau I ci-après illustre le processus qui vient d'être décrit. (voir tableau I page suivante) TABLEAU I ; éT I de I'adresset I Zone mémoire Adresse lue Adresse calculée Contenu de l'adresset I Entrées B nOESGj,nOMSG1,EB nO MSG2 i &verbar; n ESGj.n MSG1,n MSG2 &verbar; .. . Mailles MG n ESGj,n MSG1,n MSG2 n d \ \ / M i I n0 d, oeto2 I ! I b n ESTi, nOMST1. nO C Mailles MI 1OESTi,nOMSTl,nOC n MST2 Mailles NI n ESTi,n MST1,n C n MST2 --M i \ X Mailles MT nOESTi,nOMST1 .nOMST2 Mailles MT |n ESTi,n MST1.n MSTZ SA l , $ SA i i - n0ESTi,n0NST2, SA Adresse sortie A cherchée A partir des informations contenues dans la mémoire, il est également possible de réaliser une identification et un chemin à partir d'un accès A. Cependant, dans ce cas, la recherche est plus longue puisqu'elle utilise une méthode d'adressage successif de la mémoire MC avec arrêt sur un contenu déterminé. L'adresse de la sortie A est composée de trois Farties : le numéro i de l'élément de sélection terminal ESTi, le nO de la matrice MST2 et le numéro SA de la sortie correspondante sur la matrice MST2. A partir de cette structure d'adresse, il est possible de définir un groupe de mailles MT susceptibles d'être connectées à la sortie A considérée. Ce sont les mailles MT reliées aux entrées de la matrice MST2. Par conséquent, le processus consiste alors à lire le contenu de la mémoire MC dans la zone MT à toutes les adresses définies par le numéro ESTi et le numéro MST2 et à vérifier que le contenu est identique au numéro SA de la sortie de la matrice MST2.Lorsque l'égalité est trouvée, le registre d'adresse de la mémoire contient le numéro de la maille MT connectée à la sortie SA et la partie évolut-ive de l'adresse donne le numéro de la matrice d'entrée MST1 de l'élément ESTi. Ce processus est utilisé de proche en proche pour déterminer le numéro de la maille NI, puis de la maille MG et enfin de l'accès B. Le tableau II ci-après illustre ce processus. (voir tableau II page suivante) TABLEAU II Adresse connue Adresse interrogée Valeur de comparaison Ad. A:n ESTi,n MST2,SA -Ad. MT:n ESTi, , n MST2 SA = contenu MT oui n0ESTi,n0NSTl = 4 l x . Ad.MT:n ESTi,n MS 1x n MSTA - Ad.MI:n ESTi,n MST1 , n0îST2 ss contenu oui I. oui n0ESTi,n0MST1, nOC1 . F Ad.MI:nOESTi,nOMST11,nOC TA 4, n ESGj,n d ,n MSG2 d, --- > Ad, MG:n ESGf, +,n MSG2 n d = contenu MO oui n0ESOj,n0NSOî ,n MSG2 r Ad.MG:nOESGj,nOMSG1 ,n MSGd Ad. Ei:n ESGj,n MSG1 , nO MSG2 = contenu oui n ESGj, MSG1 , Ei1; f Adresse B recherchée Le signe * indique que l'adresse ainsi repérée est déterminée dans le traducteur d'adresse. Bien entendu, lorsqu'un chemin a été trouvé libre, et s'il est décidé de l'utiliser pour établir une nouvelle communication à travers le réseau, il est nécessaire, d'une part, de mettre en occupation dans le réseau RC chacune des mailles et l'entrée B utilisées, d'autre part, de remplir, dans la mémoire RC, le contenu de chaque adresse concernée par l'information convenable et indispensable pour les opérations d'identification. Le processus utilisé part des adresses A et B et de l'adresse de maille identifiée dans la recherche d'un chemin libre et calcule chacun des contenus mémoire dans le traducteur. Lorsque la connexion est libérée dans le réseau, il faut rendre disponible chacune des mailles et l'entrée dans la mémoire. Pour cela, le processus est le même que le précedent mais au lieu d'inscrire l'information en mémoire, il est procédé à une remisse à zéro de l'élément d'occupation de chaque position mémoire concernée. Cette méthode de traitement de la sélection en mémoire s'applique quelle que soit la taille du réseau de connexion. Le nombre de zones mémoire est proportionnel au nombre d'étages de commutation du réseau. La dimension de chaque zone mémoire est déterminée par le nombre de mailles de chaque zone du réseau. La dimension du mot mémoire est liée au nombre d'accès des matrices de commutation utilises dans le réseau. La structure de l'information en mÉmoire favorise un sens d'identification. L'autre sens reste possible, mais plus lent. Le dispositif selon l'invention peut avoir ses organes électroniques intégrés dans un ordinateur. Ainsi. la mémoire de connexion MC peut être une partie ou zone de la mémoire de l'ordinateur. le traducteur d'adresse est remplacé par l'unité arithmétique et logique et le circuit séquentiel de commande est réalisé par un programme spécifique implanté dans la mémoire de l'ordinateur et utilisant tout ou partie des circuits de commande de l'ordinateur. Une telle structure est à retenir chaque fois qu'une centralisation des fonctions est souhaitable pour optimiser la structure de l'autocommutateur téléphonique. REVENDICATIONS 1 .- Dispositif de recherche d'itinéraire à travers un réseau de commutation téléphonique comportant, entre deux groupes d'accès, une pluralité d'étages de sélection reliés les uns aux autres par des groupes de mailles, ledit dispositif comportant un circuit séquentiel de commande susceptible d'activer ledit réseau et une mémoire représentative de ce dernier, caractérisé en ce que ladite mémoire comporte une pluralité de cases dont chacune d'elles est représentative de l'état libre ou occupé d'une maille ou d'un accès appartenant au groupe des accès les moins nombreux et en ce qu'il comprend un traducteur d'adresse qui à partir des coordonnées d'une maille libre d'un premier groupe et des coordonnées d'une maille libre d'un second groupe ou d'un desdits accès espacés de ladite maille du premier groupe par un troisième groupe de mailles est susceptible de déterminer les coordonnées d'une maille de ce troisième groupe reliant lesdites mailles des premier et second groupes ou ladite maille du premier groupe audit accès. 2.- Dispositif selon la revendication 1, caractérisé en ce que ladite mémoire comporte autant de zones qu'il y a de groupes de mailles, plus une zone destinée aux accès les moins nombreux, chaque zone comportant autant de positions mémoires que de mailles ou d'accès dans le réseau. 3.- Dispositif selon la revendication 2, caractérisé en ce que dans la zone mémoire des accès les moins -nombreux, chaque adresse est formée par trois groupes de digits, dont le premier définit le numéro de l'élément de sélection auquel appartient l'accès considéré et le second fournit le numéro de la matrice de l'étage de sélection auquel appartient ledit accès. tandis que le troisième indique le numéro de cet accès dans la matrice, le contenu de chaque case mémoire de cette zone donnant le numéro d'une des matrices d'un autre étage de sélection aval, reliée par une maille à la matrice à laquelle appartient l'accès, En ce que dans une zone mémoire de mailles reliant des étages de sélection, chaque adresse est formée par trois groupes de digits tels que le premier définit le numéro de l'élément de sélection auquel appartiennent lesdits étages, tandis que le second et le troisième fournissent respectivement les numéros de matrices reliées par une maille considérée, le contenu de chaque case mémoire de cette zone donnant ie numéro de la sortie de l'élément de sélection reliée à la maille correspondante et en ce que dans la zone mémoire de mailles reliant des éléments de sélection. chaque adresse est formée par trois groupes de digits, le premier comprenant le numéro de l'élément de sélection aval relié à cette maille, le second le numéro de la matrice de cet élément auquel est reliée ladite maille et le troisième le numéro de l'accès de cette matrice reliée à la maille, le contenu de chaque case mémoire de cette zone donnant le numéro d'une des matrices d'un autre étage de sélection aval, reliée par une maille à la matrice, à laquelle est reliée la maille considérée. 4.- Dispositif selon la revendication 3, caractérisé en ce que le traducteur d'adresse comporte des moyens pour que, à partir de l'adresse et du contenu de ces cases mémoires, il pusse de proche en proche déterminer, en partant d'un premier accès occupé, l'adresse des mailles occupées menant à un second accès en liaison avec le premier. 5.- Dispositif selon la revendication 4, caractérisé en ce que, dans le cas où l'on progresse des accès les moins nombreux vers les accès les plus nombreux, cette détermination s'obtient par remnlacement d'une partie de l'adresse qui vient d'être calculée par le contenu de l'adresse que l'on vient de lire. 6.- Dispositif selon la revendication 4, caractérisé en ce que dans le sens de progression du groupe des accès les plus nombreux vers le groupe des accès les moins nombreux, le traducteur permet de comparer une adresse connue à une adresse contenue dans la mémoire pour voir si leurs contenus sont égaux.