Brevet FR2771573A1 — publié le 19990528

LàE2T DE CS M TIC DE PAQUETS À M IM S TAMPMS L'invention est relative à un élément de conmmutation de paquets ou de cellules à mémoires tampons. La transmission d'informations s'effectue de plus en plus à l'aide de signaux numériques transmis sous forme de don- nées asynchrones se présentant sous forme de paquets ou de cel- lules qui sont transmis de leur point d'origine vers leur point d'arrivée en passant par des noeuds o convergent un certain nom- bre de lignes et d'o part une multiplicité de lignes. Un paquet ou une cellule doit être commluté d'une ligne d'entrée vers au moins une ligne de sortie. Cette commutation, qui s'effectue sous la commande d'un algorithme d'acheminement, est réalisée par des éléments de commutation dont chacun comprend une pluralité, nl, d'entrées et une pluralité, n2 de sorties. Dans certains éléments de commutation classiques, une donnée d'entrée est stockée dans une mémoire tampon d'o elle est extraite ultérieurement pour être transmise vers la sortie choi- sie par l'algorithme d'acheminement. Dans sa version la plus simple, un tel élément de com- mutation comporte une mémoire tampon individuelle pour chacune des n2 sorties, chaque donnée d'entrée étant inscrite dans la mémoire tampon relative à la sortie choisie par l'algorithme d'acheminement. Cependant, pour limiter la complexité de ces élé- ments, il est connu d'utiliser une mémoire tampon unique dite "mémoire tampon partagée". Dans ce cas, l'élément de commutation comrporte typiquement un multiplexeur d'entrée et un démulti- plexeur de sortie, ainsi qu'un moyen de commande, notamment pour la gestion de la mémoire tampon. Le fonctionnement d'un tel élément s'effectue par cy- cles. Chaque cycle correspond à l'écriture dans la mémoire tampon partagée de données reçues sur chacune des n1 entrées et à l'ex- traction, ou lecture, de la mémoire tampon partagée de données à transmettre sur chacune des n2 sorties. Chaque cycle est classiquement divisé en un certain nombre d'intervalles élémentaires au cours de chacun desquels est (sont) effectuée(s) une opération de lecture et/ou une opération d'écriture d'un bloc de données traité en parallèle dans la mémoire tampon partagée. Durant un intervalle donné comprenant les deux types d'opérations, un bloc de données reçu sur une entrée de rang déterminé est inscrit en mémoire, et un bloc de données à transmettre sur une sortie de rang donné est extrait de la mémoire; ces opérations de lecture et d'écriture dans la mémoire tampon doivent être effectuées séparément dans le temps. La durée d'un cycle est conditionnée par trois para- mètres, à savoir le débit binaire sur les entrées et sorties, le nombre de bits d'un bloc de données traité en parallèle, et le nombre d'entrées et de sorties de l'élément de commutation. Alors qu'il est souhaitable d'augmenter la capacité (n1 x n2) de ce dernier, la durée d'un cycle diminue lorsque les entrées/sorties sont à haut débit, et on ne peut guère augmenter la taille d'un bloc de données traité en parallèle au- delà de certaines limites de complexité. Dans des applications à large bande, la recherche d'augmentation du nombre d'entrées et de sorties diminue la durée des intervalles élémentaires et donc le temps alloué à chaque opération d'écriture ou de lecture de la mémoire tampon partagée. Cette diminution peut non seulement entraîner des surcoûts prohi- bitifs, mais aussi se heurter aux limites des performances tech- nologiques en temps d'accès de mémoire. L'invention permet, pour un nombre fixé d'entrées et de sorties, d'augmenter sensiblement le temps alloué pour effectuer une opération de lecture ou d'écriture au cours de chaque inter- valle élémentaire. Inversement, pour un temps d'accès de mémoire donné, l'invention permet d'augmenter le nombre d'entrées et de sorties d'un élément de commutation. A cet effet, l'élément de commutation selon l'invention est caractérisé en ce qu'il comporte plusieurs sous-mémoires tam- pons partagées commandées de façon telle qu'au cours d'au moins certains des intervalles élémentaires, la mise en mémoire d'un bloc de données d'entrée et l'extraction d'un bloc de données vers une sortie puissent s'effectuer simultanément dans des sous- mémoires tampons partagées distinctes, la sélection de la sous- méimoire tampon partagée pour l'extraction étant prioritaire sur la sélection de la sous-mémoire tampon partagée pour la mise en mémoire. De cette manière, pour chaque opération de lecture, cromme pour chaque opération d'écriture, on dispose de la totalité de l'intervalle élénmentaire pour l'accès à la mémoire, alors qu'avec un élément de commutation connu, la durée d'un intervalle élémentaire doit être partagée pour effectuer les deux types d'opérations consécutivement dans le temps. L'ensemble des sous-mémoires tampons partagées, qui sont toutes, de préférence, de même capacité et identiques, constitue une mémoire tampon partagée virtuelle équivalente à une mémoire tampon partagée unique d'un élément de commutation connu. Les moyens de commande de la mémoire sont semblables à ceux prévus dans un élément de commiutation à mémoire tampon par- tagée unique. Toutefois certains moyens spécifiques - relative- ment simples - sont nécessaires. En effet, pour la gestion d'un tel dispositif il faut tenir compte du fait que le choix de la sous-mémoire tampon par- tagée dans laquelle s'effectue l'écriture est limité non seule- ment par la disponibilité des emplacements libres dans les diver- ses sous-mémoires tampons partagées, mais aussi par l'indisponi- bilité d'accès à la sous-mémoire tampon partagée sélectionnée en priorité pour la lecture. Il faut donc connaître le numéro de la sous-mémoire tampon partagée dans laquelle est stocké le bloc de données à lire pour pouvoir sélectionner une autre sous-mémoire tampon par- tagée dans laquelle on peut stocker un bloc de données entran- tes; cette sélection s'effectue par exemple en fonction de la disponibilité en emplacements libres de ces sous-mémoires tam- pons. La gestion doit aussi tenir compte des risques de blo- cage à l'écriture. En effet, par rapport à un élément de commuta- tion à mémoire tampon partagée unique, un élément de commutation selon l'invention présente un risque de blocage supplémentaire qui peut apparaître lorsque seule la sous-mémoire tampon partagée utilisée pour la lecture dispose d'emplacements libres alors que les autres sous- mémoires tampons partagées, accessibles pour l'écriture, sont entièrement pleines. Un tel risque de blocage est dit supplémentaire, car il n'existe pas dans le cas classique d'une mémoire tampon partagée unique (dans laquelle il est tou- jours possible d'écrire dans le dernier emplacement libre, quel qu'il soit). Cette possibilité de blocage supplémentaire diminue avec l'augmentation du nombre de sous-mémoires tampons partagées. Mais comme' l'augmentation du nombre de telles mémoires augmente la complexité de la commande, on préfère en pratique limiter ce nombre à une valeur relativement faible. Dans une réalisation, la commande est telle qu'à chaque intervalle élémentaire le choix de la sous-mémoire tampon parta- gée dans laquelle est mis en mémoire le bloc de données d'entrée dépend de l'état et/ou du taux de remplissage de chacune des sous-mémoires tampons partagées. Pour réduire le risque de blocage supplémentaire, il est préférable que l'écriture se fasse dans la sous-mémoire tam- pon partagée la moins chargée. Toutefois, ce type de crommande n'élimine pas complète- ment le risque de blocage supplémentaire. Pour l'éliminer complè- tement, il faut choisir une capacité suffisante pour les sous- mémoires tampons partagées. A cet effet, on peut montrer que la probabilité de congestion de la sous-mémoire tampon partagée vir- tuelle équivalente sera inférieure ou égale à la probabilité de congestion d'un élément à mémoire tampon partagée unique de capa- cité S si la capacité S' de chaque sous-mémoire tampon partagée est telle que S' > S/(p - 1), p étant le nombre de sous-mnémoires tampons partagées. Une autre caractéristique de l'invention est que le temps d'accès alloué aux opérations de mise à jour des listes chaînées dans les mémoires de gestion des emplacements libres et/ou des emplacements occupés est, par rapport à un élément de commutation à mémoire tampon partagée unique, augmenté de la même manière qu'est augmenté le temps d'accès alloué aux opérations d'écriture et de lecture des blocs de données. D'autres caractéristiques et avantages de l'invention apparaîtront avec la description de certains de ses modes de réa- lisation, celle-ci étant effectuée en se référant aux dessins ci- annexés sur lesquels: la figure 1 est un schéma de principe d'un élément de commutation selon l'invention, la figure la est un schéma de paquet ou cellule, la figure lb est un diagramme illustrant le fonctionne- ment de l'élément représenté sur la figure 1, la figure 2 est un schéma de circuit de gestion des emplacements libres des sous-mémoires tampons partagées de l'élé- ment de la figure 1, la figure 3 correspond à une variante de la figure 2, la figure 4 représente un circuit de gestion des emrrpla- cements occupés pour les sous-mémoires tampons partagées de l'élément de la figure 1, la figure 5 correspond à une variante de la figure 4, la figure 6 est un schéma de circuit de gestion combi- née des emplacements libres et des emplacements occupés pour les sous-mêmoires tampons partagées de l'élément de la figure 1, la figure 7 est un schéma de circuit de sélection de sous-mémoire tampon partagée pour écriture pour l'élément de la figure 1, et la figure 8 est une vue partielle de l'élément de la figure 1 pour une variante des circuits de gestion. Le principe de la transmission de données asynchrones par paquets ou cellules est classique; il n'est donc pas utile de la décrire ici. Un élément de commutation est utilisable pour tout type de transfert asynchrone par paquets ou cellules, de longueur fixe ou variable. L'élément de commutation 10 représenté sur les figures comprend n1 entrées, 121, 122... 12n1 et n2 sorties. Dans ce qui suit, pour simplifier, on prendra cTnomme exemple n1 = n2 = 32. Les données appliquées sur chaque entrée 12i sont de type numérique et se présentent sous forme de paquets ou de cel- lules 44 (figure la) découpés en blocs de données 461, 462 etc. de longueur fixe. Chaque bloc de données comporte c bits (par exemple, c = 64 bits). Chaque entrée 12i est reliée à l'entrée d'un registre d'entrée série/parallèle 14i présentant une entrée série et une sortie parallèle d'un bloc de donnés de c bits. Les bits de même poids, c'est-à-dire de même rang, de chaque sortie parallèle des registres 14i sont connectés à l'entrée de rang i d'un multi- plexeur 161 à 16c à n1 entrées. Ainsi, comme représenté, le bit le moins significatif, de rang 1 à droite de chaque registre 14i est connecté à l'entrée de rang i du multiplexeur 161. De même, le bit le plus significatif, de rang c, de la sortie du registre 14i est connecté à l'entrée de rang i du multiplexeur 16C. Les sorties des multiplexeurs 161 à 16C constituent une sortie parallèle 17 à c bits. A chaque instant le signal sur cette sortie parallèle correspond à la sortie parallèle d'un registre 14i et donc à une entrée 12i. Cette sortie parallèle est appliquée à une entrée parallèle correspondante de la mémoire tampon partagée virtuelle 18 conforme à l'invention. La sortie de la némoire tampon partagée virtuelle 18 est également sous forme parallèle à c bits. Chaque bit est appliqué à l'entrée d'un démultiplexeur 201 à 20C. Chaque démul- tiplexeur 20K conporte n2 sorties. Ces démultiplexeurs sont asso- ciés à des registres de sorties parallèle/série 221 à 22n2. Cha- que démultiplexeur correspond à un bit de poids déterminé associé à une entrée correspondante d'un registre 22i. Ainsi, comme représenté, le démultiplexeur 201 est affecté au bit le moins significatif et la première sortie de ce démultiplexeur 201 est reliée à la première entree, de rang 1, du registre 221 et la dernière sortie (de rang n2) du registre 201 est reliée à l'en- trée de rang 1 du registre 22n2. De même, les n2 sorties du démultiplexeur 20c sont connectées à toutes les entrées de rang c (bit le plus significa- tif) des registres, respectivement 221 à 22n2. Les sorties des registres 221 à 22n2 constituent les sorties séries 241 à 24n2 de l'élément de commutation 10. Selon l'invention, la mérmoire tampon partagée virtuelle 18 comporte p sous-mémoires tampons partagées 301, 302... 30pl Ces sous-mémoires tampons partagées 30j sont, par exemple, toutes identiques et ont toutes une même capacité de Ks mots de c bits chacun. Chaque sous- mémoire tampon partagée 30j présente une entrée parallèle 32j à c bits, commxne la sortie parallèle 17. Tou- tes les entrées parallèles 321 à 32p des sous-mémoires tampons partagées reçoivent le signal parallèle de la sortie 17 provenant des multiplexeurs 161 à 16c. En d'autres termes, les mêmes c bits parallèles provenant des multiplexeurs 16K sont 'répliqués sur chacune des entrées 32j des sous-rmémoires tampons partagées. Ces entrées constituent des entrées d'écriture. A des instants don- nés, un circuit 34 de sélection pour écriture, commande l'écri- ture dans l'une des sous-mémoires tampons partagées 30j, d'un mot de c bits provenant de la sortie 17. Chaque sortie 36j d'une sous-mémoire tampon partagée j est également du type parallèle à c bits. Les sorties 36j sont connectées aux entrées correspon- dantes 38j de c portes OU 40 en parallèle; pour simplifier, une seule porte OU 40 a été représentée. Les sorties 41 des c portes OU 40 sont également parallèles à c bits et sont reliées aux entrées parallèles 43 formées par les entrées des démultiplexeurs 201 à 20c. A un instant donné, un circuit 42, de sélection de sous-mémoire tampon partagée pour lecture, donne l'autorisation à l'une des sous- mémoires tampons partagées de transmettre son bloc de données de c bits vers les c portes OU 40. Dans ce qui précède, on a mentionné des opérations d'écriture et de lecture. Par "écriture", on entend ici la mise en mémoire d'un bloc de données dans un emplacement libre d'une sous-mémoire tampon partagée et, par "lecture", on entend l'ex- traction d'un bloc de données d'un ermplacement d'une sous-mémoire tampon partagée. Comrne indiqué ci-dessus, pour simplifier l'explication, le fonctionnement de l'élément 10 est décrit dans le cas o nI = n2 = 32. Le nombre d'intervalles élémentaires étant égal au nombre d'entrées (et de sorties) de l'élément de commutation 10, le fonctionnement s'effectue par cycles de 32 intervalles élé- mentaires, chacun de durée t (par exemple, t = 10 nanosecondes), c'est-à-dire que la durée d'un cycle est T = 32 x t (par exemple 320 nanosecondes). Au cours de chaque intervalle élémentaire (figure lb) de rang i, le bloc de données provenant de l'entrée 12i de même rang est mis en mémoire et le bloc de données à lire est trans- féré vers la sortie 24i de rang i. Selon un aspect de l'invention, au cours d'un inter- valle élémentaire ti (figure lb), on peut simultanément lire, dans une première sous-mnmoire tampon partagée, le bloc de don- nées devant être transmis sur la sortie i et écrire dans une autre sous-mémoire tampon partagée, distincte de la première, un bloc de données provenant de l'entrée i. Par exemple, au cours de l'intervalle i, on écrit dans la sous-mnémire tampon partagée 301 et on lit dans la sous- mémoire tampon partagée 302. La comnande des sous-mêmoires tampons partagées est telle que la sélection de sous-mémoire tampon partagée pour lec- ture est prioritaire. En conséquence, le choix de la sous-mémoire tampon partagée dans laquelle, à l'instant ti, on va inscrire le bloc de données provenant de l'entrée de rang i est restreint par l'interdiction d'écrire dans la sous-mémoire tampon partagée sélectionnées pour la lecture, ici la mémoire 302. On appréciera que, contrairement aux éléments de commu- tation connus, le temps alloué à la lecture est égal à la totali- té de l'intervalle élémentaire. De même, l'écriture peut occuper entièrement la durée de l'intervalle élémentaire. Cette propriété de lecture et d'écriture simultanées dans la mémoire tampon par- tagée virtuelle équivalente résulte du fait qu'on prévoit au moins deux sous-ménmoires tampons partagées parallèles. Ainsi, pour une durée de cycle donnée, on maximise le temps alloué aux opérations d'écriture ou de lecture, contraire- ment aux éléments de commutation antérieurement connus dans les- quels chaque intervalle élémentaire doit être partagé pour effec- tuer séparément dans le temps chacune de ces opérations. Une nmémoire tampon partagée virtuelle 18 formée de p sous-mémoires tampons partagées 301 à 30p nécessite des moyens de gestion des emplacements de mémoire sensiblement différents de ceux rencontrés avec une mémoire tampon partagée unique (classi- que). C'est pourquoi, on va décrire en relation avec les figures 2 à 6 divers modes de réalisation de circuits de gestion des emplacements libres et des emplacements occupés dans les sous- mémoires tampons partagées. La gestion des emplacements libres (figures 2 et 3) permet de fournir l'adresse d'un ermplacement libre dans une sous- mémoire tampon partagée pour chaque bloc de données reçu à écrire. La gestion des emplacements occupés (figures 4 et 5) per- met de préserver l'ordre des blocs de données à adresser succes- sivement à chaque lecture d'un bloc de données à transmettre. Le circuit de gestion des emplacements libres qui est représenté sur la figure 2 comporte p mémoires de chaînage 501... 50p d'emplacements libres, une par sous-mémoire tampon partagée. Chaque mémoire de chaînage 501... 50p comprend Ks mots ou lignes (Ks est le nombre de mots de c bits que peut contenir une sous-mémoire tampon 30j) de B2 bits chacun, avec B2 = log2 Ks (logarithme de Ks en base 2). Par exemple si Ks = 8, alors B2 = 3. De façon classique, à chaque mémoire 501... 50p est associé un couple de pointeurs, à savoir un pointeur de début de liste chaînée 521... 52p et un pointeur de fin de liste chaînée 541... 54p. Le pointeur 52K de début de liste chaînée est constitué, par exemple, par un registre contenant l'adresse, ou l'identité, du premier emplacement libre dans la sous-mémoire tampon partagée 30K correspondante et le pointeur 54K de fin de liste chaînée est aussi un registre contenant l'adresse, ou l'identité, du dernier emplacement libre dans la sous-mémoire tampon partagée 30K. Sur le schéma de la figure 2, la sortie de chaque poin- teur 52K, 54K, est connectée à l'entrée respective d'un multi- plexeur 56K. Mais il s'agit d'une représentation simplifiée. On rappelle ici les deux opérations principales que l'on peut effec- tuer avec une mémoire de chaînage (contenant une liste chaînée d'objets) et un couple de pointeurs. La première opération est la sélection d'un premier objet en tête de liste. A cet effet, le pointeur de tête de liste chaînée 52K indique, d'une part, l'identité de ce premier objet, et fournit, d'autre part, l'ad- resse o est mémorisé l'objet suivant dans la liste chaînée de la mémoire 50K. L'identité de cet objet suivant est sortie de la mémoire 50K et est introduite dans le registre 52K. La seconde opération de base consiste à ajouter un nouvel objet à la fin de la liste. Dans ce cas, l'identité de ce nouvel objet est inscrite en mémoire à l'adresse désignée par le pointeur de fin de liste chaînée. Ce dernier est mis à jour avec l'identité de ce nouvel objet. Ainsi, le pointeur de début de liste d'emplacements libres correspondant à la sous-mémoire tampon partagée sélection- née pour la lecture indique l'emplacement libre offert pour l'éc- riture dans cette mémoire et une opération de mise à jour est effectuée dans la mémoire de liste chaînée correspondante. Dans la variante représentée sur la figure 3, on pré- voit une seule mémoire 58 de chaînage des emplacements libres pour toutes les sous-mémoires tampons partagées 301 à 30p. Cette mémoire 58 comporte p x Ks mots de B2 bits chacun, avec B2 = log2 Ks. La mémoire 58 comporte des emplacements de mémoires 601 à 60p dont chacun a sensiblement le même rôle que la mémoire 50 à 50 du mode de réalisation décrit en relation avec la figure 2. Cormmroe dans le cas précédent, on prévoit p couples de pointeurs 52K, 54K et à chaque couple est associé un multiplexeur 56K. Toutefois, à la différence du mode de réalisation décrit précédemment, un autre multiplexeur 62 reçoit les sorties des divers multiplexeurs 56K de façon qu'à chaque instant une seule entrée soit adressée dans la mémoire 58. On va maintenant décrire en relation avec les figures 4 et 5 un mode de réalisation de circuit de gestion des emplace- ments occupés dans les sous-mémoires tampons partagées 30. Étant donné que, pour la lecture, il faut respecter un ordre bien déterminé de sortie des blocs de données, les enplace- ments occupés sont gérés à l'aide d'un seul couple de pointeurs (pour chacune des n2 sorties de l'élément de commutation), à savoir un pointeur 64 de début de liste et un pointeur 66 de fin de liste (figures 4 et 5). En effet, les blocs de données déli- vrés sur chacune des n2 sorties de l'élément de cormmutation 10 proviennent, en général, de sous-mémoires tampons partagées dif- férentes, mais leur gestion ne doit pas être affectée par la répartition dynamique de leurs blocs de données successifs dans les diverses sous-mémoires tampons partagées. Dans l'exemple représenté sur la figure 4, on prévoit des mémoires de chaînage 681 à 68p. Chaque mémoire de chaînage a une capacité de Ks mots de B3 bits chacun, avec B3 = log2 (p x Ks). Dans cet exemple, les sorties des pointeurs 64 et 66 sont reliées aux entrées d'un multiplexeur à deux entrées dont la sortie est connectée à l'entrée d'un démultiplexeur 72 à p sorties connectées à des entrées respectives des mémoires de chaînage 681 à 68p. Il est à noter que le nombre de bits B3 de chaque mot dans les mémoires 68K est dicté par le fait que, pour la lecture, il faut considérer l'ensemble des emplacements de mémoire pos- sibles dans la mémoire tampon partagée virtuelle, c'est-à-dire dans toutes les sous-mémoires tampons partagées, soit p x Ks emplacements. Dans la variante représentée sur la figure 5, au lieu de prévoir p mémoires de chaînage on prévoit une seule mémoire 74 avec une capacité de p x Ks mots de B3 bits chacun. Commne dans le cas précédent B3 = log2(p x Ks). Dans cette réalisation, il n'est pas nécessaire de pré- voir un démultiplexeur comme le démultiplexeur 72 de la figure 5. On va maintenant décrire en relation avec la figure 6, un circuit de gestion regroupée des emplacements libres et des emplacements occupés. Comme expliqué ci-dessus dans le cadre d'une gestion séparée des emplacements libres et des emplacements occupés, une gestion regroupée doit être telle qu'elle comporte, d'une part, une liste chaînée d'emplacements libres pour chaque sous-mémoire tampon partagée et une seule liste chaiînée d'ermplacements occupés (par sortie) pour l'ensemble des sous-mnémoires tampons partagées. Le mode de réalisation représenté sur la figure 6 per- met de contrôler l'exécution simultanée de la gestion d'une opé- ration de lecture et d'une opération d'écriture, sans pour autant typiquement diviser par deux le temps d'accès alloué aux mémoires communes de chaînage. On utilise donc un nombre p (p étant le nombre de sous- mémoires tampons partagées) de miémoires communes de chaînage d'emplacements libres et d'emplacements occupés 801 à 80p. Cha- cune de ces mémoires a une capacité de Ks mots de B3 bits chacun, avec B3 = log2(p x Ks). On rappelle que chaque sous-mémoire tam- pon a une capacité de Ks mots de c bits chacun. Par ailleurs, on prévoit p couples de pointeurs 82K, 84K de début et de fin de liste chaînée pour gérer les p listes chaînées d'emplacements libres, et un seul couple 86, 88 (par sortie), de pointeurs de début et de fin de liste chaînée pour gérer chaque liste chaînée d'emplacements occupés (par sortie) pour l'ensemble des sous-méimoires tampons. Par rapport au mode de réalisation décrit en relation avec les figures 2 à 5, on peut noter que la capacité de mémoire utilisée est plus faible que la somme des capacités des circuits séparés de gestion d'emplacements libres et de gestion d'emplace- ments occupés. En effet, on utilise la même capacité que dans le cas des figures 4 et 5 (gestion d'emplacements occupés). En fait le nombre total d'emplacements de mrémoire qui est nécessaire, dans ce cas, est au plus égal au nombre d'emplacements de mémoire dans l'ensemble des sousmémoires tampons partagées, car, à tout instant, la somme des emplacements libres et des emplacements occupés est égale à la capacité totale. Autrement dit on s'appuie sur le fait qu'à chaque instant un emplacement de mémoire est soit libre, soit occupé, mais ne peut être à la fois libre et occupe. Les pointeurs 86 et 88 (par sortie) relatifs aux empla- * cements occupés sont reliés aux entrées d'un multiplexeur 90 relié lui même à un démultiplexeur 92 à p sorties. Chaque sortie de ce démultiplexeur est connectée à une entrée respective d'un multiplexeur 941... 94p à deux entrées dont l'autre entrée est reliée à la sortie d'un multiplexeur 96K recevant les pointeurs 82K et 84K du début et de fin de liste chaînée pour les emplace- ments libres. La sortie du multiplexeur 94K est associée à une entrée correspondante de la mémoire de liste de chaînage corres- pondante 80K. En ce qui concerne le temps d'accès à la mémoire comn- mune de chaînage pour la gestion des deux listes chaînées, on observe que, dans le cas d'un élément de commutation classique à mémoire tampon partagée unique comportant aussi une telle mémoire commune de chaînage, le temps d'accès alloué à cette mémoire com- mune est égal au temps d'accès à la mémoire tampon partagée unique.Ainsi, dans un élément à mémoire tampon partagée unique classique, le temps d'accès à une mémoire de chaînage conmmne pour la lecture (ou l'écriture) est égal au temps d'accès à la mémoire tampon partagée pour la lecture (ou l'écriture), c'est-à- dire typiquement à la moitié d'un intervalle élémentaire. Par contre, avec la solution représentée sur la figure 6, les opérations de lecture et d'écriture s'effectuant simulta- nément dans deux sous-mémoires tampons partagées 30 distinctes, les opérations de gestions correspondantes de listes chaînées d'emplacements libres et de listes chaînées d'emplacements occu- pés peuvent s'effectuer simultanément dans deux mémoires communes de chaînage distinctes, ces deux nmémoires distinctes correspon- dant respectivement aux deux sous-mémoires tampons partagées dis- tinctes dans lesquelles sont effectuées l'opération de lecture et l'opération d'écriture. Ainsi le temps d'accès alloué aux mémoires de chaînage est, par rapport à un élément de commutation à rmémoire tampon partagée unique connu, augmenté de la même manière qu'est augmenté le temps d'accès alloué à la mémoire tam- pon pour chaque opération de lecture ou d'écriture. Bien qu'en relation avec les figures 2 à 6 on ait dé- crit des circuits de gestion pour des emplacements libres et des emplacements occupés basés sur la technique des listes chaînées dans des mémoires de chaînage, il va de soi que l'invention n'est pas limitée à cette réalisation. On peut aussi utiliser, pour cette gestion, d'autres techniques telles que des mémoires à file d'attente du type premier entré-premier sorti. Dans ce cas, il faudra aussi, pour l'écriture, une liste d'emplacements libres par sous-mémoire tampon et, pour la lecture, une liste unique d'emplacements occupés (par sortie). On va maintenant décrire, en relation avec la figure 7, un mode de réalisation de circuit de sélection de la sous-mémoire tampon partagée à utiliser pour l'écriture à un instant donné. Ce circuit 100 est subordonné à un organe de commande des emplacements occupés (non représenté sur la figure 7) qui rassemble toutes les fonctions nécessaires pour cxommnander le transfert des blocs de données à travers 1'élément de commuta- tion. Cet organe fournit, sur une entrée 102, un code indi- quant la sous-mémoire tampon partagée sélectionnée pour la lec- ture. Cette sous-mémoire tampon partagée utilisée pour la lecture ne peut donc pas être sélectionnée pour l'écriture. L'entrée 102 est appliquée à l'entrée d'un démultiple- xeur 104 à p sorties, p étant le nombre de sous-mémoires tampons partagée. Chaque sortie 1041... 104p du démultiplexeur 104 est reliée à la première entrée 106K d'une porte OU 108K, ainsi qu'à l'entrée de comptage 110K d'un compteur-décompteur 112K fournis- sant, sur sa sortie 118K, un code représentant le nombre d'empla- cerments libres dans la sous-mémoire tampon partagée correspon- dante de rang K. Chaque compteur-décompteur 112K présente aussi une entrée de décomptage 114K qui est reliée à la sortie 116K du cir- cuit 100 sur laquelle apparaît un signal de commande de sélection de sous-mémoire tampon partagée pour écriture. On comprend qu'ainsi chaque compteur 112K est incrémen- té d'une unité à chaque lecture dans la sous-mémoire tampon par- tagée correspondante et est décrémenté d'une unité à chaque écri- ture dans cette sous-mnmoire tampon correspondante. La sortie 118K du compteur 112K est reliée à la seconde entrée 120K de la porte OU 108K par l'intermédiaire d'un élément 122K de test de valeur zéro. La sortie de la porte OU 108K est reliée, par l'intermédiaire d'un inverseur 128K, à l'entrée 124K d'un circuit 126 de sélection de sous-n-moire tampon partagée la moins chargée. La sortie 118K du coepteur 112K est par ailleurs reliée à une autre entrée 130K du circuit 126 de sélection de sous- mémoire tampon partagée la moins chargée. Le signal appliqué sur l'entrée 124K est un signal à 1 bit indiquant si la sous-mémoire tampon partagée de rang K est "candidate" pour l'écriture. En effet, on comprend que cette sous-mémoire tampon partagée ne pourra pas être utilisée pour l'écriture soit parce qu'elle est déjà sélectionnée pour la lec- ture, comme indiqué (le cas échéant) par le signal sur la sortie 104K du démultiplexeur 104, soit parce qu'elle ne comporte pas d'emplacement libre comme indiqué par le dispositif 122K qui fournit un signal indiquant si le nombre d'emplacements libres est nul ou non. Le circuit 126 reçoit ainsi, pour chaque sous-mémoire tampon partagée, un signal indiquant si cette sous-mémoire tampon est candidate pour l'écriture (sur une entrée 124K) et un signal représentant le nombre d'emplacements libres (sur l'entrée 130K). Ce circuit 126 sélectionne celle des sous-mémoires tam- pons partagée ayant le plus grand nombre d'emplacements libres et qui, bien entendu, est en même temps candidate pour l'écriture. Si plusieurs sous-mémoires tampons partagées ont le même plus grand nombre d'espaces libres, l'une d'elles est choisie arbi- trairenment, par exemple au hasard ou bien selon un ordre prédé- terminé. Si aucune lecture n'est commandée, le choix de la sous- mémoire tampon partagée pour l'écriture est plus large puisque l'on peut choisir n'importe quelle sous-némoire tampon présentant un emplacement libre. Dans ce qui précède on a décrit un élément de commutn'a- tion 10 présentant un nombre d'entrées égal au nombre de sorties. En variante, le nombre d'entrées et le nombre de sorties peuvent être différents. Dans ce cas, le cycle T comprend deux types d'intervalles: d'une part, des intervalles avec lecture et écri- ture simultanées possibles (comme décrit ci-dessus), et, d'autre part, des intervalles avec lecture ou écriture seulement pos- sible. Si le nombre de sorties n2 est supérieur au nombre des entrées nl, le cycle T comprendra n1 intervalles avec lecture et écriture simultanées possibles, et n2 - n1 intervalles avec lec- ture seulement possible. Si le nombre des entrées n1 est supérieur au nombre des sorties n2, le cycle T comprendra n2 intervalles avec lecture et écriture simultanées possibles et n1 - n2 intervalles avec écri- ture seulement possible. Il est à noter que l'élément de commutation selon l'in- vention présente, par rapport à un élément de commutation connu à mémoire tampon partagée unique, un risque de blocage supplémen- taire qui peut survenir chaque fois que la sous-mémoire tampon partagée sélectionnée pour la lecture dispose d'emplacements libres alors que les autres sous-mémoires tanmpons partagées accessibles ne disposent pas d'emplacement libre. Un tel risque de blocage est dit "supplémentaire" parce qu'il n'existe pas dans le cas classique avec mémoire tampon partagée unique (dans la- quelle il est toujours possible d'écrire dans le dernier emplace- ment libre, quel qu'il soit). Cette probabilité de blocage supplémentaire diminue lorsque le nombre p de sous-mémoires tampons partagées augmente. Cependant, on préfère, en pratique, limiter ce nombre p à une valeur relativement faible pour ne pas accroître la complexité. Pour réduire ce risque de blocage, il est avantageux que chaque écriture d'un nouveau bloc de données soit effectuée dans la sous-mémoire tampon partagée la moins chargée (c'est-à- dire ayant le plus grand nombre d'emplacements libres). Toute- fois, en toute rigueur, un tel perfectionnement n'élimine pas complètement le risque de blocage supplémentaire. Pour l'éliminer complètement, il faut choisir une capacité suffisante pour les sous- mémoires tampons partagées, à savoir une capacité de S' ermplacements par sous-mémoire tampon partagée telle que S' soit au moins égal à S/(p - 1), o S est la capacité de référence d'un élément de commutation à mémoire tampon partagée unique clas- sique. Autrement dit, la capacité S' de chaque sous-mémoire tampon partagée est telle que (p - 1) sous-mémoires tampons par- tagées peuvent recevoir le débit maximum d'information d'écriture en assurant la même probabilité de congestion qu'une mémoire tam- pon partagée unique de capacité S. Dans le cas de l'élément selon 1' invention, pour élimi- ner en toute rigueur ce risque de blocage supplémentaire, il fau- dra donc, par rapport à un élément à mémoire tampon partagée unique, prévoir une capacité supplémentaire S' correspondant à une sous-mérmoire tampon partagée. Sur la figure 8 on a représenté la liaison des circuits de sélection, respectivement 34 et 42, aux sous-mémoires tampons partagées 301 à 30p. On voit ainsi que, pour l'écriture, le circuit 34 pré- sente, d'une part, p sorties élémentaires respectivement 341 à 34p, et, d'autre part, une sortie supplémentaire 34p+1 fournis- sant l'adresse de l'emplacement d'écriture dans la sous-mémoire tampon partagée sélectionnée. A chaque sous-mémoire tampon partagée est ainsi affec- tée une porte ET 1501, 1502... 150p qui reçoit sur une première entrée 152n l'adresse de l'emplacement à écrire et, sur une seconde entrée 154n, l'ordre d'écriture provenant de l'une des sorties 34i. De même, le circuit 42 comporte, d'une part, p sorties élémentaires 421 à 42p reliées à des entrées 1561 à 156p de por- tes ET 1581 à 158p et, d'autre part, une sortie 42p+1 reliée aux secondes entrées 160 des portes ET 158. Cette sortie 42p+l four- nit l'adresse de l'emplacement à lire dans la sous-mémoire tampon partagée sélectionnée tandis que les sorties 421 à 42p détermi- nent celle des sous-mémoires tampons partagées qui est sélection- née pour la lecture. Corme expliqué ci-dessus, les opérations d'écriture commandées par le circuit 34, et de lecture, commandées par le circuit 42, peuvent être effectuées simultanément. REVENDICATIoNS 1. Élément de commutation de paquets ou de cellules comprenant n1 entrées et n2 sorties et des moyens à mémoire tam- pon partagée (18) stockant les blocs de données provenant des entrées, ces blocs de données étant ensuite extraits pour être dirigés vers au moins une sortie, la mise en mémoire et l'ex- traction des blocs de données dans les moyens à mémoire tampon s'effectuant selon des cycles périodiques, chaque cycle compor- tant des intervalles élémentaires au cours de chacun desquels un bloc de données reçu sur une entrée peut être mis en mémoire et un bloc de données préalablement mis en mémoire peut être extrait vers une sortie déterminée, caractérisé en ce que les moyens à mémoire tampon partagée comrportent plusieurs sous-mémoires tam- pons partagées (301... 30p) commandées de façon telle, qu'au cours d'au moins certains des intervalles élémentaires, la mise en mémoire, ou écriture, d'un bloc de données d'entrée et l'ex- traction, ou lecture, d'un bloc de données vers une sortie s'ef- fectuent simultanément dans des sous-mémoires tampons partagées distinctes, la sélection de la sous-mémoire tampon partagée pour la lecture étant prioritaire par rapport à la sélection d'une sous-mémoire tampon partagée pour la mise en mémoire. 2. Élément de comnutation selon la revendication 1, caractérisé en ce que les sous-mémoires tampons partagées ont toutes la même capacité. 3. Élément de commutation selon la revendication 1 ou 2, caractérisé en ce que la commande de sélection est telle qu'à chaque intervalle élémentaire le choix de la sous-mémoire tampon partagée dans laquelle un bloc de données d'entrée est mis en mémoire dépend de l'état et/ou du taux de remplissage de chacune des sous-mémoires tampons partagées (301... 30p). 4. Élément de commutation selon la revendication 3, caractérisé en ce que la commande de sélection est telle que la mise en mémoire est effectuée dans celle des sous-mémoires tam- pons partagées qui est la moins chargée parmi celles qui ne sont pas sélectionnées pour extraire un bloc de données pour une sor- tie. 5. Élément de commutation selon la revendication 3 ou 4, caractérisé en ce qu'il conporte, pour chaque sous-mémoire tampon partagée (301... 30p), un compteur (1121... 112p) du nombre d'emplacements libres en mémoire qui est incrémenté lors- que la sous-mémoire tampon partagée correspondante est sélection- née en lecture et qui est décrémenté à chaque fois que la sous- mémoire tampon partagée correspondante est sélectionnée en écri- ture. 6. Élément de commutation selon les revendications 4 et , caractérisé en ce qu'il comporte un circuit (126) de sélection de sousmémoire tampon partagée la moins chargée qui comprend des couples d'entrées (124K, 130K) en nombre égal au nombre de sous- mémoires tampons partagées, une première entrée (124K) de chaque couple recevant un signal indiquant si la sous-mémoire tampon partagée correspondante est sélectionnable ou non pour l'écriture et la seconde entrée (130K) de chaque couple recevant le signal de sortie (118K) du compteur (112K) d'emplacements libres asso- cié. 7. Élément de commutation selon l'une quelconque des revendications précédentes, caractérisé en ce que le nombre d'en- trées est égal au nombre de sorties, et en ce qu'à chaque inter- valle élémentaire on peut effectuer simultanément une mise en mémoire de bloc de données et une extraction de bloc de données. 8. Élément de commutation selon l'une quelconque des revendications 1 à 6, caractérisé en ce que le nombre d'entrées est différent du nombre de sorties et en ce que chaque cycle com- prend des premiers intervalles élémentaires au cours desquels on peut effectuer une mise en mémoire et une extraction simultanées, et des seconds intervalles élémentaires au cours desquels on peut effectuer seulement des mises en mémoire ou seulement des extrac- tions. 9. Élément de commutation selon l'une quelconque des revendications précédentes, caractérisé en ce que pour l'écri- ture, il comprend un moyen de gestion des emplacements libres dans les sous-mémoires tampons partagées qui gère une liste d'em- placements libres pour chaque sous-mémoire tampon partagée. 10. Élément de commutation selon la revendication 9, caractérisé en ce que le moyen de gestion d'emplacements libres comrporte, pour chaque sous-mémoire tampon partagée, une mémoire dans laquelle est stockée une file d'attente de type premier entré-premier sorti. 11. Élément de commutation selon la revendication 9, caractérisé en ce que le moyen de gestion d'emplacements libres comnporte, pour chaque sous-mémoire tampon partagée, une mémoire de chaînage (501... 50p; 58) associée à un pointeur (521... 52p) de début de liste et à un pointeur (541... 54p) de fin de liste d'emplacements libres. 12. Élément de c.ommutation selon la revendication 11, caractérisé en ce que le moyen de gestion d'emplacements libres comporte une mémoire de chaînage (501... 50p) par sous-mémoire tampon partagée (301... 30p), le nombre de lignes (Ks) dans une mémoire de chaînage étant au moins égal au nombre (Ks) d'emplace- ments disponibles dans la sous-mémoire tampon partagée correspon- dante. 13. Élément de commutation selon la revendication 11, caractérisé en ce que le moyen de gestion d'emplacements libres comporte une mémoire de chaînage (58) cormmune à l'ensemble des listes, le nombre de lignes dans cette mémoire étant au moins égal au nombre des emplacements disponibles dans l'ensemble des sous-mémoires tampons partagées. 14. Élément de commutation selon l'une quelconque des revendications précédentes, caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de gestion d'écriture et de lecture tel que les blocs de données à transmettre successivement vers une sortie déterminée sont susceptibles d'être inscrits dans des sous-mémoires tampons partagées différentes et donc susceptibles d'être lus dans des sous-mémoires tampons partagées différentes. 15. EÉlément de commutation selon la revendication 14, caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de gestion de la lec- ture pour transmettre vers une sortie déterminée les données dans un ordre prédéterminé, ce toyen de gestion utilisant une liste chaînée unique d'emplacements occupés par sortie pour l'ensemble des sous-rmémoires tampons partagées. 16. Élément de commutation selon la revendication 15, caractérisé en ce que le moyen de gestion d'emplacements occupés pour la lecture comporte une mémoire à file d'attente du type premier entré-premier sorti. 17. Élément de commutation selon la revendication 15, caractérisé en ce que le tmoyen de gestion d'emplacements occupés pour la lecture comrporte une mémoire de chaînage (681... 68p; 74) comprenant une liste chainée, la rmémoire étant associée à un pointeur (64) de début de liste et à un pointeur (66) de fin de liste. 18. Élément de commutation selon la revendication 17, caractérisé en ce que le moyen de gestion d'emplacements occupés comrporte un nombre de mémoires de chaînage (681.. . 68p) égal au nombre de sous-nmémoires tampons partagées, le nombre de lignes dans chaque nmémoire de chaînage étant au moins égal au nombre d' ermplacements existants dans la sous-mémoire tampon partagée correspondante. 19. Elément de commutation selon la revendication 17, caractérisé en ce que le moyen de gestion d'emplacements occupés comnporte une mémoire de chaînage (74) cormmune à l'ensemble des listes d'emplacements occupés, le nombre de lignes dans la mé- moire étant au tmoins égal au nombre total d'emplacements exis- tants dans toutes les sous-mémoires tampons partagées. 20. Élément de commutation selon l'une quelconque des revendications, caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de ges- tion regroupée des emplacements libres pour l'écriture et des emplacements occupés pour la lecture, ce tmoyen de gestion compor- tant des mrémoires de chaînage (801... 80p) en nombre égal au nombre de sous-rmémoires tampons partagées, chaque mémoire de chaînage étant utilisée à la fois pour la gestion des emplace- nments libres et la gestion des emrplacements occupés, le nombre de lignes dans chacune de ces mémoires de chaînage étant égal au nombre d'emplacements disponibles dans la sous-mémoire tampon partagée correspondante. 21. Élénment de commutation selon la revendication 20, caractérisé en ce que les opérations de mises à jour des listes d'emplacements libres et des listes d'emplacements occupés sont effectuées simultanément dans des mémoires de chaînage différen- tes. 22. Élément de comutation selon l'une quelconque des revendications précédentes, caractérisé en ce que les p sous- mémoires tampons partagées ayant toutes la mnême capacité S', cette capacité est choisie de façon telle que p-1 sous-mémoires tampons partagées puissent recevoir le débit maximum d'informa- tion d'écriture.