Brevet FR2879058A1 — publié le 20060609

SYSTEME ADAPTATIF DE RECUPERATION D'HORLOGE La présente invention concerne un système adaptatif de récupération d'horloge comprenant un réseau à commutation de paquets. L'invention est applicable en particulier, mais pas uniquement, pour la synchronisation d'horloges associées à des liaisons de transmission à multiplexage temporel interconnectées par un réseau à commutation de paquets. Les réseaux de communication utilisent typiquement l'un des deux mécanismes de transmission bien établis, le transfert par commutation de circuits et le transfert par commutation de paquets (ou juste le transfert par paquets). Les systèmes les plus anciens ont tendance à mettre en oeuvre le premier, et, dans l'ensemble, utilisent le multiplexage temporel pour diviser le domaine temporel, pour une bande de fréquences donnée, en intervalles de temps de durée égale. Les circuits sont définis en regroupant des positions d'intervalles identiques en trames temporelles successives. Les réseaux à commutation de paquets n'attribuent généralement pas de ressources fixes aux émetteurs, mais acheminent plutôt des paquets de données sur la base d'un service "au mieux", en utilisant une information d'adresse de destination contenue dans les en-têtes de paquets, et en utilisant des commutateurs et routeurs de réseau. Les réseaux à commutation de paquets deviennent plus populaires parmi les opérateurs de réseaux, parce qu'ils procurent souvent de meilleures performances et car leur installation et leur maintenance sont moins coûteuses comparées à celles des réseaux à commutation de circuits équivalents. Traditionnellement, les réseaux de télécommunications utilisent des circuits à multiplexage temporel appelé TDM , selon l'expression anglo-saxonne time division - 2 - multiplexed, pour interconnecter des commutateurs de réseaux. Cependant, pour les raisons de performances et de coûts mentionnées ci-dessus, de nombreux opérateurs et des fournisseurs de lignes louées (qui fournissent de la bande passante à des prestataires de services) s'orientent vers le remplacement de circuits TDM par des réseaux à commutation de paquets. Dans de nombreux cas, des "sessions" de commutateur à commutateur seront entièrement disponibles sur des réseaux à commutation de paquets. Cependant, il est probable que, pendant encore de nombreuses années, certains opérateurs continueront à utiliser des circuits TDM pour fournir tout ou au moins une partie des réseaux. Ceci nécessitera la compatibilité entre les réseaux à commutation de paquets et les équipements TDM "propriétaires". La Figure 1 illustre schématiquement un réseau de transport 1 qui est un réseau à commutation de paquets tel qu'un réseau Ethernet, ATM ou IP. Le réseau de transport fournit des services de ligne louée pour interconnecter les installations 2, 3 d'un premier et d'un deuxième clients, qui utilisent tous deux des émetteurs TDM 4, 5 pour traiter des flux d'informations multiples. La nature de ces flux est sans importance, bien qu'il puisse s'agir, par exemple, de communications vocales, de communications de vidéo-conférence ou de transmissions de données. Afin de faciliter l'interconnexion des flux TDM, le réseau de transport 1 doit émuler des circuits TDM appropriés. Les liaisons TDM sont des circuits synchrones à débit binaire (transmission) constant régi par une horloge de service qui fonctionne à une fréquence prédéfinie. Par contre, dans un réseau à commutation de paquets, il n'y a pas de liaison directe entre la fréquence à laquelle des paquets sont émis à partir d'un port d'entrée et la fréquence à laquelle ils arrivent sur un port de sortie. En se référant de nouveau à la Figure 1, afin 2879058 - 3 - de fournir une émulation du circuit TDM, des noeuds d'interface 6, 7 disposés à la frontière du réseau à commutation de paquets doivent permettre la compatibilité entre les liaisons TDM et le réseau à commutation de paquets, d'une façon telle que la liaison TDM du côté de la sortie soit synchronisée avec la liaison TDM du côté de l'entrée. C'est-à-dire que la fréquence de service TDM, fservicer lors de l'installation du client du côté de l'entrée doit être exactement reproduite à la sortie du réseau à commutation de paquets fregen. La conséquence de tout écart à long terme entre ces fréquences est que la file d'attente à la sortie du réseau à commutation de paquets sera soit remplie soit vide, selon que l'horloge régénérée fregen est plus lente ou plus rapide que l'horloge originale fservice, ce qui provoquera des pertes de données et une dégradation du service. De plus, sauf si la phase de l'horloge originale fservice est suivie par celle de l'horloge régénérée fregen, l'écart en suivi de fréquence conduit à des variations légères, mais néanmoins non souhaitables, du niveau de fonctionnement de la file d'attente à la sortie. Il est donc souhaitable d'avoir un procédé fiable pour synchroniser la fréquence et la phase de l'horloge en sortie du réseau à commutation de paquets avec celles de l'horloge du côté émission TDM est souhaité. Une solution consiste à utiliser un algorithme pour récupérer la fréquence et la phase d'horloge émettrice, à partir d'estampilles temporelles incorporées dans les paquets par l'émetteur, prenant en compte le délai de transmission sur le réseau à commutation de paquets. Comme le délai de transmission sur le réseau à commutation de paquets est imprévisible pour un paquet quelconque donné, on peut utiliser un algorithme adaptatif. Par exemple, il est possible d'effectuer un moyennage afin de prendre en compte les variations de délai de transmission. Pour les modes de transfert asynchrone (ATM), la norme ITU I.363.1 et la norme du - 4 Forum ATM af-vtoa-0078 décrivent le concept d'un mécanisme de récupération d'horloge adaptatif en termes généraux. Le document EP 1 455 473 divulgue un procédé de synchronisation d'une première et d'une deuxième horloges couplées respectivement aux interfaces d'entrée et de sortie d'un réseau à commutation de paquets, où la première horloge détermine le débit binaire d'un flux TDM à débit binaire constant arrivant à l'interface d'entrée, et le débit de la deuxième horloge détermine le débit binaire d'un flux TDM à débit binaire constant émis depuis l'interface de sortie. Le procédé comporte une étape de calcul d'un délai de transit minimum de paquet sur le réseau dans chacun des intervalles de temps successifs, et une étape où l'on fait varier la fréquence de la deuxième horloge de façon à maintenir le délai de transit minimum de paquet calculé à une valeur constante, et donc à réaliser une synchronisation de phase et de fréquence pour les première et deuxième horloges. Le procédé repose sur le principe sous-jacent suivant: de manière pratiquement indépendante au niveau de trafic dans un réseau à commutation de paquets, une proportion de paquets sera toujours transmise avec une même valeur de délai de transit minimum fixée. Le procédé peut être utilisé, en particulier, pour synchroniser une horloge d'une entité TDM émettrice couplée à l'interface de sortie avec une horloge d'une liaison TDM couplée à l'interface d'entrée. Le document EP 1 455 473 concerne la synchronisation d'horloges TDM en entrée et en sortie du réseau à commutation de paquets qui sont associées à un flux TDM donné. Le procédé peut être appliqué en parallèle à plusieurs flux TDM transmis entre les mêmes interfaces d'entrée et de sortie. Les horloges et les procédures de synchronisation de chaque flux sont traitées de façon indépendante. - 5 La présente invention repose sur l'observation suivante: les retards subits par des paquets appartenant à un flux donné sont influencés par la présence d'autres flux, au niveau de la même interface d'entrée d'un réseau à commutation de paquets, ou se croisant au niveau d'un noeud commun de réseau à commutation de paquets. Ceci est particulièrement vrai dans le cas où les fréquences auxquelles les paquets sont injectés au niveau de l'interface d'entrée du réseau à commutation de paquets, ou arrivent à un noeud de réseau donné, sont similaires pour différents flux. Considérons par exemple deux flux TDM qui ont des fréquences, c'est-à-dire des débits binaires, similaires mais légèrement différentes. Pour chaque flux, un "système de mise en paquets" situé à l'interface d'entrée correspondante, positionne les bits, au fur et à mesure qu'ils arrivent, dans des paquets de taille déterminée. La taille des paquets est la même pour chaque flux. Les deux flux du haut de la Figure 2 illustrent les flux respectifs des paquets. Quand les flux TDM arrivent sur la même interface d'entrée, les flux de paquets respectifs se "croisent" au niveau de cet émetteur de paquet. Quand les flux TDM arrivent sur des interfaces d'entrée différentes, les flux de paquets peuvent se croiser au niveau d'un même noeud commun, intermédiaire, dans le réseau à commutation de paquets. Au niveau d'une interface ou d'un noeud commun où des flux de paquets se croisent, l'unité d'acheminement est uniquement capable d'injecter un paquet à la fois dans le réseau à commutation de paquets au niveau de la sortie. Elle prend en compte les paquets en séquence, au fur et à mesure de leur arrivée dans les deux flux. Quand les paquets qui arrivent dans les deux flux ne se chevauchent pas, il n'y a pas de problèmes. Cependant, - 6 - lorsqu'il y a un chevauchement, l'émission d'un paquet peut être retardée, en attente de l'émission d'un paquet de l'autre flux qui est arrivé un instant plus tôt. Cette situation est illustrée dans la séquence inférieure de la Figure 2. Pour illustrer cet effet, considérons le cas où deux flux de paquets ont un débit de paquet nominal de 1 kHz mais sont en fait décalés de 1 ppm l'un de l'autre. Le délai de transmission pour un paquet de 3._8 octets sur un réseau à 100 Mbit/s est de 26,4 ps. La période de battement pour l'interruption est de 1000 s, et la synchronisation est interrompue pendant 26,4 s. On remarque que, pour des flux qui ont des fréquences identiques, tous les délais résultants sont fixés et n'influencent pas la synchronisation des horloges d'entrée et de sortie. Cependant, de très faibles différences de fréquence auront un effet qui dure relativement longtemps sur les retards subits par les paquets. En supposant que le procédé de délai de transit minimum de paquet selon le document EP 1 455 473 soit utilisé, la corrélation entre les flux de paquets conduira à une variation du délai de transit minimum déterminé par l'interface de sortie, qui n'est due à aucune perte de synchronisation des horloges d'entrée et de sortie, qui varie seulement très lentement, et qui n'est par conséquent, pas annulée par le filtrage passe-bas des valeurs de délai de transit minimum réalisé à la sortie. L'interface de sortie ajuste avec une erreur l'horloge de sortie, en tentant de restaurer la différence apparente de phase et de fréquence entre les horloges d'entrée et de sortie. Ceci peut entraîner une erreur de phase égale à la grandeur de l'interruption qui serait, par exemple, de 26,4 ps pour l'exemple ci- dessus. Le problème d'une perte de synchronisation se produira pour d'autres procédures de synchronisation d'horloges - 7 - similaires, par exemple pour un système de récupération d'horloge par moyennage. Selon un premier mode de mise en oeuvre possible, l'invention a pour objet un procédé pour préparer des paquets destinés à être injectés dans un réseau à commutation de paquets, sur une interface d'entrée du réseau à commutation de paquets, pour la transmission sur le réseau, le procédé comportant les étapes suivantes: recevoir sur l'interface d'entrée au moins deux flux de données parallèles, à débit binaire constant; séparer sous forme de paquets les flux à débit binaire constant pour générer des flux respectifs de paquets à envoyer à un émetteur de paquets; régler la fréquence d'au moins un des flux de paquets par rapport à un autre flux de paquets de façon à réduire le degré de corrélation entre les flux de paquets; et émettre les flux de paquets vers la même interface de sortie ou des interfaces de sortie différentes sur le réseau à commutation de paquets. Les variantes de réalisation de l'invention ont comme avantages significatifs que la corrélation entre les flux de paquets arrivant à l'émetteur est réduite. La probabilité que des paquets appartenant à différents flux se chevauchent pendant des périodes prolongées est de ce fait réduite. Alors que des chevauchements peuvent toujours se produire, ceux-ci correspondront probablement à des événements isolés, ou ne dureront que l'espace d'une séquence de paquets relativement courte. Les effets de telles variations peuvent être éliminés par des techniques de filtrage passe-bas ou de sélection de données à l'interface de sortie. Selon une variante de réalisation de l'invention, lesdites interfaces d'entrée et de sortie sont des interfaces entre le réseau à commutation de paquets et - 8 des circuits d'entrée et de sortie à multiplexage temporel (TDM: Time Division Multiplex). Le procédé peut comporter une étape de détermination des fréquences d'horloge de chaque flux de données arrivant sur l'interface d'entrée, ou de chaque flux de paquets, et la modification de la fréquence d'un flux de paquets pour un flux, seulement si la fréquence de ce flux diffère de la fréquence d'un autre flux ou flux de paquets d'une valeur qui est inférieure à une valeur prédéterminée, et/ou n'est pas exactement synchronisée avec la fréquence d'un autre flux ou flux de paquets. Selon une deuxième variante de réalisation, la présente invention concerne un procédé de préparation de paquets destinés à être injectés dans un réseau à commutation de paquets, sur une interface d'entrée du réseau à commutation de paquets, pour la transmission sur le réseau vers une ou plusieurs interfaces de sortie, le procédé comportant les étapes suivantes: recevoir, à l'interface d'entrée, un flux de paquets obtenu à partir d'un flux de données à débit binaire constant, et modifier dynamiquement la fréquence du flux de paquets de façon à réduire le degré de corrélation entre ce flux et d'autres flux de paquets sur le réseau à commutation de paquets. Plusieurs options pour modifier la fréquence d'un flux de paquets existent. Celles-ci comprennent, données à titre nullement limitatif, les options suivantes: introduire une variation fixe de la taille des paquets d'un flux donné ; faire varier dynamiquement la taille des paquets d'un flux donné, la variation pouvant être aléatoire, pour augmenter la résilience à une corrélation prolongée du flux de paquets avec d'autres flux de paquets; - 9 modifier la taille des paquets selon une séquence pseudo-aléatoire; introduire délibérément un retard dans les paquets d'un flux de paquets; et appliquer une modification au débit binaire d'un flux à débit binaire constant. Ces options peuvent être utilisées séparément ou combiner ensemble. Selon une troisième variante de réalisation, la présente invention concerne un procédé de synchronisation d'une première et d'une deuxième horloges couplées respectivement aux interfaces d'entrée et de sortie d'un réseau à ccmmutation de paquets, où la première horloge détermine le débit binaire d'un flux à débit binaire constant arrivant à l'interface d'entrée et le débit de la deuxième horloge détermine le débit binaire d'un flux à débit binaire constant transmis à partir de l'interface de sortie, le procédé comportant la préparation de paquets destinés à être injectés dans le réseau à commutation de paquets à l'interface d'entrée selon la première ou. la deuxième variante de réalisation de l'invention mentionnée ci-dessus. Le procédé comporte de préférence, au niveau de l'interface de sortie, une étape de calcul d'un délai de transit minimum de paquet sur le réseau dans chacun des intervalles de temps successifs, et de variation de la fréquence de la deuxième horloge de façon à maintenir le délai de transit minimum de paquet calculé à une valeur constante, et donc à réaliser une synchronisation de phase et de fréquence pour les première et deuxième horloges. Selon une quatrième variante de réalisation, la présente invention concerne un appareil pour préparer des paquets destinés à être injectés dans un réseau à commutation de paquets, sur une interface d'entrée d'un 10 - réseau à commutation de paquets, pour la transmission sur le réseau vers une ou plusieurs interfaces de sortie, l'appareil comportant: une entrée pour recevoir au moins deux flux de 5 données parallèles à débit binaire constant; un premier moyen de traitement adapté à séparer en paquets, les flux à débit binaire constant, afin de générer des flux respectifs de paquets à transmettre à un émetteur de paquets; un deuxième moyen de traitement adapté à régler la fréquence d'au moins un des flux de paquets par rapport à un autre flux de paquets de façon à réduire le degré de corrélation entre les flux de paquets. Selon une cinquième variante de réalisation, la présente invention concerne un appareil pour préparer des paquets destinés à être injectés dans un réseau à commutation de paquets, sur une interface d'entrée d'un réseau à commutation de paquets, pour la transmission sur le réseau vers une ou plusieurs interfaces de sortie, l'appareil comportant: une entrée recevant un flux de paquets obtenu à partir d'un flux de données à débit binaire constant; un moyen de traitement adapté à modifier dynamiquement la fréquence du flux de paquets de façon à réduire le degré de corrélation entre ce flux et d'autres flux de paquets sur le réseau à commutation de paquets. Afin de mieux faire comprendre la présente invention, un exemple de réalisation est donné à titre illustratif, en se référant aux figures annexées où: la Figure 1 illustre schématiquement l'interconnexion de deux liaisons TDM via un réseau à commutation de paquets; la Figure 2 illustre deux flux de paquets associés avec des flux de données TDM respectifs, et un flux d'injection de paquets dans un réseau à commutation de paquets; 11 - la Figure 3 illustre une architecture pour une interface de destination couplant un réseau à commutation de paquets à une liaison TDM; et la Figure 4 illustre deux flux de paquets associés avec des flux de données TDM respectifs, et un flux d'injection de paquets dans un réseau à commutation de paquets, générés selon une première variante de réalisation de l'invention. Considérant à nouveau le scénario illustré sur la Figure 1, où des émetteurs TDM 4, 5 situés dans des installations de clients respectivement 2, 3 sont couplés par des liaisons TDM à des noeuds d'interface 6, 7 d'un réseau de transport 1. Pour chaque liaison TDM, le débit de base de transmission de paquets de la source ou interface "d'entrée" 6 est isochrone et déterminé par une fréquence de service fservice délivrée par exemple par un oscillateur 8 adapté. Cependant, la vitesse d'arrivée des paquets sur l'interface de destination 7 est influencée par le réseau à commutation de paquets. Les paquets arrivent généralement en rafales séparées avec des délais variables. Le délai entre des paquets successifs et des rafales successives varie par exemple en fonction de la quantité de trafic sur le réseau. Les caractéristiques du réseau sont non déterministes, mais, à long terme, la vitesse d'arrivée à la destination est égale à la vitesse de départ de la source. Au niveau de l'interface source 6, une estampille temporelle est placée dans l'en-tête de chaque paquet avant sa transmission. Cette estampille temporelle est appelée ici "estampille temporelle à distance", et est un cumul des bits reçus sur la liaison TDM entrante, depuis l'initialisation (un bouclage de ce cumul est fait pour éviter un dépassement de la capacité du compteur). - 12 - La sortie TDM à l'interface de destination 7 est isochrone et déterminée par une deuxième fréquence de service, appelée ici la fréquence de "régénération" fregen. Celle-ci est fournie par un oscillateur à commande numérique 9 (DCO ou en anglo-saxon Digitally Controlled Oscillator). La sortie d'interface de destination est alimentée par un tampon de variation de délai de paquet 10 (PDV: Packet Delay Variation). Si le tampon 10 contient zéro paquet quand la sortie TDM demande d'émettre, une sous-utilisation se produit, ce qui n'est pas souhaitable. Pour minimiser les risques de sous-utilisation, il est nécessaire de construire le tampon PDV 10 afin qu'il contienne suffisamment de paquets pour alimenter la sortie TDM dans le cadre de la majorité des délais entre paquets. Toutefois, le tampon PDV 10 ne peut pas être arbitrairement grand car cela entraîne une augmentation du temps de latence d'une extrémité à l'autre qui, en général, doit être le plus court possible. Le temps de latence maximum toléré dépend de l'application. Par exemple, la voix requiert typiquement des temps de latence plus courts que les données. Quand un paquet arrive sur l'entrée de paquet 11 de l'interface de destination 7, le paquet est placé dans une file d'attente du tampon PDV 10. L'estampille temporelle à distance est extraite, 12, du paquet et est transmise à un soustracteur, 13. L'interface de destination 7 tient à jour un compteur de sortie TDM, 14, qui est un cumul des bits émis sur la liaison TDM sortante - ce compteur est initialisé à la première estampille temporelle à distance reçue. Une estampille temporelle locale est obtenue pour le paquet reçu en utilisant ce compteur, et celle-ci est également transmise au soustracteur. Le soustracteur 13 soustrait l'estampille temporelle à distance de l'estampille temporelle locale pour obtenir un délai de transit 15: Délai de transit (n) = Estampille temporelle à distance (n) - Estampille temporelle locale (n) - 13 - où n est un numéro de séquence de paquet. On peut remarquer que, puisque les fréquences d'horloge et les décomptes initiaux de source et de destination (c'est-à-dire les origines) ne sont pas synchronisés de façon précise l'un par rapport à l'autre, le délai de transit dans cette équation ne représente pas le temps réel que le paquet a mis pour voyager entre les interfaces de source et de destination 6, 7. Cependant, il est vrai que, pour un réseau à commutation de paquets à délai idéalfixe, le délai de transit diminuera si fservice est supérieure à fregen, augmentera si fregen est supérieure à fservice, et restera constant si ces fréquences sont identiques. Par conséquent, des variations des valeurs de délai de transit seront dues à des décalages relatifs et/ou à des dérives entre les fréquences d'horloge de source et de destination, et. également à des variations du retard subit par chaque paquet quand il passe au travers du réseau à commutation de paquets. Dans un réseau à commutation de paquets, la plus grande partie du délai de transmission est due à l'attente dans les files d'attente aux ports de sortie des commutateurs et routeurs. Cependant, une partie des paquets ne sera bloquée dans aucune file d'attente, c'est-à-dire qu'ils arriveront simplement à chaque commutateur lorsqu'il n'y aura pas d'autres paquets dans la file d'attente. Ces paquets subiront seulement un retard minimum, dont la valeur est largement indépendante de la charge du réseau, du fait de facteurs tels que des délais cumulatifs de propagation en ligne et des délais de traitement au niveau de chaque commutateur. Si la charge du réseau varie, le délai moyen de transmission de paquet dans le réseau à commutation de paquets variera aussi. Cependant, le délai minimum ne devrait pas varier autant. Par conséquent, l'identification du délai minimum de paquet dans chacun des intervalles de temps successifs devrait fournir les - 14 - indications nécessaires de dérive entre les fréquences d'horloge de source et de destination, indépendamment des variations de la charge du réseau. Ceci est très important lorsque de telles variations de charge se produisent à une fréquence relativement faible, par exemple selon un cycle de 24 heures. De telles variations peu fréquentes sont différentiables d'une dérive de fréquence d'horloge de source qui doit être suivie par le système de récupération d'horloge. Selon un mode de mise en oeuvre typique de l'invention, pour chaque paquet reçu sur l'interface de destination, un délai de transit est calculé. Le délai de transit minimum est déterminé sur une période donnée, appelée "intervalle de commande d'horloge", par exemple d'une seconde. Le délai de transit minimum est réinitialisé pour chaque nouvel intervalle de temps. Immédiatement après l'expiration d'un intervalle de temps, un algorithme de commande d'horloge lit le délai de transit minimum enregistré pour cet intervalle, il détermine la correction nécessaire de la fréquence d'horloge de l'interface de destination, et il écrit la fréquence nécessaire à l'oscillateur DCO de l'interface de destination. L'intervalle de commande d'horloge est généralement relativement grand comparé aux intervalles (transmission et arrivée) entre paquets, afin que le délai de transit minimum lu par l'algorithme 16 corresponde à la valeur minimum d'un grand ensemble de valeurs de délais de transit. Un algorithme 16 de commande d'horloge adapté est donné par l'équation aux différences suivante: Fm = Fm_1 + G1 (Ym - Ym-1) + G2 (Ym "TransitTarget") où . Fm est la fréquence à transmettre à l'oscillateur DCO de l'interface de destination; G1, G2 sont des constantes qui déterminent le comportement dynamique; Fm_1 est la fréquence DCO actuelle; - 15 - Ym est le délai de transit minimum; TransitTarget est le délai cible souhaité pour le délai de transit; et m est un numéro d'échantillon qui s'incrémente chaque 5 fois que l'algorithme de commande d'horloge lit le délai de transit minimum. Les constantes G1 et G2 déterminent la réponse en fréquence du système et sont sélectionnées de façon à surveiller la dérive à long terme de fservice et à rejeter les variations à court terme dues à des variations du délai des paquets. L'équation donnée ci-dessus peut comporter un terme supplémentaire et facultatif. Ce terme utilise une constante de décalage qui peut être utilisée en cours de fonctionnement, afin d'ajuster le point de fonctionnement (c'est-à-dire le niveau de remplissage) du tampon PDV à une nouvelle valeur. Ceci peut être souhaitable pour s'adapter aux variations d'état du réseau qui peuvent conduire à un tampon vide ou au dépassement de sa capacité. Un filtre 13, tel qu'un filtre de premier ordre, peut être utilisé pour obtenir une mesure filtrée du niveau de remplissage du tampon PDV. L'algorithme de commande d'horloge peut alors être modifié pour lire le niveau filtré, et régler le décalage en conséquence. Ce système est robuste en présence de paquets perdus, parce que les estampilles temporelles à distance et les estampilles locales du paquet reçu juste après un/ ou des paquet (s) perdu (s) ne sont pas affectées par cette perte. Les paquets perdus représentent simplement une perte de résolution à court terme au niveau de la mesure. Dans un système typique, il y a des milliers de paquets par seconde, ce qui fait que même un taux de perte de paquets maximum ou proche du maximum (c'est-à-dire de quelques pourcents) a un effet négligeable sur le résultat. - 16 - La Figure 3 illustre schématiquement le processus de récupération d'horloge décrit ci-dessus incorporé dans l'architecture de l'interface de destination. Ceci correspond essentiellement à la procédure décrite dansle document EP 1 455 473. Des modifications et des améliorations de cette procédure sont présentées dans ce document. Comme il a été mentionné précédemment, s'il se produit une corrélation significative entre des flux de paquets associés à des flux TDM respectifs, au niveau de l'interface d'entrée 6, des paquets d'un ou de plusieurs flux peuvent être sujets à des retards variant lentement qui auront un impact significatif sur la précision avec laquelle l'horloge (les horloges) de sortie peut/peuvent être synchronisée(s). Pour pallier ce problème, on propose d'introduire des différences au niveau de la fréquence de transmission de paquets pour chaque flux de données, de façon à ce qu'ils ne soient plus corrélés. Ceci peut être réalisé pour des flux de données à débit binaire constant en faisant en sorte que chacun des flux de données TDM utilise une taille de paquet différente déterminée. Le débit du paquet est fonction de la taille du paquet comme indiqué ci-dessous. débit du paquet du flux de données = débit binaire des données/taille du paquet en bits Un paquet de taille plus importante réduit la fréquence du flux de paquets et inversement. La probabilité q' un chevauchement de paquets se produisent est la même, mais la répartition de ce chevauchement est alors aléatoire au lieu d'être périodique, et de fait, la fréquence est plus élevée et extraite plus facilement à l'interface de sortie. Le nombre de fréquences différentes qui peuvent être réalisées en utilisant cette approche peut être limité - 17 - dans la pratique, et dans le cas de grands nombres de flux de données, elle peut se révéler insuffisante pour pallier les problèmes potentiels. Dans ce cas, la technique peut être étendue en modifiant dynamiquement la taille des paquets d'un flux donné, pour augmenter fortement la résilience à une corrélation prolongée avec d'autres flux de données. L'intervalle de modification de la taille des paquets pour chaque flux de données peut être rendu aléatoire pour plus d'efficacité. La taille des paquets peut être modifiée en utilisant une séquence pseudo-aléatoire à sélectionner parmi une gamme de nombre premiers relatifs (c'est-à-dire qui ne sont pas des nombres premiers absolus, mais sont relatifs et rie conduisent pas à des fréquences qui sont en corrélation). Par exemple, des intervalles de deux et quatre ne conviendraient pas parce que le débit de paquet pour deux serait le double de celui pour quatre, et donc les quatre paquets pourraient potentiellement être bloqués. Trois et quatre pourraient être un meilleur choix d'intervalles. Dans le cas du scénario de service d'émulation de circuit (CES: Circuit Emulation Service) illustré à la figure 1, pour émuler 32 flux de TDM à 2,048 Mbps, un exemple de configuration consiste à utiliser typiquement une taille de données utiles par paquet de 256 octets. Ceci donne un débit nominal de paquets de 1 KHz pour chaque flux. La procédure peut assigner une série de tailles de paquet, qui peut être par exemple de 256 à 287 octets, donnant la gamme de débits de paquet illustrée au Tableau I ci-dessous. La taille de données utiles pour chaque flux est ajustée après un intervalle aléatoire à une taille sélectionnée de façon aléatoire dans la gamme disponible. Une autre approche consiste à introduire délibérément des retards pour les paquets générés pour un flux donné de données, afin de rendre encore plus aléatoire la - 18 - fréquence des paquets. Ceci est illustré par les schémas de la Figure 4, qui montre l'effet de l'addition d'un retard au noeud d'entrée pendant une transmission de paquets. On peut voir que l'interruption du flux de paquets n'est plus systématique. Ces deux solutions, c'est-à-dire la modification de taille des paquets et l'introduction délibérée de retards dans les flux de paquets, introduiront une variation de la fréquence sur la base respective d'une basse fréquence et d'une haute fréquence, et peuvent être combinées pour de meilleurs résultats. Un avantage de l'approche combinée est que la gamme de juxtaposition de délai de lancement nécessaire est beaucoup plus petite et plus simple à réaliser que si les débits de paquets arrivant à l'émetteur de paquets sont fortement corrélés. La gamme de juxtaposition disponible diminue quand l'utilisation du port augmente. Il ressort de la discussion qui précède, qu'un moyen alternatif de variation du débit de paquets pour un flux donné consiste à modifier le débit binaire fondamental de la liaison TDM émulée. Cette approche peut cependant être limitée par des contraintes en matière de débit de données, mais peut offrir des avantages supplémentaires quand elle est combinée avec les autres procédures décrites. Les variations des débits de données fondamentaux peuvent être statiques ou dynamiques. Dans des réseaux complexes, de nombreuses interfaces d'entrée peuvent injecter des paquets simultanément sur un seul et même réseau à commutation de paquets. Les flux injectés peuvent se croiser au niveau de noeuds intermédiaires communs dans le réseau. Des problèmes peuvent survenir au niveau de ces noeuds intermédiaires du fait de la corrélation des flux de paquets se croisant. La solution consiste à faire varier dynamiquement la fréquence des flux aux interfaces - 19 - d'entrée respectives. Etant donné qu'il se peut qu'il ne soit pas pratique qu'un noeud donné connaisse les fréquences de chaque flux de paquets dans le réseau, les fréquences des flux de paquets peuvent être modifiées indépendamment les unes des autres, par exemple d'une façon aléatoire, afin de réduire le risque de corrélation. L'homme du métier sera à même d'apporter différentes modifications aux variantes de réalisation décrites ci-dessus et ceci sans sortir du cadre de l'invention. Alors que les variantes de réalisation décrites ci- dessus concernent spécifiquement des circuits TDM émulés, l'invention est applicable à des mécanismes de récupération d'horloge concernant tout flux de données dans n'importe quel système à base de paquets ou autre système asynchrone. Taille des données Fréquence nominale utiles en octets des paquets (Hz) 256 1000 257 996,11 258 992,25 259 988,42 287 891, 99 Tableau I - 20 - Revendications 1. Procédé de préparation de paquets destinés à être injectés dans un réseau à commutation de paquets, sur une interface d'entrée du réseau à commutation de paquets, pour la transmission sur le réseau, le procédé comportant les étapes suivantes: recevoir sur l'interface d'entrée (6)au moins 10 deux flux de données parallèles, à débit binaire constant; séparer en paquets les flux à débit binaire constant pour générer des flux respectifs de paquets à envoyer à un émetteur de paquets (4, 5); régler la fréquence d'au moins un des flux de paquets par rapport à un autre flux de paquets de façon à réduire le degré de corrélation entre les flux de paquets; et émettre les flux de paquets vers la même 20 interface de sortie (7) ou des interfaces de sortie différentes sur le réseau à commutation de paquets. 2. Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce que lesdites interfaces d'entrée (6) et de sortie (7)sont des interfaces entre le réseau à commutation de paquets et des circuits d'entrée et de sortie à multiplexage temporel TDM , lesdits flux à débit binaire constant étant des flux de données TDM. 3. Procédé selon la revendication 1 ou 2 caractérisé en ce qu'il comporte la détermination des fréquences d'horloge de chaque flux de données arrivant sur l'interface d'entrée (6), ou de chaque flux de paquets, et la modification de la fréquence d'un flux de paquets pour un flux si la fréquence de ce flux diffère de la fréquence d'un autre flux ou flux de paquets d'une valeur qui est inférieure à une valeur prédéterminée, et/ou n'est pas exactement synchronisée avec la fréquence d'un autre flux ou flux de paquets. - 21 - 4. Procédé selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce que lors de l'étape de modification de la fréquence d'un flux de paquets on fait varierd'une valeur fixée la taille des paquets d'un flux donné. 5. Procédé selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce que lors de l'étape de modification de la fréquence d'un flux de paquets on fait varier de manière dynamique la taille des paquets d'un flux donné. 6. Procédé selon la revendication 5, caractérisé 15 en ce que la variation est aléatoire. 7. Procédé selon la revendication 5, caractérisé en ce que l'on modifie la taille des paquets selon une séquence pseudo-aléatoire. 8. Procédé selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce que lors de l'étape de modification de la fréquence d'un flux de paquets on introduit délibérément un retard dans les paquets d'un flux de paquets par rapport aux paquets d'un autre flux. 9. Procédé selon la revendication 8, caractérisé en ce que ledit retard est modifié de façon aléatoire 30 d'un paquet à l'autre. 10. Procédé selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce que lors de l'étape de modification de la fréquence d'un flux de paquets on applique une variation au débit binaire d'un ou de plusieurs des flux de données à débit binaire constant. 11. Procédé de préparation de paquets destinés à être injectés dans un réseau à commutation de paquets, - 22 - sur une interface d'entrée (6) du réseau à commutation de paquets, pour la transmission sur le réseau à une ou plusieurs interfaces de sortie (7), caractérisé en ce qu'il comporte les étapes suivantes: former en paquets, sur l'interface d'entrée (6), un flux de données à vitesse binaire constante pour générer un flux de paquets à transmettre sur le réseau; et modifier dynamiquement la fréquence du flux de paquets de façon à réduire le degré de corrélation entre ce flux et d'autres flux de paquets sur le réseau à commutation de paquets. 12 Procédé selon la revendication 11, caractérisé en ce que lors de l'étape de modification de la fréquence d'un flux de paquets on fait varier brutalement, la taille des paquets d'un flux donné. 13. Procédé selon la revendication 11, caractérisé en ce que lors de l'étape de modification de la fréquence d'un flux de paquets on fait varier de manière dynamique, la taille des paquets d'un flux donné. 14. Procédé selon la revendication 13, caractérisé en ce que la variation est aléatoire. 15. Procédé selon la revendication 13, caractérisé en ce que l'on modifie la taille des paquets selon une 30 séquence pseudo-aléatoire. 16. Procédé selon la revendication 11, caractérisé en ce que lors de l'étape de modification de la fréquence d'un flux de paquets on introduit délibérément un retard entre les paquets d'un flux de paquets. - 23 - 17. Procédé selon la revendication 16, caractérisé en ce que l'on modifie ledit délai de manière aléatoire. 18. Procédé de synchronisation d'une première et d'une deuxième horloges couplées respectivement aux interfaces d'entrée et de sortie d'un réseau à commutation de paquets, pour chacun d'une pluralité de flux de données, où la première horloge détermine le débit binaire d'un flux à débit binaire constant arrivant à l'interface d'entrée et le débit de la deuxième horloge détermine le débit binaire d'un flux à débit binaire constant transmis à partir de l'interface de sortie, caractérisé en ce qu'il comporte: la préparation de paquets destinés à être injectés dans le réseau à commutation de paquets à l'interface d'entrée selon l'une quelconque des revendications précédentes. 19. Procédé selon la revendication 18,, caractérisé en ce qu'il comporte le calcul, à l'interface de sortie, d'un délai de transit minimum de paquet sur le réseau dans chacun des intervalles de temps successifs, et la variation de la fréquence de la deuxième horloge de façon à maintenir le délai de transit minimum de paquet calculé à une valeur constante, et donc à réaliser une synchronisation de phase et de fréquence pour les première et deuxième horloges. 20. Procédé selon la revendication 18, caractérisé en ce qu'il comporte le calcul, au. niveau de l'interface de sortie, d'un débit moyen d'arrivée de paquet sur le réseau dans chacun des intervalles de temps successifs, et la variation de la fréquence de la deuxième horloge de façon à maintenir le débit moyen calculé d'arrivée de paquet à une valeur constante, et donc à réaliser une synchronisation de phase et de fréquence pour les première et deuxième horloges. - 24 - 21. Appareil pour préparer des paquets destinés à être injectés dans un réseau à commutation de paquets, sur une interface d'entrée d'un réseau à commutation de paquets, pour la transmission sur le réseau à une ou plusieurs interfaces de sortie, caractérisé en ce qu'il comporte: une entrée (11) pour recevoir au moins deux flux de données parallèles à débit binaire constant; un premier moyen de traitement pour séparer en paquets les flux à débit binaire constant pour générer des flux respectifs de paquets à transmettre à un émetteur de paquets; et un deuxième moyen de traitement pour régler la fréquence d'au moins un des flux de paquets par rapport à un autre flux de paquets de façon à réduire le degré de corrélation entre les flux de paquets. 22. Appareil pour préparer des paquets destinés à être injectés dans un réseau à commutation de paquets, sur une interface d'entrée d'un réseau à commutation de paquets, pour la transmission sur le réseau à une ou plusieurs interfaces de sortie, caractérisé en ce qu'il comporte: une entrée pour recevoir un flux de paquets 25 obtenu à partir d'un flux de données à débit binaire constant; et un moyen de traitement pour modifier dynamiquement la fréquence du flux de paquets de façon à réduire le degré de corrélation entre ce flux et d'autres flux de paquets sur le réseau à commutation de paquets.