JPH0213037A - 分散制御高速接続回路スイッチ - Google Patents

分散制御高速接続回路スイッチ

Info

Publication number
JPH0213037A
JPH0213037A JP7868089A JP7868089A JPH0213037A JP H0213037 A JPH0213037 A JP H0213037A JP 7868089 A JP7868089 A JP 7868089A JP 7868089 A JP7868089 A JP 7868089A JP H0213037 A JPH0213037 A JP H0213037A
Authority
JP
Japan
Prior art keywords
network
data
link
eus
control
Prior art date
Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
Granted
Application number
JP7868089A
Other languages
English (en)
Other versions
JP2595350B2 (ja
Inventor
Jayant G Hemmady
ジャヤント　グルダッタ　ヘマディ
Michael J Knudsen
マイケル　ジェレミイ　クナッドセン
Robert K Nichols
ロバート　ケルズ　ニコルス
Gaylord W Richards
ゲイロード　ワーナー　リチャーズ
Gary A Roediger
ガリー　アーサー　ローディガー
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
AT&T Corp
Original Assignee
American Telephone and Telegraph Co Inc
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Priority claimed from US07/175,543 external-priority patent/US4894824A/en
Priority claimed from US07/175,545 external-priority patent/US4872158A/en
Application filed by American Telephone and Telegraph Co Inc filed Critical American Telephone and Telegraph Co Inc
Publication of JPH0213037A publication Critical patent/JPH0213037A/ja
Application granted granted Critical
Publication of JP2595350B2 publication Critical patent/JP2595350B2/ja
Anticipated expiration legal-status Critical
Expired - Lifetime legal-status Critical Current

Links

Classifications

    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/54—Store-and-forward switching systems 
    • H04L12/56—Packet switching systems
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 技術分！ｌヱ 本発明は電気通信回路スイッチに関する。
従来技術の問題占 砂層たり数ミリオンのトランザクションを扱う大きなメ
トロポリタン　エリア網においては、このシステムのデ
ータ　メ・ノセージの全てを交換するために使用できる
中央交換網を持つと便利である。このような交換網に対
する網トポロジーがＧ、Ｗ、リチャーズ（Ｇ、Ｗ、Ｒｔ
ｃｈａｒｓ）の合衆国特許第４．５６６．００７号（Ｒ
ｉｃｈａｒｄｓ）において説明されている。このような
中央交換網は、この中央交ＩＮ　）Ｊ２Ｊ内においてデ
ータが交換されるような場合、セットアツプされるべき
回路接続の数が現在の技術を使用するあらゆるコントロ
ーラの能力を超えるために回路制御に関しての複雑な問
題を提起する。従って、ある形式の分散側？ｆｆ１ｌに
たよることが要求される。
大きな回路スイッチはデータ交換七隻能が高度に集中化
されたアプリケーションにおいては多くの長所をもつ。
第１に、回路スイッチでは、スイッチの前にデータを１
つの場所に緩衝することにより、データ　スイッチの複
数の段を通して緩衝を反復して行なう必要性が回避でき
る。例えば、Ｊ、Ｓ、ターナ−（Ｊ、Ｓ、Ｔｕｒｎｅｒ
）の合衆国特許第４、／１９１．．９４５号において開
示されるタイプのデータスイッチにおいては、データは
このスイッチの個々のノードの所で緩衝することが要求
され；非常に大きなスイッチでは、データが８回も緩衝
されなければならない。最大データ　ユニット　サイズ
はこれらバッファのサイズに制約される。第２に、回路
スイッチは、回路スイッチはスイッチがいったんセット
アツプされると単に電気あるいは光信号を伝送するのみ
であるためデータ網の回路の速度によって制約されない
。回路スイッチの速度は特定のドライバあるいは受信回
路によってのみ制約され、緩衝あるいはこのドライバに
接続された他のデータ回路によっては制約されない傾向
をもつ。第３に、トラヒックの大部分が非常に長いメソ
セージに対するものであり、回路スイッチのセットアツ
プ時間が総メツセージ長に対して比較的短いような状況
においては特に有効であるように思われる。
データの交換に使用される回路スイッチは網接続の変更
が非常に高速度にて行なわれなければならないことを特
徴とする。この網接続を高速度で交換することに対する
要件を満すため、分散制御構成を使用することが要求さ
れる。
このようなデータ　スイッチにおいては、接続に対する
要求は複数のソースから来る。これらソースの個々にと
っては、宛先の使用状態を示すデータに常時アクセスす
ることは非常に困難である。
従って、現在使用できない、つまり、ビジーの宛先への
接続に対する多くの要求を含むこのようなデータ接続に
対する非常に多量の要求を扱うための方法を探すことが
必要である。
データ網は通常分散制御構成によって制御される。この
ようなデータ網においては、宛先が使用中であるような
状況もしばしばあり、これはデータ　バケットを別の経
路に向けることによって、あるいはバケットを宛先が空
くまで緩衝することによって処理される。この技術のい
ずれもが高速回路スイッチの制御の問題を解くためには
、回路スイッチはソース及び宛先の両方が接続が行なわ
れたとき同時に空いているときのみ使用できるため、有
効でない。データ交換状況においては、現在空きでない
データ　リンクは、データ　メ・７セージの長さは限ら
れているため、すぐに空くことが予想され；データ　メ
ソセージを宛先が空くのを待って緩衝することができる
。予測を超える長期間の接続、例えば、音声接続を扱う
ため、あるいはこのような接続に対してスイッチを制御
するためのさまざまな技術は、以下の理由によってデー
タ交換の問題を解くためには使用できない。つまり、音
声交換状況においては、宛先が使用中である場合は、ソ
ースはビジー信号を受信し、後に再度法みる。これとは
対照的に、データ交換状況においては、データは多少は
遅延されても最終的には配達されることが要求される。
従って、音声状況においては、再試行に対する責務はソ
ース側に置かれ、網は、この機能を遂行することの責任
から解放される。
大きな網の制御を分散することの問題は、２つあるいは
それ以上のコントローラが、通常、経路を探し、この綿
を制御するために協力することを要求されることである
。別の方法として、経路を探すために単独のコントロー
ラを使用することもできるが、これらコントローラは共
通のデータベースを使用することが要求され、従って、
このデータ　ベースの同一部分に同時に２つのコントロ
ーラがアクセスし、そのデータ　ベースの部分によって
示されるスイッチの使用にｊ）ｉ突を起することを回避
するための装置が必要となる。いずれの構成においても
、網コントローラ間の通信、及びさまざまなコントロー
ラがアクセスしＹＪ７１の状態を表わす共通のデータ　
ベースの部分を変更することを阻止するためのロックア
ラ装置が効率の低下の主因となる。先行技術における１
つの問題は、従って、複数の個々のコントローラが他の
コントローラと通信することなく、完全な接続をセット
アツプできるような方法での網の制御を分散させる効率
的な方法が存在しないことである。
回路スイッチの分散制御におけるもう１つの問題は、分
散コントロールの個々の要素が、この要素が接続がセッ
トアツプできるか否か決定し、この接続をセットアツプ
するために他のコントロール要素と相談する必要がない
という意味において、自律的であることが要求されるこ
とである。換言すれば、接続のセットアンプにおける総
遅延、つまり、入力リンクが使用できないことに反映さ
れる遅延は、接続を確立するために個々のコント１コー
ル要素が他のコントロール要素と相談することによって
大きく増加される。
データを交換するために使用される回路スイッチにおい
ては、回路接続に対する要求に迅速に応答できる構成を
もつことが、入りリンクはこの要求が処理される間、タ
イ　アップされるために、非常に重要である。これに加
えて、接続に対する要求に非常に迅速に応答することが
、網がトラヒック負荷が非常に高い状態において、個々
の接続に対する複数の要求についていけるようにするた
めに要求される。先行技術における１つの問題は、分１
ｉｋコントロールを使用して、回路スイッチを単位時間
当たりに非常に多数の回路スイッチ接続が実行されるよ
うに、また特定の宛先が使用中である場合、この接続を
延期し、再試行するように制御するための満足できる装
置が存在しないことである。
発明の概要 上の問題の解決及び先行技術からの一層の向上が、網を
複数のコントローラの個々がこの網の分離されたサブセ
ットを制御できるような方法で分割することを特徴とす
る本発明の原理に従って達成される。長所として、複数
のコントローラの個々は、この網のそれと関連するサブ
セットに対して１つの経路をハントし、完全な接続をセ
ットアンプすることができる；この網に対するコントロ
ール速度は、従って、コントローラ当たりのコントロー
ル速度にこの網のサブセットの数に対応する数のコント
ローラの数を掛けた値に等しくなる。
本発明の１つの特定の実施態様においては、リチャーズ
（Ｒ１ｃｈａｒｄｓ）によって説明されるタイプの２−
段組は、１０２４個の入り口及び１０２４個の出口を持
ち、６４個のコントローラによって制御される。個々の
入り口は砂層たり数千の接続に対する要求を生成し、従
って、接続セットアツプ総数は、砂層たり数ミリオンに
達する。この網は個々が別個のコントローラによって制
御される独立したセグメントに簡単にできる。個々のコ
ン［・ローラは、従って、砂層たり数万の接続を独立し
てセットアツプするが、この数は現技術のコントロール
の能力で十分対処できる数である。
本発明によると、個々のコントローラは、この実施態様
においては、１つの出力段スイッチ及びこの出力スイッ
チに接続するためのリンク及び入力段クロスポイントか
ら成る独立したセグメントを制御する。この出カスイッ
チ、接続されたリンク及びこれらリンクに接続された関
連する入力クロスポイントのビジー／アイドル状態を保
持するためのデータ　セットがそれぞれが異なる出カス
イッチと関連する他のコントローラの類似のデータセッ
トから分１加される。従って、個々のコントローラはそ
れと関連する出力スイッチに対する１つの出力への経路
ハンティングを自体の分離されたデータ　セットとのみ
和談することによって遂行でき、このデータ　セットは
他のコントローラの動作によって影習を受けない。
本発明の一面においては、コン１−ローラ網が複数の網
接続要求者から要求を複数の網コントローラに向けるの
に使用され、ここで、個々の′に１４コントローラは１
つのサブセットの出口を全ての入り口に、あるいは１つ
のサブセットの入り口を全ての出口に接続する経路の制
′４１１を排他的に行なう。
このコントロール網は、要求された出力リンクが使用中
である場合に網接続要求者にこれを報告するためにも使
用される。
本発明の１つの特定の実施態様においてば、３１４コン
Ｉ−ローラが使用中であるような状況に対処するために
、要求者によって予約された質源は、コントローラから
の通知が要求者によって受信されるまで解放されない。
一連のコントロール網が要求をコントローラに送信し、
肯定的あるいは否定的通知を要求者に送り戻すために使
用される。類似の＆１２］がオーダーをコントローラか
ら回路交換網に送信するために使用される。この実施態
様においては、信号は要求者からコントローラに３つの
フェーズにて伝送される。つまり、最初に要求者からデ
ータ　レジスタに送られ、次に、データレジスタからデ
ータ分配器を介して中間レジスタに送られ、そして、最
後に、中間レジスタからコントローラに送られる。これ
ら３つのフェーズはこれら要求が個々のフェーズの間に
送られるようにパイプライン連結される。要求者は要求
が送られた後の２フエーズ後に通知をチェックする。通
知の欠如は、網コントローラが使用中であること、ある
いは網コントローラによって受信されたデータ内にエラ
ーが発見されたことを示す。通知の欠如が制コントロー
ラが使用中であることに起因する場合は、要求者はその
要求を再度行なう。
この実施態様によると、この回路交換網は複数の”ｉｒ
ｉコントローラによって制御される空間分割網である。
個々のこれら網コントローラは、切断要求、高優先メツ
セージに対する接続要求、及び低優先メソヤージのパケ
ットに対する接続要求をキューシングするためのグルー
プの待行列を持つ。
個々のコントローラは他のコントローラによってはコン
トロールされない＄−の出力スイッチを制御し、またこ
の出力スイッチへの全ての入力リンクを制御する。コン
トローラは要求入力リンクとその出力リンクの１つとの
間の経路をハントし、またこれら経路を制御するための
ビジー／アイドル　メモリを保持する。このコントロー
ラはまた経路が正常にセットアンプあるいは切断された
場合は肯定的な通知を表わす通知応答を、そして、エラ
ー、待行列のオーバーフロー、あるいは要求された出口
がビジーである場合は、否定的な通知を送る。
二殿煎星翌肌 本明細占の詳細な説明は本発明を編入する一例としての
メトロポリタン　エリア網（ＭＡＮ）の説明である。こ
の網は、第２図及び第３図に示されるように、光リンク
３によってハブ１に接続されたＮｒ４インタフェース　
モジュール（ＮＩＭ）２の外側リングを含む。このハブ
は入力のＮＩＭからのデータ及び音声パケットを任意の
他のＮＩＭに接続する。ＮＩＭは、一方、インタフェー
スモジュールを介してこの網に接続されたユーザデバイ
スに接続される。
ＭＡＮＳＦ２１のハブ内の大きなアクセス回路スイッチ
、ＭＡＮスイッチ（ＭＡＮＳ）１０はこの６八Ｎ網の高
スルーブツトを達成する鍵となる要素である。このスイ
ッチは、このスイッチのトランザクション速度（砂層た
りの接続及び切断の数）を増加するために、パラレルに
独立する複数のコントローラによって制御できなければ
ならない。スイッチ　コントロール２２によって制御さ
れるＭＡＮ回路スイッチ２１がハブ１の中心に存在する
。スイッチ２１はＭＩＮＴＩＩと呼ばれる複数のデータ
　スイッチを相互接続する。この回路スイッチは、これ
が個々が新たな経路のセットアツプを要求するパケット
を交換するために、非常に高いトランザクション速度を
もつ。（ＭＩＮＴ内のグループのパケットが回路スイッ
チ２１の共通の出口に向けられる場合は、これらパケッ
トは経路セットアツプ及び切断動作を反復して遂行する
ことを要求することなしに１つの経路を通じて伝送され
る。）回路スイッチ２１を動作するためのコントロール
網２２の動作は、第７−９図及び２５図との関連で述べ
られる。このスイッチは第６−９図との関連において述
べられる。このスイッチはＭＩＮＴによって制御される
ため、第１０−１５図との関連で行なわれるＭＩＮＴ動
作の説明も重要である。
詳細な説明 １、　導入 データ網は通常これらのサイズ及び所有者の範囲によっ
て分類される。ローカル　エリア網（ＬＡＮ）は通常単
一の組織によって所有され、６キロメードルの広がりを
もつ。これらは数十から数百の端末、コンピュータ、及
び他の末端ユーザ　システム（ＥＵＳ）を相互接続する
。他方の極端には、大陸間に広がりを持つワイド　エリ
アｙ１（ｗｉｄｅ　ａｅｒａ　ｎｅｔｗｏｒｋ　、　Ｗ
ＡＮ）が存在し、これらは電信電話会社によって所有さ
れ、敵方の末端ユーザシステム（ＥＵＳ）を相互接続す
る。これらの両極端の間に、その範囲がキャンパスから
メトロポリタン　エリアに至るの他のデータ網が同定さ
れる。ここで説明される高性能メトロポリタン　エリア
網はＭＡＮと呼ばれる。付録Ａに頭文字及び略号の表が
与えられている。
メトロポリタン　エリア網は単純な報告デバイス及び低
知能端末からパーメナル　コンピュータ、そして大きな
メインフレーム及びスーパー　コンピュータに至るまで
のさまざまなＥＵＳにサービスを提供する。これらＥＵ
Ｓが網に求めるサービスは非常に雑多である。あるＥＵ
Ｓはメツセージを極く希に発行し、あるＥＵＳは多くの
メツセージを秒間隔にて発行する。あるメツセージは数
バンド長のみである。あるメツセージは数百万バイトの
複数のファイルから成る。あるＥＵＳは数時間内の任意
の時間に配達することを要求し、あるＥＵＳはマイクロ
秒内に配達することを要求する。
本発明によるメトロポリタン　エリア網は、広帯域低待
時間データ伝送を実現するように設計されたコンピュー
タ及び電話通信網であり、最高の性能をもつローカル　
エリア網の性能特性を保持あるいは超える。メトロポリ
タン　エリア網はクラス５、つまりエンド　オフィス（
ｅｎｄ−ｏｆ　ｆ　１ｃｅ）電話中央局に匹敵するサイ
ズ特性を持ち；従って、サイズの点では、メトロポリタ
ン　エリア鋼はデータに対するエンド　オフィスとみな
すことができる。以降ＭＡＮと呼ばれる本発明の一例と
しての実施態様はこの事実を念頭に設計された。ただし
、ＭＡＮはエンド　オフィスに対する交換モジュールの
付属物あるいは一部として設計し、広帯域インチグレイ
ティラド　サービス　デジタル網（Ｉｎｔｅｇｒａｔｅ
ｄ　５ｅｒｖｉｃｅ　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｎｅｔｗｐｒｋ
、　ｌ５ＤＮ）サービスをサポートすることもできる。
ＭＡＮはまたローカル　エリアあるいはキャンパス　エ
リア網としても有効である。これは、小さなＬＡＮから
キャンパス　サイズの網を経てフルのＭＡＮへと優美に
成長することができる。
ワークステーション及びこれらサーバーの急、激な増加
、及び分散計算の成長が本発明の設計の大きな動機とな
った。ＭＡＮは何方ものデイクスレス　ワークステーシ
ョン及びサーバー並びに他のコンピュータを数十キロメ
ートルを通じて結ぶために設計されている。個々のユー
ザはこの樹上の他のコンピュータと数千の同時的な異な
る関連をもつ。個々の網で結ばれた個々のコンピュータ
は同時に１秒間に数十から数百のメツセージを同時に生
成し、また数十から数百ミリオン　ビット／秒（Ｍｂｐ
ｓ）のＩ１０速度を要求する。メツセージのサイズは数
百ビットから数百ビットの範囲に及ぶ。このレベルの性
能が要求される訳であるが、ＭＡＮは遠隔プロシージャ
呼、オブジェクト間通信、遠隔要求時ページング、遠隔
スワツピング、ファイル転送、及びコンピュータ　グラ
フィックを支援する能力をもつ。目標は、殆んどのメツ
セージ（以降トランザクションと呼ばれる）をあるＥＵ
Ｓメモリから別のＥＵＳメモリに小さなトランザクショ
ンでは１ミリ秒以内に、そして大きなトランザクション
では数ミリ秒以内に伝送することにある。第１図はトラ
ンザクション　タイプを分類し、要求されるＥＵＳ応答
時間をトランザクションのタイプ及びサイズの両方の関
数として示す。単純（つまり、低知能）端末７０、遠隔
プロシージャ呼（ＲＰＣ）及びオブジェクト間通信（Ｉ
ＯＣ）７２、要求時ページイングア４、メモリ　スワツ
ピング７６、動画コンピュータ　グラフィック７８、静
止画コンピュータ　グラフィック８０、ファイル転送８
２、及びパケット化音声８４に対するコンピュータ　ネ
ットワーク要件が示される。ＭＡＮｍは第１図の応答時
間／トランザクション速度を満足させること目標の１つ
とする。目盛りとして、一定のビット速度のラインが示
されるが、これは、このビット速度がその応答時間に優
勢であることを示す。ＭＡＮは１５０ギガビット／秒の
総ビツト速度を持ち、第１４図に示される一例としての
プロセッサ要素が選択された場合は、砂層たり２０ミリ
オンの網トランザクションを処理できる。さらに、これ
はトラヒックのオーバロードを５Ｌ雅に処理できるよう
に設計されている。
ＭＡＮは多くのシステムと同様に交換及びルーティング
を遂行する網であるが、これはさらにエラー　ハンドリ
ング　、ユーザ　インタフェース等のさまざま他の必要
な機能をもつ。認証能力によってＭＡＮ内には優れたプ
ライバシー及び保安機能が提供されている。この機能に
よって、不当な網の使用が防止され、使用センシティブ
料金請求（ｕｓａｇｅ　５ｅｎｓｉｔｉｖｅ　ｂｉｌｌ
ｉｎｇ）が可能となり、また全ての情報に対する偽のな
い（ｎｏｎ−ｆｏｒｇｅａｂｌｅ）ソース同定が提供さ
れる。また、仮想プライベート’ｆＭを定義する機能を
持つ。
ＭＡＮはトランザクション　オリエント（つまり、コネ
クションレス）網である。これは、必要であれば接続ベ
ニア（ｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ　ｖｅｎｅｅｒ）を加える
ことはできるが、接続を確立あるいは保持するためのオ
ーバーヘッドを被ることがない。
ＭＡＮはまたパケット化された音声を交換するのに使用
できる。網通過の遅延が短かく、単一のパケットに伝送
の優先が与えられ、また胴に大きな負荷がないときの遅
延の変動が小さいため、音声あるいは音声とデータの混
合物がＭＡＮによっ簡単にサポートできる。説明を簡単
にするため、ここで用いられるデータという用語には、
音声信号を表わすデジタル　データ、並びに、命令、数
値データ、グラフィック、プログラム、データ、ファイ
ルを表わすデジタル　データ、及びメモリの他の内容が
含まれる。
ＭＡＮは、完全には構築されてないが、広範囲にわたる
シュミレーションが行なわれている。ここに示される能
力推定の多くはこれらシュミレーションに基づく。
ＭＡＮ網はこれをどの程度近視的に見るかによって２つ
あるいは３つのレベルをもつＦＪ層ススターアーキテク
チャである。第２図は、この網が網のエツジの所で網イ
ンタフエース　モジュール２（ＮＩＭ）にリンクされた
ハブ１と呼ばれる交換センタから成るものとして示す。
このハブは非常に高性能のトランザクション蓄積交換（
ｓｔｏｒｅ−ａｎｄ−ｆｏｒｗａｒｄ）システムであり
、これは小さな４リンク　システムから非常に大きな砂
層たり２０ミリオン以上の閘トランザクションを扱うこ
とができ、砂層たり１５０ギガビツトの総ビツト速度を
もつようなシステムまでに優雅に成長できる。
このハブからは外部リンク（ｅｘｔｅｒｎａｌ　１ｉｎ
ｋ、ＸＬ）と呼ばｈル（Ｎ　Ｉ　ＭをＭｉＮＴに接続す
る）最大数十キロメートルに達する光ファイバ（あるい
はこれに代わるデータ　チャネル）が放射状にのび、個
々は全二重ビット速度を砂層たり１５０メガビツトのオ
ーダーで扱う能力をもつ。ＸＬはＮＩＭに終端する。
この外側エツジが網のエツジの輪郭を描＜　ＮＩＭは集
信／デマルチプレクサ−装置ともで機能し、また網ポー
トの同定を行なう。これは情報を網内に伝送するときは
集信を行ない、情報を網の外に伝送するときは信号の分
離を行なう。集信／分離の目的は、複数の末端ユーザ　
システム２６（ＥＵＳ）を網にリンクが効率的に及び経
済的に使用されるような方法でインタフェースすること
にある。ＥＵＳＯ網需要によるが個々のＮＩＭにて最高
２０個までのＥＵＳ２６をサポートすることができる。
これらＥＵＳ０例として、ますます−膜化している高度
な機能をもつワークステーション４があるが、このバー
スト速度は既にｌＯＭｂｐｓのレンジにあり（これによ
り速いシステムが出現するのは時間の問題である）、ま
た１桁下の平均速度をもつ。ＥＵＳがそのバースト速度
に近い平均速度を必要とし、平均速度がＮＩＭのそれと
同一オーダーの規模である場合は、ＮＩＭは１つのＥＵ
Ｓ２６に複数のインタフェースを提供することも、ある
いは１つのインタフェースを提供し、ＮＩＭ及びＸＬの
全体をそのＥＵＳに専用に使用することもできる。この
タイプのＥＵＳの例としては、上のワークステーション
に対する太きなメインフレーム５及びファイル　サーバ
６、ＥＴＩＩＥＲＮＥＴ　８のようなローカル　エリア
網及びプロチオン社（Ｐｒｏｔｅｏｎ　Ｃｏｒｐ、）に
よって製造される８０Ｍビット　トークン　リングであ
るＰ　ｒｏｔｅｏｎ　”８０のような高性能ローカル　
エリア網７、あるいは発展途中にあるアメリカ標準協会
（ＡＮＳＩ）の標準プロトコール　リング　インタフェ
ースであるファイバ分散データ　インタフェース（Ｆ　
Ｄ　Ｄ　Ｉ　）を使用するシステムが含まれる。後者の
２つのケースにおいては、ＬＡＮ自体が集信を行ない、
ＮＩＭは単一ポート網インタフエース　モジュールに退
化させることもできる。これより性能の低いローカル　
エリア網、例えば、ＥＴＩＩＥＲＮＥＴ　８及びＩＢＭ
）−クン　リングはＮＩＭ全体が提供する能力の全ては
必要としない。このような場合は、このＬＡＮは集信は
行なうが、多重ボートＮ１Ｍ上のポート８に接続するこ
ともできる。
個々のＥＵＳ内にはユーザ　インタフェースモジュール
（ＵＩＭ）１３が存在する。このユニットはＥＵＳに対
する高ビツト速度直接メモリアクセス　ポート及び川か
ら受信されるトランザクションに対するバッファとして
機能する。これはまたＥＵＳからＭＡＮインタフェース
　プロトコール問題を引き受る。ＭＡＮ　　ＥＵＳ−常
駐ドライバがＵＩＭと密接な関係をもって存在する。
これはＵＩＭと共同して出トランザクションのフォーマ
ット化、入りトランザクションの受信、プロトコールの
実現、及びＥＵＳオペレーティングシステムとのインタ
フェースを行なう。
ハブをより詳しく調べると（第３図参照）、２つの異な
る機能ユニット、つまり、ＭＡＮスイッチ（ＭＡＮＳ）
１０及び１つあるいは複数のメモリ　インタフェース　
モジュール１１（ＭＩＮＴ）が存在することがわかる。
個々のＭＩＮＴはＸＬ３を介して最高４個のＮＩＭに接
続され、従って、最高８０個までのＥＵＳを収容できる
ＭＩＮＴ当たり４つのＮＩＭの選択はトランザクション
処理能力、ＭＩＮＴ内のバッファ　メモリ　サイズ、網
の成長能力、障害グループ　サイズ（ｆａｉｌｕｒｅｇ
ｒｏｕｐ　５ｉｚｅ）　、及び総ビツト速度に基づく。
個々のＭＩＮＴは４つの内部リンク１２（ＩＬ）（ＭＩ
ＮＴとＭＡＮスイッチを接続）によってＭＡＮＳに接続
され、これらの１つが第３図のＭＩＮＴの個々に対して
示される。このケースにおいて４つのリンクが使用され
る理由は、ＸＬの場合と異なる。ここではＭＩＮＴが通
常情報をＭＡＮＳを通じて複数の宛先に同時に送くり、
単一のＩＬではこれがボトル　ネックとなるため、複数
のリンクが必要となる。４つのＩＬの選択（並びに類似
の性質の他の多くの設計選択）は広範囲Ｇごわたる分析
及びシミュレーション　モデルに基づくものである。Ｉ
Ｌは外部リンクと同一のビット速度にてランするが、ハ
ブ全体が同位置に置かれるため非常に短かい。
最も小さなハブは１つのＭＩＮＴから構成され、ＩＬが
ループ　ハックし、スイッチは存在しない。
このハブに基づく網は最高４個までのＮＩＭを含み、最
高８０個のＥＵＳを収容する。現時点において考えられ
る最大のハブは２５６個のＭＩＮＴ及び１０２４Ｘ１０
２４個のＭＡＮＳから構成される。このハブは１０２４
個のＮＩＭ及び最高２０．０００個までのＥＵＳを収容
する。ＭＩＮＴを加え、ＭＳＮＳを成長させることによ
って、このハブ及び終局的には網金体が非常に優雅な成
長をみせる。
先に進む前に幾つかの用語を説明する必要がある。ＥＵ
ＳトランザクションはＥＵＳに対して意味をもつユニッ
トのＥＵＳ情報の伝送である。このトランザクションは
数バイトから成る遠隔プロシージャ呼でも、あるいは１
０メガハイドのデータ　ベースの伝送でもあり得る。Ｍ
ＡＮはここでの説明の目的において、ロング　ユーザ　
ワークユニット（ｌｏｎｇ　ｕｓｅｒ　ｗｏｒｋ　ｕｉ
ｎｔ、　Ｌ　Ｕ　Ｗ　Ｕ　）及びショート　ユーザ　ワ
ーク　ユニット（ｓｈｏｒｔｕｓｅｒ　ｗｏｒｋ　ｕｉ
ｎｔ、　　Ｓ　ＵＷＵ）と呼ばれる２つのＥＵＳ　）ラ
ンザクジョン　ユニット　サイズヲ識別する。サイズの
範囲の決定は技術的に簡単ではあるが、通常、数千ビッ
ト以下のトランザクション　ユニットが５ＵＷＵとみな
され、これより大きなトランザクション　ユニットはＬ
ＵＷＵとみなされる。パケットには網内において第１図
に示される基準に基づいて応答時間を短縮するために優
先順位が与えられる。第１図から小さなＥＵＳトランザ
クション　ユニットは、通常、より速いＥＵＳ　トラン
ザクション応答時間を必要とすることがわかる。パケッ
トはこれらが網を通じて伝送されるとき、単一フレーム
あるいはパケットとしてそのままの形で保たれる。Ｌ　
Ｕ　Ｗ　Ｕは送信ＵＩＭによって以降パケットと呼ばれ
るフレームあるいはパケットに分割される。パケット及
び５ＵＷＵはしばしば集合的に網トランザクション　ユ
ニットと呼ばれる。
ＭＡＮスイッチを通じての伝送はスイッチ　トランザク
ションと呼ばれ、ＭＡＮＳを通じての伝送されるユニッ
トはスイッチ　トランザクションユニットと呼ばれる。
これらは同一のＭＩＮに向けられた１つあるいは複数の
網トランザクションユニットから構成される。
２．２　　機能ユニットの概要 ＭＡＮの動作の説明の前に、ＮＨ内の主要な機能ユニッ
トの個々について概説する必要がある。ここで説明され
るユニットはく　ＵＴＭ１３、ＮＩＭ２、ＭＩＮＴＩＩ
、ＭＡＮＳ　１０．末端ユーザシステム　リンク（ＮＴ
ＭとＵＩＭを接続）（ＥＵＳＬ）１４、ＸＬ３、及びｌ
Ｌ１２である。
これらユニットが第４図に示される。
２、２．１　　ユーザ　インタフェース　モジュール−
ＩＭ１３ このモジュールはＥＵＳ内に位置し、通常、ＶＥＭ＠バ
ス（ＩＥＥＥ標準バス）、インテルＭＵＬＴＩＢＵＳＴ
Ｉ＠、メインフレームＩ１０チャネルのようなＥＵＳバ
ックプレーンにプラグする。殆んどのアプリケーション
においては、１つの印刷回路基板上に取り付けられるよ
うに設計される。ＵＩＭ１３はＥＵＳ　ＩＪ　７り１４
　（ＥＵＳ　Ｌ）と呼ばれる光学送信機９７及び８５に
よって駆動される二重光ファイバ　リンクを通じてＭＩ
Ｎ２に接続される。このリンクは外部リンク（ＸＬ）３
と同一速度にてランする。ＵＩＭは網への途中において
情報をここに格納するために使用されるメモリ待行列１
５をもつ。パケット及びＳ　ＵＷＵはアウト　オプ　バ
ンド（ｏｕｔ−ｏｆ−ｂａｎｄ）フローコントロールを
使用してＮＩＭに転送される。
網から情報を受信するためには受信バッファメモリ９０
が必要である。このケースにおいては、ＥＵＳ　）ラン
ザクジョン全体がしばしばこれらが末端ユーザ　システ
ムのメモリに伝送される前に格納される。受信バッファ
は動的バッファ連結能力をもつことが要求される。部分
的なＥｔＪＳ　ｌ−ランザクジョンが同時的に挿入され
た形で到達することがある。
光学受信機８７は光リンク１４から信号を受信して、こ
れを受信バッファ　メモリ９０内に格納する。コントロ
ール２５はＵＩＭ１３を制御し、また送出先人先出（Ｆ
ＩＦＯ）待行列１５あるいは受信バッファ　メモリ９０
と末端ユーザ　システム２６に接続するバス９２とのイ
ンタフェースのためのバス　インタフェースとの間のデ
ータの交換を制御する。ＵＩＭ１３の制？Ｉｌｌの詳細
は第１９図に示される。
２．２．２　　網インタフエース　モジュール−ＮＩＭ
２ Ｎ１Ｍ２はＭＡＮの一部であり、網のエツジの所に存在
する。ＮＩＭは以下の６つの機能、つまり、（１）ＭＩ
ＮＴに向って移動するパケット及び５ＵＷＵのキューイ
ング及び外部リンクの仲裁を含む集信／信号分離、（２
）ボート同定を用いての網保安への参与、（３）渋滞コ
ントロールへの参与、（４）ＥＵＳから網へのコントロ
ールメツセージの同定、（５）エラー　ハンドリングへ
の参与、及び（６）ｍのインタフェース動作を遂行する
。ＵＩＭ内にみられる送出ＦＩＦＯ１５に類似するメモ
リ内の小さな待行列９４が個々の末端ユーザ　システム
に対して存在する。これらは情報をＵＩＭからリンク１
４及び受信機８８を介して受信し、これをＭＩＮＴへの
送信のためにＸＬ３が使用可能となるまで格納する。こ
れら待行列の出力はデータ集信器９５を駆動し、一方、
集信器９５は光送信機９６を駆動する。外部リンク要求
マルチプレクサ−が存在するが、これはＸＬの使用に対
する要求に答える。ＮＩＭはポート同定番号６００（第
２０図）をＭＩＮＴに向って流れる個々の網トランザク
ション　ユニットの先頭に加える。これはさまざまな方
法にて、付加価値サービス、例えば、信頼性が高く、偽
のない送信者同定及び料金請求動作を確保するために使
用される。この接頭語は待に仮想網内のメンバーを外部
からの不当なアクセスから保護するために必要である。
検査シーケンスがエラー　コントロールのために処理さ
れる。ＭＩＭは、ハブ１と協力して、網内の渋滞状態を
検出し、渋滞が著しくなった場合、ＵＩＭからのフロー
を制御する。ＮＩＭはまた網にフロー　コントロール機
構を含む標準の物理的及び論理的インタフェースを提供
する。
綱からＥＵＳに流れる情報は受信機８９を介してＮＩＭ
内を通過され、データ分配器８６正しいＵＩＭに配布さ
れ、そして宛先ＵＩＭ１３に送信機８５によってリンク
１４を介して送くられる。
ＮＩＭの所では緩衝は行なわれない。
２つのタイプのＮＩＭのみが存在する。１つのタイプ（
第４図内及び第３図の右上に示されるタイプ）は集信を
行ない、もう１つのタイプ（第３図の右下に示されるタ
イプ）はこれを行なわない。
ＭＩＮＴはハブ内に位置する。個々のＭＩＮＴｌｌは、
（ａ）ＸＬを終端し、またデータをスイッチ１０からＭ
ＩＮＴに移動させる内部リンクの半分から信号を受信す
る最高４個までの外部リンク　ハンドラ１６　（ＸＬＨ
）；　　（ｂ）ＩＬのデータをＭＩＮＴからスイッチに
移動する半分に対してデータを生成する４個の内部リン
ク　ハンドラ１７　（ＩＬＨ）；　　（ｃ）ＭＩＮＴか
らスイッチを通じてＮＩＭに至る経路を待つあいだデー
タを格納するためのメモリ１８ｉ（ｄ）リンク　ハンド
ラとメモリとの間でデータを移動させ、またＭＴＮＴ制
御情報を運ぶデータ輸送リング１９；及び（ｅ）コント
ロール　ユニット２０から構成される装ＭＩＮＴ内の全
ての機能ユニットは、ＭＩＮＴ内に同時に入いるあるい
はこれから出るデータに対するピーク総ビツト速度を収
容できるように設計される。このため、同期的であるこ
のリングは、情報を個々のＸＬＨからメモリに運ぶため
のセットの予約されたスロット、及びメモリから情報を
個々のＩＬＨに運ぶためのもう１つのセットの予約され
たスロットをもつ。これは１．５　Ｇ　ｂ　ｐ　ｓ以上
の読出しプラス書込みビット速度をもつ。このメモリは
５１２ビット幅であり、従って、適当なアクセス時間を
持つ要素にて十分なメモリ　ビット速度が達成できる。
このメモリのサイズ（１６Ｍバイト）は、メモリ内に情
報が置かれる時間が少いため（−杯の綱負荷の状態で約
０．５７ミリ秒）小さく抑えられているが、ただし、こ
のサイズは変更可能であり、必要であれば調節できる。
ＸＬＨは双方向であるが、対称性ではない。
ＮＩＭからＭＩＮＴに移動する情報はＭＩＮＴメモリ内
に格納される。見出し情報がＸ　Ｌ　Ｈによってコピー
され、ＭＩＮＴコントロールに処理のために送くられる
。反対に、スイッチ１０からＮＩＭに向って移動する情
報は途中でＭＩＮＴ内に格納されず、単に処理されるこ
となくＭＩＮＴを通過してＭＡＮＳ　１０の出力から宛
先ＮＩＭ２へのパスされる。スイッチ内の可変経路長の
ために、ＭＡＮＳ　１０を出る情報はＸＬに対して位相
がずれる。位相整合及びスクランブラ回路（セクション
６．１において説明）にてＮＩＭへの伝送の前にデータ
が整合される。内部リンク　ハンドラ（ＩＬＨ）につい
ては、クション４．６において説明される。
ＭＩＮＴは、（１）網内の幾らかの全体的なルーティン
グ、（２）ユーザ検証への参与、（３）網保安への参与
、（４）待行列の管理、（５）網トランザクションの緩
衝、（６）アドレスの翻訳、（７）渋滞コントロールへ
の参与、及び（８）動作、管理及び保守（ＯＡ＆Ｍ）プ
リミティブの生成を含むさまざまな機能を遂行する。
ＭＩＮＴに対スるコントロールはＭ　Ｉ　ＮＴコニ／ト
ロール　アルゴリズムに合せて設計されたデータ　フロ
ー処理システムである。個々のＭＩＮＴは砂層たり最高
８０，０００個の網トランザクションを処理する能力を
もつ。２５０個のＭＩＮＴを持つフル装備されたハブは
、従って、砂層たり２０ミリオン個の網トランザクショ
ンを処理することができる。これに関してはセクション
２．３においてさらに説明される。
２．２．４　　ＭＡＮスイッチ−ＭＡＮＳ　１０ＭＡＮ
Ｓは、（ａ）これを通じて情報がパスされる組繊２１及
び（ｂ）この組織に対するコントロール２２から成る２
つの主な部分から構成される。このコントロールはスイ
ッチを約５０マイクロ秒内にセット　アップすることを
可能にする。
この組織の特別の特性によって、コントロールをパラレ
ルに動作できる完全に独立したザブコントローラに分解
することが可能となる。これに加えて、個々のサブコン
トローラはバイブラインに連結することができる。こう
して、セットアツプ時間が非常に速いばかりでなく、複
数の経路を同時にセットアツプすることができ、°“セ
ットアップスループントパが多数のＭＩＮＴからの高要
求速度を収容するのに十分に高くされる。ＭＡＮは１６
ｘ１６（４つのＭＩＮＴを処理）から１０２４ｘ１０２
４　（２５６個のＭＩＮＴを処理）に至るまでのさまざ
まなサイズに設計できる。
２．２．５　　末端ユーザ　システム　リンク−ＵＳＬ
１４ 末端ユーザ　システム　リンク１４はＮ１Ｍ２を末端ユ
ーザの装置内に位置するＵＩＭ１３に接続する。これは
全二重光ファイバ　リンクであり、ＮＩＭの反対側の外
部リンクと同一速度にて同期してランする。これはそれ
が接続されるＥＵＳに専用に使用される。ＥＵＳＬの長
さは故メートルから数十メートルのオーダーが想定され
る。ただし、経済的に許される場合は、これ以上長くし
てはならない理由は存在しない。
本発明のこの実施態様に対するＥＵＳＬに対する基本フ
ォーマット及びデータ速度は、メトロパス光波システム
０３−１リンク（ＭｅｔｒｏｂｕｓＬｉｇｈｔｗａｖｅ
　Ｓｙｓｔｅｍ　０３−１１ｉｎｋ）のこれと同一に選
択された。終局的にいかなるリンク層データ伝送標準が
採用されたとしても、ＭＡＮＯ後の実施態様にそれが使
用できる。
２．２．６　　外部リンク−ＸＬ３ 外部リンク（ＸＬ）３はＮＩＭをＭＩＮＴに接＆’ｔす
る。これも全二重同期光ファイバ　リンクである。これ
はそのＮＩＭに接続された末端ユーザシステムによって
要求多重様式（ｄｅｍａｎｄｍｕｌｔｉｐｌｅｘｅｄ　
ｆａｓｈｉｏｎ）にて使用される。ＸＬの長さは数十キ
ロメートルのオーダーが想定される。
要求多重化は経済的な理由によって使用される。
これはメトロバス○Ｓ−１フォーマット及びデータ速度
を採用する。
２．２．７　　　部リンクーＩＬ２４ 内部リンク２４はＭＩＮＴとＭＡＮスイッチとの間の接
続を提供する。これは単方向セミ同期リンクであり、Ｍ
ＡＮＳ　１０をパスするとき、周波数は保持するが、同
期的位相の関係は失なう。
ＩＬ２４の長さは数メートルのオーダーが想定されるが
、経済的に許される場合は、これより長くてもかまわな
い。ＩＬのビット速度は０３−１のビット速度と同一で
ある。ただし、フォーマットは、データを再同期する必
要から０３−１と限定された類似性しかもたないｄ ２．３　ソフトウェアの概− ワークステーション／サーバー　パラダイムが用いられ
、ＭＡＮに接続された個々の末端ユーザシステムは砂層
たりにＬＵＷＵ及び５ＵＷＵから成る５０個以上のＥＵ
Ｓ　）ランザクジョンを生成することが可能である。こ
れは砂層たり４００個の網トランザクション（パケット
及びｓｕｗｕ）に相当する。ＮＩＭ当たり最高２０個ま
でのＥＵＳを持つことは、個々のＮＩＭが砂層たり最高
８０００個までの網トランザクションを扱い、個々のＭ
ＩＮＴがこの量の４倍、つまり、砂層たり３２０００個
の網トランザクションを扱う能力もたなければならない
ことを意味する。これらは平均、あるいは持続速度であ
る。バースト状態によっては単一ＥＵＳ２６に対する゛
′瞬間”速度を大きく増加されることがある。ただし、
複数のＥＵＳを通じての平均により個々のＥＵＳバース
トを滑らかにすることができる。従って、個々のＮ１Ｍ
ボートは砂層たり５０よりかなり多くの網トランザクシ
ョンのバーストを扱わなければならないが、ＮＩＭ（２
）及びＸＬ　（３）はそれほど多くのバーストには遭遇
しないことが期待される。これは、個々が４つのＮＩＭ
を処理するＭＩＮＴではさらに顕著である。ＭＡＮスイ
ッチ１０は砂層たり平均８ミリオン個の網トランザクシ
ョンを通過させなければならないが、スイッチ　コント
ローラはこれほど多（のスイッチ要求を処理することは
要求されない。これはＭＩＮＴコントロールの設計によ
って同一の宛先ＮＩＭに向う複数のパケット及びｓｕｗ
ｕが単一のスイッチ　セットアツプにて交換されるよう
に工夫されているためである。
考慮されるべき第２の要素は網トランザクション到着開
時間（ｉｎｔｅｒａｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅ）である。
１５０Ｍｂｐｓの速度、及び１０００ビツトのＳ　ＵＷ
Ｕの最も小さな綱トランザクションを想定した場合、２
つの５ＵＷＵがＮＩＭあるいはＭＩＮＴに６．６７マイ
クロ秒離れて到達する可能性がある。ＮＩＭ及びＭＩＮ
Ｔは過渡的ベースにて数個の折返し５ＵＷＵを扱うこと
ができなければならない。
ＮＩＭ及び特にＭＩＮＴ内のコントロール　ソフトウェ
アは、この厳しいリアル　タイム　トランザクション処
理を扱わなければならない。データ　トラヒックの非対
称及びバースト特性からピーク　ロードを単期間にて処
理できる設計が必要される。このため、トランザクショ
ン　コントロール　ソフトウェア構造は、砂層たり数百
ミリオン個のＣＰＵインストラクションを実行できる能
力を要求される。さらに、ＭＡＮ内において、このコン
トロール　ソフトウェアは、パケット及び５ＵＷＵのル
ーティング、網ボートの同定、最大１０００個までの同
−ＮＩＭに向けられる網トランザクションのキューイン
グ（これは最大１０００個の待行列のリアル　タイム保
持を意味する）、ＭＡＮＳ要求及び受取通知の処理、複
雑な基準に基づく発信ＥＵＳのフロー　コントロール、
網トラヒック　データの収集、渋滞コントロール、及び
多数の他のタスクを含むさまざまな機能を遂行する。
ＭＡＮコントロール　ソフトウェアは上のタスクの全て
をリアル　タイムにて遂行する能力をもつ。このコント
ロール　ソフトウェアは、Ｎ１Ｍコントロール２３、Ｍ
ＩＮＴコントロール２０、及びＭＡＮＳコントロール２
２の３つの主要要素内において実行される。これら３つ
のコントロール要素と関連して、末端ユーザ　システム
２６のＵＩＭ１３内に第４のコントロール構造２５が存
在する。第５図はこの構成を示す。個々のＮＩＭ及びＭ
ＩＮＴは自体のコントロール　ユニットをもつ。これら
コントロール　ユニットは独立して機能するが、密接な
協力関係をもつ。このコントロールの分割はＭＡＮのリ
アル　タイム　トランザクション処理能力を可能とする
アーキテクチャ−機構の１つである。ＭＡＮが高トラン
ザクション速度を扱うことを可能とするもう１つの機構
は、このコントロールをサブ機能の論理アレイに解体し
、個々のサブ機能に独立的に処理パワーを加える技法で
ある。このアプローチはＩＮＭＯ３社によって製造され
るＴｒａｎｓｐｕｔｅｒ■ＶＬＳ　Ｉプロセッサ　デバ
イスの使用によって非常に助けられる。
この技術は基本的に以下の通りである。
−問題を複数のサブ機能に分解する。
これらサブ機能を１つのデータフロー構造を形成するよ
うに配置する。
一個々のサブ機能を１つあるいは複数のプロセスとして
実現する。
一セットのプロセスをプロセッサに結合し、結合された
プロセッサをそのデータ　フロー構造と同一のトポロジ
ーに配列し、この機能を遂行するデータフロー　システ
ムを形成する。
要求されるリアル　タイム性能が達成されるのに必要な
だけこれを反復する。
ＮＩＭ、ＭＩＮＴ、及びＭＡＮＳによって遂行される機
能（これらの殆んどはこれらモジュールに対するソフト
ウェアによって行なわれる）はセクション２．２．２か
ら２．２．４に与えられている。追加の情？ＩＪがセク
ション２．４において与えられている。これらサフ゛シ
ステムをカバ′−スる特定のセクションでこれらの詳細
な説明が行なわれる。
２、　３．　１　　コントロール　プロセッサシステム
の実現のために選択されたプロセッサは、ｌ　ＮＭＯ３
社からのＴｒａｎｓｐｕ　ｔｅｒである。これら１０ミ
リオン　インストラフ２５フフ秒（ＭＩＰ）短縮インス
トラクション　セット　コントロール（ｒｅｄｕｃｅｄ
　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｓｅｔ　ｃｏｎｔｒｏｌ　
、　ＲＩ　Ｓ　Ｃ）マシンは、２０Ｍｂｐｓシリアル　
リンクを通じて任意のトポロジーに接続できるように設
計されている。個々のマシンは同時直接アクセス（ＤＭ
Ａ）能力のある入力及び出力経路をもつ４つのリンクを
含む。
２．３．２　　ＭＩＮＴコントロールの性砂層たり多数
のトランザクションを処理する必要性のために、個々の
トランザクションの処理はパイプラインを形成するシリ
アル　セクションに分解される。トランザクションはこ
のパイプラインに供給され、ここでこれらはパイプ内の
さらに進んだ段の所で他のトランザクションと同時に処
理される。これに加えて、個々が独自の処理ストリーム
を同時に扱かう複数のパラレル　パイプラインが存在す
る。こうして、個々のトランザクションがルーティング
及び他の複合サービスを要求する所望の高トランザクシ
ョン処理速度が、このコントロール構造を相互接続され
たプロセッナのこのようなパラレル／パイプライン連結
された構造に分解することによって達成される。
ＭＩＮＴコントロールに対する制約、任意のシリアル処
理が以下の式で与えられるより長くなってはならないこ
とである： １／（このパイプライン内で処理される砂層たりのトラ
ンザクションの数） もう１つの制約として、ＸＬＨ１６内のコントロールに
入いる見出しに対するバンド幅がある。
ＸＬＨに到達する続きの網ユニシト間の間隔が以下、つ
まり （見出しサイズ）／（コントロールへのバ′ンド幅） より短い場合は、ＸＬＨは見出しを緩衝することを要求
される。−様な到着を想定したときの秒当たりのトラン
ザクションの最大数は以下によって与えられる。
（コントロールへのバンド幅）／（トランザクション見
出しのサイズ） トランスビータ（ｔｒａｎｓｐｕ　ｔｅｒ）　　リンク
の有効ビット速度及び４０バイトＭＡＮ＆ｍｔ・ランザ
クジョン見出しに基づく一例は以下の通である。
（コントロール　リンクに対する８、　０　Ｍ　ｂ　／
　ｓ　）／（３２０ビット見出し／トランザクション）
−２５，０００トランザクション見出／ＸＬＨ１つまり
、４０マイクロ秒当たり１トランザクシヨン／″ＸＬＨ
である。トランザクション到達量時間（ｔｒａｎｓａｃ
ｔｉｏｎ　１ｎｔｅｒａｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅｓ）は
これより短かい可能性があるため、見出しの緩’ｔｊｊ
が×Ｌ１１内で遂行される。
ＭＩＮＴは、この時間内において、ルーティング、料金
請求プリミティブの実行、スイッチ要求、網コントロー
ル、メモリ管理、オペレーション、監督、及び保守活動
の遂行、ネーム　サービスを行ない、さらにイエロー　
ベージ　プリミティブなどのような他の網サービスも提
供できなくてはならない。ＭＩＮＴコントロール２０の
パラレル／パイプライン連結特性によってこれら目標が
達成される。
一例として、高速メモリ　ブロックの割り当て及び解放
はルーティングあるいは料金請求プリミティブとは完全
に独立して処理される。ＭＩＮＴ内のトランザクション
　フローはＸ珂トランザクション　ユニット（つまり、
パケットあるいは５ＵＷＵ）を格納するために使用され
るメモリブロック　アドレスの管理プログラムによって
単一のパイプ内で制御される。このパイプの第１の段に
おいて、メモリ管理プログラムは高速ＭＩＮＴメモリの
空いたブロックの割り当てを行なう。次に、次の段にお
いて、これらブロックが見出しとベアにされ、ルーティ
ング翻訳が遂行される。次にスイッチ　ユニットが共通
のＮＩＭに送くられたメモリ　ブロックに基づいて集め
られ、そして、このブロックのデータがＭＡＮＳに伝送
された後にメモリ　ブロックが解放され、このループが
閉じられる。料金請求プリミティブは異なるパイプ内に
おいて同時に処理される。
２．４ＭＡＮの動作 ＥＵＳ２６は網からは網管理プログラムによって授けら
れた能力をもつユーザとみなされる。この発想は時分割
システムにログインされた末端ユーザと類似する。ユー
ザ、例えばステーションあるいはさらには網に対する集
信装置として動作するワークステーションあるいは前置
プロセッサは、Ｎ１Ｍポートの所で物理的接続を行ない
、次にそのＭＡＮネーム、仮想ｔｌ同定、及び保安パス
ワード（ｐａｓｓｗｏｒｄ　５ｅｃｕｒｉｔｙ）を介し
て自身を同定することを要求される。網はルーティング
　テーブルをこのネームに向けられたデータを一意のＮ
ＩＭボートにマツプするように調節する。このユーザの
これら機能はこの物理ポートと関連づけられる。
ここに示される例はポータプル　ワークステーションの
パラダイムを収容する。ポートはまた固定の機能をもつ
ように構成し、場合によっては、１つのＭＡＮ指名の末
端ユーザによって゛所有°“することもできる。これは
ユーザに専用網ポートを与え、あるいは特権管理保守ポ
ート（ｐｒｉｖｉｌｅｇｅｄａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉ
ｖｅ　ｍａｉｎｔｅｎａｎｃｅ　ｐｏｒｔ）を準備する
。
発信ＥＵＳは宛先をＭＡＮ名あるいはサービスにて示し
、従って、これらはダイナミック網トポロジーに関して
は何も知ることを要求されない。
この網内の高ビツト速度及び大きなトランザクション処
理能力は、非常に短かな応答時間を与え、またＥＵＳに
首部圏内のデータを過度な網考慮なしに移動させるため
の手段を提供する。この結果、ＥＵＳ−メモリからＥＵ
Ｓメモリの応答時間は１ミリ秒と非常に短かくなり、ま
た低いエラー率、及び持続されたベースにて秒当たり１
００の１Ｅｔｌｓトランザクシヨンを運ぶことが可能と
なる。この数は、高性能ＥＵＳに対する数十個まで拡張
できる。ＥＵＳは、上限なしに、ユーザの望むサイズに
てデータを送くることができる。ＭＡＮＫ性能を最適化
する上での殆んどの制約は網のオーバーヘッドではなく
、ＥＵＳ及びアプリケーションの制約によって規定され
る。ユーザはＵＩＭへのデータの伝送の際に以下の情報
を供給する。
−物理アドレスとは独立した宛先アドレスに対するＭＡ
Ｎ名及び仮想組品。
−データのサイズ。
一要求される網サービスを示すＭＡＮタイプ憫。
−データ。
網トランザクション（パケット及び５ＵＷＵ）は以下の
論理経路に沿って移動する（第５図参照）発信ＵＩＭ→
発信Ｎ　Ｉ　Ｍ−＋Ｍ　Ｉ　ＮＴ−＋ＭＡＮ　Ｓ→宛先
ＮＩＭ（ＭＩＮＴを介して）→宛先ＵｒＭ個々のＥＵＳ
　）ランザクジョン（つまり、ＬＵＷＵあるいは５ＵＷ
Ｕ）はそのＵＩＭに送くられる。ＤＩＭ内において、Ｌ
ＵＷＵはさらに可変サイズ　パケットに断片化される。
ｓｕｗｕは断片化されることなく、論理的に全体が１つ
の網トランザクションとみなされる。ただし、ある網ト
ランザクションが１つの５ＵＷＵであるとの判断は、５
ＵＷＵがＭＩＮＴに到達するまで行なわれない。ＭＩＮ
Ｔにおいて、この情報を使用してデータが最適網バンド
リングのために５ＵＷＵ及びパケットに動的に分類され
る。ＮＩＭはＥｔＪＳからの入りパケットをこれが最大
パケット　サイズを違反しないか調べる。ＵＩＭはＥＵ
Ｓの指定するサービスによって決定される最大サイズよ
り小さなパケット　サイズに決定することもできる。
最適のＭＩＮＴメモリの利用のためにはパケ・ントサイ
ズは標準最大サイズが適当である。しかし、状況によっ
ては、タイミング問題あるいはデータ可用タイミングな
どの末端ユーザの考慮のために小さなパケット　サイズ
の使用が要求されることもある。これに加えて、ＵＩＭ
はＥＵＳから現在受信したものを送信という事情と関連
してのタイミング制約もある。最大サイズ　パケットが
使用された場合でも、ＬＵＷＵの最後のパケットは、通
常、最大サイズ　パケットより小さい。
送信ＵＩＭの所で、個々の網トランザクション（パケッ
トあるいは５ＵＷｔＪ）には先頭に固定長のＭＡＮＩ見
出しが附加される。Ｍ　Ａ　Ｎ　ｆｍソフトウェアは見
出し内のこの情報を用いて、ルーティング、料金請求、
網サービスの提供、及び網のコントロールを行なう。宛
先ＵＩＭはこの見出し内の情報を使用してＥＵＳ　）ラ
ンザクジョンを末端ユーザに配達するジョブを遂行する
。網トランザクションはＵＩＭ発信発信トランザクショ
ン列行列内納され、これらはここから発信ＮＩＭに送く
られる。
ＵＩＭから網トランザクションを受信するとき、ＮＩＭ
はこれらをそこにトランザクションが到達するＥＵＳＬ
に永久に専用化された待行列内に格納し、その後、これ
をリンク３が刃用となるとただちにＭＩＮＴＩＩに伝送
する。Ｎ１Ｍ内のコントロール　ソフトウェアをＤＩＭ
−）ＮＩＭプロトコールを処理することによってコント
ロール　メツセージを同定し、発信ボート番号をトラン
ザクションの頭に加える。これはＭＩＮＴによるこのト
ランザクションの認証に用いられる。末端ユーザ　デー
タは、そのデータが網に末端ユーザによって提供される
コントロール情報としてアドレスされないかぎり、ＭＡ
Ｎ１４ソフトウェアによっては決して触れられない。こ
れらトランザクションが処理されると、発信ＮＩＭはこ
れらを発信ＮＩ？１とそのＭＩＮＴとの間の外部リンク
上に集信する。
発信ＮＩＭからＭＩＮＴへのリンクは、Ｍ　Ｉ　Ｎ　Ｔ
内のハードウェア　インタフェース（外部リンクハンド
ラ、つまり、ＸＬＨ１６）に終端する。
ＮＩＭとＭＩＮＴの間の外部リンク　プロトコールは、
ＸＬＨ１６が網トランザクションの開始及び終端を検出
することを可能とする。これらトランザクションは直ち
にＸ　Ｌ　ＨＯ所に到達する１　５０　Ｍ　ｂ　／　ｓ
バーストのデータを扱うように設計されたメモリ１８内
に移動される。このメモリアクセスは高速タイム　スロ
ット　リング１９を介して行なわれるが、リング１９は
個々の１５０Ｍ　ｂ　／　ｓ　Ｘ　Ｌ　Ｈ入力及びＭＩ
ＮＴからの個々のＬ　５０　Ｍ　ｂ　／　ｓ出力（つま
り、ＭＡＮＳ入力）バンド幅を競合なしに保証する。例
えば、４つの遠隔ＮＩＭの集信を行ない、中央スイッチ
への４つの入力ボートをもつＭＩＮＴは少なくとも１．
２Ｇ　ｂ　／　ｓのバースト　アクセス　バンド幅ヲ持
りなければならない。メモリ記憶装置は最大パケット　
サイズに固定長のＭＡＮ見出しを加えたものに等しいサ
イズの固定長ブロックにて使用される。
ＸＬＨは固定サイズのメモリ　ブロックのアドレス、及
びこれに続くパケットあるいは５ＵＷＵデータをこのメ
モリ　アクセス　リングに送くる。
データ及び網見出しは、ＭＩＮＴコントロール２０によ
ってＭＡＮＳへの伝送が指令されるまで格納される。Ｍ
ＩＮＴコントロール２０はＸＬＨにこの入りパケット及
び５ＵＷＵを格納するための空メモリ　ブロック　アド
レスをとぎれることなく提供する。ＸＬＨはまた固定サ
イズ網見出しの長さを′°知っている′。この情報をも
とに、ＸＬＨは網見出しのコピーをＭＩＮＴコントロー
ル２０にパスする。ＭＩＮＴコントロール２０はこの見
出しとパケットあるいは５ＵＷＵを格納するためにＸＬ
Ｈに与えたブロック　アドレスとをペアにする。この見
出しはＭＩＮＴコントロール内のデータの唯一の内部的
代表であるため、絶対に正しいごとが要求される。リン
ク　エラーなどからの衛生を確保するために、見出しは
自体のｗｉ環冗長チェック（ＣＲＣ）を持つ。このチュ
ープル（ｔｕｐｌｅ）がＭＩＮＴコントロール内を通る
経路は任意のＬＵＷＵの全てのパケットに対して同一で
なければならない（これによってＬＵＳＵデータの順番
が保存される）。ＭＩＮＴメモリ　ブロック　アドレス
とペアにされたパケット及びＳＵＭＯはプロセッサのパ
イプライン内を移動する。このパイプラインは複数のＣ
ＰＵがＭＩＮＴ処理のさまざまな段において異なる網ト
ランザクションを処理することを可能にする。これに加
えて、複数のパイプラインが存在し、これによって同時
処理が実現される。
ＭＩＮＴコントロール２０は未使用の内部リンク２４を
用いて、このＩＬから宛先ＮＩＭ（このＮＩＭに接続さ
れたＭＩＮＴを通じて）への経路の設定を要求する。Ｍ
ＡＮスイッチ　コントロール２１はこの要求を待行列に
置き、（１）この経路が可屈となり、また（２）宛先Ｎ
ＩＭへのＩＬ３も可屈となると、発信ＭＩＮＴに通知し
、同時にこの経路を設定する。これは、平地的に、フル
ロード下においては、５０マイクロ秒を要する。
通知を受けると、発信ＭＩＮＴはそのＮＩＭに向けられ
る全ての網トランザクションを送信し、こうして、設定
されたこの経路が最大限に活用される。内部リンク　ハ
ンドラ１７はＭＩＮＴメモリからの網トランザクション
を要求し、これらを以下の経路を通じて伝送する。
ＩＬＨ→発信ＴＬ−＋ＭＡＳＮ→宛先ＩＬ→ＸＬ１１こ
のＸＬＨは宛先ＮＩＭに接続される。ＸＬ■■は宛先？
１Ｍへの途中でビット同期を回復する。
情報は、これがスイッチを出ると、宛先ＮＩＭへの途中
のＭＩＮＴを単にパスするのみであることに注意する。
ＭＩＮＴはＭＡＮＳを通過する過程において失われたビ
ット同期を回復する以外の情報の処理は行わない。
情報（つまり、１つあるいは複数の網トランザクション
から成るスイッチ　トランザクション）が宛先ＮＩＭに
到着すると、これは網トランザクシヨン（パケット及び
５ＵＷＵ）に分解され、宛先ＵＩＭに伝送される。これ
は、“オンザフライパ方式にて遂行される。つまり、こ
の網を出る前に途中でＮＩＭ内に格納されることはない
。
受信ＵＩＭ１３はこの網トランザクションをその受信バ
ッファ　メモリ９０内に格納シ、ＥＵＳトランザクショ
ン（ＬＵＷＵ及び５ＵＷＵ）を再生する。ＬＵＷＵはＵ
ＩＭにパケット　サイズ断片にて到達する。ＬＵＷＵの
少なくとも一部が到達するとただちに、ＵＩＭはＥＵＳ
にこの存在を通知し、ＥＵＳからの指令を受けると、そ
の叶への制御下において、ＥＵＳ　）ランザクジョンの
一部分あるいは全体をＥＵＳメモリ内にＥＵＳによって
指定されるＤＭＡ伝送サイズにて送くる。
ＵＩＭからＥＵＳへの伝送のためのこれに代わるパラダ
イムを使用することもできる。例えば、ＥＵＳがＵＩＭ
に事前にＵＩＭになにか到達したら直ちにこれをＥＵＳ
メモリ内に指定されるバッファ内に伝送するように告げ
ることもできる。この場合、ＵＩＭは情報の到着を通知
する必要がなく、これを直ちにＥＵＳに伝送することが
できる。
ＥＵＳメモリからＥＵＳメモリへの数百マイクロ秒のオ
ーダーの待時間を達成するためには、エラーを従来のデ
ータ網によって使用されるのと異なる方法によって扱う
ことが必要である。ＭＡＮにおいては、制トランザクシ
ョンは見出しに附加された見出し検査シーケンス６２６
（第２０図）（ＨＣ３）及び網トランザクション全体に
附加されたデータ検査シーケンス６４６（第２０図）（
ＤＣ３）を持つ。
最初に見出しについて考察する。発信ＵＩＭは発信ＮＩ
Ｍへの伝送の前にＨ３Ｃを生成する。
ＭＩＮＴの所で、ＨＣＳがチェックされ、エラーが発見
されたときは、このトランザクションは破棄される。宛
先ＮＩＭは類似の動作を、３回遂行した後に、このトラ
ンザクションを宛先ＵＩＭに送くる。このスキームは失
墜見出しによる情報の誤配達を防止する。見出しに欠陥
が発見された場合は、見出し内の全てが信頼できないと
みなされ、ＭＡＮはこのトランザクションを破棄する以
外の選択をもたない。
発信ＵＩＭはまたはユーザ　データの終端において、Ｄ
Ｃ３を提供することを要求される。この（菌はＭＡＮＩ
内においてチェックされる。ただし、エラーが発見され
てもいかなる措置もとられない。
この情報は宛先ＵＩＭに配達され、ここでチェックされ
、適当な行動がとられる。網内でのこの用途はＥＵＳＬ
及び内部網の両方の問題を同定することにある。
この網内においては、今日のプロトコールの殆んどにお
いてみられる通常の自動反復要求（ＡＲＱ）技術を用い
てエラーの修正を行なういかなる試もなされないことに
注意する。低待時間からの要求からこれは不可能である
。エラー修正スキームは見出しを除いてはコストがかか
り過ぎ、この場合でも、コンピュータ　システムにおい
てしばしばそうであるように時間ペナルティ−が大きす
ぎる。
ただし、見出しエラーの修正は、経験的に必要で、また
時間的に可能であることが実証された場合には、後に採
用することもできる。
従って、ＭＡＮはエラーをチェックし、見出しの妥当性
を疑う理由がある場合は、トランザクションを破棄する
。これ以外は、トランザクションは欠陥をもっていても
配達される。これは以下の３つの理由から意味するアプ
ローチである。第１に、通常のＡＲＱプロトコールが採
用された場合、光ファイバを通じての固有エラー率は銅
線を通じてのエラー率と同一オーダーであり、両方とも
１０−１ビツト／ビツトのレンジである。第２に、グラ
フィック　アプリケーション（これは急増している）は
通常小さなエラー率には耐え、画素イメージが伝送され
る場合、イメージ当たり１．２ビツトは問題とならない
。最後に、エラー率が固有レートより良いことが要求さ
れるような場合、ＥＵＳ−＋ＥＵＳ　　ＡＲＱプロトコ
ールを使用してこのエラー率を達成することが可能であ
る。
２、５．　２　　認証 ＭＡＮは認証機能を提供する。この機能は宛先ＥＵＳに
それが受信する個々の全てのトランザクションに対する
発信ＥＵＳの同定を保証する。悪意あるユーザがトラン
ザクションを嘘の°゛署名′″にて送くることはできな
い。ユーザはまた網をただで使用することから阻止され
る。全てのユーザは網内に送くられる個々の全てのトラ
ンザクションに対して自体を偽りなく同定することを強
要され、これによって、正確な使用敏感（ｕｓａｇｅｓ
ｅｎｓｉｔｉｖｅ）料金請求が確保される。この機能は
また仮想プライベート網などのような他の機能に対する
プリミティブ能力を提供する。
ＥＵＳが最初にＭＡＮに接続するとき、これはこの綱の
一部である周知の特権ログイン　サーバーに“ログ　イ
ン”″する。このログイン　サーバーは接続されたディ
スク　メモリ３５１を持つ管理末端３５０（第１５図）
内に存在する。この管理端末３５０はＭＩＮＴ中央コン
トロール２ｏ内のＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロセッサ（第
１４図）及びＭＩＮＴ　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７、及び
ＯＡ＆Ｍ中央コントロール（第１５図）を介してアクセ
スされる。このログインはＥＵＳによって（そのＵＩＭ
を介して）網を通じてサーバーにログイントランザクシ
ョンを送くることによって達成される。この１−ランザ
クジョンは、ＥＵＳ同定番号（その名前）、この要求さ
れる仮想網、及びパスワードを含む。ＮＩＭ内において
、ボート番号がこのトランザクションの頭に加えられた
後に、これがサーバーに送くるためにＭＩＮＴに伝送さ
れる。ログイン　サーバーはこの間定／ボート　ペアを
調べ、発信ＮＩＭに接続されたＭＩＮＴにこのペアにつ
いて通知する。これはまたログインの受信をＥＵＳに知
らせ、これによってＥＵＳにそれが綱を使用してもよい
ことを告げる。
この網を使用する場合、ＥＵＳから受信ＮＩＭに送くら
れる個々の全ての網トランザクションは、その見出し内
に、その発信同定に加えて、第２０図との関連で後に詳
細に説明される見出し内の他の情報を含む。ＮＩＭはボ
ート番号をトランザクションの頭に加え、これをＭＩＮ
Ｔに伝送し、ここでこのペアがチェックされる。不当な
ペアが存在した場合は、ＭＩＮＴはこのトランザクショ
ンを破棄する。ＭＩＮＴ内において、頭に付けられた発
信ボート番号が宛先ボート番号と置換され、次に宛先Ｎ
ＩＭに送くられる。宛先ＮＩＭはこの宛先ボート番号を
用いて宛先ＥＵＳへのルーティングを完結させる。
ＥＵＳが網から切断したい場合は、これはログインと類
似の方法によって“ログ　オフ゛する。
ログイン　サーバーはこの事実をＭＩＮＴに通知し、Ｍ
ＩＮＴはその同定／ポー１−情報を除去し、これによっ
てボートが活動が止められる。
２、　５．　３　　順番の保証 ＮＩＭからＮＩＭへはＬＵＷＵの概念は存在しない。こ
のＮＩＭ−）Ｎ１Ｍ封筒内ではＬＵＷＵはそれらの同定
を失うが、任意のＬＵＷＵのパケットは所定のＸＬ及び
ＭＩＮＴを通じて１つの経路を通らなければならない。
これによって、ＵＩＭに到達するパケットの順番がある
ＬＵＷＵに対して保存される。ただし、幾つかのパケッ
トは欠陥見出しのために破棄される可能性がある。ＵＩ
Ｍは喪失パケットをチェックし、これが発生した場合に
は、ＥＵＳに通知する。
２．５．　４　　仮想回　及び有限Ｌ　ＵＷＵこの網は
宛先への１つの回路を設定するのでなく、グループのパ
ケット及び５ＵＷＵを資源が可屈となりしだいスイッチ
する。ただし、これは、ＥＵＳが仮想回路を設定するこ
とを阻止するものではない。例えば、ＥＵＳは適当なＵ
ＩＭタイミング　パラメータにて無限サイズのＬＵＷＵ
を書き込むことができる。このようなデータ流はＥＵＳ
には仮想回路のようにみえ、網にとっては、パケットを
一度に１つづつ運ぶ終ることのないｔ、ｕｗｕのように
みえる。この概念の実現は、多くの異なるタイプのＥＵ
Ｓ及びＵＩＭが存在するため、ＵＩＭとＥＵＳプロトコ
ールの間で扱われなければならない。末端ユーザはある
時間に複数の宛先に複数のデータ流を送ることがある。
これらデータ流は発信ＵＩＭと発信ＮＩＭの間の送信リ
ンク上に境界の所でパケット及び５ＵＷＵに多重化され
る。
パラメータは、システムがロードされたとき最適性能を
示すよう調節されるが、これは、１つのＭＩＮＴがＮＩ
Ｍに送くることができる時間を制限しくデータ流の長さ
を制限するのに等しい）、これによって、ＮＩＭを他の
ＭＩＮＴからのデータの受信のために解放する。シミュ
レーションによると、２ミリ秒の初期値が適当であるよ
うに見える。この値は、そのシステム内のトラヒックパ
ターンに応じて動的に調節することができ、異なるＭＩ
ＮＴあるいはＮＩＭに対して、あるいは異なる時間、あ
るいは異なる曜日に対して、異なる値を使用することも
できる。
３、スイッチ ＭＡＮスイッチ（ＭＡＮＳ）はＭＡＮハブの中心に存在
する高速回路スイッチである。これはＭＩＮＴを相互接
続し、全ての末端ユーザ　トランザクションはこれを通
過しなければならない。
ＭＡＮＳはスイッチ組織自体（データ網あるいはＤネッ
トと呼ばれる）に加えてスイッチ　コントロール複合体
（ＳＣＣ）、つまり、Ｄネット組織を動作するコントロ
ーラとリンクの集合体から構成される。ＳＣＣはＭＩＮ
Ｔからの要求を受信し、ベアの入り及び出内部リンク（
ＩＬ）の接続あるいは切断を行ない、可能であるときは
これら要求を実行し、そしてこれら要求の結果をＭＩＮ
Ｔに通知する。
これら−見簡単な動作を高性能レベルで遂行することが
要求される。ＭＡＮスイッチに対する要求事項は次のセ
クションにおいて説明される。次に、セクション３．２
において、このスイッチ要求事項の解決のベースとして
提供される分散コントロール回路交換網の基礎が説明さ
れる。セクション３．３においては、このアプローチが
ＭＡＮの特定の要求に対して適用され、また高性能に重
要となるこのコントロール構造の幾つかの特徴が説明さ
れる。
３．１　問題の特性化 第１に、ＭＡＮスイッチに対する要求に対する幾つかの
数値を推定する。名目上は、ＭＡＮＳは、個々が１５０
　Ｍ　ｂ　／　ｓにてランし、個々が１秒間に数千の別
個にスイッチされるトランザクションを運ぶ数百のボー
トをもつ１つの網内においてミリ秒の何分の１かの間に
トランザクションの接続を確立あるいは切断することが
要求される。１砂層たり数ミリオンのトランザクション
要求は、複数のパイプライン結合されたコントロールに
よって対象とされるトランザクションがパラレルにシー
ケンスされる分散コントロール構造が要求されることを
意味する。
個々が高速にてランするこれほど多くのボートを結合す
るためには多くの制約がある。第１に、網のバンド幅は
少なくとも１５０　Ｇ　ｂ　／　ｓが必要であり、これ
は、この綱を通じての複数のデータ経路（公称１５０Ｍ
ｂ／ｓ）を必要とする。第２に、１５０Ｍｂ／ｓの同期
網は（非同期網はクロック及び位相の回復を必要とする
が）、構築が困難である。第３に、インバンド信号法は
より？ＪＪ　Ｇｆｔな（自己ルーティング）網組織を与
え、網内に緩１）１機能を要求するため、アウト　オブ
　バンド信号法（個別コントロール）アプローチが望ま
しい。
ＭＡＮにおいては、トランザクション長が数桁の規模で
変動することが予想される。これらトランザクションは
、後に説明されるように、小さなトランザクションに対
して十分な遅延性能をもつ単一のスイッチを共有する。
単一組繊の利点は、交換の前にデータ流を分離し、交換
の後にまたこれを再結合する必要がないことである。
考慮すべき問題は、要求された出力ポートがビジー状態
であるときである。接続を設定するためには、任意の入
力及び出力ポートが同時にアイドルでなければならない
（いわゆる同時性問題をもつ）。あるアイドルの入力（
出力）ボートがその出力（入力）がアイドルになるのを
待つと、この待ちボートの使用効率が落ち、このボート
を必要とする他のトランザクションが待たされる。かわ
りに、このアイドル　ボートを他のトランザクションに
与えた場合は、元のビジーであった宛先ボートがアイド
ルとなり、しばらくしてまたビジーとなった場合は、元
のトランザクションがさらに待たされることとなる。こ
の遅延問題は、そのボートが大きなトランザクションに
使用されている場合は重大となる。
全ての同時性解決戦略は個々のボートのビジー／アイド
ル状態をそれとかかわるコントローラに供給することを
要求する。高トランザクション速度を維持するためには
、この状態更新機構は短い遅延にて動作することが必要
である。
トランザクション時間が短かく、殆んどの遅延がビジー
　ボートに起因するような場合は、完全なノンーブロッ
キング網トポロジーは要求されず、このブロッキング確
率が小さく、遅延があまり大きくならなければ、あるい
は、ＳＣＣに過剰の達成不能な接続要求が行なわれない
ようであれば問題はない。
回報（１つから複数への）接続は、必要な網能力である
。ただし、網が回報通信をサポートする場合でも、同時
性問題は（これは複数のボートが関与するためさらに深
刻となる）、他のトラヒックを混乱させることなく、処
理されなければならない。このため全ての宛先ボートが
アイドルになるのを待って、これらの全てに同時に送（
るという単純な戦略は適当でないようにみえる。
Ｍ　Ａ　Ｎ　ｆｊ＝Ｉにはこのような特別の需要が存在
するが、ＭＡＮＳは任意の実際的な網に対する一般的要
件を満す。初期コストは妥当であり、また網を現存の組
織に混乱を与えることな（成長させることが可能である
。このトポロジーはこの組繊及び回路ボードの使用にお
いて本質的に効率的である。
最後に、動作上の可用性の問題、つまり、信頼性、耐失
敗性、失敗グループ　サイズ、及び診断及び修理の容易
さなども満足できる。
３．２．−　アプローチ二分散コントロール回路交換３
Ａ このセクションにおいては、ＭＡＮＳ内において使用さ
れる基本的アプローチが説明される。より具体的には、
大きな網がパラレルに互いに独立して動作するグループ
のコントローラによってランされる手段に関して述べら
れる。この分散コントロール機構は２段網との関係で説
明されるが、このアプローチを複数の段を持つ網に拡大
することも可能である。セクション３．３においては、
ＭＡＮに対する特定の設計の詳細が説明される。
本発明のアプローチの主な利点は、複数の編コントロー
ルがローカル情報のみを使用して互いに独立して動作す
ることである。これらコントロールが互いに尋問及び応
答の負担を課さないため、スループット（トランザクシ
ョンにて測定）が向上される。また、逐次コントロール
　ステップの数が最小にされるため、接続の設定あるい
は切断における遅延が短縮される。これらの全ては、編
組織を個々がデータ、ＶＭ　１２０の内部接続パターン
のような全体的な静的情報を使用するが、ローカル的な
動的（網の状態）データのみを使用する自体のコントロ
ールによってのみ制御される分離されたサブセットに分
割されることによって達成される。個々のコントローラ
は、それが責任をもつ網の部分を使用する接続要求のみ
に関心をもち、これを処理し、またこの部分のみを状態
を監視する。
３．２．１２−段７の割 第６図に示される３つの入力スイッチｌ５Ｉ（１０１）
、ＩＳ２　（１０２）、及びｌ５３（１０３）、並びに
３つの出力スイッチ０３Ｉ（１０４）、Ｏ３２（１０５
）、及び０３３（１０６）から構成される９×１０段網
の例を考察する。これら組織は２つの分離されたサブセ
ットに細分することができる。個々のサブセットは任意
の第２の段のスイッチ（Ｏ３ｘ）内の組織に加えて、そ
の第２の段のスイッチに伸びるリンクに接続する第１の
段のスイッチ（ＩＳｙ）内の組ｆａ　（あるいはクロス
ポイント）を含む。例えば、第６図内において、０３１
　（１０４）と関連する細分、つまり、サブセットはＯ
８ｌ内のクロスポイントを囲む１つの点線、及び第１の
段のスイッチ（１０１，１０２，１０３）の個々の３つ
のクロスポイント（これらクロスポイントはそのリンク
をＯ３Ｉに接続する）を囲こむ点線によって示される。
ここで、この網のこのサブセットに対する１つのコント
ローラを考察する。これは任意の入り口からＯ３ｌ上の
任意の出口への接続に対して責任をもつ。このコントロ
ーラはそれが制御するクロスポイントに対するビジー／
アイドル状態を保持する。この情報はある接続が可能で
あるか否かを告げるのに十分に明快である。例えば、Ｉ
ＳＩ上の１つの入り口をＯ３ｌ上の１つの出口に接続し
たいものとする。ここで、この要求はこの入り口からの
ものであり、これはアイドルであるＸものと想定する。
この出力がアイドルであるか否かは、出口ビジー／アイ
ドル状態メモリから、あるいはＯ３ｌ内の出口の３つの
クロスポイントの状態（３つの全てがアイドルでなけれ
ばならない）から決定される。次に、ＩＳＩと０３ＩＯ
間のリンクの状態がチェックされる。このリンクは、リ
ンクを残りの２つの入り口及び出口に接続するリンクの
両端上の２つのクロスポイントが全てアイドルのときア
イドルである。もし、この入り口、出口、及びリンクが
全てのアイドルの場合は、ＩＳＩ及びＯ３１の個々のな
かの１つのクロスポイントを閉じて要求される接続を設
定することが可能である。
この動作は網の他のサブ接続内の動作と独立して処理さ
れる。理由は、この網は２つの段のみを持ち、このため
これら入りロスイッチがそれらの第２のスイッチへのリ
ンクに従って細分できるためである。理論上は、このア
プローチは全ての２段網に適用する。ただし、このスキ
ームの有効性はその網のブロッキング特性に依存する。
第６図に示される網はブロッキングが頻繁に発生しすぎ
る可能性があるが、これはこれが最大でも任意の入りロ
スイッチ上の１つの入り口を任意の第２段のスイッチ上
の１つの出口に接続できるのみであるためである。
Ｃ０Ｗ、　　リチャーズ（に］、Ｒｉｃｈａｒｄｓ）ら
によっＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ）　　、Ｖ、　　
Ｃ０Ｍ−３３、１９８５年１０月号に掲載の論文〔２段
再配列可能回報通信交換網（八Ｔｗｏ−３ｔａｇｅ　Ｒ
ｅａｒｒａｎｇａｂｌｅ　ＢｒｏａｄｃａｓｔＳｗｉ　
ｔｃｈｉｎｇ　Ｎｅｔｗｏｒｋ）　：ｌにおいて説明の
タイプの以降リチャーズＭ４（Ｒｉｃｈａｒｄｓ　ｎｅ
ｔｗｏｒｋ）　　と呼ばれる２段網は、この問題を個々
の入りロポートを異なる複数の入りロスイッチ上に分布
する複数のアビアランシズ（ａｐｐｅａｒａｎｃｅｓ）
に配線することによって回避する。この分散コントロー
ル　スキームは、ＭＡＮはこのリチャーズ１２１機能を
同報通信及び再配列のためには用いないが、リチャーズ
網上にて動作する。
ＭＡＮにおいては、接続に対する要求は、複数の入力、
実際には、ＭＩＮＴの中央コンＩ・ロール２０から来る
。これら要求はコントロール網（ＣＮｅｔ）を介して適
当なスイッチ　コン１−ローうに分配されなければなら
ない。第７図には、回路交換トランザクションに対する
ＤＮｅｔ、１２０及びコントロールＣＮｅｔ１３０の両
方が示される。このＤＮｅｔは２段再配列可能ノン　ブ
ロッキング　リチャーズ網である。個々のスイッチ１２
１．１２３は形成期クロスポイント　コントローラ（Ｘ
ＰＣ）１２２．１２４を含むが、これはスイッチ上の特
定の入り口を特定の出口に接続することを要求する命令
を受信し、適当なりロスポイントを閉じる。第１及び第
２の段のＸＰＣ（１２１，１２３）はそれぞれｌ５Ｃ（
１段コントローラ）及び２３Ｃ（２段コントローラ）と
略号にて命名される。
ＣＮｅｔの右側には前述のように第２の段の出口スイッ
チによって分割されたＤＮｅｔの６４個の分離されたサ
ブセットに対応し、これを制御する６４個のＭＡＮＳコ
ントローラ１４０（１’ｌ八Ｎ５Ｃ）が存在する。これ
らコントローラ及びこれらの網はＤＮｅｔの上の層に位
置し、このデータ組織の内部にないため、トランザクシ
ョン　スループットがあまり重要でない用途においては
単一のコントローラによって置換することができる。
３．２．２．２　　構造 第７図に示されるＣＮｅｔは特別の特性をもつ。
これは３つの類似する部分、１３０．１３４．１３５か
ら構成されるが、これらは、ＭＩＮＴからＭＡＮＳＣへ
のメツセージのフロー、ＭＡＮＳＣからＸＰＣへのオー
ダーのフロー、及びＭＡＮＳＣからＭＩＮＴへの肯定的
受取通知（ＡＣＫ）あるいは否定的受取通知（ＮＡＫ）
のフローに対応する。個々の網１３０．１３４及び１３
５は、統計的多重時分割スイッチである。１つのハス１
３２、宛先へのあるいは発信元からのコントロール　デ
ータを格納するためのグループの　インタフェース１３
３、及び１つのバス仲裁コントローラ（ＢＡＣ）１３１
を含む。このバス仲裁コントローラはある入力からこの
バスへのコントロールデータのゲーティングを制御する
。宛先のアドレスはそれにバスがゲートされるべき出力
を選択する。出力はコントローラ（網１３０：１つのＭ
ＡＮＳＣ１４０）あるいはインタフェース（紺１１３１
及び１３２、インタフェース１３３に類似するインタフ
ェース）に接続される。要求入力及びＡＣＫ／ＮＡＫ応
答はコントロール　データ集信器及び分配器１３６．１
３８によって集められる。個々のコントロール　データ
集信器は４つのＭＩＮＴへのあるいはこれからのデータ
の集信を行なう。コントロール　データ集信器及び分配
器は単にＭＩＮＴからのあるいはこれへのデータを援街
する。ＣＮｅｔ内のインタフェース１３３はコントロー
ル　メツセージの統計的デマルチプレキシング及びマル
チプレキシング（ステアリング及びマージング）を扱か
う、ＤＮｅｔ内の任意の要求メンセージに対してバスに
よって行なわれる相互接続はＣＮｅｔ内において要求さ
れる相互接続と同一であることに注意する。
３．２．３　　接続　求のシナリオ 接続要求のシナリオはデータ集信器１３６の１つからの
メツセージ入力リンク１３７の１つの上に多重化された
データ流の形式で１つの接続要求メツセージがＣＮｅｔ
１３０の左に到達することから開始される。この要求は
接続されるべきＤＮｅｔ１２０の入り口及び出口を含む
。ＣＮｅｔ１３０内において、このメツセージは接続さ
れるべき出口に従ってＣＮｅｔの右側の適当なリンク１
３９に導かれる。リンク１３９は特定の第２段スイッチ
と一意的に関連し、従って、また特定のＭＡＮＳコント
ローラ１４０と関連する。
このＶＡＮＳＣは静的グローバル　ダイレフトリー（例
えば、ＲＯＭ）を調べて、どの第１段のスイッチが要求
される入り日を運ぶかをみつける。
これは、他のＭＡＮＳＣとは独立的に、動的ローカル　
データをチェックし、その出口がアイドルであり、また
該当する第１の段のスイッチからの任意のリンクがアイ
ドルであるかを調べる。これら要求される資源がアイド
ルである場合は、ＭＡＮＳＣは１つのクロスポイント接
続オーダーを自体の第２の段の出口スイッチに、もう１
つのオーダーを網１３４を介して該当する第１の段のス
イッチに送くる。
このアプローチは以下の幾つかの理由によって非常に高
いトランザクション　スループットを達成する。第１に
、全ての網コントローラが、パラレルに、お互いに独立
して動作し、互いのデータ、あるいはゴー　アヘフド（
ｇｏ−ａｈｅａｄｓ）を待つ必要がない。個々のコント
ローラは、それらが責任をもつ要求のみに専念し、他の
メンセージに時間を浪費することがない。個々のコント
ローラの動作は、本質的に逐次的及び独立的な機能であ
り、従って、−度に１つ以上の進行中の要求とパイプラ
イン結合することができる。
上のシナリオは唯一の可能性ではない。考えられる変形
としては、回報通信ポイントツー　ポイント入り口、出
口対入りロオリエンティッド接続要求、再配列対ブロツ
キング容認動作、及びブロック対ビジー接続要求の選択
が考えられる。これら選択はＭＡＮに対して既に解決さ
れている。ただし、これらオプションの全ては提供され
るコントロール　トポロジーによって単にＭＡＮＳＣ内
の論理を変更することによって扱うことができる。
３．２．４　　多段網 このコントロール構造は多段リチャーズ網に拡張するこ
とが可能である。ここで、任意の膜内のスイッチは２段
網として反復的に実現される。結果としてのＣＮｅｔに
おいては、接続要求はＳ−段組内のＳ−１コントローラ
を順次的にパスする。
ここでも、コントローラは網の分離されたサブセットに
対して任務をもち、独立的に動作し、高スループツト能
力を保持する。
３．３ＭＡＮに対する特定の設計 このセクションにおいては、ＭＡＮＳの設計を誘導する
システム属性について述べる。次に、データ及びコント
ロール網について説明され、最後に、ＭＡＮＳコントロ
ーラの機能が詳細に゛性能に影容をもつ設計トレード　
オフを含めて説明される。
第７図は１０２４個の入りＩＬと１０２４個の出ＩＬを
もつＤＮｅｔ１２１及び個々が６４個の入り及び６４個
の出メツセージ　リンクをもつ３つのコントロール　メ
ツセージ８ｍ１３０．１３３．１３４を含むＣＮｅｔ２
２から構成される典型的なフルに成長してＭＡＮＳを図
解する。Ｉ　Ｌは１つのグループが２５６個のＭＩＮＴ
に対する４つのグループに分割される。このＤＮｅｔは
６４個の第１段のスイッチ１２１及び６４個の第２段の
スイッチ１２３から成る２段網である。個々のスイッチ
は１つのＸＰＣ１２２を含むが、これは命令を受け、ク
ロスポイントを開閉を行なう。ＤＮｅ　ｔの６４個の第
２の段１２３の個々に対して、その第２の段のスイッチ
内のＸＰＣ１２４への専用のコントロール　リンクを持
つ１つの関連するＭＡＮＳＣ１４０が存在する。
個々のコントロール　リンク及び状態リンクは４つのＭ
ＩＮＴをＣＮｅｔの左から右及び右から左へのスイッチ
　プレーンに４：１コントロールデータ集信器及び分配
器１３６．１３８を介してインタフェースするが、これ
らもＣＮｅｔ２２の部分を構成する。これらは個々の４
−Ｍ　Ｉ　ＮＴグループ内の遠隔集信器として、あるい
はこれらの関連する１　：　６４ＣＮｅｔ　１３０．１
３５の段の部分とみなされる。ここに示される実施態様
においては、これらはＣＮｅｔの部分である。ＣＮｅｔ
の第３の６４ｘ６４プレーン１３４は、個々のＭＡＮＳ
Ｃ１４０に６４個のｌ５Ｃ１２２の個々への１つのリン
クをもつ専用の右から左へのインタフェース１３３を提
供する。個々のＭＩＮＴＩＩはその４つのｌＬ１２を通
じてＭＡＮＳ　１０と、制御データ集信器１３６へのそ
の要求１３号、及び制御データ集信器１３８から受信さ
れる受取通知信号のインタフェースを行なう。
別の方法として、個々のＣＮｅｔがその旧ＮＴ側に６４
個のポートの代わりに２５６個のホートラ持つようにし
て、この集信器を省くこともできる。
３、３．　１．２　　サイズ 第７図に示されるＭＡＮＳの線図は最大２０，０００個
までのデータ　トラヒックをスイッチするのに必要とさ
れる網を表わす。個々のＮＴＸはＩＯから２０のＥＵＳ
のトラヒックを１つの１５０Ｍｂ／ｓＸＬ上に集信する
ように設計されており、約１０００（２進に切り捨てし
た場合１０２４）個のＸＬが与えられる。個々のＭＩＮ
Ｔは全部で２５６個のＭＩＮＴに対する４つのＸＬを処
理する。個々のＭＩＮＴはまた４つのＩＬを処理するが
、このＩＬの個々はＭＡＮＳのＤＮｅｔＮｅへの入力及
び１つの出力終端をもつ。このデータ網は、こうして、
１０２４個の入力及び１０２４個の出力をもつ。内部Ｄ
Ｎｅｔリンクのサイズの問題は後に詳細に説明される。
故障グループ　サイズ及びその他の問題から、個々の第
１の段のスイッチ１２１上に３２個の入力リンクをもつ
ＤＮｅｔが妥当であると考えられる。これらリンクの個
々は２つのスイッチ１２１に接続される。ＤＮｅｔの個
々の第２の段のスイッチ１２３上には１６個の出力が存
在する。つまり、第２の段のスイッチに対して、１つの
ＣＮｅｔか提供され、これには６４個の個々のタイプの
スイッチ、及び６４個のＭＡＮＳＣ１４０含まれる。
３．３．１．３）ラヒック及び統合 スイッチされるべきデータの“自然”ＥＵＳ）ランザク
ジョンのサイズは、数百ビットの５ｔｌＷ［ｊから１メ
ガビット以上のＬＵＷＵに至るまでの数桁の規模にて変
動する。セクション２，１．１において説明のごとく、
ＭＡＮは大きなＥＵＳ　）ランザクジョンを個々が最大
でも数千ビットの網トランザクションあるいはパケット
に分解する。ただし、ＭＡＮＳは１つの接続（及び切断
）要求当たり１つのＭＡＮＳ接続をバスするデータのバ
ーストとして定義されるスイッチ　トランザクションを
扱かう。スイッチ　ｌ・ランザクジョンのサイズは以下
に説明される理由によって１つのｓｕｗｕから数個のＬ
ＵＷＵ　（複数のパケット）に至るまでの変動をもつ。
セクション３の残りの部分においては、“トランザクシ
ョン”は特に別の記載されないかぎり、“スイッチ　ト
ランザクションパを示す。
ＭＡＮＳを通じての任意の総データ速度に対して、トラ
ンザクション　スループット　レート（トランザク９３
７７秒）はトランザクションのサイズと反比例する。従
って、トランザクションサイズが小さいほど、このデー
タ速度を維持するためには高いトランザクション　スル
ープットが要求される。このスループットはＭＡＮＳＣ
の個々のスループッ）　（ＭＡＮＳＣの接続／切断処理
の遅延は有効ＩＬバンド幅を減す）によって、及び同時
性の解決（ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｃｙ　ｒｅｓｏｌｕｔｉ
ｏｎ）（ビジーの出口を待つ時間）によって制限される
９個々のＭＡＮＳＣのトランザクション当たりのオーバ
ーヘッドは、勿論、トランザクション　サイズとは無関
係である。
大きなトランザクションは、トランザクションスループ
ット要件を軽減するが、これらは長い時間出口及びｍ織
経路（ｆａｂｒｉｃ　ｐａｔｈ）を保持することによっ
て、他のトランザクションに多くの遅延をもたらす。小
さなトランザクションはブロッキング及び同時性遅延を
減すが、他方、大きなトランザクションはＭＡＮＳＣ及
びＭＩＮＴの作業負荷を軽減し、またＤＮｅｔの衝撃係
数を向上させるため、どこかで妥協が必要とする。これ
に対する答えは、ＭＡＮが変動する負荷下において最適
性能が達成されるようにそのトランザクションサイズを
動的に調節できるようにすることである。
ＤＮｅｔは、与えられる負荷を処理するのに十分な大き
さを持ち、従って、交換コントロール複合体（ＳＣＣ）
のスループットが制限要素となる。
軽いトラヒック状態においては、スイッチ　トランザク
ションは短かく、はとんどが単一の５ＵＷＵととパケッ
トからなる。トラヒック　レベルが増加すると、トラン
ザクション　レートも増加する。
ＳＣＣのトランザクション　レートの限界に接近すると
、トランザクション　サイズがトランザクション　レー
トがＳＣＣがオーバーロードするポイントより少し低く
維持されるように動的に増加される。これは、統合コン
トロール戦略（ｃｏｎｓｏｌｉｄａｔｉｏｎ　ｃｏｎｔ
ｒｏｌ　ｓｔｒａｔｅｇｙ　）によって自動的に達成さ
れる。この戦略下においては、個々のＭＩＮＴがある任
意の宛先に向けられた存在する全ての５ＵＷＵ及びパケ
ットを、個々のバーストが数個のＥ’ＵＳ）ランザクジ
ョンの一部を含む場合でもあるいは全体を含む場合であ
っても、常に１つのスイッチ　トランザクションとして
伝送する。トラヒックがさらに増加した場合、トランザ
クションのサイズは増加するが、数は増加しない。こう
して、組織及びＩＬの利用効率が負荷とともに向上し、
一方、ＳＣＣの作業負荷は若干のみ増加する。セクショ
ン３．３．３．２．１はトランザクション　サイズを管
理するフィードバック機構について説明する。
３、　３．　１．　４　　性能目標 しかしながら、ＭＡＮのデータ　スループットは、個々
のＳＣＣコントロール要素の極めて高い性能に依存する
。例えば、データ　スイッチ内の個々のＸＰＣ１２２，
１２４は砂層たり少なくとも６７．０００個の接続を設
定及び切断することを命令される。明らかに、個々の要
求は、最大でも数マイクロ秒内に処理されなければなら
ない。
同様に、ＭＡＮＳＣの機能も高速度にて遂行されなけれ
ばならない。これらステップがパイプライン連結される
ものと想定すると、ステップ処理時間の総和が接続及び
切断遅延に寄与し、これらステップ時間の最大がトラン
ザクション　スループットの限界を与える。このため、
この最大及び総和をそれぞれ数マイクロ秒及び数十マイ
クロ秒に保つことが目標とされる。
同時性問題の解決もまた迅速で効率的でなげればならな
い。宛先端末のビジー／アイドル状態は約６マイクロ秒
内に決定され、またコントロール戦略はＭＡＮＳＣが実
現不能の接続要求を課せられることを回避するようなも
のでなければならない。
最後の性能問題はＣＮｅｔ自体に関する。この網及びこ
のアクセス　リンクは、制御メツセージ送信時間を短か
く保ち、リンクが統計的多重化からの競合遅延を最小に
するように低占拠率にてランするように高速（おそらく
少なくとも１０Ｍｂ／Ｓ）にてランすることが要求され
る。
３．３．２　　データ網（ＤＮｅｔ） このＤＮｅｔはリチャーズ２段再配列可能ノンブロッキ
ング回報通信網である。このトポロジーはこの同時通信
能力のためでなく、この２段構造が網を分散制御のため
に分離されたサブセットに分割できるために選択される
。
３．３，２．１　　設二パラメータ リチャーズ網の能力は、１つの有限パターンに従って入
り口を異なる第１の段のスイッチ上の複数のアビアラン
シズ（ａｐｐｅａｒａｎｃｅｓ）に割り当てることから
得られる。選択された特定の割り当てパターン、入り口
当たりの複数のアビアランシズの数ｍ、入り口の総数、
及び第１と第２の段のスイッチの間のリンクの数によっ
て、網をブロッキングすることなく再配列するために許
される第２の段のスイッチ当たりの出口の最大数が決定
される。
第７図に示されるＤＮｅｔは個々が第１の段のスイッチ
上に２個のアピアランシズを持つ１０２４個の入り口を
もつ。個々の第１と第２の段のスイッチの間に２つのリ
ンクが存在する。これらパラメータがこれら入り口を分
配するためのパターンと一体となって、第２の段のスイ
ッチ１個当たり１６個の出口が与えられたとき、この川
が回報通信に対してブロッキングを起さないように再配
列することが確保される。
ＭＡＮは回報通信あるいは再配列を使用しないため、故
障グループあるいは他の問題によって正当化できないこ
れらパラメータは、経験が得られ次第変更することが可
能である。例えば、３２の故障グループ　サイズが耐え
られることが確認さた場合は、個々の第２の段のスイッ
チは３２個の出力を持つことができ、従って、第２の段
のスイッチの数を半分に削減するごとができる。この変
更ができるか否かは、個々の倍のトラヒックを処理する
ＳＣＣコントロール要素の能力に依存する。
これに加えて、ブロッキングの確率が増加するため、こ
の増加が網の性能を大きく落さないことが確認される必
要がある。
この網は６４個の第１の段のスイッチ１２１及び６４個
の第２の段のスイッチ１２３をもつ。個々の入り口は２
つのアビアランシズを持ち、第１と第２の段のスイッチ
の間に２つのリンクが存在するため、個々の第１の段の
スイッチは３２個の入り口及び１２８個の出口をもち、
個々の第２の段は１２８個の入り口及び１６個の出口を
もつ。
３．３．２．２　　動作 個々の入り口が２個のアピアランシズを持ぢ、また個々
の第１と第２の段のスイ・ノチの間に２つのリンクが存
在するため、任意の出ロスイッチは４つのリンクの任意
の１つ上の任意の入り口にアクセスすることができる。
リンクへの入り口の関連は、アルゴリズム的であり、従
って、計算することも、テーブルから読み出すこともで
きる。パス　ハントは単に４つのリンクの中からアイド
ル（存在する場合）のリンクを選択することから成る。
この４つのリンクのいずれもがアイドルでない場合は、
後に接続を設定するための試みが再度同−ＭＩＮＴによ
って要求される。別の方法として、現存の接続をブロッ
キング状態を解消するために再配列することも考えられ
るが、これはリチャード網においては単純な手順である
。ただし、中流における接続のルーティングの変更は、
出口回路が位相及びクロックを回復する能力を超える位
相グリッチを導入する恐れがある。従って、この回路で
は、ＭＡＮＳを再配列可能なスイッチとしてランしない
方が良い。
ＤＮｅｔ内の個々のスイッチは、ＣＮｃｔ上の１つのＸ
ＰＣ１２２，１２４を持つが、これは、ＭＡＮＳＣから
どのクロスポイントを動作すべきかを告げるメツセージ
を受信する。これらコントロールによっては高レベルの
論理は遂行されない。
３．３．３　　コントロール網　びＭＡＮＳコントロー
ラの機能 ３、３．３．　１　　コントロール　（ＣＮｅＬ）先に
簡単に説明されたＣＮｃｔ、１３０．１３４．１３５は
、ＭＩＮＴ、ＭＡＮＳＣ５及びＩｓｃを相互接続する。
これらは３つのタイプのメソセージ、つまり、ブロック
１３０を使用しての旧ＮＴからＭＡＮＳＣへの接続／切
断オーダー、ブロック１３４を使用してのＭＡＮＳＣか
らＩＳＣへのクロスポイント　オーダー、及びブロック
１３５を使用してのＭＡＮＳＣからＭＩＮＴへのＡＣＫ
及びＮＡＫを運ぶ。第７図に示されるＣＮｅｔは３つの
対応するプレーン、つまり、セクションをもつ。プライ
ベートＭＡＮＳ　１４０−２　ＳＣの１２４リンクが示
されるが、これらは交換を必要としないためＣＮｅｔの
部分とはみなされない。
この実施態様においては、この２５６個の旧ＮＴはＣＮ
ｅｔに４つのグループにてアクセスし、このため、網へ
の６４個の入力経路及び網からの６４個の出力経路が存
在する。制御網内のバス要素は、メツセージ流の併合及
びルーティングを遂行する。ＭＩＮＴからの要求メツセ
ージには接続あるいは切断されるべき出口ボートのＩＤ
が含まれる。ＭＡＮＳＣは第２の段のスイッチと１対１
で関連するため、この出口指定はメツセージが送られる
べき正しいＭＡＮＳＣを同定する。
ＭＡＮＳＣは肯定的受取通知（ＡＣＫ）、否定的受取通
知（ＮＡＫ）　、及びＩＳＣコマンド　メツセージをＣ
Ｎｅｔの右から左への部分（ブロック１３４．１３５）
を介して運こぶ。このメツセージにはまたこのメツセー
ジを指定されるＭＩＮＴ及びＩＳＣにルーティングする
ための見出し情報が含まれる。
ＣＮｅｔ及びこのメツセージは大きな技術挑戦を要求す
る。ＣＮｅｔ内での競合問題は、ＭＡＮＳ全体の競合問
題を反映し、独自の同時性の解決を要求する。これらは
第７図に示されるコントロール網から明白である。４つ
のラインから１つのインタフェースへの制御データ集信
器１３６は、１つ以上のメツセージが一度に到達を試み
た場合は、競合を起こす。データ集信器１３６は、４つ
の接続されたＭＩＮＴの個々からの１つの要求に対する
メモリを持ち、ＭＩＮＴは一連の要求が旧ＮＴからの前
の要求が次の要求が到達する前に集信器によってパスさ
れるのに十分に離して送くられることを保証する。ＭＩ
ＮＴは所定の期間内にある要求に対する受取通知が受信
されない場合はタイムアウトする。別の方法として、制
御データ集信器１３６は、この出口への任意の入り口上
に受信される任意の要求を単に°’ＯＲ”処理し、誤り
要求は無視し、受取通知を行なわず、タイム　アウトさ
せることもできる。
ブロック１３０．１３４．１３５内において機能的に必
要とされるものに、非常に小さい固定長パケット、低競
合及び低遅延に対して専用化されたミイクロＬＡＮであ
る。リング　ネットは相互接続が簡単であり、優雅に成
長でき、また単純なトークンレス　アト／ドロップ　プ
ロトコールを許すが、これらはこのように高密度にバッ
クされたノードに対しては適さず、また長い末端間遅延
をもつ。
最も長いメツセージ（ＭＩＮＴの接続オーダー）でも３
２ビツト以下であるため、パラレル　バス１３２が１つ
の完全なメツセージを１サイクルにて送信することがで
きるＣＮｅｔとして機能する。
この仲裁コントローラ１３１は、このハスの競合の処理
にあたって、受信機に対する競合を自動的に解決する。
バス要素は信頼性の目的で重複される（図示なし）。
第８図及び第９図はＭＡＮＳＣの高レベル機能の流れ図
を示す。個々のＭＡＮＳＣ１４０へのメツセージには、
接続／切断ビット、５ＵＷＵ／パケツト　ビット、及び
関与するＭＡＮＳ入力及び出力ポートのＩＤが含まれる
。
３．３．３．２．１　　　求待行列；統合（取入セクシ
ョン、７１８・・ 個々のＭＡＮＳＣ１４０の所に到達するメツセージの速
度は、このメツセージ処理速度を超えることがあるため
、ＭＡＮＳＣはそのメツセージに対する入り日持行列を
提供する。接続及び切断要求は別個に処理される。接続
要求はこれらの要求された出口アイドルでないかぎり待
行列に置かれない。
優先及び普通パケット接続メツセージには別個の待行列
１５０．１５２が提供され、優先パケットには高い優先
が与えられる。普通パケット待行列１５２からの項目は
優先待行列１５０が空である場合にのみ処理される。こ
れは優先パケットの処理遅延を普通パケットの処理遅延
の犠牲において短縮する。ただし、優先トラヒックは通
常はパケットの大きな遅延をもたらすほど多くないこと
が予測される。そうではあるが、低優先の多量のデータ
　トランザクションの方が高優先のトランザクションの
場合より、ユーザはその遅延を我慢できる傾向がある。
また、あるパケットがＬＵＷｔｌの多くの断片の１つで
ある場合は、任意のパケッＩ・の遅延は、末端間ＬＵＷ
Ｕ遅延はその最後のパケットにのみ依存するため、最終
的な結果にはあまり大きな影響を与えないものと考えら
れる。
優先及び普通パケット待行列は短かく、メツセージ到達
の短期間のランダム変動のみをカバーすることを目的と
する。到達のこの短期間速度がＭＡＮＳＣの処理速度を
超える場合は、普通パケット待行列、及びおそら（、優
先待行列はオーバーフローを起こす。このような場合は
、制御否定的受取通知（ＣＮＡＫ）が要求ＭＩＮＴに戻
され、ＭＡＮＳＣがオーバーロード状態にあることが示
される。これは破局ではなく、統合戦略内のフィードバ
ック機構によって、トラヒックが多くなると、スイッチ
　トランザクションのサイズが大きくされるだけである
。個々のＭＩＮＴはある１つのＤＮｅｔ出口に向けられ
た存在する全てのパケットを１つのトランザクションに
結合する。こうして、ＭＩＮＴによる接続要求の結果と
して、ＣＮＡＫが受信された場合、同一宛先に対する次
の要求は、この間にＭＩＮＴの所にＬＵＷＵのパケット
がさらに到達した場合、この接続の間により多くのデー
タを運ぶこととなる。ＬＵＷＵの最後のパケットは影響
を受けないことがあるため、統合は必ずしもＬＵＷＵ伝
送遅延を大きくするとは限らない。このスキームはＭＡ
ＮＳＣの処理能力を助けるために有効パケット（トラン
ザクション）サイズをダイナミックに増加させる。
ランダム　バーストの要求に起因して優先ＣＮＡＫが送
られる確率を小さくするために、優先待行列は普通パケ
ット待行列より長くされる。優先パケットは、元のＬＵ
ＷＵに再結合されるバケッ；−より統合による利益を得
る可能性が低く、゛これは、この別個の高優先待行列を
支持する。ＭＩＮＴにより多くのパケットを統合するよ
うにさせるために、普通パケット待行列を“あるべきパ
長さより短かくすることができる。シミュレーションの
結果は、４個の要求能力を持つ優先待行列及び８個の要
求能力をもつ普通待行列が適当であることを示す。
両方の待行列のサイズはシステムの性能に影響を与え、
システムの実際の経験に基づいて＠調節することができ
る。
優先はサービス指標６２３（第２０図）のタイプ内の優
先指標によって決定される。音声パケットにはこれらが
小さな遅延を要求するため優先が与えられる。全ての単
一パケット　トランザクション（ＳＵＷＵ）に優先を与
えることもできる。
高優先サービスに対しては料金が高くされる可能性があ
るため、ユーザは長いＬＵＷＵの複数のパケットに対し
て高優先サービスを要求することには消極的になると考
えられる。
３．３．３．２．２　　ビジー　アイドル　チェック 接続要求が最初にＭＡＮＳＣの所に到達すると、これは
テスト１５３において検出されるが、このテストはこれ
と切断要求との判別を行なう。宛先出口のビジー／アイ
ドル状態がチェックされる（テスト１５４）。宛先がビ
ジーである場合は、ビジーの否定的受取通知（ＢＭＡＫ
）が要求旧ＮＴに戻され（動作１５６Ｌ要求ＭＩＮＴは
後に再度送信を試る。テスト１５８は該当する待行列（
優先あるいは・片道パケット）を選択する。この待行列
がそれが一杯であるかテストされる（１６０．１６２）
。指定された待行列が一杯である場合は、ＣＮＡＫ　（
制御否定的受取通知）が戻される（動作１６４）。そう
でない場合は、要求が待行列１５０あるいは１５２内に
置かれ、同時に宛先が捕捉される（ビジーとマークされ
る）（動作１６６あるいは１６７）。オーバーワーク（
満杯の待行列）のＭＡＮＳＣもＢＮＡＫを戻し、ＢＮＡ
Ｋ及びＣＮＡＫの両方とも統合を通じてトランザクショ
ン　サイズを増加さ・Ｕる傾向を持つことに注意する。
このビジー／アイドル　チェック及びＢＮＡＫは同時性
の問題を処理する。このアプローチに対して払われる代
償は、ＭＩＮＴからＭＡＮＳへのＩＬがＭＩＮＴがその
ＩＬに対する接続要求を出してからこれがＡＣＫあるい
はＢＮＡＫを受信するまでの期間使用できないことであ
る。また、ＭＡＮＳの負荷が大きな状態下においては、
ＣＮｅｔがＢ　Ａ、　Ｎ　Ｋ及び失敗した要求によって
渋滞を起こす。ビジー／アイドル　チェックは接続要求
スループント及びＩＬの利用を落さないように十分に速
く遂行しなければならない。これがキュー・Ｃングの前
のビジー　テストの必要性を説明する。さらに、別個の
ハードウェアを用いて出口の同時性を事前にテストする
ことが要求されることも考えられる。この手順はＭＡＮ
ＳＣ及びＣＮｅｔを反復ＢＮＡＫ要求から開放し、成功
要素スループットを増加させた。またＭＡＮＳがその理
論総合バンド幅のより高パーセンテージの所で飽和する
ことを可能にする。
優先ブロック１６８は切断待行列１７０からの要求に最
高の優先を与え、優先待行列１５０からの要求にこれよ
り低い優先を与え、そしてパケット待行列１５２からの
要求に最も低い優先を与える。接続要求が優先あるいは
普通パケット待行列からアンロードされたとき、この要
求された出口ポートは既に捕捉されており（動作１６６
あるいは１６７Ｌそして、ＭＡＮＳＣはＤＮｅｔを通じ
ての経路をハントする。これは単に最初に入りＩＬが接
続された２つの入り口を調べ（動作１７２）、その入り
ＩＬへのアクセスを持つ４つのリンクをみつけ、これら
のビジー状態をチェック（テスト１７４）することから
成る。４つの全てがビジーである場合は、組織ブロック
Ｎ　Ａ　Ｋ　（Ｉ、［１ｔａＮ　Ａ　Ｋ）、あるいは組
織ブロック否定的受取通信（Ｆ　Ｎ　Ａ　Ｋ　）が要求
ＭＩＮＴに戻され、要求ＭＩＮＴは後に要求を再度状み
る（動作１７８）。また捕捉された宛先出口が開放され
る（アイドルとマークされる）（動作１７６）。ＦＮＡ
Ｋは希であると予想される。
４つのリンクが全てビジーでない場合は、アイドルの１
つが選択され、そして最初に第１の段の入り口、次に１
つのリンクが捕捉され（動作１８０）され、両方ともビ
ジーとマークされる（動作１８２）。
次にＭＡＮＳＣはその専用のコントロール　バスを用い
てそれと関連する第２の段のスイッチ内のＸＰＣにクロ
スポイント接続オーダーを送くる（動作１８８）。これ
は選択されたリンクをその出口に接続する。同時に、も
う１つのクロスポイント　オーダーが（右から左へのＣ
ＮｅｔＮｅ−ン１３４を介して）そのリンクを入りロボ
ートに接続するために要求されるＩＳＣに送くられる（
動作１８６）。このオーダーがＩＳＣの所に到達すると
（テスト１９０）、ＡＣＫが発信ＭＩＮＴに戻される（
動作１９２）。
３、　３．３．　２．　４　　切断 網資源をできるだけはやく解放するために、切断要素は
接続要求と別個に最高の優先にて処理される。これらは
オーバーフローを起すことがないように１６語長（出口
の数と同一）にて作られた別個の待行列１７０をもつ。
切断要求は、ＭＩＮＴからの要求を受信し、接続要求と
切断要求との判別を行なうテスト１５３において検出さ
れる。出口が解放され、この要求は切断待行列１７０内
に置かれる（動作１９３）。ここで、この同一出口に対
する新たな接続要求を、出口がまだ物理的に切断されて
いなくても受は入れることができる。これが高い優先を
持つため、切断要求はスイッチ接続を新たな要求がこの
出口の再接続を試みる前に切断する。いったん待行列に
置かれると、切断要求は必ず実行される。消費された接
続を同定するためには出口ＩＤのみが必要である。ＭＡ
ＮＳＣはこの接続のリンクとクロスポイントの選択をロ
ーカル　メモリから呼び出しく動作１９５Ｌこれらリン
クをアイドルとマークし７（動作１９６Ｌこれらを解放
するために２つのＸＰＣオーダーを送くる（動作１８６
及び１８８）。その後、テスト１９０が第１の段のコン
トローラからの受取通知の待ちをコントロールし、ＡＣ
ＫがＭＴＮＴに送くられる（動作１９２）。この接続の
記録がない場合は、ＭＡＮＳＣはパ衛生Ｎ　Ａ　Ｋ　”
を戻どす。
ＭＡＮＳＣはその出口の位相整合及びスクランブル回路
（ＰＡＳＣ）２９０からの状態を検出し、データの伝送
が発生したか調べる。
３、　３．　３．　２．　５　　パラレル　パイプライ
ニング 資源の捕捉及び解放を除いては、１つの要求に対する上
の複数のステップは同−ＭＡＮＳＣ内の他の要求のステ
ップと独立しており、従って、ＭＡＮＳＣスループント
を向上させるためにパイプライン連結される。パラレル
動作を通じてさらに大きなパワーが達成される。つまり
、経路ハントはビジー／アイドル　チェックと同時に開
始される。トランザクション速度はパイプライン連結さ
れたプロセス内の最も長いステップに依存するが、ある
任意のトランザクションに対する応答時間（要求からＡ
ＣＫあるいはＮＡＫまでの）は、関与するステップ時間
の総和であることに注意する。後者はパラレル化によっ
て向上されるが、パイプライン連結によっては向上され
ない。
３．３．４　　エラー検出及び診断 全ての小さなメツセージを検証するためのＣＮｅｔ及び
このノードに対する高コストのハードウェア、メツセー
ジ　ビット、及び時間のかかるプロトコールが回避され
る。例えば、ＭＡＮＳＣからＸＰＣへの個々のクロスポ
イント　オーダーはコマンドのエコー、あるいは返され
るＡＣＫさえも要求しない。ＭＡＮＳＣはメツセージが
失墜することなく到達し、正常に扱われたことを、外部
から逆の証拠が到達するまで想定する。監査及びクロス
チェックは疑う理由が存在するときにのみ起動される。
末端ユーザ、ＮＩＭ及びＭＩＮＴは、１八ＮＳあるいは
そのコントロール複合体内の欠陥を直に発見し、関与す
るＭＡＮＳボートのサブセソｌ−を同定する。次に診断
タスクによって修理のために問題が追跡される。
ＭＡＮＳの一部にいったん疑いがもたれると、−時的な
監査モードが被疑者を捕えるためにオンされる。疑いを
持たれたＩＳＣ及びＭＡＮＳＣに対して、これらモード
はコマンドＡＣＫ及びエコーの使用を要求する。特別の
メツセージ、例えば、クロスポイント監査メツセージが
ＣＮｅｔ内をパスされる。これはユーザ　トラヒックの
軽い負荷を運んでいる状態において遂行されるべきであ
る。
これら内部自己テストに取りかがる（あるいはこれらを
完全に除去する）前に、ＭＡＮは旧ＮＴ、ＴＬ、及びＭ
ＩＮを用いて故障回路を同定するためにＭＡＮＳ上で試
験を行なう。例えば、任意のＩＬから送られた５ＵＷＵ
の７５％が任意の出口に通過する場合は、そのＩＬの２
つの最初の段の１つからの２つのリンクの１つが欠陥を
もつと結論することができる。（このテストは、決定論
的ＭＡＮＳＣが常に同一のリンクを選択しないように、
負荷下において遂行されなければならない）。
さらに試験を行なうことによって故障リンクを同定する
ことが可能である。しかし、複数の旧ＮＴがテストされ
、いずれも特定の出口への伝送ができない場合は、その
出口は全てのＭＩＮＴに対して“アウト　オン　サービ
ス°“とマークされ、疑いはその第２の段及びそのＭＡ
ＮＳＣに絞られる。
その股上の他の出口が機能する場合は、故障は第２の段
の組織にある。これらテストは個々の台ΔＭＳＣの１６
ＰＡＳＣからの状態リードを使用する。
これらテストをランするために独立したＭＩＮＴ及びＭ
ＩＮを調整するためには、全てのＭＩＮＴ及びＭＩＮへ
の低バンド幅メツセージ　リンクを持つ中央知能が要求
される。ＭＩＮＴ間接続が与えられると（第１５図参照
）、必要とされるハードウェアをもつ任意のＭＩＮＴが
診断タスクを遂行できる。ＮＩＭはいずれにじてもテス
トＳＵｗＵがその宛先に到達するか否かを知らせるため
に関与が必要となる。勿論、作業ＭＩＮＴ上の全てのＮ
ＩＭが他の全てのこのようなＮＩＭとメツセージを交換
することができる。
３．４ＭＡＮスイッチ　コントローラ 第２５図はＭＡＮＳＣ１４０の線図である。これは回路
接続を設定するためあるいは切断するためにデータｉＭ
　１２０にコントロール命令を送くるユニットである。
これはコントロールＮｒ（Ｉ　１３０からリンク１３９
を介してオーダーを受信し、また肯定的及び否定的の両
方の受取通知を要求旧ＮＴＩＩにコントロール網１３６
を介して送くる。これはまた命令を第１の段のスイッチ
　コントローラに第１の段のスイッチ　コントローラ１
２２へのコントロール網１３４を介して送り、また直接
に特定のＭＡＮｓｃ　１４０と関連する第２の段のコン
トローラ１２４に命令を送くる。
入力は入り口１３９から要求受入ボート１４０２の所で
受信される。これらは受入コントロール１４０４によっ
て要求された出口がビジーでないか調べるために処理さ
れる。出口メモリ１４０６はＭＡＮＳＣ１４０が責任を
もつ出口のビジー／アイドル指標を含む。出口がアイド
ルである場合は、第８図と関連で前に説明された２つの
待行列１５０及び１５２の１つに置かれる。要求が切断
に対するものであるときは、その要求は切断待行列１７
０内に置かれる。出ロマツプ１４０６が切１！Ｊｉされ
た出口をアイドルとマークするように更新される。受取
応答ユニッ）１４０８は要求の受信にエラーがあったと
き、接続要求がビジーの出口に対して行なわれたとき、
あるいは該当する待行列１５０あるいは１５２が満杯で
あるときは、否定的受取通知を送くる。受取応答はコン
トロール網１３５を介して要求ＭＩＮＴＬＩに分配器１
３８を介して送くられる。これら動作の全ては受入コン
トロール１４０４の制御下において遂行される。
サービス　コントロール１４２０はデータ’ｆ１７１１
２０内の経路の設定を制御し、また要求入力リンクと空
きの出力リンクとの間のデータ精白に使用できる経路が
存在し７ない場合に出口メモリ１４０６の更新を行なう
。受入コントロールはまた接続要求に対して出口メモリ
１４０６を既に待行列内に存在する要求が同一出力リン
クに対する別の要求を阻止するように更新する。
サービス　コントロール１４２０は３つの＜、ｉ行列１
５０．１５２、及び１７０内の要求を調べる。
切断要求には常に最高の優先が与えられる。切断要求に
対して、リンク　メモリ１４２４及び経路メモリ１４２
Ｇがどのリンクをアイドルにずべきかを知るために調べ
られる。これらリンクをア・イドルにするための命令は
第１の段のスイッチに第１の段のスイッチ　オーダー　
ボー１−１４２８から送くられ、第２の段のスイッチへ
の命令は第２の段のスイッチ　オーダー　ボー）１４３
０から送くられる。切断要求に対しては、静的マツプ１
４２２が要求入力リンクから要求される出力リンクへの
経路を設定するためにどのリンクを使用すべきか知るた
めに調べられる。次にリンク　マツプ１４２４が該当す
るリンクが使用できるかを知るために調べられ、使用で
きる場合は、これらがビジーとマークされる。経路メモ
リ１４２６がこの経路が設定されたことを示すために更
新され、これによってその後切断オーダーがきたとき該
当するリンクをアイドルにすることが可能となる。
これらの動作の全てはサービス　コントロール１４２０
の制御下において遂行される。
コントローラ１４２０及び１４０４は単一のコントロー
ラであっても、別個のコントローラであっても良く、ま
たプログラム制御することも、あるいは逐次論理にて制
御することもできる。これらコントローラは、高スルー
ブツトが要求されるため非常に高速の動作が要求され、
このためハードワイヤー　コントローラが好ましい。
３．５　コントロール網 コントロール　メツセージｍｌ　３０　（７Ｂ７図）は
出力１３７をデータ集信器１３６から取り、接続あるい
は切断要求を表わすこれら出力をＭ　Ａ　Ｎスイッチ　
コントローラ１４０に送くる。集信器１３６の出力は発
信レジスタ１３３内に一時的に格納される。バス　アク
セス　コントローラ１３１はこれら発信レジスタ１３３
をポーリングし、送出されるべき要求を持つか否か調べ
る。ごれら要求は次にバス１３２上に匿かれるが、この
出力は一時的に中間レジスタ１４１内に置かれる。ハス
アクセス　コントローラ１３１は次にレジスタ１４１か
らの出力をＭＡＮスイッチ　コントローラ１４０の該当
する１つにリンク１３９を介してレジスタ１４１の出力
をリンク１３９に接続されたハス１４２上に置くことに
よって送くる。この動作は３つのフェーズによって達成
される。第１のフェーズにおいて、レジスタ１３３の出
力がバス１３２上に置かれ、ここからレジスタ１４１に
ゲートされる。第２のフェーズにおいて、レジスタ１４
１の出力がバス１４２上に置かれ、Ｍ　Ａ、　Ｎスイッ
チ　コントローラ１４０に配達される。第３のフェーズ
において、ＭＡＮスイッチ　コントローラは発信レジス
タ１３３にコントローラが要求を受信したか否かを通知
する。受信した場合は、発信レジスタ１３３は制？ＩＩ
Ｉデータ集信器１３６から新たの入力を受は入れること
ができる。そうでない場合は、発信レジスタ１３３は同
一の要求データを保持し、バス　アクセス　コントロー
ラ１３１は後に再度伝送を試みる。この３つのフェーズ
は３つの別個の要求に対して同時に起り得る。
コントロール網１３４及び１３５はコントロール網１３
０と類似の方式にて動作する。
３．６　要約 ＭＡＮＳに対する大きなバンド幅及びトランザクション
　スループット要件を満足させるための構造について説
明された。データ　スイッチ組織は、この低ブロッキン
グ確率がパラレルのパイプライン連結された分散スイッ
チ　コントロール複合体（ＳＣＣ）を可能とすることか
ら選＋Ｒされた２段すチャーズ組である。このＳＣＣは
第１及び第２段の全てのスイッチ内のＸＰＣ１個々の第
２の段をもつ知能コントローラＭＡＮＳＣ１及びコント
ロール断片を一体に結び、これらをＭＩＮＴにリンクす
るＣＮｅｔを含む。
４、メモリ及びインタフェース　モジュールメモリ及び
インタフェース　モジュール（旧ＮＴ）は外部光ファイ
バ　リンクのための受信インタフェース、バッファ　メ
モリ、ルーティング及びリンク　プロトコールのための
コンＩ・ロール、及び集められたデータをこのリンクを
通じてＭＡＮスイッチに送くるための送信機を提供する
。説明の設計においては、個々のＭＩＮＴは４つの網イ
ンタフエース　モジュール（ＮＩＭ）を処理し、スイッ
チへの４つのリンクを持つ。ＭＩＮＴはデータ交換モジ
ュールである。
４．１　基本機能 ＭＩＮＴの基本機能は以下を提供することである。
１、　個々のＮＩＭに対する光フアイバ受信機及びリン
ク　プロトコール　ハンドラ。
２、　スイッチへの個々のリンクに対するリンクハンド
ラ及び送信機。
３、　スイッチを横断しての伝送を待つパケットを収容
するためのバッファ　メモリ。
４、編経路の設定及び切断を指令するスイッチに対する
コントローラへのインタフェース。
５、　アドレス翻訳、ルーティング、スイッチの効率的
使用、集められたパケットの秩序ある伝送、及びバッフ
ァ　メモリの管理のためのコントロール。
６、　システム全体の動作、監督及び維持のだめのイン
タフェース。
７、動作、監・Ｕ、及び保守機能のための個々のＮＩＭ
への制御チャネル。
４．２　データ　フロー ＭＩＮＴを構成する個々の機能ユニットの記述を理解す
るためには、最初に、データ及びコントロールの一般的
フローの基礎的理解が必要である。
第１０図はＭＩＮＴの全体像を示す。データはＭＩＮＴ
内に個々のＮＩＭからの高速（１００−１５０Ｍビット
／秒）データ　チャネル３によって運ばれる。このデー
タは、８キロビツト長のオーダーの個々がルーティング
情報を含む自体の見出しをもつパケットのフォーマツ１
−をもつ。このハードウェアは、５１２ビツトの増分に
て最高１２８キロビツトまでのパケット　サイズを収容
する。ただし、小さなパケット　サイズは、パケット当
たりの処理要件のためにスループットを落す。大きな最
大パケット　サイズは最大サイズパケット以下のトラン
ザクションに対してメモリを浪費する。リンクは外部リ
ンク　ハンドラ１６（ＸＬＨ）に終端するが、これは、
これがパケット全体をそのバッファ　メモリ内に置くと
き、必要な見出し欄のコピーを保持する。この見出し情
報が次に、バッファ　メモリ　アドレス及び長さととも
に中央コントロール２０にパスされる。中央コントロー
ルは宛先ＮＩＭをアドレスから決定し、このブロックを
この同一宛先への伝送を待つブロックのリスト（存在す
る場合）に加える。中央コントロールはまた未処理の要
求が既に存在しない場合は、このスイッチ　コントロー
ラに接続要求を送くる。中央コントロールがスイッチ　
コントローラから接続要求が満されたことを示す受取通
知を受信すると、中央コントロールはメモリブロックの
リストを該当する外部リンク　ハンドラ１７（ＩＬＨ）
に送くる。ＩＬＨは格納されたデータをメモリから読み
出し、これを高速にて（おそらく入りリンクと同一速度
にて）ＭＡＮスイッチを送り、ＶＡＮスイッチはこれを
宛先に向ける。このブロックが伝送されるとき、ＩＬＨ
は中央コントロールに、このブロックがＸＬＨによって
使用が可能な空きブロックのリンクに加えられるように
通知する。
４．３　メモリ　モジュール ＭＩＮＴＩＩのバッファ　メモリ１８ は、以下の３つの要件を満足させる。
１、　メモリの量は（全ての宛先に対して）′ｔｊＳめ
られたデータをスイッチの設定を待って保持するのに十
分なバッファ　スペースを提供する。
２、　メモリ　バンド幅は８つの全てのリンク（４つの
受信及び４つの送信リンク）上の同時動作をサポートす
るのに十分である。
（第４図） ３、　メモリ　アクセスはリンク　ハンドラへのあるい
はこれからのデータの効率的な流れを提供する。
４．３．１　　編成 要求されるメモリの量のため（メガバイト）、従来の高
密度動的ランダム　アクセス　メモリ（ＤＲＡＭ）パー
ツを採用することが必要である。
従って、高バンド幅は、メモリを広くすることによって
のみ達成される。メモリは、従って、１６個のモジュー
ル２０１１．、、．２０２に編成され、これによって複
合５１２ビット語が準（＋Ｉされる。以下かられかるよ
うに、メモリ　アクセスは、どのモジュールも要求され
るサイクルを遂行するのに十分な時間ないように続けて
要求を受信しないように同期様式にて編成される。典型
的なＭＡＮアプリケーションにおける１つのＭＩＮＴＩ
Ｉに対するメモリのレンジは１６−６４Ｍハイドである
。この数はオーバーロード状態におけるフローコントロ
ールのアプリケーションの速度に敏感である。
４、．３．２．　　タイム　スロット割当器タイム　ス
ロット割当器２０３１．　、　、．２０４（ＴＳＡ）は
従来のＳＲＡＭコントローラと専用８−チャネルＤＭＡ
コントローラの機能を結合する。個々はデータ伝送リン
グ１９（セクション４．４参照）と関連する論理から読
出し／書込み要求を受信する。この設定コマンドはこの
同一リング上の専用のコントロール　タイム　スロット
から来る。
４、３．２．　１　　コントロール コントロールの観点からは、ＴＳＡは第１１図に示され
るようなセットのレジスタのように見える。個々のＸ　
Ｌ　Ｉｉに対して、これと関連してアドレス　レジスタ
２１０及びカウント　レジスタ２１１が存在する。個々
のＴＬＨもアドレス　レジスタ２１３及びカウント　レ
ジスタ２１４を持つが、これに加えて、次のアドレス２
１５及びカウント２１６を含むレジスタをもち、従って
、−連のブロックをメモリからブロック間のギャップな
しに連続したストリームにて読み出すことを可能にする
。専用のセットのレジスタ２２０−２２６はＭＩＮＴの
中央コントロール　セクションがＴＳＡ内の任意の内部
レジスタにアクセスすること、メモリから特定の語を指
示通りに読み出す、あるいはこれに書き込むことを可能
にする。これらレジスタには、データ書込みレジスタ２
２０及びデータ読出しレジスタ２２１、メモリ　アドレ
ス　レジスタ２２２、チャネル状態レジスタ２２３、エ
ラー　レジスタ２２４、メモリ復元行アドレスレジスタ
２２５、及び診断コントロール　レジスタ２２６が含ま
れる。
４、３．２．２　１作 通常の動作においては、ＴＳＡ２０３はリングインタフ
ェース論理から以下の４つのオーダータイプ、つまり、
（１）　Ｘ　Ｌ　Ｈによって受信されたデータに対する
“書込みパ要求、（２）　Ｔ　Ｌ　Ｈに対する′“読出
し”要求、（３）　Ｘ　Ｌ　ＨあるいはＩ　Ｌ　）Ｉに
よって発行される“新アドレス゛°コマンド、及び（４
）ＴＳＡに復元サイクルあるいは他の特別の動作を遂行
するように告げる゛アイドル　サイクル゛指標のみを受
信する。個々のオーダーには関与するリンク　ハンドラ
の同定が付随し、°“書込み′及び“′新アドレスパ要
求の場合は、データの３２ピントが付随する。
°“書込み動作゛に対しては、ＴＳＡ２０３は単に指示
されるＸＬＨ１６と関連するレジスタからのアドレス及
びリング　インタフェース論理によって提供されるデー
タを用いてメモリ書込みサイクルを遂行する。これは次
にアドレス　レジスタを増分し、カウント　レジスタを
減分する。カウント　レジスタはこの場合は、Ｘ　Ｌ　
Ｈが現ブロックがオーバーフローされる前に新たなアド
レスを提供するため安全チェックとしてのみ使用される
。
゛読み出し゛′動作に対しては、ＴＳＡ２０３は最初に
このＩＬＨに対するチャネルがアクティブであるか否か
チェックしなければならない。これがアクティブである
場合は、ＴＳＡはこのＩＬＨ１７に対するレジスタから
のアドレスを使用してメモリ読出しサイクルを遂行し、
このデータをリング　インタフェース論理に提供する。
これはまたアドレス　レジスタを増分し、カウント　レ
ジスタを減分する。いずれの場合も、ＴＳＡはインタフ
ェース論理に２つの゛タグ“ビットを提供するが、これ
は、（１）データがない、（２）データがある、（３）
パケットの最初の語がある、あるいは（４）パケットの
最後の語があることを示す。ケース（４）に対しては、
ＴＳＡはＩ　Ｌ　Ｈのアドレス　レジスタ２１４及びカ
ウント　レジスタ２１３をこの“次のアドレス°゛２１
６及び“次のカウント”′２１５レジスタより、これら
レジスタがＩＬＨによってロードされていることを前提
に、ロードする。これらがロードされていない場合は、
ＴＳＡはこのチャネルを“不活性（ｉｎａｃｔｉｖｅ）
　”とマークする。
上の説明から、パ新アドレス”′動作の機能は推測でき
る。ＴＳＡ２０３はリンク同定、２４−ビット　アドレ
ス、及び８−ビット　カウントを受信する。ＸＬＨ１６
に対しては、これは単に関連するレジスタをロードする
。Ｉ　Ｌ　Ｈ１７の場合は、ＴＳＡはチャネルがアクテ
ィブであるか否かチェックしなければならない。アクテ
ィブでない場合は、通常のアドレス２１４及びカウント
２１３レジスタがロードされ、チャネルはアクティブと
マークされる。チャネルが現在アクティブである場合は
、通常のアドレス及びカウント　レジスタの代わりに“
′次のアドレス゛２１６及び“次のカウント′２１５レ
ジスタがロードされる。
別の実施態様においては、この２つのタグ　ビットがバ
ッファ　メモリ２０１１．、、．２０２内に格納される
。長所として、これはメモリの全体の幅（５１２ビツト
）の倍数でないパケットサイズを可能にする。これに加
えて、［ＬＨ１７はこれを読み出すときパケットの実際
の長さを提供する必要がなく、中央コントロール２０に
よるこの情報のＩＬＨへの送信の必要性を排除する。
４．４　データ伝送リング データ伝送リング１９のジョブはリンク　ハンドラ１６
．１７とメモリ　モジュール２０１、。
、、、２０２の間でコントロール　コマンド及び高速デ
ータを運ぶことにある。このリングは全てのリンクが同
時にランするのに十分なバンド幅を提供する。ただし、
これはこのハンド幅をこのリングに接続する回路が決し
てデータを高速バーストにて伝送するよう要求されるこ
とかないよう注意深く割り当てる。つまり、固定のタイ
ム　スロット　サイクルが採用され、スロットが十分に
離れた間隔で個々の回路に割り当てられる。この固定サ
イクルの使用はまた、発信及び宛先アドレスがリング自
体の上に運ばれる必要がないことを意味する。これはこ
れらが任意のポイントにおいて正しく同期されたカウン
タによって簡栄に決定できるためである。
４．４．１　　電気的記述 このリングは３２データ　ピット幅であり、２４ＭＨｚ
にてクロックされる。このバンド幅は最高１５０Ｍビッ
ト／秒までのデータ速度をサポートするのに十分である
。このデータ　ビットに加えて、リングは４つのパリテ
ィ　ビット、２つのタグ　ビット、スーパーフレームの
開始を同定する１つの同期ビット、及び１つのクロック
信号を含む。リング内において、差動ＥＣＬであるりロ
ックを除いて、全ての信号に対して非平衡終端されたＥ
ＣＬ回路が使用される。リング　インタフェース論理は
接続回路にＴＴＬコンパティプル信号レヘしを提供する
。
４．４．２　　タイム　スロット　シーケンス要件上の
目的をかなえるためには、タイム　スロット　サイクル
は以下の幾つかの制約をもつ。
１、　個々の１つの完結したサイクルにおいて、個々の
発信元と宛先の結合のための１つの一意的なタイム　ス
ロットが存在しなければならない。
２、個々の接続回路は適当な規則的間隔にて出現するデ
ータ　タイム　スロットを持たなければならない。具体
的には、個々の回路はデータ　タイム　スロット間にあ
る最小期間を持たなければならない。
３、　個々のリンク　ハンドラはメモリ　モジュール番
号による数値順のデータ　タイム　スロットを持たなけ
ればならない。（これはリンク　ハンドラが５１２−ビ
ット語をシャフルするのを回避するためである）。
４、個々のＴＳＡはその間に復元サイクルあるいは他の
雑多なメモリ動作を遂行できる知られた期間を持たなけ
ればならない。
５、　メモリ　モジュール内のＴＳＡは全てのコントロ
ール　タイム　スロットを３周べなければならないため
、コントロール　タイム　スロット間にも最小期間が存
在しなげればならない。
４．４．３　　タイム　スロット　サイクルテーブルＩ
はこれら要件をかなえるタンミングサイクルの１つのデ
ータ　フレームを示す。１データ　　フレｌ−ハ全部で
８０個のタイム　スロットから構成され、このなかの６
４個はデータに使用され、残りの１６個はコントロール
に使用される。テーフ゛ルは、個々のメモリ　モジュー
ルＴＳ八に対して、その間にそれがメモリ内に書き込ま
れるべきデータを個々のＸ　Ｌ　ｌ−［から受信し、ま
たその間にそれが個々のＩ　Ｌ　Ｈに対するメモリから
読み出されたデータを供給することを要求されるスロッ
トを示す。５つおきに来るスロットはコントロール　タ
イム　スロワ１−であり、この間に、示されるリンク　
ハンドラはコントロール　オーダーを全てのＴＳＡに回
報通信する。このテーブルにおいては、ＸＬＨ及びＩＬ
Ｈには番号０−３が与えられ、そしてＴＳＡには番号０
−１５が与えられる。例えば、ＴＳＡＯはタイム　スｌ
コツトＯにおいてＸＬＨＯからデータを受信し、ＩＬＨ
Ｏに対するデータを供給しなければならない。スロット
１７において、ＴＳＡＯはＸＬＨ２及びＩＬ１１２に対
して類似の動作を遂行する。スロット４６はＸ　Ｌ　Ｈ
１及びＩ　Ｌ　Ｈ１に対して使用され、そしてスロット
６３はＩＬＨ３及びＩＬＨ３に対して使用される。ＸＬ
Ｈはメモリからの読出しは決して行なわず、またＩＬＨ
は決して書込みを行なわないため、同一タイム　スロッ
トの読出し及び書込みに対する再使用が許され、これに
よって、リングのデータ幅が実効的に倍にされる。
コントロール　タイム　スロットは、順に、４つのＸＬ
Ｈ１４つのＩＬＨ，及び中央コントロール（ＣＣ）に割
り当てられる。これら９個の実体がコントロール　タイ
ム　スロットを共有し、コントロール　フレームは４５
タイム　スロット長となる。８０−スロットのデータ　
フレームと４５−スロットのコントロール　フレームが
７２０タイム　スロットに一度整合する。この周期がス
ーパーフレームであり、スーパ−フレーム同３ｔＪ１ｇ
号によってマークされる。
ＩＬＨに対してかなえられるべき微妙な同期条件が存在
する。１つのブロツクの語は、オーダーがリング　タイ
ミング　サイクルのどこで受信されたか関係なく、語０
から開始して順番に送くられなければならない。この要
件をかなえるのを助けるため、リング　インタフェース
回路は個々のＩＬＨに対して特別の“語０　＋＋同期信
号を提供する。例えば、テーブルＩのタイミング　サイ
クルにおいて、タイム　スロワｌ−２４（そのコントロ
ール　タイム　スロット）においてＩＬＨＯによって新
たなアドレスが送られるものとする。ここで、Ｉ　Ｌ　
ＨＯに対して５から１５の番号を与えられたＴＳＡから
読み出すためのデータ　タイムスロットがタイム　スロ
ット２４の直後に来る場合でも、ＴＳＡ番号０がこの新
たなアドレスに対して動作する最初のＴＳＡであること
（セクション４．４．２の要件３）を保証することが必
要である。
スーパーフレーム内のタイム　スロットの数７２０は、
リングの要素の数２５を超えるため、論理タイム　スロ
ットが永久的な存在を持たないことは明白である。つま
り、個々のタイム　スロットは、リング上の特定の物理
位置において生成され、リングのまわりを伝搬し、この
位置に戻り、ここで消失する。生成ポイントはデータ　
タイムスロットとコン１・ロール　タイム　スロットと
では異なる。
テーブルＩ リング　タイム　スロットねりあて ７ｌ ＸＬＩＩＯ ｌ４ ＸＬＩＩ１ １ｌ ■ ×１、１１２ ｌ５ ｌ０ Ｘ　ｉｌ＋　３ ｌ１ ■ ｌ ｌ り ＩＬＩＩＯ １　１．　１１　１ Ｉ　Ｌ　１１２ ＩＬ＋１３ Ｏ ■ ＣＣ ＸＬＩＩＯ Ｘｌ．ｌＩ１ ＸＬｌ＋２ Ｌ１１３ Ｉ　Ｌ　）Ｉ　Ｏ ＋１１１１ １ＬＩ＋２ ４．４．３．１　　データ　タイム　スロワＩ・データ
　タイム　スロットは自身のＸＬＨＯ所で発生するとみ
なすことができる。データ　タイム　スロットは入りデ
ータをその割り当てられたメモリ　モジュールに運び、
このポイントで、これは出データを対応するＩＨＬに運
ぶために再使用される。ＸＬＨは決してデータ　タイム
　スロットから情報を受信しないため、リングはＩＬＨ
とＸＬＨＯ間で（データ　タイム　スロットに対しての
み）論理的に破られているものとみなすことができる。
２つのタグ　ビットはデータ　タイム　スロットの内容
を以下のように同定する。
１１空 １０　データ ０１　パケットの最初の語 ００　パケットの最後の語 この°゛パケツト最初の語″はメモリ　モジュールＯに
よってのみ、これがパケットの最初の語をＩＬＨに送く
るとき送信される。“′パケットの最後の語“の指標は
メモリ　モジュール１５によってのみ、これがパケット
の終端を１ＬＨに送くるとき送信される。
４．４．３．２　　コントロール　タイム　スロット コントロール　タイム　スロットはリング上の中央コン
トロール２０のステーションの所で発生及び終端する。
リンク　ハンドラはこれらの割り当てられたコントロー
ル　スロットをＴＳＡにオーダーを回報通信するために
のみ使用する。ＣＣは９個のコントロール　タイム　ス
ロットごとに割り当てられる。ＴＳＡは全てのコントロ
ールタイム　スロットからオーダーを受信し、応答をＣ
Ｃコントロール　タイム　スロット上のＣＣに送くる。
２つのタグ　ピットはコントロール　タイムスロットの
内容を以下のように同定する。
１１空 １０　データ（ＣＣへあるいはＣＣから）０１　オーダ
ー ００　アドレス及びカウント（リンク　ハンドラから） ４．５．外部リンク　ハンドラ ＸＬＨの主要な機能はＮＩＭから入り高速データ　チャ
ネルを終端し、このデータをＭＩＮＴバックァ　メモリ
内に置き、そして、データが宛先に転送できるようにＭ
ＩＮＴの中央コン１〜ロール２０に必要な情報をバスす
ることである。これに加えて、ＸＬＨは光フアイバ上に
多重化される入り低速コントロール　チャネルを終端す
る。低速コントロール　チャネルに割り当てられた幾つ
かの機能には、Ｎ１Ｍ状態の伝送及び網内のフローの制
御が含まれる。Ｘ　Ｌ　ＨはＮＩＭからの入りファイバ
のみを終端することに注意する。ＮＩＭへの伝送は内部
リンク　ハンドラ及び後に説明される位相整合及びスク
ランブラ回路によって扱われる。ＸＬＨはＭＩＮＴ中央
コントロール２０のハードウェアにインタフェースする
ためにオンボード　プロセッサ２６８を使用する。この
プロセッサから来る４つの２０Ｍビット／秒リンクはＭ
ｌＮＴの中央コントロール　セクションへの接続を提供
する。第１２図はＸ　Ｌ　Ｈの全体を示す。
４．５．１　　リンク　インタフェースＸ　Ｌ　Ｈはフ
ァイバからデータを回復するために必要とされる光フア
イバ受信機、クロック回復回路及びデスクランブラ回路
を含む。データ　クロ７りが回復され（ブロック２５０
）、そしてデータがデスクランブルされる（ブロック２
５２）と、データはシリアルからパラレルに変換され、
そして高速データ　チャネルと低速データ　チャネルに
デマルチプレキシングされる（ブロック２５４）低レベ
ル　プロトコール処理が次にこのデータに関してセクシ
ョン５において説明されるように高速データ　チャネル
上で遂行される（ブロック２５６）。この結果として、
パケット　データのみから成るデータ流が与えられる。
パケット　データの流れは次に先入先出（ＦＩＦＯ）待
行列２５８を通じてデータ　ステアリング回路２６０に
向う。回路２６０は見出しをＰＩＦ０２６６に送り、完
全なパケットをＸ　Ｌ　Ｈのリング　インクフェース２
６２に送くる。
４．５．２　　リンク　インタフェースリング　インタ
フェース２６２はリンク　インタフェース内のパケット
ＦｒＦＯ２５８からＭＩＮＴのバッファ　メモリ内への
データの伝送を制御する。これは以下の機能を提供する
。
１、　リングのタイミング　サイクルとの同３１１の確
立及び保持。
２、　リンク　インタフェースＦＩＦＯから８亥当する
リング　タイム　スロットへのデータの伝送。
３、　パケットの終端に遭遇したときの新たなアドレス
のメモリＴＡＳへの送信。
リングの°（ＸＬＨ当たり）１６語タイミングサイクル
との再同期をリンク　インタフェースＦＩＦＯが一時的
に空になるたびにパケットの処理の際に遂行しなければ
ならないことに注意する。
これはリングのバンド幅がリンクの伝送速度より高いた
め常時発生する。しかし、リング及びＴＡＳはこのデー
タ流内のギャップを収容するように設計されている。こ
うして、再同期は単にデータが来、またはリング　サイ
クルが正しい語ナンバーに戻どるのをまち、この間のタ
イム　スロットを°“空″とマークすることから成る。
例えば、ＦＩ　ＦＯ２５８が第５番目のメモリ　モジュ
ール宛の語が必要なときに空になった場合、全体のシー
ケンスを保持するためには、次の語が実際にこのメモリ
　モジュールに送くられることを確保することが必要で
ある。
４、　５．３　　コントロール Ｘ　Ｌ　Ｈのコントロール部分は空ブロックのＦＩＦＯ
２７０を補充し、また受信された個々のバケ・７トに関
する見出し情報をＭＩＮＴの中央コントロール２０（第
４図）にバスする責務を持つ。
４．５．３．１　　見出し処理 パケットがリング上に伝送されるのと同時に、パケット
の見出しが見出しＰＩＦ０２６６内に置かれ、これが後
にＸＬＨプロセッサ２６８によって読み出される。この
見出し内には、中央コントロールがルーティングのため
に必要とする発信元及び宛先アドレス欄が含まれる。こ
れに加えて、見出しチェックサムがこれら欄が失墜して
ないことを保証するために検証される。見出し情報は次
にメモリ　ブロック記述子（アドレス及び長さ）ととも
にパケット化され、１つのメツセージにて中央コントロ
ール（第４図）に送くられる。
４、　５．　３．　２　　中　コントロールとの対話Ｍ
ＩＮＴの中央コントロールとの対話には基本的に２つの
みが存在する。Ｘ　Ｌ　Ｈコントロールはその空ブロッ
クのＦ　Ｉ　ＦＯ２７０をメモリ　マネジャーから得ら
れるブロック　アドレスにて満し、このブロックをその
宛先に送くることができるように見出し情報及びメモリ
　ブロック記述子を中央コントロールにバスする。ブロ
ック　アドレスはその後リング１９上にリング　インタ
フェース２６２によってコントロール　シーケンサから
そのアドレスが受信された時点で置かれる。中央コント
ロールとのこの両方の対話は、ＸＬＨプロセッサ２６８
から中央コントロールの該当するセクションへのリンク
を通じて運ばれる。
４．６　内部リンク　ハンドラ 内部リンク　ハンドラ（ＩＬＨ）（第１３図）は、分散
リンク　コントローラとみなすことができる第１の部分
である。時間上の任意の瞬間において、この分散リンク
　コントローラは、１つ特定のＩ　Ｌ　Ｈ、スイッチ組
繊を通じての１つの経路、及び１つの特定の位相整合及
びスクランブラ回路２９０　（ＰＡＳＣ）から構成され
る。ＰＡＳＣについては、セクション６．１において説
明される。
ＭＩＮＴからＮＩＭへのファイバ　ペアのリターン　フ
ァイバ３を通じての光信号の伝送に実際の責務を持つの
はこのＰＡＳＣである。このファイバを通じて伝送され
る情報はＭＡＮＳ　１０から来るが、これは入力をさま
ざまな時間にＮＩＭに伝送するＩＬＨから受信する。こ
のタイプの分散リンク　コントローラがＭＡＮスイッチ
Ｓ且Ｓ銭を通じての経路長が全て同一でないために必要
となる。
ＰＡＳＣが異なるＩＬＨから来る情報の全てを同一基準
クロックに整合しないと、Ｎ１Ｍによって受信される情
報は常にその位相及びビット整合を変動させることとな
る。
ＩＬＨとＰＡＳＣとの結合は多くの点においてＸ　Ｌ　
Ｈの鏡像である。ＩＬＨは中央コントロールからブロッ
ク記述子のリストを受信し、メモリからこれらブロック
を読み出し、そしてデータをシリアル　リンクを通じて
スイッチに送くる。メモリからデータが受信されると、
関連するブロック記述子がブロックが空きリストに戻さ
れるように中央コントロールのメモリ　マネジャーに送
くられる。ＩＬＨとＸＬＨとＩＬＨが特別な見出し処理
を遂行せず、また必要に応じてＴＡＳがＩ　Ｌ　Ｈに追
加のパイプライン連結を複数のブロックが１つの連続ス
トリームとして伝送できるように提供する点が異なる。
４．６．１　　リンク　インタフェースリンク　インタ
フェース２８９はデータ　チャネルに対するシリアル送
信機を提供する。データはセクション５において説明さ
れるリンク　データ　フォーマットと互換性をもつフレ
ーム同期フォーマットにて伝送される。データはリンク
　インタフェース２８０から非同期的にリンクの平均速
度より幾分か高い速度にて受信されるため、リンク　イ
ンタフェースは速度の整合及びフレーム同期を提供する
ためのＦＩＦＯ２８２を含む。データはＭＩＮＴメモリ
からデータ　リング　・インタフェース２８０を介して
受信され、ＰＩＦ０２８２内に格納され、レベル１及び
２プロトコール　ハンドラによって処理され、そしてリ
ンクインタフェース２８９内のパラレル／シリアル変換
器２８８を通じてＭＡＮスイッチ１０に送くられる。
４．６．２　　リング　インタフェースリング　インタ
フェース２８０論理はＭＩＮＴのバッファ　メモリから
リンク　インタフェース内のＦＩＦＯへのデータの伝送
を制御する。これは以下の機能を提供する。
１、　リングのタイミング　サイクルとの同期の確立及
び保持。
２、　該当するリング　タイム　スロットにおけるリン
グからリンク　インタフェースＦＩＦＯへのデータの伝
送。
３、　パケット（メモリ　ブロック）最後の語が受信さ
れたときのコントロール　セクションへの連絡。
４、パケットの最後の語が受信され、ＦＩＦＯ２８２の
状態がこの新たなパケットがオーバーフローの原因とな
らないような場合におけるメモリＴＡＳ　　２０３．、
、、．２０４（第１０図）への新たなアドレス及びカウ
ント（存在する場合）の送出。
ＸＬＨと異なり、ＩＬＨはＴＳＡにデータ語がシーケン
ス順に受信され、ブロック内にギャップが存在しないこ
とを確保するのをＴＳＡに依存する。従って、語同期の
保持は、この場合、単に予期されない空のデータ　タイ
ム　スロットを捜すことから成る。
４、６．３　　コントロール ＩＬＨのシーケンサ−２８３によって制御されるコント
ロール部分はリング　インタフェースにプロセッサ　リ
ンク　インタフェース２８４を介して中央コントロール
から受信され、ここからアドレスＰＩＦ０２８５内に格
納されたブロック記述子を提供し、中央コントロールに
プロセッサリンク　インタフェースを介してブロックが
メモリから取り出されたことを通知し、また中央コント
ロール２０に最後のブロックの伝送が完結したことを通
知する責務をもつ。
４．６．３．１　　中央コントロールとの対話ＭＩＮＴ
の中央コントロールとの対話には基本的には以下の３つ
のみが存在する。
１、　ブロック記述子のリストの受信。
２、　メモリ　マネジャーへのメモリから取り出された
ブロックの通知。
３、　スイッチ要求待行列マネジャーへの全てのブロッ
クの伝送が行なわれたことの通知。
ここに説明の設計においては、これらの対話の全ては中
央コントロールの該当するセクションへのトランスピユ
ータ　リンクを通じて遂行される。
４．６．３．２　　ＴＳＡとの対話 ＸＬＨと同様に、ＩＬＨはそのコントロールタイム　ス
ロットを使用してブロック記述子（アドレス及び長さ）
をＴＳＡに送くる。ただし、ＴＳＡがＩＬＨから記述子
を受信すると、これらは直ちにメモリからブロックを読
み出し、リング上にデータを置く動作を開始する。ＩＬ
Ｈからの長さ欄は重要であり、次のブロックに移る前に
個々のＴＳＡによって読み出すことができる語の数を決
定する。ＴＳＡはまた、一連のブロックがギャップなし
に伝送できるように、個々のＩＬＨに次のアドレス及び
長さを保持するためのレジスタをｋ　供する。フロー　
コントロールばＩＬＨの任務であるが、ただし、新たな
記述子は再フレーミング時間及び伝送速度の差を補償す
るのに十分な部屋がパケヅトＦＩＦＯ２８２内に確保さ
れるまで送くられるべきではない。
４．７ＭＩＮＴ中央コントロール 第１４図はＭＩＮＴ中央コントロール２０のブロック図
である。この中央コントロールは、ＭＴＮＴの４つのＸ
ＬＨ１６、ＭＩＮＴの４つのＩＬＨ１７、スイッチ　コ
ントロール（第７図）のデータ集信器１３６及び分配器
２３８、及び第１５図に示されるＯＡ＆Ｍ中央コントロ
ール３５２に接続される。最初に、中央コントロール２
０と他のユニ・７トとの関係が説明される。
ＭＩＮＴ中央コントロールはＸＬＨ１６と通信してＸＬ
Ｈによって入りデータをＭＩＮＴメモリ内に格納するた
めに使用されるメモリ　ブロックアドレスを提供する。
ＸＬＩ（１６はＭＩＮＴ中央コントロールと通信してＭ
ＩＮＴメモリ内に格納されるべきパケットの見出し、及
びこのパケットがどこに格納されるべきかを示すアドレ
スを提供する。ＭＩＮＴ中央コントロール２０のメモリ
マネジャーはＩＬＨ１７と通信してそれらメモリ　ブロ
ック内に格納されたメモリが既に配達されたメモリがＩ
ＬＨによって開放されたことを示す情報を受信し、これ
により解放されたメモリが再使用される。
待行列マネジャー３１１が特定のＮＩＭに向かって到着
した最初の網ユニットがスイッチ　ユニット待行列３１
４内に置かれたことを確認すると、これは個々の可能な
宛先ＮＩＭに対するＰＩＦＯ待行列３１６を含むが、待
行列マネジャー３１１はスイッチ設定コントロール３１
３にそのＮＩＭへのＭＡＮスイッチ１０内の接続を要求
する要求信号を送くる。この要求はスイッチ設定コント
ロール３１３の待行列３１８（優先）及び３１２（普通
）のどちらかに格納される。スイッチ設定コントロール
３１３はこれら待行列をこれらの優先度に従って管理し
、要求をＭＡＮスイッチ１０、より具体的には、スイッ
チ　コントロール　データ集信器１３６に送（る。通常
の負荷においては、待行列３１８及び３１２は殆んど空
であり、要求は、通常、ただちに行われ、そして、通常
、該当するＭＡＮスイッチ　コントローラによって処理
される。オーバーロード状態においては、待行列３１８
及び３１２は低優先のパケットの伝送を押さえ、優先パ
ケットの比較的はやい伝送を保持するための手段となる
。経験上、必要であれば、普通待行列からの要求を、そ
の宛先ＮＩＭに対する優先パケットが受信された場合に
その優先待行列に移すことも可能である。待行列３１８
及び３１２内に置かれた要求は、ＩＬ、ＩＬＨ，及び回
路スイッチ１０の出力リンクを縛るものではない。これ
はＭＡＮスイッチ　コントローラ１４０（第７図）の待
行列１５０．１５２（第８図）内の要求とは対比的であ
る。
スイッチ設定コントロール３１３がスイッチ１０内にお
いて接続が確立されたことを認識すると、これはＮＩＭ
待行待行列シネジャー３１１知する。Ｉ　Ｌ　Ｈ１７は
ＮＩＭ待行待行列シネジャー３１１のスイッチ　ユニッ
ト待行列３１４内のＦＩＦＯ待行列３１６からデータを
受信し、回路スイッチに伝送されるデータ　パケットの
待行列のメモリ位置を同定し、また、個々のパケットに
対して、ＮＩＭ上のそのパケットが伝送されるべき１つ
あるいは複数のボートのリストを同定する。ＮＩＭ待行
待行列シネジャーにＩＬＨ１７に個々のパケットの先頭
にボート番号を加え、個々のパケットに対してデータを
メモリ１８からスイッチ１０に送るように指示する。Ｉ
ＬＨは次の待行列のパケットの伝送を開始し、このタス
クが終了すると、スイッチ設定コントロール３１３に回
路スイッチ内の接続を切断してもよいことを通知し、メ
モリ　マネジャー３０２にデータが伝送されたため解放
が可能なメモリ　ブロックの同定を通知する。
ＭＩＮＴ中央コントロールは個々が１つあるいは複数の
入力／出力ボートを持つ複数の高速プロセッサを使用す
る。この実現において使用される具体的プロセッサはＩ
ＮＭＯ３社によって製造されるトランスピユータ（Ｔｒ
ａｎｓｐｕ　ｔｅｒ）である。このプロセッサは４つの
入力／出力ボートをもつ。
このプロセッサはＭＩＮＴ中央コントロールの処理需要
を満すことができる。
パケットは４つのＸＬＨ１６内に来る。４つのＸＬＨマ
ネジャー３０５、発信先チエッカ−３０７、ルータ３０
９、及びＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロセッサ３１５が存在
するが、ＭＩＮＴ内の個々のＸＬＨに対応する。これら
プロセッサは、個々のＸＬＩ］に入いるデータを処理す
るためにパラレルに動作し、ＭＩＮＴ中央コントロール
の総データ処理能力を上げる。
Ｘ　Ｌ　Ｈに入いる個々のパケットに対する見出しがア
ドレスとともに送くられるが、ここで、このパケットは
、この見出しがＸＬＨによって遂行される見出しの循環
冗長コード（ＣＲＣ）のハードウェア　チェックにパス
した場合は、関連するＸＬ　Ｈラネジャー３０５に直接
に格納される。ＣＲＣチェックに合格しなかったときは
、そのパケットはＸＬＨによって破棄され、ＸＬＨはこ
の割り当てられたメモリ　ブロックを再利用する。ＸＬ
Ｈマネジャーは見出し及びそのパケットに対して割り当
てられたメモリの同定を発信元チエッカ−３０７にバス
する。Ｘ　Ｌ　Ｈマネジャーは、発信元チエッカ−、ル
ータ−１あるいはＮＩＭ待行待行列シネジャーずれかが
そのパケットを宛先に伝送することが不可能であること
を発見した場合は、メモリ　ブロックのリサイクルを行
なう。リサイクルされたメモリ　ブロックはメモリ　マ
ネジャーによって割り当てられるメモリ　ブロックの前
に使用される。発信元チエッカ−３０７はパケットの発
信元が正しくログインされているか否か、及びその発信
元がパケットの仮想網へのアクセスを持つか否かチェッ
クする。発信元チエッカ−３０７は、ＭＩＮＴメモリ内
におけるパケットアドレスを含むパケットに関する情報
をルータ−３０９にパスし、ルータ−３０９はこのパケ
ットグループ同定を仮想網名、及びパケットの宛先名に
翻訳し、これによってどの出力リンクにパケットを送く
られるべきかが決定される。ルータ−３０９は出力リン
クの同定をＮＩＭ待行待行列シネジャー３１１スするが
、このＭＩＮＴの４つのＸ　Ｌ　Ｈによって受信される
パケットを同定及び連結するが、これらは１つの共通出
力リンクに向けられる。ＮＩＭ待行列への最初のパケッ
トが受信された後、ＮＩＭ待行待行列シネジャー３１１
のＮＩＭへの接続を要求するためにスイッチ設定要求を
スイッチ設定コントロール３１３に送くる。
ＮＩＭ待行待行列シネジャー３１１イッチ　ュニント待
行列３１４のＦＩＦＯ待行列３１６内のこれらパケット
を連結し、回路スイッチ１０因にスイッチ接続が確立さ
れたとき、これらパケット全てが一度にこの接続を通じ
て送くれるようにする。
スイッチ　コントロール２２の出力コントロール信号分
配器１３８は、これが接続を設定すると肯定通知を送く
る。この１″ｒ定通知はスイッチ設定コントロール３１
３によって受信され、コントロール３１３をこれをＮＩ
Ｍ待行待行列シネジャー３１１知する。ＮＴＭ待行待行
列シネジャーにＩＬｔｉ　１．７にＩＬＨ１７がそれら
パケットの全てを送出できるように連結されたパケット
のリストを通知する。ＩＬＨ１７がこのセットの連結さ
れたパケットの回路スイッチを通じての伝送を完了する
と、これはスイッチ設定コントロール３１３にスイッチ
１０内のこの接続の切断を通知し、また、メモリ　マネ
ジャー３０１にこのメツセージのデータを格納するため
に使用されていたメモリが現在新たなメツセージに対し
て可用となったことを通知する。メモリ　マネジャー３
０１はこの解放情報をメモリ分配器３０３に送くるが、
分配器３０３はメモリをＸＬＨにメモリを割り当てるた
めのまざまなＸ　Ｌ　Ｈマネジャー３０５に分配する。
発信元チエッカ−３０７はまた料金請求情報を動作、監
督及び保守（ＯＡ＆Ｍ）Ｍ　Ｉ　ＮＴプロセッサ３１５
にパスするが、これはこのパケットに対する料金の請求
、及びＭＩＮＴ内のデータ　フローをチェックするため
の適当な統計を集めるために使用される。この統計値は
後にＭ　Ａ　Ｎ　網内の他の統計値と結合される。ルー
タ−３０９はまた（ＯＡ＆Ｍ）Ｍ　Ｉ　ＮＴプロセッサ
３１５に、ＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロセッサがその後の
トラヒック分析のためにパケット宛先に関するデータの
追跡ができるようにこのパケットの宛先を通知する。
この４つのＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロセッサ３１５の出
力はＭＩＮＴ　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７に送くられるが
、これはこの４つのＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴブロセッザに
よって集められたデータを要約し、後に、ＯＡ＆Ｍ中央
コントロール３５２（第１４図）に送くる。
ＭＩＮＴ　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７ばまたルータ−３０
９のデータをＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプｌコセッサ３１５
を介して変更するためにＯＡ＆Ｍ中央コントロール３５
２から情報を受信する。これら変更は、網に加えられた
追加の端末、ある物理ボートから別のボートへの論理端
末（つまり、特定のユーザと関連する端末）の移動、あ
るいは網からの物理端末の除去を反映して行なわれる。
データがまたＯＡ＆Ｍ中央コントロール３５２からＭｉ
ＮＴ動作、ＯＡ＆Ｍモニタ及びＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプ
ロセッサ３１５を介して発信元チェック−３０７に送く
られるが、これらデータには、論理ユーザのパスワード
及び物理ボート、並びに個々の論理ユーザの特権に関す
るデータが含まれる。
第１５図はＭＩＮＴ網の保守及びコントロールシステム
のブロック図を示す。動作、管理及び保守（ＯＡ＆Ｍ）
システム３５０が複数のＯＡ＆Ｍ中央コントロール３５
２に接続される。これらＯＡ＆Ｍコントロールの個々は
複数のＭＩＮＴに接続され、そして個々のＭＩＮＴ内に
おいて、ＭＩＮＴ中央コントロール２０のＭＩＮ”Ｔ”
　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７に接続される。Ｏ／＆Ｍシス
テム３５０からのメツセージの多（が全てのＭＩＮＴに
分配されなければならないため、これらさまざまなＯＡ
＆Ｍ中央コントロールはデータ　リングによって相互接
続される。このデータ　リングは網インタフエース　モ
ジュールの同定従って、網に加えられた個々の物理ボー
トの出力リンクの同定を伝送し、この情報はＶＡＮハブ
内の個々のＭＩＮＴのルータ−プロセッサ３０９内に格
納される。
５、リンク ５．１　リンク要件 ＭＡＮシステム内のリンクはＥＵＳとＮＩＭの間（ＥＵ
ＳＬ）（リンク１４）、及びＮＩＭとＭＡＮハブの間（
ＸＬ）（リンク３）でデータを伝送するために使用され
る。これらリンク上に伝送されるデータの動作及び特性
は個々の用途によって多少の差はあるが、これらリンク
上で使用されるフォーマットは同一である。フォーマッ
トを同−にすることによって、共通のハードウェア及び
ソフトウェアを使用することが可能となる。
このリンク　フォーマットは以下の特徴を提供するよう
に設計されている。
１、　これは高データ速度のパケット　チャネルを提供
する。
２、　これは提唱されるメトロバス゛０８−１”フォー
マントと互換性をもつ。
３、　詔オリエンティッド同期フォーマットであるため
インタフェースが簡単である。
４、　これはパバケット゛がいかに区切られるべきか定
義する。
５、　これは”′パケット′全体に対するＣＲＣ（及び
見出しに対する別のＣＲＣ）を含む。
６、　このフォーマットは゛パケット°′内のデータの
トランスバレンシーを保証する。
７、　このフォーマットはフロー　コントロール信号法
に対する低バンド幅チャネルを提供する。
８、　追加の低バンド幅チャネルを而単に加えることが
できる。
９、　データ　スクランプリングがクロック回復に対す
る良好なトランジョン密度を保証する。
５．２ＭＡＮリンクの説明及び根拠 性能の観点からは、リンクの速度が速ければ速いほどＭ
ＮＡの性能も良くなる。このリンクをできるだけ高速に
したいという要求は高速のリンクはどコストが高いとい
う事実によって抑えられる。
速度とコストの間の適当な妥協的選択はＬＥＤ送信機（
例えば、ＡＴ＆Ｔ　　０ＬＤ−２００）及びマルチモー
ド　ファイバを使用することである。
０ＤＬ−２００送信機及び受信機の使用はリンク速度の
上限を約２００Ｍビット／秒のオーダーにのせる。ＭＡ
Ｎアーキテクチャ−の点からは、リンクの具体的なデー
タ速度は、ＭＡＮが同期交換を行なわないため重要では
ない。ＭＡＮリンクに対するデータ速度は、メトロハス
光波システム゛ＯＳ　−１”　リンクのデータ速度と同
一にされる。
このメトロバス　フォーマットに関しては、ＩＥＥＥ国
際通信会Ｈａ　（ＩＩＥ［ＥＥ　Ｉｍｔｅｒｎａｔ、１
ｏｎａｌ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　Ｃｏｎｆｅｒ
ｅｎｃｅ）、１９８７年、ベーパー３０Ｂ、１．１にＭ
、　　Ｓ、スチャファ−（Ｍ、Ｓ、５ｃｈａｆｅｒ）に
よって掲載の論文（メトロバス光波網に対する同期光伝
送１ｉｉ　（Ｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　０ｐｔｉｃａｌ
　Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　ｆｏｒ
　Ｍｅｔｒｏｂｕｓ　Ｌｉｇｈｔｗａｖｅ　Ｎｅｔｗｏ
ｒｋ））において開示されている。ＭＡＮ内で使用が可
能なもう１つのデータ速度（及びフォーマット）にはコ
ミュニケーション　リサーチ社（Ｂｅｌｌ　Ｃｏｍｍｕ
ｎｉｃａｔｉｏｎ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ　Ｃｏｒｐ、）に
よって指定されるリンク層プロトコールである５ＯＮＥ
Ｔの仕様がある。
５．２．１　　レベル１リンク　フォーマットＭ　Ａ　
Ｎ　ｆＭはメトロハスの低レベル　リンク　フォーマッ
トを使用する。このリンク上の情報は連続的に反復され
る単純なフレームによって運ばれる。このフレームはＥ
１８−１６秒語から成る。最初の語はフレーミング　シ
ーケンス及び４つのパリティ　ビットを含む。この第１
の語に加えて、他の３つの語はオーバーヘッド語である
。メトロバス実現におけるノード間通信に使用されるこ
れらオーバーヘッド語は、メトロバスの互換性のために
ＭＡＮによっては使用されない。このプロトコールの語
オリエンティント特性のために、この使用が非常に単純
となる。パラレル　ロードの単純な１６ビツト桁送りレ
ジスタが送信のために使用でき、パラレル読出しの類似
の桁送りレジスタが受信のために使用できる。１４６．
４３２Ｍビット／秒リンク　データ速度において、１０
９ナノ秒ごとに１６ビット語が送信あるいは受信される
。
このアプローチは多くのリンク　フォーマツティングハ
ードウェアを従来のＴＴＬクロック速度にて実現するこ
とを可能にする。このプロトコールの語のオリエンティ
ラド特性は、ただし、このリンクの使用方法に幾つかの
制約を与える。ハードウェアの複雑さを適当に保つため
に、リンクのハンド幅を１６ビット語のユニットで使用
することが必要である。
５．５．２　　レベル２リンク　フォーマットこのリン
クはＭＡＮの情報伝送の基本単位である′”パケット°
を移動するために使用される。パケットを同定するため
に、このフォーマントは”Ｓ　Ｙ　Ｎ　Ｃ”語及び”Ｉ
ＤＬＥ“語の仕様を含む。
パケットが伝送されてない間、この”ＩＤＬＥ”語は基
本チャネルバンド幅を構成する全ての語（他の目的に対
して予約されてない語）を満す。
パケットは先端５ＴＡＲＴ　　５ＹＮＣ及び後端ＥＮＤ
　　５ＹＮＣ語によって区切られる。このスキームはこ
れら特別の意味をもつ語がパケット内のデータ内に含ま
れないかぎり良く機能する。パケット内に送くることが
できるデータを制約することは好ましくない制約である
ため、トランスバレント　データ伝送技術が使用されな
ければならない。ＭＡＮリンクは非常に単純な語挿入ト
ランスバレンシー技術を使用する。パケット　データ内
において、５ＴＡＲＴ　　５ＹＮＣ語のような特別な意
味をもつ語の発生は、もう１つの特別の語”ＤＬＥ”′
語によって先行される。この語挿入トランスバレンシー
は実現が簡単なために選択されたものである。このプロ
トコールに要求される論理は、ＨＤＬＣのようなビット
挿入プロトコールに対して要求されるよりも単純で低速
度である。
この技術自体はＩＢＭのＢＩＳＹＮＣリンク内で使用さ
れる実証済みの技術に類似する。トランスバレンシーを
確保するために使用される語挿入に加えて、発信側のデ
ータ速度がリンク　データ速度より少し低い場合は”Ｆ
ＩＬＬ“語が挿入される。
任意のパケット内の最後の語は周期冗長検査（ＣＲＣ）
語である。この語はパケット内にデータの失墜があった
場合、この検出を保証するために使用される。このＣＲ
Ｃ語が、トランスバレンシーあるいは他の目的でデータ
流内に挿入される”ＤＬＥ“のような特別の語を除いて
、そのパケット内のデータの全てに関して計算される。
ＣＲＣ語を計算するのに使用される多項式はＣＲＣ−１
６標準である。
光学受信機に対する良好なトランジション密度を確保す
るために、伝送の前に全てのデータがスクランブルされ
る（例えば、第１３図のブロック２９６）。このスクラ
ンプリングは１あるいはＯの長いシーケンスが、実際に
伝送されるデータでは煩雑にみられることであるが、リ
ンク上に伝送される確率を小さくする。スクランブラ−
及びデスクランブラ−（例えば、第１２図のブロック２
５２）は当分野において周知である。デスクランブー設
計は自己同期式であり、ごれはデスクランブラ−を再ス
タートすることなく時折のビットエラーから回復するこ
とを可能にする。
５．２．３　低速度チャネル及びフしＩ−コントロール レベル１フオーマント内のペイロード語（Ｐａｙｌ。
ａｄ　ｗｏｒｄｓ）の全てがパケットを運ぶレベル２フ
オーマツトに対して使用されるわけではない。追加のチ
ャネルがフレーム内に特定の語を専用に用いることによ
ってリンク上に含まれる。これら低速度チャネル２５５
．２９５　（第１２図及び第１３図）はＭＡＮ網コント
ロールの目的に使用される。
基本データ　チャネル上に使用されるのと類似のパケッ
ト区画スキームがこれら低速度チャネル上で使用される
。低速度チャネルを構成する専用の語はさらに個々の低
バンド幅チャネル、例えば、フロー　コントロール　チ
ャネルに対する個別ビットに分割される。フロー　コン
トロール　チャネルは（ＥＵＳ、！：ＮＩＭＯ間の）Ｍ
ＡＮ　　ＥＵＳＬ上でハードウェア　レベル　フロー　
コントロールを提供するために使用される。ＮＩＭから
ＥＵＳへのこのフロー　コントロール　チャネル（ビッ
ト）はＥＵＳリンク送信機に、これがさらに情報を伝送
することを許されるか否かを示す。
Ｎ　Ｉ　Ｍハ、Ｅ　Ｕ　ｓ送（Ｋｌがフロー　コン１０
−ルが実施され実際に停止されるまでに伝送されるデー
タの全てを吸収するのに十分なメモリに設計される。デ
ータ伝送はパケット間、あるいはパケット伝送の中間に
おいて停止される。パケット間の場合は、次のパケット
はフロー　コントロールが解除されるまで伝送されない
。パケットの真ん中でフロー　コントロールが実施され
た場合は、データ伝送を直ちに停止し、°′スペシャル
ＦＩＬＬ（Ｓｐｅｃｉａｌ　ＦＩＬＬ）”コード語の送
信を開始することが必要である。このコード語は、他の
語と同様に、これがパケットの本体内に現れことき、”
ＤＬＥ“′コード語によってエスケープされる。
６．システム　クロッキング ＭＡＮスイッチは、セクション３において説明のごと（
、非常に高速のセットアツプ　コントローラを持つ非同
期空間スイッチ組織（ａｓｙｎｃｈｒｏｎ。
ｕｓ　５ｐａｃｅ　５ｗ１ｔｃｈ　ｆａｂｒｉｃ）であ
る。このスイッチのデータ組ｌｌ１（ｄａｔａ　ｆａｂ
ｒｉｃ）はＤＣから２００Ｍビット／秒を超えるデータ
速度にてデジタル信号を高信頼度にて伝搬するように設
計されている。
この組織を通じての多くの経路が同時に存在できるため
、ＭＡＮハブの総ハンド幅要件はこの組織によって簡単
に満すことができる。ただし、この単純なデータ組繊は
全く欠陥をもたないわけではない。この組織を実現する
ための機械的及び電気的な制約のために、このスイッチ
を通じての全ての経路が同一量の遅延を受けるというわ
けにはいかない。さまざまな経路間の経路遅延の変動が
この全てを通るデータのビット時間よりもかなり大きな
ため、同期交換を行なうことは不可能である。
ＭＩＮＴ内の特定のＩＬＨからスイッチの出力ポートへ
の経路が確立される任意の時間において、この経路を通
じて伝送されるデータがスイッチを通じてのその前の経
路上を伝送されるデータと同一の相対位相を持つ保証は
ない。この高バンド幅スイッチを使用するためには、従
って、ス、イッチボートから出てくるデータをＮＩＭへ
の同期リンクのために使用されるクロックに非常に速く
同期することが必要である。
６、　１　　位相整合及びスクランブラ−回路（ＰＡＳ
Ｃ） スイッチから出てくるデータの同期を行ない、またＮＩ
Ｍへの出リンクをドライバするユニットは位相整合及び
スクランプ−回路（Ｐｈａｓｅ　Ａｌｉｇｎｍｅｎｔ　
ａｎｄ　Ｓｃｒａｍｂｌｅｒ　Ｃ１ｒｃｕｉｔ　、　Ｐ
　Ａ　Ｓ　Ｃ）と呼ばれる（ブロック２９０、第１３図
）。ＩＬＨ及びＰＡＳＣ回路はＭＡＮは全部ＭＡＮハブ
の部分であるため、同一のマスク　クロックをこれらの
全てに分配することが可能である。これは幾つかの長所
をもつ。ＰＡＳＣ内にＩＬＨからのデータの送信に使用
されるのと同一のクロック基準を使用することによって
、データがＰＡＳＣにこれがこのリンクを通じて伝送さ
れるより速い速度で入いらないことが保証できる。これ
はＰＡＳＣ内の大きなＦＩＦ○及び精巧な弾性メモリ　
コントローラの必要性を排除する。ＰＡＳＣに人いる全
てのデータのビット速度が完全に同一であるという事実
は、同期を楽にする。
ＩＬＨ及びＰＡＳＣは前のセクションにて説明のフォー
マットに対する分散リンク　ハンドラー（ｄｉｓｔｒｉ
ｂｕｔｅｄ　１ｉｎｋ　ｈａｎｄｌｅｒ）であると考え
ることができる。ＩＬＨはデータがこれに挿入される基
本フレーミング　パターンを生成し、これをこの組織を
通じてＰＡＳＣに送くる。ＰＡＳＣはこのフレーミング
　パターンを自体のフレーミングパターンと整合し、低
速度コントロール　チャネルに併合し、次に伝送のため
にデータをスクランブルする ＰＡＳＣは入りデータを適当な量の遅延をデータ経路内
に挿入することによって基準クロックに同期させる。こ
れを成功させるためには、ＩＬ）（は個々のフレームを
ＰＡＳＣによつて使用される基準クロックより少しアド
バンスした基準クロックにて送信しなければならない、
ＩＬＨが要求するアドバンスのビット時間の数はＩＬＨ
からＰＡＳＣに送る間に受ける実際の最小遅延によって
決定される。ＰＡＳＣがデータ経路内に挿入するのが可
能な遅延の量はスイッチを通じての異なるさまざまな経
路に対して起こる経路遅延の可能な変動に依存する。
第２３図は本発明の一例としての実施態様のブロック図
である。未整合のデータはタップド遅延ライン１００１
に入いる。遅延ラインのさまざまなタップは、基準クロ
ック（ＲＥＦＣＬＩ（）に対して１８０度位相がずれた
ＲＥＦＣＬＫと命名される信号によってエツジ　サンプ
リング　ラッチ１００３、、、、．１００５にクロック
される。
このエツジ　サンプリング　ラッチの出力は、選択論理
ユニット１００７に供給されるが、ユニット１００７の
出力は下に説明のセレクタ１０１３を制御するのに使用
される。選択論理１００７はラッチ１００３．、、、．
１００５の状態を反復するためのセットの内部ラッチを
含む。選択論理は、論理”１゛を運ぶ最高ランクのオー
ダー入力を選択するためのこれら内部ラッチに接続され
た優先回路を含む。この出力はこの接続された入力のコ
ード化された同定である。この選択論理１００７は２つ
のゲーティング信号、つまり、１つの解除信号及び選択
論理のグループの内部ラッチの全てからの１つの信号を
もつ。２つのデータ流の間にに、解除信号がゼロの状態
となり、すると内部ラッチは新たな入力を受ける。デー
タ流の最初のパルスに応答してエツジ　サンプリング　
ラッチ１００３、、、、．１００５から最初の”１゛の
入力が受信されてから、解除信号がゼロの状態に戻どる
までこのトランスバレント　ラッチの状態が保持される
。この解除信号は、データ流の存在を認識するアウト　
オブ　バンド回路によってセットされる。
タップラド遅延ラインの出力はまた一連のデータ　ラッ
チ１００９．、、．１０１１に入いる。
二のデータ　ラッチへの入力は基準クロックによってク
ロックされる。データ　ラッチ１００９゜、、、、１０
１１はセレクタ回路１０１３への入力であり、これらデ
ータ　ラッチの１つの出力をセレクション論理１００７
から入力に基づいて選択し、この出力をセレクタ１０１
３の出力に接続するが、これは第２３図に命名されるよ
うなビット整合されたデータ流である。
ビットが整合されると、これらはタップラド出力ととも
にドライバＸＬ３に供給するために桁送りレジスタ（図
示なし）内に供給される。これはデータ流が１６ビツト
境界にて開始して同期して伝送できるようにするためで
ある。この桁送りレジスタ及び補助回路の動作は、タラ
プツト遅延ライン構成の動作と実質的に同一である。
セレクション論理は市販の優先セレクション回路にて実
現される。セレクタは単にセレクション論理の出力によ
って制御される８択セレクタである。１６択を使用する
微細な整合回路が必要である場合は、これは同一の原理
を用いて簡単に実現できる。ここに説明の構成は、１つ
の共通ソースクロツタが存在し、個々のデータ流の長さ
が限定されているような場合、特に魅力的である。共通
ソース　クロックはクロックが入り信号から派生されな
いため必要とされ、実際、入り信号を正しくゲートする
ために使用される。クロックの長さの制限は、特定のゲ
ート選択がブロック全体に対して保持され、ブロックが
長すぎる場合、ある程度の位相それが起ると、同期が失
われ、ビットが落される原因となるために要求される。
この実施態様においては、信号がタップラド遅延ライン
を通じてパスされ、クロック及び反転クロックによって
サンプリングされるが、クロックをタップラド遅延ライ
ンを通じてパスし、遅延クロックを用いて信号をサンプ
リングする方法を使用することもアプリケーションによ
って可能である。
６．２　　クロック　配 ＭＡＮハブの動作はシステム内のＩＬＨ及びＰＡＳＣユ
ニットの全てについて単一のマスク基準クロックの使用
に非常に依存する。マスタ　クロックは全てのユニット
に正確にまちがいなく分配されなければならない。分配
されるべきこの基本クロック周波数に加えて、フレーム
開始パルスをＰＡＳＣに分配し、またアドバンス　フレ
ーム開始パルスをＩＬＨに分配しなければならない。こ
れら全ての機能は個々のユニットに入いる単一クロック
分配リンク（ファイバあるいはより２線）を使用して扱
われる。
これらクロック分配リンク上に運ばれる情報は単一のク
ロック　ソースから来る。この情報は電気及び／あるい
は光領域で分割し、必要なだけの宛先に伝送できる。全
てのクロック分配器上の情報の位相を完全に保つことは
、ＩＬＨ及びＰＡＳＣがその原因がかかわらずこれら位
相差を修正する能力を持つため試みられない。伝送され
る情報は２つの例外を除いて単に交互する１と０である
。
行内の２個の１の発生はアドバンス　フレームパルスを
示し、行内の２個のＯの発生は普通のフレーム　パルス
を示す。これらクロック分配リンりの１つの終端する個
々のボードはクロック回復モジュールを含む。このクロ
ック回復モジュールはリンク自体のために使用されるモ
ジュールと同一である。クロック回復モジュールは非常
に安定したビット　クロックを提供し、一方、追加の論
理は、データ自体から該当するフレームあるいはアドバ
ンス　フレームを抽出する。クロック回復モジュールは
ビット遷移なしでも正しい周波数にて数ビツト時間だけ
発振を続けるため、発生の可能性が非常に小さなビット
　エラーでさえ、クロック周波数に影舌を与えない。こ
のフレームあるいはアドバンスト　フレーム信号を探す
論理もフレーム　パルスが周期性であることが知られて
おり、ビット　エラーによって起される外来パルスが無
視できるため、エラーに対して耐えられるように設計で
きる。
７．１４インタフエース　モジュール ７．１　概要 閘インタフェース　モジュール（ｎｅｔ會ｏｒｋ　１ｎ
ｔｅｒｆａｃｅ　ｍｏｄｕｌｅ、　Ｎ　Ｉ　Ｍ）は１つ
あるいは複数の末端ユーザ　システム　リンクＣｅｎｄ
　ｕｓｅｒ　ｓｙｓｔｅｌｍｌｉｎｋｓ　、　Ｂ　ＵＳ
　Ｌ）を１つのＭＡＮ外部リンク（ｅｘｔｅｒｎａｌ　
ｋｉｎｋ　、　Ｘ　Ｌ　）に接続する。こうすることに
よって、ＮＩＭは網トランザクシゴン　ユニット（つま
り、パケット及び５ＵＷＵ）の集信及びデマルチプレキ
シングを遂行し、また、個々の出力パケットに物理”発
信ボート番号パを附加することによって発信元同定の保
全性を確保する。
後者の機能は、セクション２．４で説明の′！Ｉｒ７１
全Ｉｒ−ビスと結合されて、ユーザが権利を持たない網
提供サービスへのアクセスを得る目的で他のユーザを偽
装することを凪止する。ＮＩＭはこうしてＭ　Ａ　Ｎ　
Ｍ４本体の境界を与えＮＩＭは網提供者によって所有さ
れ、一方、ＵＩＭ（セクション８において説明）はユー
ザ自体によって所有される。
本セクションにおいては、ＮＩＭの基本機能がより詳細
に説明され、またＮ１Ｍアーキテクチャ−が示される。
７．２　基本機能 ＮＩＭは以下の基本機能を遂行しなければならない。
ＥＵＳリンク　インタフェース：１つあるいは複数のイ
ンタフェースをＥＵＳリンク（セクション２．２．５参
照）に提供する必要がある。下流リンク（つまり、ＮＩ
ＭからＵＩＭへのリンク）は、ＮＩＭ入カバッファが満
杯になったとき上流リンクのフロー　コントロールをす
るためにＮＩＭによって使用されるデータ　チャネル及
びアウトオブ　ハンド　チャネルから成る。下流リンク
はフロー　コントロールされないため、上流リンクのフ
ロー　コントロール　チャネルは未使用となる。データ
及び見出し検査シーケンス（ＤＣ３、ＨＣＳ　）が上流
リンク上のＵＩＭによって生成され、下流リンク上のＵ
ＩＭによってチェックされる。
外部リンク　インタフェース：ＸＬ（セクション２．２
．６）はＥＵＳＬと非常に類似するが、両端におけるＤ
Ｃ３のチェック及び生成を持たない。
これは、エラーを含むが、しかし、潜在的に有効なデー
タをＵＩＭに配達することを可能にする。
下？ＸＸＬ上に到着する網トラザクジョン　ユニット内
の宛先ボート番号がＮＩＭによってチェックされ、不当
な値があった場合は、データが破棄される。
集信及びデマルチプレキシング：ＥＵＳＬ上に到着する
網トランザクション　ユニットは競合し、出ＸＬに統計
的に多重化される。ＸＬ上に到着する網トランザクショ
ン　ユニッ１−は、宛先ボート番号を１つあるいは複数
のＥＵＳリンクにマツピングすることによって該当する
Ｅ　Ｕ　Ｓ　Ｌにルーティングされる。
分佐非二上且定：発信ＵＩＭのボート番号が上流に行く
個々の網トランザクション　ユニットの頭にボート番号
発生器４０３（第１６図）によって附加される。このボ
ート番号はＭＩＮＴによって、パ詐欺師°”によるサー
ビス（最も基本的なデータ伝送サービスを含む）への無
許可のアクセスを防止するためにＭＡＮアドレスに対し
てチェックされる。
７．３．Ｎ１Ｍアーキテクチャ−び動作ＮＩＭのアーキ
テクチャ−が第１６図に示される。以下のサブセクショ
ンにおいてはＮＩＭの動作が簡単に説明される。
７．３．１　　上−動作 入り網トランザクション　ユニット・はＵＩＭからこれ
らのＥＵＳＬインタフェース４００の受信機４０２の所
に受信され、シリアル／パラレルコンバータ４０４内で
語に変換され、ＦＩＦＯバッファ９４内に蓄積される。
個々のＥＵＳＬインタフェースはＮＩＭ送信バス９５に
接続されるが、このバスはパラレル　データ経路、及び
バス仲裁及びクロッキングのための各種の信号から成る
。
網トランザクション　ユニットが緩衝されると、ＥＵＳ
Ｌインタフェース４００は送信バス９５へのアクセスを
仲裁する。この仲裁はバス上のデータ伝送と平行して行
なわれる。現データ伝送が完結すると、バス　アービッ
タ−（ｂｕｓ　ａｒｂｉｔｅｒ）は競合するＥＵＳＬイ
ンタフェースの１つにバスの使用権を与える。個々のト
ランザクションに対して、ボート番号発生器４０３によ
って個々のパケットの先頭に挿入されたＥＵＳＬボート
番号が最初に伝送され、これに続いて、ｙＩ＋−ランザ
クジョン　ユニットが伝送される。ＸＬゼインフェース
４４０内において、ＸＬ送信機９６はバス　クロックを
提供し、パラレルからシリアルへの変換４４２を遂行し
、そして上流ＸＬａ上にデータを伝送する。
７．３．２　　下流動作 下流ＸＬａ上に到着するＭＩＮＴからの絽トランザクシ
ョン　ユニットはＸＬゼインフェース４４０内において
ＸＬ受信機４４６によって受信されるが、これは、シリ
アル／パラレル　コンバータ４４８を介してＮＩＭ受信
バス４３０に接続される。この受信バスは、送信バスと
類似するが、これとは独立する。また、受信バスにはパ
ラレル／シリアル　コンバータ４０８を介してＥＵＳＬ
インタフェース送信１４１０が接続される。ＸＬ受信機
はシリアル／パラレル変換を遂行し、受信バス　クロッ
クを提供し、また入りデータをバス上に供給する。個々
のＥＵＳＬインタフェースはデータと関連するＥＵＳＬ
ポート番号を復号し、必要であれば、ＥＵＳＬにこのデ
ータを転送する。
必要であれば、複数のＥＵＳＬインタフェースが、同報
通信あるいは多重放送動作として、データを伝送できる
。個々の復号器４０９は、ボート番号が伝送されている
とき、受信バス４３０をチェックし、続くパケットがこ
のＥＵＳＬインタフェース４００の末端ユーザに向けら
れたものであるか調べ、そうである場合は、このパケッ
トが送信機４１０にＥＵＳＬ　１４に配達するために転
送される。不当なボート番号（例えば、エラー　コード
スキームの違反）は、結果として、そのデータの破棄と
なる（つまり、ＥＵＳＬインタフェースによって転送さ
れない）。復号ブロック４０９は特定のＥＵＳリンクに
向けられた情報を送信バス９５からパラレル／シリアル
　コンバータ４０８及び送信［４１０にゲートするのに
用いられる。
ユーザ　インタフェース　モジュール（ＵＩＭ）は１つ
あるいは複数の末端ユーザ　システム（ＥＵＳ）　、ロ
ーカル　エリア網（Ｉ、ＡＭ）、あるいは専用のポイン
ト　ツー　ポイント　リンクを単一のＭＡＮ末端ユーザ
　システム　リンク（ＥＵＳＬ）１４に接続するための
ハードウェア及びソフトウェアから構成される。このセ
クションを通じて、用語ＥＵＳは、これら絹末端ユーザ
　システムを総称的に指すのに使用される。明らかに、
特定のタイプのＥＵＳをＭＡＮに接続するのに使用され
るＵＩＭの部分は、このＥＵＳのアーキテクチャ−１並
びに、要求される性能、フレ；１−シビリテイ、及び実
現のコストに依存する。しかし、ＵＩＭによって提供さ
れる機能の幾つかは、システム内の全てのＵＩＭによっ
て提供されなければならない。従って、ＵＩＭのアーキ
テクチャ−を２つの異なる部分、つまり、ＥＵＳに独立
した機能を提供する網インタフエース、及び接続された
特定のタイプのＥＵＳに対する残りのＵＩＭ機能を実現
するＥＵＳインタフェースから成るものと見ると便利で
ある。
全てのＥＵＳが専用の外部リンクに固有の性能を要求す
るわけではない。ＮＩＭ（セクション７において説明）
によって行なわれる集信は、ｉしい応答時間要件、並び
にフルＭＡＮデータ速度を効率的に活用するために必要
な瞬間Ｉ１０バンド幅を持ち、ＸＬを効率的にロードす
るのに必要なトラヒック量を生成しない複数のＥＵＳへ
のアクセスを提供するには適当な方法である。同様に、
数個のＥＵＳあるいは■、ＡＮを幾つかの中間リンク（
あるいはＬＡＭ自体）を介して同一のＵＩＭに接続する
こともできる。このシナリオにおいては、ＵＩＭはマル
チプレクサ−として機能し、１つの網インタフエースと
平行する複数のＥＵＳ（実際にはＬＡＮあるいはリンク
）インタフェースを提供する。この方法は、これらのシ
ステムバスへの直接の接続を許さず、自体が制限された
バンド幅をもつ１つのリンク接続のみを提供するＥＵＳ
に適当である。末端ユーザは、これらの多重化あるいは
集信をＵＩＭの所で提供し、ＭＡＮはさらに多重化ある
いは集信をＮＩＭの所で提供する。
このセクションにおいては、ＵＩＭＯ網インタフェース
及びＥＵＳインタフェースの両方のアーキテクチャ−に
ついて述べる。網インタフエースによって提供される機
能が説明され、そのアーキテクチャ−が示される。ＭＡ
Ｎに接続されるＥＵＳの異種混合性のため、ＥＵＳイン
タフェースの一般扱いは許されない。かわりに、ＥＵＳ
インタフェース設計のオプションが示され、１つの可能
なＥＵＳインタフェース設計を解説するために特定の一
例としてのＥＵＳが使用される。
８．２ＵＩＭ−組インタフェース ＵＩＭＩＭインタフェースはＵＩＭのＥＵＳに独立した
機能を実現する。個々の網インタフエースは１つあるい
は複数のＥＵＳインタフェースを単一のＭＡＮ　　ＥＵ
ＳＬに接続する。
８．２．１　　基本機能 ０１Ｍ４１インタフエースは以下の機能を遂行しなけれ
ばならない。
ＥＵＳリンク　インタフェース：　ＥＵＳリンクへのイ
ンタフェースには、光学送信機及び受信機、並びに、Ｅ
ＵＳＬによって要求されるリンク　レベル機能（例えば
、ＣＲＣの生成及びチェック、データのフォーマット化
等）を遂行するのに必要なハードウェアを含む。
データの衝撃：出ｍ＋−ランザクジョン　ユニット（つ
まり、パケット及び５ＵＷＵ）はこれらがギャップなし
に高速網リンク上に伝送されるようにバッファすること
が必要とされる。入り網トランザクション　ユニットは
速度の調節及びレベル３（及びこれ以上）のプロトコー
ル処理の目的で緩衝される。
バッファ　メモリの　　：ある１つのＬＵＷＵのパケッ
トが受信ＵＩＭＯ所に別のＬＵＷＵのパケットに挟まっ
て到達することがある。幾つかのＬＵＷＵのこの同時受
信をサポートするために、網インタフエースはこの受信
バッファ　メモリを動的に管理し、入りパケットをこれ
らが到達したらただちに連結しＬＵＷＵにできるように
しなければならない。
一ズｏ）≦Ｌユソと次Ｕ！：出ＬＵＷＵは網内に伝送す
るためにパケットに断片化されなければならない。
同様に、入りパケットはＥＵＳ内の受信プロセスに配達
するためにＬＵＷＵに再結合されなければならない。
８．８．２　　アーキテクチャ−上からのオプション 明らかに、上のサブセクションにおいて列挙された機能
の全てが任意のＥＵＳをＭＡＮＥＵＳＬにインタフェー
スするために遂行されなければならない。たガし、これ
ら機能がどこで遂行されるべきか、つまり、これらがホ
スト内で遂行されるべきか、あるいは外部で遂行される
かに関してのアーキテクチャ−上の選択が必要となる。
最初の２つの機能は、異なる理由ではあるが、ホストの
外側に位置することが要求される。最初の最も低いレベ
ルの機能であるＭＡＮ　　ＥＵＳリンクへのインタフェ
ースは、単に、これが一般ＥＵＳの部分でない専用ハー
ドウェアからなるという理由からホストの外側に実現さ
れなければならない。ＥＵＳリンク　インタフェースは
、単に、残りのＵＩＭＩインタインターリーブ方向Ｉ１
０ボートとして機能する。他方、第２の機能であるデー
タの緩衝は、バンド幅要件が厳し過るため現存のホスト
　メモリ内に実現することはできない。
受信において、網インタフエースは入りパケットあるい
は折り返し５ＵＷＵをフル網データ速度（１５０Ｍビッ
ト／秒）にて緩衝することが要求される。このデータ速
度は、通常、入りパケッＩ・をＥ　ｔＪ　Ｓメモリに直
接に置くことは不可能な速度である。類似のバンド幅制
約が、パケット及びＳＵ　Ｗ　Ｕ伝送にも適用するが、
これはこれらが完全に緩衝され、その後、フル速度の１
５０Ｍビット／秒にて伝送されなければならないためで
ある。
これら制約はＥＵＳの外側に必要なバッファ　メモリを
提供することを要求する。ＦＩＦＯは伝送のためのに必
要とされる速度調節を提供するのには十分であるが、受
信におけるフロー　コントロールの欠如、並びに受信パ
ケットが挾まれてくることから、受信バッファ　メモリ
として大きな容量のランダム　アクセス　メモリを提供
することが必要となる。ＭＡＮに対しては、受信バッフ
ァメモリのサイズは、２５６キロバイトからＩＭバイト
の範囲が考えられる。具体的なサイズは、ホストの割込
み待時間及びホスト　ラフ１−ウェアによって許される
最大サイズＬＵＷＵに依存する。
最後の２つの機能は、概念上はホスト　プロセッサ自体
によって遂行できる処理を伴なう。第３の機能であるバ
ッファ　メモリの管理は、受信バッファ　メモリのタイ
ムリーな割り当て及び割り当て解除を含む。割り当て動
作と関連する待時間要件は、非常に厳しいが、これはこ
こでも高データ速度及びパケットが折り返しに到着する
可能に起因する。ただし、こればあらかしめメモリの数
ブロックを割り当てることによって（適当なハ゛−スト
サイズの場合は）緩和できる。従って、ホスト　プロセ
ッサが受信パケット　バッファを管理することは可能で
ある。同様に、ホスト　プロセッサは、第４の機能であ
るＭＡＮプロトコール処理を担うことも、担わないこと
もできる。
この最後の２つの機能の位置は、ＥＵＳがＵＩＭに接続
するレベルを決定する。ボストＣＰＵがパケット　バッ
ファ　メモリの管理及びＭＡＮプロトコール処理の責務
を引き受ける場合は（”′ローカル構成構成）、ＥＵＳ
インタフェースを横断して伝送されるデータの単位はパ
ケットであり、ホストは、ＬＵＷＵの断片化及び再結合
に対する責務をもつ。一方、これら機能がＵＩＭ内の他
のプロセッサに譲られる場合は（前置プロセッサ（ｆｒ
ｏｎｔｅｎｄ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ、　Ｆ　Ｅ　Ｐ　）
構成）、ＥＵＳインタフェースを横断して伝送されるデ
ータの単位はＬＵＷＵである。理論的には、ＥＵＳイン
タフェースの所でのインターリーブ制約の下で、伝送さ
れるデータのユニットは、ＬＵＷＵ全体以下かこれに等
しい任意の量であり得、また送信機によって配達される
ユニットは受信機によって受は入れられるのと同一サイ
ズである必要はないが、各種のＥＵＳに対して好ましい
一般的に−様な解決としては、ＬＵＷＵを基本ユニット
とするのがよい。
ＦＥＰ構成は、処理責務の殆んどをホス）ＣＰＵから解
放し、また高しヘルＥＵＳインクフェースを提供するこ
とによって、編動作の詳細をホストから隠くす。ＦＥＰ
が提供される場合は、ホス１−ＬＵＷＵに関してのみ関
知し、これらの伝送及び受信をより高いＣＰＵの集中の
ないレベルにて制御できる。
ローカル構成を使用して低コストのインタフェースを実
現することも可能であるが、以下のセクションにおいて
説明される網インタフエース　アーキテクチャ−は、Ｍ
ＡＮＩの普通のユーザである高性能ＥＵＳによって要求
されることを特徴とするＦＥＰ構成である。ＦＥＰ構成
を選択するもう１つの理由は、これがＭＡＮをＬＡＮ、
例えば、ＥＴＨＥＲＮＥＴにインタフェースするのに適
するためであるが、後者の場合、バッファ　メモリ管理
及びプロトコール処理を提供する゛ホストＣＰＵ”°は
存在しない。
８．２．３ｍインタフェース　アーキテクチャＵＩＭ網
インタフェースのアーキテクチャ−が第１７図に示され
る。以下のサブセクションは、データの送信及び受信に
対するシナリオを示すことによって、ＵＩＭＩＭインタ
フェースの動作を簡単に説明する。ここでは、ＦＥＰタ
イプのアーキテクチャ−が採用される。つまり、受信バ
ッファメモリの管理及びＭＡＮネットワーク層プロトコ
ールの処理はＥＵＳのホストＣＰＵの外で遂行される。
８．２．３．１　　データの伝送 伝送における網インタフエースの主な責務は任意のサイ
ズの送信ユーザ　ワーク　ユニット（ｕｓｅｒ　ｗｏｒ
ｋ　ｕｉｎｔ、　Ｕ　Ｓ　Ａ）を（必要であれば）パケ
ットに断片化し、ユーザ　データをＶＡＮの見出しある
いは後縁内にカプセル化し、このデータを網に送出する
ことである。伝送を開始するためには、ＬＵＷＵの伝送
を要求するＥＵＳからのメツセージがＥＵＳインタフェ
ースに送られ、網インタフエース処理装置４０５によっ
て処理されるが、処理装置４５０は、メモリ管理及びプ
ロトコール処理機能も実現する。個々のパケットに対し
て、インタフェース処理装置４５０のプロトコール処理
部分は見出しを作成し、これを送信ＦＩＦＯ１５内に書
き込む。このパケットに対するデータが次にＥＵＳイン
タフェース４５１を通ってリンク　ハンドラ４６０内の
送信ＰＩＦＯ１５内に送出される。このパケットが完全
に緩衝されると、リンク　ハンドラー４６０は、これを
送信機５４５を使用してＭＡＮ　　ＥＵＳリンク上に送
出し、続いて、リンク　ハイドラ−４６０によって計算
された後縁が送出される。リンクはＮＩＭによってＮＩ
Ｍパケット　バッファがオーバーフローを起さないよう
にフロー　コントロールされる。この伝送プロセスが個
々のパケットに対して反復される。送信ＦＩＦ○１５は
パケットの伝送が最大速度にて行なわれるように２つの
最大長パケットに対する空間をもつ。ユーザは、伝送が
完結したとき、ＥＵＳインタフェース４５１を介して通
知を受ける。
８．２．３．２　　データの受信 入りデータ受信機４５８によって受信され、１５０Ｍビ
ット／秒のリンク速度にて弾性バッファ４６２にロード
される。シュアル　ポート　ビデオＲＡＭが受信バッフ
ァ　メモリ９０に対して使用され、データはこの弾性バ
ッファから受信バッファ　メモリの桁送りレジスタ４６
４にそのシリアル　アクセス　ポートを介してロードさ
れる。
個々のパケットは次にこの桁送りレジスタから受信バッ
ファ　メモリの主メモリ　アレイ４６６に受信ｌＤＭＡ
シーケンサ４２の制御下において伝送される。この転送
を遂行するために使用されるブロック　アドレスが、Ｕ
ＩＭ１３の網インタフエース処理装置４５０によってバ
ッファ　メモリコントローラ４５６を介して提供される
。バッファ　メモリ　コントローラ４５６は、折り返し
５ＵＷＵによって課せられる厳しい待時間要件を緩和す
るために少数のアドレスをハードウェア内に緩衝する。
ブロック４５０は、第１９図に示されるブロック５３０
．５４０．５４２．５５０．５５２．５５４．５５６．
５５８．５６０及び５６２から成る。網インタフエース
処理装置はバッファ　メモリにそのランダム　アクセス
　ポートを介して直接のアクセスを持つため、見出しは
はぎ取られず、これらはデータと伴にバッファメモリ内
に置かれる。処理装置５４０内の受信待行列マネジャー
５５８は、見出しを扱かい、メモリ　マネジャー５５０
からの入力を使用して、到着するさまさせまな５ＵＷＵ
及びＬＵＷＵの追跡を行なう。ＥＵＳをデータの到着を
網インタフェース処理装置４５０によってＥＵＳインタ
フェースを介して知らされる。ＥＵＳにいかにしてデー
タが配布されるかの詳細は、採用される特定のＥＵＳイ
ンタフェースに依存し、−例として、セクション８．３
．３．２において説明される。
このセクションではＥＴＪＳに依存する網インタフエー
スの半分について説明する。ＥＵＳインタフェースの基
本的機能は、ＥＵＳメモリＵ　Ｉ　Ｍ網インタフェース
の間で両方向にデータを伝送することである。個々の特
定のＥＵＳインタフェースが伝送を実行するプロトコー
ル、データ及びコントロール　メツセージのフォーマッ
ト、及ヒコントロール及びデータに対する物理経路を定
義する。
このインタフェースの個々のサイドは自体をオーバーラ
ンから保護するためにフロー　コントロール　メカニズ
ムを実現しなければならない。ＥＵＳは自体のメモリ及
び網からのこれへのデータのフローを制御できる必要が
あり、また廁も自体を保護でることが要求される。この
基本機能レベルにおいては、ＥＵＳインタフェースの共
通性について述べることができるのみである。ＥＵＳイ
ンタフェースは、ＥＵＳハードウェア及びシステムソフ
トウェアが多様であるため、−様でない。
網を使用するアプリケーションの需要とＥＵＳの能力と
の関係からも性能及びフレキシビリティとの関連でイン
タフェースの設計の選択が要求される。単一のタイプの
ＥＵＳに対しての、みでもさまざまなインタフェースの
選択が存在する。
このセットの選択は、インタフェース　ハードウェアが
少数の要素を持つ単純の設計から複雑なバッファ及びメ
モリ管理スキームをもつ複雑な設計に至多様な範囲に及
ぶことを意味する。インタフェース内のコントロール機
能は、単純なＥＵＳインタフェースからネットワーク　
レベル３プロトコール、さらには分散アプリケーション
のためのこれよりさらに高いレベルのプロトコールを扱
かうインタフェースまでに及よぷ。ＥＵＳ内のソフトウ
ェアも現存のネットワーク　ソフトウェアの下にはまる
簡単なデータ伝送スキー１、から、網の非常にフレキシ
ブルな使用を可能にする、あるいは網が提供すべき最高
の性能を実現するより複雑な新しいＥＵＳソフトウェア
にまでの選択がある。これらインタフェースは特定の現
存のＥＵＳハードウェア及びソフトフェア　システトに
合わせて設計することが要求されるが、またこれらＥＬ
ＩＳ内でランする網アプリケーションに対してそれらが
与える便利さとそのインタフェース機能のコストとの関
係も分析する必要がある。
８．３．２　　ＥＵＳインタフェースの設計オプション 前置プロセッサ（ＦＥＰ）とＥＵＳ処理との間のトレー
ドオフは同一基本機能を達成するための異なるインタフ
ェース　アプローチの一例である。
受信バッファの多様性について考察する。高性能システ
ム　バスをもつ専用化されたＥＵＳアーキテクチャ−に
て網リンクから直接に網パケットメツセージを受信する
こともできる。ただし、通常、このインタフェースは、
パケッ１−　メツセージをＥＵＳメモリに配達する前に
、リンクから来るパケット　メツセージの緩衝を行なう
。通常、網に伝送、あるいは網からの受信を行なってい
るＥＵＳは、内部パケット　メツセージに関しては何も
知らない（あるいは知りたくない）。この場合、受信イ
ンタフェースは送信ＥＵＳと受信ＥＵＳの間の普通サイ
ズの伝送ユニットであるデータのＬＵＷＵからの複数の
パケットを緩衝することが要求される。これら３つの受
信緩衝状況の個々が可能であり、異なるデータをＥＵＳ
メモリに伝送するために大きく異なるＥＵＳインタフェ
ースを要求する。ＥＵＳが網パケット　メツセージ処理
するための具体的な必要性をもち、このタスクに捧げる
ことができる処理パワー及びシステムバス性能をもつ場
合は、網インタフエースのＥＵＳ従属部分は単純である
。ただし、通常、この処理をＥＵＳインタフェースに負
担させ、ＥＵＳ性能を向上させることが要求される。
さまざまな送信時緩衝アプローチも）？　Ｅ　ＰとＥＵ
Ｓ処理の間のトレードオフの問題を明らかにする。専用
化されたアプリケーションにおいては、高性能プロセッ
サ及びバスを持つＥＵＳが網パケット　メツセージを直
接に網に送信することができる。しかし、このアプリケ
ーションがバケットメツセージ　サイズより非常に長い
ＥＵＳ　ｌ−ランザクジョン　サイズを使用する場合は
、これ自体でパケット　メツセージを生成するにはＥＵ
Ｓ処理が負担になり過ぎる可能がある。ＦＥＰによって
このレベル３の網プロトコールのフォーマツＩ・化を行
なう作業を引き受けることもできる。これは、ＥＵＳが
内部網メツセージ　サイズから解放されたいとき、ある
いはこれが伝送サイズの太きく異なるさまざまなセット
の網アプリケーションを持つ場合にも言える。
ＥＵＳのハードウェア　アーキテクチャ−及び要求され
る性能のレベルによって、ＥＵＳメモリと綱インタフェ
ースの間でデータを伝送するために、プログラムドＩ１
０とＤＭＡの間の選択が決定される。プログラムドＩ１
０アプローチにおいては、おそらく、コントロール信号
とデータの両方が同一の物理経路上を伝送される。ＤＭ
Ａアプローチにおいては、ＥＵＳインタフェース　プロ
トコール内のコントロール情報を伝送するためのある種
の共有インタフェースが使用され、また、ＥｔＪＳイン
タフェース内に、ＥＵＳプロセッサザイクルを使用する
ことなくＥＵＳシステム　バスを通じてバッファ　メモ
リとＥＵＳメモリの間でデータを伝送するためにＤＭＡ
コントローラが使用される。
網データに対するＥｔＪＳ緩衝の位置に対しては数個の
代替が存在する。データは自体のプライベート　メモリ
をもつ前置プロセッサ網コントローラ回路基板上に緩衝
することもできる。このメモリはＥＵＳにＤＭＡ伝送を
使用するバスを用いてＥＵＳに接続することも、バスを
介してアクセスされるシュアル　ボート　メ・そりに接
続することも、あるいはプライベート　バスを使用する
バスのＣＰＵ側に位置するシュアル　ボート　メモリに
接続することもできる。このアプリケーションはここで
データへのアクセスを必要とする。さまざまな技術が使
用できるが、ある技術では、末端ユーザのワークスペー
スが直接にこのデータを格納するためにＵＩＭによって
使用されるアドレススペースにマツピングされる。また
幾つかの技術は、オペレーティング　システムがさらに
データを緩衝し、これをユーザのプライベート　アドレ
ス　スペースに再コピーすることも要求する。
インタフェース上をコントロール及びデータ情報を伝送
する任務をもつＥＵＳ内のドライバ　レベル　ソフトウ
ェアの設計にも幾つかのオプションが存在する。このド
ライバもまた、ＥＵＳインタフェース　プロトコール処
理を実現させることも、あるいは単にインタフェース上
をビットを伝送させることもできる。ドライバが効率良
くランするためには、ドライバ内のプロトコール処理が
フレキシブルでなさすぎる場合もある。特定のアプリケ
ーションに基づ々フレキシビリティーを大きくするため
に、Ｅ　ｔＪ　Ｓインタフェース　プロトコール処理を
より高いレベルに移すこともできる。
アプリケージジンに接近すればするほど、ＥＵＳ処理時
間の犠牲において、インタフェース決定により多くの知
能が与えられる。ＥＩＪＳはＳｎにデータを伝送するた
め、あるいはこれからデータを受信するために、さまざ
まなインタフェース　プロトコール　アプローチ、例え
ば、優先、あるいは特権等を実現することができる。こ
のようなフレキシビリティを必要としない網アプリケー
ションでは、ドライバ及び綱へのより直接的なインタフ
ェースを使用することができる。
上かられかるように、システム内のさまざまなレベルに
おいてハードウェア及びソフトウェアの両面においてさ
まざまな選択が許される。
８．３．３　　実現例：ＳＵＮワークステーションイン
タフェースのＥＵＳ従属部分を解説するために、ここで
は１つの特定のインタフェースが説明される。このイン
タフェースは、サン　マイクロシステム社（Ｓｕｎ　Ｍ
ｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓ、　Ｉｎｃ、）によって製造さ
れるサン−３ＶＭＥバスをヘー゛スとするワークステー
ションである。これは、単一のＥＵＳが単一の網インタ
フエースに接Ｖεされる一例である。このＥｔＪＳはま
たこのシステムバスに直接に接続することを可能にする
。ＵＩＭハードウェアはＶＭＥバス　システム　バスに
プラグされる単一回路基板であるとみなされる。
最初に、このサンＩ１０アーキテクチャ−について説明
され、次に４、インタフェース　ハードウェア、インタ
フェース　プロトコール、及び新たな及び現存の網アプ
リケーション　ソフトウェアへの接続の設計における選
択について説明される。
ＶＭＥバス構造に基づくサン−３のＩ１０アーキテクチ
ャ−及びこのメモリ管理ユニット（ｍｅｍｏｒｙ　ｍａ
ｎａｇｅｍｅｎｔ　ｕｉｎｔ、　Ｍ　Ｍ　Ｕ　）は、直
接仮想メモリ　アクセス（ｄｉｒｅｃｔ　ｖｉｒｔｕａ
ｌ　ｍｅｍｏｒｙａｃｃｅｓｓ、　Ｄ　Ｖ　Ｍ　Ａ　）
と呼ばれるＤＭＡアプローチを提供する。第１７図はサ
ンＤＶＭＡを示す。ＤＶＭＡはシステム　バス上のデバ
イスがサン　プロセッサ　メモリへのＤＭＡを直接行な
うことを許し、またメイン　バス　マスターがプロセッ
サメモリを通すことなくメイン　バス　スレーブに直接
にＤＭＡすることを許す。これは、システムバス上のデ
バイスが殻と通信するために使用するアドレスが、ＣＰ
Ｕが使用するのに類似する仮想アドレスであることがら
゛°仮仮想色呼ばれる。ＤＶＭＡアプローチはこのバス
上のデバイスによって使用される全てのアドレスがＭＭ
Ｕによって、これらがあたかもＣＰＵによって生成され
た仮想アドレスであるかのように処理されることも確保
する。従属復号器５１２（第１８図）は、Ｖ　Ｍ　Ｅバ
ス　アドレス　スペースの最も低いメガバイト（３２ビ
ットＶＭＥアドレス　スペース内の０Ｘｏｏｏｏ　　ｏ
ｏｏｏ→０ｘ０００ｆ　　ｆ　ｆ　ｆ　ｆ）に応答して
、このメガバイトをシステム仮想アドレス　スペースの
最上位メガバイト（２８ビツト仮想アドレス　スペース
内の０ＸｆｒＯ００００→０ｘｆｆｆ　　ｆｆｆｆ）に
マツピングする。
（ＯＸは続く文字が８進文字であることを意味する。）
ドライバがバッファ　アドレスをデバ・イスに送る必要
が生じると、これは、そのデバイスがバス上に置＜アド
レスがＶＭＥアドレス　スペースの低メガバイト（２０
ビツト）内にくるように２８ビツト　アドレスから高い
８ビツトをはぎとらなければならない。
第１８図において、ＣＰＵ５００はメモリ管理ユニット
５０２をドライブする。そして、メモリ管理ユニット５
０２はＶＭＥパス５０４及びバッファ５０８を含むオン
　ボード　メモリ管理ユニット５０２はＶＭＥバス５０
４及びバッファ５０８を含むオン　ボード　メモリ５０
６に接続される。
ＶＭＥバスはＤＭＡデバイス５１０と交信する。
他のオン　ボード　バス　マスター、例えば、ＥＴ　Ｈ
Ｅ　ＲＮ　Ｅ　Ｔアクセス　チップもＭＭＵ５０２を介
してメモリ５０８にアクセスすることができる。こうし
て、デバイスはこれら低（物理）メモリ領域内にＤＶＭ
Ａスペースとして予約されたメモリ　バッファ内でのみ
ＤＶＭＡ伝送を行なうことができる。ただし、殻は物理
メモリ　ページへの複数の仮想アドレスへの冗長マツピ
ングをサポートする。こうして、ユーザ　メモリ（ある
いは殻メモリ）のページをデータがその動作を要求する
プロセスのアドレス空間内に現れるように（あるいはこ
れから来るように）ＤＶＭＡスペース内にマツピングす
ることができる。このドライバはこの直接ユーザ　スペ
ースＤＶＭＡをサポートする殻ページ　マツプをセット
　アップするためのｍｂｓｅｔｕｐと呼ばれるルーチン
を使用する。
上に述べたごとく、特性のインタフェースの設計に当っ
て多くのオプションが存在する。サン３　インタフェー
スを用いて、ＤＭＡ伝送アプローチが設計された。ＦＥ
Ｐ能力をもつインタフェース、システム　バスにマツチ
する高性能のインタフェース、及びさまざまな新たな及
び現存の網アプリケーションが綱を使用することを可能
とするＥＵＳソフトウェアのフレキシビリティ等が説明
された。
サン−３はウィンドウ　システム、及び複数のユーザを
サポートするためにランする潜在的に多くの同時プロセ
スをもつシステムである。ＤＭＡ及びＦＥＰアプローチ
が網伝送が行なわれているあいだサン　プロセッサの負
担を軽くするために選択された。ＵＩＭハードウェアは
ＶＭＥバスシステム　ハスにプラグされる単一の回路基
板と考えることができる。システム　バスに直接に接続
される可能性があり、最も高性能なインターフェースと
なるように試みることが要求される。サンのＤＶＭＡは
プロセッサ　メモリにあるいはこれからデータを効率的
に移動するための手段を提供する。ＵＩＭ（第４図）内
には、ＵＩＭからＥＵＳメモリにデータを伝送し、また
ＥＵＳＵＳメモリｔＪＩＭにバスを通じてデータを伝送
するためのＤＭＡコントローラ９５が存在し、またポス
トインタフェース　プロトコール内の制御情報を伝送す
るための共有メモリ　インタフェースも考えられる。前
置プロセッサ（ＦＥＰ）アプローチは網からのデータが
より高いレベルでＥＵＳに伝送されることを意味する。
レベル３のプロトコール処理が遂行され、パケットが、
ユーザの伝送のための普通サイズのユニットであるＬＵ
ＷＵに連結される。サン上でランする多様な網アプリケ
ーションのため、ＦＥＰアプローチはＥＵＳソフトウェ
アが内部網パケット　フォーマットにタイトに結合され
る必要がないことを意味する。
このサン−３ＤＶＭＡアーキテクチャ−はＥｔＪＳトラ
ンザクション　サイズを最大１メガバイトに制限する。
ユーザ　バッファがロック　インされない場合は、酸バ
ッファをデバイスとユーザとの間の中間ステップとして
使用することもできるが、この場合、コピー動作に対し
て性能が犠牲とされる。　ｍｂｓｅｔｕｐ”アプローチ
を用いて伝送をユーザ　スペースに直接に行なう場合は
、ユーザのスペースがメモリにロックされ、伝送プロセ
ス全体を通じて、これがスワツピングのために使用でき
なくなる。これは、１つのトレードオフである。つまり
、これはマシン内の資源を拘束するが、ただし、殻内の
他のバッファからのコピー動作が回避できる場合は、よ
り効率的である。
サン　システムはＥ　Ｔ　ＨＥ　ＲＮ　Ｅ　Ｔ上でラン
する現存の網アプリケーション、例えば、これらの網フ
ァイル　システム（Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｆｉｌｅ　Ｓｙｓ
ｔｅｍ　。
ＮＦＳ）をもつ。これら現存のアプリケーションをＭＡ
Ｎ上でランし、しかも、ＭＡＮの拡張された能力を使用
する新たなアプリケーションの可能性を開いておくため
には、さまざまな網アプリケーションを同時に扱うこと
ができるフレキシブルなＥＵＳソフトウェア及びフレキ
シブルなインタフェース　プロトコールが要求される。
第１９図はＭＩＮ、ＵＩＭ、及びＥＵＳの間の動作及び
インタフェースの機能図である。この時定の実施態様内
に示されるＥＵＳはサン−３ワークステーシヨンである
。しかし、これらの原理はこれより単純なあるいは複雑
な他の末端ユーザシステムにも適用する。最初に、ＭＩ
ＮＴからＮＩＭ及びＵＩＭを介してＥＵＳに向う方向に
ついて考える。第４図に示されるように、ＭＩＮＴｌｌ
からリンク３を通じて受信されるデータは、複数のＵＩ
Ｍの１つにリンク１４を介して分配され、これらＵＩＭ
の受信バッファ　メモリ９０内に格納され、データはこ
こからパイプライン化された形式にてＤＭＡインターフ
ェースを持つＥＵＳバス９３を介して該当するＥＵＳに
伝送される。
このデータの伝送が達成するためのコントロール構造が
第１９図に示される。つまり、ＭＩＮＴからの入力はＭ
ＩＮＴからＮＩＭへのリンク　ハンドラ５２０によって
制御される。リンク　ハンドラ５２０はこの出力をルー
タ−５２２の制御下において複数のＮＩＭからＵＩＭへ
のリンク　ハンドラ（Ｎ／Ｕ　　ＬＨ）５２４の１つに
送る。ＭＩＮＴ／ＮＩＭリンク　ハンドラ（Ｍ／ＮＬＨ
）５２０はメトロバス物理層プロトコールの異種をサポ
ートする。ＮＩＭからＵＩＭへのリンク　ハンドラ５２
４もこの実現においてはメトロバス物理層プロトコール
をサボー゛卜するが、他のプロトコールをサポートする
ことも可能である。同−ＮＩＭ上に異なるプロトコール
が共存する可能性もある。Ｎ／Ｕ　　ＬＨ５２４の出力
はリンクＸ１４を通じてＵＩＭ１３に送られ、ここてこ
れはＮｒＭ／ＵＩＭリンク　ハンドラ５５２によって受
信バッファ　メモリ９０内に緩衝される。バッファアド
レスがメモリ　マネジャーによって供給されるが、これ
は、空き及び割り当て済みのパケットバッファのリスト
を管理する。パケット受は取りの状態がＮ／Ｕ　　ＬＨ
５５２によって得られるが、これは見出し及びデータを
通じてチェックサムを計算及び検証し、この状態情報を
受信パケットハンドラ５５６に出力する。受信パケット
　ハンドラ５５６はこの状態情報をメモリ　マネジャー
５５０から受信されるバッファ　アドレスとペアにし、
この情報を受信パケット　リスト上に置く。
受信されたパケットに関する情報は次に受信待行列マネ
ジャー５５８に送られる。受信待行列マネジャー５５８
はパケット情報をＬＵＷＵ及び５ＵＷＵ毎に待行列内に
アセンブルし、また、それに関してＥＵＳがまだ通知を
受けてないＬＵＷＵ及び５ＵＷＵの待行列を保持する。
受信待行列マネジャー５５８はＬＵＷＵ及び５ＵＷＵに
関する情報についてＥＵＳからＥＵＳ／ＵＩＭリンク　
ハンドラ（Ｅ／Ｕ　　ＬＨ）５４０を介して問い合わせ
を受け、これに応答して、ＵＩＭ／ＥＵＳリンク　ハン
ドラ（Ｕ／Ｅ　　ＬＨ）５６２を介して通知メツセージ
を送る。ＥＵＳに５ＵＷＵの受は取りを通知するメツセ
ージには５ＵＷＵに対するデータも含まれるが、この通
知によって受信プロセスが完結する。ただし、ＬＵＷＵ
の場合は、ＥＵＳはそのメモリを受信のために割り当て
、受信要求をＥ／Ｕ　　ＬＨ５４０を介して受信要求ハ
ンドラ５６０に対して発行する。受信要求ハンドラ５６
０は受信ワークリストを作成し、これを資源マネジャー
５５４に送る。資源マネジャー５５４はハードウェアを
制御し、ＥＵＳハス９２（第４図）上をＤＭＡ装置を介
して遂行されるデータの伝送を実行する。ＥＵＳからの
受信要求は必ずしもＬＵＷＵ内のデータの金星に対する
必要はないことに注意する。実際のところ、ＥＵＳがそ
の最初の受信要求を行なう時点においては、ＵＩＭの所
にまだデータの全ては到着してない。このＬＵＷＵに対
するその後のデータが到着すると、ＥＵＳは再度通知を
受け、追加の受信要求を行なう機会をもつ。この方式に
よって、データの受信は待時間を少なくするために可能
なかぎりバイブライン連結される。データの伝送に続い
て、受信要求ハンドラ５６０はＵ／Ｅ　　ＬＨ５６２を
介してＥＵＳにこれを通知し、メモリ　マネジャー５５
０にＬＵＷＵの配達された部分に対するメモリの割り当
てを解除するように指令する。こうして、このメモリは
新たに入りデータに対して使用できる状態となる。
反対の方向、つまり、ＥＵＳ２６からＭＩＮＴｌｌへの
方向においては、動作は以下の通りに制御される。ＥＵ
Ｓ２６のドライバ５７０が送信要求を送信要求ハンドラ
５４２にＵ／Ｅ　　ＬＨ５６２を介して送る。５ＵＷＵ
の場合は、この送信要求自体が伝送されるべきデータを
含み、送信要求ハンドラ５４２はこのデータを送信ワー
クリストに入れて資源マネジャー５５４に送る。資源マ
ネジャー５５４はパケット見出しを計算し、見出し及び
データの両方をバッファ１５（第４図）内に送り、これ
はここからリンク１４上で効力をもつフロー　コントロ
ール　プロトコールによってそうすることが許可された
とき、Ｕ　Ｉ　Ｍ／Ｎ　Ｉ　Ｍリンク　ハンドラ５４６
によってＮ１Ｍ２に伝送される。このパケットはＮ１Ｍ
２の所でＵ　Ｉ　Ｍ／Ｎ　ＩＭリンク　ハンドラ５３０
によって受信され、バッファ９４内に格納される。アー
ビター５３２が次にＭＩＮＴリンク３上のＮＴＭ／ＭＩ
ＮＴリンク　ハンドラ５３４の制御下においてＭＩＮＴ
ｌｌに次に伝送されるべきパケットあるいは５ＵＷＵを
選択するためにＮ１Ｍ２内の複数のバフフッ９４０選択
を行なう。ＬＵＷＵの場合は、送信要求ハンドラ５４２
はこの要求をパケットに分解し、送信ワークリストを資
源マネジャー５５４に送る。
資源マネジャー５５４は、個々のパケットに対して見出
しを作成し、この見出しをバッファ１５内に書き込み、
ハードウェアを制御してパケットデータのＥＵＳバス９
２を通じてのＤＭＡを介しての伝送を実行し、またＵ／
Ｎ　　ＬＴ（５４６にパケットを許可されたとき伝送す
るように指令する。
伝送プロセスはその後５ＵＷＵの場合と同様に進行する
。いずれの場合も、送信要求ハンドラ５４２は資源マネ
ジャー５５４から５ＵＷＵあるいはＬＵＷＵの伝送が完
結したとき通知を受け、この通知があると、ドライバ５
７０がＵ／Ｅ　　Ｌ）ｉ５６２を介して通知を受け、必
要であれば、この送信バッファが解放される。
第１９図はまたＥＵＳ２６の内部ソフトウェア構造の詳
細を示す。２つのタイプの装置が示され、これらブロッ
ク５７２．５７４．５７６．５７８．５８０の１つの中
で、ユーザ　システムはレベル３及びこれより高次の機
能を遂行する。第１９図には、合衆国防衛庁のアドバン
ス　リサーチ　プロジェクト本部の’１７４　（Ｎｅｔ
ｗｏｒｋ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡｄｖａｎｃｅｄＲｅｓｅａ
ｒｃｈ　　Ｐｒｏｊｅｃｔｓ　　Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａ
ｔｉｏｎ　　ｏｆ　　ｔｈｅ　　Ｕ、Ｓ。
Ｄｅｐａｒｔｍｅｎむｏｆ　Ｄｅｆｅｎｓｅ　、　ＡＲ
ＰＡｎ　ｅ　ｔ　）のプロトコールに基づく実現が示さ
れるが、これには、ネット間プロトコール５８０（レベ
ル３）、伝送制御プロトコール（ＴＣＰ）及びユーザ　
データグラム　プロトコール（ＵＤＰ）７’ロツク５７
８（ＴＣＰはコネクション　オリエンティント　サービ
スに使用され、ＵＤＰはコネクションレスサービスのた
めに設計されている）が含まれる。
より高いレベルには、遠隔プロシージャ呼（ブロック５
７６　）　、網ファイル　サーバ（ブロック５７４）及
びユーザ　プログラム５７２が存在する。別の方法とし
て、Ｍ　Ａ　Ｎ　３１のサービスをユーザとドライバの
間の空白ブロック５８４によって示されるようにドライ
バ５７０と直接にインクフェースするユーザ（ブロック
５８２）プログラムによって直接に呼び出すこともでき
る。
８．３．３．３　　ＥＵＳインタフェース　能送信ＥＵ
Ｓインタフェースの主な機能部分は、ＥＵＳとのコント
ロール　インタフェース、及びＥＵＳとＵＩＭの間でシ
ステム　バスを通じてデータを伝送するためのＤＭＡイ
ンタフェースである。網への伝送を行なう場合、伝送さ
れるべきＬＵＷＵあるいは５ＵＷＵを記述する情報及び
データが駐在するＥＵＳバッファに関する情報が受信さ
れる。ＥＵＳからのこのコントロール情報には、宛先Ｍ
ＡＮのアドレス、宛先グループ（仮想ｌ７Ｉ）、ＬＵＷ
Ｕ長、及びサービスのタイプ及び高レベルプロトコール
　タイプのためのタイプ欄が含まれる。ＤＭＡインタフ
ェースはユーザデータをＥＵＳバッファからＵＩＭに送
る。この網・インタフェース部分は、ＬＵＷＵ及び５Ｕ
ＷＵをパケットにフォーマット化し、このパケットを網
へのリンク上に送出する任務をもつ。このコントロール
　インタフェースはフロー　コントロールに対スる多重
未決要求、優先及び先取などのさまざまなバリエーショ
ンを持つことができる。ＵＩＭはこれがＥＵＳメモリか
ら取るデータの量及び網に送る量、のコントロールを行
なう。
受信側においては、ＥＵＳは受信されたパケットに関す
る情報をポーリングし、コントロールインタフェースは
これに応答してパケット見出しからのＬＵＷＵ情報及び
ＥＵＳ　）ランザクジョンのどれだけの星が到達したか
に関する現在の情報を送る。コントロール　インタフェ
ースを通じて、Ｅ　ＬＪ　Ｓはこれらメモリからデータ
を受信することを要求し、ＤＭＡインタフェースはＵＩ
Ｍ上のメモリからのデータをＥＵＳメモリ　バッファ内
に送る。受信側のインタフェース　プロトコール内のこ
のポーリング及び応答メカニズムは網からのデータの受
信に対して多くのＥＵＳフレキシビリティを与える。Ｅ
ＵＳは発信ＥＵＳから来るトランザクションの全部を受
信することも、一部を受信することもできる。これはま
た、受信におけるＥＵＳに対するフロー　コントロール
　メカニズムを提供する。ＥＵＳはこれがなにを受信し
、これをいつ受信し、またどのような順番で受信するか
をコントロールする。
８、　３．　３．　４　　サン　ソフトウェア本セクシ
ョンは典型的な末端ユーザ　システムであるサン−３ワ
ークステーシヨンがどのようにＭＡＮに接続されるかに
ついて述べる。別の末端ユーザ　システムによって異な
るソフトウェアが使用されることも考えられる。ＭＡＮ
へのインタフェースは比較的簡単であり、実験された多
くのシステムに対して効率的である。
８、　３．　３．　４．　１　　　存の網ソフトウェア
Ｓｕｎ　　ＵＮＩＸ■オペレーティング　システムはカ
リフォルニア、バークレイ大学 （［Ｊｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　ｏｆ　Ｃａ１ｉｆｏｒｎｉ
ａ　ａｔ　Ｂｅｒｋｅｌいによって開発された４、２Ｂ
ＳＤ　　ＵＮＩＸシステ１、から派生されるものである
。４．２ＢＳＤと同様に、これは殻の部分として、ＡＲ
ＰＡｎｅｔプロトコールの実現、つまり、ネット間のプ
ロトコール（ＩＰ）、ＩＰの上部のコネクション　オリ
エンティント　サービスに対する伝送制御プロトコール
（ＴＣＰ）、及びＩＰの上部のコネクションレス　サー
ビスに対するユーザ　データグラム　ブロトコール（Ｕ
ＤＰ）を含む。現在のサン　システムはＩＰをネットワ
ーク層の」二半分内のネット間ザブ層として使用する。
ネットワーク層の下半分は網スペシフィック　サブ層で
ある。これは、現在、スペシフインク網ハードウェア接
続にインターフェースするドライバ　レベル　ソフトウ
ェア、つまり、Ｅ　Ｔ　ＨＥ　ＲＮ　Ｅ　Ｔコントロー
ラから成り、ここにリンク層ＭＡＣプロＩ・コールが実
現される。サン　ワークステーションをＭＡＮＩと接続
するためには、この現存のネットワーキングソフトウェ
アのフレームワークに適合することが要求される。サン
内のＭＡＮＥインタフェースに対するソフトウェアはド
ライバ　レベル　ソフトウェアであることが考えられる
。
ＭＮ、Ｊｌは当然コネクションレスあるいはデータダラ
ム　タイプの綱である。ＬＵＷＵデータとコントロール
情報が網に向ってこのインタフェースを横断するＥＵＳ
　ｌ−ランザクジョンを形成する。
現存の網サービスはＭ　Ａ　Ｎ′ｆ１４データグラムＬ
ＯＷＵをベースとして使用して提供することができる。
サン内のソフトウェアはコネクションレス及びコネクシ
ョン　オリエンティラド　サポートの両方を構築し、ま
たＭＡＮデータダラム　ネットワーク層の上部にアプリ
ケージシン　サービスを構築する。サンは既に多様な網
アプリケーション　ソフトウェアをもつため、ＭＡＮド
ライバは複数の上側層を多重化するフレキシビリティを
もつ基本サービスを提供することができる。この多重能
力は、現存のアプリケーションに対してのみでなく、Ｍ
ＡＮのパワーをより直接的に使用するこれからの新たな
アプリケーションに対しても必要となる。
ホスト　ソフトウェア内のドライバ　レベルにおいてＥ
ＵＳ内にアドレス翻訳サービス機能が必要である。これ
によってＩＰアドレスがＭＡＮアドレスに翻訳可能であ
る。このアドレス翻訳サービスは機能において現在のサ
ン　アドレス　リソリュージョン　プロトコール（ＡＲ
Ｐ）に類似するが、実現において異なる。特定のＥＵＳ
がそのアドレス翻訳テーブルを更新したい場合、これは
ＩＰアドレスとともに網メツセージを周知のアドレス翻
訳サーバーに送る。すると、対応するＭＡＮアドレスが
戻される。セットのこのようなアドレス翻訳サービスを
提供することによって、ＶＡＮはナン環境内において多
くの異なる、新たな、そして現存の網ソフトウェア　サ
ービスに対する下部網として機能することができる。
８．３．３．４．２　　デバイス　ドライバ上部サイド
においては、ドライバが伝送のためのより高いプロトコ
ール及びアプリケーションからのＬＵＷＵの複数の異な
るキューを多重化し、受信されたＬＵＷＵをより高い層
のための複数の異なるキューにキュー　アップする。ハ
ードウェア　サイドにおいては、ドライバはユーザ　メ
モリ　バッファへのあるいはこれからのＤＭＡ伝送をセ
ット　アップする。ドライバはユーザ　バッファをメイ
ン　システム　バスを通じてＤＭＡコントローラによっ
てアクセスすることができるメモリ内にマツピングする
ためにシステムとの通信が要求される。
送信においては、ドライバはＭＡＮアドレスを使用しな
いプロトコール層、つまり、Ａ　ＲＰ　Ａ　ｎｅＬプロ
トコールに対する出１−　Ｕ　Ｗ　Ｕのアドレス翻訳を
する必要がある。ＭＡＮ宛先アドレス及び宛先グループ
がＬＵＷＵを伝送するとき送られるＭＡＮデータグラム
コントローラ情報内に入れられる。他の送信コントロー
ル情報としては、ＬＵＷＵの長さ、サービスのタイプ及
びより高いレベルのプロトコールを示す欄、並びにＤＭ
Ａに対するデータ位置が含まれる。ＵＩＭはこのコント
ロール情報を用いてパケット見出しを形成し、Ｉ−ｕＷ
ＵデータをＥＵＳメモリから送出する。
受信においては、ドライバはボール／応答プロトコール
をＥＵＳに入りデータを通知するｔＪ　Ｉ　Ｍにて実現
する。このボール応答には発信アト”レス、ＬＵＷＵの
全体の長さ、現時点までに到着してデータの量、より高
いプロトコール層を示すタイプ欄、及びメツセージから
の幾らかの同意された量のデータが含まれる。（小さな
メツセージの場合は、このボール応答がユーザ　メツセ
ージ全体を含むこともできる）。ドライバ自体はタイプ
欄に基づいてこのメツセージをどのように受信し、どの
より高いレベルの実体にこれをパスするか決定するフレ
キシビリティを持つ。タイプ欄に基づいて、これは単に
通知を配達し、受信決定をより高い層にパスすることも
考えられる。いがなるアプローチが使用されたとしても
、その後、ＵＩＭからＥＵＳメモリにデータを配達する
ためのコントロール要求が行なわれ、この結果として、
ＵＩＭによるＤＭＡ動作が遂行される。データを受信す
るためのＥＵＳバッファをあらかじめプロトコール　タ
イプに対して割り当ておき、ドライバが受信を固定され
た様式で扱うようにすることもでき、また単に通知を送
る場合のようにドライバがより高い層からバシファ情報
を得てこれを扱うようにすることもできる。これがサン
環境においてドライバに現存及び新たなアプリケーショ
ンの両方を扱うために要求されるフレキシビリティのタ
イプである。
８．３．３．４．３　　生ＭＡＮインタフェースソフト
ウェア 将来、Ｍ　Ａ　Ｎ　４７４の機能を直接的に使用するこ
とを目的としてアプリケーション　プログラムが作成さ
れた暁には、このアドレス翻訳機能は必要でなくなる。
ＭＡＮデータダラム制御情報は専用のＭＡＮネットワー
ク層ソフトウェアによって直接に指定できるようになる
。
９、　　　ＭＡＮプロトコール ９．１　概要 ＭＡＮプロトコールは発信ＵＩＭから網を横断しての宛
先ＵＩＭへのユーザ　データの配達を行なう。このプロ
トコールは、コネクションレスであり、受信及び送信に
対して非対称であり、エラー検出はするが修正は行なわ
ず、また高性能を達成するために層の純度を放棄する。
９．２　メツセージ　シナリオ ＥＵＳはＬＵＷＵと呼ばれるデータグラム　トランザク
ションを網内に送る。ＵＥＳから来るデータはＥＵＳメ
モリ内に駐在する。ＥＵＳからの制御メツセージはＵＩ
Ｍに対してデータの長さ、このＬＵＷＵに対する宛先ア
ドレス、宛先グループ、及びユーザ　プロトコール及び
要求されるサービスの網クラスなどの情報を含むタイプ
欄を指定する。−緒になって、このデータ及び制御情報
はＬＵＷＵを形成する。ＥＵＳインタフェースのタイプ
によって、このデータ及び制御情報はＵＩＭに異なる方
法にてパスされるが、ただし、データはＤＭＡ伝送にて
パスされる可能性が大きい。
ＵＩＭはこのＬＵＷＵを網に送る。潜在的な遅延を低減
するため、大きなＬＵＷＵは網に１つの連続したストリ
ームとしては送られない。ＵＩＭはＬＵＷＵをある最大
サイズを持つことができるパケットと呼ばれる断片に切
断する。この最大サイズより小さなＵＷＵは５ＵＷＵと
呼ばれ、単一のパケット内に収容される。複数のＥＵＳ
がＮＩＭの所で集信され、これらパケットはＵＩＭから
ＮＩＭへのリンク（ＥＵＳＬ）に送られる。あるｔＪ　
Ｉ　Ｍからのパケットは、ＮＩＭからＭＩＮＴへのリン
ク（ＸＬ）上で他のＥＵＳからのパケットと要求多重化
（ｄｅｍａｎｄ　ｍｕｌｔｉｐｌｅｘ）される。遅延は
、ＥＵＳのどれもがＭＩＮＴへのリンクを共有する別の
ＥＵＳからの長いＬＵＷＵの伝送の終了を待つ必要がな
いという理由から低減される。ＵＩＭは個々のパケット
に対して元のＬＵＷＵ）ランザクジョンから情報を含む
見出しを生成するが、これによって、個々のパケットは
網を通じて発信ＵＩＭから宛先ＵＩＭにパスされ、そし
て、発信ＥＵＳによって網にパスされたのと同一のＬＵ
ＷＵに再結合される。このパケット見出しはＭＡＮ網内
のネットワーク層プロトコールに対する情報を含む。
Ｎ　Ｉ　ＭがパケットをそのＸＬ上のＭＩＮＴに送る前
に、これはＮＩＭ／ＭＩＮＴ見出しをこのパケット　メ
ツセージに加える。この見出しは特定のＥＵＳ／ＵＩＭ
が接続されるＮＩＭ上の物理ポートを同定する発信ポー
ト番号を含む。この見出しはＭＩＮＴによって発信ＥＵ
Ｓがそのユーザが許可をもつポートの所に位置するか検
証するのに使用される。このタイプの追加のチェックは
、１つあるいは複数の板層網を処理するデータ網によっ
てはこの仮Ｎ！ｉ４のプライバシーを確保するために特
に重要である。ＭＩＮＴはこのパケット見出しをパケッ
トに対するルートを決定するため、並びに他の考えられ
るサービスのために使用する。
ＭＩＮＴはパケット見出しの内容は変えない。ＭＩＮＴ
内のＩＬＨがパケットを宛先ＮＩＭへのＸＬ上に送るた
めに網を通じてバスするとき、これはＮ　１．Ｍ／Ｍ　
Ｉ　ＮＴ見出し内に異なるボート番号を置く。このボー
ト番号は宛先ＥＵＳ／ＵＩＭが接続されたＮＩＭ上の物
理ボートである。宛先ＮＩＭはこのボート番号を使用し
てこのパケットをオンザフライにて該当するＥＵＳＬに
送る。
パケット内のさまざまなセクションはリンクフォーマッ
トに従ってデリミタによって同定される。このデリミタ
はＮＩＭ／ＭＩＮＴ見出し６００とＭ　Ａ　Ｎ見出し６
１０との間、及びＭＡＮ見出しとパケットの残りの部分
との間に現れる。ＶＡＮ見出しとパケットの残りの部分
との境界の所のデリミタは見出し検査シーケンス回路に
見出しチェックを挿入あるいはチェックするように知ら
せるために要求される。ＮＩＭは受信されたパケットを
ＮＩＭ／ＭＩＮＴ見出し欄内の全てのボートに同９［Ｑ
通信する。
パケットが宛先ＵＩＭの所に到着するとき、パケット見
出しは発信ＥＵＳのトランヂクシニｆンを再組立てする
のに必要な発信ＵＩＭからの元の情報を含む。さらに、
パイプライン連結、あるいは他の異なるさまざまなＥＵ
Ｓ　ｌ−ランザクジョンサイズ、（ｆ先、及び先取りの
スキームを含むさまざまなＥＵＳ受信インタフェース　
アプローチを可能とするのに要求される十分な情報が含
まれる。
リンク機能についてはセクション５において説明される
。メツセージの開始及び終端の区切、データの透明性、
ＥＵＳＬ及びＸＬリンク上のメツセージ　チェック　シ
ーケンスの機能についてここでは議論される。
パケット　メツセージ全体に対するチェックシーケンス
はリンク　レベルにおいて遂行される。
ただし、ここでは、修正動作が行なわれるかわりに、エ
ラーの指標がネットワーク層にここで処理されるように
バスされる。メツセージ　チェックシーケンスにエラー
があった場合は、単に管理の目的でエラー　カウントが
増分され、メツセージの伝送は継続される。別個の見出
しチェック　シーケンスがＵＩＭ内のハードウェア内で
計算される。ＭＩＮＴコントロールによって見出しチェ
ック　シーケンス　エラーが検出されると、結果として
メツセージは破棄され、エラー　カウントが管理の目的
で増分される。宛先Ｕ　Ｉ　Ｍにおいて、見出しチェッ
ク　シーケンスにエラーがあった場合も、このメツセー
ジは破棄される。データ　チェック　シーケンスの結果
はＬ　Ｕ　Ｗ　Ｕ到達通知の一部としてＥＵＳに運ばれ
、ＵＥＳはこのメンセージを受信するか否かを決定する
ことができる。
層純度のこれら違反は速度及び網全体の性能を向上させ
るためにリンク層での処理を軽減するために行なわれる
。
エラー修正及びフロー　コントロールのような他の“°
標準の′°リンク層機能は従来の方法では遂行されない
。リンク　レベルにエラー修正（再送信要求）あるいは
フロー　コントロールのための通知メツセージは返送さ
れない。フロー　コントロールはフレーミング　パター
ン内の専用ヒツトを用いて通知される。Ｘ、２５のよう
なプロトコールの複雑さは、処理オーバヘッドが性能を
低下させない低速度リンクに対しては耐えられ、高いエ
ラー率をもつリンクの信頼性を向上させる。ただし、こ
の網内の光ファイバ　リンクの低ビツトエラー率によっ
て許容できるレベルのエラー　フリー　スルーブツトが
達成できるものと見込まれる（この光ファイバ　リンク
のビット　エラー率はＩＯエラー／兆ピッｌ−以下であ
る）。また、高速リンクからのデータを処理するのに必
要なＭＩＮＴ及びＵＩＭ内の非常に大きな■のバッファ
メモリのため、フロー　コントロール　メツセージは必
要である、あるいは効果的でないと考えられる。
発信ｔＪ　Ｉ　Ｍを出て宛先ＵＩＭに向って進むメツセ
ージ　ユニットはパケットである。このパケットはいっ
たん発信Ｕ　Ｉ　Ｍを出ると変えられることはない。
ＩＪＩＭからＵＩＭへのメンセージ見出し内の情報は以
下の機能の遂行を可能とする。
発信ＵＩＭの所でのＬＵＷＵの断片化、宛先ＵＩＭの所
でのＬＵＷＵの再結合、ＭＩＮＴの所での正しいＮＩＭ
へのルーティング、 宛先ＮＩＭの所での正しいＵＩＭ／ＥＵＳボートへのル
ーティング、 可変長メツセージ（例えば、５ＵＷＵ、パケット、ｎ個
のパケット）のＭＴ、ＮＴ伝送、宛先ＵＩＭの渋滞コン
トロール及び到着通知、−メツセージ見出しエラーの検
出及び処理、網内メツセージに対する網実体のアドレシ
ング、 認可されたユーザにのみ網サービスを配達するＵＥＳ認
証。
９．３．２．２　　フォーマット 第２０図はＵＩＭからＭＩＮＴへのメツセージフォーマ
ントを示す。ＭＡＮ見出し６１０は宛先アドレス６１２
、発信アドレス６１４、グループ（仮想４Ｍ）識別子６
１６、グループ名６１８、サービスのタイプ６２０、パ
ケット長（見出しにデータを含めたバイト数）６２２、
サービス　インジケータのタイプ６２３、末端ユーザ　
システムによってＥＵＳからＥＵＳへの見出し６３０を
同定するために使用されるプロトコール識別子６２４、
及び見出し検査シーケンス６２６を含む。この見出しは
固定の長さをもち、７つの３２−ピント語、つまり、２
２４ビツト長である。ＭＡＮ見出しにメンセージを断片
化するためのＥＵＳかにＥ　Ｕ　Ｓへの見出し６３０が
続く。この見出しはｔ、　Ｕ　Ｗ　Ｕ識別子６３２、Ｌ
ＵＷＵ長インジインジケータ６３４ット　シーケンス番
号６３６、ユーザ　データ６４０の見出しであるＥＵＳ
内プロトコールの内容を同定するためのプロトコール識
別子６３８、及びＬＵＷＵの全情報内のこのパケットの
データの最初のハイド数３６９を含む。そして最後に、
宛先ボートの同定６４２及び発信ボー１−の同定６４４
に続いて、適当なユーザ　プロ１〜コールにχ・１する
ユーザ　データ６４０が送られる。この欄は３２ビツト
を持つが、これは、現在の網制御プロセッサに対しては
、これが最も効率的な長さ（整数）であるためである。
エラー検査はコントロール　ソフトウェア内でこの見出
しに関して遂行され、これは見出しチェック　シーケン
スと呼ばれる。リンク　レー、ルにおいては、エラー検
査がメツセージの全体に対して行なわれ、これがメツセ
ージ　チェック　シーケンス６３４である。
完結の目的で、図面内には（後に説明される）！ｖＩＩ
　Ｎ７Ｍ　Ｉ　ＮＴ見出し６００も示される。
宛先アドレス、グループ同定、サービスのタイプ、及び
発信アドレスはＭＩＮＴ処理の効率のためにメツセージ
の最初の５つの網内に置かれる。
宛先及びグループ同定はルーティングのために使用され
、サイズはメツセージ管理のために使用され、タイプ憫
は特別な処理のために、そして発信欄はサービスの認知
のために使用される。
９．３．２．２．１　　宛先アドレス 宛先アドレス６１２はとのＥＵＳにそのパケットが送ら
れているかを指定するＭＡＮアドレスである。Ｍ　Ａ　
Ｎアドレスは３２ビツト長であり、網に接続されたＥＵ
Ｓを指定するフラット　アドレスである。（網内メソセ
ージにおいては、Ｖ　Ａ　Ｎアドレス内の高オーダー　
ビットがセットされている場合は、このアドレスは、Ｅ
ＵＳのかわりに、網内実体、例えば、ＭＩＮＴあるいは
ＮＩＭを指定する）。ＭＡＮアドレスは永久的にあるＥ
ＵＳに指定され、これが網内の異なる物理位置に移動し
た場合でもこのＥＵＳを同定する。ＥＵＳが移動した場
合は、周知のルーティング認証ザーハーにて署名し、そ
のＭＡＮアドレスとそれが位置する物理ボートとの間の
対応を更新することが必要である。勿論、ボート番号は
Ｎ　Ｔ　Ｍによって供給され、従って、ＥＵＳは所在地
について嘘を言うことはできない。
ＭＩＮＴ内においては、宛先アドレスはメッセ−ジをル
ーティングするために宛先ＮＩＭを決定するのに使用さ
れる。宛先ＮＩＭ内においては、この宛先アドレスはメ
ツセージをルーティングするために宛先ＵＩＭを決定す
るために使用される。
９．３．２．２．２　　パケット長 パケット長欄６２２は１６ビツト長であり、このメツセ
ージ断片の固定の見出し及びデータを含めたバイトの長
さを示す。この長さはＭＩＮＴによってメツセージの伝
送に使用される。これはまた宛先ＵＩＭによってＥＵＳ
に配達されるデータがどれくらいあるか決定するために
使用される。
９．３．２．２．３　　タイプ欄 サービスのタイプ憫６２３は１６ビツト長であり、元の
ＥＵＳ要求内に指定されるサービスのタイプを含む。Ｍ
ＩＮＴはこのサービスのタイプを調べ、タイプに応じて
メツセージの処理のしかたを変える。宛先ＵＩＭもこの
サービス　タイプを調べ、宛先ＥＵＳにこのメツセージ
をどのように配達するか、つまり、エラーが存在しても
配達すべきか否かを決定する。ユーザ　プロトコール６
２４はｋＫからのさまざまなデータ　ストリームの多重
化においてＥＵＳドライバを助ける。
９．３．２．４　　パケット　シーケンス番号ここに説
明されるのはこの特定のＬＵＷＵ伝送に対するパケット
　シーケンス番号６３６である。
これは、受信ＵＩＭによる入りＬＵＷＵを再結合を助け
る。つまり、受信ＵＩＭは伝送の断片がエラーのために
失われたか否かを知ることができる。
シーケンス番号はＬＵＷＵの個々に断片に対して増分さ
れる。最後のシーケンス番号は負であり、これによって
ＬＵＷＵの最後のパケットが示される。（１つの５ＵＷ
Ｕは、シーケンス番号として＝１を持つ）。無限の長さ
のＬＵＷＵが送信されているときは、パケット　シーケ
ンス番号がラップ　アラウンドされる。（無限の長さの
ＬＵＷＵの説明に関しては、ＵＷＵ長、セクション９．
３゜２．２．７を参照すること。） ９．３．２．２．５　　発信アドレス 発信アドレス６１４は３２ビツト長であり、これはその
メツセージを送ったＥＵＳを指定するＭＡＮアドレスで
ある。（ＭＡＮアドレスの説明に関しては、宛先アドレ
スを参照すること）。この発信アドレスは網会計のため
にＭＩＮＴ内において必要とされる。ＮＩＭ／ＭＩＮＴ
見出しからのボート番号６００と一緒に、これはＭＩＮ
Ｔによって発信ＥＵＳを網サービスに対して認定するの
に使用される。発信アドレスは宛先ＥＵＳにこれがその
メソセージを送ったＥＵＳの網アドレスを知ることがで
きるように送られる。
９．３．２．２．６　　ｔＪＷｔＪ　　ＩＤＵＷＵ　　
ＴＤ６３２は宛先ＵＩＭによってＵＷＵを再結合するた
めに使用される３２ビット番号である。この再結合作業
は１４内において断片の順番が変えられないためより簡
単にできることに注意する。ＵＥＵ　　ＩＤは、発信及
び宛先アドレスとともに、同−ＬＵＷＵのパケット、つ
まり、元のデータグラム　トランザクションの断片を同
定する。このＩＤは任意の断片が網内にあるあいだ発信
及び宛先ペアに対して一意でなければならない ９、３．２．２．７　　ＵＷＵ長 Ｕ　Ｗ　Ｕ長６３４は３２ビツト長であり、ＵＷＵデー
タの全体の長さをバイトにて示す。Ｌ　ＵＷＵの最初の
パケット内においては、これは宛先ＵＩＭが渋滞コント
ロールを行なうことを可能にし、ｒ、ｕｗｕがＥＵＳに
パイプライン連結された場合は、これがＵＩＭがＬＵＷ
Ｕの通知が開始し、ＵＩＭにＬＵＷＬＩの全部が到達す
る前に、一部を配達することを可能とする。
負の長さは２つのＥＵＳ間のオープン　チャネルのよう
な無限長のＬＵＷＵを示ず無限長ＬＵＷＵのクローズ　
ダウンは負のパケット　シーケンス番号を送ることによ
って行なわれる。ＵＩＭがＥＵＳメモリへのＤＭＡを制
御するような場合には無限長ＬＵＷＵのみが意味をなす
。
９．３．２．２．８　　見出し検査シーケンス見出し検
査シーケンス６２６が存在するが、これは送信ＵＩＭに
よって見出し情報に対して計算され、これによってＭＩ
ＮＴ及び宛先Ｕ［Ｍは見出し情報が正常に伝送されたか
否か決定できる。
ＭＩＮＴあるいは宛先ＵＩＭは見出し検査シーケンスに
エラーがある場合は、パケットの配達を行なわない。
９、　３．　２．　２．　９　　ユーザ　データユーザ
　データ６４０はこの伝送の断片内において伝送される
ユーザＵＷＵデータの一部である。
このデータにリンク　レベルにおいて計算されるメソセ
ージ全体の検査シーケンス６４６が続く。
このプロトコール層はＮＩＭボート番号６００を含む見
出しから成る。このポート番号はＮ１Ｍ上のＥＵＳ接続
に対する１対１の対応を持ち、ＮＩＭによってブロック
４０３（第１６図）においてユーザがこの中に偽のデー
タを入れることができないように生成される。この見出
しはパケットメツセージの前に置かれ、オーバーロール
　パケット　メンセージ検査シーケンスによってはカバ
ーされない。これはこのエラー信頬性を向上させるため
に同−語内のパリティ　ビットのグループによってチェ
ックされる。ＭＩＮＴへの入りメンセージは発信ＮＩＭ
ボー１一番号を含むが、これはタイプ欄内に要求される
網ナービスに対するユーザ認証に使用される。ＩＶＩ　
Ｉ　Ｎ　Ｔからの出メツセージは発信ボート番号６００
のかわりにＮＩＭによる宛先ＥＵＳへのデマルヂプレキ
シング／ルーティングの速度をあげるために宛先ＮＩＭ
ボート番号を含む。そのパケットが１つのＮ１Ｍ内に複
数の宛先ポートを持つ場合は、これらボートのりストが
パケットの初めに置かれ、見出しの一１！クション６０
０は数語長となる。
ＶＡＮのようなシステムは、通常、これが多数の顧客に
サービスを提供するとき最もコスＩ・効率が高くなる。
このような多数の顧客のなかには、外部からの保護を要
求する複数のユーザが含まれる可能性が高い。これらユ
ーザは仮想′に１ｔ１にグループ化すると便利である。
より大きなフレキシビリティ及び保護を提供するために
、個々のユーザに複数の仮想網へのアクセスを与えるこ
とができる。
例えば、１つの会社の全てのユーザを１つの仮想網上に
亙き、この会社の給料支給部門を別個の仮想３Ｉ４上に
置くことができる。給料支給部門のユーザは、これらも
この会社に関する一部データへのアクセスを必要とする
ためこれら両方の仮想４Ｈに属することが必要であるが
、給料支給部門の外側のユーザは、給料支払い記録にア
クセスすることは望ましくないため給料支払仮想網の仮
想網メンバーには屈さないことが要求される。
発信者チェックのログイン手順及びルーティングはｌ、
／Ｉ　Ａ　Ｎシステムが複数の仮想網をサポートし、不
当なデータ　アクセスに対する最適レベルの保護を提供
することを可能にするために考えられた方法である。さ
らに、ＮＩＭが個々のパケットに対してユーザ　ボート
番号を生成するこの方法は、偽名を阻止することによっ
て不当なユーザによる仮想網へのアクセスに対して追加
の保護を提供する。
１０．２　許可データ　ベースの構築 第１５図はＭ　Ａ　Ｎ　４Ｊｉの管理コントロールを示
す。
データ　ベースはディスク３５１内に格納され、動作、
管理、及び保守（ＯＡ＆Ｍ）システム３５０によってロ
グイン要求に応答してユーザに許可を与えるためにアク
セスされる。大きなＭ　Ａ　Ｎ　網に対しては、ＯＡ＆
Ｍシステム３５０は多量のログイン要求を処理するため
の分散多重ブロセンザ装置であることも考えられる。こ
のデータ　ベースはユーザがその会員でない場合は制限
された仮想網へのアクセスができないように設計される
。このデータ　ベースは３つのタイプの超ユーザの制御
下に置かれる。第１の超ユーザはＭＡＮサービスを供給
する通信業者の従業員である。ここではレベル１の超ユ
ーザと呼ばれるこの超ユーザは、通常、個々のユーザ　
グループに対するブロックの番号から成るブロックのＭ
ＡＮ名を割り当て、そしてタイプ２及びタイプ３の超ユ
ーザにこれら名前の特定の幾つかを割り当てる。レベル
１超ユーザはまた特定のＭＡＮグループに対して仮想網
を割り当てる。最後に、レベル１超ユーザは、〜１ＡＮ
によって供給されるサービス、例えば、電子“イエロー
　ページ“′サービスを生成あるいは破壊する権限をも
つ。タイプ２超ユーザは割り当てられたブロックからの
有効ＭＡＮ名を特定のユーザ集団に割り当て、また必要
であれば物理ポートアクセス制限を指定する。これに加
えて、タイプ２超ユーザは、彼の顧客集団のセットのメ
ンバーのある仮想網へのアクセスを制限する権限をもつ
。
タイプ３の超ユーザは、タイプ２の超ユーザと概ね同一
の権限をもつが、彼らの仮想網へのアクセスをＭＡＮ名
に対して許可する権限をもつ。このようなアクセスは、
ＭＡＮ名のタイプ２の超ユーザがこのＭＡＮ名のユーザ
にテーブル３７０内の適当な項目によってこのグループ
に参加する能力を許した場合は、タイプ３の超ユーザに
よってのみ許可されることに注意する。
データ　ベースはテーブル３６０を含むが、これには、
個々のユーザ同定３６２、パスワード３６１、このパス
ワードを使用してアクセス可能なグループ３６３、そこ
からユーザが送信及び／あるいは受信を行なうポートの
リスト及び特別な場合におけるダイレフトリ一番号３６
４、及びサービスのタイプ３６５、つまり、受信専用、
送信専用、あるいは受信及び送信を示す憫が含まれる。
このデータ　ベースはまたユーザ（テーブル３７０）を
個々のユーザに対して潜在的に許可が可能なグループ（
テーブル３７５）に関連づけるためのユーザ・能力デー
タ３７０．３７５を含む。
あるユーザが超ユーザによっであるグループへのアクセ
スを許可されることを望む場合、このテーブルがこのグ
ループがテーブル３７０のリスト内にあるか知るために
チェックされ、リスト内に存在しない場合は、そのグル
ープに対してユーザを許可することに対するこの要求が
却下される。超ユーザが彼らのグループに対し、及びテ
ーブル３７０．３７５内の彼らのグループに対してデー
タを入力する権利をもつ。超ユーザはまた彼らのユーザ
かテーブル３７５からのグループをユーザ／グループ許
可テーブル３６０のグループのリスト３６３内に移動す
ることを許可する権利をもつ。
従って、あるユーザが外側のグループにアクセスするた
めには、両方のグループから超ユーザの両方がこのアク
セスを許可しなければならない。
１０．３　ログイン手順 ログインのとき、上に説明の方法に従って前もって正当
な許可を与えられたユーザは、初期ログイン要求メツセ
ージをＭＡＮ網に送る。このメツセージは他のユーザに
向けられるのでなく、ＭＡＮ　４ｆ４自体に向けられる
。実際には、このメツセージは見出しのみのメツセージ
であり、ＭＩＮＴ中央コントロールによって分析される
。パスワード、要求されるログイン　サービスのタイプ
、ＭＡＮグループ、ＭＡＮ名及びポート番号の全てが他
の欄にかわってログイン要求のＭＡＮ見出し内に含まれ
る。これは見出しのみがＸ　Ｌ　ＨによってＭＩＮＴ中
央コントロールに、ＯＡ＆Ｍ中央コントロールによって
さらに処理されるためにバスされるためである。ＭＡＮ
名、要求されるＭＡＮグループ名（仮想樹名）、及びパ
スワードを含むログイン　データがログイン許可データ
　ベース３５１と比較され、この特定のユーザがそのユ
ーザが接続された物理ポートからのこの仮想網へのアク
セスが許可されるか否かチェックされる。（この物理ポ
ートはＭＩＮＴによるログイン　パケントの受信の前に
ＮＩＭによって事前に未決にされる。）このユーザが、
事実、正当に許可されている場合は、発信チエッカー３
０７及びルータ−３０９（第１４図）内のテーブルが更
新される。このログイン　ユーザのポートを処理するチ
ェンカーの発信チエッカ−テーブルのみが端末動作に対
するログインから更新される。ログイン要求が受信機能
に対するものであるときは、全てのＭＩＮＴのルーティ
ング　テーブルが要求に応答するために他のＭＩＮＴに
接続された同一グループの任意の許可された接続可能な
ユーザからのデータを発信者が受信できるように更新さ
れなければならない。発信チエッカ−テーブル３０８は
その発信チエッカ−に対するＸＬＨにデータ流を送るＮ
ＩＭに接続された個々のポートに対する許可された名前
／グループ　ペアのリストを含む。ルーターテーブル３
１０は全てＵＷＵを受信することを許可された全てのユ
ーザに対する項目を含む。個々の項目は名前／グループ
　ベア、及び対応するＮＩＭ及びボート番号を含む。発
信チエッカ−リスト内の項目はグループ識別子番号によ
ってグループ化される。グループ識別子番号６１６はロ
グイン　ユーザからのその後のパケットの見出しの一部
であり、これはログインのときＯＡ＆Ｍシステム３５０
によって派生され、ＯＡ＆ＭシステムによってＭＡＮス
イッチ１０を介してログインユーザに送り変えされる。
ＯＡ＆Ｍシステム３５０はＭＩＮＴ中央コントロール２
０のＭＴＮＴメモリ１８へのアクセス１９を使用してロ
グイン　ユーザに対するログイン通知を入力する。後続
のパケットに関しては、これらがＭＩＮＴ内に受信され
ると、発信チエッカ−がボート番号、ＭＡＮ名及びＭＡ
Ｎグループ名を発信チエッカ−内の許可テーブルに対し
てチェックし、この結果、そのパケットが処理されるべ
きか否かが決定される。ルータ−は次に仮想網グループ
名及び宛先名をチェックすることによってその宛先がそ
の入力に対して許される宛先であるか調べる。結果とし
て、ユーザがいったんログインされると、ユーザはルー
ティング　テーブル内の全ての宛先にアクセスできる。
つまり、読出し専用モードあるいは読出し／書込みモー
ドにおけるアクセスに対して前にログインされた宛先、
及びそのログイン内に要求されるのと同一の仮想網グル
ープ名をもつ宛先の全てにアクセスでき、一方、許可も
持たないユーザは全てのパケットをブロックされる。
この実施態様においては、チェックが個々のパケットに
対して行なわれるが、これを個々のワーク　ユニット（
ＬＵＷＵあるいは５ＵＷＵ）に対して行ない、その元の
パケットが拒否されたＬＵＷＵのその後の全てのパケッ
トが拒否されるように指標を記録することも、あるいは
その元のパケットがユニット　システムの所に失われて
いる全てのＬＵＷＵを拒否するようにすることもできる
。
ログイン　データ　ベースの変更と関連する超ユーザ　
ログインは、これがＯＡ＆Ｍシステム３５０内において
ディスク３５１上に格納されたデータ　ベースを変更す
る権限をもつログイン要求として認識されることを除い
て従来のログインと同様にチェックされる。
超ユーザ　タイプ２及び３はＯＡ＆Ｍシステム３５０へ
のアクセスをＭＡＮのユーザ　ポートに接続されたコン
ピュータから得る。ＯＡ＆Ｍシステム３５０は料金請求
、使用、許可及び性能に関する統計を派生するが、これ
は、超ユーザによって彼らのコンピュータからアクセス
できる。
Ｍ　Ａ　Ｎ　１４はまた送信専用ユーザ及び受信専用ユ
ーザのような特別なタイプのユーザに対してもサービス
を提供できる。送信専用ユーザの一例として、ブロード
カスト　ストック　クォーテーション　システム（ｂｒ
ｏａｄｃａｓｔ　５ｔｏｃｋ　ｑｕｏｔａｔｉｏｎ　ｓ
ｙｓＬｅｍ）あるいはビデオ送信機が存在する。送信専
用ユーザの出力は発信チエッカ−テーブル内においての
みチェックされる。受信専用ユニット、例えば、プリン
タあるいはモニタ　デバイスはルーティング　テーブル
内の項目によって認可される。
１１、ＭＡＮの音声スイッチとしてのアプリケーション 第２２図はＭＡＮアーキテクチャ−を音声並びにデータ
をスイッチするために使用するための構成を示す。この
アーキテクチャ−のこれらサービスへのアプリケーショ
ンを簡素化するために、現存のスイッチ、この場合には
ＡＴ＆１ｍシステム社（Ａ　Ｔ　＆　Ａ　　Ｎｅｔｗｏ
ｒｋ　Ｓｙｅｔｅｍｅ）によって製造される５ＥＳＳ■
スイツチが使用される。現存のスイッチを使用すること
の長所は、これが非常に大きな開発労力を必要とするロ
ーカル　スイッチを制御するためのプログラムを開発す
る必要性を排除することである。現存のスイッチをＭＡ
Ｎと音声ユーザの間のインタフェースとして使用するこ
とによって、この労力はほとんど完全に排除できる。第
２２図には５ＥＳＳスイツチ１２００の交換モジュール
１２０７に接続された従来の顧客電話機が示される。こ
の顧客電話機はまた統合サービス　デジタル網（ｉｎｔ
ｅｇｒａｔｅｄ　５ｅｒｖｉｃｅ　ｄｉｇｉｔａｌｎｅ
ｔｗｏｒｋ　、　　Ｉ　Ｓ　Ｄ　Ｎ）と５ＥＳＳスイツ
チにこれも接続することができるデータ顧客ステーショ
ンとが組み合わせられたものであっても良い。他の顧客
ステーション１２０２は交換モジュール１２０７に接続
された加入者ループ　キャリヤ　システム１２０３を通
じて接続される。交換モジュール１２０７は交換モジュ
ール間の接続を確立する時分割多重スイッチ１２０９に
接続される。これら２つの交換モジュールは、共通チャ
ネル信号法７（ＣＣ３７）信号法チャネル１２１Ｌパル
ス符合変３Ｊｉｌ（ＰＣＭ）チャネル１２１３、及びス
ペシャル信号法チャネル１２１５から成るインタフェー
ス１２１０に接続される。これらチャネルはＭＡＮ　　
ＮＩＭ２とのインタフェースのためにパケソ１−　アセ
ンブラ−及びディスアセンブラ−１２１７に接続される
。ＰＡＤの機能はスイッチ内で生成されるＰＣＭ信号と
ＭＡＮＩＪ内で交換されるバケ・７ト信号との間のイン
タフェースを行なうことにある。スペシャル信号法チャ
ネル１２１５の機能はＰＡＤ　ｌ　２１７に個々のＰＣ
Ｍチャネルと関連する発信者と宛先について通知するこ
とにある。
ＣＣ７チャネルはパケットをＰＡＤ　１２１７に送るが
、ＰＡＤ１２１７はこのパケットをＭＡＮ網による交換
に要求される形式にするための処理を行なう。システム
を装置あるいは伝送施設の故障に耐えられるようにする
ため、この交換器はＭＡＮｌの２つの異なるＮＩＭｐに
接続される。デジタルＰＢＸ１２１９はまたパケット　
アセンブラディスアセンブラ−１２１７と直接にインタ
フェースする。ＰＡＤを後にグレード　アンプしたい場
合は、５ＬＣ１２０３と直接に、あるいはデジタル音声
ビット流を直接に生成する統合サービスデジタル４ｊｌ
（ＩＳＤＮ）電話機のような電話機と直接にインターフ
ェースすることも可能である。
ＮＩＭはＭＡＮハブ１２３０に直接に接続される。ＮＩ
ＭはこのハブのＭＩＮＴＩＩに接続される。ＭＩＮＴＩ
ＩはＭＡＮスイッチ２２によって相互接続される。
このタイプの構成に対しては、ＭＡＮハブを最も効率的
に活用するためには、かなりの量のデータ並びに音声を
スイッチすることが要求される。
音声パケットは、特に、音声を発信元から宛先に伝送す
るとき遭遇する総遅延をできるだけ短くするため、及び
音声信号の一部の損失に結びつくような大きなパケット
間ギャップが存在しないことを確保するために非常に短
い遅延要素をもつ。
ＭＡＮに対する基本設計パラメータがデータ交換を最適
化するために選択されており、また第２２図に示される
ように最も筒車な方法で適用されている。多量の音声パ
ケット交換が要求される場合は、１つあるいは複数の以
下の追加のステップが取られる。
１、符合化のフオーム、例えば、３２にビット／秒にて
優れた性能を提供する適応差分ＰＣＭ（ＡＤＰＣＭ）を
６４にビットＰＣＭのかわりに使用する。性能を向上さ
せるため、３２ビット／秒以下のビット速度を要求する
優れた符合化スキームを提供されている。
２、パケットは顧客が実際に話しているときにのみ送信
することが要求される。これは送信すべきパケットの数
を少なくとも２：１に削減する。
３、音声サンプルを緩衝するためのバッファのサイズを
２５６音声サンプル（２パケント　バッファ）／チャネ
ルに対するメモリ以上に増加することもできる。ただし
、長い音声パケットはより大きな遅延を導入し、これが
耐えられるか否かは音声網の残りの部分の特性に依存す
る。
４、音声トラヒックを音声パケットに対するスイッチ　
セット　アンプ動作の数を削減するためにスペシャリス
トＭＩＮＴ内に集信することもできる。ただし、このよ
うな構成はＮＩＭあるいはＭＩＮＴの故障の影響を受け
る顧客の数を増加させたり、あるいは別のＮＩＭ及び／
あるいはＭＩＮＴへの代替経路を提供するための構成が
必要となることも考えられる。
５、別のハブ構成を使用することもできる。
第２４図に示される代替ハブ構成はステップ５の解決の
一例である。音声パケットを交換するにあたっての基本
問題は音声の伝送における遅延を最小にするために、音
声パケットが音声の短なセグメントによって表わされな
ければならないことであり、幾つかの推測によると、こ
の長さは２０ミリ秒という短な値である。これは音声の
個々の方向に対して５０パケット／秒という大きな数に
相当する。ＭＩＮＴへの入力のかなりの量がこのような
音声バケツ１−である場合は、回路スイッチセットアツ
プ時間がこのトラヒックを処理するには大きすぎる危険
がある。音声トラヒックのみが交換されるような場合は
、高トラヒツク状況に対して回路セットアツプ動作を必
要としないパケット　スイッチが要求されることも考え
られる。
このようなパケット　スイッチ１３００の１つの実施態
様は、空間分割スイッチの従来のアレイのように相互接
続されたグループのＭＩＮＴから成り、ここで、個々の
ＭＩＮＴ１３１３は他の４つに接続され、全ての出力Ｍ
ＩＮＴ１３１２に到達するために十分な多量の音声トラ
ヒックを運ぶ段が加えられる。装置の故障に対する追加
の保工Ｍのために、パケット　スイッチ１３００のＭＩ
ＮＴ１３１３をＭＡＮＳ　１０を通じて相互接続し、ト
ラヒックを故障したＭＩＮＴ１３１３を避けて通過させ
、この代わりに予備のＭＩＮＴ１３１３を使用すること
もできる。
Ｎ１Ｍ２の出力ピント流は入力Ｍ　Ｉ　Ｎ　７１３１１
の入力（ＸＬ）の１つに接続される。入力ＭＩＮＴ１３
１１を出るパケット　データ　トラヒックは、続けてＭ
ＡＮＳ　１０にスイッチすることができる。
この実施態様においては、ＭＡＮＳ　１０のデータパケ
ット出力がＭＡＮＳ　１０の出力を受信する出力ＭＩＮ
Ｔ１３１２内のデータ　スイッチ１３００の音声パケッ
ト出力と併合される。出力ＭＩＮＴ１３１２はＸＬ１６
（入力）側のＭＡＮＳＩＯ及びデータ　スイッチ１３０
０の出力を受信し、このＩＬ１７出力はＰＡＳＣ回路２
９０（第１３図）によって生成されるＮＴＭ２の入カビ
ッ１〜流である。入力ＭＩＮＴ１３１１ばＮ１Ｍ２への
出力ビツト流を生成するためのＰＡＳＣ回路２９０（第
１３図）を含まない。出力ＭＩＮＴ１３１２に対しては
、ＭＡＮＳＩＯからのＸＬへの入力は、この入力が異な
る遅延を挿入する回路経路を通じて多くの異なるソース
から来るため第２３図に示されるような位相整合回路２
９２（第１３図）にパスされる。
この構成はまた高優先度データ　パケットをバノノ゛ノ
ド　スイッチ１３００にパスし、−・方、回路スイッチ
１０を低優先度データ　パケットを交換するために保持
するために使用することもてきる。
この構成においては、パケット　スイッチ１３００を音
声トラヒックを運ばない出力ＭＩＮＴ’１３＋２にパス
する必要がなく、この場合、音声］・ラヒノクを運ばな
いＭＩＮＴへの高優先度パケットは回路スイッチＭＡＮ
ＳＩＯに向けることが要求される。
１２、ＶＡＮ交換コントロールへのＭＩＮＴアク第２１
回はＭＩＮＴＩＩのＭＮ交喚コントロル２２へのアクセ
スを制御するための構成を示す。
個々のＭ　Ｉ　Ｎ　”ｒ’は１つの関連するアクセス　
コントローラ１１２０を持つ。データ　リング１１０２
．１１０４、ｌ　ｌ　０６はイ固々のアクセス　ニＺン
ト【コラの個々の論理及び力゛シン１回路１１００−・
＼Ｏ出力リンクの空き状態を示すデータを分配する。
個々のアクセス　コント【コーラ１１２０はそれにデー
タを送信するごとを望む出力リンク、例えば、１１１２
のリスト１１１Ｏを保持し、個々のリンクは関連する優
先インジケータ１１１４を含む。
ＭＩＮＴはこのリストの出力リンクをそのリンクをリン
グ１１０２内において使用中とマークし、ＭＡＮ交（襲
コントロール２２にこのＭＩＮＴの１Ｌ１１から要求さ
れる出力リンクへの経路をセットアノゾずろオーダーを
送信することによってｌ′ｌｌｉ　１足するごとができ
る。その出力リンクに伝送されるべＪ＼データ　ブＩ］
、ツクの全てが伝送されると、ＭＩ　Ｎ　ｉ”はこの出
力リンクをデータ　リング１１０２によ−１、て伝送さ
れるデータ内において空きとマークし、これによってこ
の出力リンクが他のＭ　Ｉ　ＮＴによってアクセスでき
るようにする。
空き状態データのみを使用することの１つの問題は、渋
滞が起った場合、特定のＭＩＮＴが１つの出力リンクへ
のアクセスを得るためにかかる時間が長くなり過ぎるこ
とである。ＭＩＮＴへの出力リンクへのアクセスが平均
化できるように、以下の構成が使用される。リンク１１
０２内に伝送されるレディー　ビット（ｒｅａｄｙ　ｂ
ｉｔ）と呼ばれる個々のリンク空き指標と関連して、リ
ング１１０４内に伝送されるウィンドウ　ビット（ｗｉ
ｎｄｏｗ　ｂｉｔ）が存在する。このレディー　ビット
は出力リンクをｌ′ｌｉ提あるいは解放する任意のＭＩ
ＮＴによって制御される。このウィンドウ　ピントは、
単一のＭＩＮＴ、ここでは説明の［コ的、ヒ、制御Ｍ　
Ｉ　Ｎ　ＴとＩＩＪばれるＭ　Ｉ　Ｎ　”「のみのアク
セス　コントロラ１１２０によって制御される。この特
定の実施態様においては、任、Ｏの出力リンクにり・１
する制ｉ１１１ＭＩＮＴは対応する出力リンクがそれに
向りられたＭ　Ｉ　ＮＴである。
オープン　ウィンドウ（ウィンドウ　ビット−１）は、
リング上の出力リンクの捕捉を望み、レディー　ビット
がそのコントローラを通過したことによってこれが空き
であると認識した第１のアクセス　コントローラにごの
リンクの捕捉を許し、使用中のリンクを捕捉しようと試
みた任意のコントローラに対してはその使用中リンクに
対して優先インジケータ１１１４をセットすることを許
す。
クローズ　ウィンドウ（ウィンドウ　ビット−〇）は、
対応する空きのリンクに対してセットされた優先インジ
ケータを持つコントローラのみにこの空きのリンクを捕
捉することを許す。このウィン１−ウは、制御ＭＩＮＴ
のアクセス　コントローラ］　１２０によってそのコン
ト」」−ラの論理及び力・リント回路＋　１００がその
出力リンクが使用中Ｇこなったとき（レディー　ビット
・・Ｏ）り１コーズされ、このコントローラがこの出力
リンクが空きである　（レディー　ピノｌ−−１）こと
を検出し７たとき、オーブンされる。
アクセス　コントローラのリンク捕１足動作は以下の通
りである。リンクが使用中であり（レディヒフ１〜−〇
）、ウィンドウ　ピントが１である場合、アクセス　コ
ントローラはその出力リンクに対して優先インジケータ
１１１４をセラＩ・する。リンクが使用中で、ウィンド
ウ　ビットがゼロである場合は、コントローラはなにも
しない。
リンクが空き状態で、ウィンドウ　ビットが１である場
合は、コントローラはリンクを捕捉し、他のコントロー
ラが同一リンクを捕捉しないようにレディー　ビットを
ゼロにマークする。リンクが空きで、ウィンドウ　ピン
トがゼロである場合は、そのリンクに対して優先インジ
ケータ１１１４がセットされているコントローラのみが
リンクを１１１１１＆することができ、レディー　ビッ
トをセロにマークしてこれを捕捉する。ウィンドウ　ピ
ノ１〜に関する制御ＭＩＮＴのアクセス　コントローラ
の動作は単純である。つまり、このコントローラは単に
レディー　ピントの値をつ・イントウ　ピノ１〜内にコ
ピーする。
レディー及びウィンドウ　ピントに加えて１．フレーム
　ビットがリング１１０６内に資源使用状態データのフ
レームの開始を定義し、従って、個々の解除及びウィン
ドウ　ビットと関連するリンクを同定するためのカウン
トを定義するために巡回される。３つのリング１１０２
．１１０４及び１１０６上のデータはシリアルにそして
同ｌｌ１ｌＩシて個々のＭＩＮＴの論理及びカウント回
路１１００内を巡回する。
このタイプの動作の結果として、１つの出力リンクを捕
捉することを試み、そして、最初にこの出力リンクを捕
捉することに成功したユニットとウィンドウ　ビットを
制御するアクセス　コントローラとの間に位置するアク
セス　コントローラは優先権を与えられ、その後、この
特定の出力リンクを捕捉する要求を行なった他のコント
ローラの前に処理される。結果としで、？〕゛このＭＩ
ＮＴによる全ての出力リンクへの４１（Ｉね公平なアク
セスの分配が達成される。
ＭＡＮＳＣ２２へのＭＩＮＴ１１アクセス　コントｌ′
：コールを制御ずろためのごの代替アプローチが使用さ
れた場合は、優先ＭＩＮＴから制御される。個々のＭＩ
ＮＴは要求をキューするための優先及び普通待行列を保
持し、ＶＡＮＳＣサービスに対する要求を最初ＭＩＮＴ
（ｆ先待行列から行なつ。
１３、結論 上の説明は単に本発明の１つの好ましい実施態様に関す
るものであり、本発明の精神及び範囲から逸脱すること
なく他の多くの構成が設計できることは明らかであり、
本発明は特許請求の範囲によってのみ限定されるもので
ある。
　ＳＣ ＳＣ ＣＫ Ａ　ＲＩ） ＲＱ ＮＡＫ Ｃ ＮＡＫ Ｎｅｔ ＲＣ Ｎｅｔ ＲＡＭ ＶＭＡ ＵＳ Ｅ　Ｕ　Ｓ　Ｉ− ＥＰ ＩＦＯ コート塩のリスト 第１段コントローラ 第２段コン１−ローラ 通知応答 一／’　）−レス　リソ′リューシＪ二／　ブＩ：Ｊト
コール 自動リピート要求 ビジー否定的通知 中央コントロール コントロールの否定的応答 コントロール網 巡回冗長チェックあるいはコード データ網 動的ランダム　アクセス　メモリ 直接仮想メモリ　アクセス 末端ユーザ　システム 末端ユーザ　リンク（ＮＩＭとＵＩ Ｍを接続） 前置プロセッサ 先入れ先出し Ｆ　Ｎ　Ａ　Ｋ Ｌ ＬＨ Ｐ ＡＮ ＵＷＬＩ 　Ａ　Ｎ ＡＮ　Ｓ ＡＮＳＣ ＭＩＮＴ ＭＵ ＡＫ ＮＩＭ ＯＡ＆Ｍ ＡＳＣ ＣＣ ＵＷＵ 組織ブロッキング否定的通知 内部リンク（ＭＩＮＴとＭＡＮＳを 接続） 内部リンク　ハンドラー 内部プロトコール ローカル　エリア網 ０７クユー４Ｊ’　　ｒ）−／）　　ユニット−例とし
てのメトロポリタン　エリ ア網 ＭＡＮスイッチ ＭＡＮ／スイッチ　コントローラ メモリ及びインターフェース　モジ ュール メモリ管理ユニット 否定的通知 網インタフエース　モジュール 動作、管理及び保守 位相整合及びスクランブル回路 スイッチ　コントロール複合体 短ユーザ　ワーク　ユニット 　Ｐ　Ｃ ’ｒ　Ｓ　Ａ （）ＤＰ 伝送コン１−ロール　プロトコール タイム　ス（コント割当器 ユーザ　データグラム　プロトコール 【Ｊ １Ｍ ユーザ　インタフェース　モジュー ル ＵＷＭ　　　　ユーザ　ワーク　ユニットＶ　Ｌ．　Ｓ
　Ｉ　　　大規模集積回路ＶＭＥ　　　　ハス　１つの
Ｉ巳Ｕ：、已基率ハスＷΔＮ　　　ワイド　エリア網 ＸＬ　　　　　外部’Ｊ７”（ＮＩＭをＭＩＮＴに接続
） ＸＬＨ　　　　外部リンク　ハンドラーＸＰＣ　　　ク
ロスポイント　コントローラ
【図面の簡単な説明】
第１図はメトロポリタン　エリア網内でみられるタイプ
の通信トラヒックの特性をグラフにけ示し； 第２図はこの網を介して通信する典型的な入力ユーザ　
ステーションを含む一例としてのメト０ポリタン　エリ
アＷ７１　（ごごでは、ＭＡＮと呼ばれる）の高レベル
　ブロック図を示し： 第３図はＶＡＮのハブ及びこのハブと通信するユニット
のより詳細なブｌ：Ｊンク図であり；第４図及び第５図
（３１，データが入力ユーザ　システムからＭＡＮのハ
フに、そして、出力ニー１ｙシステム・＼といかに移動
するかを示すＭＡＮのブロック図であり； 第６図はＭＡＮのハブ内の回路スイッチとして使、用で
きるタイプの一例としての網を簡略的に示し； 第７図はＭＡＮ回路スイッチ及びこの関連するコントロ
ール網の一例としての実施態様のブロック図であり； 第８図及び第９図はハブのデータ分配段からハブの回路
スイッチのコントローラへの要求のフローを示す流れ図
であり； 該１０図はハブの１つのデータ分配スイッチのブロック
図であり； 第１１図から第１４図はハブのデータ分配スイッチの部
分のブロック図及びデータ　レイア１”ノドを示し； 第１５図はハブのデータ分配段を制御するための動作、
管理、及び保守（０△＆Ｎ１）シス−＞−１、のブロッ
ク図であり； 第１６図は末端ユーザ　システムとハブとの間のインタ
フェースのためのインタフェース　モジュールのブロッ
ク図であり； 第１７図は末端ユーザ　システムと網インタフエースの
間のインタフェースのための装置のブ１コンク図であり
； 第１８図・は典型的な末端ユーザ　システムのブロック
図であり； 第１９図は末端ユーザ　システムとＭＡＮのハブとの間
のインタフェースのためのコントロール装置のブロック
図であり； 第２０図はＭＡＮプロトコールを解説するためのＭＡＮ
を通じての伝送のために設計されたデータ　パケットの
レイアウトであり； 第２１図はデータ分配スイッチから回路スイッチ　コン
トロールへのアクセスを制ｉｌｌするためのも−）１つ
の構成を示し； 第２２図はＭＡＮを音声並びにデータを交換するために
使用するための構成を示すブロック図であり； 第２３図はデータ分配スイッチの１つによって回路スイ
ッチから受信されるデータを同期するための装置を示し
； 第２４図はパケット化された音声及びデータを交換する
ためのハブに対するもう１つの構成を示し；そして 第２５図はＭＡＮ回路スイッチ　コントローラのブロッ
ク図である。 〔主要部分の符号の説明〕 ２・・・・・・網インタフエース　モジュール１０・・
・・・・ＭＡＮスイッチ １１・・・・・・インタフェース　モジュール１２・・
・・・・内部リンク ■ ３・・・・・・ユーザ インタフェース モジュール

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １、複数の個々の入力と複数の個々の出力との間の接続
    を確立するための回路交換網内において使用され複数の
    コントローラを使用して該交換網を制御する方法におい
    て、該方法が：該網を該複数の入力の１つから該複数の
    出力の１つへの異なるセットの接続を確立するために使
    用される複数の分離されたセットの交換及び接続要素に
    分割するステップ； 該複数のコントローラの個々に該分離された異なるセッ
    トのコントロールを割り当てるステップ；及び 接続のセットアップに対する要求に応答して、接続の確
    立をこの接続に対して使用される該分離されたセットに
    割り当てられたコントローラを使用して制御するステッ
    プを含むことを特徴とする方法。 ２、請求項１に記載の方法において、該交換網が２段網
    であり、該網を分割するステップが該網を共通要素を持
    たない分離されたセット要素に分割するステップから成
    り、個々の分離されたセットが少なくとも１つの入力ス
    イッチあるいは少なくとも１つの出力スイッチの分離さ
    れたセットを含むことを特徴とする方法。 ３、請求項２に記載の方法において、該コントローラの
    個々が該コントローラによって制御される個々の分離さ
    れたセットの要素に対する状態情報に関するデータを格
    納するためのローカルデータベースを含み、該接続を制
    御するステップが該接続の確立を制御するために使用さ
    れる該コントローラのローカルデータベースを使用して
    接続の確立を制御するステップから成ることを特徴とす
    る方法。 ４、請求項３に記載の方法において、該回路交換網が空
    間分割網であることを特徴とする方法。 ５、複数の第１の段のスイッチ； 複数の第２の段のスイッチ；及び 複数のコントローラを含む回路交換網において、 該第１の段のスイッチの個々が複数の第２の段のスイッ
    チに接続され； 該複数のコントローラの個々が該第２の段のスイッチの
    少なくとも１つを制御し、該コントローラによって制御
    される該第２の段のスイッチの１つにアクセスできる第
    １の段のスイッチに制御信号を送り； 該コントローラの個々がそのコントローラに対してロー
    カルな第１の段の入力からそのコントローラによって制
    御される第２の段のスイッチの１つの上の出力への１つ
    の経路を同定し、この使用状態を決定するためのデータ
    ベースを含み； 該コントローラの個々がそのコントローラに対してロー
    カルな該コントローラによって制御される個々の第２の
    スイッチ上の個々の出力の使用状態を決定するためのも
    う１つのデータベースを含み；そして 該複数のコントローラが少なくとも１つのコントローラ
    から成るグループに分割され、該コントローラのグルー
    プの個々が１つに分離されたセットの該第２の段のスイ
    ッチを制御することを特徴とする回路交換網。 ６、請求項５に記載の回路交換網において、該回路交換
    網が空間分割網であることを特徴とする回路交換網。 ７、請求項６に記載の回路交換網において、該コントロ
    ーラの個々が該第２の段のスイッチの１つのみを制御す
    ることを特徴とする回路交換網。 ８、複数の個々の入力と複数の個々の出力との間の接続
    を確立するための回路交換網において、該網が： 個々が複数の接続要素によって相互接続された複数の交
    換要素を含む複数のスイッチ；及び 複数のコントローラを含み； 該複数のコントローラの個々が分離されたセットの交換
    及び接続要素を制御し、該分離されたセットの要素の個
    々が該複数の入力の１つから該複数の出力の１つへの異
    なるセットの接続を確立するために使用され、該個々の
    コントローラによって制御された分離されたセットの要
    素を使用しての接続のセットアップ要求に応答すること
    を特徴とする回路交換網。 ９、分散制御回路スイッチ内において使用され複数のリ
    スエスト要求者から複数の網コントローラに要求を送信
    するための方法において、該方法が： 出力リンクの同定を含む１つの要求を要求者から網コン
    トローラに送り、該要求者の資源を空きでない状態にす
    るステップ； 該出力リンクが空きであるかテストするステップ；及び 該テストステップによって該出力リンクが空きでないと
    示された場合、出力リンクビジー指標を該要求者に送り
    、該要求者の該資源を空きの状態にするステップを含む
    ことを特徴とする方法。 １０、請求項９に記載の方法において、該網コントロー
    ラが空きであるかテストするステップ；及び 該網コントローラのテストの結果がビジーである場合、
    網コントローラビジー指標を該要求者に送り、該要求者
    の該資源を空きの状態にするステップがさらに含まれる
    ことを特徴とする方法。 １１、複数の網コントローラを含む分散制御回路スイッ
    チにおいて、該網コントローラの個々が： 個々が該回路スイッチの１つの入り口及び１つの出口を
    含む制御要求をキューイングするための少なくとも１つ
    の切断待行列及び少なくとも１つの接続待行列を含む複
    数の待行列； 該コントローラによって制御される該回路スイッチの出
    口の使用状態を格納するためのメモリ； 該コントローラによって制御できるリンクの使用状態及
    び該個々のコントローラによってセットアップされる経
    路に対する同定データを格納するためのメモリ； 接続あるいは切断に対する要求のソースに対して通知応
    答を生成するための手段； 該回路スイッチの入力と該コントローラによって制御さ
    れる出口の間のリンクの存在を示す静的データを格納す
    るための手段； 接続あるいは切断に対する要求に応答して該要求を該待
    行列の１つにロードするための第１の制御手段；及び 該少なくとも１つの接続待行列内のデータに応答して該
    静的メモリ手段及び該リンクメモリを使用可能な経路の
    選択のために使用して要求された入り口と要求された出
    口の間の１つの経路をハンティングし、該使用可能な経
    路の同定を記録し、該回路スイッチのスイッチに対して
    該経路をセットアップすることを指示するインストラク
    ションを生成し、そして、該通知応答生成手段に該経路
    の要求者に対する通知応答を生成するよう指令するため
    の第２の制御手段を含み； 該第２の制御手段がさらに該少なくとも１つの切断待行
    列からのデータに応答して該経路メモリを調べ切断され
    るべき経路のリンクを同定し、該切断されるべき経路の
    該経路メモリを消去し、該切断されるべき経路のリンク
    を空き状態にし、該回路網のスイッチ内の該経路を切断
    するインストラクションを生成し、そして、該通知応答
    手段に該要求者に対して該切断を報告する通知応答を生
    成するよに指令することを特徴とする分散制御回路スイ
    ッチ。 １２、請求項１１に記載の装置において、該第１の制御
    手段が接続要求に応答して該出口の使用状態を格納する
    ためのメモリを要求される出口が空きであるか否かチェ
    ックし、使用できないことを、該接続要求をキューイン
    グすることなく、否定的な通知を生成するように該通知
    応答を生成するための手段に指令することによって報告
    し、該出口が空きである場合は、該出口を使用中とマー
    クし、また、切断要求に応答して、該切断要求に対する
    出口を空きであるとマークすることを特徴とする装置。 １３、請求項１２に記載の装置において、該第２の制御
    手段が接続要求に応答して、使用できるリンク経路が存
    在しない場合は、該要求された出口を空きであるとマー
    クすることを特徴とする装置。 １４、複数の入り口及び出口をもつ交換網を制御するた
    めの手段において、該手段が： 個々がサブセットの入り口の１つを全ての出口に相互接
    続し、またサブセットの全ての出口を全ての入り口に相
    互接続する経路を排他的に制御する複数の網コントロー
    ラ；及び 接続要求を複数のソースから該コントローラの１つに伝
    送するための制御網を持つことを特徴とする装置。 １５、請求項１４に記載の装置において、該制御網が通
    知情報を該コントローラから該ソースに伝送するための
    手段をさらに含むことを特徴とする装置。 １６、請求項１５に記載の装置において、該交換網が複
    数の相互接続されたスイッチを含み、該制御網がさらに
    接続要求を該コントローラの１つから該複数のスイッチ
    の１つに伝送するための手段を含むことを特徴とする装
    置。 １７、請求項１６に記載の装置において、該コントロー
    ラの個々が該入り口の全てとサブセットの該出口の全て
    との間の経路を制御し、該個々のコントローラがさらに
    該サブセットの１つの全ての出口に対する使用状態デー
    タを格納するための手段、及び該格納された使用状態デ
    ータに応答して、接続要求が使用中の出口の同定を含む
    場合は該資源の１つに否定的な通知を送るための手段を
    含むことを特徴とする装置。
JP1078680A 1988-03-31 1989-03-31 分散制御高速接続回路スイッチ Expired - Lifetime JP2595350B2 (ja)

Applications Claiming Priority (4)

Application Number Priority Date Filing Date Title
US07/175,543 US4894824A (en) 1988-03-31 1988-03-31 Control network for a rapid connection circuit switch
US175,543 1988-03-31
US07/175,545 US4872158A (en) 1988-03-31 1988-03-31 Distributed control rapid connection circuit switch
US175,545 1988-03-31

Publications (2)

Publication Number Publication Date
JPH0213037A true JPH0213037A (ja) 1990-01-17
JP2595350B2 JP2595350B2 (ja) 1997-04-02

Family

ID=26871308

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
JP1078680A Expired - Lifetime JP2595350B2 (ja) 1988-03-31 1989-03-31 分散制御高速接続回路スイッチ

Country Status (4)

Country Link
EP (1) EP0335563B1 (ja)
JP (1) JP2595350B2 (ja)
DE (1) DE68923812T2 (ja)
HK (1) HK33496A (ja)

Cited By (5)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US5209665A (en) * 1989-10-12 1993-05-11 Sight & Sound Incorporated Interactive audio visual work
US5290190A (en) * 1992-09-30 1994-03-01 Mcclanahan Susan D Talking book
US5374195A (en) * 1992-09-30 1994-12-20 Mcclanahan Book Company, Inc. Talking book
US6763995B1 (en) 1999-08-09 2004-07-20 Pil, L.L.C. Method and system for illustrating sound and text
JP2009067536A (ja) * 2007-09-13 2009-04-02 Seiko Epson Corp エッジガイド位置検出装置、給送装置、記録装置

Family Cites Families (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US4566007A (en) * 1983-05-16 1986-01-21 At&T Bell Laboratories Rearrangeable multiconnection switching networks
US4521880A (en) * 1983-12-06 1985-06-04 At&T Bell Laboratories Time-slot interchanger for fast circuit switching
CN85109292A (zh) * 1985-02-25 1986-09-10 国际标准电气公司 数据通信网络
US4707825A (en) * 1985-08-02 1987-11-17 Gte Laboratories Incorporated Methods of installing and assigning control processors in a distributed-control communications system

Cited By (9)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US5209665A (en) * 1989-10-12 1993-05-11 Sight & Sound Incorporated Interactive audio visual work
US5453013A (en) * 1989-10-12 1995-09-26 Western Publishing Co., Inc. Interactive audio visual work
US5290190A (en) * 1992-09-30 1994-03-01 Mcclanahan Susan D Talking book
US5374195A (en) * 1992-09-30 1994-12-20 Mcclanahan Book Company, Inc. Talking book
US6763995B1 (en) 1999-08-09 2004-07-20 Pil, L.L.C. Method and system for illustrating sound and text
US7111774B2 (en) 1999-08-09 2006-09-26 Pil, L.L.C. Method and system for illustrating sound and text
US7201317B2 (en) 1999-08-09 2007-04-10 Pil, L.L.C. Method and system for illustrating sound and text
US7540406B2 (en) 1999-08-09 2009-06-02 Publications International, Ltd. Method and system for illustrating sound and text
JP2009067536A (ja) * 2007-09-13 2009-04-02 Seiko Epson Corp エッジガイド位置検出装置、給送装置、記録装置

Also Published As

Publication number Publication date
EP0335563A3 (en) 1992-05-27
HK33496A (en) 1996-03-08
JP2595350B2 (ja) 1997-04-02
DE68923812T2 (de) 1995-11-30
DE68923812D1 (de) 1995-09-21
EP0335563A2 (en) 1989-10-04
EP0335563B1 (en) 1995-08-16

Similar Documents

Publication Publication Date Title
US4958341A (en) Integrated packetized voice and data switching system
US4872160A (en) Integrated packetized voice and data switching system
US4872159A (en) Packet network architecture for providing rapid response time
US4894824A (en) Control network for a rapid connection circuit switch
US4875206A (en) High bandwidth interleaved buffer memory and control
US4897874A (en) Metropolitan area network arrangement for serving virtual data networks
US4942574A (en) Concurrent resource request resolution mechanism
US4922486A (en) User to network interface protocol for packet communications networks
US4899333A (en) Architecture of the control of a high performance packet switching distribution network
US4896319A (en) Identification and authentication of end user systems for packet communications network services
US4872158A (en) Distributed control rapid connection circuit switch
US4893302A (en) Arrangement for switching concentrated telecommunications packet traffic
US4977582A (en) Synchronization of non-continuous digital bit streams
US4872157A (en) Architecture and organization of a high performance metropolitan area telecommunications packet network
EP0335562B1 (en) Architecture and organization of a high performance metropolitan area telecommunications packet network
JP2594641B2 (ja) パケット通信網用のユーザから網へのインタフェースプロトコール
JP2594640B2 (ja) 集中電気通信パケット トラヒックを交換するための装置
JP2595350B2 (ja) 分散制御高速接続回路スイッチ
JP2594641C (ja)