JPH0213043A - 同時資源要求解決メカニズム - Google Patents

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】 荻五分国 本発明は共有資源を割り当てるための電気通信システム
内の装置に関する。

従来肢歪夏皿円感 資源の使用状態を表わすデータ　メモリが複数のコント
ローラによってアクセスされる場合、全てのコントロー
ラが同一のデータ出力を受信し、このメモリのデータが
変更された場合、全てのコントローラがその後このデー
タがアクセスされたとき最初からこのデータの変更バー
ジョンにアクセスできるようにすることが重要である。

ある１つのアプリケーションにおいては、この資源は電
気通信交換システムの回路スイッチの出力リンクである
得る。１つのコントローラが１つの出力リンクが空きで
あることを読み出し、この出力リンクを捕捉すると、こ
の出力リンクは、他の全てのコントローラに対して空き
でないとする必要がある。幾つかのアプリケーションに
おいては、個々のコントローラが複数の出力リンクの１
つを捕捉しようと試みる。先行技術における問題点は、
複数のコントローラの個々が選択された複数の任意の資
源に対して要求を行なう能力をもつようなシステム内に
おいて、ある１つのコントローラによって変更されるデ
ータ、例えば、資源使用状態データが、全ての他のコン
トローラに対して直ちに変更された形成にて使用できる
ことを保証する効率的な方法が存在しないことである。

光皿少互盟 本発明においては、資源の使用状態を表わすデータがデ
ータ　リング上に置かれ、リングの周辺に位置する複数
のコントローラによってアクセスされる。個々のコント
ローラはそれが捕捉することを要求する資源のリストを
保持する。資源使用状Ｂデータの個々のビットは、−度
に１つのコントローラによってのみアクセスすることが
でき、このコントローラはこのビットをこのアクセス時
間に変更することができる。長所として、この構成を使
用すると、資源使用状態データはリングの分解能光たり
一度個々のコントローラをバスし、あるコントローラに
よっていったん更新されると、これは他の全てのコント
ローラに対して更新された状態にて現れる。

本発明の１つの特定の実施態様においては、このデータ
は回路スイッチの出力リンクの使用状態を表わす。デー
タのビットによって代表される特定の出力リンクはリン
グ内のリング上の同期マーカーに対するその位置によっ
て同定される。長所として、この構成は、リング上のこ
のデータ量を節約し、従って、リングのコストを削減し
、またデータがリングを速く通過できるようにする。長
所として、この構成は、出力リンクの最大限の利用を可
能とする。

本発明の１つの実施態様においては、リングにアクセス
するコントローラはデータ網のコアの所の回路スイッチ
内にデータ経路をセットアンプすることを要求するコン
トローラである。アクセスされるデータは回路スイッチ
の所の出力リンクの使用状態である。個々のコントロー
ラはそのコントローラからのデータがそれに交換される
べき出力リンクのリストを維持する。コントローラは次
にこれら出力リンクに対する使用状態データにアクセス
する。ある出力リンクが空きであるとわかると、このコ
ントローラはその出力リンクを捕捉し、これを全てのコ
ントローラに対してビジーとマークする。リンクがビジ
ーとマークされると、この送信コントローラから回路ス
イッチを通じてこの選択された出力スイツチへの接続が
セットアンプされる。これら接続は個々のコントロール
ユニットの制御下によってセットアンプされる。

二瓜何説所 本明細書の詳細な説明は本発明は編入する一例としての
メトロポリタン　エリアｍ　（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、光ファ
イバ　リンク３によってハブ１に接続された網インタフ
エース　モジュール（ＮＩＭ）２の外側リングをもつ。

このハブは任意のＮＩＭからのデータ及び音声バケット
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。

本発明はデータ交換モジュールＭＩＮＴＳＩＩのこのハ
ブの回路スイッチ１０への効率的で概むね公平なアクセ
スを保証する装置に関する。個々のＭＩＮＴはこれがそ
れにデータを送くることを望む出力リンクのリストを保
持する。データ　リングは出力リンクの使用状態に関す
るデータ、及び出力リンクの捕捉に失敗したＭＩＮＴが
ビジーリンクに優先的にアクセスすることを保証するパ
ウインドウ゛を巡回させる。詳細は第２１図との関連で
説明される。

蓮阻星脱凱 上−一導入 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
ア網（ｗｉｄｅ　ａｅｒａ　ｎｅｔｉｙｏｒｋ　、　Ｗ
ＡＮ）が存在し、これらは電信電話会社によって所有さ
れ、数百の末端ユーザシステム（ＥＵＳ）を相互接続す
る。これらの両掻端の間に、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
知能端末からパーソナル　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
メツセージを柱間隔にて発行する。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　エリア網はデータに対する工〉・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（Ｉｎｔｅｇｒａｔ
ｅｄ　５ｅｒｖｉｃｅ　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｎｅｔｗｐｒ
ｋ、　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象、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
ザはこの網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、遠隔要求時ベージング、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
ントワーク要件が示される。ＭＡＮ″！Ａ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。Ｍ　Ａ　Ｎは１５０ギガピン
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、秒当たり
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優雅に処理でき
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、仮想プライバート網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だめのオ
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。精通過の遅延が短か（、単一のパケットに伝送
の優先が与えられ、また網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。

ＭＡＮＦＡ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つのレベルをもつ階層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（
ｓ　ｔｏｒｅ−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
秒当たり２０ミリオン以上の網トランザクションを扱う
ことができ、秒当たり１５０ギガビツトの総ピント速度
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（ｅｘｔｅｒ、ｎａｌ　１ｉ
ｎｋ、ＸＬ）と呼ばれる（ＮＩＭ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秒当たり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、また網ボート
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。ＥＵＳの網需要によるが個々のＮＩＭにて最高２
０個までのＥＵＳ２６をサポートすることができる。こ
れらＥｕ２Ｏ例として、ますます一般化している高度な
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１０Ｍｂｐｓ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ＥＵＳ
２６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
対する大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　ｒｏ　ｔｅｏｎ　＠８０のような高性能ローカル　
エリアＭ４７、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
ＤＤＩ）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１８Ｍトーク
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　ポート及び網か
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
駐ドライハがＵＩＭと密接な関係をもって存在する。

これはｔＪＩＭ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　　（Ｍ　Ｉ、ＮＴ）が存在することが
わかる。個々のＭＩＮＴはＩＬ３を介して最高４個のＮ
ＩＭ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（ｆａｉｌ
ｕｒｅｇｒｏｕｐ　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）は広範囲にわたる分析及
びシミュレーション　モデルに基づくものである。ＩＬ
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ＭＴＮＴから構成され、ＩＬが
ループ　バックし、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　）ランザクジョンは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
１０メガバイトのデータ　ベースの伝送でもあり得る。

ＭＡＮ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　ｕ
ｉｎｔ、　Ｌ　Ｕ　Ｗ　Ｕ　）及びショート　ユーザ　
ワーク　ユニット（ｓｈｏｒｔｕｓｅｒ　ｗｏｒｋ　ｕ
ｉｎｔ、　Ｓ　ＵＷＵ）と呼ばれる２つのＥＵＳ　ｌ−
ランザクジョン　ユニット　サイズを識別する。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
ＬＵＷＵ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　）ラ
ンザクジ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
ＵＷＵは送信旧ｉ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５Ｕ
ＷＵ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ＭＩＨ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。

久主−典哨王三り上叫凰翌 ＭＡＮの動作の説明の前に、網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、ＵＩＭ１３、Ｎ１Ｍ２、ＭＩＮＴＩＩ、Ｍ
ＡＮＳ　１０、末端ユーザシステム　リンク（ＮＩＭと
ＵＩＭを接続）（ＥＵＳＬ）１４、ＸＬ３、及びｒＬ１
２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Ｉ
Ｍ１３ このモジュールはＥＵＳ内に位置し、通常、ＶＥＭｏバ
ス（ＩＥＥＥ標準ハス）、インテルＭＵＬＴＩＢＵＳＩ
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リンク１４　（Ｅ
ＵＳＬ）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ＭＩＨ２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１５をもつ
。パケット及び５ＵＷＵはアウト　オブ　バンド（ｏｕ
ｔ−ｏｆ−ｂａｎｄ）フローコントロールを使用してＮ
ＩＭ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ＥＵＳ　）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の制御の詳細は第１
９図に示される。

２．２．２．１インタフエース　モジュール−Ｎ１Ｍ２ Ｎ１Ｍ２はＶＡＮ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
）ポ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１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）網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はボート同定番号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％［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
構を含む標卓の物理的及び論理的インタフェースを提供
する。

網から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１８；（ｄ）リンク　ハンド
ラとメモリとの間でデータを移動させ、また旧ＮＴ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からか構成される。

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（−杯の網
負荷の状態で約０．５７　：１．り秒）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ＸＬＨ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ＮＴＭ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Ｎ
ＩＭ２へのバスされる。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Ｉ
Ｉ　４！ｉ、（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ＭＩＮＴコントロール
　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は秒当たり最高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、秒当たり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バスされる組織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
トローラはパイプ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ップすることができ、“°セ
ットアツプスルーブツト°°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１
６ｘ１６（４つのＭ　Ｉ　Ｎ　Ｔを処理）から１０２４
ｘ１０２４　（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　　ｚｉ［ｔユーザ　システム　リンクＥＵ
ＳＬ　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
さは数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、メトロバス光波システム
０８−１リンク（ＭｅｔｒｏｂｕｓＬｉｇｈｔｗａｖｅ
　Ｓｙｓｔｅｍ　０Ｓ−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、ＭＡＮの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に接続する。

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　ｆａ
ｓｈｉｏｎ）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０３−１フオーマツト及びデータ速度
を採用する。

２．２．１　　　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をバスするとき、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０８−１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０８−１と限定された類似性しかもたない。

２．３　ソフトウェアの概要 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秒当
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
れは秒当たり４００個の網トランザクション（パケット
及び５ＵＷＵ）に相当する。ＮＩＭ当たり最高２０個ま
でのＥ［］Ｓを持つことは、個々のＮＩＭが秒当たり最
高８０００個までの網トランザクションを扱い、個々の
ＭＩＮＴがこの量の４倍、つまり、秒当たり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
“°瞬間パ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Ｎ１
Ｍボートは秒当たり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ＮＩ
Ｍを処理するＭＩＮＴではさらに顕著である。ＭＡＮス
イッチ１０は秒当たり平均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く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５Ｕ
ＷＵ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５ＵＷＵ
の最も小さな網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ＭＩＮＴ
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、秒当たり数百
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、網ポートの同定、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（発信ＥＵＳのフロー　コントロール、
ｍ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
２０３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。ＶＡＮ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Ｉ　ＮＭＯ３社によって製造さ
れるＴｒａｎｓｐｕｔｅｒ＠　Ｖ　Ｌ　Ｓ　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。

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。追加の情報がセクショ
ン２．４において与えられている。これらサブシステム
をカバーす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、ＩＮＭＯ３社か
らのＴｒａｎｓｐｕｔｅｒである。これら１０ミリオン
　インストラクション／秒（ＭＩＰ）短￥宿インストラ
クション　セット　コントロール（ｒｅｄｕｃｅｄ　１
ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｓｅｔ　ｃｏｎｔｒｏｌ　、　
ＲＩ　Ｓ　Ｃ）マシンは、２０Ｍｂ　ｐ　ｓ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コントロールの秒当たり多数の
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。トランザクシロンはこの
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
プロセッサ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秒当たりのトラ
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ット間の間隔が以下、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） トランスピータ（ｔｒａｎｓｐｕｔｅｒ）　　リンクの
有効ビット速度及び４０バイトＭＡＮＩ）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　）　ラフザク９３７７秒／ＸＬ）Ｉ、
つまり、４０マイクロ秒当たり１トランザクシヨン／Ｘ
ＬＨである。トランザクシリン到達間時間（ｔｒａｎｓ
ａｃｔｉｏｎ　１ｎｔｅｒａｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅｓ
）はこれより短かい可能性があるため、見出しの緩衝が
ＸＬＨ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　
ページ　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
　フローは綱トランザクション　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に域＜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ボートの所で物理的接続を行ない
、次にそのＭＡＮネーム、仮想線同定、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ＮＩ
Ｍポ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ＶＡＮ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（ｐｒｔｖｉｌｅｇｅｄａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉ
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ＥＵＳトランザクションを運ぶことが可能となる
。この数は、高性能ＥＵ３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綱のオーバーヘッドではなく、Ｅ
ＵＳ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名及び仮想樹名。

−データのサイズ。

一要求される網サービスを示すＭＡＮタイプ欄。

−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Ｎ
ＩＭ（ＭＩＮＴを介して）→宛先ＵＴＭ個々のＥＵＳ　
）ランザクジョン（つまり、ＬＵＷＵあるいは５ＵＷＵ
）はそのＵＩＭに送くられる。ＵＩＭ内において、ＬＵ
ＷＵはさらに可変サイズ　パケットに断片化される。５
ＵＷＵ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、５Ｕ
ＷＵがＭＩＮＴに到達するまで行なわれない。ＭＩＮＴ
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ＥＵＳ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ＥＵＳ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ットサイズ
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５ＵＷＵ）には先頭に固定長のＭＡＮ％見出
しが附加される。ＭＡＮ％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トランザクション
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が可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ＵＩＭ
−Ｎ１Ｍ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、発信ポ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、ＭＡＮ
Ｉ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ＮＩＭ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、ＭＩＮＴ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ＸＬＨの所に到達する１５０Ｍｂ／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１
９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ＭＩＮＴからの個々
の１５０Ｍｂ／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　バンド幅を持たなければならない。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５ｔＪＷＵデータをこの
メモリ　アクセス　リングに送（る。

データ及び網見出しは、ＭＩＮＴコントロール２゜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は綱見出しのコピーをＭＩＮＴコントロール
２゜にバスする。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ＸＬＨ
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、絶対に正しいことが要求される。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
体の循環冗長チェック（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ｓｕｗｕ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ＣＰＵ
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）この経路が可用となり、また（２）宛先Ｎ
ＩＭへのＸＬ３も可用となると、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ＩＬ→ＭＡＳＮ→宛先ＩＬ−ＸＬＨこのＸ
ＬＨは宛先ＮＩＭに接続される。ＸＬＨは宛先ＮＩＭ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を単にバ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ョン（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°゛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内に格納し、ＥＵＳトランザクショ
ン（ＬＵＷＵ及び５ＵＷＵ）を再生する。ＬＵＷｔＪは
ＵＩＭ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ＥＵ
Ｓにこの存在を通知し、ＥＵＳからの指令を受けると、
そのＤＭＡ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。

２．５’０の考慮車重 ２．５．１　　エラー　ハンドリング 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、網トランザクシ
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）（ＨＯ２）及び綱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、ＨＯ２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、ＶＡＮ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。この欄はＭＡＮｙＩ
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−”　ビット／ビットのレンジである。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］
・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、ｓ、２ｉｙ′Ｊ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（ｕｓａｇｅ−ｓ
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、これはこの網の
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２０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。このトランザク
ションは、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。Ｎ１Ｍ内において、
ポ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　サーバーはこの同定／ポー＼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にそれが網を使用してもよい
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。Ｎ　Ｉ　Ｍ
はボート番号をトランザクションの頭に加え、これをＭ
ＩＮＴ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
た発信ポート番号が宛先ポート番号と置換され、次に宛
先ＮＩＭに送くられる。宛先ＮＩＭはこの宛先ポート番
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　オブ゛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／ポート情報を除去し、これによって
ポートが活動が止められる。

２、　５．　３　　順番の　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Ｍ
ＩＮＴ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Ｌ
ＵＷＵ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。ＵＩＭ
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　　　想回路及び有限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を資源が可用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
ＵＩＭタイミング　パラメータにて無限サイズのＬＵＷ
Ｕを書き込むことができる。このようなデータ流はＥｔ
ｌＳ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ＬＵＷＩＩ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
ＥＵＳ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、ペ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。Ｍ　Ａ、　Ｎ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、ＶＡＮ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ポー
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秒当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ポートを結合す
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、この網を通じての複数のデータ経路（公称１５０　
Ｍ　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
ド信号法はより複雑な（自己ルーティング）網組職を与
え、網内に緩衝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。

単一組織の利点は、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）ポートがその出力（入力）がアイドルになるのを
待つと、この待ちポートの使用効率が落ち、このポート
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　ポ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、そのポ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ポートのビジー／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
　ポ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、網が同報通信をサポートする場合でも、同時
性問題は（これは複数のポ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ポートが
アイドルになるのを待って、これらの全てに同時に送く
るという単純な戦略は適当でないようにみえる。

ＭＡＮ網にはこのような特別の需要が存在するが、ＭＡ
ＮＳ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
えることなく成長させることが可能である。このトポロ
ジーはこの組織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１断及び修理の容
易さなども満足できる。

３．２．一般アプローチ二分散コントロール回路交換網 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綱に拡大
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、複数の網コントロー
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、網
組織を個々がデータ網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（
綱の状態）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−段組の１割 第６図に示される３つの入力スイッチｌ５Ｉ（１０１）
、１３２　（１０２）、及びｌ５３（１０３）、並びに
３つの出力スイッチ０３Ｉ（１０４）、Ｏ３２（１０５
）、及び０５３（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）内の組繊に加えて、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）内の組織（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、Ｏ３Ｉ　（
１０４）と関連する細分、つまり、サブセットは０３１
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
Ｏ８ｌ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Ｏ５ｌ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、１
３１上の１つの入り口をＯ８ｌ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Ｏ３Ｉ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０３１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
これら人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
スインチ上の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。

Ｃ，Ｗ、　　リチャーズ（Ｇ、Ｗ、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（Ａ　Ｔｗｏ−３ｔａ
ｇｅ　Ｒｅａｒｒａｎｇａｂｌｅ　Ｂｒｏａｄｃａｓｔ
Ｓｗｉｔｃｈｉｎｇ　Ｎｅｔｗｏｒｋ））において説明
のタイプの以降リチャーズ網（Ｒｉｃｈａｒｄｓ　ｎｅ
ｔｗｏｒｋ）　　と呼ばれる２段網は、この問題を個々
の入りロボートを異なる複数の入力スイッチ上に分布す
る複数のアピアランシズ（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、ＶＡＮはこのリチャーズ網機能を回報通
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、複数の人力、
実際には、ＭＩＮＴの中央コントロール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　コントローラに分配されなければならない
。第７図には、回路楽境トランザクションに対するＤＮ
ｅｔ１２０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　プロンキ
ング　リチャーズ網である。個々のスイッチ１２１．１
２３は形成期クロスポイント　コントローラ（ＸＰＣ）
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　（ＭＡＮＳＣ）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つのバス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
ハ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（ｙ１１３０：１つの
ＭＡＮＳＣ１４０）あるいはインタフェース（網１３１
＆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緩衝
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ブレキシング及びマル
チブレキシング（ステアリング及びマーソング）を扱か
う。ＤＮｅｔ内の任意の要求メツ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　　接続要求のシナリオ 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ＭＡＮＳＣは静的グローバル　ダイレクトツー（例
えば、ＲＯＭ）を調べて、どの第１段のスイッチが要求
される入り口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　スルーブツトを達成する。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　アヘッド（
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
メツ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
口対人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、任意の最内のスイッチは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　　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響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１１３０．１３３．１３４を含むＣＮｅｔ２２
から構成される典型的なフルに成長してＭＡＮＳを図解
する。ＩＬ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。ＤＮｅｔ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Ｘ
ＰＣ１２４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
　ブレーンに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１：６４ＣＮｅｔ１３０．１３５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ＭＡＮＳＣｌ　
４０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
求信号、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
個のボートの代わりに２５６個のポートを持つようにし
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ＮＩＸは１０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トラヒツク　び統人 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ｓｕｗｕ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、ＭＡ
Ｎは大きなＥＵＳトランザクシ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
光たり１つのＭＡＮＳ接続をパ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　トランザクションのサイズは以下に説明さ
れる理由によって１つの５ＵＷＵから数個のＬＵＷＵ（
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゛′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（トランサクシ３
フフ秒）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
の個々のスルーブッ）　（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
。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組織
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
滅すが、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５ｔｌＷＵ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ＥＵＳ　トランザクシ
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、組繊及び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。

−し−１−１，４を月赴仕慄 しかしながら、ＭＡＮのデータ　スルーブツトは、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は秒当たり少なくとも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。これらステンプがバイブライン連結される
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、これらステン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ければならな
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１０．Ｍｂ／Ｓ）にてランすることが要求さ
れる。

３．３．２　データ　　（ＤＮｅＬ） 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　　　計パラメータ 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個のアビアランシズを持つ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、この網
が同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ことができる。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太き（落さないことがＵ（ＩＬＲｌ
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
つのアピアランシズを持ち、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個のアビアランシズを持ち、また個々
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
するため、任意の出口スイッチは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、計算スルことも、テーブルから読み出すこともでき
る。バス　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、ＣＮ　ｅ　ｔ、　、−
トの１つのＸＰＣ１２２，１２４を持つが、これば、Ｍ
ＡＮＳＣ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コント旦ニ
ブ立Ｕ冊 ３．３．３．１　　コントロール網（ＣＮｅｔ）先に而
単に説明されたＣＮｅｔ１３０．１３４．１３５は、Ｍ
　Ｉ　ＮＴ、ＭＡＮＳＣ，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２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ＡＣ
Ｋ及びＮ　Ａ、　Ｋ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）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Ｃ
Ｎｅｔ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ポートの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ＣＮ
ｅｔ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
を指定される旧ＮＴ及びＩＳＯ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つ以上のメン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は一連の要求力＜ＭＩＮＴ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バ
スされるのに十分に離して送（られることを保証する。

ＭＩＮＴ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パッ
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、このバスの競合の処理
にあたって、受信機に対する競合を自動的に解決する。

バス要素は信頬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
。

（■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、優先パケソＩ−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ＬｔｌＷｔｌの多くの断片の１
つである場合は、任意のパケットの遅延は、末端間ＬＵ
ＷＵ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、及びおそらく、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Ｍ
ＡＮＳＣ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Ｌ　
ｔＪ　Ｗ　Ｕに再結合されるパケットより統合による利
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。［ＮＴ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
“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微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１５６）、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
（優先あるいは普通パケット）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あるいば１６７）。オーバーワーク（満
杯の待行列）のＭＡＮＳＣもＢＮＡＫを戻し、ＢＮＡＫ
及びＣＮＡＫの両方とも統合を通じてトランザクション
　サイズを増加させ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ＩＩ、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ＢＡＮＫ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
ブツト及び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。これがキューイングの前のビジー
　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ＭＡＮＳＣ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１６７）、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）、その人
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ＮＡＫ（組１１ｉＮＡＫ）、あるいは組織ブロック否
定的受取通信（ＦＮＡＫ）が要求ＭＩＮＴに戻され、要
求ＭＩＮＴは後に要求を再度試みる（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）、ＦＮＡＫ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　パスを用い
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ポ
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 線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、旧ＮＴ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。ＭＡＮ
ＳＣ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１９５）、これらリン
クをアイドルとマークしく動作１９６）、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ＭＩＮＴに送くられる（動作１９２）。この接続の
記録がない場合は、ＭＡＮＳＣは゛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スループット
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　ピント、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、Ｎ　Ｉ　Ｍ及びＭＩＮＴは、ＭＡＮＳ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ボートのサブセットを同定する。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かる（あるいはこれらを
完全に除去する）前に、ＭＡＮはＭＩＮＴ、ＩＬ、及び
ＭＩＮ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５ＵＷ
Ｕ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ＭＩＮＴ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
ＭＡＮＳＣ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ＭＡＭＳＣ（７）
１６ＰＡＳＣ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はいずれにしてもテス
ｌ−Ｓ　ＵＷＵ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ＮＩＭ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網１
２０にコントロール命令を送くるユニットである。これ
はコントロール網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ＭＩＮＴＩＩにコントロール″！ｆｌ１３６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１２２
へのコントロール網１３４を介して送り、また直接に特
定のＭＡＮＳＣ１４０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から要求受入ポート１４０２の所で
受信される。これらは受入コントロール１４０　、ｔ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？ＩＡＮＳＣ１４０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１７０内に置かれる。出口マツプ１４０６が切断され
た出口をアイドルとマークするように更新される。受取
応答ユニット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（る。受取応答はコン
トロール網１３５を介して要求ＭＩＮＴＩＩ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はデータ網１２０内の
経路の設定を制御し、また要求入力すンクと空きの出力
リンクとの間のデータ網内に使用できる経路が存在しな
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■止するように更新する。

サービス　コントロール１４２０は３つの待行列１５０
．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
６がどのリンクをアイドルにす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
ート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　ボート１４３０か
ら送くられる。切断要求に対しては、静的マツプ１４２
２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１
４２６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
プ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ｍ１３０（第７図）は出力１
３７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ＭＡＮ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。これら
要求は次にバス１３２上に置かれるが、この出力は一時
的に中間レジスタ１４１内に置かれる。バスアクセス　
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１
３９に接続されたバス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１
３２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１４１の出力が
バス１４２上に置かれ、ＭＡＮ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は制御データ集信器１３６か
ら新たの人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ｍｌ　３４及び１３５はコントロール網１
３０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
ら選択された２段すチャーズ網である。このＳＣＣは第
１及び第２段の全てのスイッチ内のｘｐｃ、個々の第２
の段をもつ知能コントローラＭＡＮＳＣ，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
コントロール、及び集められたデータをこのリンクを通
じてＭＡＮスイン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、網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、監督及び維持のためのイン
タフェース。

７、動作、監督、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１−ロールの一部
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ット
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（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（入りリンクと同一速度
にて）ＭＡＮスイッチを送り、ＭＡＮ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、Ｉ　Ｌ
　Ｈは中央コントロールに、このブロックがＸ　Ｌ　Ｈ
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（第４図）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）集められた
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。

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２０１５．、、．２０２に編成され、これによって複
合５１２ビット語が準備される。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
）ＩＡＮアプリケーションにおける１つのＭＩＮＴＩＩ
に対するメモリのレンジは１６−６４Ｍバイトである。

この故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　スロット害り当タイム　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ＸＬ
Ｈ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ＩＬ
Ｈ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２１５及
びカランＩ−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２２０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　　動作 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“要求、（２）　Ｉ　Ｌ　Ｈに対する″続出し
パ要求、（３）　Ｘ　Ｌ、　ＨあるいはＩＬＨによって
発行される°°新アドレス”コマンド、及び（４）ＴＳ
Ａ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゛要求の場
合は、データの３２ビツトが付随する。

“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、ＸＬＨ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
エース論理に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ＩＬＨ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°′２１６
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、Ｔ
ＳＡはこのチャネルを“°不活性（ｉｎａｃｔｉｖｅ）
“°とマークする。

上の説明から、“新アドレスパ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。

ＩＬＨ１７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り
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２１３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、ＴＬＨ１７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、
これはこのバンド幅をこのリングに接続する回路が決し
てデータを高速パ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
タによって簡単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
開始ヲ同定する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であるクロ
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　インクフェース論理は
接続回路にＴＴＬコンパティプル信号レベルを提供する
。

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　スロットを調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
しなければならない。

４．４．３　　タイム　スロット　サイクルテーブル■
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　フレームは全部で８
０個のタイム　スロットから構成され、このなかの６４
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。テーブルは、個々のメモリ　モジュールＴ
Ｓ＾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ＸＬＨから受信し、またその間にそ
れが個々のＩＬＨ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　スロットで
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、Ｘ　Ｌ　Ｈ及びＩＬＨ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　スロットＯにおいて
ＸＬＨＯからデータを受信し、ＩＬＨＯ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、Ｔ
ＳＡＯはＸＬＨ２及びＩ　Ｌ　１１２に対して類似の動
作を遂行する。スロット４６はＸ　Ｌ　Ｈ１及びＩＬＨ
Ｉに対して使用され、そしてスロット６３はＸＬＨ３及
びＩＬＨ３に対して使用される。ＸＬＨ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−）（７
）ＸＬＨ１４−Ｍ）ＩＬＨｌ及び中央コンｔ−ｏ−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、スーパーフレーム同
期信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つのブロックの語は、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Ｉ　Ｌ　Ｈに対して特別の“語Ｏ“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　スロット２４（そのコントロー
ル　タイム　スロット）においてＩ　ＬＨＯによって新
たなアドレスが送られるものとする。ここで、ＩＬＨＯ
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番号番号−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トロール　タイム　スロットとで
は異なる。

テーブルＩ リング　タイム　スロットわりあて ＬＨＯ ｌ Ｘｌｊｌｌ ＸＬＨ２ Ｉ ｌ７ ＸＬｌ１３ ２ｌ ｌ Ｉ　Ｌ　ＩＩ　０ ＩＬＩＩ１ ｌＬＩ＋２ １　１．　１１３ ｌ ＣＣ ＸＬＩＩＯ Ｘ　Ｌ　Ｉ１　１ Ｘ　ｌ．　１１２ ｌ２ Ｘ　１１１　３ ｌ３ ｌＯ ｌ０ ｌ ＩＬＩＩＯ ｌ１ ；｛ ｌ５ ■ ｌ２ ：｝ ■ ＋１２ ４．４．３．１　　データ　タイム　スロットデータ　
タイム　スロットは自身のＸＬＨＯ所で発生ずるとみな
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Ｔ　ＨＬ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Ｘ　Ｌ　Ｈの間で（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 ＯＯパケットの最後の語 この°′バケントの最初の語゛°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ＴＬＨ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ＩＬＨに送くるとき送信される。

４、　４．　３．　２　　コントロール　タイム　ス口
・・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　ヒツトはコントロール　クイＪ１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 Ｘ　Ｌ　Ｈ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パンファ　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ＭＩＮＴの中央コントロール２０に必要な情報をパス
することである。これに加えて、Ｘ　Ｌ　Ｈ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、ＮＩＭ状態の伝送及び網内のフロ
ーの制御が含まれる。ＸＬＨはＮｒＭ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
ＭｌＮＴ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ＸＬＨの全体を示す。

４．５．１　　リンク　インタフェースＸＬＨ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　クロックが回復され（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２５２
）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ＦＩＦＯ２６６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２６２
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
ＦＩＦＯ２５８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　サイクルとの同期の確立及
び保持。

２、　リンク　インタフェースＦＩＦＯから該当するリ
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、ＦＩＦＯ２５８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（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 ＸＬＨのコントロール部分は空ブロックのＦＩＦＯ２７
０を補充し、また受信された個々のパケットに関する見
出し情報をＭＩＮＴの中央コントロール２０（第４図）
にパスする責務を持つ。

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ＦＩＦＯ２６６内に置かれ、これが後
にＸＬＨプロセッザ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　　　　コントロールとの対＝ＭＩＮＴ
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。ＸＬＨコントロールはその空ブロックのＦＩＦ
Ｏ２７０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。

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ｒＬＨ、スイッチ組織を
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　Ｉ　Ｏから来るが、これは入力をさ
まざまな時間にＮ　Ｉ　Ｍ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
イッチ組繊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、ＮＩＭ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　１．
、　Ｈの鏡像である。Ｉ　Ｌ　Ｈ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
フ゛ロックをＳ売み出し、そしてデータをシリアル　リ
ンクを通じてスイッチに送（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１−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に追加のバイブ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。

、１．６．１　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のパンファ　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。

２．８亥当するリング　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ＦＩＦ○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、ＰＩＦ０２８２
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）への新たなアト１／ス及
びカウント（存在する場合）の送出。

Ｘ　Ｌ　Ｈと異なり、ｌｌ−Ｈ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ＦＩＦＯ２８５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（−ＩＪ　　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提供する。フロー　コ
ントロールはＩ　Ｌ　Ｈノ任ｔｍ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ッ１−ＦＩＦＯ２８２内に
確保されるまで送くられるべきではない。

４．７ＭＩＮＴ中　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、ＭＩＮＴ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中央コ中央コ
ントルロール３５２される。最初に、中央コントロール
２０と他のユニッ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。

ＸＬＨ１６はＭＩＮＴ中央コントロールと通信してＭＩ
ＮＴ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ｔ　る。ＭＩＮＴ中央コントロール２０のメモリ
マネシャーは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に送くる。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、ＩＬＨ２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。ＩＬＨ１７はＮＩ
Ｍ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、Ｎ１Ｍ上のそのパケットが伝送されるべき１つある
いは複数のポ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ポ
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。ＩＬＨ
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／出力ポ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／出力ポートをもつ。

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Ｘ　Ｌ、
　Ｈラネジャー３０５、発信先チエッカ−３０７、ルー
タ３０９、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］に人いるデータを
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。

ＸＬＨ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ＸＬＨマネジャー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、Ｘ　Ｉ、Ｈはこの
割り当てられたメモリ　ブロックを再利用する。ＸＬＨ
マネジャーは見出し及びそのパケ７１・に対し、で割り
当てられたメモリの同定を発信元チエッカ−３０７にパ
スする。ＸＬＨ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ＸＬＨ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ＮＩ
Ｍ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　ユニット待
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内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。この肯定通知はスイッチ設定コントロール３１３に
よって受信され、コントロール３１３をこれをＮＩＭ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ＩＬＨ１７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・ノドの連結されたパケ
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３
０１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３０１はこ
の解放情報をメモリ分配器３０３に送くるが、分配器３
０３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ラネジャー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）ＭＩ　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　フローをチェンクするための
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ＭＡＮ網内の他の統計値と結合される。ルータ−３０
９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ン
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プロセッサに
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はまたルータ−３０
９のデータをＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロセッサ３１５を
介して変更するためにＯＡ＆Ｍ中央コントロール３５２
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、ある物理ポートから別のポートへの論理端末
（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ＭＩＮ
Ｔ動作、ＯＡ＆Ｍモニタ及びＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロ
センサ３１５を介して発信元チエッカ−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Ｍ　Ｉ　Ｎ７％の保守及びコントロールシス
テムのプロンク図を示す。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
３５２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ＭＩＮＴ
　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７に接続される。ＯＡ＆Ｍシス
テム３５０からのメツセージの多くが全ての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　リングは精インタフェース　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ＭＡＮハブ
内の個々のＭｒＮＴ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　件 ＭＡＮシステム内のリンクはＥＵＳとＮＩＭＯ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
トを同一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゛’０３−１”フォ
ーマットと互換性をもつ。

３、　語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簡単に加えることが
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はど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、メトロバス
光波システム°”０３−１’“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
際通信会議（ＩＥＥＥ　Ｉｍｔｅｒｎａｔｊｏｎａｌ　
Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ）
、１９８７年、ペーパー３０Ｂ、　　１．　１にＭ、　
　Ｓ、スチャフ７−　（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
１９４　（Ｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　０ｐｔｉｃａｌ　
Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　ｆｏｒ　
Ｍｅｔｒｏｂｕｓ　Ｌｉｇｈｔｗａｖｅ　Ｎｅｔｗｏｒ
ｋ）　）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　網ハメトロパスの低レベル　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８８
−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ＭＡ
Ｎによっては使用されない。このプロトコールの語オリ
エンティッド特性のために、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。１４６．４３
２Ｍビヅト／秒リンク　データ速度において、１０９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、リンクのバンド幅を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″パケットパを
移動するために使用される。パケットを同定するために
、このフォーマットは”５ＹＮＣ”語及び”ＩＤＬＥ”
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′”Ｄ　Ｌ　
Ｅ　”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ＴＢＭ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ＣＲＣ１６
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０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、こ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ロー　コントロー
ル レベル１フオーマツ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
オーマン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絽コシコ
ントロール的に使用される。

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とＮＩＭの間の）ＭＡＮ
　　ＥＵＳ■、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Ｅ
ＵＳへのこのフロー　コントロール　チャネル（ビット
）はＥ　Ｕ　Ｓ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。

ＮＩＭは、ＥＵＳ送信機がフロー　コントロールが実施
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１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（Ｓｐ
ｅｃｉａｌ　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ごとき°’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く
、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Ｉａ（ｄａｔａ　ｆａｂｒ
ｉｃ）はＤＣから２００Ｍピント／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ハブの総バ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織は
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ＩＬＴ（からスイッチの出力ボ−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。この高ハンド幅スイッチを使用するためには、
従って、スイッチポ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（ＰＡＳＣ） 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　ＡｌｉｇｎｍｅｎＬ　
ａｎｄ　Ｓｃｒａｍｂｌｅｒ　Ｃ４ｒｃｕｉｔ　、　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Ｉ　ｌ、　ｌ−１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ＦＩＦＯ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
に入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　ｈａｎｄｉｅｒ）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（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、ＩＬＨは個々のフレームをＰ
ＡＳＣによっ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。Ｉ
ＬＨ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（ＲＥＦＣＬＫ）に対して１８０度位相がずれたＲ
ＥＦＣＬＫ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、ユニツ）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
オーダー人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。

このデータ　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、タッ
プラド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
を用いて節単に実現できる。ここに説明の構成は、１つ
の共通ソースクロックが存在し、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　クロック分配 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Ｏ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クの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響を与えない。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。

網インタフエース　モジュール（ｎｅｔｗｏｒｋ　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（ｅｎｄ
　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は網トランザクション　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”′
発信ポート番号′”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で説明の網登録サービ
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
を阻止する。ＮＩＭはこうしてＭ　Ａ　Ｎ　ｙ４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
って所存される。

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ＮＴＭアーキテクチャ−が示される。

７．２　基本機能 ＮＴＭ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人カバカバッファ
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　バンド　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、ＨＣ３）が上流リ
ンク上のＵＩＭによって生成され、下流リンク上のＵＩ
Ｍ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。

下流ＸＬ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。

［８びデマルチプレキシングｎＥＵＳＬ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
　ユニットは、宛先ボート番号を１つあるいは複数のＥ
ＵＳリンクにマツピングすることによって該当するＥＵ
ＳＬにルーティングされる。

光（ｉｆ二上ｕ定：発信ＵＩＭのボート番号が上流に行
り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、”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。

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　　上ゝ１．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
ター（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ポート
番号が最初に伝送され、これに続いて、綱トランザクシ
ョン　ユニットが伝送される。ＸＬインタフェース４４
０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からの網トランザクシ
ョン　ユニットはＸＬインタフェース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ＥＵＳ　
Ｌインタフェース送信機４１０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
ツタを提供し、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ＥＵＳ
Ｌボート番号を復号し、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ＥＵＳＬ１４に配達するために転送
される。不当なポート番号（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、ＥＵＳ　Ｌ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及び送信機４１０にゲートするのに
用いられる。

ユーザ　インタフェース　モジニールＣＵＩＭ）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（ＬＡＭ）　、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ｉ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、これら網末端ユーザ
　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、フレキシビリティ、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、ＵＴＭ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、厳しい応答時間要件、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ＬＡＮ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、Ｕ　Ｉ　Ｍ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ＥＵ
Ｓ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ＮＴＭ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−網インタフエース ＵＩＭＭＡインタフインタフェースの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基機箭 ＵＩＭｆｉインタフインタフェース機能を遂行しなげれ
ばならない。

のインタフェースには、光学送信機及び受信機、並びに
、ＥＵＳＬ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。

ヱニ又鬼班蓼：出網トランザクション　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　メモリの管　：ある１つのＬＵＷＵのパケッ
トが受信ＵＩＭの所に別のｔ、ｕｗｕ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。

プ豆上ユニ土処旧：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ｔ、ｕｗｕ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。ただし、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ＵＩＭ４１インタフェースへの双方向Ｉ
１０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、入りパケットをＥＵＳ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５ＵＷＵ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１５０Ｍ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
ケットが挟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　ソフト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、これはあらかじめメモリの数
フ゛ロックを害りり当てることによって（適当なバース
トサイズの場合は）緩和できる。従って、ホスト　プロ
センサが受信パケット　バッファを管理することは可能
である。同様に、ホスト　プロセンサは、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。ホスｌ−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）、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、また高レベルＥＵＳインタ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、ホスト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
ＡＮ網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、ＵＩＭ１ｊｉ４イ
ンタフェースの動作を簡単に説明する。ここでは、ＦＥ
Ｐ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Ａ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　ｗｏｒｋ　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ＭＡＮ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Ｅ
ＵＳ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４
５１を通ってリンク　ハンドラ４６０内の送信Ｐ　Ｉ　
ＦＯ１５内ニ送出される。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５
４５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Ｎ１Ｍバケッ
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ＦＩＦＯ１５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４６４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に受信機ＤＭＡ
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
網インタフエース処理装置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ＥＵＳ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ＵＩＭｉｌ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、また網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全多様な範囲に及
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ぶ。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ムから、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　システムに合
わせて設計することが要求されるが、またこれらＥＵＳ
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、
パケット　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
の伝送ユニントであるデータの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ハス性能をもつ場合
は、綱インタフェースの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ＦＥＰとＥＵＳ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
ンがパケットメンセージ　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ＥＵＳ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ット化を行なう作業
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メモリと網インタフエ
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ｔこおいては、おそらく、コントロール信
号どデータの両方が同一の物理経路上を伝送される。Ｄ
ＭＡ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、ＥＵＳイン
タフェース内に、ＥＵＳプロセッササイクルを使用する
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ＤＭ
Ａコントローラが使用される。

網データに対するＥＵＳ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子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　メモリに接続す
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
ーションに基づくフレキシビリティ−を大きくするため
に、ＥＵＳ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。

アプリケーショ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。ＥＵＳは網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、ドライバ及び網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　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バスをベ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
エースに接続される一例である。このＥＵＳ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。ＵＩ
Ｍ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、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ント（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　ハス　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
゛仮想゛と呼ばれる。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ＭＭＵ
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、ＶＭＥバス　ア
ドレス　スペースの最も低いメガバイト（３２ピントＶ
ＭＥアドレス　スペース内の０ｘｏｏｏｏ　　ｏｏｏｏ
→０ｘＯＯＯｆ　　ｆｆｆｆ）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０ｘｆｆ
Ｏ００００→０χｆ　ｆ　ｆ　　ｆ　ｆ　ｆ　ｆ）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、そのデバイスがハス上に置りアドレ
スがＶＭＥアドレス　スペースの低メガハ゛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バス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、ＥＴＨＥ
ＲＮＥＴ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ＤＶＭＡ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　
ベ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ＤＶ
ＭＡ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（、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　ハスにマツチ
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網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バスシスう−ム　バ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ＥＵＳメモリからＵＩＭにハ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、またホス
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ＥＵＳ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。　ｍｂｓｅｔ、ｕｐ“°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、これがスワン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ＥＴＨＥＲＮＥＴ上でランする現存の
網アプリケーション、例えば、これらの精ファイル　シ
ステム（Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｆｉｌｅ　Ｓｙｓｔｅｍ　。

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Ｅｕ２Ｏ間の動作及び
インタフェースの機能図である。この特定の実施態様内
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、？、１Ｇの
ＵＩＭの１つにリンク１４を介して分配され、これらＵ
ＩＭ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ＥＵ
Ｓに伝送される。

このデータの伝送が達成するだめのコントロール構造が
第１９図に示される。つまり、Ｍ　Ｉ　Ｎ　Ｔからの人
力はＭＩＮＴ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ばこの出力
をルータ−５２２の制御下において？ｌのＮＩＭからＵ
ＩＭ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／
Ｎ　　ＬＨ）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５２４もこの実現においてはメトロバス物理層プ
ロトコールをサポートするが、他のプロトコールをサポ
ートすることも可能である。開−Ｎ１Ｍ上に異なるプロ
トコールが共存する可能性もある。Ｎ／Ｕ　　ＬＨ５２
４の出力はリンク１４を通じてＵＩＭ１３に送られ、こ
こでこれはＮＩＭ／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　
　ＬＨ５５２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５ＯＷＵ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Ｌ　Ｕ　Ｗ　ｔＪ及びｓｕｗｕの待行列を保
持する。受信待行列マ不ジャー５５８はＬＵＷＵ及び５
ＵＷＵ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。Ｅ　Ｕ　Ｓに５ＵＷＵの受は取りを通
知するメツセージにはＳ　Ｕ　Ｗ　Ｕ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５６０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５５
４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
ータの全量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　　Ｉ、Ｈ５６２を介してＥＵＳにこれを通知し、メ
モリ　マネジャー５５０にＬｔＪＷＵ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、ＵＩＭ／ＮＩＭ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Ｎ１Ｍ２の所で
Ｕ　Ｉ　Ｍ／Ｎ　１Ｍ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５
３２が次にＭＩＮＴリンク３上のＮＩＭ／ＭＩＮＴリン
ク　ハンドラ５３４の制御下においてＭＩＮＴｌｌ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ＮＩＭ２内の複数のバッファ９４の選択を行なう
。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ノトデークのＥＵＳハス９
２を通じてのＤＭＡを介しての伝送を実行し、またＵ／
Ｎ　　ＬＨ５４６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ｓｕｗｕあるいはＬｔＪ　Ｗ　Ｕ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５７０がＵ／Ｅ　　ＬＨ５６２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網（Ｎｅｔｗｏｒｋ
　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡｄｖａｎｃｅｄＲｅｓｅａｒｃｈ　
Ｐｒｏｊｅｃｔｓ　Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉｏｎ　ｏ
ｆ　ｔｈｅ　Ｌｌ、Ｓ。

Ｄｅｐａｒｔｍｅｎｔ　ｏｆ　Ｄｅｆｅｎｓｅ　、　Ａ
　ＲＰ　Ａ　ｎ　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５８
０　（レベル３）、伝送側＜Ｉｌｌプロトコール（ＴＣ
Ｐ）及びユーザ　データグラム　プロトコール（ＵＤＰ
）ブロック５７８（ＴＣＰはコネクション　オリエンテ
ィラド　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）、ｍ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、
ＭＡＮｆｉ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
直接にインタ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　　ＥｔＪＳインタフェース機能送信Ｅ
ＵＳ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ＵＩＭＯ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Ｓ　Ｕ　Ｗ　Ｕ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ＭＡＮのアドレス、宛先グループ（仮想網）、Ｌ
ＵＷＵ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。この網インタフエース部分は、ＬＵＷＵ及び５
ＵＷＵ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Ｉ・ロ
ール　インタフェースはフロー　コントロールに対する
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Ｌ　Ｕ　Ｗ　Ｕ情
報及びＥ　Ｕ　Ｓ　ｈランザクジョンのどれだけの量が
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して、ＥＵＳ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
ＵＩＭ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
。ＥｔＪＳ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　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 （Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　ｏｆ　Ｃａ１ｉｆｏｒｎｉａ
　ａｔ　Ｂｅｒｋｅｌｙ）によって開発された４、２Ｂ
ＳＤ　　ＵＮＩＸシステム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、ＡＲＰ
Ａｎ　ｅ　ｔ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
リエンティラド　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　プロトコール（
ＵＤＰ）を含む。現在のサン　システムはＩＰをネット
ワーク層の上半分内のネット間サ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、スペシフィッ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Ｉ・
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プロトコールが実
現される。サン　ワークステーションをＶ　Ａ　Ｎ　４
１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ＭＡＮｍ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。

ＭＮＡＩは当然コネクションレスあるいはデータグラム
　タイプの網である。ＬＵＷｔＪ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
トランザクションを形成する。

現存の網サービスはＭＡＮ網データグラムＬＵＷＵ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　オリエンティント　サポートの両方を構築し、ま
たＶＡＮデータダラム　ネットワーク層の上部にアプリ
ケーション　サービスを構築する。サンは既に多様なλ
１４アプリケーション　ソフトウェアをもつため、ＭＡ
Ｎ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　Ａ　Ｎ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内にアドレス翻訳ナ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Ｅ　ｔ
Ｊ　Ｓ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ン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ＶＡＮアド
レスが戻される。セ・ノド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、ＭＡＮはサン環境内に
おいて多くの異なる、新たな、そして現存の絽ソフトウ
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　トライバ上部サイド
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ｔ、ｕｗｕ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Ｄ　Ｍ　Ａ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　パスを通して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　ｎＣしプロ
トコールに対する出ＬＵＷＵ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ＬＵＷ
Ｕを伝送するとき送られるＭＡＮデータダラムコントロ
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ＤＭＡ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、Ｌ　ＵＷＵ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１−コー
ルをＥＵＳに入りデータを通知するＵＩＭにて実現する
。このボール応答には発信アドレス、Ｌ　ｔＪ　Ｗ　Ｉ
Ｊ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、及びメンセージ
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。いか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１−ロール要求が行なわれ、この結果と
して、Ｕ　Ｉ　ＭによるＤＭＡ動作が遂行される。デー
タを受信するための巳ＵＳハンファをあらかじめプロト
コ−ル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
層からバッ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汲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ＶＡＮインタフェースソフト
ウエア 将来、ＭＡＮｉ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。ＶＡＮデー
タグラ１、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。

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と呼ばれるデータダラム　トランザク
ションを網内に送る。ＵＥＳから来るデータはＥ　Ｕ　
Ｓメモリ内に駐在する。ＥＵＳからの制御メンセージは
ＵＩＭに対してデータの長さ、このＬ　Ｕ　Ｗ　ｔＪ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Ｌ　Ｕ　Ｗ　ｔＪ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Ｉ−ｕ　ｗ　ｕ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バケ７）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５Ｕ
ＷＵど呼ばれ、単一のパケット内に収容される。複数の
ＥＵＳがＮＩＭＯ所で集信され、これらパケットはＵ　
Ｉ　ＭからＮＩＭへのリンク（ＥＵＳＬ）に送られる。

あるＵＩＭからのパケットは、ＮＩＭからＭＩＮＴへの
リンク（ＸＬ）上で他のＥ　Ｕ　Ｓ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Ｅ　Ｕ　Ｓ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ｒ−ｕｗｕｔ−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ＬＵＷＵ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。

ＮＩＭがパケットをそのＸ　Ｌ上のＭＩＮＴに送る前に
、これはＮ　Ｉ　Ｍ／Ｍ　Ｉ　ＮＴ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上の物理ボートを同定する発
信ボート番号を含む。この見出しはＭＩＮＴによって発
信ＥＵＳがそのユーザが許可をもつボートの所に位置す
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
によってはこの板層網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Ｉ　Ｌ　Ｈがパケットを宛先ＮＴＭへのＸＬ上に送
るために網を通じてパスするとき、これはＮ　Ｉ　Ｍ　
／　Ｍ　Ｉ　Ｎ　Ｔ見出し内に異なるポート番号を置く
。このボート番号は宛先Ｅ　ＬＪ　Ｓ　／　Ｕ　Ｉ　Ｍ
が接続されたＮＩＭ上の物理ボートである。宛先ＮＩＭ
はこのポ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ン
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ＭＡＮ見出し６１０
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。ＭＡＮ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Ｎ　
Ｉ　Ｍ／Ｍ　Ｉ　ＮＴ見出し欄内の全てのボートに回報
通信する。

パケットが宛先ＨＩＭの所に到着するとき、パケント見
出しは発信ＥｔＪＳのトランザクションを再組立てする
のに必要な発信ｔＪＩＭからの元の情報を含む。さらに
、バイブライン連結、あるいは他の異なるさまざまな已
ＵＳ＋−ランザクションサ・イズ、優先、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。

バケッＩ・　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
ラーの指標がネントヮ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、メン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ＵＩＭ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
ＵＷＵ到達通知の一部としてＥＵＳに運ばれ、ＵＥＳは
このメツ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金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　コントロールのよウナ他の″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、処理オーハヘンドが性能を低下
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　スループットが達成
できるものと見込まれる（この光ファイバ　リンクのピ
ッＩ・　エラー率は１０工ラー／兆ビット以下である）
。また、高速リンクからのデータを処理するのに必要な
ＭｒＮＴ及びｔＪＩＭ内の非常に大きな量のバッファメ
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Ｕ　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ＵＩＭを出ると変えられることはない。

ＵＩＭからＵＩＭへのメツ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ＮＩＭＯ所での正しいＵＩＭ／ＥＵＳポー　１−へ
のルーティング、 可変長メンセージ（例えば、ｓｕｗｕ、パケット、ｎ個
のパケット）のＭＩＮＴ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、−網内メン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（仮想網）識別子６１
６、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Ｉ）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−ビット語、つまり、２２
４ピント長である。ＭＡＮ見出しにメンセージを断片化
するためのＥＵＳかにＥＵＳへの見出し６３０が続く。

この見出しはＬＵＷＵ識別子６３２、ＬＵＷＵ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
の内容を同定するだ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
バイト数３６９を含む。そして最後に、宛先ボートの同
定６４２及び発信ボートの同定６４４に続いて、適当な
ユーザ　プロトコールに対スるユーザ　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　
レベルにおいては、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　チエ７り　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）ＭＩ　Ｎ
７Ｍ　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つの欄内に置かれる。

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、タイプ欄
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。ＭＡＮア
ドレスは３２ビツト長であり、網に接続されたＥＵＳを
指定するフラット　アドレスである。（網内メンセージ
においては、ＭＡＮ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、ＥＵＳのか
わりに、川内実体、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ＥＵＳ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サーバーにて署名し、そのＭＡＮ
アドレスとそれが位置する物理ポートとの間の対応を更
新することが必要である。勿論、ポート番号はＮｒＭ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、宛先アドレスはメツセージをル
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Ｎ１Ｍ内においては、この宛先アドレスはメ
ン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ビノト長であり、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Ｉ・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ＥＵ
Ｓ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 サービスのタイプ欄６２３は１６ピント長であり、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７処理のしがたを変える。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
６２４は網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
Ｌ　Ｕ　Ｗ　Ｕ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
見出しからのポート番号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
メツセージを送った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　　ＵＷＵ　　ＩＤｔＪＷＵ　　Ｉ
Ｄ６３２は宛先ＵＩＭによってＵ　ＷＵ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
は網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 ＵＷＵ長６３４は３２ピント長であり、ＵＷＵデータの
全体の長さをバイトにて示す。ＬＵＷＵ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、ＬＵＷＵがＥＵＳにパイプラ
イン連結された場合は、これがＵ　Ｉ　ＭがＬＵＷＵの
通知が開始し、ＵＩＭにＬＵＷＵ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を示す無限長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ＵＩＭ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、バケツ１〜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ンセ
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ポート番号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　メツ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頼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への入りメツセージは発信ＮＩＭ
ポート番号を含むが、これはタイプ欄内に要求される網
サービスに対するユーザ認証に使用される。ＭＩＮＴか
らの出メツセージは発信ボート番号６００のかわりにＮ
ＩＭによる宛先ＥＵＳへのデマルチブレキシフグ／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内に複数の宛先ボー
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、見出しのセクション６００は数語長となる
。

ＭＡＮ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ト効率が高くなる。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
ザは仮想網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
置き、この会社の給料支給部門を別個の仮想網上に置く
ことができる。給料支給部門のユーザは、これらもこの
会社に関する一般データへのアクセスを必要とするため
これら両方の仮想網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
ンバーには属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ＭＡ
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、ＮＩ
Ｍ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。

第１５図はＭ　Ａ　Ｎ　４７４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（０，ｌｚＭ）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　ｙ４に対しては、Ｏ
Ａ＆Ｍシステム３５０は多量のログイン要求を処理する
ための分散多重プロセッサ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ＭＡＮ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、ＭＡ
Ｎ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ｌ−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ボートの
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欄が含まれる。

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・能力テー
プ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１−３６３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Ｍ　Ａ　Ｎ　４１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網自体に向けられ
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名及びボート番号の全てが
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パスされるタメである。ＭＡ
Ｎ名、要求されるＭ　Ａ　Ｎ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ボ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
物理ボートはＭＩＮＴによるログイン　パケットの受信
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−３０７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　ユーザのボートを処理
するチエン力−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ＭＩ
ＮＴ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３
０８はその発信チエッカ−に対するＸ　Ｌ　Ｈにデータ
流を送るＮＩＭに接続された個々のボートに対する許可
された名前／グループ　ペアのリストを含む。ルータ−
テーブル３１０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ｒ
ｒ１／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ＩＯ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２０のＭ　Ｉ　Ｎ　Ｔ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ＭＡＮ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ツクすること
によってその宛先がその人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゛７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　ボ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。

ＭＡＮＩ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　
ストツク　クォーテーション　システム（ｂｒｏａｄｃ
ａｓｔ　５ｔｏｃｋ　ｑｕｏｔａｔｉｏｎ　ｓｙｓｔｅ
ｍ）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＆Ａｌシステム社（Ａ　Ｔ　＆　Ａ　　Ｎｅｔｗｏ
ｒｋ　Ｓｙｅｔｅｍｅ）によって製造される５ＥＳＳ［
Ｆ］スイッチが使用される。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
ＭＡＮと音声ユーザの間のインク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ｇ４　
（ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ　５ｅｒｖｉｃｅ　ｄｔｇｉｔ
ａｌｎｅｔｗｏｒｋ　、　　Ｉ　Ｓ　Ｄ　Ｎ）と５ＥＳ
Ｓ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１２０
７に接続された加入者ループ　キャリヤ　システム１２
０３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１
２０９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１２
１１、パルス符合変調（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
　　Ｎ１Ｍ２とのインタフェースのためにパケット　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ＭＡＮ網内で交換されるパケッ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ＰＡＤ１２１７に個々のＰＣＭ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ＭＡＮ網の２つの異なるＮ１Ｍｗ４
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　アップしたい
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＆Ｍ
（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ＭＴＮＴＩＩ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
ように最も簡単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／秒以下のピント速度を要求する
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パケツト　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　アッ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
音声パケットである場合は、回路スイッチセットアップ
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
の保護のために、パケット　スイッチ１３００のＭＩＮ
Ｔ１３１３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の出力ビツト流は入力Ｍ　Ｉ　ＮＴ１３１１の
入力（ＸＬ）の１つに接続される。入力ＭＩＮＴ１３１
１を出るパケット　データ　トラヒ・ンクは、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、ＭＡＮＳｌ、０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Ｎ１Ｍ２の人力ピ
ント流である。入力ＭＩＮＴ１３１１はＮ１Ｍ２への出
カビノド流を生成するためのＰＡＳＣ回路２９０（第１
３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２９
２（第１３図）にバスされる。

この構成はまた高優先度データ　パケットをパケット　
スイッチ１３００にバスし、一方、回路スイッチＩＯ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できる。

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ＭＩＮＴ１３１２にバスす
る必要がなく、この場合、音声トラヒックを運ばないＭ
ＩＮＴへの高優先度パケットは回路スイッチＭＡＮＳ　
１０に向けることが要求される。

第２１図はＭＩＮＴＩＩのＭＮ交換コントロール２２へ
のアクセスを制御するだめの構成を示す。

個々のＭＩＮＴ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
．１１０６は個々のアクセス　コントローラの個々の論
理及びカウント回路１１００への出力リンクの空き状態
を示１−データを分配する。

個々のアクセス　コントローラ１１２０はそれにデータ
を送信することを望む出力リンク、例えば、１１１２の
リスト＋１１０を保持し、個々のリンクは関連する優先
インジケータ＋１１４を含む。

Ｍ　Ｉ　Ｎ　Ｔはこのリス１−の出力リンクをそのり〉
′りをリング１１０２内において使用中とマークし、Ｍ
ＡＮ交換コントロール２２にこのＭＩＮＴのＩＬＨから
要求される出力リンクへの経路をセットアツプするオー
ダーを送信することによって捕捉することができる。そ
の出力リンクに伝送されるべきデータ　ブロックの全て
が伝送されると、ＭＩＮＴはこの出力リンクをデータ　
リング１１０２によっ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ＭＩ
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
は出力リンクを捕捉あるいは解放する任意のＭＩＮＴに
よって制御される。このウィンドウ　ビットは、単一の
ＭＩＮＴ、ここでは説明の目的上、制御ＭＩＮＴと呼ば
れるＭＩＮＴのみのアクセス　コントローラ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
意の出力リンクに対する制御ＭＩＮＴは対応する出力リ
ンクがそれに向けられたＭＩＮＴ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　コントローラにこの
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　ピント＝０）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。このウィンドウは、制御ＭＩＮＴの
アクセス　コントローラ１１２０によってそのコントロ
ーラの論理及びカウント回路１１００がその出力リンク
が使用中になったとき（レディー　ビット−〇）クロー
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　ビット−１）ことを検出したとき、オ
ープンされる。

アクセス　コントローラのリンク捕捉動作は以下の通り
である。リンクが使用中であり（レディピント＝０）、
ウィンドウ　ビットが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１１
１４をセットする。リンクが使用中で、ウィンドウ　ビ
ットがセロである場合は、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　ピントを
ゼロにマークする。リンクが空きで、ウィンドウ　ビッ
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
リンクを捕捉することができ、レディー　ビットをゼロ
にマークしてこれを捕捉する。ウィンドウ　ビットに関
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　
ビットの値をウィンドウ　ビット内にコピーする。

レディー及びウィンドウ　ビットに加えて、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
期して個々の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。結果として、全てのＭＩＮＴ
による全ての出力リンクへの概ね公平なアクセスの分配
が達成される。

ＭＡＮＳＣ２２へのＭＩＮＴＩＩアクセス　コントロー
ルを制御するためのこの代替アプローチが使用された場
合は、優先ＭＩＮＴから制ｔｌｌｌ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、ＭＡＮＳＣサービスに対する要求を最初ＭＩＮＴ
優先待行列から行なう。

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。

５Ｃ ２ＳＣ Ａ　　ＣＫ ＲＰ ＲＱ ＮＡＫ Ｃ ＮＡＫ Ｎｅｔ ＲＣ Ｄ　Ｎ　ｅ　　ｔ １）ＲＡ　Ｍ ＶＭＡ ＩミＵＳ ＵＳ　Ｌ ＥＰ ＩＦＯ コード名のリスト 第１段コントローラ 第２段コントローラ 通知応答 アドレス　リゾリュージョン　プロ 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 ＮＡＫ Ｌ ＬＨ Ｐ ＭＡＮ ＵＷＵ ＭＡＮ ＭＡＮＳ 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 ロング　ユーザ　ワーク　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 類ユーザ　ワーク　ユニット 伝送コントロール　プロトコール タイム　スロント割当器 ユーザ　データグラム　プロトコー ル ユーザ　インタフェース　モジュー ル ユーザ　ワーク　ユニット 大規模集積回路 バス　１つのＩ　ＥＥＥ基準バス ワイド　エリア網 外部リンク（ＮＩＭをＭＩＮＴに接 続） Ｘ　Ｌ　Ｈ外部リンク　ハンドラー ＸＰＣクロスポイント　コントローラ ＳＡ ＰＣ ■ Ｍ ＩＤＰ ＷＭ ＬＳ ＭＥ ＭＡＮ Ｌ

【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て示し； 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ロポリタン　エリ
ア網（ここでは、ＭＡＮと呼ばれる）の高レベル　ブロ
ック図を示し； 第３図υよＭＡＮのパブ及びこのハブと通信するユニッ
トのより詳細なブロック図であり；第４図及び第５図は
データが人力ユーザ　システムからＭＡＮのハブに、そ
して、出力ユーザシステムへ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回路スイン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； 第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　レイアウトを示し； 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（ＯＡ＆Ｍ）システムのブロック図であ
り； 第１６図は末端ユーザ　システムとハブとの間のインタ
フェースだめのインタフェース　モジエールのブロック
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ロック図であり； 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御するためのもう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
使用するだ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・・・ＭＡ
Ｎスイッチ １１・・・インタフェース　モジュール１２・・・内部
リンク

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数の資源を割り当てるための資源割り当て装置に
   おいて、該装置が： 複数のコントローラ手段；及び 該コントローラ手段の個々に接続され該コントローラ手
   段の間に該資源の個々に関する使用状態データを送信す
   るためのデータリング手段を含み； 該コントローラ手段の個々が： 要求された資源のリストを格納するためのバッファ手段
   ； 該リング手段からデータを受信あるいはこれにデータを
   送出するためのインタフェース手段；及び 該要求された資源のリストを該リング手段から該インタ
   フェース手段によって受信される使用状態データに対し
   てチェックするための手段を含み； 該インタフェース手段が該チェック手段に応答して該使
   用状態データ内で空きであると示された該要求された資
   源の１つを捕捉し、該１つの要求された資源が空きでな
   いことを示す使用状態データを該リング手段に該リング
   手段に接続された次のコントローラ手段に伝送する目的
   で伝送するための手段を含むことを特徴とする資源割り
   当て装置。 ２、請求項１に記載の資源割り当て装置において、該デ
   ータリング手段がさらに該資源の個々に対して優先ウィ
   ンドウデータを伝送するための手段を含み； 該インタフェース手段が該チェック手段に応答し、該優
   先ウィンドウがオープンしている間にビジーであること
   が発見された該要求された資源の１つに対して優先指標
   を格納し；該インタフェース手段が該チェック手段に応
   答し該チェック手段に対して要求された資源に対する優
   先指標が格納されている場合、あるいは該優先ウィンド
   ウがオープンである場合に空きであることが示される該
   要求された資源の１つを捕捉するための手段を含み；そ
   して 該コントローラの個々がセットの被制御資源を制御し、
   該インタフェース手段が使用状態を該セットの被制御資
   源の個々のメンバーに対する該優先ウィンドウデータに
   コピーするための手段を含むことを特徴とする資源割り
   当て装置。 ３、請求項２に記載の装置において、１つのコントロー
   ラのみが個々の資源と関連し、ある特定の資源と関連す
   るコントローラが該特定の資源に対する優先ウィンドウ
   を制御することを特徴とする装置。 ４、複数のコントローラ手段；及び 該コントローラ手段の個々に接続され該コントローラ手
   段の個々に対して使用状態データ及びウィンドウ状態デ
   ータを伝送するためのデータリング手段を含む複数の資
   源の１つを割り当てるための資源割り当て装置において
   、 該資源の個々が該コントローラ手段の１つのみと関連し
   ； 該コントローラ手段の個々が： 要求された資源のリスト及び該リストの個々のメンバー
   に対する優先指標を格納するためのバッファ手段； 該リング手段からデータを受信及びこれにデータを送信
   するためのインタフェース手段；該要求された資源のリ
   ストを該リング手段から該インタフェース手段によって
   受信される使用状態データ及び該ウィンドウ状態データ
   に対してチェックするための手段を含み； 該インタフェース手段が該チェック手段に応答して、該
   要求された資源の空きであると示される１つを該要求さ
   れた資源に対するウィンドウ状態がオープンであるとき
   捕捉し、また該要求された資源の空きであると示される
   １つを該要求された資源に対するウィンドウ状態がクロ
   ーズドであり、該要求された資源に対する優先指標が優
   先状態であるとき、捕捉し、該要求された資源に対する
   空きでないことを使用状態データを該リング手段に該リ
   ング手段に接続された次のコントローラ手段に伝送する
   目的で伝送し； 該インタフェース手段が該チェック手段に応答し、１つ
   の要求された資源に対する該優先指標を該要求された資
   源が空き状態でなく、対応するウィンドウ状態がオープ
   ンである場合、優先状態にマークし；そして 該コントローラの個々が該インタフェース手段からの信
   号に応答して、使用状態を該個々のコントローラと関連
   する資源に対する対応するウィンドウ状態にコピーする
   ことを特徴とする資源割り当て装置。 ５、資源を複数のコントローラの１つに割り当てるため
   の方法において、該方法が： 要求された資源のリストを該コントローラの個々に格納
   するステップ； データリング手段によって、任意の資源に対する資源使
   用状態データが１度に１つのコントローラによって受信
   されるように、該コントローラの間に資源使用状態デー
   タを伝送するステップ；及び 個々のコントローラ内において、受信された資源使用状
   態データを該個々のコントローラに対する要求された資
   源のリストに対してチェックするステップ、及び 該チェックステップが該個々のコントローラによって要
   求された特定の空きの資源を同定した場合、該特定の空
   きの資源を捕捉し、該特定の資源に対する資源使用状態
   データを空きでないと変更した後に該特定の資源に対す
   る資源使用状態データを該データリングを介して次のコ
   ントローラに伝送するステップを含むことを特徴とする
   方法。