JPH0720120B2 - 通信ネットワ−ク - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔技術分野〕 本発明は通信ネットワークに関する。特に、複数のノー
ドが伝送リングにより接続され、情報がリングを周回す
ることによりノード間で伝達されるタイプの通信ネット
ワークに関する。

〔背景技術〕

このタイプの通信ネットワークは、ローカル・エリア・
ネットワークまたはワイド・エリア・ネットワークを形
成するネットワークとして知られている。初期のシステ
ムは、トークン・パッシングまたはスロッテド・リング
を基本とする公知のプロトコルを使用して、１ないし10
メガビット／秒の速度、最近はそれ以上の速度で動作す
るように設計されていた。スロッテド・リング・プロト
コルの一例は、1979年のプロシーデングス・オブ・ザ・
ローカル・エリア・コミュニケーション・ネットワーク
・シンポジウムのためのウィルクス、ウィーラの論文、
「ザ・ケンブリッジ・ディジタル・コミュニケーシヨン
・リング」（“The Cambridge digital communication
ring"by M.W.Wilkes and D.J.Wheelerfor“Proceedings
of the local area communication network symposiu
m"in 1979）に説明されている。これらの公知のシステ
ムの伝送速度は、約140メガビット／秒である。

上述したタイプの従来の通信システムでは、しばしば非
常に高速の伝送速度が必要となる問題がある。高速伝送
速度が要求される例としては、音声、ビデオ伝送および
混成トラヒックの応用が挙げられる。プロシーディング
ス・オブ・インタナショナル・スイッチング・シンポジ
ウムのタケウチ他の論文（by Takeuchi et al in proce
edings of the International Switching Symposium Ma
y 1984）には、ノードが多数のリングに制限されずにア
クセスする同期複合パケット交換の使用を示唆してい
る。このプロトコルの問題点は、同期接続のために非常
に短い時間間隔（125マイクロ秒毎）に規則的にパケッ
トを必要とすることである。この制限のために、複合パ
ケット音声しか処理できない。さらに、同期接続により
スロットが連続的に再使用されるので、そのスロットを
実効的に保存するため、リングの障害が発生した場合に
は、このリングを使用する同期接続が消失してしまう。

本発明は、上述のタイプの制限なしに高速で動作可能な
ネットワークを提供することを目的とする。

〔発明の開示〕

本発明は、音声その他の同期サービスおよびデータ・パ
ケットの伝送に適した通信ネットワークを提供するもの
であり、 それぞれが少なくとも二つのリング（11′、11″）に接
続され、それぞれのリングに沿って一方向に情報伝送が
可能な複数のノード（13）を備えた通信ネットワークに
おいて、 同期サービスに属するパケットにより生じる最大アクセ
ス遅延を制御する制御手段（27）と、パケットを伝送す
るために最初に使用可能なリングに同期接続を割り当て
る選択手段とを備えたことを特徴とする、 情報は、あらかじめ定められたタイム・スロット内で伝
送されるパケットにより伝送することが望ましく、各パ
ケットにはあらかじめ定められた数のディジットが含ま
れている。ノードが同時に二つのパケットを発生しよう
とすることを防止するには、各物理リンクのタイム・ス
ロットの位相を互いにずらしておく。しかし、リンクの
位相関係が一度確立した後はこれをシフトさせないこと
が便利であり、すべてのデータ・リングが実質的に同じ
長さで実質的に等しい遅延を生じ、共通のクロックから
すべてのデータ・リングに時間信号を供給することが望
ましい。

さらに本発明は、複数のメッセージ・リングに接続され
る複数の局を含む通信ネットワークを動作させる方法を
提供するものであり、 遅延の影響を受けやすいメッセージを不適当に遅延させ
ることなしに伝送するために、必要なトラヒックに応じ
て複数のメッセージ・スロットを各局に割り当て、それ
ぞれの局では、下流の局に伝送するためにメッセージの
ブロックが通過する経路を設定し、他の割り当てを出力
可能か否かを結成するためにそれぞれのリングに問い合
わせることを特徴とする。

以下に説明する本発明の実施例では、ネットワークが、
本願出願人によるヨーロッパ特許出願第85305017.7号
（第EP 0168265号として公告されている）および「プロ
シーデンィングス・オブ・ジ・インタナショナル・セミ
ナー・オン・コンピュータ・ネットワーキング・アンド
・パーフォーマンス・エバリュエーション」東京1985年
のためのファルコーナとアダムスの論文、「キャリイン
グ・インテグレーテド・サービス・オン・ジ・オーウェ
ル・スロッテド・リング」（R.M.Falconer and J.L.Ada
ms“Carrying Integrated Services on the Orwell slo
tted ring"for“Proceedings of the International Se
minar on Computer Networking and Performance Evalu
ation",Tokyo,1985）に示されたプロトコルに従って動
作する。また、ファルコーナ、アダムス、「オーウェ
ル：ア・プロトコル・フォー・インテグレーテド・サー
ビシズ・ローカル・ネットワーク」、ブリティッシュ・
テレコム・テクノロジイ・ジャーナル第３巻第４号1985
年10月（“Orwell:a protocol for integrated service
s local network"by R.M.Falconer and J.L.Adams,Brit
ish Telecm Technology Journal Vol.3 No.4,October 1
985）にも説明されている。したがって、望ましい実施
例では、送信ノードは、あらかじめ定められた間隔にあ
らかじめ定められた数のパケットを越えて送信すること
は禁止される。

本発明の望ましい実施例について添付図面を参照して説
明する。

〔図面の簡単な説明〕

第１図は本発明実施例のネットワークの一部を示す図で
あり、四つのリングを収容している。

第２図は二つのリングが接続されたノードのためのアク
セス制御を示す。

第３図はパケット選択制御を示す。

第４図はキュー制御のリセット動作のフローチャートを
示す。

第５図はキュー制御の割り当て更新のフローチャートを
示す。

第６図はパケット受信構造を示す。

第７図は三つのリングが相互接続されたネットワークを
示す。

〔発明を実施するための最良の形態〕

第１図を参照すると、この図には、四つの並列に配置さ
れたリング11と、これらのリング11により相互に接続さ
れる複数のノード13（図にはひとつだけを示す）を備え
たネットワークを示す。各ノードは、すべてのリングに
アクセスできる（これについては以下で詳細に説明す
る）。リングはスロッテド・リングであり、上述した文
献に記載されたプロトコルに従って動作する。以下で
は、このようなプロトコル「オーウェル」プロトコルと
いう。

上述した文献で説明され図示された単一リング・システ
ムと、ここで説明したリングの組と差異について以下に
説明する。

すべてのリング11のチャネル速度は同一であり、この例
では140bit/secである。すべてのリングに対して、チャ
ネル速度が主クロック（図示せず）により維持される。
また、リングの伝搬長はすべて同一である。それぞれの
リングは、エラスティック・バッファを用いてバッファ
リングされ、伝搬長をすべてのリングに対して固定され
た一定数ビットに制御する。それぞれのリングは等しい
長さの同数のスロットを搬送するが、ひとつのリングに
おけるスロットの境界は他のすべてのリングと変位して
配置され、二つのスロットが同時にひとつのノードに到
達することがない。例えば、四つのリングを用い、それ
ぞれのスロットの長さが160ビットであるとすると、そ
れぞれのスロットの境界は隣接するリングの境界と40ビ
ット変位しており、ひとつのリング上スロットの最初の
ビットは、どのノードにも、隣接するリング上のスロッ
トより40ビット遅れ、他の隣接するリング上のスロット
より40ビット先に到達する。すべてのリングは、リング
に対するスロットのシーケンスの開始を定義するフレー
ム・アライメント・フィールドを有する。

第２図を参照すると、この図は、二つの並列リング1
1′、11″に接続されたノード13′を示す。第２図では
リングが二つの構成を示し、第１図ではリングが四つの
構成を示したが、第２図では簡単化のためにリングが二
つの例を示しただけであり、二つの図面の例は同等であ
る。

ノード13′はシステム内のすべてのノードの典型を示す
ものである。ノードは、上述した文献に説明された単一
リング・システムのノードと同様に動作し、二つのリン
グ11′、11″の双方で空のスロットを満たすために各パ
ケットを利用できるように、付加的な構成要素が設けら
れている。

ノード13′は待機パケットのサービス待ち行列15を多数
蓄えており、パケットの順序は、単一リング・システム
におけるノードと同様に選択論理回路17により指定され
る。待ち行列から引き出された各パケットは、二つのFI
FOバッファ19、19′の一方に蓄えられる。バッファ19、
19′にはそれぞれラッチ回路19a〜19dおよび19a′〜19
d′が接続される。それぞれのバッファは、８個単位の
パケット（オクテット）をいずれかのリングに送出する
ためのバス回路を備えている。ノード13′はさらにサブ
・ノード20、20′を備え、これらのサブ・ノード20、2
0′は、「オーウェル」プロトコルに従って各リングへ
のアクセスを制御するためのアクセス制御回路27、27′
を含む。各サブ・ノードは計数器を備え、この計数器
は、ノード13に割り当てられた数（ｄ）、すなわち計数
器がリセットされるまでにそのノードが送出できるパケ
ットの最大数を保持する。パケットを二つのリング11′
および11″に送出できるので、二つのサブ・ノード20、
20′に備えられた計数器は、パケットがいずれかのリン
グに引き出される毎にデクリメントされなければならな
い。パケットがリングに送出されたときに双方の計数器
をデクリメントするために、相互接続制御線（図示せ
ず）が設けられている。

このシステムの動作により、送出禁止となっていない
（すなわち、割り当てられた「ｄ」個のパケットを使用
して「休止（ポーズ）」状態になっているのではない）
どのノードでも、いずれかのリンクの空スロットを利用
できる。どのノードが待機状態または「休止」状態にな
った場合でも、「オーウェル」法を用いて、リセットの
前に試験（trial）を行い、双方のリングに同時に試験
を行うことができる。

ノードがリセット・スロットを出力した場合には、他の
リングに制御指示信号（control indication）を送出し
て、他の試験スロット（trial slot）がリセット・スロ
ットに変化しないようにする。これにより、トーラスに
おけるリセットの頻度が実際の使用されていない容量を
反映するようになり、「ゴースト」リセットによる悪影
響を防止する。「ゴースト」リセットは、あるノードか
らのリセット・スロットが既にリング上に存在するとき
に他のノードがリセット・スロットを出力した場合に生
じる。したがって、リセット・スロットを出力したノー
ドは「未リセット（OUTSTANDING RESET）」状態とな
る。この状態のときには、いずれのリングでも、例えば
本願出願人により出願されたヨーロッパ特許出願第8530
5017.7および英国特許出願第8618118号に説明された方
法により、連続する試験スロットおよびリセット・スロ
ットを未リセット状態として処理される。

ノードがリセット・スロットを受け取ったときには、ア
クセス論理回路が制御パルスを発生して中央の負荷モニ
タに送出し、負荷モニタではトーラス・リセット周期を
測定する。これと同時に、未リセット状態のノードがあ
ることきには、上記制御パルスによりこの未リセット状
態を解除する。リセットおよび試験を双方のリングで行
うので、システム全体の容量は個々のリングの総和とな
るだけであるが、単一リング・システムに比較してリセ
ット速度が高速となる傾向がある。単一リング・システ
ムと同様に、リセット速度はシステムの負荷により決定
される。制御パルスはまた、以下に説明するように、異
なるサービス待ち行列（第２図参照）からパケット送出
バッファに転送された混合パケットを制御するために、
選択論理回路において使用される。

第２図に示したリングが二つのシステムの動作について
さらに詳細に説明する。バッファ19が空で待ち行列15に
パケットが待機していると仮定する。パケットは選択論
理回路17により選択され、単一スロット量のパケット
（この例では160パケット）を収容できるバッファ19に
転送される。基本的には、それぞれの待ち行列は割り当
てられた最大数のパケットを含み、これらのパケット
が、トーラスの繰り返しリセットの間に送出される。パ
ケットは、最大割り当てを使用し尽くしていない待ち行
列から選択される。それぞれの割り当てを使用し尽くし
ていない二以上の待ち行列があり、それぞれの待ち行列
でパケットが待機しているときには、最も遅延に厳密な
サービス待ち行列から待機パケットを選択する。

二つのリングの一方に空スロットが到達するまで、パケ
ットはバッファ19内に停まる。空スロットの到達はアク
セス制御回路27、27′により検出される。バッファ19′
側のパケットがより長く待機している場合には、そのパ
ケットを送出用に選択し、バッファ19のパケットについ
ては次の空スロットまで待機させる。空スロットを検出
すると、アクセス制御回路27、27′は、制御指示信号
（図示せず）を発生し、バッファ19をイネーブルとして
オクテットを適当なリングに送出できるようにする。こ
の目的のため、アクセス制御回路27、27′に対する制御
指示信号が選択制御回路を経由して出力され、選択制御
回路は、最も長く待機しているパケットを選択し、これ
を正しいバスを経由してアクセス制御回路27、27′の一
方に転送する。

サービス待ち行列からのパケットの選択について、第３
図を参照してさらに詳しく説明する。

各待ち行列に関連していくつかの待ち行列制御回路30が
設けられ、 （１） その待ち行列のためのFIFOにパケットが待機
し、 （２） 待ち行列の割り当て量が残っている 場合に、その待ち行列が「活性」状態であることを選択
制御論理回路17に通知する。

パケット送出バッファに転送すべき次のパケットには、
単純に、最も優先度の高い活性待ち行列を選択する。

待ち行列制御回路30は計数器を備え、この計数器には、
負荷モニタから受け取ったリセット毎に（後述するよう
に、このリセットの速度は、トーラスのリセット速度と
同じでもよく異なっていてもよい）、最大割り当て量が
設定される。待ち行列からパケットが選択される毎に、
計数器がデクリメントされる。計数器の計数値が零にな
ったときには、次にリセットされるまで、その待ち行列
は活性状態になることはできない。

したがって、待ち行列制御回路30は、多数の入力制御信
号、すなわち、 （ａ） 上述した割り当てリセット信号、 （ｂ） 待ち行列からパケット送出バッファへのパケッ
トの転送をそのパケットの待ち行列制御回路により初期
化する転送要求信号、 （ｃ） トーラス上で過負荷状態になりかけているとき
に、ビット速度可変の待ち行列の割り当てられた帯域を
制限するために、負荷モニタを経由して送出された過負
荷信号、この信号を受信すると（一定ビット速度の待ち
行列はこの信号を受信するようには接続されていな
い）、計数器に残っている割り当て量が零に設定され
る、 （ｄ） 呼制御機能を補助するプロセッサ（図示せず）
に接続され、これを介して待ち行列の割り当てを更新す
るデータ／制御バスにより動作する。

負荷モニタが負荷信号を送出する速度をトーラスからリ
セットを受け取る速度に合わせるアルゴリズムについて
説明する。

過負荷制御 1. マスクド・リセット（Masked Reset） ビット速度が可変の映像信号を多量に伝送する場合に
は、このタイプの待ち行列にリセット周期毎に小さい固
定的な割り当てを与える方法は利用されない。本願出願
人による上述した特許出願に開示された背景割り当ての
考え方は、データ・サービスで使用できる小さい「ｄ」
値を各ノードに与えるものであった。この方法を用いる
ことにより、データ・ロードを大きく変化させることが
できる。それでいて、リングのリセット速度が高速のと
きには、データ・サービスに大量のリング帯域幅を使用
することができる。この一方で、リセット速度がその最
小値に低下したときには、その「ｄ」値を非常にゆっく
りと小さくすることにより、非常に小さい割り当てしか
得られないようにすることができる。

背景割り当ての考え方により負荷制御を行うことがで
き、これにより、過負荷が生じたときに伝搬されるデー
タ負荷を削減する。この過負荷を処理するアプローチ
は、可変ビット速度の映像信号に拡張するに適してい
る。しかし、この待ち行列に小さい固定割り当てしか与
えないことは正しくない。固定された割り当てしか得ら
れない場合には、多量の接続が確立されたノードが、少
量の接続しか確立していない他のノードと同じリング帯
域幅しか受け取ることができない。

可変ビット速度の映像信号の待ち行列に割り当てる
「ｄ」の値を調節する最良の方法は、125ミリ秒毎に到
来するパケットのピーク値の半分に等しい「ｄ」値を割
り当てることである。この値により、それぞれの接続に
ピークの帯域幅かそれ以下の割り当てが得られ、トーラ
スのリセット速度が125ミリ秒毎に少なくとも２回のリ
セットとなる。このようなトーラスのリセット速度は、
満杯の負荷が到来した場合に対応する。したがって、
「ｄ」を調節するために選択された値により、トーラス
の容量を非能率に使用する必要なしに、それぞれの接続
から受け取ることのできる負荷のダイナミックレンジを
高く保つことができる。しかし、このような値は、過負
荷を除去するために付加的な機構を必要とする。付加的
な負荷制御機構はいずれにしろ必要であり、例えばトー
ラスのひとつのリングに突然にリング障害に対処するた
めにこのような機構が必要である。

付加的な制御は、マスクド・リセット法により達成され
る。伝搬される付加を削減するために待ち行列の「ｄ」
値を小さくするのではなく、マスクド・リセット法で
は、可変ビット速度の待ち行列が現在の（たぶん大き
な）割り当てを受け取るためにリセットされる回数を制
限する。したがって、過負荷が発生したときには、トー
ラスからノードに到達するリセットの一部をマスクする
（すなわち、可変ビット速度の待ち行列に供給されな
い）。リセットがマスクされる速度をトーラスからリセ
ットを受け取る速度に合わせている場合を例にこの方法
を説明する。

この方法の原理は、リセット速度が125ミリ秒に「ｒ」
回というある値に低下するまで、可変ビット速度の待ち
行列に対してリセットをマスクしない。この速度より低
下したときに、トーラス速度に合わせた速度でリセット
をマスクする。リセットをマスクする速度が最大のとき
には、トーラスだけが125ミリ秒に１回リセットされ
る。

これを達成するために、各ノードは二つの計数器Ca、Cb
を使用する。500マイクロ秒毎の周期の開始時には、計
数器Caに固定値、例えばCa＝８がロードされる。リング
からリセットを受け取る毎に計数器Caがデクリメントさ
れる。この後に、500マイクロ秒の終了時に計数器Caに
残っている値を計数器Cbに転送する。計数器Cbの値が正
のときには、（最初のリセットを除いて）次の500マイ
クロ秒周期の可変ビット速度待ち行列からリセットをマ
スクする。リセットがマスクされる毎に、計数器Cbの値
から固定値を減算する（計数器Caの値が「８」のときに
は、計数器Cbから減算する固定値は「１」である）。

「ｒ」の値、すなわちこれ以下のときにマスキングが開
始される速度をどのような値に選択した場合でも、以下
の例では、計数器Caにロードする適切な初期値は「4r」
であり、マスクされたリセット毎に計数器Cbから減算す
る固定値が「ｒ−１」である場合を示す。したがって、
ｒ＝２を選択すると、計数器Caには「4r」の値、すなわ
ち「８」がロードされる。次の500マイクロ秒に８回の
リセットが行われると仮定する（これは125マイクロ秒
毎に２回リセットが行われることと等価である）。この
とき、500マイクロ秒の終了時には計数器Cbにロードさ
れる値は零であり、マスクは行われない。これに対し
て、500マイクロ秒に４回しかリセットされなかった場
合を考える（これは、125マイクロ秒毎にリセットが１
回という最小許容速度と等価である）。このときには、
計数器Cbに転送される値は「４」であり、これにより次
の500マイクロ秒には、マスクできる最大回数である４
回のリセット（最初を除く）がマスクされる。

各ノードで500マイクロ秒のクロック周期が異なる時点
で開始および終了する場合には、すべてのノードでリセ
ットをマスクする必要はない。したがって、時間周期を
四つの125ミリ秒クロック周期に分割し、四つの異なる
位相のひとつに各ノードを割り振ることができる。シス
テムを初期化するために、初期化の後にリングから受け
取った最初のリセットパルスをすべてのノードの同期タ
イミングとして利用することができる。

この位相技術を使用することにより、トーラスの負荷を
スムーズにする。これをさらに拡張して、リセットが通
常に送出されたときには可変ビット速度の各待ち行列に
過負荷信号を送出することもできるが、そのかわりに、
待ち行列からマスクされなければならない。過負荷信号
を用いることにより、可変ビット速度の待ち行列から、
前のリセットから残って使用されていない割り当てを確
実に除去できる。したがって、マスクされるべき最後の
リセットを指定されたノードだけが、可変ビット速度の
待ち行列からパケットを送出できる。

この方法の効果は、トーラスのリセット速度が125マイ
クロ秒毎に「ｒ」回の速度より低速のときには、システ
ムのスナップショットを用い、あるノードだけで、その
可変ビット速度の待ち行列の割り当てを再活性化させる
ことにある。各リセットの後に、このようなノード群を
変更する。一つの段階におけるノード群の大きさは、ト
ーラスのリセット速度に依存する。リセット速度が125
マイクロ秒に１回に制限されたときには、ノード群の大
きさはノード総数の25％に低下する。これは、システム
が過負荷に近づいたときに、トーラスが可変ビット速度
の待ち行列から搬送される負荷の約75％を削減すること
を意味する。

2. 自動リセット（Auto−Reset） ひとつのノードである周期Ｔの間にリセットがなかった
場合には、トーラスからリセットスロットを受け取る必
要なしに、自分に割り当てられた値「ｄ」を自動的にリ
セットする。このノードは、他のノードをリセットしよ
うとはしない。そのかわりに、これらのノードは、自分
がタイムアウトになったときにリセットされる。

自動リセットが、明らかに使用されていないトーラスの
容量を大きくすることがないように、負荷モニタではこ
れらのリセットを計数せず、計数器CaまたはCbをデクリ
メントすることはない。これらのリセットは、待ち行列
の割り当てを更新するために、すべての一定ビット速度
の待ち行列に送り出され、計数器Cbの値が零のときに
は、すべての可変ビット速度の待ち行列に送り出され
る。さもなければ、過負荷パルスが可変ビット速度の待
ち行列に供給される。さらに、「ゴースト」リセット・
スロットが作られないようにするため、ノードのタイプ
・フラグ（上述した本願出願人による特許出願の明細書
および図面に説明されている）を調節しないようにする
必要がある。

タイムアウトの周期Ｔが125マイクロ秒に設定されたと
する。これは、各ノードが少なくとも125マイクロ秒に
１度リセットされることを意味する。これは、二つの重
要な場合における一定ビット速度接続を防止するもので
あり、その第一は、リセット・スロットが衝突してすべ
てのノードがリセットされる場合であり、その第二は、
可変ビット速度の負荷が大きく変動した場合である。

後者の点を拡張し、可変ビット速度の接続による負荷が
急激に増加した場合について説明する。それぞれの接続
にピークのビット速度の半分に等しい割り当てしか与え
られていなくとも、大量の伝送すべきパケットが過剰に
存在する。その結果、リセットの間隔が長くなる。これ
が少なくとも500マイクロ秒間続くと、上述したマスク
ド・リセットの原理により過負荷を削減する。このよう
にして、マスク機構が反応する時間が経過するまでに、
自動リセット機構により、ノードのリセット速度を所望
の最小値にする。

各リセットの後にパケット選択を実行し、可変ビット速
度の待ち行列よりも、一定ビット速度の待ち行列から待
機中のパケットを取り出してそのサービスを維持する。

初期ロード後にリセットが増加する場合には、自動リセ
ットが有利である。しかし、自動リセットでは計数器Ca
がデクリメントされないので、マスク機構により素早く
過負荷を削減するように調節する。この一方で、一定ビ
ット速度の待ち行列に対するサービスは維持される。自
動リセットとマスキングを組み合わせることにより、可
変ビット速度の接続からの負荷は大きなインパルス状の
変化を吸収することができる。

これらの制御信号は、パケット送出バッファ選択論理回
路から、および負荷モニタから、すべての待ち行列のボ
ードに分散させなければならない。さらに、可変ビット
速度の待ち行列ではリセットが受信されず、この一方で
過負荷状態を続けるために、二つのリセット信号が負荷
モニタにより出力される。第一の出力はすべての一定ビ
ット速度の待ち行列に接続され、リセットを行う速度は
トーラスから受け取った速度に等しい。第二の出力は、
可変ビット速度の待ち行列に低速のリセット速度を供給
する。これを「マスクド・リセット・サプライ（MASKED
RESRT SUPPLY）」という。

音声パケットのための待ち行列リセット動作 ビット速度が１メガビッド／秒以下の場合のサービスの
ために、リセット周期毎にひとつのパケットの待ち行列
割り当てを複数の接続で利用し、この最小割り当てで１
メガビット／秒とする。64キロビット／秒の音声信号の
場合には、この割り当てを16個の接続で分割して利用す
ることができる。

固定数の呼が進行中のときでも、音声パケットにより示
される重要な特徴は、連続する各２ミリ秒周期（すなわ
ちパケット組立時間に対応する周期）では一定の負荷で
あるが、短い周期（特に最大許容リセット周期、すなわ
ち125マイクロ秒）では負荷が非常に大きく変化するこ
とである。最悪の場合には、すべての接続で同時にパケ
ット組立が完了し、各２ミリ秒周期の特定の時点でトー
ラス容量に対して大きな需要が生じる。

17個の音声接続が確立された場合を例に説明する。最も
簡単な手続きは、リセット周期毎に二つのパケットとい
う最大割り当てで待ち行列を用意することである。これ
により、必要以上に待ち行列に割り当てを与え、連続す
るリセット周期の間に負荷の変動を分散させることがで
きる。したがって、すべてのノードに対する連結された
音声パケットの負荷が非常に不均一に到達する場合に
は、各待ち行列の過剰割り当ての全体としての効果が、
トーラスのいくつかのリセット周期を他のリセット周期
より長くする。ノード数が多いときにはこの効果が大き
くなる。トーラスの負荷がピークのときに許容できない
長いリセット周期が生じることを防止するために、これ
らの待ち行列に与えられる割り当てをその現在の必要量
に近づけなければならない。

これは、各待ち行列に接続された待ち行列制御回路によ
り行われる。したがって、「ｎ」個の呼が進行中で、
「ｍ」がn/16のうちの整数の値であるとすると、待ち行
列の連続するリセットにおいて、待ち行列制御回路は、
最大割り当て計数器に、ひとつの固定回数として「ｍ」
の値をロードし、他の固定回数として「ｍ＋１」の値を
ロードする。16回のリセットについて、最初のｎ−16m
回については「ｍ＋１」の値を選択し、残りのリセット
については「ｍ」の値を選択する。

第４図および第５図は、リセット・パルスを受け取った
ときの待ち行列帯域幅を更新する制御動作をまとめたも
のである。この図における整数「CALLREG」は「ｎ−16
m」から得たものであり、したがって、「ｍ＋１」の割
り当てを選択した場合の回数を定義する。「CALLREG」
は、初期値が「16」であり、それぞれの呼が呼制御機能
を行うプロセッサ（図示せず）からの制御線を経由して
到来する毎にデクリメントされる。その値が零になる
と、再び16に戻される。同様に、「CALLREG」の値は、
それぞれの呼が中止されたときにはインクリメントされ
る。この値が「17」に達すると「１」に戻される。整数
「PHASEREG」は16回のサイクルにおける連続するリセッ
トを計数する。したがって、「PHASEREG」は「ｍ＋１」
の各割り当てが与えられた後にデクリメントされ、この
一方で、「PHASEREG」は「CALLREG」より大きい。各ノ
ードで異なる値により「PHASEREG」を初期化することに
より、連続するリセット周期で可能な程度にトーラスの
負荷を維持する。

128キロビット／秒、192キロビット／秒その他のビット
速度の一定ビット速度サービスでも同様に、同じ待ち行
列を分割して利用できる。その場合には、新しい呼が加
わると、ビット速度がｒ×64キロビット／秒のサービス
について「CALLREG」を「ｒ」回デクリメントする。サ
ービスのビット速度が64キロビット／秒の整数倍ではな
い場合には、「ｒ」の値として、そのサービスの実際の
ビット速度より高速で64キロビット／秒の整数倍に近い
値を選択する。さらに、「16」または「１」のいずれか
に設定された整数「QTYPE」を用いることにより、同じ
待ち行列制御回路をどのようなタイプの待ち行列に対し
ても使用できる。「QTYPE」が「１」のときには、通常
の動作に対応し、最大割り当て計数器をリセット毎に同
じ値に設定する。「QTYPE」が「16」のときには、上述
のように割り当てを変化させる。

１メガビット／秒を越えるビット速度の一定ビット速度
サービスでも、以上に説明したトーラスの負荷をスムー
ズにする方法を利用することができ、特に、そのビット
速度が１メガビット／秒の整数倍ではない場合でも利用
することができる。しかし、このパケット負荷は、音声
パケットと混合すべきではない。この理由は、音声パケ
ット源から生じる負荷が一定ではないからである。この
ような混合は、多数の音声パケットがすべての待ち行列
割り当てをとることができるようにし、これにより、許
容できない遅延を他のサービスに生じさせる。新しい
呼、例えば2.128メガビット／秒の呼が付加されると、
「ｍ」の値を２ずつ（２メガビット／秒に対応する）イ
ンクリメントする必要があり、「CALLREG」を二倍（128
キロビット／秒に対応する）にデクリメントしなければ
ならない。これは、すべてのサービスが１メガビット／
秒以下である上述の待ち行列割り当ての調整方法を拡張
したものである。

第６図を参照すると、ノード13′に番地付けされたパケ
ットが、適当なリング、例えばリング11′上のアクセス
制御回路により検出され、パケットが、制御回路27から
サブ・ノード20を経由してFIFO受信バッファ29（このFI
FO受信バッファ29にはラッチ回路29a〜29dが接続されて
いる）に引き出される。パケットの順序が崩れないよう
に、受信バッファは循環的な順番により満たされ、その
内容は同じ順序で読み出される。少なくともトーラス上
のリングと同数の受信バッファが必要となる。これによ
り、各ノードは、トーラスから満スロットが到達できる
最大速度でパケットを受け取ることができるようにな
る。

受信バッファに接続された待ち行列選択制御部31は、い
ずれかのリングから次に到来するパケットが、正しい受
信バッファに向かうようにする。どの受信バッファも、
そのパケットをグループ・サービス待ち行列のひとつに
高速に出力し、各リングのスロットの長さと等しい間隔
の後に、別のパケットを受け取ることができる。待ち行
列選択制御部31は、どのサービス・待ち行列33がパケッ
トを受け取るかを決定する。これにより、トーラスから
高速に到来する速度にノードを維持する。いずれかひと
つのグループ・サービス待ち行列をこの速度に維持でき
ないときには、パケットの損失を防ぐために付加的なバ
ッファが必要である。

第７図に示すように、各受信バッファはバス回路に接続
され、この回路を通して、パケットがいずれかのグルー
プ・サービス待ち行列に引き込まれる。特定の待ち行列
を選択するには、上述たし本願出願人による特許出願に
示したように、パケットのヘッダを解析して、優先度お
よび非同期／同期識別子を含むパケットの型を識別す
る。また、宛先のアドレス・フィールドを選択し、その
ノード宛のパケットを他のパケットと区別し、他のノー
ド宛のパケットについては他のリングに送出する。

すべてのノードが、このシステムのすべてのリングから
パケットの送受信を行うことができる。したがって、い
ずれかのリングの空スロットをどのノードでも使用でき
る。上述の実施例では４リング・システムおよび２リン
グ・システムについて説明したが、どのような便利な数
のリングを用いても本発明を同様に実施できる。第１図
に示したように、リングが互いに並列であると考えるこ
とが便利である。上述したように動作させるために、す
べてのリングのチャネル速度を等しくする。

上述したように、どのノードにも二つのスロットが同時
に到達しないように、スロットをずらすことが必要であ
る。

上述したように、すべてのリングは、その伝搬長が全体
にわたって同一（同じビット数）である。しかし、二つ
の隣接するノードの間のケーブル長が同じである必要は
なく、スロットの境界が最小変位より小さいビットだけ
異なるケーブル長を用いる。したがって、スロットがず
れたままとなり、そのための論理回路を含む必要なし
に、このプロトコルを上述のように動作させることがで
きる。

また、上述したように、このリング・システムは、すべ
てのリングを同期させる主クロックを備えている。クロ
ック速度がすべてのリングに対して同じであることが重
要であるが、各リングに転送される同期パルスは位相が
一致している必要はない。

上述したシステムには種々の利点がある。第一に、高速
動作が可能であり、典型的には１ギガビット／秒を越え
る速度で動作できる。140メガビット／秒で動作するリ
ングが現在実施可能であり、ｎ個の並列なリングにより
ｎ倍の速度で動作させることができる。ノードから見る
と、このシステムは単一の高速リングとして見える。し
かし、各リングは低速で動作している。すべてのリング
を同時にリセットするので、リセットの速度は、このシ
ステムの総負荷の情報を提供し、新しい呼を受け入れる
か否かを決定するためにこの情報を使用できる。別の利
点は、各リングが大きく独立しており、ノードを接続し
たままで、システムへのリングの付加またはシステムか
らのリングの除去を行うことができる。リングに障害が
発生した場合には、それに対応して性能が低下するが、
システムの残りの部分はそのまま動作する。所定量の冗
長性をもたせることにより、リングに障害が発生しても
（例えばサブ・ノードまたはリング上のノード・アクセ
ス制御回路に障害が発生しても）、満足できるレベルの
サービスを維持することができる。

トーラスの交換容量の1/R以上の損失を生じさせること
なく、トーラスに新しいノードを付加することができ
る。この最小の損失は、最初にトーラスのひとつのリン
グを取り外し、その点に新しいノードを接続するために
必要な時間である。残りのリングについては、そのとき
の接続を維持して利用できる。新しいノードを接続して
リングの再初期化を行い、容量を再び交換の目的に利用
できるようになる。このプロセスを次のリングで繰り返
し、さらにこれを繰り返す。

この手続きを低トラヒック（例えば負荷がピークより少
なくなる夜）の間に行ってもよく、また、トーラスに過
剰のリングを設けておき、通常は制限された容量で利用
してもよい。

この方法では、新しいノードをリングに付加すると、エ
ラスティック・バッファにより補償しなければ、リング
を周回する総遅延が増加することである。リング遅延が
増加すると、ノードに到達するスロットのパターンが分
散し、二つのスロットが同時にひとつのノードに到達す
る可能性がある。これが生じた場合には、リングからリ
ングへの制御論理が十分に動作せず、プロトコルの誤動
作が生じる。

これを防止する最も簡単な解決方法は、各リングにエラ
スティック・バッファを設け、新しいノードにより生じ
る付加的に遅延を相殺することである。これは、新しい
ノードを付加したときに除去可能な遅延が生じるように
エラスティック・バッファを設定することを意味する。
例えば、新しいノードにより40ビットの遅延が付加され
るとすると、50個のノードが接続されたリングで、2000
ビットの遅延と、リングの長さによる少量の遅延とを加
算した遅延が生じる。したがって、トーラスの初期構成
が、例えば30ノードと、各リングに約2000ビットの総遅
延を与えるエラスティック・バッファとを備える場合に
は、さらに20ノードを付加することができる。

リングの再初期化時に、新しいノードに（上述した）
「PHASEREG」内の値を割り当てなければならず、「PHAS
EREG」の連続デクリメントをすべてのノードで同時に開
始しなければならない。これを制御するために、再初期
化されたリングの最初のリセットで「PHASEREG」のデク
リメントの開始を同期させる（すなわち、すべの他のリ
ングのリセットは、再初期化されたリングの最初のリセ
ットを受け取るまで「PHASEREG」に影響しない）。この
動作は、明らかに、ひとつのリング（例えば、新しいノ
ーに接続された最初のリング）の性能だけを必要とす
る。後続のリングの初期化については、「PHASEREG」計
数器を再初期化する動作を禁止する。

各ノードには、サービス待ち行列（15）からのパケット
のためにバッファ（19、19′）が設けられ、このバッフ
ァの数はリングの数より少ない。これは、特にシステム
が三以上のリングを含む場合に、すべてのバッファが、
リングのそれぞれから同時に空スロットを引き出すこと
がないからである。

以上説明したシステムは、入力された音声パケットを搬
送することをひとつのサービスとして使用者に提供で
き、さらにデータ・パケットを扱うこともできる。

第７図に示したように、並列リングのシステムを相互に
接続することもできる。第７図は、それぞれ並列のリン
グ束11とノード13とを含む三リング・システム12を示
す。それぞれのシステム12は、ブロック14に接続される
バスを備え、このブロック14は、それぞれ、リング上の
種々のサービスのための別々の待ち行列（例えば、音声
の待ち行列およびデータの待ち行列）を含み、これらの
待ち行列が、マルチプレクサ18の制御により、マルチプ
レクサ・リンク16のパケットとして出力される。

ここで示した、相互に接続された束になったリングを含
むシステムは、リングをリンク・マルチプレクサ18に接
続するバスが設けられ、低ブロッキングの交換機、また
は完全にブロッキングの無い交換機を提供でき、十分に
高速に動作することができる。負荷モニタ22が設けら
れ、これにより、呼の経路が既に完全に満たされるま
で、呼を受け入れることができる。したがって、各リン
グですべての可能な出力端子を利用して、比較的低コス
トで高速システムを提供できる。このシステムは容易に
拡張できる。

フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭61−105149（ＪＰ，Ａ) Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ｔｈｅ Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｓｗｉｔ ｃｈｉｎｇ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ，Ｓｅｓ ｓｉｏｎ 42Ｂ，ｐａｐｅｒ２ “Ａ ｈ ｙｂｒｉｄ ｓｗｉｔｃｈｅｄ ｏｐｅｎ ｎｅｔｗｏｒｋ ｆｏｒ ｖｏｉｃｅ ａｎｄ ｄａｔｅ ｓｅｒｖｉｃｅｓ" （７−11．Ｍａｙ．1984) Ｃｏｍｍｕｔａｔｉｏｎｓ ＆ Ｔｒａ ｎｓｍｉｓｓｔｏｎ，Ｎｏ．１ ｖｏｌｕ ｍｅ６，“Ｌｅｓ ｒｅｓｅａｕｘ ｍｕ ｌｔｉｓｅｒｖｉｃｅｓ ｄ’ｅｎｔｒｅ ｐｒｉｓｅ ｃａｒｔｈａｇｅ ｅｔ Ｌ ＣＴ 6500”（Ｍａｒｃｈ，1984)

Claims (17)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】それぞれが少なくとも二つのリング（1
   1′、11″）に接続され、それぞれのリングに沿って一
   方向に情報伝送が可能な複数のノード（13）を備え、音
   声その他の同期サービスおよびデータ・パケットの伝送
   に適した通信ネットワークにおいて、 同期サービスに属するパケットにより生じる最大アクセ
   ス遅延を制御する制御手段（27）と、 パケットを伝送するために最初に使用可能なリングに同
   期接続を割り当てる選択手段と を備えたことを特徴とする通信ネットワーク。
2. 【請求項２】制御手段（27）は、複数のパケット（ｄ）
   を制御し、禁止状態ではないいずれかのノードから、そ
   のノードに接続されたリングのいずれに送出するかを割
   り当てる構成である請求の範囲第１項に記載の通信ネッ
   トワーク。
3. 【請求項３】制御手段は、各ノードに、すべてのノード
   への複数のパケットを送出する権利の再割り当てを独立
   に捜すための再割り当て素子を含む請求の範囲第１項ま
   たは第２項に記載の通信ネットワーク。
4. 【請求項４】異なるリングに送出されたパケットを送出
   された順序で受信するための手段を備えた請求の範囲第
   １項ないし第３項のいずれかに記載の通信ネットワー
   ク。
5. 【請求項５】受信するための手段は、リングによりタイ
   ムスロットをずらし、スロットのための十分によく定義
   されて明瞭な時間順序を保持する主クロック装置を含む
   請求の範囲第４項に記載の通信ネットワーク。
6. 【請求項６】受信するための手段は、フレーム配列フィ
   ールドと等しいビット時間のタイムスロットを出力する
   手段を含む請求の範囲第４項または第５項に記載の通信
   ネットワーク。
7. 【請求項７】受信するための手段は、伝搬長を制御して
   等化するエラスティック・バッファを含む請求の範囲第
   ４項ないし第６項のいずれかに記載の通信ネットワー
   ク。
8. 【請求項８】複数の局またはノード（13）を備え、 それぞれの局が、局間の通信を行うための複数のリング
   （11′、11″）に接続され、 データ、音声または他の遅延の影響を受け易いメッセー
   ジを取り扱う通信ネットワークにおいて、 遅延の影響を受け易いメッセージに望ましくない遅延が
   生じないように、トラヒックの要求に依存して、リング
   に接続されたそれぞれの局に複数のメッセージ・スロッ
   トを割り当てる手段（27）と、 下流の局に送出するために利用できるリングへのメッセ
   ージ・ブロックの通過路を設定する手段（17）と、 次の割り当てを出力できるか否かを決定するために、問
   い合わせ情報をそれぞれの利用できるリングに沿って通
   過させる手段（27）と を備えたことを特徴とする通信ネットワーク。
9. 【請求項９】問い合わせ情報をそれぞれの利用できるリ
   ングに沿って通過させる手段（27）は、いずれかの局で
   空スロットが使用できる時毎に初期化される構成である
   請求の範囲第８項に記載の通信ネットワーク。
10. 【請求項１０】問い合わせ情報が修正されることなくリ
    ングを通過して戻ったときに再初期化手続きを行う構成
    である請求の範囲第９項に記載の通信ネットワーク。
11. 【請求項１１】二つのメッセージ・スロットが同時にい
    ずれかの局に到達しないように、リング毎にメッセージ
    ・スロットをずらす構成である請求の範囲第８項ないし
    第10項のいずれかに記載の通信ネットワーク。
12. 【請求項１２】共通のクロックが、すべてのリングおよ
    びそれに接続された局にタイミング信号を供給する構成
    である請求の範囲第11項に記載の通信ネットワーク。
13. 【請求項１３】すべてのリングは実質的に同じ長さであ
    り、実質的に等しい遅延を導入する構成である請求の範
    囲第11項または第12項に記載の通信ネットワーク。
14. 【請求項１４】複数の局が、リングに加えて、付加的な
    メッセージ経路を許容する多重化リンク（16）に接続さ
    れた請求の範囲第８項ないし第13項のいずれかに記載の
    通信ネットワーク。
15. 【請求項１５】複数のメッセージ・リングに接続された
    複数の局を含む通信ネットワークを動作させる方法にお
    いて、 遅延の影響を受け易いメッセージに望ましくない遅延が
    生じないように、トラヒックの要求に依存して、それぞ
    れの局に複数のメッセージ・スロットを割り当て、 いずれかの局で、下流の局に送出するために利用できる
    リングにメッセージ・ブロックの通過路を設定し、 次の割り当てを出力できるか否かを決定するために、そ
    れぞれの利用できるリングに問い合わせを行う ことを特徴とする通信ネットワークの動作方法。
16. 【請求項１６】それぞれの利用できるリングに対する問
    い合わせは、いずれかの局で空のメッセージが得られる
    毎に行う請求の範囲第15項に記載の方法。
17. 【請求項１７】問い合わせ情報が修正されることなくリ
    ングを通過して戻ったときには再初期化手続きを行う請
    求の範囲第15項または第16項に記載の方法。