JP2000502856A

JP2000502856A - ネットワーク資源を管理する方法と装置

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Publication number: JP2000502856A
Application number: JP9524275A
Authority: JP
Inventors: ボーム、クリステル; リンドグレン、ペール; ラムフェルト、ラーズ; ヒデル、マルクス; スヨーディン、ペーター
Original assignee: ダイナークエイビー
Priority date: 1995-12-28
Filing date: 1996-12-23
Publication date: 2000-03-07
Also published as: SE9504681D0; EP0873629A1; EP0873629B1; ES2157019T3; ATE200170T1; WO1997024846A1; DE69612302D1; CA2241554A1; SE9504681L; SE515901C2; AU1404197A; DE69612302T2; US5982780A

Abstract

(57)【要約】本発明は、バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワーク、特にＤＴＭタイプ（動的周期転送モード）のネットワークの容量の集中型および分散型の管理を行う方法と装置に関し、そのネットワークは、サイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは、信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットはトークンに関連している。集中型バージョンの場合、サーバノードと呼称される第一ノードが、バスまたはリング中、一方向に流れているすべてのデータタイムスロットに対応するトークンを割り付けられている。第二ノードが、特定の容量に対応するトークンをサーバノードに要求し、そしてサーバノードが、要求された容量を利用せずにもっていた場合、要求された容量に対応するトークンを確保し、次に他のノードに転送する。分散型バージョンの場合のサーバノードの数は、２およびバスまたはリングのノードの合計数との間の数である。

Description

【発明の詳細な説明】ネットワーク資源を管理する方法と装置Ａ．次世代の高性能ネットワークの高速回線交換要約ＤＴＭすなわち動的周期転送モード（Dynamic Synchronous Transfer Mode）は、資源の動的割付けによって増大された高速回線交換に基づいた広帯域ネットワーク構造体である。ＤＴＭは、短いセットアップ遅延でマルチキャストチャネル、マルチレートチャネルに基づいたサービスを提供し、そして非周期のバーストトラヒックを有する用途のみならずサービスの質についてリアルタイムの要求をする用途を支持する。本明細書ではＤＴＭ構造体とその分散型資源管理方式について述べる。ネットワークのシミュレーションから得られる性能の分析結果を提供する。その分析は、処理能力、ならびに２種のネットワークトポロジーすなわちデュアルバスおよびデュアルバスのグリッドに対するアクセス遅延について実施する。ユーザの要求、インターノード間の距離および転送サイズを変えた場合の効果を、均一トラヒックパターンについて試験した。得られた結果は、チャネルを樹立するためのオーバヘッドが低く数百μｓであり、このことは、短い転送の場合でも高い利用度を与える。また、この分析結果は、チャネルが著しく頻繁に樹立されると、発信容量によって性能が制限されることを示した。 1．諸言次世代のネットワークは、異なる種類の用途すなわちファックス、郵便およびファイル転送のような遅延非感受性の非周期の用途、ならびにオーディオおよびビデオのようなリアルタイムの要求を要する遅延感受性の用途に対するサービスを統合するであろう。これらの異なる用途は、伝統的に、異なるネットワーク技術によって支持されてきた。非周期通信は、コンピュータネットワークで提供されてきた。このネットワークは、インターネットと同様に、パケット交換がなされ、蓄積方式を使用する。一方、リアルタイム通信は、回線交換方式の時間分割多重電話ネットワークによって提供されてきた。回線交換ネットワークは、多くの魅力的な特性を有している。回線は、一つの回線のトラヒックが他の回線のアクティビティによって影響されないという意味で互いに分離されている。これによって、一定の遅延で保証された転送の質を提供することが可能になり、このことはタイミングを要求する用途に適している。さらにデータと制御は、回線交換ネットワークで分離されている。制御情報の処理は、回線の樹立時と解体時にのみ起こるので、実際のデータ転送は、データの流れ、ふくそう制御などの処理なしで行うことができる。これによって、大量のデータを効率的に転送することができる[1]。我々はこのことが将来、一層重要になるであろうと考えている。というのは、フォトニクス（photonics）の開発によって、伝送のコストが劇的に低下し、交換が通信の主な障害になると考えられるからである。通常の回線交換ネットワークの静止性は、ある種のトラヒックにとっては不適当な特性である。伝統的に、回線は、容量が固定され、セットアップ遅延が長く、かつマルチキャストに対する支持が劣っている。これらの欠点によって、例えば、回線交換ネットワーク内にコンピュータ通信を有効に支持することが困難になっている。その結果、別の解決策を求める研究が刺激され、有力な見解は、次世代の電気通信ネットワークは、ＡＴＭに基づいたセル交換式であろうということである[2]。セルは小さな固定した大きさのパケットであり、したがってこれはパケット交換式への方向を示している[3]。これは、パケット交換式の弱点の多くは、セル交換ネットワークにも存在し、特に、質が保証されたサービスを提供する領域に存在している。したがって、異なる種類のトラヒックに対する支持を統合するため、追加の機構、例えば、認可の制御（admission control）、トラヒックの調整、リンクに対するパケットの計画および受信機での再周期化が必要になる[4]。一般にパケット交換ネットワークに、特にＡＴＭに関する主な懸念の一つは、費用効率が高い方法でこれら機構を実現できるかどうかということである[5],[6],[7],[8],[9],[10],[11]。ＤＴＭすなわち動的周期転送モードは、スウェーデンのRoyal Institute of T echnology で開発された広帯域ネットワーク構造体である。ＤＴＭは、資源の動的割付けによって増大された高速回線交換に基づいたものであり、マルチキャストチャネルを支持しかつアクセス遅延を短くする手段をもちいるという点で、回線交換とパケット交換の利点を組み合わせる試みである。このＤＴＭ構造体は、媒体アクセス（medium access）（周期化方式を含む）から、受信機の論理ポートのルーチングとアドレス指定まで延びている。ＤＴＭは、各種のトラヒックを支持するよう設計され、用途と用途の連通を行うため、またはＡＴＭもしくはＩＰのような他のプロトコルに対する搬送ネットワークとして直接使用することができる。622Mbpの光ファイバーに基づいたプロトタイプが実動化して２年間、機能を果しており、操業は、４種の波長を有する波長分割多重バージョンで進行中である。プロトタイプの実動化に関する一層詳細な説明付きのＤＴＭの大要はすでに[12]に発表されている。高速回線交換式は、1980年の初期にすでに、電話システムに使用するよう提案された[13]。高速回線交換式電話ネットワークは、ユーザが積極的に情報を伝送している時のみ、一群のネットワークユーザに対して、与えられたデータ転送率の伝送経路の割付けを試みる。これは、回線が情報のあらゆるバーストに対して樹立されることを意味する[14],[15]。サイレンス（silence）が検出されると、伝送容量は、他のユーザに迅速に再割付けされる。ＴＡＳＩ-Ｅ[13]に用いられる形態で、高速回線交換式はヨーロッパと米国の間の大陸間通信用に配備された。バースト交換式は、高速回線交換式の別の形態であり、バースト［ヘッダ、任意の量のデータおよび終端文字（termination character）で構成されている］が、ビット転送速度が固定されている時分割チャネルに送られ、したがって他のバーストと交互配置されている[16]。この点で、バースト交換式は高速パケット交換式と異なっており、後者ではパケットが全リンク帯域で同時に送られる。さらに、バーストの長さは、パケットとは対照的に、伝送を開始する前に決定される。通信チャネルの創設と解体に付随するシグナル遅延が、高速回線交換式の効率の大部分を決定することが報告されている[14]。したがってＤＴＭは、数百μｓ以内で、チャネルを迅速に創設するよう設計されている。ＤＴＭは、制御とデータが分離している点でバースト交換式と異なっており、各種の異なるトラヒッククラスを支持する、マルチキャスト、マルチレートおよび高容量のチャネルを用いている。このことは、例えば、既存チャネルの割り付けられた資源を増減することができることを意味する。ＤＴＭネットワークがあらゆるメッセージに対してチャネルを創設する能力を有しているとはいえ、我々は、このアプローチはすべてのトラヒックのクラスに適しているとは考えていない。むしろ、チャネルを情報バースト毎に樹立するのか、または樹立されたチャネルをアイドル期間中でも保持するかを決めるのはユーザである。本願の目的は、ＤＴＭでの高速回線交換が、短時間の頻繁に行われる転送からなるトラヒックをどのように支持できるかを示すため、ＤＴＭでの高速回線交換の性能を、その動的資源管理方式に集中して研究することである。本願は下記のように構成されている。第２章はＤＴＭに関する諸言であり、そのチャネルの概念と資源管理方式を説明し、そして伝統的な回線交換方式に付随するいくつかの問題点をどのように取扱うかを考察する。第３章は各種配置構成、単一ホップおよびマルチホップの接続に関するシミュレーションの結果を報告し考察する。最後に第４章で結論を出す。 2．ＤＴＭ−動的周期転送モードＤＴＭは、多重アクセスを有する単方向媒体すなわち接続されているすべてのノードによって共用されている容量を有する媒体用に設計されている。ＤＴＭは、いくつもの異なるトポロジー、例えばリング、折返しバスまたはデュアルバスで構築することができる。我々は、デュアルバスを選択している。というのは、デュアルバスの平均ノード間距離が折返しバスのそれより短く、そしてＤＴＭの周期化方式は、リングよりデュアルバスの方が容易に実施できることが見出されたからである。提供されるサービスはチャネルに基づいている。チャネルは、センダを有するタイムスロットおよび任意の数の受信機のセットであり、データは、そのチャネルの容量によって与えられる速度で受信機に到達することが保証される。物理的に共用される媒体のチャネルは、時分割多重（ＴＤＭ）方式（図１）で実現される。全容量は125μｓのサイクルに分割され、それらサイクルはさらに64ビットのスロットに分割される。これらスロットはデータスロットと制御スロットに分けられる。各ノードは、少なくとも一つの制御スロットにアクセスでき、その制御スロットは他のノードに制御情報を送るのに使用される。制御メッセージは、他のノードからの制御メッセージに応答しまたは自発的に管理を目的として、ユーザからの要求に基づいて送ることができる。制御スロットは全容量の小さな部分を構成し、一方、大部分のスロットはペイロードを運ぶデータスロットである。システムが起動するとき、データスロットは、ある種の予め決められた分布にしたがってノードに割り付けられる。このことは、各ノードがデータスロットの一部分を“所有している（own）”ことを意味する。ノードは、その中のデータを送るため、スロットの所有権を必要とするので、スロットの所有権は、ネットワークの作動中、ノード間で動的に変化する。 2.1 スロットの割付けＤＴＭはスロットを割り付けるのに分散型アルゴリズムを使用し、このアルゴリズムでは、自由スロットのプールがノード間に分散されている。スロットの中央プールの代わりに分散方式を使用する主な理由が二つある。第一に、ノードが局所プール由来のスロッドだけを使用してチャネルを樹立できる場合、チャネル樹立時のオーバヘッドは非常に小さい。第二に、分散型アルゴリズムは単一ノードに依存していないのでノードの故障に対していくらか裕度がある。分散型の実現の欠点は、ノード間の通信と周期化のオーバヘッドである。ユーザの要求を受けると、ノードはまず第一に、その局所プールをチェックして、該プールがユーザの要求を満たすのに十分なスロットをもっているかどうかを確かめる。そして十分なスロットをもっていたならば、直ちに、チャネル樹立メッセージを次のホップに送る。そうでなければ、ノードは第一に、そのバスの他のノードにさらに多くのスロットを要求しなければならない。各ノードは、他のノード内の自由スロットに関する情報が入っている状態表を保持し、そして、一層多くのスロットが必要な場合、ノードはその状態表を参照して、どのノードにスロットを要求するかを決定する。あらゆるノードが定期的に、そのスロットの局所プールに関する情報とともに状態メッセージを送信する。状態メッセージは、他の制御メッセージより優先権が低いので、別の方式で、制御スロットが使用されないときのみ送られる。さらに、再割付けアルゴリズムはノードに依存せずにすべての状態メッセージを処理するので、ノードは、使用中、状態メッセージを安全に無視することができる。スロットを再割付けする手順は簡単であり、次のように行われる。すなわち、ユーザがＭ個のスロットを有するチャネルを要求し、ノードがＮ個の自由スロットを有している場合、ノードはスロットを求める要求を送信する。そのノードは、自由スロットを有する最も近いノードに要求を送ることによって始動する。そのノードが十分に多数の自由スロットをもっていない場合、前記状態表にしたがって、要求が、自由スロットを有する二番目の最も近いノードにも送られる。そのノードは、これらの各要求に対する応答を受け取るまで待ち、次いで再割付けの手順の結論によって、チャネルの要求を承認または拒絶する。いくらかの数（Ｊ）の自由スロットを有し、Ｋ個のスロットの再割付け要求を受けたノードは、常に最少（Ｊ,Ｋ）のスロットを提供する。そのノードはスロットの再割付けの確定を送信することによって応答し、これは、そのノードがどのスロットを提供するかを示す。要求されたノードは、自由スロットをもっていなかった場合、代わりに、スロット割付け拒絶の応答をする。このアルゴリズムに加えて、資源はネットワーク管理システムによって制御することができる。例えば、ネットワークが不足状態になるのを防ぐため、ノードはそのスロットをすべて提供せずに、その最初のシェアの特定の部分を保持するよう配置構成することができる。 2.2 交換ＤＴＭネットワークは、スイッチノードでいくつものバスを相互に連結することによって拡大することができる（図２参照）。ＤＴＭは、二つ以上のバスに接続されているいずれのノードもそれらノード間でデータを交換できるという意味で、分散された交換を利用する。これの一つの利点は、その交換容量が、より多くのスイッチノードを加えることによって徐々に増大させることができることである。その交換は周期的であるが、このことは交換遅延がチャネルに対して一定であることを意味する。これは、マルチホップチャネルが単一バスのチャネルとほぼ同じ特性を有していることを意昧する。唯一の差は、交換チャネルの遅延がわずかに長い（各ホップに対して125μｓまで）ことである。スイッチノードがその各バスに対して１サイクルのデータをバッファすることができるならば、ノード中にふくそうまたはオーバフローはあり得ない。バス間の周期化は、サイクルベースで（a per cycle basis）で行われ、サイクルはすべてのバスについて同じ頻度で開始される。これは、一つのネットワークノードに、そのすべての送出しバスに定期的にサイクルを生成させることによって達成される。各新しいサイクルに対して、このノードは、そのネットワークのすべてのバスに転送されるサイクルスタートマーカーを生成する。各バスに対し、そのバスに該マーカーを送り出すことになっているスイッチノードが一つずつある。これらのスイッチノードは、マーカーがあらゆるバスに正確に一回到達するような方式で編成される必要がある。マーカーがバスに到達すると、そのサイクルはこのバスで再出発する（周期化の方式の詳細については引用文献[12]を参照）。サイクル時間とスロットの大きさはともにすべてのバスについて一定であり、このことは、その周期化方式によって、異なるバスを、異なるビット転送速度で作動させることができることを意味する。これによって、ネットワークの個々のバスを、ネットワークのその外の部分に影響を与えずにアップグレードまたは再構成することができる。 2.3 ＤＴＭのチャネルＤＴＭのチャネル抽象化は、チャネルが下記の特性を有している点で通常の回線と異なっている。・シンプレックス（simplex）：チャネルはセンダから受信機へセットアップされる。デュプレックス接続は各方向に一つずつ二つのチャネルで構成されている。・マルチレート（multirate）：チャネルは任意の数のデータスロットで構成されている。このことは、チャネル容量が、512Kbpの倍数で、バスの全データ容量までの容量であることを意味する。・マルチキャスト（multicast）：チャネルがいくつもの受信機を有している。ノードは、１組のデータスロットを、チャネルに対し割り付け、次にチャネル樹立の制御メッセージを送ることによってチャネルを創設する。その制御メッセージは、単一ノードまたはマルチキャストグループにアドレス指定され、チャネルが創製されたこととどんなスロットを使用するかを知らせる。チャネルを創設するには、スロットを、センダにおよびチャネルのルートに沿って各ノードスイッチに割り付けねばならない。したがって、スイッチノードは、センダに代わってチャネルに対しスロットを割り付ける。次にそれらスイッチノードは、チャネルのスロットを、入ってくるバスから出ていくバスへコピーすることによって、チャネルの交換を開始する。関連するスイッチノードのいずれかが要求された数のスロットを割り付けることができない場合、マルチホップチャネルを樹立する試みは失敗する。この場合、他の経路を試みなければならない。グリッド構造の場合、ノードの各対の間に、通常いくつもの経路がある。プロトコルの現在のバージョンは、グリッドの（x,y）座標に基づいたアドレス指定方式とともに資源の経路指定（source routing）[17]を利用する。二つのホップに対する単純な負荷分散方式が、各スイッチノードに状態メッセージを使用させて、その出ていくバスの自由スロットの数に関する情報を送ることによって達成される。例えば、図２のノード１とノード４の間には可能なルートが二つあるので、ノード１がノード４への接続をセットアップしたい場合、ノード１はスイッチノード２とスイッチノード３のいずれかを使用するか選ぶことができる。ノード１はノード２と３から状態の情報を受け取り、次に、この情報に基づいてその経路指定を決定することができる。このアルゴリズムは、稠密なグリッドのネットワークに対して良好に作動し、そのネットワークでは、大部分の経路が二つのホップだけを使用するが、一般の経路指定アルゴリズムは、一層任意のトポロジーに対して要求される。 2.3.1 マルチキャストチャネル伝統的な回線は、センダと交信機の間の二点間接続である。ＤＴＭは、マルチキャストを本質的に支持する共用媒体を使用する。というのはスロットはバスのいくつものノードで読み取ることができるからである。マルチキャストチャネルは容易に延長していくつものホップにわたって広げることができる。というのは、その交換作動は、実際に、チャネルが他のバスにデータを複写するという意味で、マルチキャストの作動である（図３参照）。 3．ネットワークの性能この章で、我々は、トラヒックの条件を変えた場合の処理能力と遅延を研究する。我々は下記二つの異なるネットワークトポロジーについてシミュレーションを実施した。・100個のノードを有するデュアルバス。・20￥20のノードを有するデュアルバスの十分に接続されたグリッド。そのシミュレーションモデルにおいて、ノードはトラヒックジェネレータから転送の要求を受け、そして他のネットワークのノードから制御メッセージを受ける。これらの事象は、そのノードの入力待ち行列に挿入され、ノードは一度に一つの事象を処理する。一つの事象を処理するのにかかる時間は５μｓである。転送の要求はポアソン過程で発せられ、そして資源と宛先アドレスが均一に分散されている。転送の各要求に対して、ノードは、スロットを割り付けようと試み、それに成功したならばチャネルを樹立し、データを転送し、次いでチャネルを解体する。このことは、転送が行われるや否や、スロットがリリースされることを意味する。シミュレーションを、転送の大きさが異なる場合（1〜256キロバイト）、ユーザの要求の種類が異なる場合、およびノード間の距離が異なる場合（0.01〜10km ）について実施した。リンクのビット転送速度は4.8Gbpであり、これは、スロット転送速度（75ＭＨ₂）とサイクルの大きさ（9600個のスロット）を示す。各転送は１サイクル当り40個のスロットを要求する。これは20.48Mbpのチャネルに対応し、このことは、16キロバイトの転送に例えば約６μｓかかることを意味する。我々は、転送されたユーザのデータの全量を、シミュレートされた時間で割り算することによって処理能力を算出し、次にこの値を一つのデュアルバスの容量（9.6Gbp）に対して正規化する。達成可能な最大処理能力は、いくらかの容量が制御メッセージに使用されるので、リンク容量より常に小さい。単一デュアルバスのシミュレーションで、100個のノードの場合、制御容量は１ノード当り５個の制御スロットであり、これは５％のオーバヘッドに相当する。この時の最大可能処理能力は0.95である。グリッドは単一デュアルバスより多数のノードをもっているが、１バス当りのノードの数は少ない（100ではなくて20）。バスのトラヒック負荷はそのノードにわたって分散されているので、これは、与えられたバス負荷において、グリッドは各ノードの前後により多くのトラヒックをもっていることを意味する。したがって、グリッド中のノードはより多くの制御スロットを必要とする。しかしノードは、制御メッセージを処理する容量が限定されており、そして我々は、５μ ｓの事象処理時間で、１ノード当り10個以上の制御スロットを使用することによってごく小さな性能しか得られないことが分かった。したがって、我々は、グリッドに１ノード当り10個の制御スロットを用い、これによって0.98という最大可能処理能力が得られる。アクセス遅延は、要求がノードに到達する時間からデータ転送が始まるまでの時間の平均値である。それは、チャネル樹立時のオーバヘッドの尺度でありかつスロットを割り付け、チャネル樹立のメッセージを受信機に送り、次いでデータの第一スロットを送るのにかかる時間を含んでいる。マルチホップの場合、センダは、チャネルが両者のバスに樹立されたという受信機からの確認を待ってから、データを送り始める。単一ホップの場合、センダだけが受信機に対してチャネルを創設するので、センダはスロットが割り付けられると直ちにデータを送り始める。 3.1 一つのデュアルバス第一セットのシミュレーションは、一つのデュアルバスの性能に関するシミュレーションである。これらシミュレーションの目的は主として、異なるユーザの要求に対するスロット割付け方式を試験することである。異なるバスに対するスロットの割付けは独立した操作なので、これらシミュレーションの結果は、一般に、マルチホップの場合に同様に適用できる。 3.1.1 再試行なしの厳密な容量の要求図４は、ノードが、要求された容量をチャネルに対し割り付ける試みを多くても１回行い、次に、要求された全容量を割り付けることができないとき、要求を拒絶する場合の基本的シミュレーションの結果を示す。1〜256キロバイトの間の大きさの転送をシミュレートする。最小の転送（図４における１と２キロバイト）のシミュレーションは、負荷が高い場合、シミュレータの事象待ち行列が大きくなりすぎたため（制御容量が使い果たされたことを示す）実施できなかった。負荷が低い場合、大部分の転送の要求は直ちに受理されるので、処理能力は負荷とともに直線的に増大する。負荷が高くなってくると、スロットの再割付けが再々行われるようになり、いくつかの転送要求が拒絶され、そして負荷が増大すると、処理能力がごくわずかずつ増大する。負荷がさらに高くなると、信号容量が使い果たされて、処理能力は増大しない（または図４に示す１キロバイトの転送の場合のように減少する）。より小さい転送は、与えられた負荷において、大きい転送より、頻繁に制御信号を要求するので、処理能力は、小さい転送の場合の方が大きい転送の場合より小さい（処理能力は、１キロバイトの転送０）場合得られるのは大きくても 0.47 であり、これは最大可能処理能力の 50％であり、これに比べて 256 キロバイトの転送の場合 85％である）。また、処理能力は、要求される全容量が一回の試みで割り付けられることを要求する厳密なユーザの動作によって制限される。さきに報告したシミュレーションは、処理能力が、これらの要求を緩和することによって増大させることができることを示している。アクセス遅延は、負荷が低い場合、主として、ノードが、転送の要求を処理し、使用可能な第一制御スロット（チャネル樹立メッセージのための）を待ち、次に第一データスロット（ともに平均して80μｓ）を待つのにかかわる時間で構成されている。負荷が増大すると、ノードは他のノードにスロットを要求しなければならないのでより大きな遅延が持ち込まれる。 3.1.2 再試行ありの厳密な容量の要求ノードを再試行させることによって、処理能力を増やすこと、すなわちスロットのチャネルへの割付けを一回以上試みることが可能になる。図５は、許される再試行の最大回数の各種の値に対する処理能力とアクセス遅延を示す。ノードに再試行させると、より多数のチャネルを樹立することができて処理能力が増大するが（最大可能処理能力の92％まで）、アクセス遅延が長くなり、信号発信が多くなるという犠牲が伴う。したがって、再試行は、厳密な帯域を要求するがいくらかのアクセス遅延を許容できるアプリケーションに最適である。しかし、多数の要求が持続的に再試行されると（過負荷状態の場合のように）、性能は低下する。図５は、負荷が高くかつノードに 20 回再試行させた場合に、性能が低下するのを示す。これは、信号容量が 20 回の再試行に対して十分でないことを示している。 3.1.3 フレキシブルな容量の要求容量に対して余り厳密でない要求をしているアプリケーションは、要求されているより小さい容量を有するチャネルを受理するために作成することができる。このようにして、スロット再割付けを一回試みることによってより多数のチャネルを樹立することができる。図６は、三つの事例の処理能力と遅延を示す。すなわち、ユーザがいくらかの容量（最小１スロット）で満たされている場合、必要とする容量の少なくとも1/2（20スロット）を要求する場合、および全容量（40 スロット）を要求する場合である。処理能力は、ユーザの要求が小さい場合増大する。ユーザがスロットを１個しか要求しない場合、達成される処理能力は最大可能処理能力の94％である。しかし、スロットの再割付け法は、これら３事例の場合すべて同じであり、このことは、アクセス遅延がこれら３事例の場合、実質的に同じである理由を説明している。 3.1.4 距離の関数としての性能ノード間の距離が増すと、スロットを再割付けするための制御メッセージを交換するのにより長い時間がかかる。このことは図７に見ることができる。図７は異なるバスの長さに対する処理能力とアクセス遅延を示す（再試行なしの厳密な容量の要求の場合、すなわち図４と同じスロット割付け原理）。そのアクセス遅延は、バスが長くなると著しく増大する。しかし、これは主としてチャネルの創設に影響するので、処理能力は距離とは比較的無関係である。増大したバスの長さの他の効果は、状態情報を伝播するのにより長い時間がかかるので、スロットの再割付けが失敗する確率が高くなるということである。これは主として処理能力に影響するが、シミュレーションの結果は、これが小さな影響に過ぎないことを示している。 3.2 グリッドのネットワーク図８はマルチホップチャネルのシミュレーションの結果を示す。そのネットワークは、20￥20のノードで全体が接続されたグリッドネットワークである。チャネルは、多くても二つのホップを使用し、経路指定の決定は状態メッセージからの情報に基づいている。そのスロット割付けの原理は図４の場合と同じで、再試行なしの厳密な要求である。完全に接続されたグリッドの理論的最大処理能力は、ｎがバスの数の場合、ソース−宛先の対の均一な分散による。2.1％の信号オーバヘッドの場合、20￥20 グリッドは最大可能処理能力は約20.6 である。図８は、250 キロバイトの転送の場合、最大処理能力は最大可能処理能力の97.5％であり、これに対し 16 キロバイトの転送の場合は、95.1％である。これは一つのデュアルバスの場合（図４）より有意に大きく、これについての我々の説明は、グリッド中の一つのバス当りのノードの数が少なく、このことは、自由スロットのプールが余り分散していないのでスロットの再割付けが成功する確率が高いことを意味しているということである。マルチホップチャネルのアクセス遅延は、スロットを二つのバスに割り付けなければならないので、単一ホップチャネルの場合より長い。256 キロバイトの転送に対するアクセス遅延は、マルチホップの場合、単一ホップの場合に比べて約 50％長い。グリッドの場合のアクセス遅延はこれより長いと予想できる。これが事実でない主な理由が二つある。第一に、二つのホップにわたってチャネルの樹立に特定の大きさの並列性がある。第二に、制御スロット間の間隔はグリッドの場合の方が短いので、ノードの制御スロットを待つ時間が短い。しかし、16キロバイトの転送の場合、遅延は、負荷が高いとき劇的に増大し、これは信号容量が不十分なことを示している。 4．結論と将来の研究動的周期転送モード（ＤＴＭ）は統合されたサービスのためのネットワーク構造体である。ＤＴＭは、高速回線交換方式に基づいており、セットアップ時間が短いマルチレート、マルチキャストチャネルを提供するものである。チャネルは保証された容量と一定の遅延を与え、このことによって、ＤＴＭは、ビデオおよびオーディオのようなリアルタイムトラヒックに対して最適になる。伝統的な回線交換ネットワークと対照的に、またＤＴＭは、動的に変化するトラヒックを支持するため、ノード間に資源の動的再割付けも行う。我々は、各種の配置構成に対して行ったコンピュータシミュレーションによる性能の分析結果を報告してきた。その分析はパケット様のトラフィックパターンに集中している。なぜならば、この種のトラヒックは、回線交換方式に基づいたネットワークに対して最も厄介なトラヒックであると考えられるからである。目的は、チャネルが頻繁に樹立されてリリースされると、ネットワークの利用率とアクセス遅延がどのような影響を受けるかを試験することである。チャネルが各転送に対して樹立されそして転送の大きさが 1〜256 キロバイトの間で変動する場合、我々は 20Mbp のチャネルを使用する。分析は２種のトポロジーすなわちデュアルバスおよびデュアルバスのグリッドについて実施した。そのプロトコルは、全容量の特定の部分を制御情報用に予約することを要求している。すなわち我々はデュアルバスの場合は約５％、およびグリッドの場合は２％使用した。分析結果は、トラヒックが短くて頻繁な転送（数キロバイトの）で構成されている場合、性能は利用可能な信号容量の大きさによって決定されることを示している。デュアルバスの場合、ネットワークが、わずか数キロバイトに過ぎない長さの転送を負荷されているときでさえ優れた結果が達成されるが、一方グリッドは 16 キロバイトの伝送で飽和された。要約すると、本明細書は、高速回線交換方式が、ＤＴＭに適用されると、短命の接続を使用するパケットトラヒックの場合でも良好に機能することを示している。このことによって、リアルタイムのトラヒックに対するその固有の支持と組み合わせて、高速回線交換法が、Ｂ-ＩＳＤＭの魅力的な代替法およびそれ以上のものになる。将来の研究として、上記性能試験の結果は、パケットをＤＴＭに対して送るため、パケットをわずかに大きいユニットにグループ分けして、チャネルにパケットを多重化する方式を見つける必要があることを示唆している。コンピュータが、トレインモデル[18]に合致するトラヒックを生成するならば、バースト内の多数のパケットが同じ宛先を有するパケットのバーストすなわち初期の高速回線交換ネットワークで使用したのと類似の単純な方式が適当なようである[13]、[15 ]。このような方式の場合、センダが特定な期間を超えてアイドルであったときチャネルは閉鎖されてその資源はリリースされる。しかし、これは今後、研究を必要とする領域である。性能試験の結果は有望な結果であり、我々はさらに、不平等トラヒック（non-uniform traffic）モデル、例えば、バースト的ソースと非対称のセンダ−受信機の分散のモデルの効果を探究するつもりである。その上に、我々は、シミュレータ中に、高速チャネルの創設[19]、[20]、[21]およびスロットの再使用[22]のような機構を実現して研究するつもりである。Ｂ．ＤＴＭネットワークにおけるスロット管理の性能分析要約本明細書は、動的周期転送モード（ＤＴＭ）ネットワークすなわち高速回線交換方式に基づいた新しい高速ネットワーク構造体の性能試験結果と分析結果を提供する。性能分析は、利用率、遅延、およびブロッキングを取り上げる。分析はパケット交換方式に集中して行われたが、この方式は、回線交換式に基づいたネットワークに提供することが最も困難なサービスであると考えられる。資源管理には、時間スロットに対する競合自由アクセスを保証するためトークンを使用する。ＤＴＭモデルには、二つの異なるトークン管理方式が含まれている。第一の方式は、すべての自由トークンを管理する中央トークンマネージャに基づいた非対称方式である。第二の方式は、すべてのノードがトークンプールを共用している分散型トークンマネージャに基づいた対称方式がある。分散型方式のトークンは再割付けのプロトコルで送られる。トークンが細分化する問題は分散型方式の場合、確認されており、脱細分化機構（defragmentationmechanism）に基づいた解決策が提供される。両モデルは、スロットの再使用および高速接続樹立の方式を支持している。シミュレーションのためのトラヒックジェネレータは、インターアライバル指数分布（exponential inter-arrival distribution）、バースティーアライバル (bursty arrival)または非対称のクライアント−サーバ様トラヒックを有するトラフィックを生成している。試験結果は、接続樹立のオーバヘッドが十分に低く、利用率が高く、かつ回線が個々の各パケットに対して樹立されていても再割付けのプロトコルは十分に働いていることを示している。スロット再使用の方式が起動されると、利用率が増大してほとんど２倍になりそして他の性能の測定値も同様に改善される。最後に、試験結果は、最も重要な制限因子としての信号容量が、パケットの平均の大きさが小さくても、高性能を達成することを確認している。 1．諸言新しい高容量通信ネットワークとプロトコルが、通信産業界および学界で絶えず開発されている。この開発は頻繁に変化し、そして新しい研究成果は、リアルタイムのオーディオ、ビデオ、および非周期の通信サービスをアプリケーションに融合させるアプリケーション開発者にとって重要である。これらのアプリケーションは、高範囲のネットワークのアクセス端末に見つけることができる。これら端末は、ネットワークホストとして作動し、そして大部分、なんらかの電子装置であり、例えば小型のポケット電話もしくはテレビジョンセット、マルチメディアのワークステーションおよびすばらしいスーパーコンピュータがある。ホストは、その処理力に対する要求とその通信サービスの必要条件の規模によって異なっている。これら異種の要求は、現在、一組の独立した諸ネットワーククラスに反映されている。各ネットワーククラスは、その特定のトラヒックとアプリケーションに対して最適化されている。すなわちケーブルテレビジョンネットワークは単向性放送ネットワークを使用し、そのネットワークでは、容量がビデオを搬送する大きさが固定されたサブチャネルに分割される。電話ネットワークは、処理能力が保証されかつ遅延の変動がしっかりと制御されている64 Kbit/sの二重回線だけを使用している。例えばインターネットなどのコンピュータネットワークは、コネクションレス型のパケット交換方式を使用して、多数の並列ネットワークセッションを行うことができる。またコンピュータネットワークは、リンクを有効に利用するため、統計的多重化も利用する。移動式システムの骨格ネットワークは、すべての能動端末を動的に追跡するため余分の制御（または信号）容量が必要である。現在存在しそして将来増大するであろうこの広いスペクトルのアプリケーションの場合、新しいタイプの各サービスに対して、新しくて時には地球規模のネットワーク、および新しい端末インタフェースを、連続的に発明することは実行不可能である。代わりに、既存のサービスと新しいサービスを支持する統合サービスネットワークを配備することが必要である。このようなネットワークの全般的な目標は、地球規模の大きさに拡張できることと、コストを最小にするために高価なネットワークの構成部分を最大限に共用することである。光伝送法が、統合サービスネットワークを現実的な解決策にするのに十分に低い価格で、必要なリンク容量を提供することが報告されている。しかし、非常に高い容量を有する新しい統合光ネットワークには、現在のより特殊化された低性能のネットワークには見られない新しい問題が持ち込まれる。第一に、ネットワークの容量が増大し、情報フライト待ち時間(information fligh t latency)が光の速度によって制限されたままのとき、帯域遅延積が増大すると、ユーザのトラヒックを第三者のネットワークトラヒックから隔離する機構が強く要求される。例えば、電話セッションは、高容量のビデオチャネルを開いている他のユーザによって影響を受けてはならない。第二に、アプリケーションとプロトコルは、輸送中の情報の量が増大して、高い信頼性で作動して、増大したネットワーク容量から利益を得る必要がある。このようにして、そのネットワークに、大きさが一層大きいバーストとトランザクションがもたらされる。インターネットプロトコル（Internet Protocol）(ＩＰ)［rfc 791，Come 91: Internetworkingl］のような国境がないパケット交換プロトコルを用いる現在のネットワークは、極端に規模を拡大できることが分かってきた。このネットワークは、1970 年代中期における、ごく少数の Defense Advanced Research Proj ects Agency(ＤＡＲＰＡ)[rfc 1120,Come 91:Internetworkingl]の研究コンピュータを接続している小さなネットワークから現在の地球上の至る所に存在するインターネット(Internet)[rfc 1118]まで発展したものである。共用媒体構内通信ネットワーク（[stallings 94: data]参照）（ＬＡＮ）例えばＣＳＭＡ/ＣＤ、トークンリングおよびＦＤＤＩが、ルータまたはブリッジによって接続される簡単なビルディングブロックとしてインターネット中に使用されている。拡張が容易なこと、増分ノードのコストが低いこと、および故障ノードに対する許容限界が組み合わさって、簡単でフレキシブルであり、かつ強固なネットワークが得られたのである。またその共用媒体は、ＩＰマルチキャスト[rfc 988]のような新しいマルチキャストプロトコルを有効に適用することができる。共用媒体の欠点は、一般に、任意の時間に、単一の端末しか伝送させることができず、そのため、すべてのネットワークセグメントを有効に利用できないことがある。その媒体の容量を再使用することができる方式を設計できるが[7,8,9,1 0,11]、高速アクセス制御ハードウェアが複雑になるという犠牲を伴うことが多い。また、共用媒体のアクセス制御機構はネットワークの大きさに強く依存しており、通常、構内環境にしか有効でない。２種の主要タイプのネットワークは、電話に用いられる接続指向（connection oriented）回線交換ネットワークおよびインターネットで代表されるコネクションレス型パケット交換ネットワークである。回線交換ネットワークがデータ通信に使用されると、回線は情報のバースト間で開いたままである必要があるのでネットワークの容量が浪費される。この問題は、回線の管理操作が、ユーザの要求の動的変動に比べてゆっくりしているために起こる。回線交換ネットワークのオーバーヘッドの他の原因は、対称的二重チャネルを要求する制限であり、そのため、情報の流れた単方向の流れの場合、100％のオーバーヘッドをもたらす。また、この制約によって、マルチキャストの回線が非効率的になりかつ実現が困難になる。一方、コネクションレス型パケット交換ネットワークは、資源の確保が不足しているので、ヘッダの情報を各メッセージに加えた後に伝送を行わねばならない。さらに、コネクションレス型パケット交換ネットワークの待ち時間は、正確には予測できないので、パケットが、バッファのオーバーフローまたはエラーのあるヘッダのために失われることさえある。後者の二つの要因によって、リアルタイムサービスの支持が困難になる。ふくそうを回避する機構[12]は、異なるユーザのトラヒックの流れを隔離することができる。しかし、これらの方式は、往復のパケット遅延に匹敵するタイムスケールでの操作に限定されている。上記問題を解決するため、通信産業界は、非周期転送モード（Asynchronous T ransfer Mode）（ＡＴＭ）[13]の開発に集中している。ＡＴＭは、ＬＡＮおよび多数の将来の公的ネットワークに提案されている。またInternational Telegrap h and Telephone Consultative Committee(ＣＣＩＴＴ)も、広帯域ＩＳＤＮ（Ｂ -ＩＳＤＮ）の転送標準として使用するためＡＴＭを採用した[14]。ＡＴＭネットワークは接続指向式であり、回線交換ネットワークとしてチャネルを樹立するが、情報転送用セルと呼称される小さい固定された大きさのパケットを使用する。ＡＴＭがパケット交換方式であることは、そのネットワークが、バッファ資源マネージャのような新しい機構およびリンクスケジューラを備えて、接続に対するリアルタイムの保証を確定する必要があることを意味する。リアルタイムの保証を与える我々の解決策は回線交換ネットワークに集中しているので、我々は先に述べたような回線交換の懸念を解決しなければならない。また我々は、新しい共用媒体制御プロトコルも採用するので、通常の共用媒体の問題を考慮しなければならない。動的周期転送モード（ＤＴＭ）と呼称される我々の設計[15,16,17]は、通信抽象化としてチャネルを使用する。我々のチャネルは、種々の点で電話回線と異なっている。第一に、樹立遅延が短いので、ユーザの要求が変化するのと同様に速く、動的に割付け／割付け解除を行うことができる。第二に、我々のチャネルは単信方式（simplex）なので、通信が単向式の場合、オーバヘッドが最小になる。第三に、我々のチャネルは多重ビット転送速度を提供して、ユーザの容量要求の大きな変動を支持する。最後に、我々のチャネルはマルチチャネルであるので、いくつかの数の通報受端が可能になる。ＤＴＭチャネルは多くの有益な特性を回線と共用している。チャネル樹立後に制御情報を転送することはないので、大きなデータ転送の場合、ネットワーク資源の利用度が非常に高くなる。リアルタイムトラヒックを支持することは固有のものなので、ネットワーク内のポリシング、ふくそうの制御または流れの制御の必要はない。制御情報はデータから隔離されているので、マルチキャストは余り複雑でない。伝送遅延は無視することができるので(すなわち125μｓ以下である) 、ＡＴＭの場合のようにバッファのオーバフローによってデータが損失する可能性がない。ビット誤り率はその根底になっているリンク技術に左右され、チャネルのセットアップ時に、資源が厳密に確保されるため、交換は簡単かつ迅速である。本明細書の目的は、伝統的な回線交換ネットワークが不十分な領域すなわち動的帯域の割付け、チャネル樹立遅延などの領域でのＤＴＭの性能および共用媒体ネットワークとしてのＤＴＭの性能を研究することである。資源管理（トークン管理と呼ばれている）の原理を提供して評価する。我々は、コンピュータ通信に見られる比較的短命の転送（4〜4000 キロバイト）によく似ているトラヒックパターンにＤＴＭを暴露するシミュレーションを行って得た結果を報告する。トラヒックは、指数分散型のインターアライバルタイムのみならずクライアント− サーバ指向のバースティーインターアライバルを有している。第二章では、ＤＴＭのプロトコルとＤＴＭのチャネルの概念を説明する。第三章でトークンのプロトコルを説明する。第四章でシミュレーションのヒットアップを考案し、第五章は各種配置構成について行ったシミュレーションの結果を提供する。最後に、第六章で結論を出して将来の研究を概説する。 2．ＤＴＭ媒体のアクセス制御プロトコル−ＤＴＭ−ＭＡＣＤＴＭネットワークの基本的トポロジー(図９参照)は、すべてのノードを接続する二つの単向性光ファイバーを有するバスである。異なる速度を有するいくつものバスを接続して任意マルチステージネットワークを作製することができる。現在のプロトタイプを実動化する場合[15]、バスは組み合わせて二次元のメッシュにすることができる[16]。二つのバスの接合点におけるノードは、データスロットと二つのバス間で周期的に交換できる。このようにして、ノードを通じて、一定の遅延で効率的な交換を行うことができる。ＤＴＭの一次通信抽象化は、単方向性でマルチレートのマルチキャストチャネル[18]である。ＤＴＭ媒体のアクセルプロトコルは、時分割多重方式である。バスの帯域は12 5 μｓのサイクルに分割され（図[10]）、一方、これらのサイクルは64 ビットのタイムスロット（または略してスロット）に分割される。したがって、サイクル中のスロットの数は、そのネットワークのビット転送速度に依存しており、例えば、6.4Gbit/sのネットワークの場合、１サイクル当り約12500個のスロットがある。これらスロットは、二つのグループすなわち制御スロットとデータスロットに分割される。制御スロットは、ネットワークの内部操作に関するメッセージ、例えばチャネル樹立と帯域再割付けに関するメッセージを搬送するのに使用される。データスロットは、ユーザのデータを転送するのに使用され、中間ネットワークノードによって解釈されない。中間ノードはソースと宛先の間のノードである。各ネットワークノードにはノードコントローラがあり、このコントローラはデータスロットへのアクセスを制御して、ネットワークのスタートアップおよび誤り回復などのネットワーク管理操作を実施する。ノードコントローラの主なタスクは、ユーザからの要求に対応してチャネルを創設し終了させ、およびユーザの要求に応答してかつバックグランドでネットワーク資源を管理することである。制御スロットは、ノードコントローラ間のメッセージ用に排他的に使用される。各ノードコントローラは、各サイクル中の少なくとも一つの制御スロットに対し書込許可部分（write permission）をもっており、ノードコントローラはその書込許可部分を、下流のノードに制御メッセージをブロードキャストするのに使用する。制御スロットに対する書込みアクセスは排他的であるから、ノードコントローラは、他のノードやネットワーク負荷とは無関係に、その制御スロットに常にアクセスする。ノードが使用する制御スロットの数は、ネットワーク操作中に変えることができる。 3．トークンの管理サイクル中のスロットの大部分はデータスロットである。データスロットに対するアクセスは、トラヒックの要求にしたがって時間の経路とともに変化する。スロットに対する書込みアクセスはスロットトークン（または略してトークン）によって制御される。ノードコントローラは、対応するトークンを所有している場合のみ、スロットにデータを書き込むことができる。トークンのプロトコルは、スロットアクセスに競合がないことを保証し、このことは、多くても一つのノードが同じスロットにデータを書き込むことを意味する。チャネル樹立および帯域再割付けの制御メッセージは、パラメータとしてトークンのセットを保持している。しかし制御メッセージは 64 ビットであるから、ごく少数のパラメータしかもつことができない。これは、ユーザが大きな帯域の転送を要求した場合、チャネルを創設するためにいくつもの制御メッセージを送る必要があることを意味する。これは、余分のアクセス遅延を持ち込んで信号容量を消費する。我々は、チャネルを創設しトークンを再割付けする間に送る必要がある情報の量を減らすいくつもの機構を検討している。トークンを管理する際、最初に行う最適化は、ブロックトークンを導入することである。ブロックトークンは、単一の制御メッセージで転送されて一群のトークンを表すが、特定の組合わせのトークンにしか使用できない。例えば、本明細書で述べるネットワークシミュレーションでは、ブロックトークンは、スロットの数およびその群の中の隣接したスロットの数を示すオフセットで表される。ブロックトークンの最適化によって、トークンプールは小ピースに細分化されないと考えられる。自由プールにおける小さなトークンブロックの量は問題であり、細分化と呼称される。 3.1 スロットの再使用トークンのプロトコルは、データスロットが、バスにおいて、二つのノードによって同時に使用されることが決してないことを保証する。時にはこのプロトコルは保守的すぎることがある。図[11]は、三つのトークン（Ａ、ＢおよびＣ）が三つのチャネルに対してどのように確保されているかを示す実施例を示す。ノードはバスセグメントによって接続され、そしてチャネルは一般に、バスの、セグメントのサブセット（灰色）を使用し、残りは確保されるが（白色）、末使用のままだと共用資源が浪費される。より優れた代替法は、図[12]の実施例のようにセンダと受信機間のセグメントの容量だけを、チャネルに確保させる方法である。単一スロットは、この場合、バスで多数回、使用することができる。チャネルＤとＥは、チャネルＡとＣ同じスロットを使用しているが異なるセグメントで使用している。このことはスロットの再使用と呼称されている。スロットの再使用によって、バスの離ればなれのセグメントにわたって同じスロットで同時に伝送することが可能になる。スロットの再使用は、リングの共用リンクおよびバスネットワークをよりうまく利用する一般的な方法である。ＤＱＤＢ[11,7]、Simple[19]およびＣＲＭＡ[2 0]におけるスロット再使用のアルゴリズムは、これらスロット中の制御情報に依存している。バッファ挿入ネットワーク[10,8]は、ＭＥＴＡＲＩＮＧ[9]の場合のように宛先リリースと組み合わされると、個々のリンクの容量を再使用し、入ってくるパケット流れを弾性バッファによって遅延させることによって、事象の競合を解決することができる。スロットを再使用すると、それが、ＤＱＤＢ、Simple およびＣＲＭＡのようなハードウェアでなされるかまたはＤＴＭのようなソフトウェアでなされるかにかかわらず、アクセス方式の複雑さが増大する。また、スロットの再使用は、ＤＴＭ以外のシステムで実行されると、ノードを通じて高速クリティカルバスに複雑なハードウェアを付加するのでノード遅延が増大する。ＤＴＭでスロット再使用を可能にするため、ブロックトークンのフォーマットを広げて、それが表現しているセグメントを説明するパラメータを含ませる。また、トークン管理プロトコルは、スロット数の大きさおよびセグメントの大きさにおける矛盾を避けるため修正される。最も重要な想定は、原プロトタイプの実動化に対するハードウェアの変化は許可されないかまたは必要がないことである。また、性能の利得は、ソースと宛先の対が均一に分散されているデュアルバスの場合、全く明確であり、処理能力が２倍に増大することが報告されている[21]。ＤＴＭネットワークにスロットを再使用する場合、可能性がある欠点は、アルゴリズムの複雑さが高くなって、ノードコントローラと信号チャネルに対する負荷が高くなる可能性がある（特に平均のチャネル期間が短い場合）ことである。 3.2 中央トークンマネージャ２種のトークン管理方式を評価した。第一の最も簡単な方式は、単一のノードコントローラに、ファイバー上のすべての自由トークンを管理させる方法である。この種の集中サーバ機構は、ＣＲＭＡ[22]のようなシステムにも用いられており、この場合、ヘッドエンドノードがファイバーの容量を他のすべてのノードに分散させている。我々は、各ファイバーについて、スロットジェネレータから 1/3 の距離に位置するノードがトークンサーバであるようにシミュレーターを配置構成した。そのときトークンサーバは西側にほぼ同じ量のトラヒックを持っている。ユーザの要求がノードに到着する毎に、ノードは、まず、マネージャにトークンを要求し次にチャネルの全寿命を通じてそれらトークンをロックする。ユーザがそのチャネルを切離す要求を発した場合、トークンはマネージャに直ちに戻される。すべての要求はトークン要求中に遅延され、そしてアクセスは中央マネージャによって直列化される。 3.3 分散型トークンマネージャ分散型トークンマネージャは集中型より基本的に複雑である。我々は分散型トークンマネージャをできるだけ簡単なものに保持しようと試みた。我々の方法では、各ノードが、自由トークンをいくつもっているかについての状態情報を定期的にブロードキャストしている。他のノードは、その状態表に、上記情報を記憶している。より多くの容量を望むノードはその状態表を参照して、どのノードにスロットを要求するかを決定する。開始するサイドワーク（side work）のプロトコルは次のとおりである。すなわちユーザの要求がノードに到達すると、 1．ノードが要求を満たすのに十分多数の自由トークンをもっている場合、ノードは要求された数のスロットをユーザに割り付け、次いで、チャネル樹立メッセージを宛先ノードに送り次に確保された、スロットを使ってデータを伝送することによってチャネルを始動させる。 2．そうでなければ、ノードは、その利用可能なトークンに、確保されているとして印を付けて次にその状態表をチェックする。すなわちネットワーク中の自由トークンの全数が要求を満たすほど十分でない場合、要求は拒絶される（ブロックされる）。さもなければ、そのノードは、未使用の容量を有するノードにトークンを要求する。トークンの要求を受けるこれらノードのうちの一つは、要求された数の自由スロットをもっていない場合、そのもっているすべてのスロットを与える。いずれにしろ、そのノードは要求しているノードに応答を送る。ノードは、入ってくる要求を、厳密なＦＩＦＯの順序で満たす。ノードがトークンの要望に対する応答を受け取ると、そのノードは、応答で受け取るスロット（もしあれば）に、確保されているとして印を付ける。ノードが、送ったすべての要求に対して応答を受け取った場合、そのノードは、十分な容量を獲得したかどうかによって、チャネルを始動させるかまたはユーザの要求を拒絶する。ユーザの要求が拒絶されると、確保されているスロットは自由であるとして印が付けられる。スタートアップ時、自由トークンはすべてネットワークノード中に均一に分散され、そして各ノードは、その自由トークンの少なくとも一つをとってそれ（それら）をアクティブステート（active state）に移行させて、それ（それら）が制御スロットであると宣言する。ここで、ユーザの要求が受理されて、トークンは要求によってノード間を移動させることができる。局所ノードが到達中のユーザの要求を満たすのに十分なトークンをもっている場合、その要求は、トークンの割付けが全くなしで受理される。この方式が有する弱点は、スロットの再割付けがユーザの要求でしかトリガーされないので、ユーザの要求が未決定のトークン割付けによって遅延されることである。これを改善するため我々が実施した最適化は、バックグランドでもスロットの再割付けを実施することである。その結果、大きさが小さいかないしは中位の要求に対してトークンを再割付けする必要が少なくなる。自由トークンのプールは、成功裡に再割り付けして使用するように速度を上げるために、均一ではない方式で分散させることができる。プールを管理しているノードが少ない場合、トークンが間違った再割付けをされる可能性が少なくなるため、チャネルのブロッキングが減少する。この場合、完全トークンプールは、すべてのノード間に、比例的に分散されている（スロットジェネレータの近くのノードは、スロットジェネレータから離れた位置にあるノードより多くのトークンをもっている）。ノードの転送は、サーバノードを常に使用する代わりに、ノードの各対の間で起こすことができる。局所のノードが、到達するユーザの要求を満たすのに十分な数のトークンをもっている場合、その要求はトークンの再割付けなしで受理される。さらに、到達するユーザの要求がプールの分布とよく整合している限り、再割付けは全く不要である。トークンプールをどのように分散させるか決定する前に、いくつかの質問に回答する必要がある。我々は下記の問題点を検討する。 1．ノード中の局所資源がユーザの要求を満たすのに十分でないとき、他のどのノードにさらに多くのトークを要求すべきか？ 2．ノードがいくつものノードにトークンを要求する場合、トークンをいくつ要求するつもりか、そしてチャネルが要求された容量の一部を受け取った場合、ノードはチャネルを拒絶すべきか？ 3．トークンがノード間を自由に移動する場合、そのトークンプールが小さなピースに細分化されて、ブロックトークンの最適化方式が無用になるか？ 3.3.1 状態メッセージ我々は、状態メッセージを使って、自由トークンのプールに関する情報を分配することを決定した。状態メッセージの情報は、ノードがさらに多くの資源を要求するときに適切なノードを選択するのを補助するのに使用される。この方法は上記第一の質問を解決する。我々の方式は下記のような働きをする。各ノードは、自由トークンをいくつ持っているかについての状態情報を定期的にブロードキャストする。他のノードは、その状態表内にこの情報を記憶する。さらに多くの容量を所望するノードは、その状態表を参照して、どのノードにスロットを要求するか決定する。そのブロードキャストされた状態情報は、トークンの情報の現在の状態の概要を提供するので、トークンの要求は、提供するトークンをもはや持っていないノードに送られるので拒絶される。状態表は、古くなっているか利用できなくてもシステムは作動するという意味で“ソフト”な情報である。しかし状態表によって、再割付け法の成功率が改善される。 3.3.2 不必要な拒絶の回避集中型（図17）と分散型（図20）のトークン管理の基本的性能を比較すると、システム中に利用されていない資源がまだある場合、分散型バージョンに多いユーザの要求に対する新しいタイプの拒絶が存在することを見ることができる。ノードは、状態表を使用して、トークンを要求するノードを精選する。要求が標的ノードに到達したとき、利用可能な容量の大きさがすでに変化していることがあって要求されている量より少ない量が要求しているノードに戻されることがあり、その場合、ユーザが拒絶する。この動作によって不必要なトークンの転送が起こり、そしてトークンの転送中スロットは使用されないので帯域の資源が浪費される。また状態メッセージの機構は、トークンが頻繁に移動すればするほど効率的に働かなくなる。プールが多数（数百）のノード間に比例的に分散されている場合、平均的なプールの大きさは比較的小さい。負荷が高いと、プール中の自由トークンの数は、さらに減少する。またノードが極めて高い速度でチャネルを創設し破壊する場合、個々のノード中の自由容量の大きさは、少量の容量と全く容量なしの間を変動する。ユーザが要求する平均の容量が、ノードの自由トークンの数と比べて大きい場合、ユーザの要求を満たすためさらに多くのノードを要求しなければならない。この時点で、要求されたノードが自由な容量をもっていなければ、ユーザが拒絶することになる。この問題を、集中型モデルに戻ることなく解決する多くの方法がある。第一に、我々は、完全な要求を満たすことができなくても、スロットをあきらめる必要はない。このプロトコルは、わずか一つのノードが自由トークンについて要求されても適用できるが、より多くのノードが要求された場合、トークンが移動するかまたはトークンは使用されないままロックされる。第二に、我々が、トークンを要求した後、要求した数より少ないトークンを受け取った場合、我々は、単にもう一回および多数回、トークン要求の手順を要求する試みをすることができる。これによって、ユーザの要求が受理され、受け取られたトークンが使用される可能性が増大する。繰返される試験の出費の原因は増大する信号と増大するアクセス遅延であり、これら出費の原因によって過負荷のネットワークの性能が劣化する。ユーザによって繰り返される試みでさえ、繰返し試験をうけた要求に対して、一層長いセットアップ遅延をもたらす。第三に、ユーザは、場合によっては、要求された容量より小さい容量のチャネルを、拒絶する代わりに受理することを希望してもよい。例えば、ユーザが要求されたものの50％を受け取った場合、ユーザは進んで受理してもよい。図13に、異なる最小の受理可能な容量［100％（4 0個のスロット）50％（20個のスロット）および５％（１個のスロット）］の小さな（16キロバイト）ユーザの要求に対する性能を開示する。平気値が低い最小の受理可能な帯域によって高い利用率が得られる。図 14 に、我々が最終的に要求をブロックする前に、ユーザが８回まで試みを繰り返している場合の試験結果の性能を開示する。その利用率は、より多くの信号とより長い遅延という犠牲のもとに増大する（そしてブロッキングが増大する）。多数回試験を繰り返すと、それが頻繁に行われる場合、生産性が妨害される。柔軟なユーザの要求の方針で、絶対に得られることは、拒絶の可能性が低くて全処理能力が高いことである。図13と14に開示されている配置構成のどちらかを、要求が到着している時点で決定することができる。チャネルの容量に対して厳密な要求を行うユーザは、十分な容量が割り付けられるまで試験の繰返しを要求することができるが、他のユーザは、そうではなくて、要求量より少ない容量のチャネルを受理してもよい。本明細書で提供される残りのシミュレーションについて、我々は、受理可能な低い帯域は、要求容量の50％であると定義する。 3.3.3 細分化トークンのランダムな移動とユーザの要求の変動する容量のため、一般的に、隣接する自由ブロックの平均数は小さい。この細分化は、ブロックトークンの最適化を実質的に役に立たなくし、そしてアクセス遅延は、高容量のチャネルに対して比較的長くなる（数 ms）。ブロックの割付けを効率的にするには、自由トークンの細分化を減らす必要があり、さもないと、細分化は、負荷が中位ないしは高い高帯域のチャネルのアクセス遅延の明確な主要原因になる。低容量のチャネルは、細分化の現在の量とは独立して、ほとんど常に、チャネル樹立による遅延が非常に短い。スロットを再使用する場合、この細分化の問題は、細分化が、スロット（時間）とセグメント（空間）の両者の次元で起こるので一層悪化する（図 12 参照）。これは、集中型サーババージョンにおける、一般的な動的記憶割付け問題の特定のアプリケーション[23]である。分散型トークンマネージャにおける細分化の大部分は、多数の自由プールを使用すること（各ノードに対して一つのプール）が原因である。隣接する二つの自由トークンは、同じノード内に見られる場合にのみ併合できる。我々は、可能な場合に細分化の回避を試みて、ノード中の自由トークンの平均ブロックサイズを増大する細分化解除法と呼称される機構を実施した。この方式は、スロットを再使用する場合と再使用しない場合の両方に使用される。我々の方式は下記のように作動する。 1．ネットワークのスタートアップ時に各トークンに対してホームノードを定義し、同じホームノードを共用するトークンが常に連続したスロットレンジを定義するような方式でトークンを分散させる。このようにして、図12 に示すトークンマップ中に大きな平均トークン領域が得られる。 2．同じスロットレンジまたはセグメントレンジを有する二つのスロット連続トークンが自由プール中に存在している場合、それらを単一トークンに併合する［時には再帰的分割（recursive split）や併合操作が必要である］。併合を行う場合は、常にセグメントの併合を優先して行った後スロット数の併合を行う。この理由は、数セグメントにわたって延びるトークンは多数のセグメントにわたって延びるトークンより他のノードに対して余り役に立たないからである。 3．ノードが局所ユーザまたは遠隔ユーザからトークンの要求を受けた場合、スロット数とセグメント数の次元の最適アリゴリズムを用いて、トークンプールからトークンを精選する（図12参照）。トークンの価はトークンマップ中のトークンの面積として算出され、我々は、要求された容量を満たす最小面積を有するトークンを選ぼうとする。 4．ノードが他のノードにトークンを要求する必要がある場合、少数のノードにより大きなチャンクを要求することが可能であれば、小さなチャンクをいくつものノードに要求しない。その状態表はこの情報を提供する。したがって、トークンの転送はより効率的になるので、樹立メッセージが少なくかつ細分化が少ない。 5．自由トークンは、かなりの時間または長い転送の後、アイドルであったとき、ホームノードに送り返される。この方式は、二つの連結トークンを自由リスト中に併合できる確率を高めるため、一つの方法として、トークンを“ホーム”ノードに戻す。ホームノードの“ 重力（gravity）”が強すぎる場合、この方式は資源の共用が少なくなり不要な信号が生じる。該重力が弱すぎると細分化の問題が残る。細分化解除の機構を評価するため、我々は他の組合せのシミュレーションを実施した。我々は３種のシミュレータ［Ａ、Ｂ、Ｃ］を設計した。シミュレータＡは、シミュレーション開始時に細分化がないように、そして上記の細分化解除計画を用いるように配置構成され、Ｂは、完全資源プールの最大細分化で出発した。トークンはすべて一つだけスロットを有し、そしてホームノード中のトークンは、細分化解除機構が作動するまで接続されない。最後に、シミュレータＣは、細分化解除機構を使用せずに始動し、最高の細分化がなされているプールを使用した。すべての場合、スロットの再使用を作動させそして負荷を80％と定義した。シミュレート時間の関数としてのアクセス遅延を、10km のネットワークについて図 15 に開示する。シミュレータＣは長いアクセス遅延で始動させ、そしてその遅延は、信号チャネルが過負荷になってメッセージの待ち行列が増大したときに増大した。細分化解除機構を利用するシミュレータＢは、Ｃと同様に明らかに不良状態で始動するが、すぐに 10ms後、平均アクセス遅延は 500msより小さくなる。その後、シミュレート時間が１秒間経過したときＢの曲線はＡに最も近づいて接続される。すなわち、シミュレータの性能が全く細分化なしで始動されると、該曲線は収束する。その収束する速度は、ネットワークの自由容量の大きさ、したがって負荷によって決まる。これらすべてのシミュレーション中の負荷は、80％であった。細分化解除機構によって、アクセス遅延が明らかに改善され、分散型を実現する際に重要なブロックトークンの最適化も行われる。 3.4 ＤＴＭの性能我々は、主として、この明細書で２種の性能の尺度、すなわち利用率とアクセス遅延に関心がある。利用率は、データ転送に実際に使用される公称のネットワーク容量のなかの割当て部分であり、そのネットワークの効率の尺度である。アクセス遅延は、ユーザの要求の到着から要求の第一データの送信までの時間であり、我々はこれを、コンピュータ通信のトラヒックをいかにうまく支持できるかを示す重要な尺度と考えている。ＤＴＭの利用率に影響する主な要因が二つある。第一に、各ノードは、制御スロットの形態で信号容量を割り当てられており、このことは、リンク容量が固定されている場合、多数のノードを有するバスでのデータ転送のために利用できるスロットが少ないことを意味する。第二に、スロットトークンがノード間で再割り付けされている間、対応するスロットはデータ転送に使用できないので、トークンの再割付けはオーバヘッドを招く。アクセス遅延は、主として、制御スロットへの負荷と、チャネルを樹立するため制御メッセージをいくつ送る必要があるかによって決まる。アクセス遅延は一般に、下記のいくつもの遅延（および一般的な価）の合計である。すなわちノードコントローラの処理遅延［５μｓ］、自由トークンを見つけて割り付ける場合の遅延［100 μｓ］、最初の利用可能な制御スロットが通過するのを待つ遅延（ 50μｓ）、および最後に、最初に割り付けられたデータスロットがユーザのデータで満たされるのを待つ遅延（62.5 μｓ）がある。その上に、これらメッセージは、処理されるのを待っているノードコントローラへの入力時に、待ち行列で遅延される。 4．ネットワークのシミュレーションシミュレーションモデルでは、各転送は情報の新しい“パケット”の到着によって始まる。ノードコントローラが転送を行うため資源の割付けを試み、パケットを伝送し、最後にチャネルをリリースする。これはリアルシステムにおける機構の単純化であり、リアルシステムでは、チャネルのセットアップ、データの転送およびチャネルの解体は、ユーザが開始させる独立した作動である。例えば、転送がまさに起きようとしていることを知っているユーザは、前もってチャネルを要求することによってチャネル樹立の遅延を“隠す”ことができるので、チャネルは転送が始まるときに容易に樹立される。セットアップと解体の間に、チャネルの容量はユーザに対して完全に確保される。チャネルが最も確実に使用されるのは、例えばファイル転送またはビデオ伝送のような単一転送の場合である。アプリケーションの特性によって、チャネルの使用を最適化することができる。例えば、チャネルは、ＡＴＭセルまたはＩＰパケットのようなより高いレベルのメッセージの転送シーケンスに使用できる。チャネルがマルチキャストチャネルの場合、異なる宛先に対するメッセージはチャネルに多重化することができる。このことは、各メッセージがマルチキャストチャネルのあらゆる受信機に到達し、そして受信機はメッセージをフィルタできなければならないことを意味する。別の解決法は、各メッセージに対してチャネルを創設して破壊するがメッセージ間にトークンを確保して、それらトークンを、シーケンス中の次のメッセージに容易に使えるようにすることである。我々は、この種のユーザの動作をシミュレーションに組み入れていない。というのは、シミュレーションは特定のアプリケーションに対する最適化だからである。代わりに、我々は、ネットワークがユーザレベルの最適化なしでどのように機能するかに集中した。センダは、受信機がチャネル樹立のメッセージを受け取る前でも、資源が割り付けられると直ちにデータを送り始めることができる。これは高速チャネル樹立［24］と呼ばれている。受信機は、結局、制御メッセージで応答して、チャネルを受理または拒絶する。ユーザの要求は下記のパラメータをもっている。＊チャネル樹立とチャネルリリースの間に転送されるユーザのデータの量であるパケットの大きさ。我々はパケットの大きさを数Ｋバイトから数Ｍバイトまでシミュレートする。＊チャネルに要求される容量すなわちノードが割り付けようと試みるスロットの数。本明細書のすべてのシミュレーションの場合、要求される容量は40スロットまたは20.48Ｍbit/sに固定する。＊最小の受理可能な容量。ノードはこの数のスロットを割り付けることができない場合、要求をブロックする。これは通常、40スロットまたは20スロット（要求される容量の100％または50％）に設定される。＊ソースのアドレス＊宛先のアドレスソースと宛先のアドレスはランダムに生成するので（同じ確率を有するすべてのノード）、ユーザのインターアライバルタイムは指数関数的に分散される。これらのシミュレーションによって、利用率、チャネルのセットアップ遅延およびブロッキングに対する、信号容量とスロット再割付けのオーバヘッドの効果を研究する。我々は下記の特性を有するトポロジーをシミュレートする。＊100 個のノードを有するデュアルバスネットワーク。さらに多数のノードをバスに接続することがたとえ理論的に可能であっても、我々は、一つのバスに 1 00を超えるノードを有するネットワークを管理することは実行不可能であると考えている。容量が 100のノードを共用していれば、トークン管理のプロトコールを練習し試験するのに十分に意義がある。＊各バスの容量は 6.4Gbit/s である。我々は、このような容量は現実的なものであり、１年または２年以内に実現可能であると考えている。2.4Gbit/sの光学的リンクは数年間で利用可能になったし、そして、10Gbit/sのリンクはまもなく市場に出現すると報じられている。6.4Gbit/sは100ＭＨ₂のスロットレート(slot rate)に相当し、これはスロットを処理するＭＡＣハードウェアが作動するレートである。100ＭＨ₂は現在のＣＭＯＳ技術で達成可能である。＊全信号容量は、すべてのノードに対して同じであるが、それらスロットは、ノードがバスに配置されている位置によって、二つのファイバーの方向間に比例的に分配される。ノードがスロットジェネレータに対して近ければ近いほど、より大きな制御容量が必要である。しかし、両方のバスの制御容量の合計は、すべてのノードに対して等しい。二つのトークンサーバを有するネットワークにおいて、それらサーバは、他のノードより、大きい制御容量と高い処理容量をもっている。＊バスの長さは 10km である。この長さは、伝搬遅延の効果が無視できない十分大きなネットワークを提供する。我々は、さらに、図 19 と 21 に示すシミュレーションにおいて、伝搬遅延の効果を試験する。これらシミュレーションでは、1km、10km、100kmおよび1000kmのバス長を使用する。＊2 種のトークン管理方式をシミュレートする。すなわち一つのファイバー上のすべてのトークンが単一のトークンサーバで管理される非対称方式、および各ノードコントローラが地球規模のトークンプールの小ピースを管理する対称方式である。 5．性能 5.1 理想的なプロトコルＤＴＭデュアルバスネットワークの性能を分析する場合、理論的最高性能の問題を解決してシミュレートされた性能と比較しなければならない。また、理論的最高性能は、本明細書で使用して、我々が評価する別の方式と実動化を比較する。スロット再使用なしのデュアルバスシステムの最大処理能力は、両方のファイバーが同じトラヒックを受け取るならば、リンク容量が２倍であると定義できる。スロット再使用を行うシステムでは、システムの処理能力はソース宛先の分散によって決まる。デュアルバスに対してこの処理能力を得るため、我々はモンテ・カルロシミュレーション法を使用した。このシミュレーション法では、ソースと宛先のアドレスが均一に分散されている（図 16 の左側のグラフ参照）。図 1 6 の右側のグラフには、ＤＴＭネットワークの性能が含まれている。そのＤＴＭネットワークは、集中型のトークンマネージャを使用し、そしてユーザは各回毎に 4Ｍバイトの情報を転送することを要求する。このシステムでは、信号容量は障害ではなく、かつ利用率が理想的なケースに近いことが見出された。このようなリアルトラヒック動作は、大量データの転送とオーディオ／ビデオの流れである。図示されている小さな差は下記の試験結果である。すなわち、第一の場合は、データ転送によって使用されるスロットの利用可能な数を下げる制御スロットに使用されるＤＴＭ内にいくらかの容量がある。第二の場合は、ＤＴＭのシミュレーションを行うためのランダムジェネレータは、上流と下流の方向に正確には同じ量のトラヒックを生成せず、そして容量が両方向の一方で利用可能なとき、他の方向でブロッキングが起こる。第三の場合、チャネルが樹立されている間、資源が短時間、使用されずにロックされ、容量がいくらか浪費される。 5.2 中央トークンマネージャ中央トークンマネージャの場合、二つの管理ノードは他のノードより大きな信号容量が必要である（我々はサーバノードに他のノードの８倍の制御スロットを割り当てている）。第一セットのシミュレーションの結果を図 17 に示す。ユーザは20Mbit/s のチャネルを要求し、インターアライバル時間は指数関数的に分散され（ポアソン過程で生成させた）、諸シミュレーションを異なるパケットの大きさで行った。チャネルの全容量に割り付けることができなかった場合、要求は拒絶されそしてトークンはトークンサーバに戻される。パケットの大きさは、4Ｍバイトから 2 Ｋバイトまで変化させ、2Ｋバイトの時点で、我々には処理能力の低下が見え始める。処理能力の低下は、ノードの処理容量または制御チャネルの容量が小さ過ぎる場合に起こる。サーバノードは特にオーバーロードにする。その結果、制御メッセージを含む待ち行列が非常に大きくなり始める。制御トークンは末使用の容量を示すので処理能力は劣化する。 4Ｋバイト／チャネルのシミュレーションの場合、制御容量は制限因子（limi ting factor）でありそしてより多くの制御スロット（信号容量）を添加する場合、4Ｋバイトおよびさらに小さいパケットがより効率的に支持される。図 18 に示す次のセットの曲線は、スロット再使用の機構がシステムの性能をどのように改善するかを示している。処理能力は、かなりの数のチャネルが拒絶される前に、ほとんど２倍まで増大する。チャネルのソースと宛先の分散が均一であると、スロットの再使用によって得られる、増大容量の量が制限される。我々が行うように、ソースと宛先を均一に生成させれば、デュアルバスの処理能力が２倍になることが報告されている［21］。これらシミュレーションにおいて、与えた負荷2.5 を超えると、我々は実際に2.0 より高い処理能力を得ることができることが分かる。しかし処理能力のこのレベルは、いくつかのチャネルが拒絶されることなしに到達することはできない。拒絶される確率が最も高いチャネルは、多数のスロットまたはセグメントを使うチャネルである。したがって、そのシステムは、余り切望していないユーザの要求を“フィルター”して残りを捨てる。これは通常、受理される動作ではないので我々はこれについてはこれ以上研究しない。処理能力の劣化は、4Ｋバイトの転送で、与えられた負荷が１の場合に起こる。たとえ我々がトークンサーバに十分な資源をもっていても、我々は、制御チャネルがふくそうしたとき、十分迅速にチャネルを樹立し破壊することができない。さらに。我々には、同じ理由で、与えられた負荷が 1.8 で8Ｋバイトのシミュレーションの処理能力が低下することが分かる。スロット再使用の機構は、制御とサーバの処理能力が障害でない限り、集中型トークンプロトコルをごくわずか変えるだけで、システムの処理能力をほとんど２倍にするということが、図 18 に示すシミュレーションから結論づけることができる。これらの曲線から、負荷が0.1 から 0.5 まで増大すると、アクセス遅延が実際に減少することが分かる。これは、どのように、スロットがチャネルに割り当てられてトークン要求の手順に関係していないかの結果である。トークンをサーバに要求するのにかかる時間は、負荷が増大するにつれて厳密に増大する。図 18 に示すＤＴＭの性能と図 16に示す理論値を比較すると、我々には、短いバーストでさえ（数ｍｓの期間）、効率的に支持できることが分かる。 5.2.1 バスの長さの関数としての中央トークンサーバの性能単一のトークンサーバが使用される場合、チャネルを樹立するたび毎に、トークンをサーバに要求することが必要である。バスの長さが増大すると、トークンの要求に、より長い時間がかかるので、処理能力が制限されかつアクセス遅延が増大する。図 19 において、我々はバスの長さを 100 から 1000km のファクターで増大した（ノードからノードまでの遅延はこの場合 50 μｓである）。アクセス遅延と処理能力の両者は、この場合、トークンサーバに対する往復の待ち時間によって制限される。この場合のアクセス遅延は、サーバまでの距離によって決まるが、転送の大きさとは無関係である。処理能力は、樹立相がデータ転送相にわたって償却される場合、転送の平均の大きさに強く依存している。 1/10 秒間で 256Ｋバイトもの大量の情報を転送するチャネルは、バス長が10 00kmのときでもやはり効率的に支持される。 5.2.2 考察集中型トークンマネージャを利用するといくつもの利益がある。クライアントは、彼ら自身の開かれたチャネルに関連する状態情報だけをもっている場合は簡単である。スロットサーバが、ユーザの要求を満たそうと試みる場合に、すべての自由トークンがそのサーバから選ばれるとき、スロットの再使用は簡単で効率的である。またスロットサーバは、容認の制御（admission control）と公正性（fairness）のような他のポリシーに関連する機能を実現できる。サーバの自由トークンプールの細分化は、通常ごくわずかであり、高容量のユーザの要求の場合でも１チャネル当りの接続樹立メッセージの数は非常に少ない。欠点もある。チャネルを頻繁に樹立し破壊するユーザは、常に、使用後トークンを戻すが次に短時間のうちに再びトークンを要求することによって過剰の信号を導入する。そのサーバノードの処理容量は、バスに多数のノードがある場合、またはパケットの平均の大きさが非常に小さい場合、過負荷になる。媒体の長さが、ビット期間、ビット／パケットおよび媒体速度の積に比べて非常に大きい場合、サーバへの往復時間も性能を制限する。最後にサーバノードは、すべてのノードがチャネルの創設に依存しているという状態情報を有している。したがってサーバノードの故障はすべてのノードに影響する。 5.3 分散型トークン制御の性能この章で、我々は、完全分散型トークンマネージャの特性をシミュレートして研究する。 5.3.1 分散型トークンマネージャスロット再使用と細分化解除を伴う分散型トークンマネージャの性能を評価する場合、我々は、5.2 章と同じトラヒックとパラメータを使用したが、要求された容量の50％に割り付けることができれば、要求を受理するというポリシーを用いた。図20に示す結果は、スロット再使用、完全分散型トークンマネージャ、ノードがいかなる量の容量をもっているかを記載した状態メッセージ、および細分化解除方式のシミュレーションの結果である。すべてのノードが同じプロセス容量を有し、そしてそのプロセス負荷は、図 18 に示すサーバが受け取っている負荷よりはるかに低い。ノード間の依存関係もはるかに低い。このことによって信頼性が高くなる。このシステムは、スロット再使用なしのあらゆるシステムより優れた性能を有しているが、先に述べた集中型システムほど優れてはいない。集中型方式（図 18 参照）に比べて、ブロッキングが高くかつ低負荷で始動する。予想外の結果であったが、パケットの大きさが増大したときに、実際は、性能が低下したのである！その結果をもう一度確認したところ、我々は、転送の平均の大きさが大きいとトークンに対する移動性が小さくなりかつ実際には、状態情報が、ネットワークの自由資源に対し、短い転送の場合より劣った外形を与えることを見出した。この場合、我々が資源を見つけると考えないとき、要求は拒絶される。この機構は、資源がドレインされるときに制御容量を浪費するのを避けるために導入したのである。この理由は、状態メッセージがバスのすべてのセグメントをカバーする“グローバル”トークンを記載しているだけだからである。グローバルトークンはあらゆるノードによって利用され、そしてスロット再使用なしのＤＲＭシステムの唯一のタイプのトークンである。1.0 より高い負荷において、多数のトークンが区分化されて、その再使用方式が、新しい要求のときにそれらトークンを必要とする。我々が使用している状態メッセージ機構は、再使用なしのシステム向けに設計されているので、新しい要求が自由容量を見つけるのを助けるその性能が制限されて、最悪の場合には、ブロッキングの程度が高くなる。 5.3.2 分散型トークンサーバの、バスの長さと関数としての性能バスの長さを 1km から 1000km まで変化させた場合の分散型トークンマネージャの処理能力とアクセス遅延を図 21 に示す。16Ｋバイトのパケットがチャネルの樹立と解体の間に送られる。1km と 100km のバスは、10km のバスとほぼ同じ処理能力とアクセス遅延を示すが、これは、125 μｓのサイクルを用いることによって持ち込まれる待ち時間が、そのシステムのフライト待ち時間の時間を支配しているからである。長さが 1000km のバスの場合、我々には、アクセス遅延が、集中型トークンサーバを使用する 1000km のシステムの場合より短いことが見出されることが分かる（図 19 参照）。低負荷の場合、トークンが非常に近接して見えて、アクセス遅延が、バスの長さとは無関係に、すべてのシステムについてほぼ同じであることが分かる。負荷が非常に高い場合でも、そのアクセス遅延は、図 19に示す集中型システムの場合より約 1ms短い。 5.3.3 バースト状の（bursty）クライアントーサーバトラヒックの状態集中型トークンマネージャシステムは、処理とシグナリングが十分である限り、そのトラヒックとはほとんど無関係に、同じ性能を有している。分散型システムを評価するため、我々は、二つの他のトラヒックジェネレータを使用することを決定した。第一に、我々はバーストで到達するユーザの要求をシミュレートするジェネレータを使用する。すなわち要求が到着するとき、新しい要求が生成して、200μｓ後に、90％の確率で到着する。その結果、要求のバーストがノードに到達して、ソースアドレスの高い一時的な局所性が強制される。第二に、クライアントーサーバの動作に一層類似しているトラヒックを生成させるため、我々は五つのサーバノード0、25、50、75および99に到着するトラヒックの量を増大する。サーバ宛先に対する確率さえも一層高くなる。図22に、我々は分散型トークンサーバシステムの処理能力とアクセス遅延の性能を示す。 5.3.4 考察分散型と実動させると集中型トークンサーバと比べていくつもの利点がある。すなわち、諸ノードが処理負荷を共用し、高性能のトークンサーバに対する必要性が少なく、リダンダンシーが一層高く、そしてアクセス遅延が低容量の要求に対して短い。またそれは、より長いバスにスケール（scale）する。欠点はブロッキングが高いことである。また、状態メッセージと状態表の機構は、スロット再使用が容認されるとき、不必要なブロッキングを避けるために変えなければならないことは明らかである。 6．将来の作業と結論我々は、ＤＴＭ高速回線交換プロトコルがデュアルバスが共用する媒体の環境で良好に機能することを示してきた。２スロット（トークン）管理方式が分析されている。集中型方式は理想的なプロトコルに最も近い作動を行いしかも比較的単純である。分散型方式は、ユーザの動作に対して一層感受性であり、再々ブロードキャストされる状態情報に依存し、そして細分化解除方式を必要とする。分散型方式の主な利点は、バスの往復時間に由来するアクセス遅延を効率的に吸収することである。その結果、状態メッセージ方式はスロット再使用によってうまく機能しないので、将来の作業はそれを再設計することである。その後の作業は、小セットのトークンサーバノードを用いて、分散型と集中型のトークンマネージャを組み合わせた方式を評価することである。結論は、チャネル樹立のオーバヘッドを非常に小さくできるので、転送が小さい場合（数Ｋバイト）でも利用率が高いことである。アクセス遅延は、負荷が高い場合でも数百μｓであることが分かっている。スロット再使用方式は、処理能力を２倍に増大することができて、ノードに余分のハードウェアを導入することなしに実現できる。Ｃ．補遺ネットワークはデュアルバスに限定されず、すべてのタイプの構造体、例えば、任意の数のノードを有するリング構造体で実現することができる。伝送媒体は、光ファイバーを除いて、同軸ケーブルであるかまたは高帯域幅の他の伝送媒体でもよい。本明細書において伝送媒体は光ファイバーと呼ばれている。ＤＴＭデュアルバスの帯域は、好ましい実施態様で、125 μｓのサイクルの分配され、そしてこれらのサイクルは64ビットのタイムスロットに分配されている。本発明は、これらの値を有するＤＴＭネットワークに限定されず、任意の大きさのサイクルとタイムスロットを有するネットワークで使用することができる。タイムスロットの再使用によって性能が向上することは明らかである。すなわち、ソースと宛先の対が均一に分散されているデュアルバスでは、処理能力が２倍に増大することが証明された。性能の向上は、他のタイプのネットワーク、すなわち均一に分散されたソースと宛先の対を有するデュアルリング構造のネットワークでは一層大きくて、その処理能力は４倍に増大することができる。ＤＴＭのタイムスロット再割付け機構を実施すると、より大きな帯域を必要とするチャネルを樹立するのにより長い時間がかかる。“この交換条件（trade-of f）”は容認することができる。すなわち低い媒体アクセス遅延を要求するタイプのトラヒックは、通常、転送のために割り付けられる帯域に対する感受性が低いので、このようなトラヒックは、再割付けのプロトコルを余り使用せずに受理することができる。より大きな帯域幅を要求する転送の場合、アクセス遅延が高くなるので、再割付けプロトコルはほとんど常に使用される。しかし、広帯域の転送は、アクセス遅延に対する感受性が恐らく低いであろう。上記シミュレーションは、ＤＴＭの高速回線交換プロトコルが、デュアルバス分割媒体環境内でうまく機能することを示した。二つのタイムスロット管理方式が分析され、両者がうまく機能しているので、タイムスロットの再使用を利用できる。集中型方式は、理想的なプロトコルに最も近い作動を行い、同時に、実現することが容易である。分散型システムは、ユーザの機能に対し一層感受性であるから、頻繁に送られる状態情報および細分化解除機構に依存して、チャネル樹立およびタイムスロットの再割付けを行うのに必要な制御メッセージの数を減らさねばならない。長いバスに細分化解除機構を有する分散型モデルを用いることによって、集中型モデルを使用する場合より優れた性能を達成することができる。また、集中型モデルと分散型モデルを組み合わせた資源管理システムも、最小セットのトークンサーバノードを用いることによって可能である。さらに、接続樹立オーバヘッドを非常に小さくすることができ、その結果、小転送（数Ｋバイト）の場合でも利用率が高くなる。アクセス遅延は、負荷が高い場合でも、約 100 μｓである。タイムスロット再使用法によれば、ノードに追加のハードウェアを付け加えることなしに、機能を（デュアルバスに）２倍に増大することができる。タイムスロット再使用法を使用する場合、細分化解除法を使用することが極めて重要である。なぜならば、細分化を、タイムスロットとセグメントの両方で機能させることができるからである。 D．その他の詳細な説明と前記説明に対するコメント前記説明には、特に、唯一のホームノードがすべてのトークンに対して存在し、かつ自由な（アイドル）トークンが常に、ホームノードに直接戻ることを特徴とする集中型システムが記載されている。完全な分散型システムでは、すべてのノードがホームノード（サーバノード）であり、そしてトークンはすべてのホームノード間に均一に分散されている。細分化解除法を用いて、トークンは、有意な時間（例えば、トークンが特定の時間、自由（アイドル）であったとき、いわゆる“アイドル時間”、またはトークンが特定の時間、そのホームノード内に存在しなかったとき、いわゆる“ラストホームタイム”）を経過した後、それらのホームノードに一様に戻ることさえできる。ワークグラビテーション（work gravitation）が使用され、低グラビテーションは長い有意な時間に対応し、そして高グラビテーションは短い有意な時間に対応する。上記集中型システムは無限大に高いグラビテーションを有し（有意な時間＝0）、そして細分化解除機構なしの分散型システムは、グラビテーション＝0（有意な時間＝∞）である。資源管理方式は、これらの特別の場合のどれにでも適用できることを指摘しておく。ホームノードの数は、１からノードの全数まで変えることができる。グラビテーションは独立して０から無限大まで変えることができる。隣接するブロックトークンの併合（uniting）は、セグメント方向の併合を優先して行ってから、タイムスロットの方向の併合を行うべきである。我々は、理解しやすいように、添付図面と参照していくつかの実施例を示す。図23に、二つのタイムスロットのセンスキューティブ（sensequtive）ブロックトークンＡとＢを有するトークングラフが開示されている。この場合、セグメントが短いので、通常、分配／併合は行われない。図24に、二つのセグメントの連続ブロックトークンＣとＤが開示されている。通常、二つのブロックトークンＣとＦの分配は図中の破線にそって行われる。その後、二つの形成されたブロックトークンＣ'とＤ'の併合が行われて、長さが２倍のセグメントのトークンＣ'Ｄ'になる。その結果、合計３個の新しいブロックトークン：Ｃ"、Ｄ"およびＣ'Ｄ'が形成される。図25で、三つのブロックトークンＥ、Ｆ、Ｇを考察する。好ましくは、ＦとＧを併合してＦＧとしてセグメントの大きさを増大する。図26 には、二つのブロックトークンＨとＩが開示されている。要求される容量は、Ｈの 1/2とＩの全体に相当し、ノードＡ、ＮＡからノードＢ、ＮＢに送らねばならない。Ｈは選択されて転置され、破線によって分配される。図27にはトークンＩが開示されている。要求される容量は、Ｉの1/2に相当し、ノードＡ、ＮＡからノードＢ、ＮＢまで送らねばならない。Ｉの一部が選択されて転置され、その一部は、上側に位置しているかまたは図27に示すようにＩの下側に位置している。残りの部分は次に分配されねばならない（ブロックトークンは通常、長方形である）。これは、好ましくは、できるだけ大きなセグメントを保存するため破線にそって行われる。勿論、このようにしなければならないことはない。いくつかのアプリケーションでは、タイムスロット方向の併合を行ってからセグメント方向の併合を行うことを想定することができる。通常、状態表には、全セグメントにわたって自由であるタイムスロットについての情報が入っているだけである。また、セグメントに関する情報さえ、これらの状態表中に見つけることができると想定できる。しかし、はるかに多くの情報が、残りのノードに広がっている。好ましくは、実行することができる他の機構を、図28を参照して以下に説明する。ノードＯ、ＮＯが、容量（Ｂ-Ａ）にそして全セグメントにわたってアクセスするが、容量（Ｂ-Ａ）をノードＮ、ＮＮにのみ送らねばならない場合、ノードＯ、ＮＯは、セグメントＮＮを、それ全体にわたって使用しない。これらは将来の要求に対してＮＮに送ることができる。同様に、ノードＮ、ＮＮが容量（タイムスロット）（d-Ｃ）にアクセスしてこの容量をノードＭ、ＮＭに送らねばならない場合、ノードＮ、ＮＮは、自由セグメントＮＭをそれ全体にわたって、将来の要求に対してノードＭ₁、ＮＭに送る。トークンブロック（ＮＯ-ＮＮ）^*（d-Ｃ）は、最後の将来の要求のため、ノードＯ、ＮＯに送り戻す。この点について、余分の信号が要求され、これによって、このトークンブロック（ＮＯ-ＮＮ）^*（d- Ｃ）は、最終的に低い優先権で送ることができる。図面の説明図１ＤＴＭ多重フォーマット。図２ネットワーク構造体に接続されたＤＴＭノード。図３マルチアドレスグループ。図４異なるパケットの大きさに対する処理能力とアクセス遅延。図５再要求による厳密な容量要求に対する処理能力と遅延（16Ｋバイトの転送）。図６異なるユーザ要求に対する処理能力とアクセス遅延（16Ｋバイトの転送）。図７バス長の関数としてのネットワークの処理能力とアクセス遅延（16Ｋバイトの転送）。図８ 20Ｘ20 グリッドの処理能力とアクセス遅延。図９デュアルバス構造体のＤＴＭネットワーク。図10 ＤＴＭの 125μｓのサイクル。図11 タイムスロット数とセグメントを示すトークンマップ。図12 タイムスロットの再使用を示すタイムスロットセグメントマップ。図13 分散型トークンサーバ。図14 利用度を高めるためのユーザの再要求（16ＫＢ）。図15 シミュレート時間の関数としての細分化解除：アクセス遅延。図16 デュアルバスとＤＴＭの理論的処理能力。図17 集中型トークンサーバ。図18 集中型トークンサーバとタイムスロットの再使用。図19 集中型トークンサーバを有する 100km のバス。図20 利用率とアクセス遅延：分散型トークンサーバ。図21 分散型トークンサーバを有する 1〜1000km のバス。図22 分散型トークンサーバ。図23〜28 タイムスロット−セグメントマップ。

【手続補正書】特許法第１８４条の８第１項【提出日】１９９８年１月１０日（１９９８．１．１０）【補正内容】請求の範囲 1．バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワークの容量の集中型管理方法であって、前記ネットワークがサイクルに分配されている帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットがトークンと関連し；サーバノードと呼ばれる第一ノードが、バスまたはリング中、一方向に流れるすべてのデータタイムスロットに対応するトークンを割り付けられ；第二のノードが、サーバノードに、特定の容量に対応するトークンを要求し；サーバノードが要求された容量を利用せずにもっていた場合、サーバノードは、要求された容量に対応するトークンを確保し次に他のノードに転送し；そして、対応するデータタイムスロッドが、有意な時間、他のノードのデータの転送に使用されなかった場合、転送されたトークンがサーバノードに再び伝送され、そしてリリースされる；ことを特徴とする方法。 2． DTMタイプ(Dynamic System Transfer Mode)(動的周期転送モード)のネットワークで実行することを特徴とする請求の範囲１に記載の方法。 3．対応するデータタイムスロッドが、データの転送にもはや使用されない場合、転送されたトークンがサーバノードに再び伝送され、そしてリリースされることを特徴とする請求の範囲１または２に記載の方法。 4．サーバノードが上流に位置しているノードの1/3および下流に位置しているノードの2/3を有するノードとして選択されることを特徴とする請求の範囲1〜3 のいずれか一つに記載の方法。 5．バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワークの容量の分散型管理方法であって、前記ネットワークの帯域がサイクルに分配されており、一方、そのサイクルは、信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットがトークンと関連し（書き込みアクセス）；下記のことサーバノードと呼ばれる少なくとも一つのノードが、それらノード間に、バスまたはリング中、一方向に流れるすべてのデータタイムスロットに対応するトークンが分散されていると定義され；ノードが、少なくとも一つのサーバノードに、特定の容量に対応するトークンを要求し；このサーバノードが、要求された容量を利用せずにもっていた場合、サーバノードは、要求された容量に対応するトークンを確保し次に要求しているノードに転送し；そして対応するデータタイムスロットが、有意な時間、他のノードのデータの転送に使用されなかった場合、転送されたトークンがそれぞれのサーバノードに再び伝送されそしてリリースされる；ことを特徴とする方法。 6． DTM タイプ（動的周期転送モード）のネットワークで実行することを特徴とする請求の範囲５に記載の方法。 7．いくつものサーバノードが、ともに要求された容量を利用せずにもっていた場合、そのサーバノードは完全に要求された容量にともに対応するトークンを要求され、該トークンを確保し次に要求しているノードに転送することを特徴とする請求の範囲６に記載の方法。 8．ノードが要求された容量に対応するトークンを受け取った場合、データの指定受信機である単一もしくは複数のノードにチャネル樹立のメッセージを送ることによって、受け取ったトークンを使ってチャネルを樹立することを特徴とする請求の範囲6〜8のいずれか一つに記載の方法。 9．一つまたはいくつものサーバノードが、要求された容量をともに利用しないで持っていなかった場合、そのサーバノードは、未利用の全容量に対応するトークンを確保し次に要求しているノードに転送することを特徴とする請求の範囲 5〜7のいずれか一つに記載の方法。 10．一つまたはいくつものサーバノードが要求された容量をともに利用せずに持っていなかった場合、そのサーバノードは要求しているノードにトークンを全く転送しないことを特徴とする請求の範囲5〜7のいずれか一つに記載の方法。 11．受け取られたトークンが要求された容量に対応していない可能性がある場合、ノードがさらにトークンを要求することを特徴とする請求の範囲９または10 に記載の方法。 12．ノードに受け取られたトークンが、要求された容量に対応していない場合、これらトークンがリリースされることを特徴とする請求の範囲９または10に記載の方法。 13．ノードが、要求された容量に対応するトークンを受け取らなかった場合、データの指定された受信機である単一もしくは複数のノードにチャネル樹立のメッセージを送ることによって、受け取ったトークンを使ってチャネルを樹立することを特徴とする請求の範囲９または10に記載の方法。 14．各サーバノードが、そのアイドル容量に関する情報を、残りのノードに定期的に送り、次いで、各ノードが他のノードから受け取つた情報を、状態表内に記憶することを特徴とする請求の範囲5〜13のいずれか一つに記載の方法。 15．ノードが、当面、未利用の容量を最も大量に持っているサーバノードにトークンを要求することを特徴とする請求の範囲5〜14のいずれか一つに記載の方法。 16．ノードが、最も近接し、そして当面、要求された容量を利用しないで持っているサーバノードにトークンを要求することを特徴とする請求の範囲5〜14のいずれか一つに記載の方法。 17．容量を要求されるサーバノードが、状態表を参照して見出されることを特徴とする請求の範囲 15 または 16 に記載の方法。 18．バスまたはリング内のノードがすべて、サーバノードと定義されて、少なくとも一つのトークンを割り付けられることを特徴とする請求の範囲5〜17のいずれか一つに記載の方法。 19．バスまたはリング内のノードがすべて、同じ数のトークンを割り付けられることを特徴とする請求の範囲 18 に記載の方法。 20．対応するデータタイムスロットがデータの転送にもはや使用されない場合、転送されたトークンが、それぞれのサーバノードに再び伝送され、そしてリリースされることを特徴とする請求の範囲5〜19のいずれか一つに記載の方法。 21．対応するデータタイムスロットがデータの転送にもはや使用されない場合、転送されたトークンがリリースされることを特徴とする請求の範囲5〜19のいずれか一つに記載の方法。 22．ノードの連続トークンが、ブロックトークンと呼称されるトークンで表され、そのトークンが、行の中の最初のタイムスロットの数およびその行のタイムスロットの合計数として示されることを特徴とする請求の範囲1〜21のいずれか一つに記載の方法。 23．トークンが、同じタイムスロットであるが異なるセグメントに対応する少なくとも二つのトークンに分配され、セグメントが少なくとも二つのノードと接続する伝送媒体の一部を意味することを特徴とする請求の範囲1〜32のいずれか一つに記載の方法。 24．サーバノードが、選択すべきトークンのいくつものタイムスロットまたはセグメント連続グループを有している場合、そのサーバノードは、容量の要求を満たすタイムスロットまたはセグメント連続トークンの最小グループ由来のトークンを確保し転送し、そしてその最小グループが、タイムスロットおよび予め決められた重量を有するセグメントの積が最も小さいグループと定義されることを特徴とする請求の範囲1〜23のいずれか一つに記載の方法。 25．少なくとも一部がセグメント連続グループであるトークンのグループを、再グループ化し、連続タイムスロットの数を犠牲にしてトークンの各グループに対する連続セグメントの数を最大にすることを特徴とする請求の範囲1〜24のいずれか一つに記載の方法。 26．バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワークのノードのノード制御ユニットであって、ネットワークがサイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットがトークンと関連し；下記のこと：前記ノード制御ユニットが、バスまたはリング中、一方向に流れるデータタイムスロットの予め決められた数に対応するトークンを割り付けられ；前記ノード制御ユニットが、第二ノードの第二ノード制御ユニットからトークンに対する要求を受け取りそして要求された容量を利用せずにもっていた場合、トークンを確保し次に第二ノードの第二ノード制御ユニットに転送するよう配置され；および対応するデータタイムスロットが、有意な時間、第二ノードの制御ユニットのデータの転送に用いられなかった場合、第二ノードの制御ユニットは、転送されたトークンをノード制御ユニットに再び伝送しそしてリリースする；ことを特徴とする請求の範囲1〜24のいずれか一つに記載の方法。 27．ネットワークが DTM タイプ（動的周期転送モード）のネットワークであることを特徴とする請求の範囲 26 に記載のノード制御ユニット。 28．バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワークのサーバノードとも呼ばれるノードであって、ネットワークがサイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットがトークンと関連し；下記のこと：バスまたはリング中、一方向に流れるデータタイムスロットの予め決められた数に対応Ｓるトークンを割付けられたノード制御ユニットが、第二ノードの第二ノード制御ユニットからトークンに対する要求を受け取りそして要求された容量を利用せずにもっていた場合、トークンを確保し次に第二ノードの第二ノード制御ユニットに転送するよう配置されていることを特徴とするノード。 29．ネットワークが DTM タイプ（動的周期転送モード）のネットワークであることを特徴とする請求の範囲 28 に記載のノード。 30．ノードが、バスまたはリング中、一方向に流れているすべてのデータタイムスロットに対応するトークンを割り付けられていることを特徴とする請求の範囲28 または29 に記載のノード。 31．ノードが、バスまたはリングの上流のノードの 1/3およびバスまたはリングの下流のノードの 2/3を有することを特徴とする請求の範囲 30 に記載のノード。 32．バスまたはリング構造体の回線交換ネットワークであつて、そのネットワークが、サイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットはトークンに関連し；次のこと：サーバノードとも呼称されるノードが、バスまたはリング中、一方向に流れているデータタイムスロットの予め決められた数に対応するトークンを割り付けられ、そして、前記ノードが、第二ノードからトークンに対する要求を受け取りそして要求された容量を利用せずにもっていた場合、トークンを確保し次に第二ノードに転送するよう配置されている；ことを特徴とする回線交換ネットワーク。 33．バスまたはリング構造体の回線交換ネットワークであって、そのネットワークが、サイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットはトークンに関連し；次のこと：サーバノードと呼称される少なくとも二つのノードが、それからノード間に、バスまたはリング中、一方向に流れているすべてのデータタイムスロットに対応するトークンが分散されていると定義され、そしてそのサーバノードが、第三のノードからトークンに対する要求を受け取りそして要求された容量を利用せずにもっていた場合、トークンを確保し次に第三ノードに転送するよう配置されている；ことを特徴とする回線交換ネットワーク。 34．ネットワークがDTMタイプ（動的周期転送モード）のネットワークであることを特徴とする請求の範囲 32 または 33 に記載の回線交換ネットワーク。 35．一のまたはいくつものサーバノードが、要求された容量に対応するトークンを受け取った場合、データの受信機として指定されている単一または複数のノードに、チャネル樹立メッセージを送ることによって、受け取ったトークンを使用してチャネルを樹立するよう配置されていることを特徴とする請求の範囲 32 〜34 のいずれか一つに記載の回線交換ネットワーク。 36．一つまたはいくつものサーバノードが、ともに要求された容量を利用せずに持っていなかった場合、未利用のすべての容量に対応するトークンを確保し次に要求しているノードに転送するよう配置されていることを特徴とする請求の範囲33〜35のいずれか一つに記載の回線交換ネットワーク。 37．一つまたはいくつものサーバノードが、ともに、要求された容量を利用せずにもっていなかった場合、要求しでいるノードにトークンを転送しないよう配置されていることを特徴とする請求の範囲 33〜35 のいずれか一つに記載の回線交換ネットワーク。 38．ノードが、どのサーバノードにトークンを要求するかを決定する場合に、状態表、すなわちすべてのサーバノードの未利用容量の比較的定期的に更新されるリストを使用するよう配置されていることを特徴とする請求の範囲 33〜37 のいずれか一つに記載の回線交換ネットワーク。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＫＥ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ，ＵＧ)，ＵＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＨＵ，ＩＬ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＳ，ＵＺ，ＶＮ (72)発明者ラムフェルト、ラーズスウェーデン、Ｓ―164 40 キスタ、２ティーアール．、スヴァネケグレンド１ (72)発明者ヒデル、マルクススウェーデン、Ｓ―181 42 リディンゴキルクヴェーゲン 38 (72)発明者スヨーディン、ペータースウェーデン、Ｓ―753 32 ウプサラリンネガータン 18Ｂ

Claims

【特許請求の範囲】 1．バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワークの容量の集中型管理方法であって、前記ネットワークがサイクルに分配されている帯域を使用し、一方、そのサイクルは、信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットがトークンと関連し；下記のこと：サーバノードと呼ばれる第一ノードが、バスまたはリング中、一方向に流れる、すべてのデータタイムスロットに対応するトークンを割り付けられ；第二のノードが、サーバノードに、特定の容量に対応するトークンを要求し；そしてサーバノードが要求された容量を利用せずにもっていた場合、サーバノードは、要求された容量に対応するトークンを確保し次に、他のノードに転送する；ことを特徴とする方法。 2．ＤＴＭタイプ（Dynamic Synchronous Transfer Mode）（動的周期転送モード）のネットワークで実行することを特徴とする請求の範囲１に記載の方法。 3．対応するデータタイムスロットが、データの転送にもはや使用されない場合、転送されたトークンがサーバノードに再び伝送され、そしてリリースされることを特徴とする請求の範囲１または２に記載の方法。 4．対応するデータタイムスロットが、有意な時間、他のノードのデータの転送に使用されなかった場合、転送されたトークンがサーバノードに再び伝送され、そしてリリースされることを特徴とする請求の範囲１または２に記載の方法。 5．サーバノードが、上流に位置しているノードの 1/3 および下流に位置しているノードの 2/3 を有するノードとして選択されることを特徴とする請求の範囲1〜4のいずれか一つに記載の方法。 6．バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワークの容量の分散型管理方法であって、前記ネットワークの帯域がサイクルに分配されており、一方、そのサイクルは、信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットがトークンと関連し（書込みアクセス）；下記のことサーバノードと呼ばれる少なくとも二つのノードが、それらノード間に、バスまたはリング中、一方向に流れるすべてのデータタイムスロットに対応するトークンが分散されていると定義され；ノードが、少なくとも一つのサーバノードに、特定の容量に対応するトークンを要求し；そしてこのサーバノードが、要求された容量を利用せずにもっていた場合、サーバノードは、要求された容量に対応するトークンを確保し次に要求しているノードに転送する；ことを特徴とする方法。 7．ＤＴＭタイプ（動的周期転送モード）のネットワークで実行することを特徴とする請求の範囲６に記載の方法。 8．いくつものサーバノードが、ともに要求された容量を利用せずに持っていた場合、そのサーバノードは、完全に要求された容量にともに対応するトークンを要求され、該トークンを確保し次に要求しているノードに転送することを特徴とする請求の範囲６または７に記載の方法。 9．ノードが要求された容量に対応するトークンを受け取った場合、データの指定受信機である単一もしくは複数のノードにチャネル樹立のメッセージを送ることによって、受け取ったトークンを使ってチャネルを樹立することを特徴とする請求の範囲6〜8のいずれか一つに記載の方法。 10．一つまたはいくつものサーバノードが、要求された容量をともに利用しないで持っていなかった場合、そのサーバノードは、未利用の全容量に対応するトークンを確保し次に要求しているノードに転送することを特徴とする請求の範囲 6〜8のいずれか一つに記載の方法。 11．一つまたはいくつものサーバノードが要求された容量をともに利用せずにもっていなかった場合、そのサーバノードは要求しているノードにトークンを全く転送しないことを特徴とする請求の範囲6〜8のいずれか一つに記載の方法。 12．受け取られたトークンが要求された容量に対応していない可能性がある場合、ノードがさらにトークンを要求することを特徴とする請求の範囲 10 または 11に記載の方法。 13．ノードに受け取られたトークンが、要求された容量に対応していない場合、これらトークンがリリースされることを特徴とする請求の範囲10または11に記載の方法。 14．ノードが、要求された容量に対応するトークンを受け取らなかった場合、データの指定された受信機である単一もしくは複数のノードにチャネル樹立のメッセージを送ることによって、受け取ったトークンを使ってチャネルを樹立することを特徴とする請求の範囲10または11に記載の方法。 15．各サーバノードが、そのアイドル容量に関する情報を、残りのノードに定期的に送り、次いで、各ノードが他のノードから受け取った情報を、状態表内に記憶することを特徴とする請求の範囲6〜14のいずれか一つに記載の方法。 16．ノードが、当面、末利用の容量を最も大量にもっているサーバノードにトークンを要求することを特徴とする請求の範囲6〜15のいずれか一つに記載の方法。 17．ノードが、最も近接し、そして当面、要求された容量を利用しないで持っているサーバノードにトークンを要求することを特徴とする請求の範囲6〜15のいずれか一つに記載の方法。 18．容量を要求されるサーバノードが、状態表を参照して見出されることを特徴とする請求の範囲16または17に記載の方法。 19．バスまたはリング内のノードがすべて、サーバノードと定義されて、少なくとも一つのトークンを割り付けられることを特徴とする請求の範囲6〜18のいずれか一つに記載の方法。 20．バスまたはリング内のノードがすべて、同じ数のトークンを割り付けられることを特徴とする請求の範囲19に記載の方法。 21．対応するデータタイムスロットがデータの転送にもはや使用されない場合、転送されたトークンが、ホームノードとも呼ばれるそれぞれのサーバノードに再び伝送され、そしてリリースされることを特徴とする請求の範囲6〜20のいずれか一つに記載の方法。 22．対応するデータタイムスロットがデータの転送にもはや使用されない場合、転送されたトークンがリリースされることを特徴とする請求の範囲6〜20のいずれか一つに記載の方法。 23．対応するデータタイムスロットが、有意な時間、データの転送に使用されなかった場合、転送されたトークンが、確保され、ホームノードとも呼ばれるそれぞれのサーバノードに再び伝送され、そしてリリースされることを特徴とする請求の範囲22に記載の方法。 24．ノードの連続トークンが、ブロックトークンと呼称されるトークンで表され、そのトークンが、行の中の最初のタイムスロットの数およびその行のタイムスロットの合計数として示されることを特徴とする請求の範囲1〜23のいずれか一つに記載の方法。 25．トークンが、同じタイムスロットであるが異なるセグメントに対応する少なくとも二つのトークンに分配され、セグメントが、少なくとも二つのノードを接続する伝送媒体の一部を意味することを特徴とする請求の範囲1〜24のいずれか一つに記載の方法。 26．サーバノードが、選択すべきトークンのいくつものタイムスロット−またはセグメント−連続グループを有している場合、そのサーバノードは、容量の要求を満たすタイムスロット−またはセグメント−連続トークンの最小グループ由来のトークンを確保し転送し、そしてその最小グループが、タイムスロットおよび予め決められた重量を有するセグメントの積が最も小さいグループと定義されることを特徴とする請求の範囲1〜25のいずれか一つに記載の方法。 27．少なくとも一部がセグメント−連続グループであるトークンのグループを、再グループ化し、連続タイムスロットの数を犠牲にしてトークンの各グループに対する連続セグメントの数を最大にすることを特徴とする請求の範囲1〜26のいずれか一つに記載の方法。 28．バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワークのノードのノード制御ユニットであって、ネットワークがサイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットがトークンと関連し；下記のこと：前記ノード制御ユニットが、バスまたはリング中、一方向に流れるデータタイムスロットの予め決められた数に対応するトークンを割り付けられ；および前記ノード制御ユニットが、第二ノードの第二ノード制御ユニットからトークンに対する要求を受け取りそして要求された容量を利用せずにもっていた場合、トークンを確保し次に第二ノードの第二ノード制御ユニットに転送するよう配置されている；ことを特徴とするノード制御ユニット。 29．ネットワークがＤＴＭタイプ（動的周期転送モード）のネットワークであることを特徴とする請求の範囲28記載のノード制御ユニット。 30．バスまたはリング構造体を有する回線交換ネットワークのサーバノードとも呼ばれるノードであって、ネットワークがサイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットがトークンと関連し；下記のこと：バスまたはリング中、一方向に流れるデータタイムスロットの予め決められた数に対応するトークンを割り付けられたノード制御ユニットが、第二ノードの第二ノード制御ユニットからトークンに対する要求を受け取りそして要求された容量を利用せずにもっていた場合、トークンを確保し次に第二ノードの第二ノード制御ユニットに転送するより配置されていることを特徴とするノード。 31．ネットワークがＤＴＭタイプ（動的周期転送モード）のネットワークであることを特徴とする請求の範囲30に記載のノード。 32．ノードが、バスまたはリング中、一方向に流れているすべてのデータタイムスロットに対応するトークンを割り付けられていることを特徴とする請求の範囲30または31に記載のノード。 33．ノードが、バスまたはリングの上流のノードの 1/3 およびバスまたはリングの下流のノードの 2/3 を有することを特徴とする請求の範囲32記載のノード。 34．バスまたはリング構造体の回線交換ネットワークであって、そのネットワークが、サイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットはトークンに関連し；次のこと：サーバノードとも呼称されるノードが、バスまたはリング中、一方向に流れているデータタイムスロットの予め決められた数に対応するトークンを割り付けられ、そして、前記ノードが、第二ノードからトークンに対する要求を受け取りそして要求された容量を利用せずにもっていた場合、トークンを確保し次に第二ノードに転送するよう配置されている；ことを特徴とする回線交換ネットワーク。 35．バスまたはリング構造体の回線交換ネットワークであって、そのネットワークが、サイクルに分配された帯域を使用し、一方、そのサイクルは信号用の制御タイムスロットおよびデータ転送用のデータタイムスロットに分配され、そして各データタイムスロットはトークンに関連し；次のこと：サーバノードと呼称される少なくとも二つのノードが、それらノード間に、バスまたはリング中、一方向に流れているすべてのデータタイムスロットに対応するトークンが分散されていると定義され、そしてそのサーバノードが、第三のノードからトークンに対する要求を受け取りそして要求された容量を利用せずにもっていた場合、トークンを確保し次に第三ノードに転送するよう配置されている；ことを特徴とする回線交換ネットワーク。 36．ネットワークがＤＴＭタイプ（動的周期転送モード）のネットワークであることを特徴とする請求の範囲34または35に記載の回線交換ネットワーク。 37．ノードが、要求された容量に対応するトークンを受け取った場合、データの受信機として指定されている、単一または複数のノードに、チャネル樹立メッセージを送ることによって、受け取ったトークンを使用してチャネルを樹立するよう配置されていることを特徴とする請求の範囲34〜36のいずれか一つに記載の回線交換ネットワーク。 38．一つまたはいくつものサーバノードが、ともに、要求された容量を利用せずに持っていなかった場合、未利用のすべての容量に対応するトークンを確保し次に要求しているノードに転送するよう配置されていることを特徴とする請求の範囲35〜37のいずれか一つに記載の回線交換ネットワーク。 39．一つまたはいくつものサーバノードが、ともに、要求された容量を利用せずにもっていなかった場合、要求しているノードにトークンを転送しないよう配置されていることを特徴とする請求の範囲35〜37のいずれか一つに記載の回線交換ネットワーク。 40．ノードが、どのサーバノードにトークンを要求するかを決定する場合に、状態表、すなわちすべてのサーバノードの未利用容量の比較的定期的に更新されるリストを使用するよう配置されていることを特徴とする請求の範囲35〜39のいずれか一つに記載の回線交換ネットワーク。