JP2001517023A - 通信ネットワーク - Google Patents
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Abstract
Description
様ではとくに、パケットのルート設定を使用して、非常に高いビットレートで光
ドメインにおいてデータを送る光通信ネットワークに関する。
生成するマルチメディアアプリケーションが発展してきている。このため、この
ようなアプリケーションによって生成されるトラヒックを処理できる広帯域ネッ
トワークが必要とされるようになった。このようなネットワークでは、要求に応
じて実質的に瞬間的にバースト状態の広帯域データを処理できることが望ましい
。
た。しかしながら現在の技術では、光ネットワークとユーザによって要求される
サービスとは一致していない。一般的に言って、既存の光ネットワークは波長ル
ートのルート設定された回路接続を使用しているが、これはバースト状態のデー
タトラヒックおよびコネクションレスアプリケーションに適切に適していない。
現在、この不一致は、例えばIP(インターネットプロトコル)、ATM(非同
期転送モード)、フレーム中継、またはSDH(同期ディジタル階層)を使用す
る電子サービス層を光ネットワークにオーバーレイすることによって処理してい
る。このような解決案が益々不適切になってしまうのは、コンピュータの処理能
力および関係するバンド幅要求がさらに増加することによるもので、また、新し
いアプリケーションが、例えばインテリジェントエージェントを使用して、遠隔
の情報をサーチおよび検索し、この情報を処理し、豊富でインテリジェントなユ
ーザインターフェイスを介してユーザへ情報を送るような場合である。
であって、各ルート設定ノードが2以上の出力経路から選択した1つの経路を介
して受取った光パケットを前送り方向へ方向付け、 光ネットワークが複数のルート設定ノードを相互接続するように構成されて
いる光通信システムを動作する方法であって、 a)送信元のルート設定ノードから光ネットワーク上へ光パケットを出力し
: b)送信元のルート設定ノードと送信先のルート設定ノードとの間にループ
形伝送路を用意するように、光ネットワークおよびルート設定ノードを構成し: c)送信先のルート設定ノードにおいて光パケットを受取り: d)段階(a)で出力された光パケットによって占有されたループ形伝送路
上で受信信号を時間スロット内で送信元のルート設定ノードへ送ることを含む方
法を提供する。
方で良好な信頼性と非常にわずかな待ち時間を与える方法を提供する。本発明は
さらに光ネットワークにおいて使用可能な広帯域を効率的に使用し、加えて光バ
ッファリングおよび複雑なビットレベルの処理を要求する従来技術の方法のコン
テキスト(状況)における技術的な問題を避ける。確実な通信は一般的に送信元
ノードと送信先ノードとの間のハンドシェークを必要とする。本発明はこのハン
ドシェークにおける送信元ノードと送信先ノードとの間の往復時間にかかる時間
を本質的に低減する。これはループ形の信号経路によって達成される。ループ形
信号経路において同じ時間スロットをパケットの往路伝送とアクノリッジメント
の復路伝送の両方に使用する。待ち時間を最小にすることに加えて、この方法の
長所は送信元ノードがアクノリッジメント信号が到着すると予測されるときを精
密に予測し、予測される時間にアクノリッジメント信号がないことから有益な情
報を収集できることである。予測される時間にアクノリッジメント信号がないと
きは伝送失敗イベントをトリガして、例えば関係するパケットまたは一連のパケ
ットを再び送ることができる。
複数のパケットの1つを含むことである。
トを含み、送信先ノードはペイロードパケットを取り去り、伝送路上で、例えば
ヘッダパケットを戻す。戻されたパケットは、例えばアクノリッジメントフラグ
の1以上のビットをオーバーライトすることによって修正することができる。そ
の代わりに送信先ノードが新しいパケットを生成して、それを送信元ノードへ送
り戻してもよい。戻り信号は必ずしもアクノリッジメント信号ではないが、例え
ばポーリング信号に応答して資源ノードへ送られるデータを含んでもよい。この
場合、この方法は: 送信元ノードから送信先ノードへポーリング信号を送り: ポーリング信号の送信後、送信元ノードと送信先ノードとの間の戻り移動時
間に依存する時間で送信元ノードにおいて実行する処理をスケジュールし: 前記ポーリング信号によって占有される時間スロット中に送信先ノードから
送信元ノードへデータを送り: 続いて前記データを使用して前記処理を実行することを含む。
たは部分的にメッシュ状であるか、またはハイブリッドトポロジイであってもよ
い。好ましいのはネットワークが多数のノードおよびリンクを含み、ノードおよ
びリンクは多数の方向付けされたトレール(進路)として構成され、各方向付け
されたトレールは多数のノードの一部のみをリンクし、それと組み合わせて方向
付けされたトレールはネットワークの各ノードをつないでおり、ループ形の信号
経路は送信元ノードと送信先ノードとの両方を含む閉じた方向付けされたトレー
ルを含む。
ト設定方法において使用するものとして決して制限されるのではないが、本発明
の方法と方向付けされたトレールルート設定方法とを組み合わせるのが効果的で
あり、方向付けされたルート設定方法は(本発明の発明者による出願中の国際特
許出願WO 98/09403号(代理業者の参照番号A25265/WO、発明の名称“Communicat
ions Network”)において開示され、権利を主張されている。次にネットワーク
は多数の方向付けされたトレールとして構成され、パケットは、送信元ノードと
送信先ノードとをつないでいるトレールから1つのトレールを選択して送信元ノ
ードによってルート設定される。中間のノードでは、簡単なアドレス認識以外の
処理は要求されない。方向付けされたトレール方法は、僅かな待ち時間、好まし
いスケーラビリティ、および非常に小さい処理オーバーヘッドを与える。方向付
けされたトレールのルート設定方法と本発明の方法とを組み合わせると、ルート
設定、受信、およびアクノリッジメントを非常に高速度で実行することができる
。
る方法であって: (a)ループ形信号経路からパケットを受取り; (b)前記パケットによってもともと占有されていた時間スロット中にルー
プ形信号経路上で戻り信号を出力することを含む方法を提供する。
あって: (a)ループ形信号経路へパケットを出力して、別のノードへ送るようにさ
れた出力と; (b)ループ形信号経路上の他のノードによって戻された信号を受取るよう
にされた入力と; (c)前記入力へ戻された信号をモニタするようにされたノード制御装置と
を含むノードを提供する。
る方法であって: 送信元ードから送信先ノードへポーリング信号を送り: ポーリング信号の送信後、送信元ノードと送信先ノードとの間の戻り移動時
間に依存する時間で送信元ノードにおいて実行する処理をスケジュールし: 前記ポーリング信号によって占有されている時間スロット中に送信先ノード
から送信元ノードへデータを送り: 続いて前記データを使用して前記処理を実行することを含む方法を提供する
。
その代わりに他の伝送媒体、例えば有線の電気ネットワークまたは無線のネット
ワークを使用してもよい。
ネットワークを含む。
しく記載することにする。
ーク)1を含み、LAN1は多数のパーソナルコンピュータワークステーション
3とリンクしている。各ワークステーションはネットワークインターフェイス3
aを介してLANと接続されている。ワークステーションおよびLANは一緒に
分散形コンピュータ処理環境を生成し、これは例えば複雑なデータのビジュアル
化に使用できる。各ワークステーションはネットワークの各ノード2に接続され
ている。データパケット4は、ノード2とリンク5とを介してワークステーショ
ン3間を送られる。この例では、リンク5は光ファイバから形成され、光ドメイ
ン内でパケット4を送る。図を簡単にするために、数個のノードのみを示したが
、実際にはネットワークは何百ものノードを含んでもよい。加えてこの例ではネ
ットワークはLANであるが、本発明は、例えばメトロポリタンエリアネットワ
ーク(MAN)、インターネットのようなグローバルネットワーク、または国内
あるいは国際遠隔通信ネットワークに等しく応用できる。ネットワークはコネク
ションレス方法で動作する。データを送る前に回路が設定されるネットワークと
は異なり、このネットワークでは、送信元ノードと送信先ノードとの間の予備の
シグナリング段階を経る必要なく、ネットワーク資源が使用可能になると直ぐに
、送信元ノードは送信先へアドレスされるデータを出力する。データは、非常に
高いビットレート、例えば100ギガビット/秒の光パケットとして出力される
。送信先ノードがメッセージを受取った後でいくらかのシグナリングを行なって
、例えば受信ノードがメッセージを受取ったことを送信元ノードへ通知できるこ
とが望ましい。従来、別のネットワーク資源が使用可能になり、そのアクノリッ
ジメント信号を送信可能になるまで、メッセージを受取るノードが待たなければ
ならないとき、このようなシグナリングはさらに遅延してしまう。この例では、
発明者によって‘オン−ザ−フライ’シグナリングと呼ばれるシグナリング形態
を取入れることによってこの遅延をなくした。さらに後述するように、伝送路に
沿った信号の物理的な飛行時間(タイムオブフライト)のみによって制限される
、可能な限り短い期間でシグナリングが行われる。
送信元へ戻る連続した、一方向性の伝送路を使用する。図2に示した例は双方向
性リンクを含むネットワークである。図3に示した第3の例はマンハッタンスト
リートネットワークであり、これは本発明の発明者による上で引用した国際特許
出願WO 98/09403号に記載された‘トレールルート設定’方法を使用している。 本発明を構成し、このようなネットワーク上で使用するのに適したプロトコルは
、後で詳細に記載する。これらの例では、装置の故障はほとんど発生せず、より
高い層のプロトコルによって検出および回復されると仮定されている。ここに記
載したルート設定プロトコルは、装置の故障が起こっていない正規の場合に待ち
時間の極めて少ないシグナリングを行なうことに関するものである。さらに加え
て、伝送されたメッセージは単一のパケットまたは一連のパケット(パケットス
トリング)から構成され、パケットは固定長の時間スロットへ挿入され、各スロ
ットが多くとも1つのパケットを含むことが仮定されている。
送り始めたいときには、伝送路上の容量に空ができるまで(すなわち、スロット
式システムにおいて少なくとも1つの未使用の時間スロットができるまで)、送
信元ノードは待たなければならない。送信先ノードがメッセージを受取り、アク
ノリッジメントまたは類似の信号を送信元ノードへ戻したいとき、元のメッセー
ジによって占有された時間期間の全てまたは一部において信号を送ることによっ
て(すなわち、スロット式システムにおいて送信元ノードによって使用された1
以上の時間スロットを使用して、元のメッセージを送ることによって)これを行
なう。これは、送信先ノードは、送信元ノードによって既に確保されている時間
スロットを直ちに再使用するので、送信先ノードは伝送路上に別の空の容量がで
きて、パケットが送られるまで待つ必要がないという長所をもつ。したがって元
のメッセージの送信先ノードによって信号が送られ、光速の飛行時間によって制
限される最短時間で元のメッセージの送信元ノードによって受取られることを保
証する。伝送路上に別の空の容量ができて、信号を送ることができるようになる
まで、送信先ノードは待つ必要はない。プロトコルおよびパケットフォーマット
を適切に選択することによって、送信先ノードから送信元ノードへ戻される信号
は、(選択的に、例えばフラグ変更のようないくつかの修正を行なうか、または
全く修正せずに)1以上のもとのメッセージパケットを含むことができる。した
がって送信先ノードによってアクノリッジメントを生成するように要求される処
理は初歩的であり、最小である。このやり方では、送信先ノードは高速度でシグ
ナリング判断を行ない、一方でパケットはバッファリングを必要とせずに‘オン
−ザ−フライ’で送られる。
ノードへ戻るパケットの往復の飛行時間が、物理的な距離のみに依存するので、
正確に知ることができることである。したがって送信元ノードは、パケットを送
る瞬間に応答を得る精密な瞬間が分かる。送信元ノードは単一のパケットの到着
時間を使用して、メッセージおよびそれが関係している送信先ノードを識別する
ことができる。さらに、信号が予測した時間に到着し損ったとき、送信元ノード
は種々のやり方(例えば、上述のように、メッセージが意図された送信先ノード
に到着し損ったことを示すやり方)で信号が到着していないと解釈することがで
きる。不作法(Discourteous)プロトコル この第1のプロトコルは、ネットワーク内の中間ノードが他のノードからパケ
ットを捨てることを許可されているので、‘不作法(discourteous)’と呼ばれる
。このプロトコルでは、図7に示したように、各パケットは次のフィールド:す
なわち送信先ノードアドレス、送信元ノードアドレス、ACK(アクノリッジメ
ント)二進フラグ、SOS(列の始め、start of string)二進フラグ、EOS (列の最後、end of string)二進フラグ、およびより高い層のプロトコルデー タフィールドを含むペイロードデータを含む。送信元ノードによる伝送において
、列内の全てのパケットはACK=0である。列の第1のパケットは、SOS=
1によって示される。列内の2以上のパケット列において最初と最後以外のパケ
ットは、SOS=0およびEOS=0によって示される。列内の2以上のパケッ
トの最後のパケットは、SOS=0およびEOS=1によって示される。単一の
パケットから構成される列は、SOS=1およびEOS=1によって示される。
送信元ノードが1列のパケットを送信先ノードへ送りたいときは、送信先ノード
へ通じている伝送路上に少なくとも1つの空の時間スロットができるまで待たな
ければならない。図1に示した一方向性リングネットワークの場合、伝送路が送
信先ノードに常に通じていので、空の時間スロットを使用することができる。マ
ンハッタンストリートネットワークの場合は、我々の出願中の国際特許出願に記
載された‘トレールルート設定’方法を使用し、送信元ノードは送信先ノードへ
通じている伝送路を用意するのに、フレーム内の正しい位置で空の時間スロット
を待たなければならない。次に送信元ノードは、第1の空の時間スロット内に挿
入された第1のパケットを送り始める。列が2以上のパケットから構成されると
き、送信元ノードは時間スロットが空であるか否かとは無関係に、次の適切な時
間スロットのシーケンスを使用して送信先ノードへ送り続けることになる。送信
元ノードがそれ自身のパケット列を送り始めるとき、送信元ノードは使用したい
時間スロットに到着する他のパケット列(すなわち、送信元ノード、それ自身に
アドレスされていない列)を自由に捨てることができる。送信元ノードが他のパ
ケット列を捨て始めると、送信元ノードはkの他のパケット列の全てを捨てなけ
ればならない(他のパケット列の最後はフラグEOS=1によって示される)。
この規則の例外は、パケット内の送信元ノードアドレスフィールドがノード、そ
れ自体のアドレスに対応しない限り、ノードはフラグACK=1を保持するパケ
ットを捨てなくてもよいことである。プロトコルは、最大長のパケット列につい
てノードがネットワーク資源を不公平に捕捉するのを防ぐ定義を含むことができ
る。
列を他のノードによって途中で捨ててしまうことがあるので、送信元ノードによ
って送られるパケット列は送信先ノードに到着するのに失敗することがある。パ
ケット列が送信先ノードに到着するのに成功するとすると、送信先ノードは、送
信元ノードに信号を送り戻すことによって直ちにアクノリッジしなければならな
い。これは、列内の第1のパケット(SOS=1)をその伝送路に沿って送信元
ノードへ戻し続けることによって達成することができる。このパケットは、AC
Kフラグが1に設定されるときを除いて、送信先ノードによって修正されない。
送信先ノードは、(後述するように、列内の最後のパケットを除いて)、ネット
ワークから列の全ての他の部分を取り除かなければならない。列の源である送信
元ノードは、送信元ノード、それ自身のアドレスをパケットの送信元アドレスと
判断しているので、ACK信号それ自体が方向付けられることを認識している。
アクノリッジメント信号が送信元ノードによって、送信元ノードから送信先ノー
ドを介して送信元ノードへ戻る伝送路の往復伝搬時間に等しい時間で受信されな
いとき、送信元ノードはパケット列が途中で捨てられたと断定し、したがって送
信元ノードは直ちに列を再送信すべきであることが分かる。
全体を送るのに成功したことを示す。伝送に失敗する理由は、例えば伝送エラー
または受信機バッファのオーバーフローである。‘オン−ザ−フライ’ネットワ
ーク内で検出できる伝送エラーは、ビットレートおよびネットワークを構成する
のに使用される技術に依存する。非常に高い速度(=100ギガビット/秒)で
、パケット列全体に対して完全なビットエラー検出を実行するのではなく、簡略
化したエラー検出を使用してもよい。これは失われたパケットまたは相当に損わ
れたパケットの検出を含んでもよい。パケット列を伝送するのに成功したと仮定
すると、同様のシグナリング技術を第2のアクノリッジメントに使用することが
できる。これは、列内の最後のパケット(EOS=1)をその伝送路に沿って送
信元ノードへ送り戻し続けることによって達成される。このパケットは、ACK
フラグが1に設定されることを除いて、送信先ノードによって変更されない。こ
こでも第2のアクノリッジメント信号が予測される時間に送信元ノードによって
受信されないとき、送信元ノードはパケット列を伝送するのに失敗したと断定す
る。アクノリッジメント信号が到着しないと、送信元ノードにおいて伝送停止状
態をトリガし、パケット列を直ちに再伝送することになる。最大長のパケット列
と比べて、伝搬往復時間が十分に長いネットワークでは、第1のACK信号(列
内のSOS=1のパケットに対応する)を送ることはあまり効果的ではなく;送
信先ノードが1つのみのACK信号(EOS=1のパケットに対応する)を戻す
だけで十分である。
)の動作における次の論理記述内に要約される。
り、高速デコーダ回路を使用して電子ハードウエアにおいて高速度で実行できる
。光処理の量は小さく:すなわち送信先ノードは各パケット列の1または2のパ
ケット内で単一の二進フラグを変更することを要求される。図4は、ノードの例
示的なブロック形配置図を示す。
される。しかしながら、ロードが増加すると、パケット列がその送信先ノードに
到着する前に捨てられる可能性は高くなり、したがってACKは送信元ノードに
よって受信されず、送信元ノードは列を自動的に再伝送することになる。この効
果は、多くのノードが再伝送し続けて、パケット列がほとんど送られなくなるま
で蓄積性をもつものである。‘礼儀正しい(Courteous)’プロトコル 重いロードを受けた状態のもとで‘不作法’プロトコルの動作制限は‘礼儀正
しい’プロトコルを使用することによって取り除かれ、パケットは送信先ノード
へ向かう途中で捨てられない。パケット列が送信元ノードによって送られると、
(ここでは装置が故障する確率を無視しているので、少なくともプロトコルによ
って考えられるレベルにおける)送信先ノードへの到着が保証される。コンテン
ションはネットワーク内で起こらず;(空の時間スロットのみを使用することに
よって)、伝送ノードによってネットワークの端部のみにおいてコンテンション
は解決される。この場合、ノードNが所定のチャンネル上で送られ、Nにアドレ
スされない他のパケット列が同じチャンネルに到着すると、ノードは伝送を止め
て他のパケット列に割り込まずに先へ送らなければならない。コンテンションの
発生に対処するために、2つの方法を採用することができる。第1の方法では、
空の時間スロットが使用可能になると直ぐに、ノードNはその列の伝送を最初か
ら再開する。第2の方法では、空の時間スロットが使用可能になると直ぐに、ノ
ードNは割り込みされていた地点からパケット列の伝送を再開する。この場合パ
ケット列の最大長は別のフラグCOS(列の継続、continuation of string)を
含む。選択的に、パケット列の最大長を特定して、ノードがネットワーク資源を
不公平に捕捉するのを防ぐことができる。
ードへ戻すことによって、直ちにこれをアクノリッジする。不作法プロトコルの
場合、これは列が送信先ノードに到着したのに成功したことを示す必要がある。
礼儀正しいプロトコルの場合、列の到着は保証される。それにも関わらず送信先
ノードは、パケット列を受取る用意ができており、メッセージを受取るのに使用
可能な資源をもっているという信号を送る必要がある。送信先ノードがメッセー
ジを受取ることができないと、送信元ノードは可能な限り速く伝送を止めること
を知らされなければならない。送信先ノードがアクノリッジメント信号を送信元
ノードへ送って、送信先ノードがメッセージを受取るのに使用可能な資源をもつ
ことを示したいときは、パケット列内の第1のパケット(SOS=1)をその伝
送路に沿って送信元ノードへ送り戻し続けることによって、これを達成する。こ
のパケットは送信先ノードによって修正されず、アクノリッジメント信号として
機能するとき、送信元ノードへ戻し続けられる。送信先ノードはネットワークか
ら(後述するように、パケット列内の最後のパケットを除いて)パケット列の他
の全ての部分を取り去らなければならない。パケット列の源である送信元ノード
は、それ自身のアドレスをパケット内で送信元アドレスとして判断しているので
、アクノリッジメント信号が送信元ノード、すなわち自己自身へ向けられること
を認識している。送信元ノードから送信先ノードを経由して送信元ノードへ送り
戻される伝送路の往復伝搬時間に等しい時間で送信元ノードによって、アクノリ
ッジメント信号が受取られないとき、送信元ノードは、送信先ノードがメッセー
ジを受取ることができないと断定して、送信元ノードは直ちに伝送を止めるべき
であることを知ることになる。
れて、パケット列全体を送るのに成功したことを示す。‘不作法’プロトコルの
場合、伝送に失敗する理由は、例えば伝送エラーおよび受信機バッファのオーバ
ーフローである。ここでもパケット列を伝送するのに成功したと仮定すると、パ
ケット列の最後のパケット(EOS=1)を伝送路に沿って送信元ノードへ送り
戻し続けることによって第2のアクノリッジメントを行なうことができる。この
パケットは送信先ノードによって修正されず、アクノリッジメント信号として送
信元ノードへ送り戻し続けられる。ここでも、第2のアクノリッジメント信号が
予測される時間に送信元ノードによって受取られないとき、送信元ノードはパケ
ット列の伝送が不成功であったと断定して、パケット列を直ちに伝送することを
知ることになる。
’プロトコル規則を次に示す。
ように構成できるときには、種々の異なるパケットルート設定方法と共に、また
異なるトポロジイをもつネットワーク内で使用されてよい。しかしながらこの例
では方向付けされたトレールのルート設定方法を使用することができる。これは
後述で例示的に示したタイプのトポロジイをもつネットワークを1組の別個のト
レールに分割して、ネットワーク全体をつなぐ信号トレールはないが、所定の送
信元ノードから所定の送信先ノードへ通じる1つのトレールが常にあることを利
用している。次に送信元ノードから所望の送信先ノードへリンクする適切なトレ
ールを単に選択することによって、ルート設定を行なうことができる。トレール
上では、パケットをいったん準一次元方法(quasi-one-dimension fashion)でル ート設定することができる。一次元のルート設定におけるように、送信元ノード
はパケットを送る前に送信元ノードから送信先ノードへの全トレールを選択する
。多数の方向付けされたサイクルから形成されるトレールに沿ってパケットをル
ート設定する上でとくに効果的な方法は、再スケジュールされた時間において、
例えば固定された周期で、中間ノードの光出力をスイッチして、1つのサイクル
を別のサイクルに接続することが分かっている。次に送信元ノードは、スイッチ
ングスケジュールに関係して判断されるときにパケットを出力することによって
、パケットがしたがうトレールを判断して、トレール内で1つのサイクルから別
のサイクルへスイッチする。スイッチングは、ネットワークのリンクを外して方
向付けされたサイクルを分解することによって、サイクル間の接続地点で行われ
ることが好ましい。予めスケジュールされた所定のスイッチング状態の間でネッ
トワーク全体で同時にノードがスイッチすることが好ましい。例えば後述の4×
4のトーラスネットワークにおいて、クロスバースイッチが各ノードと関係付け
られている。全てのクロスバースイッチは正規にクロス状態に設定され、また反
復的に所定のインターバルでバー状態に設定される。
。図8のネットワークにおいて、ノードおよび相互接続ファイバはn×nのトー
ラスネットワークとして構成される。n×nのトーラスネットワークは、一方向
性リンクをもつ規則正しいネットワークであり、ノードは2の入力および出力を
もつ。局部的にリンクはトーラスの表面上にグリッドを形成し、n行またはn列
の全てのリンクが同じ方向を向いている。図8には、4×4のネットワークの例
が示されている。各ノードは、2×2の‘クロスバー’スイッチまたは論理的に
相当するものを含む。クロス構成において、スイッチは入力列を出力列に接続し
、入力行を出力行へ接続する;バー構成では、入力列は出力行へ接続され、入力
行は出力列に接続される。図9(a)は、全てのスイッチがクロス位置に設定さ
れた状況を示している。この場合は、ネットワークは1組の2nサイクルから成
り、それぞれ長さnをもつ。ここで注釈として、nの水平方向のサイクルはCi h (なおi=0,1,…,n−1)で表わされ、nの垂直方向のサイクルはCj y (なおj=0,1,…,n−1)で表わされる。ネットワークグラフのリンク
を外す方向付けされたサイクルの分解は方向付けされたトレールルート設定方法
によく適している。n×nのトーラスネットワークはn2の別個の閉じた方向付
けされたトレールを含み、Tij=Cih∪Cjv(なおi,j=0,1,…,
n−1)と定められる。ノード(i,j)においてトレールTijの切断点は構
成要素サイクルの交差部にあり;言い換えるとネットワーク内のn2のそれぞれ
は閉じた方向付けされたトレールTijの1つのみの切断点である。パケットは
、垂直方向または水平方向のサイクル、あるいは1つの垂直方向および1つの水
平方向のサイクルを結合するものを含む方向付けされたトレールに沿って、送信
元から送信先へ(両者ともネットワーク内のどの位置をとってもよい)ルート設
定することができるので、ネットワークのこのサイクル分解は方向付けされたト
レールのルート設定方法によく適している;したがってパケットはサイクル間で
多くても1回(垂直方向のサイクルと水平方向のサイクルとの間の接続点である
切断点において)サイクル間でスイッチされなければならない。ネットワークの
異なるサイクル分解は、図9(b)に示したように、全てのスイッチがバー位置
に設定されるときに得られる;この場合、ネットワークはnサイクルから構成さ
れ、それぞれ2nの長さをもつ。しかしながら送信元ノードと送信先ノードとの
対とをつなぐ方向付けされたトレールは、必ず多くのサイクルの結合であるので
、このサイクル分解は、方向付けされたトレールのルート設定に比較的に適して
いない。
を維持するスイッチング動作は、パケットの送信先アドレスに質問するか、また
はインテリジェントルート選択を実行するかを中間ノードを必要とせずに、自動
的に動作することができる。ネットワークはパケットを最大長に制約したスロッ
ト方法で動作し、言い換えると時間は規則正しい時間スロットとして、最大の許
容可能な大きさのパケットとガードバンドとを一緒に含む大きさをもつ時間スロ
ットに分割される。ネットワーク内の全てのルート設定ノードのクロスバースイ
ッチは規則正しいコヒーレント方法で動作するようにされ、時間スロットレート
でグローバルネットワーククロックにロックされている。スイッチが構成を変更
するときは、ガードバンド期間中に行ない、パケットを損なわないようにする。
図9はパケットの時間スロットを示す時間のダイヤグラムであり、各長さTは、
長さnの時間スロットのフレーム内に配置されている。フレーム内の第1のn−
1の時間スロットにおいて、クロスバースイッチは全てクロス位置(cで示され
ている)にセットされ;フレームの最後の時間スロットにおいて、スイッチは全
てバー位置(bで示されている)へセットされる。ネットワーク内の1対の隣り
合うノードを接続する各リンクの長さを選択および制御して、信号グループの飛
行時間が(qn+1−Δ)Tに等しくなるようにする。なおqは整数であり、Δ
は2つのノードにおけるクロック信号間の位相差であり、時間スロット期間Tの
一部(fraction)として表わす。言い換えると、クロック位相差ΔTを除いて、ネ
ットワーク内の各リンクの長さは任意の整数値のフレーム数と1時間スロットと
の和に等しい。したがってフレームのj番目の時間スロット内のノードから出力
するパケットは、フレームの(j+1)番目の時間スロット内の次のノードに到
着することになる。より一般的に、パケットは時間スロットの固定された整数値
分だけ前進または後退できる。パケットは、nが奇数のときはnの倍数以外のス
ロットの固定された整数値分だけ、nが偶数のときは奇数の数値分だけ前進/後
退できる。
ケットにどのように見えるかを示している。図10では、ノードAがパケットを
ノードDへ送りたいと仮定する。送信元ノードAはルックアップ表または他のア
ルゴリズムを使用して、フレーム(この例では各フレームは4つのスロットを含
む)内の第3の位置にある空の時間フレームを使用して、水平方向のサイクルC 2h 内の外側リンクに沿ってパケットを送るかを判断する。次のノードBに到着
するとき、パケット、それ自体はフレーム内の第4の(すなわち、最後の)スロ
ット内にあり、したがって図10に示したようにノードBにおけるクロスバース
イッチは、バー位置に構成されることになる。したがってパケットは、垂直方向
のサイクルClvへスイッチされ、ノードCへ前送り方向に進み(ここではパケ
ットはフレーム内の第1の時間スロットにあるので、ノードCにおけるスイッチ
はクロス状態である)、最終的に送信先ノードDに到着する。図10には示して
いないが、別のルート設定ではノードAから出力して;フレームの第2の時間ス
ロットにおいて垂直方向のサイクルC0vに沿って、ノードEおよびFを経由し
て、ノードDに到着することもできる。
方向付けされたトレールのルート設定は100%有効である;すなわち方向付け
されたトレールのルート設定は送信元ノードと送信先ノードとの対の間に最短の
経路を与える。n×nのトーラスネットワークにおける平均最短経路の距離はn 2 /(n+1)ホップに等しいと示すことができる。最大の定常状態のスループ
ットは、使用した平均距離によって除算されるノードの到来によって与えられる
ので、2(n+1)/n2に等しい。したがってN=n2がノード数であるとし
て、一方向のルート設定におけるスループットの大きさが0(1/N)であるの
とは対照的に、このスループットの大きさは0(1/√N)である。
のルート設定と結び付いた唯一の処理動作、すなわちネットワークノードが到来
パケットを処理するように要求されることは簡単である:各到来パケットの送信
先アドレスは検査され、それがノードのアドレスに対応すると、パケットはネッ
トワークから取り除かれるか、さもなければ前送りされる。パケットアドレスと
ノードアドレスとを比較するプロセスでは簡単な1つの単語を整合する動作を行
ない、これは高速度で実行でき;例えば6ビットのアドレス単語の光認識は10
0ギガビット/秒のピークレートであると最近証明された(文献[Cotter, D.,
Lucek, J.K., Shabeer, M., Smith, K., Rogers, D.C., Nesset, D. and Gunnin
g, P.: ‘Self-Routing of 100 Gbit/s Packets Using 6-Bit ‘Keyword’ Addr
ess Recognition’, Electronics Letters, 31, pp.2201-2202(1995)]を参照)
。方向付けされたトレールのルート設定はネットワークノードに対して特定の連
続ナンバリングシステムに依存するアルゴリズムを使用しないので、ノードは全
体的に任意のやり方で分類することができる。これにより、ネットワークの計画
し、管理し、発展させるタスクを簡単にすることができる。
、このトーラスネットワークが完全なn×n構造であると仮定して説明してきた
が、ノードが失われたり、またはノードまたはリンクが故障する状況に対処する
こともできる。ノードが失われているとき、この空の位置をバイパスするリンク
が正確なタイミング関係を維持する、すなわちこの場合は空のノード位置をバイ
パスするリンクが単一のグループ遅延(qn+2−Δ)T(すなわち(整数値の
フレーム数)+(2つの時間スロット)−(位相補正ΔT))をもつことのみが
必要である。1次元のルート設定方法とは異なり、全ネットワークの動作はリン
クまたはノードの損失によって悪い影響を受けない。その理由は、送信元ノード
と送信先ノードとが同じ水平方向または垂直方向のサイクル内に位置付けられて
いないと、送信元ノードと送信先ノードとの対間に2つの使用可能な方向付けさ
れたトレールルータがあるからである。一方の方向付けされたトレールが故障す
ると、代わりに他方の使用可能なトレールを使用することができる。送信元ノー
ドと送信先ノードとが同じ垂直方向または水平方向のサイクル上に位置付けられ
るとき、代わりの方向付けされたトレールのルート設定はないが、ノードが失わ
れている場合に記載したのと全く同じやり方で欠陥のあるノードまたはリンクを
バイパスすることによって、サイクルを修復することができる。
されたトレールのルート設定はm行とn列(m>nとする)をもつ長方形のネッ
トワークを使用することもできる。フレームはより大きい寸法(この場合はm)
に対応する時間スロット数を含まなければならず、完全なm×m構造でm−nの
列が失われているかまたは‘仮想’の列が存在する。仮想の切断点に対応する時
間スロット内で列に沿って移動するパケットは、行のみの中で維持される。これ
はネットワーク効率を低減するが、全てのmnの実ノードにアクセスできること
を保証する。
SNは一方向性リンクをもつ標準のネットワークであり、ノードは2の入力およ
び出力をもつ。論理的にリンクはトーラス表面上にグリッドを形成する。MSN
は、隣り合う行および列におけるリンクが対向方向に移動するトーラスネットワ
ークとは異なり、MSNは、行および列の数が偶数である場合においてのみ規制
される。方向付けされたトレールTij=Cih∪Cjvを使用するMSNのル
ート設定方法は、トーラスネットワークに非常に類似している;主な相違は代わ
りの水平方向または垂直方向のサイクルの方向が反対であることである。トーラ
スネットワークとは異なり、MSNにおける方向付けされたトレールのルート設
定の関係するルート設定効率は(最短経路のルート設定と比較して)100%未
満である。しかしながらMSNにおける平均最短経路の距離は等しい大きさのト
ーラスネットワークよりも短かい(大きいネットワークにおいて要素2つ分だけ
短くした大きさに近付く)。MSN内の送信元ノードと送信先ノードとの対間の
最短の方向付けされたトレールの距離はノードにおける内側および外側のリンク
の関係する方向に依存し、表1にその式を記載した。これらの式を使用して、(
最短経路のルート設定に対して)相対的なルート設定効率を計算することができ
る。計算結果からMSN内の方向付けされたルート設定はMaxemchuckの‘第1の
法則’(Maxemchuk, N.F.: ‘Routing in the Manhattan Street Network’, IE
EE Transactions on Communications, 35, pp.503-512(1987))のような最短経 路のアルゴリズム、または本発明の発明者の国際特許出願PCT/GB/ 96/01823号で
開示された推測方法よりも効率が悪いが、依然として適していることが分かる。
とくに大きいMSNにおける方向付けされたトレールのルート設定に対するルー
ト設定効率は約0.65である。
向付けされたトレール距離。これらの式の唯一の目的において、行および列はそ
れぞれ、0,1,…,n−1のようにシーケンスに番号を付される。偶数行は‘
右’へ向けられ;奇数行は‘左’へ向けられる。遇数列は‘下’方向へ向けられ
;奇数列は‘上’方向へ向けられる。送信元ノードは行srと列scとの交差部
に位置付けられ;同様に送信先ノードは行drと列dcとの間に位置付けられる
。例えばsrが偶数であり、scが奇数であるとき、送信元ノードの方向は‘上
方向右’と呼ばれる。
を示すブロック図であり、図5は方向付けされたトレールルート設定方法と関連
してこれを実行するのに使用される構成要素を示す。図5は、図3に示したMS
N内に挿入するのに適した2−接続されたノード構成を示す。光ネットワーク構
成において、図3に示した太線は光ファイバ経路である。ノードへの2つの入力
における遅延ユニットは、2つの到来リンクの長さに必要な調節をし、上述の要
件、すなわち1対のノードを接続する各リンク上で、リンクに沿う信号グループ
の飛行時間は(qn+1−Δ)T(なお、qは整数であり、Δは2つのノードに
おけるクロック信号間の位相差であり、時間スロット期間Tの一部で表わされる
)に等しくなければならないという要件を満足させる。位相差を独立して補償す
る2つの遅延ライン(各入力に1つづつある)を用意することによって、2つの
到来リンク上のパケットが互いにノードにおける時間スロットクロックに関係し
て正しく同期がとれることを保証することもできる。各遅延ユニットは:i)粗
い(coarse)タイミング調節を行なって適切な長さに切られたファイバ長、ii)2 ×2のスペーススイッチチェーンおよび数百ピコ秒内にタイミング調節するファ
イバ遅延から構成される段階調節式遅延ライン、およびiii)細かい調節を行なっ
てピコ秒の数十分の1内にする空スペース調節光遅延ライン(例えばSantec Cor
porationによって製造された光遅延ラインタイプODL−300−15−SMF
)の組み合わせをから構成することができる。到来リンクの光経路長内の緩慢な
ドリフトを補償することも必要である。これらのドリフトはファイバに作用する
環境的な要素−例えばストレッチまたは温度変化を生じる動きによって発生する
。この連続的な環境の補償は、到来パケットの到着とノードにおける時間スロッ
トクロックとの関係するタイミングにおける変化を検出し、段階調節式遅延ライ
ンおよび空スペース調節式遅延ラインのユニットへ電気フィードバック信号を与
えることによって達成できる。
存在の有無を検出し;ii)パケットの到着時間を検出し;iii)到来パケットがノ ードにアドレスされるか否かを判断し;iv)ACKフラグのようなヘッダフラグ を読み取る。タスクi)およびii)に対しては、〜1ギガヘルツのバンド幅光
検出器を使用して、パケット信号の一部を検出するだけで十分である。この光検
出器によって検出された時間スロット内の信号の存在は、パケットの存在を示す
。時間スロットクロックと、この時間スロットレートにおけるこの光検出器信号
の構成要素との位相関係は、電子位相検出回路を使用して検出することができ、
この位相差に比例する電圧は上述のフィードバック制御信号に必要な制御信号を
用意する。タスクiii)およびiv)に対してはパケットヘッダ内のアドレス
とノードのアドレスとを比較することが必要である。超高速光通信構成では、本
発明の発明者の国際特許出願PCT/GB/94/00397で開示され、WO95/33324でさらに 技術的に詳しく開示されている超高速二進単語認識方法を使用してこれを実行す
ることができる。これらの先行出願の内容は参考文献として本明細書に含まれる
。この技術は上述で引用したCotter、他による文献に実験的に記載されている。
上述で引用した出願で開示されているように、パケットのアドレス単語は、サブ
セット内の2つの単語A、Bに対して次の条件が真である二進単語のサブセット
から選択される:
部との間で簡単なAND演算を使用して実行される。適切なANDゲートは4波
混合(FWM)を支援する半導体光増幅器である。
否かを示す二進出力信号を与える。
行される。スイッチを1つのみではなく、5つ使用することによって、第1にロ
ーカルホストコンピュータシステムと接続することが必要な追加の信号経路を用
意し、第2にノードが同期してパケットを読み取り、パケットがループ形信号経
路上を移動し続けることができるようにすることを可能にする。スイッチS2お
よびS3はローカルホストコンピュータシステムへ接続し、スイッチS4および
S5は光パケットの複製がローカルホストと通信することを可能にし、一方で元
のパケットはS2(またはS3)およびS1を経由して出力リンクへ進み続ける
ことができる。1ns以下の時間において実行できる適切なスペーススイッチは
、GEC Advanced Componentsによって供給されるY-35-8772-02型のようなリチウ ムニオブ酸塩デバイスである。
ノードによって既に確保されている時間スロットへ新しいパケットを挿入するこ
とができる。この例では、S2またはS3をクロス位置へスイッチすることによ
って達成される。これを行なって、アクノリッジメント信号のような到来信号の
一部を使用する代わりに、送信先ノードにおいて生成されたアクノリッジメント
信号を送り戻すことができる。さらにこの機構を使用して、送信元ノードが送信
先ノードから送信元ノードへ戻すデータ伝送をスケジュールし、さらにデータに
依存する送信元ノードにおける処理をスケジュールすることもできる。送信元ノ
ードおよび送信先ノードは最初に、データが得られるようになる時間とデータ品
質を設定するように通信を行なうことができる。次に送信元ノードは、一定量の
データを含むのに十分な多数のパケットをもつ送信先ノードへポーリング信号を
送ることができる。送信先ノードは、パケットを対応する時間スロットへ書き込
み、続いてデータは、多数のパケットの送信元ノードによる伝送後の所定の時間
に送信元ノードに戻る。
このブロックは、必要なときにパケット内でACKフラグをオーバーライトする
。光処理ブロックは、例えば光時分割追加/ドロップマルチプレクサを使用して
構成することができ、このマルチプレクサは、例えばHeinrich Hertz Institute
(文献(“Monolithically integrated asymmetric Mach-Zehnder interferomet
er as a robust add/drop multiplexer for OTDM system”, E. Jahn et al, El
ectronics Letters, vol. 32, pp.216-217, 1996)参照)において構成された光
通信半導体集積回路デバイスである。これは適切な光制御信号を生成して、同期
化パルスとして機能する方法と関係して使用することができ、これは例えば本発
明の発明者によって1995年5月23日に出願された国際特許出願WO 95/32568(BT
参照番号A24884)で開示されている。
ロットクロックを使用してもよい。これは、SDHネットワークにおいて現在使
用されている標準のクロックであり、500ps以下のタイミングジッタで広域
(全国的な)の地理的領域において分配することができる。パケットは、100
ギガビット/秒(4.2nsの期間)において53バイトで構成することができ
る。電子光スペーススイッチの動作における適切なスイッチバンドは1nsであ
り、加えてそれぞれ0.6nsの2つの時間のガードバンドがある。ノード内で
は、フレーム中の現在の時間スロットの位置は、時間スロットクロックパルスを
計数する電子モジュールのnカウンタ(1フレームにおいてn時間スロット長)
によって追跡することができる。ネットワークの最初の開始段階中、および次に
時間スロットが使用可能になるとき、ネットワーク内の1つのノード(マスタノ
ードとして示される)はフレーム内の1つの固定位置(例えば、第1の位置)に
おいてパケットを同報通信することができ、他のノードにおけるカウンタは、マ
スタノードと同期して正しい位相にリセットされるようにすることができる。
によって作動し、次の情報:すなわちi)フレーム内の時間スロットの位置が方
向付けされたトレールのルート設定サイクル(1ビット)内の‘クロス’または ‘バー’構成に対応するか否か;ii)到来パケットが現在のタイムスロット(入 力ポート当り1ビット)を占有するか否か;iii)到来パケットの送信先アドレス がノードのアドレス(入力ポート当り1ビット)に整合するか否か;iv)ホストの
出力バッファ内で待機しているパケットが現在の時間スロット(出力ポート当り
1ビット)内で出力ポートにアクセスしたいか否かに基づいて動作する。この情 報に基づいて、(合計7ビットの)電子スイッチ制御装置ユニットは、パケット
間の時間のガードバンドと正確に同期して電気ドライブ信号をスペーススイッチ
へ送り、このやり方で次のタスクを実行し:i)到来パケットをホストまたは出
力ポートの1つにルート設定し;ii)要求される時間スロットが空のときに、ホス
トから出力ポートの1つへパケットをルート設定する。これらのタスクを実行す
るのに必要な論理の例を次に示す:
ックアップ表を必要とせずに、高速8ビットデコーダチップと一緒にハードワイ ヤリングを実行することができる。これは単に論理組み合わせ回路であり、した
がって判断時間はゲート遅延のみに依存する。このためスイッチ制御装置ユニッ
トは高速で動作することができ、マルチギガビット/秒ネットワーク内でパケッ
トをルート設定するのに適している。同様に上述のシグナリングプロトコルに対
する論理は、完全な組み合わせ論理を使用し、ハードワイヤリングおよび高速デ
コーダチップを使用して同じやり方で構成することができる。
トワークを示すダイヤグラム。
。
ラム。
すダイアグラム。
)。
Claims (20)
- 【請求項1】 複数のルート設定ノードを含む光通信システムであって、各
ルート設定ノードが2以上の出力経路から選択した1つの経路を介して受取った
光パケットを前送り方向へ方向付け、かつ、 光ネットワークが複数のルート設定ノードを相互接続するように構成されて
いる光通信システムを動作する方法であって、 a)送信元のルート設定ノードから光ネットワーク上へ光パケットを出力し
: b)送信元のルート設定ノードと送信先のルート設定ノードとの間にループ
形伝送路を用意するように、光ネットワークおよびルート設定ノードを構成し: c)送信先のルート設定ノードにおいて光パケットを受取り: d)段階(a)で出力された光パケットによって占有されたループ形伝送路
上で受信信号を時間スロット内で送信元のルート設定ノードへ送ることを含む方
法。 - 【請求項2】 光通信システムにおいてノードを動作する方法であって、光
通信システムは、それぞれが2以上の出力経路から選択した一方の出力経路を経 由して受取った光パケットを前送り方向へ方向付けるように構成することができ
る複数のノードと、 複数のルート設定ノードと相互接続する光ネットワークとを含んでおり、該
方法が: a)光ネットワークおよびルート設定ノードを構成することによって形成さ
れるループ形伝送路から光パケットを受取り; b)1時間スロット内で段階(a)で出力されたパケットによって占有され
たループ形伝送路上で戻り信号を送信元のルート設定ノードへ伝送することを含
む方法。 - 【請求項3】 戻り信号が送信元ノードからループ形伝送路上で受け取られ
る複数のパケットの1つを含む請求項1または2記載の方法。 - 【請求項4】 前記ループ形伝送路上で複数のパケットの前記1つを戻す前
に送信先ノードにおいて複数のパケットの前記1つを修正することをさらに含む 請求項3記載の方法。 - 【請求項5】 送信元ノードにおいて戻り信号の到着時間を監視し、前記到
着時間から戻り信号の源を識別することを含む請求項1ないし4の何れか1項記 載の方法。 - 【請求項6】 戻り信号が送信元ノードに到着すると予測される時間を判断
し、戻り信号が予測される時間に到着しないとき、伝送停止イベントをトリガす
る請求項5記載の方法。 - 【請求項7】 前記伝送停止イベントに応答してパケットを再伝送すること
を含む請求項6記載の方法。 - 【請求項8】 光ネットワークがメッシュトポロジイをもつ請求項1ないし
7の何れか1項記載の方法。 - 【請求項9】 ネットワークが多数のノードおよびリンクを含み、ノードお
よびリンクが多数の方向付けされたトレールとして構成され、各方向付けされた
トレールが多数のノードの一部のみをリンクし、それと組み合わせて方向付けさ
れたトレールがネットワークの各ノードをつなぎ、ループ形信号経路が送信元ノ
ードと送信先ノードの両方を含む閉じた方向付けされたトレールを含む請求項1
ないし8の何れか1項記載の方法。 - 【請求項10】 複数のパケット中の第1のパケットを送信先ノードへ送っ
た後に、送信元ノードがループ形通路上で別のノードからコンテンドしているパ
ケットを受取るときには、送信元ノードが前記通路から該または各コンテンドし
ているパケットを取り除く請求項1ないし9の何れか1項記載の方法。 - 【請求項11】 複数のパケットの第1のパケットを送信先ノードへ送った
後に、送信元ノードがループ形通路上で、別のノードからコンテンドしているパ
ケットを受取るときには、送信元ノードが別のパケットを送信先ノードへ送るこ
とをサスペンドし、該または各コンテンドしているパケットを送る請求項1ない
し9の何れか1項記載の方法。 - 【請求項12】 光通信ネットワークにおける接続に適したノードであって
: a)ループ形信号経路から光パケットを受取るようにされた入力と; b)入力において受取られた光パケットを複数の出力の1つへスイッチする
ための構成可能な手段と; c)ループ形信号経路から最初に受取った前記パケットによってもともと占
有されていた時間スロット中に出力の1つを経由してループ形信号経路へ信号を
出力するための手段とを含むノード。 - 【請求項13】 通信ネットワークの接続に適したノードであって: (a)ループ形信号経路へ光パケットを出力して、別のノードへ送るように
された出力と; (b)ループ形信号経路上の他のノードによって戻された信号を受取るよう
にされた入力と; (c)前記入力へ戻された信号をモニタするようにされたノード制御装置と
; d)入力において受取った光パケットを複数の出力の1つへスイッチする構 成可能な手段とを含むノード。 - 【請求項14】 戻り信号が予測された時間スロット内で受取られないとき
は、ノード制御装置が伝送停止状態をトリガするようにされている請求項13記
載のノード。 - 【請求項15】 請求項12ないし14の何れか1項記載のノードを含む光 通信ネットワーク。
- 【請求項16】 ネットワークがメッシュトポロジイである請求項15記載
の光通信ネットワーク。 - 【請求項17】 ネットワークが多数のノードおよびリンクを含み、ノード
およびリンクが多数の方向付けされたトレールとして構成され、各方向付けされ
たトレールが多数のノード一部のみをリンクし、それと組み合わせて方向付けさ
れたトレールがネットワークの各ノードをつなぎ、ループ形信号経路が送信元ノ
ードと送信先ノードの両方をまたぐ方向付けされたトレールを含む請求項15ま
たは16記載の光通信ネットワーク。 - 【請求項18】 送信元ードから送信先ノードへポーリング信号を送り: ポーリング信号の送信後、送信元ノードと送信先ノードとの間の戻り移動時
間に依存する時間で送信元ノードにおいて実行する処理をスケジュールし: 前記ポーリング信号によって占有されている時間スロット中に送信先ノード
から送信元ノードへデータを送り: 続いて前記データを使用して前記処理を実行することを含む請求項1ないし
11のいずれか1項記載の方法 - 【請求項19】 通信ネットワークにおいてノードを動作する方法であって
: 送信元ードから送信先ノードへポーリング信号を送り: ポーリング信号の送信後、送信元ノードと送信先ノードとの間の戻り移動時
間に依存する時間で送信元ノードにおいて実行する処理をスケジュールし: 前記ポーリング信号によって占有されている時間スロット中に送信先ノード
から送信元ノードへデータを送り: 続いて前記データを使用して前記処理を実行することを含む方法。 - 【請求項20】 通信ネットワークにおいて使用するノードであって: 送信元ノードから送信先ノードへポーリング信号を送る手段と; ポーリング信号伝送後に、送信元ノードと送信先ノードとの間の戻り時間に
依存する時間に実行する送信元ノードにおける処理をスケジュールする手段と; 前記ポーリング信号によって占有された時間スロット中に送信先ノードから
送信元ノードへデータを送る手段と; 続いて前記データを使用して前記処理を実行する手段とを含むノード。
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