JP2548897B2 - カウンタ同期通信装置のネットワークにおける仮想伝送遅延を集中決定する方法及び装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は同期通信ネットワークに
関するものであり、詳しくいえば、そのようなネットワ
ークの空間的に分布したノード相互間の伝送遅延の決定
に関するものである。

【０００２】A.発明の背景 大規模の並列処理システムでは、多数の処理ノードが相
互接続され、単一のコヒーレントな計算装置として動作
することができる。

【０００３】大規模の並列処理システムにおける交換ネ
ットワークは、任意の処理ノード対の間に広い対域幅、
少ない待ち時間の同期通信パスを与えるように相互接続
された多数の同形の集積回路のスイッチ素子より成る。
例えば、オメガ・ネットワーク・トポロジを実施するに
必要なスイッチ素子の数は次式で示すように変化する。
即ち、 (N/n) log_nN 但し、Nは先行するノードの数を示し、nはスイッチ素子
のファンアウトである。従って、n＝4の場合の設計で
は、16384ノードのシステムに対して必要なスイッチ素
子の数は28672である。そして、これらネットワークの
サイズ及び複雑性を更に強調するためには、各スイッチ
素子は、一般には、2n個の他のスイッチ素子に接続され
るが、その結果、レイアウト及び配線上の大きな問題が
生じることが注目される。理解できることではあるが、
そのようなネットワークは、設計、開発、及び初期設定
することが困難であり、ハードウエア/ソフトウエア不
良の診断を難しい仕事にしている。従って、この複雑性
を減少させるためならば如何なることでも有益である。

【０００４】位相多重化は異なる動作位相の継ぎ目のな
いインターリービングである。位相多重化及び個別サー
ビス位相を使用すれば、位相多重化した通信システム
は、実行位相に対して設けられた同じ通信設備を動的に
使って、並列処理をサポートするメッセージ転送位相を
サービスすることができる。従って、完全に別個のサー
ビス・ネットワークを必要としなくすることによって、
位相多重化は、余分な配線、各スイッチ素子における余
分な接続性及びシステムのコストを必然的に増大させる
余分な複雑性の付随的な必要性を回避して単純化を達成
する。

【０００５】しかし、位相多重化は代価のないものでは
ない。その代価は、ネットワークを介して位相遷移を同
期化するに必要な余分なロジックである。従って、この
ロジックは、別個のサービス・ネットワークを使うより
もむしろ位相多重化を使うことで有利な取引を得るため
にはこのロジックを最小に維持することが必要である。
位相多重化した通信ネットワークは、米国特許第5,914,
740号に開示されている。そこに開示されているよう
に、いわゆる、位相遷移の問題に適応する論理的複雑性
は、包括的に実行された遷移位相、即ち、エクスポージ
ャ(e)と呼ばれるパラメータがそれぞれの且つすべての
伝送セグメント(i＝0, 1, 2,・・・・)に対して、 0≦e_i≦Q (1) という境界範囲内にある場合に有効な一定期間(Qクロッ
ク・サイクル)の特別位相、を導入することによって解
決できる。(伝送セグメントは、チャネルとも呼ばれる
任意の通信装置の対相互間における各伝送パスの特別に
定義された部分である)。

【０００６】上記米国特許5,914,740号は、互いに反対
方向に向けられる任意の2つのセグメント(伝送ステージ
と総称する)間のフルデュプレックス情報転送を管理す
る式(1)を次のような1つの制限、即ち、 G(0, K−Q)≦e≦L(K, Q) (2) に縮小する方法を示す。但し、eはそのステージの一方
のセグメントにおけるエクスポージャであり、K(ステー
ジ待ち時間と呼ばれる)はそのステージを通る往復伝搬
信号遅延に関連した測定可能な定数であり、G及びLは、
それぞれ、関連の括弧内の数量の大きい方及び小さい方
を示す。従って、包括的な基準でフルデュプレックスの
遷移した位相多重化を達成するためには、式(2)はその
ネットワークのすべての伝送ステージによって満足され
なければならず、これは位相多重化通信システムの初期
設定に関してエクスポージャを臨界パラメータにする。

【０００７】更に、位相多重化チャネルに対して、フレ
ーム同期化のために使用されるカウンタ、いわゆる、ス
ロットアウト・カウンタ及びスロットイン・カウンタ、
をセットするためにもエクスポージャの正確な値が必要
である。式(2)によって表わされるように、位相遷移多
重化のそれと結合されたエクスポージャに関するこの付
加的従属性がエクスポージャ決定をその位相多重化アー
キテクチャの分離し得ない部分にしている。論理的複雑
性を最大に維持する必要がある場合、位相多重化ネット
ワークを通してエクスポージャを決定するための革新的
な方法及び手段を探すことが必要となった。

【０００８】本発明は、一般的には、通信ネットワーク
に適用可能であり、特に、時間又は事象同期化が必要と
される時の通信ネットワークに適用可能である。この広
大な且つ重要な汎用性は、エクスポージャが伝送遅延と
同義であり、特に、仮想伝送遅延(VTD)として定義され
るものと同義であるという事実の結果である。

【０００９】B.基本的概念及び定義 エクスポージャ、伝送セグメント、伝送ステージ、ステ
ージ待ち時間、ノード、ネットワーク、等々の用語の正
確な意味を理解することは、本発明の理解に不可欠であ
る。

【００１０】[ネットワーク及びその要素] 本発明はネットワークに関するものである。本願で使用
されるネットワークという用語は、図1に示されるよう
な相互接続されたノードのセットを意味する。ノードは
任意のデータ・ソース/シンク装置及びその関連の送信/
受信ロジックである。ネットワークのノードの多くは、
実用上、例えば、スイッチ素子であるけれども、機能的
に同じである必要はない。中央サービス・ノード(CSN)
と呼ばれる1つの特定のノードは、初期設定、パフォー
マンス監視、診断、障害回復というサービスをネットワ
ークに提供する特別の責任を与えられる。そのネットワ
ークにおける他のすべてのノードはリモート・ノード(C
SNに対して)と呼ばれる。

【００１１】基本的な相互接続素子は伝送セグメント
(図2参照)である。伝送セグメントは、1つのノード内に
ある送信レジスタ(TR)及び関連の送信ロジック、別のノ
ードにある受信レジスタ(RR)及び関連の受信ロジック、
及び任意の形式(配線、光ファイバ・ケーブル、電波、
等々)の相互接続リンクより成る。1つのセグメントにお
ける2つのレジスタは、正確に同じ周波数を持つが必ず
しも相互に関してゼロ位相変位を持たない信号によって
クロックされる。要するに、伝送セグメントは、ノード
対ノードの同期式情報転送を行う手段である。図の右側
に示される記号は伝送セグメントを表わす省略法を示
す。

【００１２】図1のネットワークの各ノードは、CSNから
の伝送パスを完成する少なくとも1つのセグメントで終
端するが、相互接続トポロジは任意である。即ち、任意
のノードが任意の数の他のノードに接続可能であり、任
意のノード対が1つ又は複数のセグメントによって相互
接続可能であるか又は全く相互接続可能でなくてもよ
い。同じ2つのノードに関連した互いに反対方向に向か
う2つのセグメント(及び関連ロジック)は集合的に伝送
ステージと呼ばれる。図1におけるセグメントA及びBは1
つの伝送ステージの素子である。

【００１３】本発明の他の基本的素子はノード時間カウ
ンタ(NTC)である。NTCは、各ノードに置かれ且つ送信レ
ジスタ及び受信レジスタをクロックする同じクロック信
号によってクロックされるものであり、そのノードに対
する同期カウンタである。NTCは図2に示される。そのノ
ードにおけるすべての位相遷移はこのカウンタの整数内
容によって決定される。この内容はノード時間と呼ばれ
る。NTCとCLKの間の区別は図2において明らかである。
各伝送セグメントは2つのNTC(即ち、セグメントの各端
部において1つ)に関連している。

【００１４】伝送セグメントに跨る情報転送を管理する
パラメータが図3の送信/受信図において示され且つ定義
される。この図は、以後のすべてのものに対して重要で
ある。従って、この図の詳細な説明を以下で行う。

【００１５】[送信/受信図] この図は、インフェル(infel)が送信レジスタから受信
レジスタにセグメントに沿って移動する時、それらを2
つの別個の時間ドメインで同時に追跡するための手段を
与える。用語「インフェル」は、特定のクロック・サイ
クル中に(全ビット並列に)送信される任意の形式の情報
素子、即ち、ビット、バイト、ワード等を表わすために
使用される。時間ドメインは、2つの通信ノードの各々
におけるノード時間のドメインである。

【００１６】この図は、2つのクロノグラム、即ち、送
信クロノグラム及び受信クロノグラムより成る。送信ク
ロノグラム(図3における上部の図)は送信nレジスタを参
照する。ここでは、ノード時間は任意であり、文字aに
よって示される基準時間は任意のサイクルに割り当て可
能である。図示のように、連続したノード時間が続く。
基準サイクルに対応する送信レジスタの内容は基準イン
フェルと呼ばれる。このインフェルは任意のIDをタグす
ることが可能であり、図3では整数100が使用される。後
続するインフェルは対応して番号付けられ、図3では、
その昇順番号は位相遷移がないという仮定に対応する。
これらインフェルの各々が送信レジスタを離れる時、そ
れらは受信レジスタへの反転不能な移動を始める。

【００１７】送信/受信図における下側のクロノグラム
は、伝搬するインフェルがその後受信レジスタの入力ピ
ンに現れる時のそれらインフェルの進行を追跡する。こ
れは受信クロノグラムであり、それは送信クロックに関
する受信クロックの位相変位(pT)だけ正確に送信クロノ
グラムから変位している。図3では、受信クロックは送
信クロックに遅れるものとして適当に示される。小部分
的な位相変位、即ち、 −1/2＜p≦1/2 (3) だけ基準サイクルから変位した特定な受信サイクルは副
基準サイクルと呼ばれる。このサイクルに対応するノー
ド時間は副基準時間と呼ばれ、文字bによって示され
る。

【００１８】基準時間aと副基準時間bとの差はオフセッ
トと呼ばれ、文字xによって示される。従って、 x≡a−b (4) である。

【００１９】このパラメータは文献では非同期性と呼ば
れるものと同義であることがわかるであろう。それら2
つの用語は本願では相互交換可能に使用される。送信/
受信図の説明の場合、オフセットは完全に任意であり、
それは、2つのカウンタを初期設定する方法に依存した
任意の代数値を持つことができる。図3では、正のオフ
セット値が示され、ノード時間が基準時間に等しい受信
サイクルが図示のように任意に置かれる。このサイクル
は一致サイクルと呼ばれ、対応するノード時間は一致時
間と呼ばれる。更に図3には、副基準時間がオフセット
及び基準時間で、即ち、(a−x)として表わされ、受信ク
ロノグラムにおける他のすべてのクロックが対応して番
号付けられる。

【００２０】受信レジスタにおける基準インフェル(＃1
00)をラッチするクロック・サイクルは捕捉サイクルと
呼ばれ、捕捉時間と呼ばれる対応するノード時間がb'と
して示される。信号は有限の速度で伝搬するので、捕捉
サイクルはいつも副基準サイクルより遅くなければなら
ない。整数サイクルであるこの遅れはセグメント待ち時
間と呼ばれ、文字kによって表わされる。この定義及び
ノード時間がそれまでに設定されたとすれば、捕捉時間
は次のような値、即ち、 b'＝a−x＋k (5) を有し、この値が受信クロノグラムに示される。

【００２１】ここで定義されるセグメント待ち時間は、
伝送セグメントの物理的特性である「伝送遅延」と一般
に呼ばれているものに等しいことは明らかである。本願
では、用語「伝送遅延」は、セグメント待ち時間を意味
するときには、それに続くものを明瞭にするために、接
頭語「実」を使って更に限定される。従って、用語「セ
グメント待ち時間」及び「実伝送遅延(RTD)」は同義語
であり、本願では相互交換可能に使用される。更に、RT
Dは、本発明が適用可能なネットワークのすべてのセグ
メントにとって未知であると仮定する。

【００２２】要約すると、オフセット及びRTDは送信/受
信図の特徴である。この図はそれらなしでは構成され得
ない。更に、それら定義は、伝送セグメントの送信端及
び受信端の間のクロック位相変位のすべての値に対して
同じである。なお、その変位は、すべての信号に対する
必要なセットアップ及び保持時間を設定する手順を使用
して、そのネットワークの初期設定中であっても適応す
る。

【００２３】[仮想伝送遅延] 送信/受信図が与えられると、本発明の主題であるパラ
メータを定義することが可能となる。エクスポージャと
呼ばれるこのパラメータは捕捉時間と基準時間との間の
代数的な差、即ち、 e≡b'−a (6) として定義される。従って、エクスポージャは時間移動
(送信レジスタから受信レジスタに移動する)によって観
察されることになるセグメント伝送時間であり、この時
間移動の唯一の時間観念は信号移動開始時及び終了時の
ノード時間から得られる。このため、エクスポージャは
ここでは仮想伝送遅延(VTD)とも呼ばれる。

【００２４】基準時間及び一致時間が同じでないと、エ
クスポージャは図3の受信クロノグラムにおいて容易に
表示される。一旦表示されると、その図はVTD、RTD、及
びオフセットの間の関係、即ち、 e＝k−x (7) を直ちに示す。式(7)は、以下では、遅延変換法則と呼
ばれる。従って、k及びxの相対的値に依存して、セグメ
ント・エクスポージャは、それとは反対に如何なる拘束
もない場合、正、負又はゼロとなり得る。

【００２５】エクスポージャ(VTD)の重要度は、受信ノ
ードがノード時間に関して到着データを識別する唯一の
パラメータがこのエクスポージャであることである。2
つのノードの間の相互の同期化情報転送、即ち、1つの
セグメントに跨る情報転送は、到着しつつある情報のエ
クスポージャを受信ノードにとって既知である場合、又
は受信ノードが前記米国特許5,914,740号に開示された
ような遷移した位相多重化設計のものであって情報がそ
の設計の範囲内のエクスポージャで到着する場合のみ可
能である。フレーム同期化のために使用されるカウンタ
の初期設定におけるエクスポージャの役割及び式(1)及
び(2)におけるその外見はこれらの事実の結果である。
従って、エクスポージャは、伝送セグメントが同期動作
を達成し且つ支援すべき場合、そのセグメントの受信端
において正しく設定されなければならない。

【００２６】[基礎的なエクスポージャ分布] 図1のネットワークに対する基礎的なエクスポージャ分
布は任意の包括的なノード時間の集合に対応する包括的
なエクスポージャの集合である。(包括的なエクスポー
ジャの集合はそのネットワークのすべてのセグメントを
内包する)。基礎的な分布をCSNが知ると、そのCSNはエ
クスポージャの構成要素値を調べることができ、従っ
て、それらの各々を使用又は修正することができる。式
(7)により表わされたエクスポージャ及びオフセットの
間の線形の関係のために、修正はいつも可能である。従
って、エクスポージャのベース値と各セグメントに対し
てkが一定であるという事実とがある場合、例えば、式
(2)を満足するようエクスポージャの特定の値を得るた
めに未知のオフセット(x)はいつも調節可能である。こ
のような調節はセグメントの一端で又は両端でノード時
間をインクレメント又はデクレメントすることによって
行われる。従って、調節されたノードで始まる又は終わ
る他のすべてのセグメントはその調節プロセスによって
も影響され、そのプロセスをおそらく冗長なものにす
る。しかし、本発明は基礎的なエクスポージャ分布を設
定し及び監視するということ、即ち、生のエクスポージ
ャ・データを収集するということに関連するだけであ
る。それは如何なる調節プロセスとも関係ない。

【００２７】[単一セグメント・ネットワーク及びエク
スポージャ決定] 単一セグメント・ネットワークは、リモート・ノード用
の単一の伝送セグメントによって相互接続されたCSN及
びリモート・ノードより成る。式(6)のエクスポージャ
の定義が与えられると、この初歩的なネットワークにお
けるエクスポージャはCSN、送信ノードにより2つの方法
のどちらかで設定可能である。CSNは特定の基準時間aの
時に伝送された「同期化メッセージ」を使用して、以下
のように伝送できる。即ち、 1．受信ノードがそのNTCを初期設定するために使用する
ノード時間b'の値をその受信ノードに伝送する。a及び
b'の値は受信ノードにおける既知の実行遅延と合致した
特定の値eを得るように送信ノードによって選択され
る。(実行遅延は、カウンタがセットされるノード時間
と同期化メッセージの捕捉時間との差であり、受信ノー
ドの任意の特定な実施に対しては一定である)。 2．e及びaの値を受信ノードに伝送する。受信ノードは
この値を用いてb'を計算し、しかる後、付随する実行遅
延と一致するようにそのNTCを初期設定する。(この場
合、eの値は同期化メッセージによって供給される必要
はない。望まれれば、それを受信ノードで予め設定する
ことも可能である)。

【００２８】従って、何れの方法を使用しても、実際の
結果は同じである。リモート・ノードにおけるNTCは相
互接続するセグメントに跨って伝送するための特定のエ
クスポージャ(VTD)を得るために初期設定される。上記
ステップのどちらもここでは強制エクスポージャと呼ば
れ、そしてそれはリターン・セグメントの不在(論理的
に及び物理的に)の場合、CSNに対する唯一の代替利用可
能なものである。いくつかの形式の同期化メッセージの
うちの何れもエクスポージャを強制するために使用可能
であり、それらはすべて送信側及び受信側における種々
な程度の関連メッセージを必要とする。一般には、CSN
はいつも手順を開始する側であるため、その論理的複雑
性はリモート・ノードのそれよりも大きいが、仕事を行
わせるために受信ノードにおいて付加的なロジック、加
算器を必要とする第2の方法に関しては小さい。

【００２９】強制エクスポージャは単一セグメント・ネ
ットワークに対してはすべて良好であるが、既存のエク
スポージャの値を監視し又は測定することが必要である
大きなネットワークの環境では一般には受け入れ難い。
このことを、以下で、更に説明する。

【００３０】[伝送ステージ、ステージ待ち時間及びス
テージ法則] 前述のように、同じ2つのノード間で互いに反対方向に
向かう2つのセグメントが結合される時、伝送ステージ
が形成される。そのステージの各端における送信/受信
ロジックの結合はポートと呼ばれる。伝送ステージとい
う用語は、各端におけるポート及び相互接続を包括す
る。2つのセグメントが物理的に別個である場合、その
ステージはフルデュプレックス伝送ができる。一方、2
つのセグメントが論理的に別個であるだけである場合、
そのステージは単に双方向的であるだけである。

【００３１】ステージ待ち時間は、1つのステージにお
ける2つの伝送方向に対応する実伝送遅延の和として定
義される。従って、文字k及びk'はこれら2つの遅延を示
し、ステージ待ち時間は、 K≡k＋k' (8) によって与えられる。従って、ステージ待ち時間はその
ステージの物理的特性であり、如何なる特定のステージ
に対しても不変である。それは、そのステージの両端に
おけるノード時間とは全く関係ない。

【００３２】伝送ステージの2つの(論理的及び物理的)
セグメントに対するオフセットは正確に等しいが符号が
反対であることは注目される。従って、式(7)をこれら
セグメントの各々に適用し且つ2つの式を加えると、次
式が得られる。即ち、 e＋e'＝k＋k' (9) 但し、プライム符号は2つのセグメントを相互に区別す
るために使用される。この式は以後ステージ法則と呼ば
れる。この法則は、任意のステージの互いに対向する方
向に向かう2つのセグメントに対する仮想伝送遅延の和
が式(8)による対応した実伝送遅延の和(ステージ待ち時
間)に等しいことを示している。従って、如何なる特定
のステージに対するステージ待ち時間も一定であるの
で、そのステージに対する仮想伝送遅延の和もそうであ
る。

【００３３】[単一ステージ・ネットワーク及びそれの
エクスポージャ決定] 単一セグメント・ネットワークが与えられると、ネット
ワーク複雑性における次のステップはその単一ステージ
・ネットワーク、即ち、伝送ステージによって相互接続
されたCSN及びリモート・ノードである。この単純なネ
ットワークは、それが更に複雑なネットワークにおける
エクスポージャ決定に関連した本質的な問題を示してい
るため興味あるものである。従って、このネットワーク
の考察は本発明の重要性を理解するための基礎を与える
であろう。

【００３４】従って、図4に示されるネットワークを考
察する。CSNは2つのセグメントの各々に対するエクスポ
ージャ(即ち、e及びe')をどのように決定するのであろ
うか。これらエクスポージャの1つ、即ち、e(リモート
・ノードに向けられたセグメントを表わす)は単一セグ
メント・ネットワークのために上記方法の1つを使って
いつも強制できる。そこで、リターン・セグメントに対
するエクスポージャ、即ち、e'は、リモート・ノードが
CSNによってe'を計算させるためにそのCSNと共同して作
業し得るようそのリモート・ノードに十分な「インテリ
ジェンス」を導入することによって決定可能である。詳
しくいえば、そのインテリジェンスは、CSNからの要求
(CSNがアウトバウンド・エクスポージャを強制した後に
発生する)に応答してリモート・ノードが同期化メッセ
ージを発生する手段という形式のものである。そのメッ
セージは基準時間をCSNに送信する。CSNはそのメッセー
ジに対する捕捉時間を監視することによって、式(6)を
適用してe'を計算するためにその基準時間を使用する。

【００３５】残念なことに、上記の方法は、限定された
環境においては満足すべきものであるけれども、広大な
ネットワークの環境に適用することを不適当にしている
2つの欠点がある。第1の欠点は、リモート・ノードにお
ける論理的複雑性、即ち、エクスポージャ決定プロセス
に参加するように与えられた「インテリジェンス」に関
連した複雑性である。この複雑性は、できるだけ単純な
集積回路のスイッチ素子を得るという目的と相容れない
ものである。第2の欠点は、CSNがアウトバウンド・セグ
メントにおいてエクスポージャを強制すること、即ち、
リモート・ノードにおけるノード時間を変更することを
その方法は必要とすることである。この要件は単一ステ
ージ・ネットワークにとっては完全に受け入れ可能なも
のであるけれども、それにもかかわらず、その方法が任
意のトポロジのネットワークにおけるステージへの適用
のために一般化されるべき場合、次のような理由で受け
入れ難いものである。即ち、そのようなネットワーク
は、前のステージにおいて設定されたエクスポージャ値
のうちの少なくともいくつかを破壊することなしにはエ
クスポージャを強制し得ない(即ち、この方法はおそら
く自己破壊性ものであろう)伝送セグメントを含み得る
し、実用上はほとんどの場合、それを含むであろう。

【００３６】説明のために、図5の簡単なネットワーク
を考察する。そこには、1つのCSNと2つのリモート・ノ
ードRN1及びRN2がセグメント1乃至6によって相互接続さ
れて示される。それらリモート・ノードは、CSNがエク
スポージャe3、e4、及びe5決定するようにCSNと共同し
て作業するに十分なインテリジェンスを持っているもの
と仮定する。これらセグメントのどれかでエクスポージ
ャを強制する必要がある如何なる方法も、どのセグメン
トが強制されるかによって、それがそれまでに設定され
た1つ又複数のエクスポージャ値を元に戻す時、明らか
に破壊的である。例えば、e3を強制することはe6に影響
を与えるであろう。e4又はe5を強制することはe1及びe2
の両方に影響を与えるであろう。従って、これらの方法
の何れも、それが冗長なプロセスを解放しないので、受
け入れ可能なものではない。

【００３７】一般的には、考慮したタイプのネットワー
クにおける基礎的なエクスポージャ分布を決定するため
の如何なる方法も、その方法がそのネットワークの(N−
1)より多いセグメント(但し、Nはノードの数を表わす)
においてエクスポージャを強制する必要がある場合、破
壊的なものとして定義される。従って、そのような方法
は受け入れ難いものであり、それは、図5のネットワー
クで示されたように簡単には働かないであろう。

【００３８】その困難を解決するための1つ方法は、CSN
からの同期化メッセージに応答して、その同期化メッセ
ージの捕捉時間を監視し、リターン・セグメントを使っ
てその値をCSNに戻すように十分なインテリジェンスを
持ったリモート・ノードを設けることによるものであ
る。そこで、CSNは式(6)を使用してアウトバウンド・セ
グメントのエクスポージャを計算するためにその情報を
使用できる。これによって、その方法は無条件に非破壊
的なものとなり、予め存在するノード時間を乱す必要は
なくなる。しかし、この方法は、リモート・ノードにお
ける更なる論理的複雑性、即ち、エクスポージャ決定プ
ロセスにおけるこれ以上の参加を必要とする付加的なイ
ンテリジェンスに関連した複雑性を加える。

【００３９】従って、できるだけ単純な素子を持ったネ
ットワークにおいてCSNがエクスポージャを非破壊的に
決定するためにはもっと工夫が必要であり、本発明が関
連するのはこの必要性である。

【００４０】[活動ノード対受動ノード] 単一ステージ・ネットワークの説明で述べたような方法
では、エクスポージャ決定プロセスにおいて活動的に参
加するに必要なインテリジェンスを持ったノードは、こ
こでは、活動ノードと呼ばれる。詳しくいえば、同期化
メッセージを発生するための機能的な能力を持つもので
ある。この機能的な能力を持たないノードは受動ノード
と呼ばれる。この呼び名は、従来技術を検討する時に役
立つであろう。

【００４１】

【従来の技術】前述の基本概念及び定義(従来技術では
ない)が与えられると、近い将来の問題点、即ち、すべ
てのセグメントに対する実際の伝送遅延及びオフセット
が未知であるネットワークにおける基礎的なエクスポー
ジャ分布の決定という問題点に従来技術が受け入れ可能
に適用できるかどうかという疑問に焦点を合わせたエク
スポージャ決定のその従来技術を検討することが可能と
なる。用語「受け入れ可能」は、他の事項のうち、論理
的単純性に対する付随的要件、即ち、ノード、或いは、
少なくともノードの大部分(スイッチ・ノード)が、エク
スポージャ決定ロジックによって著しく邪魔されてはな
らないことを意味する。この要件に特に関連した従来技
術は知られていない。しかし、分散システムにおいてク
ロック又は事象を同期化する点に関する特許文献があ
り、この従来技術が本発明にどのように関連するかを理
解することは重要である。

【００４２】このような従来技術の例は、米国特許第43
37463号で見られる。この特許は、リモート・ステーシ
ョンのクロックをマスタ・ステーションのクロックと同
期させるための方法を開示し、そしてその用語「ステー
ション」はユーティリティ産業で見られるような電力発
生/消費ステーションを意味する。この米国特許のシス
テムの目的は、本発明の用語でいえば、マスタ・クロッ
クとリモート・クロック(ノード時間カウンタ)との間で
ゼロ・オフセットを得ることである。従って、これら2
つのステーションの間の伝送のためにエクスポージャ(V
TD)の特定値を設定することは、この目的に対する単な
る手段であって、それ自体が目的ではない。その米国特
許のシステムは、先ずリモート・ステーションにおける
クロックを既知の値にマスタ・ステーションによりセッ
トさせ、それによって、エクスポージャの対応した既知
の値を式(6)に従って作成する。e＝0の値が上記米国特
許によって使用されているが、他の任意の値が使用さ
れ、実施されてもよい。実際には、このステップは単一
セグメント・ネットワークに関して前述した方法の第1
のものである。

【００４３】上記米国特許における第2のステップは、
プロセスを反転する。リモート・ステーションは、応答
同期化メッセージを使用してマスタ・ステーションに基
準時間を送る。マスタ・ステーションはそれを捕捉し、
リターン・セグメントのエクスポージャe'を計算するた
めに使用する。その方法の残り部分は、本発明に関係な
いが完全を期するために述べると、本願ではステージ待
ち時間と呼ばれるものをステージ法則を使って計算する
ことに関するものである。従って、その結果はK＝e'で
あり、そしてその米国特許の方法はリモート・クロック
設定のための新しい値、即ち、e＝K/2のエクスポージャ
に対応する値を計算し且つ送信するように進行する。ア
ウトバウンド・パスに沿った実伝送遅延(RTD)がインバ
ウンド・パスに対するそれに全く等しいと仮定すれば、
即ち、それがk＝k'＝K/2 であると仮定すれば、それに
よって、リモート・クロックはゼロ・オフセットに同期
化される。

【００４４】前記米国特許は、決定的に破壊的であると
みることができる。即ち、第1ステップはいつもリモー
ト・ノードにおいてエクスポージャを強制するものであ
る。従って、(N−1)個のセグメントにおいてエクスポー
ジャを強制した後、他のノードに進むための非破壊的方
法はない。これは本願の目的に対してその米国特許の方
法を受け入れ難いものにするだけである。しかし、そう
でない場合でも、活動タイプであるその米国特許のリモ
ート・ノードは受け入れできないほど複雑である。

【００４５】エクスポージャ決定のもう1つの方法は、
米国特許第4411007号で見られる。この特許は、1つの中
央ステーション及び複数のリモート・ステーションより
成り、トポロジが前記米国特許第4337463号のものより
も関連のネットワークに近いツリー構造のディジタル伝
送システムに関するものである。実際には、この米国特
許第4411007号のトポロジは図1に示されたネットワーク
の特殊ケースである。この特許米国の目的は、中央ステ
ーション及び同時に動作するリモート・ステーションの
間の両方向における情報転送を同期化するための「シス
テム」を提供することである。そのシステムのエッセン
スは、本質的には、単一ステージ・ネットワークに対す
るエクスポージャ決定の説明で既に述べたものである。
即ち、中央ステーションは、「標準的な周知のDS−1」
フレーム同期化技法を使用して、各リモート・ステーシ
ョンにおける同期化カウンタを既知のエクスポージャに
(この場合は、e＝0に)効果的にセットする。

【００４６】そこで、中央ステーションは、2つの方法
のどちらかを使って各リモート・ステーションからのリ
ターン・パスに対するe'を決定する。即ち、その1つは
リモート・ステーションの活動的参加(単一ステージ・
ネットワークに関連して述べたような参加)に関するも
のであり、もう1つの方法はステージ待ち時間の測定値
(ループ測定に基づく)及びアウトバウンド・パスに対す
るエクスポージャの既知の値を使用したe'の計算に関す
るものである。そこでシステムは、e'というその注目さ
れた値を対応するリモート・ステーションに送信する。
そのリモート・ステーションは、割り当てられた特定の
時間「スロット」に関するその送信項目を「アドバン
ス」ために使用する。リモート・ステーションによって
送信された情報は、中央ステーションにおけるその割り
当てられた時間スロットに到達するであろう。中央ステ
ーションから各リモート・ステーションへのアウトバウ
ンド送信は、各アウトバウンド・セグメントにおけるゼ
ロのエクスポージャに対応するゼロ・アドバンスでもっ
て達成される。

【００４７】前記米国特許第4411007号は、リモート・
ステーションにおいて起こり得る複雑性を減少させるた
めの手段を提供する。その手段は、ステージ待ち時間を
測定するステップといわれる「信号を中央ステーション
にループ・バックする」ための受動的反映である。しか
し、その特許のシステムは、前記米国特許第4337463号
のもののように、特定のエクスポージャを得るために各
リモート・ステーションにおける同期化カウンタの最初
の設定に依存し、そしてネットワークへの適用に関し
て、そのような要件が破壊的になるという唯一の欠点が
ある。従って、米国特許第4411007号はそれが関連する
ツリー構造のネットワークに適しているけれども、リモ
ート・ステーション対リモート・ステーションの相互接
続を効果的に含む更に一般的なトポロジへの適用には全
く適さない。その特許は、これら「閉成構造」に跨った
情報転送を同期化する方法に関して何の示唆も与えな
い。

【００４８】関連する第3の特許は米国特許第4569042号
である。この特許は通信システムにおける「信号伝送遅
延を測定するための方法及び装置」に関するものであ
る。

【００４９】この特許は、伝送パスにより結合された2
つの本質的に同じ「インターフェース」の環境における
往復伝搬遅延及びエクスポージャを測定する測定技法を
開示している。これらの測定は、2方向伝送の各々に対
するRTD(k)の近似値及び実際には対称的な伝送ステージ
であるものの2つのクロックの間の非同期性(X)を計算す
るために使用される。興味のあるのは、基礎となる測定
技法だけである。

【００５０】その技法は「第1メッセージ」を一方のイ
ンターフェースから他方のインターフェース送信するも
のである。その他方のインターフェースはそれを修正し
て、「第2メッセージ」として元のインターフェースに
再送信する。第1メッセージはそれの送信の時間を表わ
す時間スタンプを搬送し、第2メッセージはその第2メッ
セージの送信の時間を表わす第2時間スタンプと共にそ
の時間スタンプを元のインターフェースに戻す。この情
報及び第2メッセージを受信した時間を使用して、第1イ
ンターフェースは2つの別個の伝送パラメータ、即ち、
往復伝搬遅延R及びリターン・セグメントに対するエク
スポージャ(VTD)、即ち、e'を計算する。そこで、その
手順は効果的に反転され、それによって、第2インター
フェースがそれ自身のR及びエクスポージャの決定を行
うのを可能にする。そのエクスポージャは、元のアウト
バウンド・セグメントのそれ、即ち、eである。そこで
各インターフェースは、前述のように、それ自身の測定
法を適用する。

【００５１】従って、上記米国特許第4569042号の方法
は、活動ノード、即ちそれらの2つの複合に関するもの
であり、冗長にいえば、その特許がステージ待ち時間K
の値を概算するために使用するRを測定するための機構
に関するものである。従って、その測定におけるエクス
ポージャは全く非破壊的であるけれども、ロジックの量
は受け入れ難いほど過度になる。着信セグメントのエク
スポージャの正確な計算のために両ノードにおいて活動
的な手段が与えられると、それら2つのノードはこれら
の値を相互に交換し、それによって、それらの各々がス
テージ法則を使用してKを正確に計算するのを可能にす
る。これは、Rを計算するためにその特許が与えなけれ
ばならない付加的なロジックを完全に除くであろう。そ
して、この測定を排除することによって、内部のノード
遅延(ステージ待ち時間Kを概算するためにRの測定値を
使用するとき)を無視することに関連した近似計算の誤
差も無視されるであろう。

【００５２】Rを測定するその米国特許の方法も、本願
の要求にとっては不必要に煩わしいことである。その特
許の記述によると、同期化メッセージが「第1インター
フェース」から「第2インターフェース」にそして「第1
インターフェース」に戻るように循環しなればならな
い。その特許には記述されてないけれども、Rは、代わ
りに、第1インターフェースにおける経過時間カウンタ
を対応してスタート及びストップさせながら、任意の信
号、例えば、パルスを同じループ上で循環させるだけで
第1インターフェースによって決定可能である。

【００５３】従って、その特許のシステムの活動ロジッ
クは、図1のネットワークのリモート・ノードに適用し
た場合、受け入れ得ないほど過度なものであると結論で
きる。その特許におけるワードでは、それは「複雑性及
びノードのコストを増加させ、従って、ネットワークの
コストを増加させる」であろう。

【００５４】これら3つの特許が従来技術の例であると
仮定した場合、ステージ法則及び仮想伝送遅延の概念に
おいて実施された基本原理の理解不足があるように思え
る。従って、ディジタル・データ通信ネットワークにお
けるエクスポージャ分布を決定する改良された集中化方
法が明らかに必要であるように見える。そして、本発明
が関連するのはこの必要性である。

【００５５】

【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の主た
る目的は、中央サービス・ノード(CSN)と呼ばれるディ
ジタル・データ通信ネットワークの単一ノードを提供す
ることにあり、そのネットワークは次のような方法及び
装置でもって動作する。即ち、 (a)個々の伝送セグメントにおける任意の値の仮想伝送
遅延(VTD)を設定し、 (b)個々の伝送セグメントにおける既存のVTDを非破壊的
に決定し、 (c)基礎的な分布を設定してそれの要素を決定する。

【００５６】本発明のもう1つの目的は、論理的複雑性
がネットワークを通して最小に維持されるように工夫さ
れた装置及び非破壊的方法を提供することにあり、その
究極的なねらいはCSNを除くそのネットワークのすべて
のノードがエクスポージャ決定プロセスにおける受動的
な参加者であるということである。

【００５７】本発明の更にもう1つの目的は、ノード間
待ち時間(RTD)及びノード間非同期性(オフセット)がCSN
にとって全体的には未知であるネットワーク内で上記2
つの目的が達成されるようにすることである。

【００５８】

【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めに、本発明は次のような手段を持ったCSNを提供す
る。即ち、 (a)任意のリモート・ノードにパススルー・セグメント
を選択的に設定する条件付けメッセージを使用してスト
リング及びループを作成するための手段、 (b)同期化メッセージを使用して、任意のストリングの
最終セグメントにおける特定のエクスポージャを得るた
めに、そのストリングの最終ノードにおけるNTCをセッ
トするための手段、 (c)1つの信号でもって任意のループをトラバースし、そ
の信号に関連した往復伝搬遅延を測定するための手段、 (d)1つのループの任意の伝送セグメントに対するエクス
ポージャを計算し、そのループに対する往復伝搬遅延が
測定された場合にはパススルー遅延を計算し、そしてそ
のループの他のセグメントが動作している時にエクスポ
ージャを計算する手段。

【００５９】更に、本発明は、関連のディジタル・デー
タ通信ネットワークに対する基本的エクスポージャ分布
を設定し且つ決定するようにCSNがこれら手段を働かせ
る方法を開示する。

【００６０】[用語の定義] パススルー・セグメントは図6に示された論理的エンテ
ィティである。伝送セグメントとは異なり、このセグメ
ントは専らノードに存在する。パススルー・セグメント
は、受信レジスタ(RR)、送信レジスタ(TR)、及びその受
信レジスタの出力をその送信レジスタの入力に接続する
任意のパススルー・ロジックより成る。これら2つのレ
ジスタは伝送セグメントに関連したのと同じレジスタで
ある(図2参照)。パススルー・セグメントは1つの伝送セ
グメントの受信端から他の伝送セグメントの送信端に情
報を送るための手段を与える。1つのパススルー・セグ
メントのそれらレジスタは同じノード内に存在するの
で、それらは同じクロック信号(CLK)を共用する。受信
レジスタの入力から送信レジスタの入力までの測定され
た整数伝送遅延はパススルー遅延と呼ばれ、本願ではギ
リシャ文字λによって表わされる。図6における右側に
示された記号は、パススルー・セグメントを表わす略記
法を示し、伝送セグメントに対して使用されるものの反
転バージョンであることがわかる。

【００６１】ストリング(図7参照)は、CSNで生じた1つ
の伝送セグメントで始まり、1つのパススルー・セグメ
ントがいつも複数の伝送セグメントを分離するように順
序づけられて任意の数(ゼロを含む)のセグメントが続
き、そして1つの伝送セグメントで終るという、伝送セ
グメント及びパススルー・セグメントの交互順序の連続
したものである。1つのストリングの終りのセグメント
及びノードは、それぞれ、最終セグメント及び最終ノー
ドと呼ばれる。説明の便宜上、ストリングの伝送セグメ
ントは1からnまで単純に番号づけられる。但し、nはそ
のストリングの最後のセグメントである。リモート・ノ
ードが対応して番号付けられる。

【００６２】ループはCSNが最終ノードでもあるストリ
ングである。最も単純な形式のループである「分子」ル
ープが図8に示される。更に一般的なループである、図1
のネットワーク内に形成可能なループの典型が図9に示
される。

【００６３】ストリング・エクスポージャと呼ばれる仮
想ストリング遅延は、信号がnノード・ストリングを通
して伝搬することによって得られる。この遅延は、最終
ノードにおける捕捉時間とCSNにおける基準時間との代
数的差として、即ち、 E_n＝b'_n−a₀ (10) として定義される。この式では、CSNはノード0として指
定される。従って、ストリング・エクスポージャはスト
リングをトラバースする時間移動によって監視される遷
移時間である。その唯一の時間観念はそのトラバースの
開始時及び終了時におけるノード時間から取り出され
る。通常のエクスポージャのように、E_nは、b'_nの特定
の値を得るために最終ノードのNTCをセットする手段に
よってCSNによりいつも設定可能である。

【００６４】仮想ストリング遅延の定義が与えられる
と、

【００６５】

【数２】

【００６６】が直観的に又は分析的に示される。ストリ
ング法則と呼ばれるこの式は、nノード・ストリングに
跨る仮想ストリング遅延が、成分のパススルー遅延の合
計プラス成分のエクスポージャの合計に等しいことを示
す。したがって、この成分のエクスポージャの合計は成
分のパススルー遅延の合計よりも項が1つだけ少ない。
以下で更に説明されるこの法則は、本発明の理論的基礎
である。

【００６７】同期化メッセージは、任意の最終リモート
・ノードにおいてNTCを設定するためにCSNによって使用
される。ストリングに沿って送信された各同期化メッセ
ージは、最終セグメントに設定されるべき伝送の特定の
基準時間及びエクスポージャの特定の値に対応する。そ
の同期化メッセージに応答して、その最終ノードは、式
(6)e＝b'−a、に従って、所望のエクスポージャを得る
値にそのNTCを設定する。同期化メッセージの捕捉の瞬
間に関するNTCの設定の遅延に対応した最終ノードにお
けるノード内待ち時間は、その最終ノードによって、又
は同期化メッセージ自身により搬送された情報を介して
調節される。(好ましい実施例の同期化メッセージは調
節された時間を最終ノードに分配し、そしてそのノード
はそれを初期設定値として使用する)。このようなNTCの
設定は強制エクスポージャと呼ばれ、その強制されたエ
クスポージャは最終セグメントのエクスポージャであ
る。

【００６８】CSNによってNTCを設定されたリモート・ノ
ードは、「ビジット済み」といわれる。CSNによってNTC
をまだ設定されてないリモート・ノードは未ビジット・
ノードと呼ばれる。リモート・ノードはCSNにより1回し
かビジットされないが、そのノードは何回でもパススル
ーを体験可能である。受信ノードをビジットし又はパス
スルーした伝送セグメントは、トラバース済みセグメン
トと呼ばれ、そうでないものは未トラバースといわれ
る。

【００６９】これら用語と共に、エクスポージャ・テー
ブルと呼ばれる論理的エンティティの観念がある。この
テーブルはCSNによって維持される。このテーブル内
に、CSNはセグメントの状態(トラバース済み又は未トラ
バース)及びノードの状態(ビジット済み又は未ビジッ
ト)を記録する。エクスポージャ・テーブルは各トラバ
ース済みセグメントに対応するエクスポージャもリスト
する。このテーブルの種々のセグメントのロケーション
及び実施、例えば、集中又は分散は、本発明に無関係で
ある。

【００７０】[方法及び装置] 本発明の方法は、図10及び図11のフローチャートによっ
て全体的に示される。この方法をサポートするために必
要な基本的装置は図12及び図13に示される。

【００７１】基本的なエクスポージャ分布は、ネットワ
ーク全体をカバーするに必要な多くのストリング及びル
ープにその方法を適用することによって取り出される。
ストリング及びループが作成されそして適用される順序
は、ネットワーク・トポロジ及びシステム設計者の好み
に依存する。しかし、これらの依存性に関係なく、N個
のノードのネットワークにおけるその方法の繰り返し適
用は、そのネットワーク内の伝送セグメントの合計数に
関係なく、(N−1)個のそしてそれ以上でない伝送セグメ
ントにおけるエクスポージャの強制に常に通じるもので
あろう。

【００７２】[理論的根拠] 簡単にいえば、本発明のエッセンスは、ストリング及び
ループの混合した使用である。即ち、ネットワークの(N
−1)個の伝送セグメントにおいてエクスポージャを強制
するためのストリングの使用及び残りの送信セグメント
において非破壊的にエクスポージャを監視するためのル
ープの使用である。リモート・ノードはすべて、厳密に
は、プロセスにおける受動的参加者である。各リモート
・ノードは、パススルー装置、及び着信した伝送セグメ
ントによって受信された同期化メッセージに応答してそ
のNTCを設定するための手段以外に何も必要ない。

【００７３】エクスポージャの強制は、式(10)及び(11)
の順次的適用を通して得られる。ストリング法則の式(1
1)は、ストリングがネットワークに拡張される時、仮想
ストリング遅延の順次の値を発生する。最終エクスポー
ジャの任意所望の値を得るために選択されたE_nの各順次
の値を使用して、b'_nの対応する値が式(10)から計算さ
れる。その値は、最終ノードにおけるメッセージ実行遅
延に対して調節され、しかる後、同期化メッセージによ
って最終ノードに送信され、そこでそれはNTCを設定す
るために使用される。NTC_nが設定される特定の値は、 b"_n＝E_n＋τ_n＋a₀ (12) によって与えられる。但し、E_nはそのストリングに跨る
所望の仮想ストリング遅延であり、τ_nは最終ノードに
おけるメッセージ実行待ち時間であり、そしてa₀は同期
化メッセージの伝送に対応するCSNにおける基準時間で
ある。

【００７４】エクスポージャの非破壊的監視のためのル
ープの使用は、信号がそのループをトラバースする際に
経験する実ストリング遅延に、ループの仮想ストリング
遅延が正確に等しいという事実に基づくものである。従
って、仮想ストリング遅延は、CSNにより測定可能な量
である。従って、この測定可能な遅延を往復伝搬遅延と
呼び、それを記号Rによって表わすと式(11)は式(13)の
ようになる。

【００７５】

【数３】

【００７６】但し、項

【００７７】

【数４】

【００７８】はそのループのまわりの関連パラメータの
和を示す。(従って、第2の和は第1の和よりも項数が1つ
だけ少ない)。式(13)はループ法則と呼ばれる。

【００７９】式(13)の重要性は、それが、他のすべての
エクスポージャ及びすべてのパススルー遅延が既知であ
る任意のループにおける1つの未知のエクスポージャをC
SNが計算するための直接的手段であることである。1つ
だけの未知のエクスポージャに対する制限は、独立した
ループから取り出された式(13)から成る如何なる式も解
くことができないという事実に基づく、即ち、これらの
式を決定する係数はいつもゼロとなるであろう。

【００８０】R及び

【００８１】

【数５】

【００８２】は式(13)ではわかっているので、ループ法
則を

【００８３】

【数６】

【００８４】の形で表わすのが都合がよい。但し、

【００８５】

【数７】

【００８６】である。パラメータKはループ待ち時間と
呼ばれ、それは好ましい実施例において使用される。

【００８７】

【実施例】24位相の多重化ノードのネットワークが図14
に示される。このネットワークは、8素子のスイッチ・
カードによって相互接続された16個の処理ノードより成
り、各スイッチ素子自体は図1の意味では1つのノードで
ある。処理ノード及びスイッチ・ノードは、図14に示さ
れるように、それぞれ、PN0−PN15及びSN0−SN7として
番号付けられる。

【００８８】各スイッチ・ノードは2つの論理的コンポ
ーネント、即ち、スイッチ・チャネル(VSC)と呼ばれる
位相遷移マルチプレクサ(TPMPX)チャネル及びスイッチ
ング機能を遂行するソース/シンク装置(SSD)を有する。
各VSCは、8個のデュプレックスポートとして対を成す8
個の出力ポート(VOP)及び8個の入力ポート(VIP)使用す
る。すべてのVIP/VOPの対はそのスイッチ内で接続可能
である。

【００８９】各処理ノードは位相遷移マルチプレクサTP
MPXでもある1つのデュプレックスチャネル(VDC)を含
み、それは単一のVIP及び単一のVOP、即ち、単一のデュ
プレックスポートを有する。すべてのチャネルがデュプ
レックスポート対デュプレックスポート及びVOP対VIPで
相互接続され、それによって、互いに反対方向に向かう
伝送ステージの対を作る。これら互いに反対方向に向か
うステージの各対はデュプレックスステージと呼ばれ
る。従って、各処理ノードは1つのデュプレックスステ
ージを介して1つのスイッチ・ノードとだけ直接に通信
する。

【００９０】各デュプレックスステージに関連した相互
接続リンクは、VOPからVIPにタグ付けされたバイト(9ビ
ット並列で)を及びVIPからVOPに「トークン」ビットを
共に双方向の各々において同時に送信するための手段を
与える20信号ケーブルである。従って、VOP及びVIPは特
性的には互いに異なっているので、それらが形成する伝
送ステージは非対称的である。従って、混乱を防ぐため
には、各ステージの2つのセグメントを互いに区別する
ことが必要であり、このためには、本願は1つの伝送ス
テージのバイト・セグメント及びトークン・セグメント
を示すために小文字b及びtを使用する。

【００９１】従って、図14のネットワークに対する全体
の相互接続は、同じ構造ではあるが長さが変わり且つ漠
然としかわからない32個の20信号ケーブルのセットであ
る。ネットワークのスイッチング部分のオメガ・テクノ
ロジが与えられると、各処理ノードは、他の処理ノード
とデュプレックス「メッセージ」通信で結合するか、又
はそれぞれが2つの異なる処理ノード、即ち、一方が受
信ノードそして他方が送信ノードとなって同時に通信す
ることができる。そのようなメッセージの経路指定は変
化するが、実際には、CSNにアクセス可能な予め設定さ
れた経路指定テーブルによって固定される。

【００９２】任意の処理ノードが中央処理ノード(CSN)
として指定可能である。他のノードのチャネル時間カウ
ンタと呼ばれる23個のノード時間カウンタを同期化する
ことはCSNの仕事である。本発明の好ましい実施例を説
明するために、図14のPN0はCSNであると仮定する。

【００９３】デュプレックスチャネルVDC及びスイッチ
・チャネルVSCの両方とも、それぞれのソース・シンク
装置SSDとは別にパススルー機能をチャネル内に、全体
的に導入している。VDCでは、例えば、VIPにおいて着信
するタグされたバイトがVOPに直接に送られ且つVOPに着
信するトークンが直接にVIPに送られるように、パスス
ルー・ロジックはVIP及びVOPを内部的に接続するための
手段を与える。SSDにおいて生じたサービス・メッセー
ジ(CSNの場合)又は他のすべてのノードのVIPにおいて着
信したサービス・メッセージはチャネルにおけるVDCパ
ススルーをイネーブル又はディスエーブルするために使
用される。

【００９４】VSCでは、その機能は同じであるが、少な
くとも3つの点でずっと複雑である。先ず、基本的パス
スルー・パスは、任意のVIP(コントロールVIPと呼ばれ
る)及び任意かのVOP又は複数のVOPの組合せより成るブ
ロードキャスト・ファンアウトである。コントロールVI
Pに着信したタグ付きのバイトは予め選択されたすべて
のVOPに経路指定され、これらVOPの各々に着信したトー
クン・ストリームは一緒にORされ、コントロールVIPに
送られる。次に、基本的パススルー・パスは、その基本
的パススルー・パスと同じ機能的特性を有するがコント
ロールVIP以外の任意のVIPから通常発生するいわゆる
「バック・パススルー」パスによって同時に増大可能で
ある。この第2のVIPは「バック・ソース」VIPと呼ばれ
る。サービス・メッセージはVSCパススルーをイネーブ
ル又はディスエーブルするためにも使用されるが、これ
らメッセージはスイッチにおいて生じることがなく、い
つもコントロールVIPにおいて着信する。

【００９５】[伝送チェーン] ネットワークのトポロジ及び伝送ステージの遍在のた
め、本発明の方法を伝送チェーン及びそこから取り出さ
れた特別種類のループに適用することことが便利であ
る。伝送チェーンは、CSNのVOPで始まり、パススルー・
ステージが伝送ステージを分けるように順序付けられた
任意の数(ゼロを含む)の他のステージが続き、そして1
つの伝送ステージで、従って、VIP(最終ポートと呼ばれ
る)でいつも終わるという伝送ステージ及びパススルー
・ステージの縦続連結として定義される。パススルー・
ステージは通常のVIP/VOP対に関連した互いに反対方向
に向かう2つのパススルー・セグメントによって形成さ
れたノード内エンティティである。従って、チェーンは
同じポートに関連した2つの平行し且つ互いに反対方向
に向かうストリングそのものである。

【００９６】反射ループ(図15)は、最終伝送ステージの
バイト・セグメント及びトークン・セグメントを相互接
続することによってチェーンの最終ノードにおいて形成
される。反射と呼ばれるこの特別形式のパススルーは並
列データ、即ち、CSNのVOPで始まりそしてそのチェーン
のバイト・ストリングを通して伝搬して最終ノードにお
いて単一ビットのトークン信号に変換され、しかる後、
同じチェーンのトークン・ストリングによってCSNに戻
されるべき並列データ、のための手段を与える。従っ
て、反射は単一のポートにだけ、即ち、VIPにだけ関連
する。

【００９７】ループ法則は、それが反射ループに適用さ
れる時、特に都合の良い形式で表わすことができる。式
(14)を参照すると、反射ループのまわりのエクスポージ
ャの和はいつも各構成ステージの両セグメントを含むこ
とが注目されよう。従って、式(9)のステージ法則によ
って、

【００９８】

【数８】

【００９９】が得られる。式(14)への代入を行うと、

【０１００】

【数９】

【０１０１】が得られる。式(16)は反射ループ法則と呼
ばれる。それは、反射ループ内のステージ待ち時間の和
がループ待ち時間に等しいことを示す。そのループ待ち
時間は式(15)によって定義された測定可能な量である。
その反射ループ法則は以下で広範囲に使用される。

【０１０２】チェーン・ループは、その名が暗示するよ
うに、CSNにおいて始まり且つ終了する伝送チェーンで
ある。図15に示されるように、チェーン・ループは2つ
の別個のストリング・ループ、即ち、バイト・ループ及
びトークン・ループを作る。それらは、同じポートを通
して、しかし逆方向に、繋がる。チェーン・ループには
反射がないことに注意してほしい。即ち、CSNにおいて
バイト又はトークンとして始まる信号は、いつもそれぞ
れのループを介して同じ形式でCSNに戻る。

【０１０３】ノードにおける反射は、専らVIPにおいて
実施される。各VIPは、パススルーが制御されるよう
に、サービス・メッセージによるオン及びオフが可能な
それ自身の反射能力を有する。

【０１０４】VDCにおけるVIPのロジックは反射ロジック
の例証であり、このロジックがVDCのパススルー・ロジ
ックの一部分と共に図16に示される。その図の右上に着
信するT/HL信号が9個の受信フリップ・フロップ(0, 1,
・・・・7, T)にラッチされ、しかる後、ORゲート104を
介してトークン送信フリップ・フロップ106への選択的
経路指定(ANDゲート102を介して)のためにOR(100)され
る。VOP(図示されてない)から着信するパススルー・ト
ークン(PTTKN)も、ORゲート104を介してトークン送信フ
リップ・フロップ106に選択的に(ANDゲート108を介し
て)経路指定される。従って、ANDゲート102及び108の選
択的イネーブリングは、VIPの反射/パススルー・アクシ
ョンを決定する。これらの同期化機構が両方とも同時に
ディスエーブルされた場合、トークン・インジェクショ
ン・ロジック110は通常のフロー制御に対してエネーブ
ル可能である。図16のT/HL信号のパススルー経路指定
は、図示されてないけれども、9個の受信フリップ・フ
ロップの出力をVOPに経路指定することによって達成さ
れることは当業者には明らかであろう。

【０１０５】[例示的サービス・メッセージ] 代表的なサービス・メッセージ、即ち、ロード・チャネ
ル時間カウンタ(LCTC)を図17によって説明する。その図
は使用されるフォーマットを示し、実行の説明も与え
る。LCTCは好ましい実施例の同期化メッセージである。

【０１０６】そのメッセージの第1バイトは、非ゼロの
整数であるメッセージ長(L)を定義する。コマンド・バ
イトと呼ばれる第2バイトは、ターゲット・チャネルに
より遂行されるべき動作、この場合では、動作'01'、LC
TCを定義する8ビット・コードである。サービス・メッ
セージのバイト3はメッセージ識別子(MID)である。この
バイトは、メッセージがストリングに沿って伝搬する
時、チャネル選択を制御する。MIDのアドレスと一致す
る予め設定されたアドレスを有するチャネルがメッセー
ジを実行する。MIDのアドレスと一致しないアドレスを
有するチャネルは単にメッセージを通過させ、即ち、そ
れらは受動パススルーとして働く。

【０１０７】[好ましい実施例の方法] 図14のネットワークにおける仮想伝送遅延を設定し且つ
決定するために使用される方法が図18及び図19における
フローチャートで要約される。この方法は、本発明の方
法(図10及び図11)の伝送遅延及び反射ループへの適用で
ある。当業者には明らかなように、チェーンのノード構
成及びそれらが作られる順序は本発明により指定されな
い。これらの選択は任意であり、実際には、ネットワー
ク・トポロジ及びシステム設計者の好みによるであろ
う。以下で述べられる特定の方法は、単に、発明の理解
を助けるために考えられたものである。それは、必ずし
も、実際に使用されものではない。

【０１０８】[タスク1：CTSの設定] 図14のネットワークに対して24個のチャネルがあり、従
って、24個のチャネル時間カウンタ(CTC)がある。最初
に、すべてのCTCが未知の相対的オフセットにより時間
を刻む。その目的は、ネットワークに対するエクスポー
ジャの基本的分布、即ち、それぞれの且つすべての伝送
ステージに対して式(2)のエクスポージャ制約を満たす
ものを設定しそして記録することである。従って、CTC
設定は変更されなければならない。

【０１０９】CSNが最初にネットワークを眺めると、そ
れがデュプレックスステージによりSN0に接続されてい
ることを知る。この時点でそれが行うことのできるすべ
ては、SN0に向けられたバイト・セグメントを有するス
テージ、即ち、ステージ9/0に対する実行フローチャー
ト・ステップB2、C2、・・・G2、H2、B3、E3、H3、及び
J3である。このステップ・シーケンスは、SN0のCTCをセ
ットしながら、そのステージに対するe_b、e_t、及びKを
決定する。図18及び図19によれば、VDCから外に作用す
る時このアクションに対する他の代替えはない。この同
じステップ・シーケンスはその後繰り返して使用され、
従って、そのシーケンスに名前を与える、即ち、セット
・クロック(sc)シーケンスとすることが便利である。そ
のscシーケンスは、一時に1つの伝送ステージだけに影
響し、即ち、関連した伝送遅延の最終ステージに影響す
る。

【０１１０】CTC/0をセットすると、CSNは今やSN0にお
ける多数の、即ち、実際にはSN0におけるVOPの数に対応
する8個のパススルー選択と対面する。説明の便宜上、C
SNは伝送チェーンをSN4に、しかる後、図20(プロセッサ
・ノードは概念を簡単にするために再番号付けされてい
る)に示されるようにSN1、SN5、等々に拡張するよう選
択するものと仮定する。従って、次のステップは、図18
及び図19のフローチャートにおけるステップK1によって
示されるように、SN0からSN4にパスすることである。ス
テップK1は、受信VIP及びSN0乃至SN4を接続するVOPより
成るパススルー・ステージを設定するよう指示するサー
ビス・メッセージをSN0に送ることによって遂行され
る。

【０１１１】一旦このパススルー・ステージが設定され
てしまうと、scシーケンスは最終ステージとして伝送ス
テージ0/4によって行われる。なお、表記法0/4はそのス
テージのバイト・セグメントの方向に対応する。(従っ
て、ステージ4/0は、ペアレントデュプレックスステー
ジのうちの他方のステージ、即ち、コンパニオン・ステ
ージである)。従って、このscシーケンスはステージ0/4
に対するe_b、e_t、及びKを決定し、SN4のCTS(CTC/4)もセ
ットする。同様のステップが繰り返し行われ、一時に1
ステージずつ伝送チェーンを拡張する。scシーケンスに
おけるそのような8つの実行(SN0を初期設定した1つを含
む)の後、そのネットワークのすべてのスイッチ・ノー
ドのCTCがCSNによって設定されてしまい、作業チェーン
に沿ったすべての伝送パラメータが設定され且つ記録さ
れてしまうであろう。

【０１１２】次に、処理ノード1−15(図20ではノード8
−23として再番号付けされる)のCTCを設定することが必
要である。これを行うための方法は図20の(b)に示され
るように始まる。CSNは3つの独立した2ステージ・チェ
ーン、即ち、8−0−9、8−0−10、及び8−0−11を形成
する。各チェーンに対して、対応する処理ノードにおい
てCTCを設定するscシーケンスが行われる。ノード12−1
5は、図20の(c)に示されるように、4ステージ・チェー
ンの4つの変形を使用して同様に設定される。残りのプ
ロセッサ・ノード及び接続ステージは、6ステージ・チ
ェーン及び8ステージ・チェーンを使用して同様に処理
される。図20には示されていないけれども、これらステ
ップは以上の記述から容易に描くことが可能である。

【０１１３】これでタスク1が完了する。即ち、ネット
ワークにおける23個のCTCが初期設定され、エクスポー
ジャ(VTD)及びステージ待ち時間(K)が23個の個々の伝送
ステージの各々に対して測定されそして記録される。

【０１１４】[タスク2：進行又は非進行] 前述のように、図14のネットワークは32個のデュプレッ
クスステージより成る。タスク1は41個の伝送ステー
ジ、トラバース済みステージに対する23個のコンパニオ
ン・ステージ及び9個のデュプレックスステージに触れ
ることなしに達成された。従って、これら未トラバース
・ステージの各々に対するエクスポージャ及び待ち時間
は未知である。従って、未トラバースの各ステージ内に
エクスポージャを適正に境界づけることを保証するに十
分なステップが遂行されたか、という疑問が好ましい実
施例における位相遷移マルチプレクサTPMPX型チャネル
の存在によって提起される。この疑問に対する答えは、
ネットワークの物理的特性によって決まる。すべての伝
送ステージが対称的である(即ち、セグメント待ち時間
(RTD)が各ステージに対して等しいことを意味する)場
合、及び各ステージのステージ待ち時間が大き過ぎず且
つ小さ過ぎない範囲(0≦K≦2Q)にある場合、その答えは
肯定的であり、未トラバースのリンクは式(2)を満足す
るであろう。

【０１１５】従って、位相多重化システムは必要な条件
に適合するので、他の考察事項がない場合、たとえそれ
らステージの2/3を調べ終わらなくても、それ以上その
手順に従うことは不必要であろう。しかし、位相多重化
設計の場合、他の考察事項、即ち、すべてのスロットの
イン/アウト・カウンタを初期設定する必要がある。こ
のために、そのネットワークのそれぞれの且つすべての
伝送セグメントに対するエクスポージャを知る必要があ
る。従って、続行する必要があり、その方法の残りのス
テップを以下で説明する。

【０１１６】[タスク3：第1コンパニオン・ステージの
調査] 図20を参照すると、トラバース済みステージのうち、CT
Cをセットするプロセスで使用されたコンパニオン・ス
テージはないことがわかるであろう。そのプロセス全体
は、VOPからVIPまで一時に1伝送ステージずつ外向きに
着実に作用することによって達成される。後で明らかと
なるように、ネットワークの残りは、チェーン・ループ
を使用して調べられなければならず、これはステージ0/
8がこれらループの各々に対する最終ステージとなるで
あろう。従って、その伝送パラメータの知識は不可欠で
あろう。

【０１１７】PN0及びSN0を接続するデュプレックスステ
ージの詳細が図21に示される。それらステージは対応す
るバイト・セグメントの方向に従って番号づけられ、そ
してそれらセグメントだけが図に示される。第1ステッ
プは既に知られているK_0/8、K_8/0を決定することであ
る。従って、CSNは新しいチェーンを開始し、そしてこ
の時間はステージ8/0及び0/8、即ち、チェーン・ループ
より成る。その手順は図18及び図19に示され、答えがト
ラバース済みであるB2で始まり、従って、K1に直接に進
行する。K1において、SN0に向けられたサービス・メッ
セージはパススルーを設定し、この時間をPN0に戻し、
タスク1に対する場合のようにSN4には戻さない。このパ
ススルーは図21に示される。その手順は、B2からステッ
プC2、D2、等々を通して継続し、それによってステージ
待ち時間K_0/8が決定される。しかし、この時、ステップ
B3においてそして本願では初めて肯定的返答が得られ
る。即ち、抽出エクスポージャ・シーケンスが進行中で
ある。ここでは、ステップD4がスキップされ、調査中の
デュプレックスステージの伝送ステージのみより成るチ
ェーン・ループは既に適切な位置にある。ステップE4に
おいて、トークン・ループに対する往復伝搬遅延を測定
するためにトークン・パルスが使用される。

【０１１８】VIP/8で生じ、SN0のパススルー・ロジック
を介してVOP/0に伝搬するトークン・パルスは、ステー
ジ8/0のトークン・セグメント(図には示されてないが、
暗黙指定される)を介してPN0に戻る。測定された往復伝
搬遅延時間RはステップF4におけるトークン・ループ待
ち時間を計算するために使用される。未知のトークン・
エクスポージャはステップG4において計算される。即
ち、 e_t0/8＝K−e_t8/0 e_t8/0はタスク1のステップH3の時に決定されそして直ぐ
に記録された。そこで、ステージ0/8のバイト・セグメ
ントに対するエクスポージャはステップH4の結果として
次のようになる。即ち、 e_b0/8＝K−e_t0/8 但し、KはステップF2において決定されたステージ待ち
時間(ループ待ち時間ではない)である。

【０１１９】ステージ0/8の各セグメントに対するエク
スポージャをそのように決定すると、それらはCSNによ
って適当に記録され、式(1)によって与えられた境界条
件に対する一致をチェックされる。それの代わりに、1
つのセグメント・エクスポージャを式(2)に関してチェ
ックすることもできる。不一致がある場合、CTCの現設
定の調節が必要であろう。しかし、未トラバース・ステ
ージをすべて調べてしまうまで、即ち、ネットワーク全
体に対する基本的エクスポージャ分布が決定されてしま
うまで、このような調節は試みられない。

【０１２０】[タスク4：次のステージの調査] タスク1の場合のように、CSNは、トラバース済みステー
ジであるステージ0/8に関連したVOP以外のすべてのVOP
に対応したパススルーに対するいくつかの、ここでは7
つ(図22参照)の代替え方法によってSN0において自分自
身を知る。しかし、この場合、それまでにその方法を適
用した順序のために、これら選択のうちの4つしか実行
可能でない。

【０１２１】これがそうである理由を説明するために、
CSNはステージ4/0を調べることを選択するものとする。
それは(図23参照)、ステージ8/0で始まる3ステージの伝
送チェーンを作り、yにおいてSN0を通過し、ステージ0/
4を進行し、ｗにおいてSN4を通過し、未トラバース・ス
テージであるステージ4/0で終わることによってこれを
行う。この時点で、図18及び図19の方法は、他の未トラ
バース・ステージを含むチェーン・ループを必要とする
ステップD4まで進行したことになる。従って、唯一の選
択は、SN0において第2のパススルーを設定すること(図2
3における文字zによって示される)及びステージ0/8でも
ってチェーン・ループを完了することである。一旦これ
が行われると、ステップE4、・・・H4、J3を通して進行
しそしてK3でもって終了することによって調査を完了さ
せることが可能である。(付加的にいえば、パススルー
・ステージｚが前述のバック・パススルー機能の例であ
ることは注目される)。

【０１２２】従って、この方法で、即ち、未トラバース
・ステージを1つしか含まないチェーン・ループを作る
ことによって解決できるのは他の3つのステージ(9/0、1
0/0、及び11/0)だけであることに注意すべきである。残
りのステージ(0//5、0//6、及び0//7：2つのスラッシュ
はデュプレックスステージを意味する)は、タスク5で述
べたように更に複雑なチェーンによって解決されなけれ
ばならない。

【０１２３】[タスク5：進行] ステージ0//4を分類すると、例えば、SN1(図20における
(a)を参照)を進行しそしてトラバース済みステージ4/1
に対するコンパニオン・ステージであるステージ1/4を
調べることによって、ネットワーク内を更に進行するこ
とが可能である。選択されたパスに関係なく、手順は、
いつも、図18及び図19のフローチャートに示されたステ
ップに従って伝送チェーンの生成及び分析に関連する。

【０１２４】すべてのステージをトラバースしなければ
ならないことが最初からわかっている時には、前述のよ
うな深さ優先方法よりも幅優先方法でもって進行するこ
とが意味あることであることは注目に値する。幅優先方
法は、各二重ステージにおける両ステージの向上的処理
を与え、それによって、チェーン・ループを必要とする
時にそれの設定を容易にする。

【０１２５】

【発明の効果】ディジタル・データ通信ネットワークに
おいて、伝送セグメントにおける仮想伝送遅延の値を設
定し、既存の仮想伝送遅延を非破壊的に決定し、仮想伝
送遅延の基本的分布を設定してその要素を決定する単一
のノードが得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の全体的なネットワークを示す図であ
る。

【図２】伝送セグメントのエレメントを定義する図であ
る。

【図３】送信/受信図と呼ばれる本発明の限定的なタイ
ミング図である。

【図４】単一ステージ・ネットワークを示す図である。

【図５】すべてのセグメントにおいてエクスポージャを
強制し得ないネットワークを示す図である。

【図６】パススルー・セグメントのエレメントを定義す
る図である。

【図７】ストリングのエレメントを定義する図である。

【図８】単一ステージ・ネットワークにおけるループを
示す図である。

【図９】図1のネットワークにおける代表的なループを
示す図である。

【図１０】図11と対で本発明の方法を説明するためのフ
ローチャートである。

【図１１】図10と対で本発明の方法を説明するためのフ
ローチャートである。

【図１２】中央サービスノード(CSN)における本発明の
装置を定義する図である。

【図１３】リモート・ノード(RN)における本発明の装置
を定義する図である。

【図１４】本発明の好ましい実施例のネットワークを示
す図である。

【図１５】本発明の好ましい実施例で使用されるチェー
ン・ループ及び反射ループを示す図である。

【図１６】二重チャネルの入力ポートにおける反射及び
パススルー・ロジックを示す論理図である。

【図１７】本発明の好ましい実施例で使用されるロード
・チャネル時間カウンタ(LCTC)サービス・メッセージの
形式を示す図である。

【図１８】図19と対で本発明の好ましい実施例で使用さ
れる方法を示すフローチャート図である。

【図１９】図18と対で本発明の好ましい実施例で使用さ
れる方法を示すフローチャート図である。

【図２０】各二重ステージにおける1つのステージを使
用して24ノード・ネットワークのCTCを設定するための
特定の方法を示す図である。

【図２１】スイッチ・ノードSN0にCSNを直接に接続する
好ましい実施例の二重ステージを示す図である。

【図２２】CSNが方法実行例のタスク3における二重ステ
ージ0//8を処理した後の本発明の好ましい実施例のSN0
を関連したステージの状態を示す図である。

【図２３】両端におけるCTC設定が既に固定されている
ステージ4/0においてVTDを決定するために必要なチェー
ン・ループを示す図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ブルース・デイ・ガブリル アメリカ合衆国ニューヨーク州、チャパ クア、コロニー・ロウ ７番地 (72)発明者 ピータ・エイチ・ホッホシルド アメリカ合衆国ニューヨーク州、ニュー ヨーク、イースト・フィフス・ストリー ト 512番地 アパートメント・ビー (72)発明者 クレイグ・ビー・スタンケル アメリカ合衆国コネティカット州、ベテ ル、グリーン・パスチュア・ロード 10 番地

Claims (19)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】中央サービス・ノード及び少なくとも1つ
   のリモート・ノードを含む複数のカウンタ同期ノードを
   有するディジタル・データ通信ネットワークにおいて該
   中央サービス・ノードにより使用され、該ネットワーク
   を通しての仮想遅延を表すエクスポージャの基本的分布
   を設定し且つその成分を決定するための方法であって、 すべてのノードが1つの共通周波数でクロックされ、各
   ノードがそれ自身のノード時間カウンタによって同期化
   され且つ該中央サービス・ノードからの伝送パスを完成
   させる少なくとも1つの伝送セグメントにより少なくと
   も1つの他のノードに接続され、少なくとも1つのリモー
   ト・ノードは当該ノードで終わる伝送セグメントから受
   信した信号を当該ノードで始まる他の伝送セグメントに
   パスし且つ送信する少なくとも1つのパススルー・セグ
   メントを与え、該パススルー・セグメントの各々は該中
   央サービス・ノードに既知のパススルー遅延を有し、該
   ネットワークは該中央サービス・ノードが該中央サービ
   ス・ノードで生じた少なくとも1つのセグメント・スト
   リングを複数のノードの間に設定するための手段を与
   え、 前記方法は、 (a) 第1伝送セグメントを選択することによってストリ
   ングを開始するステップと、 (b) 最終セグメントにおけるエクスポージャが中央サ
   ービス・ノードに既知である場合にはトラバース済みと
   して、また該エクスポージャが中央サービス・ノードに
   既知でない場合には未トラバースとして、現ストリング
   の最終セグメントのセグメント状態を判定するステップ
   と、 (c) 前記ステップ(b)において行われたセグメント状態
   の判定に従って、即ち、該セグメント状態が未トラバー
   スである場合には下記ステップ(d)に進み、該セグメン
   ト状態がトラバース済みである場合には下記ステップ
   (i)に進むステップと、 (d) 最終ノードのノード時間カウンタが前記中央サー
   ビス・ノードによって既に初期設定されている場合又は
   最終ノードが中央サービス・ノードそのものである場合
   にはビジット済みとして、また該ビジット済みに定義さ
   れない場合には未ビジットとして、前記ストリングの最
   終ノードのノード状態を判定するステップと、 (e) 前記ステップ(d)において行われたノード状態の判
   定に従って、即ち、該ノード状態がビジット済みの場合
   は下記ステップ(m)に進み、該ノード状態が未ビジット
   である場合には下記ステップ(f)に進むステップと、 (f) 所望のセグメント・エクスポージャ値e_nを用い、
   ストリングのエクスポージャE_nをストリング法則 【数１】 但し e_i:セグメント・エクスポージャ λ_i:パススルー遅延 を適用して計算して下記ステップ(g)へ進むステップ
   と、 (g) 同期化メッセージを用い、ノード時間カウンタを b_n"＝E_n＋τ_n＋a₀ 但し E_n:所望の仮想ストリング・エクスポージャ τ_n:最終ノードにおけるメッセージ実行待ち時間 a₀:同期化メッセージの伝送に対応する中央サービス・
   ノードにおける基準時間 にセットすることにより最終セグメントのエクスポージ
   ャをe_nに強制するステップと、 (h) 前記ストリングの最終ノードの未ビジットからビ
   ジット済みへのノード状態の変化をフラグするステップ
   と、 (i) 未トラバースからトラバース済みへの、前記スト
   リングの最終セグメントのセグメント状態の変更をフラ
   グし、前記最終セグメントに対する前記ステップ(f)に
   より設定されたエクスポージャを記録するステップと、 (j) 前記ストリングを他のノードにまで拡張すること
   が望ましいかどうかの判定を行い、該判定に従って、即
   ち、該判定がストリングの拡張である場合には下記ステ
   ップ(k)に進み、該判定がストリングの非拡張である場
   合には下記ステップ(r)に進むステップと、 (k) 前記最終ノードにおけるパススルー・セグメント
   を使用して前記ストリングを1伝送セグメント分拡張す
   るステップと、 (l) 前記ステップ(k)によって拡張されたストリングに
   対応する新しい最終セグメント及び新しい最終ノードを
   設定し、前記ステップ(b)に戻るステップと、 (m) 前記最終ノードか否かを判定し、該判定に従っ
   て、即ち、該最終ノードの場合は下記ステップ(o)に進
   み、最終ノードでない場合は下記ステップ(n)に進むス
   テップと、 (n) 必要なパススルーセグメントを用い、ループを完
   成するに必要なトラバース済みの伝送セグメントにより
   拡張された現行ストリングを含むループを作成するステ
   ップと、 (o) 前記中央サービス・ノードに戻されることになる
   信号を前記ステップ(k)又はステップ(n)において作成さ
   れたセグメントのループを介して送信し、該送信された
   信号の往復伝搬遅延を測定するステップと、 (p) 前記ステップ(o)において測定された往復伝搬遅延
   並びに前記ループの既知のエクスポージャ及びパススル
   ー遅延を使用して前記ストリングの最終セグメントに対
   するエクスポージャを計算するステップと、 (q) 未トラバースからトラバース済みへの前記ストリ
   ングの最終セグメントのセグメント状態の変化をフラグ
   し、前記ステップ(p)によって計算された前記最終セグ
   メントに対するエクスポージャを記録し、前記ステップ
   (j)に進むステップと、 (r) ネットワーク内に未トラバースの伝送セグメント
   があるかどうかを判定し、該判定に従って、即ち、未ト
   ラバース・セグメントがある場合には前記ステップ(a)
   に戻り、残っている未トラバース・セグメントがない場
   合には終了するステップと、 を含むことを特徴とする方法。
2. 【請求項２】前記ステップ(f)は前記最終ノードに向け
   られた、前記ノード時間カウンタが初期設定されるべき
   ノード時間値を表わす同期化メッセージを前記ストリン
   グを介して送信するステップを含み、前記最終ノードは
   ノード時間カウンタを初期設定することによって前記同
   期化メッセージに応答することを特徴とする請求項1に
   記載の方法。
3. 【請求項３】前記ノード時間値は、前記ストリングの各
   伝送セグメントに対応する仮想伝搬遅延、前記ストリン
   グの各パススルー・セグメントに対応するパススルー遅
   延、前記中央サービス・ノードによる同期化メッセージ
   の時間に対応する基準時間及び前記最終ノードにおける
   既知の実行遅延の和であり、前記実行遅延は前記同期化
   メッセージの捕捉時間に開始することを特徴とする請求
   項2に記載の方法。
4. 【請求項４】前記ステップ(n)は前記ステップ(m)の信号
   の送信時間に対応する時間にカウントを開始し前記信号
   がその後前記中央サービス・ノードに戻る時間に対応す
   る時間に停止するカウンタによって遂行され、前記往復
   伝搬遅延はその結果得られたカウントに対応することを
   特徴とする請求項1に記載の方法。
5. 【請求項５】前記ストリングの最終セグメントにおける
   前記エクスポージャは前記ステップ(o)においてすべて
   のパススルー遅延及び前記ループに関連した他のすべて
   のエクスポージャの和を前記往復伝搬遅延から減算する
   ことによって計算されることを特徴とする請求項1に記
   載の方法。
6. 【請求項６】中央サービス・ノード及び少なくとも1つ
   のリモート・ノードを含む複数のカウンタ同期ノードを
   有するディジタル・データ通信ネットワークにおいて該
   中央サービス・ノードにより使用され、該ネットワーク
   における特定の伝送セグメントにおける特定の値の仮想
   伝送遅延を表すエクスポージャを設定するための方法で
   あって、 すべてのノードが1つの共通周波数でクロックされ、各
   ノードがそれ自身のノード時間カウンタによって同期化
   され且つ該中央サービス・ノードからの伝送パスを完成
   させる少なくとも1つの伝送セグメントにより少なくと
   も1つの他のノードに接続され、少なくとも1つのリモー
   ト・ノードは当該ノードで終わる伝送セグメントから受
   信した信号を当該ノードで始まる他の伝送セグメントに
   パスし且つ送信する少なくとも1つのパススルー・セグ
   メントを与え、該パススルー・セグメントの各々は該中
   央サービス・ノードに既知のパススルー遅延を有し、該
   ネットワークは該中央サービス・ノードが該中央サービ
   ス・ノードで生じた少なくとも1つのセグメント・スト
   リングを複数のノードの間に設定するための手段を与
   え、 前記方法は、 (a) 前記特定の伝送セグメントが最終セグメントであ
   るストリングであって該ストリングの他のすべての伝送
   セグメントにおけるエクスポージャが前記中央サービス
   ・ノードに既知であるようなストリングを作成するステ
   ップと、 (b) 前記ストリングの最終ノードに向けられた、前記
   最終ノードのノード時間カウンタが特定値の仮想伝送遅
   延を得るためにセットされるべきノード時間値を表わす
   同期化メッセージを前記ストリングを介して送信するス
   テップと、 を含み、 前記最終ノードはノード時間カウンタを初期設定するこ
   とによって前記同期化メッセージに応答することを特徴
   とする方法。
7. 【請求項７】前記ステップ(b)における前記ノード時間
   値は前記ストリングの各伝送セグメントに対応する仮想
   伝送遅延、前記ストリングの各パススルー・セグメント
   に対応するパススルー遅延、前記中央サービス・ノード
   による前記同期化メッセージの送信時間に対応する基準
   時間及び前記最終ノードにおける既知の実行遅延の和で
   あり、前記実行遅延は前記同期化メッセージの捕捉時間
   に開始することを特徴とする請求項6に記載の方法。
8. 【請求項８】中央サービス・ノード及び少なくとも1つ
   のリモート・ノードを含む複数のカウンタ同期ノードを
   有するディジタル・データ通信ネットワークにおいて該
   中央サービス・ノードにより使用され、該ネットワーク
   における特定の伝送セグメントにおける既存の仮想伝送
   遅延を表すエクスポージャを決定するための非破壊的方
   法であって、 すべてのノードが1つの共通周波数でクロックされ、各
   ノードがそれ自身のノード時間カウンタによって同期化
   され且つ該中央サービス・ノードからの伝送パスを完成
   させる少なくとも1つの伝送セグメントにより少なくと
   も1つの他のノードに接続され、少なくとも1つのリモー
   ト・ノードは当該ノードで終わる伝送セグメントから受
   信した信号を当該ノードで始まる他の伝送セグメントに
   パスし且つ送信する少なくとも1つのパススルー・セグ
   メントを与え、該パススルー・セグメントの各々は該中
   央サービス・ノードに既知のパススルー遅延を有し、該
   ネットワークは該中央サービス・ノードが該中央サービ
   ス・ノードで生じた少なくとも1つのセグメント・スト
   リングを複数のノードの間に設定するための手段を与
   え、 前記方法は、 (a) 前記特定の伝送セグメント及び仮想伝送遅延が前
   記中央サービス・ノードに既知の他の伝送セグメントを
   含むループを作成するステップと、 (b)前記ループを介して前記中央サービス・ノードに戻
   る信号を送信するステップと、 (c) 前記ステップ(b)において送信された信号の往復伝
   搬遅延を測定するステップと、 (d) 前記ステップ(c)において測定された往復伝搬遅延
   及び前記ループにおける他の各セグメントに対する既知
   の遅延を使用して、特定の伝送セグメントに対するエク
   スポージャを計算するステップと、 を含むことを特徴とする方法。
9. 【請求項９】前記ステップ(c)は前記ステップ(b)の信号
   の送信時間に対応する時間にカウントを開始し且つ前記
   信号が前記中央サービス・ノードに戻る時間に対応する
   時間に停止するカウンタによって遂行され、前記往復伝
   搬遅延はその結果得られたカウントに対応することを特
   徴とする請求項8に記載の方法。
10. 【請求項１０】前記特定の伝送セグメントに対応する既
    存の仮想伝送遅延は前記ステップ(d)においてすべての
    パススルー遅延及び前記ループに関連した他のすべての
    エクスポージャの和を，前記往復伝搬遅延から減算する
    ことによって計算されることを特徴とする請求項8に記
    載の方法。
11. 【請求項１１】中央サービス・ノード及び少なくとも1
    つのリモート・ノードを含む複数のカウンタ同期ノード
    を有するディジタル・データ通信ネットワークであっ
    て、 すべてのノードが1つの共通周波数でクロックされ、各
    ノードがそれ自身のノード時間カウンタによって同期化
    され且つ該中央サービス・ノードからの伝送パスを完成
    させる少なくとも1つの伝送セグメントにより少なくと
    も1つの他のノードに接続され、少なくとも1つのリモー
    ト・ノードが当該ノードで終わる伝送セグメントから受
    信した信号を当該ノードで始まる他の伝送セグメントに
    パスし且つ送信する少なくとも1つのパススルー・セグ
    メントを与え、 (a) 前記中央サービス・ノードは、 ノード送信装置からの着信信号を前記中央サービス・ノ
    ードにおいてラッチするように条件付ける少なくとも1
    つの受信装置と、 受信装置の出力に接続された入力を有し、着信信号をラ
    ッチするための少なくとも1つの受信レジスタと、 前記中央サービス・ノードにおいて生じた信号をノード
    受信装置に送信するように条件付ける少なくとも1つの
    送信装置と、 送信装置の入力に接続された出力を有し、発信信号をラ
    ッチするための少なくとも1つの送信レジスタと、 各受信レジスタの出力及び各送信レジスタの入力に接続
    され、何れかの受信レジスタによって受信された信号に
    作用して制御メッセージ・セットを発生し、該制御メッ
    セージ・セットのうちの何れかの制御メッセージを前記
    送信レジスタのうちの何れかを介して送信するための手
    段を与えるコントローラと、 前記コントローラに接続された出力を有し、前記コント
    ローラに発信信号を同期化させるノード時間カウンタ
    と、 を含み、 (b) 前記リモート・ノードは、 該リモート・ノードにおいてラッチするようにノード送
    信装置からの着信信号を条件付ける少なくとも1つの受
    信装置と、 受信装置の出力に接続された入力を有し、着信信号をラ
    ッチするための少なくとも1つの受信レジスタと、 前記リモート・ノードにおいて生じた信号をノード受信
    装置に送信するように条件付ける少なくとも1つの送信
    装置と、 送信装置の入力に接続された出力を有し、発信信号をラ
    ッチするための少なくとも1つの送信レジスタと、 各受信レジスタの出力及び各送信レジスタの入力に接続
    され、前記中央サービス・ノードからの着信制御メッセ
    ージを実行するための手段及び着信信号を任意の受信レ
    ジスタから任意の送信レジスタに送るための手段を与え
    るコントローラと、 前記コントローラに接続された出力及び入力を有し、前
    記コントローラを着信信号に同期させるノード時間カウ
    ンタと、 を含み、 (c) 前記伝送セグメントは、 何れかのノードに置かれた送信レジスタ及びその関連の
    送信装置と、 何れかのノードに置かれた受信レジスタ及びその関連の
    受信装置と、 前記関連の送信装置の出力と前記関連の受信装置の入力
    とを連結する任意の物理的形状の相互接続リンクと、 を含み、 前記伝送セグメントは、同期した単方向のノード間情報
    転送のための手段を与え、 前記ノードのパススルー・セグメントは、受信レジス
    タ、送信レジスタ、前記受信レジスタの出力を前記送信
    レジスタの入力に接続する非特殊なパススルー・ロジッ
    クを含む、 ことを特徴とするディジタル・データ通信ネットワー
    ク。
12. 【請求項１２】前記中央サービス・ノードは前記制御ロ
    ジックに接続された往復伝搬遅延カウンタより成り、前
    記制御ロジックは前記往復伝搬遅延カウンタをリセット
    し、検知し、選択的に開始及び停止する手段を与えるこ
    とを特徴とする請求項11に記載のネットワーク。
13. 【請求項１３】前記制御メッセージ・セットはストリン
    グ条件付けメッセージを含み、該ストリング条件付けメ
    ッセージは前記中央サービス・ノードで始まり且つ他の
    任意のノードで終わるセグメントの少なくとも1つのス
    トリングを複数のノードの間に設定するように設計さ
    れ、前記ストリングは任意の数(ゼロを含む)のパススル
    ー・セグメントと連結された少なくとも1つの伝送セグ
    メントを含み且つ1つの送信セグメントでもって終了す
    ることを特徴とする請求項11に記載のネットワーク。
14. 【請求項１４】(a) 前記制御メッセージ・セットは前
    記ストリングの最終ノードに向けられた同期化メッセー
    ジを含み、前記同期化メッセージは前記最終ノードにお
    けるノード時間カウンタが初期設定されるべきノード時
    間を表わし、 (b) 前記中央サービス・ノードの前記制御ロジックは
    特定の基準時間において前記同期化メッセージを送信す
    るための手段を含み、前記同期化メッセージにより表わ
    された前記ノード時間には前記基準時間が組み込まれて
    いることを特徴とする請求項13に記載のネットワーク。
15. 【請求項１５】(a) 前記最終ノードの制御ロジックは
    前記中央サービス・ノードに既知の実行遅延でもって前
    記同期化メッセージを実行するための手段を含み、前記
    実行遅延は前記同期化メッセージの捕捉時間から測定さ
    れること、及び (b) 前記同期化メッセージによって表わされたノード
    時間は前記実行遅延も組み込むことを特徴とする請求項
    14に記載のネットワーク。
16. 【請求項１６】(a) 前記制御メッセージ・セットは複
    数の中間ノードを介して前記ネットワークの特定のノー
    ドに向けられたパススルー同期化メッセージを含み、前
    記パススルー同期化メッセージは各中間ノードによって
    使用されるべき特定のパススルー・セグメント及び前記
    特定ノードにおけるノード時間カウンタが初期設定され
    るべきノード時間を表わし、 (b) 前記中央サービス・ノードの制御ロジックは特定
    の基準時間に前記パススルー同期化メッセージを送信す
    るための手段を含み、前記パススルー同期化メッセージ
    によって表わされたノード時間には前記基準時間が組み
    込まれていることを特徴とする請求項11に記載のネット
    ワーク。
17. 【請求項１７】(a) 前記特定ノードの制御ロジックは
    前記中央サービス・ノードに既知の実行遅延でもって前
    記同期化メッセージを実行するための手段を含み、前記
    実行遅延は前記同期化メッセージの捕捉時間から測定さ
    れ、 (b) 前記同期化メッセージによって表わされた前記ノ
    ード時間は前記実行遅延を組み込むことを特徴とする請
    求項16に記載のネットワーク。
18. 【請求項１８】前記制御メッセージ・セットはループ条
    件付けメッセージを含み、前記ループ条件付けメッセー
    ジは前記中央サービス・ノードにおいて開始し及び終了
    するセグメントのループを複数のノードの間に設定する
    ように設計され、前記ループはパススルー・セグメント
    がいつも伝送セグメントを分離するようパススルー・セ
    グメントと交互に縦続連結された複数の伝送セグメント
    より成り、前記ループは仮想伝送遅延が前記中央サービ
    ス・ノードにとって未知であるただ1つの伝送セグメン
    トを含むことを特徴とする請求項12に記載のネットワー
    ク。
19. 【請求項１９】(a) 前記制御メッセージ・セットはそ
    れが向けられた任意のループを介して伝搬するように設
    計された信号メッセージを含み、 (b) 前記中央サービス・ノードの制御ロジックは、前
    記パススルー信号メッセージの送信の基準時間に対応す
    るノード時間に前記往復伝搬遅延カウンタをリセットし
    且つ開始するための手段、前記パススルー信号メッセー
    ジが前記ループを介して前記中央サービス・ノードに戻
    る時前記パススルー信号メッセージの捕捉に対応するノ
    ード時間に前記往復伝搬遅延カウンタを停止し、それに
    よって、前記ループのトラバースにおける前記パススル
    ー信号メッセージの往復伝搬時間に対応する経過時間カ
    ウントを前記カウンタにラッチさせるための手段、前記
    経過時間カウント、前記ループの既知のパススルー遅延
    及び前記ループの他のすべての伝送セグメントにおける
    既知のエクスポージャを使用して前記ループにおける特
    定の伝送セグメントの既存のエクスポージャを計算する
    ための手段を含むことを特徴とする請求項18に記載のネ
    ットワーク。