JP2594641B2 - パケット通信網用のユーザから網へのインタフェースプロトコール - Google Patents

パケット通信網用のユーザから網へのインタフェースプロトコール

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Description

【発明の詳細な説明】 本発明はデータ網、より詳細には、この網内において
プライバシーを保証するためのプロトコールに関する。
多量の分散計算を伴ない、多数のコンピュータを持
ち、また、ますます増加するパーソナル コンピュー
タ、ワークステーション、及びデータ ベースを含むデ
ータ処理システム内においては、これらデータ処理シス
テムの間で多量のデータを交換することが頻繁に要求さ
れる。これら交換には通信網が要求される。この通信網
は、ローカル エリア網の地理的範囲を超えるが、ワイ
ド エリア網の範囲よりは小さなエリア内のデータ処理
システムを相互接続するために使用される場合、メトロ
ポリタン エリア網と呼ばれ、高速度のデータ トラヒ
ックを低待時間にて伝送する能力をもつデータ網を要求
する。
データ通信に対する要件が増加すればするほど、通信
事業者データ網の使用がますます魅力的となる。この通
信事業者網を複数のユーザによって共有することによ
り、高速データ通信設備、例えば、光ファイバ網の共有
使用が可能となる。これら通信網は、有効な高度の保安
性を要求する。
先行技術による通信事業者データ網においては、ユー
ザは、通常、データ網輸送メカニズムへのアクセスを適
当なパスワード構成を用いて得る。ユーザがこのデータ
網へのアクセスを持つと、網の使用に対する料金がこれ
らユーザに割り当てられ、この通信業者網の使用の許可
を持たないユーザは、網にアクセスできないようにされ
る。その後、ユーザが別の端末、例えば、データ ベー
ス システムあるいはコンピュータ メインフレームへ
のデータ経路を得ると、追加のパスワード構成がこのユ
ーザを認証し、このデータ ベース システムあるいは
メインフレームがこのシステムの無許可のユーザによっ
てアクセスされないことを確保するために使用される。
ただし、ユーザがそのユーザのパスワードを介してデー
タ網へのアクセスをいったん得ると、このユーザの同定
のチェックがさらに行なわれることはない。保安データ
網に不法に侵入するために最も頻繁に使用される手口の
１つは、不法ユーザが正当なユーザの属性のふりをする
ことである。
共有媒体通信業者網、例えば、ローカル エリア網内
においては、パケットのソースをチェックすることは、
個々のユーザがこの共有媒体への直接アクセスをもつた
めに特に困難である。
先行技術の１つの問題は、従って、通信事業者網内に
網の個々のユーザのアクセス能力をユーザがこのシステ
ム内にログインした後に一貫して認証するための効率的
な装置が存在しないことである。無許可のユーザが許可
されログインされたユーザのアクセスを彼のパケットの
先頭にこのユーザの同定を付けることによって捕捉する
ことが可能である。
データ伝送システムのためのプロトコール、例えば、
CCITTのX.25プロトコールは、限定された長さのブロッ
クをフレキシブルな方法でこれらシステムに接続された
末端ユーザ間で伝送するための設備を提供する。X.25は
多数のノード及びノード間リンクを含み、特定の末端ユ
ーザ間の接続のために可変数のリンクを要求する網を通
じてデータを伝送するために準備されている。
X.25などのプロトコールは主に基本データ伝送メッセ
ージが個々のブロックの長さが典型的には数千バイトの
長さに制限される比較的少数のデータを伝送するような
システム内で使用されることを目的とする。結果とし
て、これらシステムは、効率上の配慮から、個々のブロ
ックとともに伝送される見出し情報の長さをデータ伝送
の処理にどうしても必要な情報に限定する。
ただし、非常に多量のデータ、例えば、複数のファイ
ル全部が頻繁に伝送されるようなシステムに対しては、
X.25プロトコールはあまり効率的でない。第１に、X.25
プロトコールは網にかなりの量のエラー チェック（層
３の機能）を遂行するように要求し；第２に、エラーが
検出された場合、あるいはデータが網内に受信されなか
った場合、伝送の再試行が自動的に遂行され；そして、
第３に、データ メッセージの一続きのブロックが所定
の期間内に送くられることを確保するためのタイミング
が遂行される。X.25データに伝送プロトコールにおいて
は、殆んどのメッセージはデータ網内で末端ユーザ間の
接続が確立された後に伝送される。これら末端ユーザ間
の接続を確立するプロセスは、末端ユーザ間でデータを
伝送するためのルーティング テーブルのセット アッ
プ及びこれらメッセージへの緩衝用資源の割り当て動作
を含む。かなりの量の網資源を個々の接続に対して専用
に使用する傾向をもつこの構成は、末端ユーザ間の非常
に多数のデータ トランザクションの伝送に採用された
場合は大きな問題を起こす。さらに、個々の末端ユーザ
が多くの同時的な関連を持つため、網内に事前に割り当
てるべき資源の数が管理できないほど膨大となる。
典型的には、今日のX.25網は非常に高エラー率に対し
て準備されており、特定のブロックにエラーがないこと
を保証するために頻繁にデータのチェックを行なう。さ
らに、これら網は代替ルーティング能力を持ち、ある１
つのデータ ブロックが他のブロックより短い経路を伝
送され、従って、その前のブロックより先に到達するこ
とがある。このような現象は、特にメトロポリタンエリ
ア網内においては、非常に希ではあるが、個々のデータ
ブロックに対してこれをチェックするためにかなりの
量の処理資源が割り当てられる。
さらに、X.25プロトコールはエラーを厳重にチェック
するが、保全機能には改善の余地がある。具体的には、
不法のユーザが、システム内に先にログインした許可を
もつユーザのふりをすることができる。
大きなローカル エリア網は小さなメトロポリタン
エリア網に対しては、限定された範囲のアプリケーショ
ンをもつ。ただし、これらローカル エリア網は大きな
メトロポリタン エリアのユーザ集団にサービスを提供
するには能力不足であり、またこれらが通信事業者網と
して使用された場合、保全性も不十分である。
先行技術の１つの問題は、従って、データを伝送する
ために使用されるプロトコールが無許可のユーザによっ
て不当にアクセスするのを防止するのに十分な保護を提
供しないことである。さらに、これらプロトコールは多
数のデータ メッセージを伝送するためには、あるいは
末端ユーザが網上の他の末端ユーザとの多くの同時的関
連を持つシステムに対しては、あるいは低エラー率をも
つ高信頼性網内での伝送に対しては、あるいはデータ
ブロックの順番が自動的に保持されるようなシステムに
対しては効率的でない。
メトロポリタン エリア網を効率的に使用するために
は、複数のユーザ グループの個々に対してプライベー
ト網サービスと同等なものを提供できることが望まし
い。このような構成は仮想網と呼ばれる。
先行技術における１つの問題は１つの仮想網のユーザ
が他の仮想網のユーザによってアクセスされるプライベ
ート データへのアクセスを得ないことを保証すること
が困難なことである。１つの実体、例えば、会社、大学
あるいは政府機関内においてさえ、ある種のデータ、例
えば、給料レコードなどへのアクセスを制限することが
しばしば要求される。先行技術によるシステムは、共通
のデータ網によって処理される仮想網への無許可のアク
セスを、これら網が共通の媒体アーキテクチャーを持
ち、またこれらが十分をパケットごとの認証を行なわな
いために、十分に防ぐ能力を持たない。
上の問題の解決及び先行技術からの技術的向上が、ユ
ーザがユーザ ポートからユーザ及びポート同定を含む
データ パケットを送信し、これらパケットがユーザ／
ポート ペアが許可されるかを確認するためにチェック
されることを特徴とする本発明の原理に従って解決され
る。長所として、この構成は、無許可のユーザが、別の
ポートから許可されたユーザの同定を使用して、無許可
のアクセスを得ることを阻止する。本発明の一面による
と、このポート同定は網によって加えられ、従って、ユ
ーザの制御下にはおかれない。長所として、これはユー
ザが網に伝送されているデータに対して偽のソースを示
すことを阻止する。
本発明の一面によると、網はパケット見出し内の予約
された位置内に宛先ポート番号を供給する。長所とし
て、この宛先ポート番号は網の宛先エッジの所で、この
パケットを該当する宛先ポートにのみルーティングする
のに使用できる。
本発明によると、網に許可されたユーザのみが通信し
ていることをチェックすることに対する責任が与えられ
る。個々のデータ パケットに対する見出しはソース及
び宛先を含む。ソース／宛先ペアが許可されないとき
は、網はそのパケットをブロックする。長所として、許
可されたソース／宛先ペアのみが通信できる。
見出しはさらにそこからデータ メッセージが伝送さ
れている物理ポートを同定する情報を含む。この同定は
網内で供給され、ユーザがプライベート仮想網内で使用
される制限されたポートのグループの空きの１つから伝
送されるメッセージを偽って同定することは困難とな
る。長所として、ログインしたユーザのみが、彼のユー
ザ同定を持つデータ パケットを伝送できる。これは、
他のポートからその網によって受信される全てのデータ
ブロックは、そのユーザ同定を持たない場合は、この
網内で阻止されるためである。
見出しは別個にチェックされる。見出し内のデータに
エラーが存在する場合は、そのパケットは破棄される。
長所として、見出しの個別チェックは追加の保安を提供
する。
このプロトコールは、エラーを検出するために要求さ
れる処理の量が少ない低エラー率の光ファイバ短距離網
とともに使用し、また頻度は少ないが仮にエラーが発見
された場合は、これに応答して末端ユーザ端末の制御下
においてデータ メッセージの再伝送が試みられるよう
に設計される。
本発明の原理によると、網機能は、より具体的には、
高速網にて遂行され、データが網のエッジの所で集信さ
れ、また単一の集中ハブによって交換され、従って、低
エラー率を提供する網機能であると定義される。この網
の設計は、特に、データ メッセージの順番のデータ
ブロックがこれらの伝送の順番に受信機の所に到達する
ことを保証する。これは、パケットが網のノード内にお
いて処理される方法及び全ての接続がハブの所でのみ交
換されるという事実による。この網内においては、順番
に従がわないパケットが受信されるのは非常に希である
ため、メッセージが完全に正常に受信されたことを確認
するための単純なユーザ チェックのみですむ。
この実施態様においては、個々のユーザはかなりのデ
ータ緩衝能力をもつインタフェースにタイされる。デー
タ メッセージが受信されると、これらはインタフェー
ス内にバッファされ、ユーザは受信されたデータ メッ
セージを正しく処理するためのメッセージを割り当てる
時間を与えられる。見出しはメッセージ長データを含
む。長所として、この構成は、データ送信ユーザがデー
タ メッセージを受信ユーザに受信機がそのメッセージ
の受信のために資源の割り当てを完了したことの通知を
待つことなく送くることを可能とする。
本発明によると、個々のデータ実体のソース、宛先、
及びユーザ グループが網内において、正当な許可をも
つかチェックされる。１つの実施態様においては、この
網はさらに個々のデータ実体、例えば、パケットの先頭
にポート同定を加え、認証チェックがまたその実体が正
当なポートから来るものであるか、及びそのポートがユ
ーザがシステムにログインしたのと同一ポートであるか
チェックできるようにする。長所として、この構成を使
用すると、その宛先グループと通信することを許可され
たログイン名及びパスワードを持ち、その許可が与えら
れ、ログインが行われたポートから伝送するユーザのみ
が、その宛先グループと通信することができる。
１つの実施態様においては、ユーザのポートがそのユ
ーザに対して許可されたポートのリストに対してチェッ
クされる。長所として、この構成は、他のポートからシ
ステムにアクセスすることによって詐欺的にパスワード
を得た無許可のユーザがあたかも正当なユーザであるよ
うにふるまうことを阻止する。
本発明の１つの実施態様においては、ユーザが通信事
業者網にログインすると、ユーザは、彼自身の同定、パ
スワード及びそのセッションにおいてユーザがアクセス
することを望む特定の仮想網の同定を提供する。この網
はこのユーザがその仮想網にアクセスすることの権利を
確認する。ユーザに対してこの許可は、読出し専用アク
セス、読出し及び書込みアクセス、あるいは書込み専用
アクセスである得えるが、この通信事業者網は、これら
のチェックに基づいて、不当なアクセス要求をふるいだ
す。結果として、許可された通信に対するデータ パケ
ットのみがこの網によってそれらの宛先に伝送される。
長所として、ユーザの権利がいったん確立されると、こ
のユーザへのあるいはこのユーザからのメッセージに対
するその後の全てのチェックは、網内での最小のオーバ
ーヘッドにて遂行され、末端ユーザの所のオーバーヘッ
ドはほとんど存在しない。
本発明の一面によると、共通のグループを定義するこ
とができる。この共通グループへのアクセスを持つユー
ザは、その共通グループの任意の他のメンバーにもアク
セスすることができる。この共通グループがセンシティ
ブな情報をもつユーザを含む場合は、末端端末と関連し
てのさらなるパスワード手順が共通グループ設備を用い
てこの情報にアクセスするために必要とされる。長所と
して、この構成を使用すると、網を通じての日常の管理
データ メッセージに対する簡単な接続が可能となる。
プライベート仮想網のこの特別な特性を必要としないユ
ーザは、共通ユーザ網によって提供されるサービスのみ
を使用すればよい。
一般的な説明 この明細書の詳細な説明と本発明を編入する一例とし
てのメトロポリタン エリア網（MAN）の説明である。
この網は、第２図及び第３図に示されるように、光ファ
イバ リンク３によってハブ１に接続された網インタフ
ェース モジュール（NIM）２の外側リンクを含む。こ
のハブは任意のNIMからのデータ及び音声パケットを他
のNIMに接続する。NIMは、一方、インタフェース モジ
ュールを介してこの網に接続されたユーザ デバイスに
接続される。
ここに請求される特許は、MAN内において使用される
プロトコールから成るとが、これは、MANに入いるデー
タ パケットとして加えられ、MAN内においてユーザがM
ANにそのユーザに指定された網ポートのみからアクセス
することを確保するためにチェックされるプロトコール
の部分を含む。この請求の部分と密接な関係をもつ詳細
な説明の部分は、セレクション９及び10、並びに第15図
及び20図である。
ここで請求される発明は詳細な説明において解説され
るMANのような網とともに使用されるプロトコールに関
する。このプロトコールの詳細はセレクション９及び第
20図に示される。網の伝送経路は詳細な説明の残りの部
分全体を通じて説明される。データがユーザ システ
ム、及び伝送側のハブ１のデータ交換モジュール（MINT
11）、及び受信側のユーザからの網インタフェース
モジュール（UIM）内のどこに格納されるかの特定の選
択によって、１段のデータ交換及び一段の回路交換のみ
を持ち、結果として、伝送におけるエラーの数が最少限
にされ、またパケットの順番がいつでも保持され、従っ
て、説明のタイプのプロトコールの使用が可能となる構
成が与えられる。
詳細の説明において解説されるタイプのMANは複数の
顧客に対してサービスを提供する能力をもつ。これら機
能を十分に活用するため、この網は、個々が、例えば、
異なる事業全体に対して専用化された複数の仮想網を処
理するよう設計される可能性が高い。このような状況に
おいては、個々の仮想網間のプライバシーを十分に保護
し、特定の仮想網のメンバーでないユーザがその仮想網
のデータ ファイルにアクセスすることを阻止すること
が要求される。本発明の原理によると、これはMAN網を
通じて交換される個々のパケットに対してソース ポー
トを同定し、これによって、ある仮想網と関連するポー
トのみがその網の他のポートへアクセスできることが確
保される。
ここで請求される特許は、仮想網サービスをグループ
のユーザに提供する機構に関する。この機構は認可デー
タ360を使用すること、及びMINT中央コントロール20
（第14図）内のソース チェッカー テーブル308及び
ルーティング テーブル310内にデータを入力すること
によって実現される。セレクション10は特に仮想網の実
現についての説明にさかれ、セレクション９はプロトコ
ールに関して述べる。
詳細な説明 1.導入 データ網は通常これらのサイズ及び所有者の範囲によ
って分類される。ローカル エリア網（LAN）は通常単
一の組織によって所有され、６キロメートルの広がりを
もつ。これらは数十から数百の端末、コンピュータ、及
び他の末端ユーザ システム（EUS）を相互接続する。
他方の極端には、大陸間に広がりを持つワイド エリア
網（wide aera network、WAN）が存在し、これらは電信
電話会社によって所有され、数万の末端ユーザシステム
（EUS）を相互接続する。これらの両極端の間に、その
範囲がキャンパスからメトロポリタン エリアに至るの
他のデータ網が同定される。ここで説明される高性能メ
トロポリタン エリア網はMANと呼ばれる。付録Ａに頭
文字及び略号の表が与えられている。
メトロポリタン エリア網は単純な報告デバイス及び
低知能端末からパーメナル コンピュータ、そして大き
なメインフレーム及びスーパー コンピュータに至るま
でのさまざまなEUSにサービスを提供する。これらEUSが
網に求めるサービスは非常に雑多である。あるEUSはメ
ッセージを極く希に発行し、あるEUSは多くのメッセー
ジを秒間隔にて発行する。あるメッセージは数バイト長
のみである。あるメッセージは数百万バイトの複数のフ
ァイルから成る。あるEUSは数時間内の任意の時間に配
達することを要求し、あるEUSはマイクロ秒内に配達す
ることを要求する。
本発明によるメトロポリタン エリア網は、広帯域低
待時間データ伝送を実現するように設計されたコンピュ
ータ及び電話通信網であり、最高の性能をもつローカル
エリア網の性能特性を保持あるいは超える。メトロポ
リタン エリア網はクラス５、つまりエンド オフィス
（end-office）電話中央局に匹敵するサイズ特性を持
ち；従って、サイズの点では、メトロポリタン エリア
網はデータに対するエンド オフィスとみなすことがで
きる。以降MANと呼ばれる本発明の一例としての実施態
様はこの事実を念頭に設計された。ただし、MANはエン
ド オフィスに対する交換モジュールの付属物あるいは
一部として設計し、広帯域インテグレイティッド サー
ビス デジタル網（Integrated Service Digital Netwp
rk、ISDN）サービスをサポートすることもできる。MAN
はまたローカル エリアあるいはキャンパス エリア網
としても有効である。これは、小さなLANからキャンパ
ス サイズの網を経てフルのMANへと優美に成長するこ
とができる。
ワークステーション及びこれらサーバーの急激な増
加、及び分散計算の成長が本発明の設計の大きな動機と
なった。MANは何万ものディクスレス ワークステーシ
ョン及びサーバー並びに他のコンピュータを数十キロメ
ートルを通じて結ぶために設計されている。個々のユー
ザはこの網上の他のコンピュータと数千の同時的な異な
る関連をもつ。個々の網で結ばれた個々のコンピュータ
は同時に１秒間に数十から数百のメッセージを同時に生
成し、また数十から数百ミリオン ビット／秒（Mbps）
のI/O速度を要求する。メッセージのサイズは数百ビッ
トから数百ビットの範囲に及ぶ。このレベルの性能が要
求される訳であるが、MANは遠隔プロシージャ呼、オブ
ジェクト間通信、遠隔要求時ページング、遠隔スワッピ
ング、ファイル転送、及びコンピュータ グラフィック
を支援する能力をもつ。目標は、殆んどのメッセージ
（以降トランザクションと呼ばれる）をあるEUSメモリ
から別のEUSメモリに小さなトランザクションでは１ミ
リ秒以内に、そして大きなトランザクションでは数ミリ
秒以内に伝送することにある。第１図はトランザクショ
ン タイプを分類し、要求されるEUS応答時間をトラン
ザクションのタイプ及びサイズの両方の関数として示
す。単純（つまり、低知能）端末70、遠隔プロシージャ
呼（RPC）及びオブジェクト間通信（IOC）72、要求時ペ
ージイング74、メモリ スワッピング76、動画コンピュ
ータ グラフィック78、静止画コンピュータ グラフィ
ック80、ファイル転送82、及びパケット化音声84に対す
るコンピュータ ネットワーク要件が示される。MAN網
は第１図の応答時間／トランザクション速度を満足させ
ること目標の１つとする。目盛りとして、一定のビット
速度のラインが示されるが、これは、このビット速度が
その応答時間に優勢であることを示す。MANは150ギガビ
ット／秒の総ビット速度を持ち、第14図に示される一例
としてのプロセッサ要素が選択された場合は、秒当たり
20ミリオンの網トランザクションを処理できる。さら
に、これはトラヒックのオーバロードを優雅に処理でき
るように設計されている。
MANは多くのシステムと同様に交換及びルーティング
を遂行する網であるが、これはさらにエラー ハンドリ
ング、ユーザ インタフェース等のさまざま他の必要な
機能をもつ。認証能力によってMAN内には優れたプライ
バシー及び保安機能が提供されている。この機能によっ
て、不当な網の使用が防止され、使用センシティブ料金
請求（usage sensitive billing）が可能となり、また
全ての情報に対する偽のない（non-forgeable）ソース
同定が提供される。また、仮想プライベート網を定義す
る機能を持つ。
MANはトランザクション オリエント（つまり、コネ
クションレス）網である。これは、必要であれば接続ベ
ニア（connection veneer）を加えることはできるが、
接続を確立あるいは保持するためのオーバーヘッドを被
ることがない。
MANはまたパケット化された音声を交換するのに使用
できる。網通過の遅延が短かく、単一のパケットに伝送
の優先が与えられ、また網に大きな負荷がないときの遅
延の変動が小さいため、音声あるいは音声とデータの混
合物がMANによっ簡単にサポートできる。説明を簡単に
するため、ここで用いられるデータという用語には、音
声信号を表わすデジタル データ、並びに、命令、数値
データ、グラフィック、プログラム、データ、ファイル
を表わすデジタル データ、及びメモリの他の内容が含
まれる。
MANは、完全には構築されてないが、広範囲にわたる
シュミレーションが行なわれている。ここに示される能
力推定の多くはこれらシュミレーションに基づく。
2.アーキテクチャー及び動作 2.1 アーキテクチャー MAN網はこれをどの程度近視的に見るかによって２つ
あるいは３つのレベルをもつ階層スターアーキテクチャ
ーである。第２図は、この網が網のエッジの所で網イン
タフェース モジュール２（NIM）にリンクされたハブ
１と呼ばれる交換センタから成るものとして示す。
このハブは非常に高性能のトランザクション蓄積交換
（store-and-forward）システムであり、これは小さな
４リンク システムから非常に大きな秒当たり20ミリオ
ン以上の網トランザクションを扱うことができ、秒当た
り150ギガビットの総ビット速度をもつようなシステム
までに優雅に成長できる。
このハブからは外部リンク（external link、XL）と
呼ばれる（NIMをMINTに接続する）最大数十キロメート
ルに達する光ファイバ（あるいはこれに代わるデータ
チャネル）が放射状にのび、個々は全二重ビット速度を
秒当たり150メガビットのオーダーで扱う能力をもつ。X
LはNIMに終端する。
この外側エッジが網のエッジの輪郭を描くNIMは集信
／デマルチプレクサー装置ともで機能し、また網ポート
の同定を行なう。これは情報を網内に伝送するときは集
信を行ない、情報を網の外に伝送するときは信号の分離
を行なう。集信／分離の目的は、複数の末端ユーザ シ
ステム26（EUS）を網にリンクが効率的に及び経済的に
使用されるような方法でインタフェースすることにあ
る。EUSの網需要によるが個々のNIMにて最高20個までの
EUS26をサポートすることができる。これらEUSの例とし
て、ますます一般化している高度な機能をもつワークス
テーション４があるが、このバースト速度は既に10Mbps
のレンジにあり（これにより速いシステムが出現するの
は時間の問題である）、また１桁下の平均速度をもつ。
EUSがそのバースト速度に近い平均速度を必要とし、平
均速度がNIMのそれと同一オーダーの規模である場合
は、NIMは１つのEUS26に複数のインタフェースを提供す
ることも、あるいは１つのインタフェースを提供し、NI
M及びXLの全体をそのEUSに専用に使用することもでき
る。このタイプのEUSの例としては、上のワークステー
ションに対する大きなメインフレーム５及びファイル
サーバ６、ETHERNET8のようなローカル エリア網及び
プロテオン社（Proteon Corp.）によって製造される80M
ビット トークン リングであるProteon80のような高
性能ローカル エリア網７、あるいは発展途中にあるア
メリカ標準協会（ANSI）の標準プロトコール リング
インタフェースであるファイバ分散データ インタフェ
ース（FDDI）を使用するシステムが含まれる。後者の２
つのケースにおいては、LAN自体が集信を行ない、NIMは
単一ポート網インタフェース モジュールに退化させる
こともできる。これより性能の低いローカル エリア
網、例えば、ETHERNET8及びIBMトークン リングはNIM
全体が提供する能力の全ては必要としない。このような
場合は、このLANは集信は行なうが、多重ポートNIM上の
ポート８に接続することもできる。
個々のEUS内にはユーザ インタフェース モジュー
ル（UIM）13が存在する。このユニットはEUSに対する高
ビット速度直接メモリ アクセス ポート及び網から受
信されるトランザクションに対するバッファとして機能
する。これはまたEUSからMANインタフェース プロトコ
ール問題を引き受る。MAN EUS−常駐ドライバがUIMと密
接な関係をもって存在する。これはUIMと共同して出ト
ランザクションのフォーマット化、入りトランザクショ
ンの受信、プロトコールの実現、及びEUSオペレーティ
ング システムとのインタフェースを行なう。
ハブをより詳しく調べると（第３図参照）、２つの異
なる機能ユニット、つまり、MANスイッチ（MANS）10及
び１つあるいは複数のメモリ インタフェース モジュ
ール11（MINT）が存在することがわかる。個々のMINTは
XL3を介して最高４個のNIMに接続され、従って、最高80
個までのEUSを収容できるMINT当たり４つのNIMの選択は
トランザクション処理能力、MINT内のバッファ メモリ
サイズ、網の成長能力、障害グループ サイズ（fail
ure group size）、及び総ビット速度に基づく。
個々のMINTは４つの内部リンク12（IL）（MINTとMAN
スイッチを接続）によってMANSに接続され、これらの１
つが第３図のMINTの個々に対して示される。このケース
において４つのリンクが使用される理由は、XLの場合と
異なる。ここではMINTが通常情報をMANSを通じて複数の
宛先に同時に送くり、単一のILではこれがボトル ネッ
クとなるため、複数のリンクが必要となる。４つのILの
選択（並びに類似の性質の他の多くの設計選択）は広範
囲にわたる分析及びシミュレーション モデルに基づく
ものである。ILは外部リンクと同一のビット速度にてラ
ンするが、ハブ全体が同位置に置かれるため非常に短
い。
最も小さなハブは１つのMINTから構成され、ILがルー
プ バックし、スイッチは存在しない。このハブに基づ
く網は最高４個までのNIMを含み、最高80個のEUSを収容
する。現時点において考えられる最大のハブは256個のM
INT及び1024×1024個のMANSから構成される。このハブ
は1024個のNIM及び最高20,000個までのEUSを収容する。
MINTを加え、MSNSを成長させることによって、このハブ
及び終局的には網全体が非常に優雅な成長をみせる。
2.1.1 LUWU、パケット、SUWU、及びトランザクション 先に進む前に幾つかの用語を説明する必要がある。EU
SトランザクションはEUSに対して意味をもつユニットの
EUS情報の伝送である。このトランザクションは数バイ
トから成る遠隔プロシージャ呼でも、あるいは10メガバ
イトのデータ ベースの伝送でもあり得る。MANはここ
での説明の目的において、ロング ユーザ ワーク ユ
ニット（long user work uint,LUWU）及びショート ユ
ーザ ワーク ユニット（short user work uint,SUW
U）と呼ばれる２つのEUSトランザクション ユニット
サイズを識別する。サイズの範囲の決定は技術的に簡単
ではあるが、通常、数千ビット以下のトランザクション
ユニットがSUWUとみなされ、これより大きなトランザ
クション ユニットはLUWUとみなされる。パケットには
網内において第１図に示される基準に基づいて応答時間
を短縮するために優先順位が与えられる。第１図から小
さなEUSトランザクション ユニットは、通常、より速
いEUSトランザクション応答時間を必要とすることがわ
かる。パケットはこれらが網を通じて伝送されるとき、
単一フレームあるいはパケットとしてそのままの形で保
たれる。LUWUは送信UIMによって以降パケットと呼ばれ
るフレームあるいはパケットに分割される。パケット及
びSUWUはしばしば集合的に網トランザクション ユニッ
トと呼ばれる。
MANスイッチを通じての伝送はスイッチ トランザク
ションと呼ばれ、MANSを通じての伝送されるユニットは
スイッチ トランザクション ユニットと呼ばれる。こ
れらは同一のMINに向けられた１つあるいは複数の網ト
ランザクション ユニットから構成される。
2.2 機能ユニットの概要 MANの動作の説明の前に、網内の主要な機能ユニット
の個々について概説する必要がある。ここで説明される
ユニットは、UIM13、NIM2、MINT11、MANS10、末端ユー
ザ システム リンク（NIMとUIMを接続）（EUSL）14、
XL3、及びIL12である。これらユニットが第４図に示さ
れる。
2.2.1 ユーザ インタフェース モジュール−UIM13 このモジュールはEUS内に位置し、通常、VEM バス
（IEEE標準バス）、インテルMULTIBUS II 、メインフ
レームI/OチャネルのようなEUSバックプレーンにプラグ
する。殆んどのアプリケーションにおいては、１つの印
刷回路基板上に取り付けられるように設計される。UIM1
3はEUSリンク14（EUSL）と呼ばれる光学送信機97及び85
によって駆動される二重光ファイバ リンクを通じてMI
N2に接続される。このリンクは外部リンク（XL）３と同
一速度にてランする。UIMは網への途中において情報を
ここに格納するために使用されるメモリ待行列15をも
つ。パケット及びSUWUはアウト オブ バンド（out-of
-band）フローコントロールを使用してNIMに転送され
る。
網から情報を受信するためには受信バッファ メモリ
90が必要である。このケースにおいては、EUSトランザ
クション全体がしばしばこれらが末端ユーザ システム
のメモリに伝送される前に格納される。受信バッファは
動的バッファ連結能力をもつことが要求される。部分的
なEUSトランザクションが同時的に挿入された形で到達
することがある。
光学受信機87は光リンク14から信号を受信して、これ
を受信バッファ メモリ90内に格納する。コントロール
25はUIM13を制御し、また送出先入先出（FIFO）待行列1
5あるいは受信バッファ メモリ90と末端ユーザ シス
テム26に接続するバス92とのインタフェースのためのバ
ス インタフェースとの間のデータの交換を制御する。
UIM13の制御の詳細は第19図に示される。
2.2.2 網インタフェース モジュール−NIM2 NIM2はMANの一部であり、網のエッジの所に存在す
る。NIMは以下の６つの機能、つまり、（１）MINTに向
って移動するパケット及びSUWUのキューイング及び外部
リンクの仲裁を含む集信／信号分離、（２）ポート同定
を用いての網保安への参与、（３）渋滞コントロールへ
の参与、（４）EUSから網へのコントロール メッセー
ジの同定、（５）エラー ハンドリングへの参与、及び
（６）網のインタフェース動作を遂行する。UIM内にみ
られる送出FIFO15に類似するメモリ内の小さな待行列94
が個々の末端ユーザ システムに対して存在する。これ
らは情報をUIMからリンク14及び受信機88を介して受信
し、これをMINTへの送信のためにXL3が使用可能となる
まで格納する。これら待行列の出力はデータ集信器95を
駆動し、一方、集信器95は光送信機96を駆動する。外部
リンク要求マルチプレクサーが存在するが、これはXLの
使用に対する要求に答える。NIMはポート同定番号600
（第20図）をMINTに向って流れる個々の網トランザクシ
ョン ユニットの先頭に加える。これはさまざまな方法
にて、付加価値サービス、例えば、信頼性が高く、偽の
ない送信者同定及び料金請求動作を確保するために使用
される。この接頭語は待に仮想網内のメンバーを外部か
らの不当なアクセスから保護するために必要である。検
査シーケンスがエラー コントロールのために処理され
る。MIMは、ハブ１と協力して、網内の渋滞状態を検出
し、渋滞が著しくなった場合、UIMからのフローを制御
する。NIMはまた網にフロー コントロール機構を含む
標準の物理的及び論理的インタフェースを提供する。
網からEUSに流れる情報は受信機89を介してNIM内を通
過され、データ分配器86正しいUIMに配布され、そして
宛先UIM13に送信機85によってリンク14を介して送くら
れる。NIMの所では緩衝は行なわれない。
２つのタイプのNIMのみが存在する。１つのタイプ
（第４図内及び第３図の右上に示されるタイプ）は集信
を行ない、もう１つのタイプ（第３図の右下に示される
タイプ）はこれを行なわない。
2.2.3 メモリ及びインタフェース モジュール−MINT1
1 MINTはハブ内に位置する。個々のMINT11は、（ａ）XL
を終端し、またデータをスイッチ10からMINTに移動させ
る内部リンクの半分から信号を受信する最高４個までの
外部リンク ハンドラ16（XLH）；（ｂ）ILのデータをM
INTからスイッチに移動する半分に対してデータを生成
する４個の内部リンク ハンドラ17（ILH）；（ｃ）MIN
Tからスイッチを通じてNIMに至る経路を待つあいだデー
タを格納するためのメモリ18;（ｄ）リンク ハンドラ
とメモリとの間でデータを移動させ、またMINT制御情報
を運ぶデータ輸送リング19;及び（ｅ）コントロール
ユニット20からか構成される。
MINT内の全ての機能ユニットは、MINT内に同時に入い
るあるいはこれから出るデータに対するピーク総ビット
速度を収容できるように設計される。このため、同期的
であるこのリングは、情報を個々のXLHからメモリに運
ぶためのセットの予約されたスロット、及びメモリから
情報を個々のILHに運ぶためのもう１つのセットの予約
されたスロットをもつ。これは1.5Gbps以上の読出しプ
ラス書込みビット速度をもつ。このメモリは512ビット
幅であり、従って、適当なアクセス時間を持つ要素にて
十分なメモリ ビット速度が達成できる。このメモリの
サイズ（16Mバイト）は、メモリ内に情報が置かれる時
間が少いため（一杯の網負荷の状態で約0.57ミリ秒）、
小さく抑えられているが、ただし、このサイズは変更可
能であり、必要であれば調節できる。
XLHは双方向であるが、対称性ではない。NIMからMINT
に移動する情報はMINTメモリ内に格納される。見出し情
報がXLHによってコピーされ、MINTコントロールに処理
のために送くられる。反対に、スイッチ10からNIMに向
って移動する情報は途中でMINT内に格納されず、単に処
理されることなくMINTを通過してMANS10の出力から宛先
NIM2へのパスされる。スイッチ内の可変経路長のため
に、MANS10を出る情報はXLに対して位相がずれる。位相
整合及びスクランブラ回路（セクション6.1において説
明）にてNIMへの伝送の前にデータが整合される。内部
リンク ハンドラ（ILH）については、クション4.6にお
いて説明される。
MINTは、（１）網内の幾らかの全体的なルーティン
グ、（２）ユーザ検証への参与、（３）網保安への参
与、（４）待行列の管理、（５）網トランザクションの
緩衝、（６）アドレスの翻訳、（７）渋滞コントロール
への参与、及び（８）動作、管理及び保守（OA＆Ｍ）プ
リミティブの生成を含むさまざまな機能を遂行する。
MINTに対するコントロールはMINTコントロール アル
ゴリズムに合せて設計されたデータ フロー処理システ
ムである。個々のMINTは秒当たり最高80,000個の網トラ
ンザクションを処理する能力をもつ。250個のMINTを持
つフル装備されたハブは、従って、秒当たり20ミリオン
個の網トランザクションを処理することができる。これ
に関してはセクション2.3においてさらに説明される。
2.2.4 MANスイッチ−MANS10 MANSは、（ａ）これを通じて情報がパスされる組織21
及び（ｂ）この組織に対するコントロール22から成る２
つの主な部分から構成される。このコントロールはスイ
ッチを約50マイクロ秒内にセット アップすることを可
能にする。この組織の特別の特性によって、コントロー
ルをパラレルに動作できる完全に独立したサブコントロ
ーラに分解することが可能となる。これに加えて、個々
のサブコントローラはパイプラインに連結することがで
きる。こうして、セットアップ時間が非常に速いばかり
でなく、複数の経路を同時にセットアップすることがで
き、“セットアップ スループット”が多数のMINTから
の高要求速度を収容するのに十分に高くされる。MANは1
6x16（４つのMINTを処理）から1024x1024（256個のMINT
を処理）に至るまでのさまざまなサイズに設計できる。
2.2.5 末端ユーザ システム リンク−EUSL14 末端ユーザ システム リンク14はNIM2を末端ユーザ
の装置内に位置するUIM13に接続する。これは全二重光
ファイバ リンクであり、NIMの反対側の外部リンクと
同一速度にて同期してランする。これはそれが接続され
るEUSに専用に使用される。EUSLの長さは数メートルか
ら数十メートルのオーダーが想定される。ただし、経済
的に許される場合は、これ以上長くしてはならない理由
は存在しない。
本発明のこの実施態様に対するEUSLに対する基本フォ
ーマット及びデータ速度は、メトロバス光波システムOS
-1リンク（Metrobus Lightwave System OS-1 link）の
これと同一に選択された。終局的にいかなるリンク層デ
ータ伝送標準が採用されたとしても、MANの後の実施態
様にそれが使用できる。
2.2.6 外部リンク−XL3 外部リンク（XL）３はNIMをMINTに接続する。これも
全二重同期光ファイバ リンクである。これはそのNIM
に接続された末端ユーザ システムによって要求多重様
式（demand multiplexed fashion）にて使用される。XL
の長さは数十キロメートルのオーダーが想定される。要
求多重化は経済的な理由によって使用される。これはメ
トロバスOS-1フォーマット及びデータ速度を採用する。
2.2.7 内部リンク−IL24 内部リンク24はMINTとMANスイッチとの間の接続を提
供する。これは単方向セミ同期リンクであり、MANS10を
パスするとき、周波数は保持するが、同期的位相の関係
は失なう。IL24の長さは数メートルのオーダーが想定さ
れるが、経済的に許される場合は、これより長くてもか
まわない。ILのビット速度はOS-1のビット速度と同一で
ある。ただし、フォーマットは、データを再同期する必
要からOS-1と限定された類似性しかもたない。
2.3 ソフトウェアの概要 ワークステーション／サーバー パラダイムが用いら
れ、MANに接続された個々の末端ユーザ システムは秒
当たりにLUWU及びSUWUから成る50個以上のEUSトランザ
クションを生成することが可能である。これは秒当たり
400個の網トランザクション（パケット及びSUWU）に相
当する。NIM当たり最高20個までのEUSを持つことは、個
々のNIMが秒当たり最高8000個までの網トランザクショ
ンを扱い、個々のMINTがこの量の４倍、つまり、秒当た
り32000個の網トランザクションを扱う能力もたなけれ
ばならないことを意味する。これらは平均、あるいは持
続速度である。バースト状態によっては単一EUS26に対
する“瞬間”速度を大きく増加されることがある。ただ
し、複数のEUSを通じての平均により個々のEUSバースト
を滑らかにすることができる。従って、個々のNIMポー
トは秒当たり50よりかなり多くの網トランザクションの
バーストを扱わなければならないが、NIM（２）及びXL
（３）はそれほど多くのバーストには遭遇しないことが
期待される。これは、個々が４つのNIMを処理するMINT
ではさらに顕著である。MANスイッチ10は秒当たり平均
８ミリオン個の網トランザクションを通過させなければ
ならないが、スイッチ コントローラはこれほど多くの
スイッチ要求を処理することは要求されない。これはMI
NTコントロールの設計によって同一の宛先NIMに向う複
数のパケット及びSUWUが単一のスイッチ セットアップ
にて交換されるように工夫されているためである。
考慮されるべき第２の要素は網トランザクション到着
間時間（interarrival time）である。150Mbpsの速度、
及び1000ビットのSUWUの最も小さな網トランザクション
を想定した場合、２つのSUWUがNIMあるいはMINTに6.67
マイクロ秒離れて到達する可能性がある。NIM及びMINT
は過渡的ベースにて数個の折返しSUWUを扱うことができ
なければならない。
NIM及び特にMINT内のコントロール ソフトウェア
は、この厳しいリアル タイム トランザクション処理
を扱わなければならない。データ トラヒックの非対称
及びバースト特性からピーク ロードを単期間にて処理
できる設計が必要される。このため、トランザクション
コントロール ソフトウェア構造は、秒当たり数百ミ
リオン個のCPUインストラクションを実行できる能力を
要求される。さらに、MAN内において、このコントロー
ル ソフトウェアは、パケット及びSUWUのルーティン
グ、網ポートの同定、最大1000個までの同一NIMに向け
られる網トランザクションのキューイング（これは最大
1000個の待行列のリアル タイム保持を意味する）、MA
NS要求及び受取通知の処理、複雑な基準に基づく発信EU
Sのフロー コントロール、網トラヒック データの収
集、渋滞コントロール、及び多数の他のタスクを含むさ
まざまな機能を遂行する。
MANコントロール ソフトウェアは上のタスクの全て
をリアル タイムにて遂行する能力をもつ。このコント
ロール ソフトウェアは、NIMコントロール23、MINTコ
ントロール20、及びMANSコントロール22の３つの主要要
素内において実行される。これら３つのコントロール要
素と関連して、末端ユーザ システム26のUIM13内に第
４のコントロール構造25が存在する。第５図はこの構成
を示す。個々のNIM及びMINTは自体のコントロール ユ
ニットをもつ。これらコントロール ユニットは独立し
て機能するが、密接な協力関係をもつ。このコントロー
ルの分割はMANのリアル タイム トランザクション処
理能力を可能とするアーキテクチャー機構の１つであ
る。MANが高トランザクション速度を扱うことを可能と
するもう１つの機構は、このコントロールをサブ機能の
論理アレイに解体し、個々のサブ機能に独立的に処理パ
ワーを加える技法である。このアプローチはINMOS社に
よって製造されるTransputer VLSIプロセッサ デバ
イスの使用によって非常に助けられる。この技術は基本
的に以下の通りである。
−問題を複数のサブ機能に分解する。
−これらサブ機能を１つのデータフロー構造を形成する
ように配置する。
−個々のサブ機能を１つあるいは複数のプロセスとして
実現する。
−セットのプロセスをプロセッサに結合し、結合された
プロセッサをそのデータ フロー構造と同一のトポロジ
ーに配列し、この機能を遂行するデータフロー システ
ムを形成する。
−要求されるリアル タイム性能が達成されるのに必要
なだけこれを反復する。
NIM、MINT、及びMANSによって遂行される機能（これ
らの殆んどはこれらモジュールに対するソフトウェアに
よって行なわれる）はセクション2.2.2から2.2.4に与え
られている。追加の情報がセクション2.4において与え
られている。これらサブシステムをカバーする特定のセ
クションでこれらの詳細な説明が行なわれる。
2.3.1 コントロール プロセッサ システムの実現のために選択されたプロセッサは、IN
MOS社からのTransputerである。これら10ミリオン イ
ンストラクション／秒（MIP）短縮インストラクション
セット コントロール（reduced instruction set co
ntrol、RISC）マシンは、20Mbpsシリアル リンクを通
じて任意のトポロジーに接続できるように設計されてい
る。個々のマシンは同時直接アクセス（DMA）能力のあ
る入力及び出力経路をもつ４つのリンクを含む。
2.3.2 MINTコントロールの性能 秒当たり多数のトランザクションを処理する必要性の
ために、個々のトランザクションの処理はパイプライン
を形成するシリアル セクションに分解される。トラン
ザクションはこのパイプラインに供給され、ここでこれ
らはパイプ内のさらに進んだ段の所で他のトランザクシ
ョンと同時に処理される。これに加えて、個々が独自の
処理ストリームを同時に扱かう複数のパラレル パイプ
ラインが存在する。こうして、個々のトランザクション
がルーティング及び他の複合サービスを要求する所望の
高トランザクション処理速度が、このコントロール構造
を相互接続されたプロセッサのこのようなパラレル／パ
イプライン連結された構造に分解することによって達成
される。
MINTコントロールに対する制約、任意のシリアル処理
が以下の式で与えられるより長くなってはならないこと
である： 1/（このパイプライン内で処理される秒当たりのトラ
ンザクションの数） もう１つの制約として、XLH16内のコントロールに入
いる見出しに対するバンド幅がある。XLHに到達する続
きの網ユニット間の間隔が以下、つまり （見出しサイズ）／（コントロールへのバンド幅） より短い場合は、XLHは見出しを緩衝することを要求さ
れる。一様な到着を想定したときの秒当たりのトランザ
クションの最大数は以下によって与えられる。
（コントロールへのバンド幅）／（トランザクション見
出しのサイズ） トランスピータ（transputer）リンクの有効ビット速
度及び40バイトMAN網トランザクション見出しに基づく
一例は以下の通である。
（コントロール リンクに対する8.0Mb/s）／（320ビッ
ト見出し／トランザクション）＝25.000トランザクショ
ン／秒/XLH、 つまり、40マイクロ秒当たり１トランザクション/XLH
である。トランザクション到達間時間（transaction in
terarrival times）はこれより短かい可能性があるた
め、見出しの緩衝がXLH内で遂行される。
MINTは、この時間内において、ルーティング、料金請
求プリミティブの実行、スイッチ要求、網コントロー
ル、メモリ管理、オペレーション、監督、及び保守活動
の遂行、ネーム サービスを行ない、さらにイエロー
ページ プリミティブなどのような他の網サービスも提
供できなくてはならない。MINTコントロール20のパラレ
ル／パイプライン連結特性によってこれら目標が達成さ
れる。
一例として、高速メモリ ブロックの割り当て及び解
放はルーティングあるいは料金請求プリミティブとは完
全に独立して処理される。MINT内のトランザクション
フローは網トランザクション ユニット（つまり、パケ
ットあるいはSUWU）を格納するために使用されるメモリ
ブロック アドレスの管理プログラムによって単一の
パイプ内で制御される。このパイプの第１の段におい
て、メモリ管理プログラムは高速MINTメモリの空いたブ
ロックの割り当てを行なう。次に、次の段において、こ
れらブロックが見出しとペアにされ、ルーティング翻訳
が遂行される。次にスイッチ ユニットが共通のNIMに
送くられたメモリ ブロックに基づいて集められ、そし
て、このブロックのデータがMANSに伝送された後にメモ
リ ブロックが解放され、このループが閉じられる。料
金請求プリミティブは異なるパイプ内において同時に処
理される。
2.4 MANの動作 EUS26は網からは網管理プログラムによって授けられ
た能力をもつユーザとみなされる。この発想は時分割シ
ステムにログインされた末端ユーザと類似する。ユー
ザ、例えばステーションあるいはさらには網に対する集
信装置として動作するワークステーションあるいは前置
プロセッサは、NIMポートの所で物理的接続を行ない、
次のそのMANネーム、仮想網同定、及び保安パスワード
（password security）を介して自身を同定することを
要求される。網はルーティング テーブルをこのネーム
に向けられたデータを一意のNIMポートにマップするよ
うに調節する。このユーザのこれら機能はこの物理ポー
トと関連づけられる。ここに示される例はポータブル
ワークステーションのパラダイムを収容する。ポートは
また固定の機能をもつように構成し、場合によっては、
１つのMAN指名の末端ユーザによって“所有”すること
もできる。これはユーザに専用網ポートを与え、あるい
は特権管理保守ポート（privileged administrative ma
intenance port）を準備する。発信EUSは宛先をMAN名あ
るいはサービスにて示し、従って、これらはダイナミッ
ク網トポロジーに関しては何も知ることを要求されな
い。
この網内の高ビット速度及び大きなトランザクション
処理能力は、非常に短かな応答時間を与え、またEUSに
首都圏内のデータを過度な網考慮なしに移動させるため
の手段を提供する。この結果、EUS−メモリからEUSメモ
リの応答時間は１ミリ秒と非常に短くなり、また低いエ
ラー率、及び持続されたベースにて秒当たり100のEUSト
ランザクションを運ぶことが可能となる。この数は、高
性能EUSに対する数千個まで拡張できる。EUSは、上限な
しに、ユーザの望むサイズにてデータを送くることがで
きる。MANK性能を最適化する上での殆んどの制約は網の
オーバーヘッドではなく、EUS及びアプリケーションの
制約によって規定される。ユーザはUIMへのデータの伝
送の際に以下の情報を供給する。
−物理アドレスとは独立した宛先アドレスに対するMAN
名及び仮想網名。
−データのサイズ。
−要求される網サービスを示すMANタイプ欄。
−データ。
網トランザクション（パケット及びSUWU）は以下の論
理経路に沿って移動する（第５図参照）。
発信UIM→発信NIM→MINT→MANS→宛先NIM（MINTを介し
て）→宛先UIM 個々のEUSトランザクション（つまり、LUWUあるいはS
UWU）はそのUIMに送くられる。UIM内においてLUWUはさ
らに可変サイズ パケットに断片化される。SUWUは断片
化されることなく、論理的に全体が１つの網トランザク
ションとみなされる。ただし、ある網トランザクション
が１つのSUWUであるとの判断は、SUWUがMINTに到達する
まで行なわれない。MINTにおいて、この情報を使用して
データが最適網バンドリングのためにSUWU及びパケット
に動的に分類される。NIMはEUSからの入りパケットをこ
れが最大パケット サイズを違反しないか調べる。UIM
はEUSの指定するサービスによって決定される最大サイ
ズより小さなパケット サイズに決定することもでき
る。最適のMINTメモリの利用のためにはパケット サイ
ズは標準最大サイズが適当である。しかし、状況によっ
ては、タイミング問題あるいはデータ可用タイミングな
どの末端ユーザの考慮のために小さなパケット サイズ
の使用が要求されることもある。これに加えて、UIMはE
USから現在受信したものを送信という事情と関連しての
タイミング制約もある。最大サイズ パケットが使用さ
れた場合でも、LUWUの最後のパケットは、通常、最大サ
イズ パケットより小さい。
送信UIMの所で、個々の網トランザクション（パケッ
トあるいはSUWU）には先頭に固定長のMAN網見出しが附
加される。MAN網ソフトウェアは見出し内のこの情報を
用いて、ルーティング、料金請求、網サービスの提供、
及び網のコントロールを行なう。宛先UIMはこの見出し
内の情報を使用してEUSトランザクションを末端ユーザ
に配達するジョブを遂行する。網トランザクションはUI
M発信トランザクション待行列内に格納され、これらは
ここから発信NIMに送くられる。
UIMから網トランザクションを受信するとき、NIMはこ
れらをそこにトランザクションが到達するEUSLに永久に
専用化された待行列内に格納し、その後、これをリンク
３が可用となるとただちにMINT11に伝送する。NIM内の
コントロール ソフトウェアをUIM→NIMプロトコールを
処理することによってコントロール メッセージを同定
し、発信ポート番号をトランザクションの頭に加える。
これはMINTによるこのトランザクションの認証に用いら
れる。末端ユーザ データは、そのデータが網に末端ユ
ーザによって提供されるコントロール情報としてアドレ
スされないかぎり、MAN網ソフトウェアによっては決し
て触れられない。これらトランザクションが処理される
と、発信NIMはこれらを発信NIMとそのMINTとの間の外部
リンク上に集信する。発信NIMからMINTへのリンクは、M
INT内のハードウェア インタフェース（外部リンクハ
ンドラ、つまり、XLH16）に終端する。
NIMとMINTの間の外部リンク プロトコールは、XLH16
が網トランザクションの開始及び終端を検出することを
可能とする。これらトランザクションは直ちにXLHの所
に到達する150Mb/sバーストのデータを扱うように設計
されたメモリ18内に移動される。このメモリ アクセス
は高速タイム スロット リング19を介して行なわれる
が、リング19は個々の150Mb/sXLH入力及びMINTからの個
々の150Mb/s出力（つまり、MANS入力）バンド幅を競合
なしに保証する。例えば、４つの遠隔NIMの集信を行な
い、中央スイッチへの４つの入力ポートをもつMINTは少
なくとも1.2Gb/sのバースト アクセス バンド幅を持
たなければならない。メモリ記憶装置は最大パケット
サイズに固定長のMAN見出しを加えたものに等しいサイ
ズの固定長ブロックにて使用される。XLHは固定サイズ
のメモリ ブロックのアドレス、及びこれに続くパケッ
トあるいはSUWUデータをこのメモリ アクセス リング
に送くる。データ及び網見出しは、MINTコントロール20
によってMANSへの伝送が指令されるまで格納される。MI
NTコントロール20はXLHにこの入りパケット及びSUWUを
格納するための空メモリ ブロック アドレスをとぎれ
ることなく提供する。XLHはまた固定サイズ網見出しの
長さを“知っている”。この情報をもとに、XLHは網見
出しのコピーをMINTコントロール20にパスする。MINTコ
ントロール20はこの見出しとパケットあるいはSUWUを格
納するためにXLHに与えたブロック アドレスとをペア
にする。この見出しはMINTコントロール内のデータの唯
一の内部的代表であるため、絶対に正しいことが要求さ
れる。リンク エラーなどからの衛生を確保するため
に、見出しは自体の循環冗長チェック（CRC）を持つ。
このチュープル （tuple）がMINTコントロール内を通
る経路は任意のLUWUの全てのパケットに対して同一でな
ければならない（これによってLUSUデータの順番が保存
される。）MINTメモリ ブロック アドレスとペアにさ
れたパケット及びSUWUはプロセッサのパイプライン内を
移動する。このパイプラインは複数のCPUがMINT処理の
さまざまな段において異なる網トランザクションを処理
することを可能にする。これに加えて、複数のパイプラ
インが存在し、これによって同時処理が実現される。
MINTコントロール20は未使用の内部リンク24を用い
て、このILから宛先NIM（このNIMに接続されたMINTを通
じて）への経路の設定を要求する。MANスイッチ コン
トロール21はこの要求を待行列に置き、（１）この経路
が可用となり、また（２）宛先NIMへのXL3も可用となる
と、発信MINTに通知し、同時にこの経路を設定する。こ
れは、平地的に、フルロード下においては、50マイクロ
秒を要する。通知を受けると、発信MINTはそのNIMに向
けられる全ての網トランザクションを送信し、こうし
て、設定されたこの経路が最大限に活用される。内部リ
ンク ハンドラ17はMINTメモリからの網トランザクショ
ンを要求し、これらを以下の経路を通じて伝送する。
ILH→発信IL→MASN→宛先IL→XLH このXLHは宛先NIMに接続される。XLHは宛先NIMへの途
中でビット同期を回復する。情報は、これがスイッチを
出ると、宛先NIMへの途中のMINTを単にパスするのみで
あることに注意する。MINTはMANSを通過する過程におい
て失われたビット同期を回復する以外の情報の処理は行
わない。
情報（つまり、１つあるいは複数の網トランザクショ
ンから成るスイッチ トランザクション）が宛先NIMに
到着すると、これは網トランザクション（パケット及び
SUWU）に分解され、宛先UIMに伝送される。これは、
“オンザフライ”方式にて遂行される。つまり、この網
を出る前に途中でNIM内に格納されることはない。
受信UIM13はこの網トランザクションをその受信バッ
ファ メモリ90内に格納し、EUSトランザクション（LUW
U及びSUWU）を再生する。LUWUはUIMにパケット サイズ
断片にて到達する。LUWUの少なくとも一部が到達すると
ただちに、UIMはEUSにこの存在を通知し、EUSからの指
令を受けると、そのDMAの制御下において、EUSトランザ
クションの一部分あるいは全体をEUSメモリ内にEUSによ
って指定されるDMA伝送サイズにて送くる。UIMからEUS
への伝送のためのこれに代わるパラダイムを使用するこ
ともできる。例えば、EUSがUIMに事前にUIMになにか到
達したら直ちにこれをEUSメモリ内に指定されるバッフ
ァ内に伝送するように告げることもできる。この場合、
UIMは情報の到着を通知する必要がなく、これを直ちにE
USに伝送することができる。
2.5 追加の考慮事項 2.5.1 エラー ハンドリング EUSメモリからEUSメモリへの数百マイクロ秒のオーダ
ーの待時間を達成するためには、エラーを従来のデータ
網によって使用されるのと異なる方法によって扱うこと
が必要である。MANにおいては、網トランザクションは
見出しに附加された見出し検査シーケンス626（第20
図）（HCS）及び網トランザクション全体に附加された
データ検査シーケンス646（第20図）（DCS）を持つ。
最初に見出しについて考察する。発信UIMは発信NIMへ
の伝送の前にHSCを生成する。MINTの所で、HCSがチェッ
クされ、エラーが発見されたときは、このトランザクシ
ョンは破棄される。宛先NIMは類似の動作を３回遂行し
た後に、このトランザクションを宛先UIMに送くる。こ
のスキームは失墜見出しによる情報の誤配達を防止す
る。見出しに欠陥が発見された場合は、見出し内の全て
が信頼できないとみなされ、MANはこのトランザクショ
ンを破棄する以外の選択をもたない。
発信UIMはまたはユーザ データの終端において、DCS
を提供することを要求される。この欄はMAN網内におい
てチェックされる。ただし、エラーが発見されてもいか
なる措置もとられない。この情報は宛先UIMに配達さ
れ、ここでチェックされ、適当な行動がとられる。網内
でのこの用途はEUSL及び内部網の両方の問題を同定する
ことにある。
この網内においては、今日のプロトコールの殆んどに
おいてみられる通常の自動反復要求（ARQ）技術を用い
てエラーの修正を行なういかなる試もなされないことに
注意する。低待時間からの要求からこれは不可能であ
る。エラー修正スキームは見出しを除いてはコストがか
かり過ぎ、この場合でも、コンピュータ システムにお
いてしばしばそうであるように時間ペナルティーが大き
すぎる。ただし、見出しエラーの修正は、経験的に必要
で、また時間的に可能であることが実証された場合に
は、後に採用することもできる。
従って、MANはエラーをチェックし、見出しの妥当性
を疑う理由がある場合は、トランザクションを破棄す
る。これ以外は、トランザクションは欠陥をもっていて
も配達される。これは以下の３つの理由から意味するア
プローチである。第１に、通常のARQプロトコールが採
用された場合、光ファイバを通じての固有エラー率は銅
線を通じてのエラー率と同一オーダーであり、両方とも
10-11ビット／ビットのレンジである。第２に、グラフ
ィック アプリケーション（これは急増している）は通
常小さなエラー率には耐え、画素イメージが伝送される
場合、イメージ当たり１、２ビットは問題とならない。
最後に、エラー率が固有レートより良いことが要求され
るような場合、EUS→EUS ARQプロトコールを使用してこ
のエラー率を達成することが可能である。
2.5.2 認証 MANは認証機能を提供する。この機能は宛先EUSにそれ
が受信する個々の全てのトランザクションに対する発信
EUSの同定を保証する。悪意あるユーザがトランザクシ
ョンを嘘の“署名”にて送くることはできない。ユーザ
はまた網をただで使用することから阻止される。全ての
ユーザは網内に送くられる個々の全てのトランザクショ
ンに対して自体を偽りなく同定することを強要され、こ
れによって、正確な使用敏感（usage-sensitive）料金
請求が確保される。この機能はまた仮想プライベート網
などのような他の機能に対するプリミティブ能力を提供
する。
EUSが最初にMANに接続するとき、これはこの網の一部
である周知の特権ログイン サーバーに“ログ イン”
する。このログイン サーバーは接続されたディスク
メモリ351を持つ管理末端350（第15図）内に存在する。
この管理端末350はMINT中央コントロール20内のOA＆M M
INTプロセッサ（第14図）及びMINT OA＆Ｍモニタ317、
及びOA＆Ｍ中央コントロール（第15図）を介してアクセ
スされる。このログインはEUSによって（そのUIMを介し
て）網を通じてサーバーにログイン トランザクション
を送くることによって達成される。このトランザクショ
ンは、EUS同定番号（その名前）、この要求される仮想
網、及びパスワードを含む。NIM内において、ポート番
号がこのトランザクションの頭に加えられた後に、これ
がサーバーに送くるためにMINTに伝送される。ログイン
サーバーはこの同定／ポート ペアを調べ、発信NIM
に接続されたMINTにこのペアについて通知する。これは
またログインの受信をEUSに知らせ、これによってEUSに
それが網を使用してもよいことを告げる。
この網を使用する場合、EUSから受信NIMに送くられる
個々の全ての網トランザクションは、その見出し内に、
その発信同定に加えて、第20図との関連で後に詳細に説
明される見出し内の他の情報を含む。NIMはポート番号
をトランザクションの頭に加え、これをMINTに伝送し、
ここでこのペアがチェックされる。不当なペアが存在し
た場合は、MINTはこのトランザクションを破棄する。MI
NT内において、頭に付けられた発信ポート番号が宛先ポ
ート番号と置換され、次に宛先NIMに送くられる。宛先N
IMはこの宛先ポート番号を用いて宛先EUSへのルーティ
ングを完結させる。
EUSが網から切断したい場合は、これはログインと類
似の方法によって“ログ オフ”する。ログイン サー
バーはこの事実をMINTに通知し、MINTはその同定／ポー
ト情報を除去し、これによってポートが活動が止められ
る。
2.5.3 順番の保証 NIMからNIMへはLUWUの概念は存在しない。このNIM→N
IM封筒内ではLUWUはそれらの同定を失うが、任意のLUWU
のパケットは所定のXL及びMINTを通じて１つの経路を通
らなければならない。これによって、UIMに到達するパ
ケットの順番があるLUWUに対して保存される。ただし、
幾つかのパケットは欠陥見出しのために破棄される可能
性がある。UIMは喪失パケットをチェックし、これが発
生した場合には、EUSに通知する。
2.5.4 仮想回路及び有限LUWU この網は宛先への１つの回路を設定するのでなく、グ
ループのパケット及びSUWUを資源が可用となりしだいス
イッチする。ただし、これは、EUSが仮想回路を設定す
ることを阻止するものではない。例えば、EUSは適当なU
IMタイミング パラメータにて無限サイズのLUWUを書き
込むことができる。このようなデータ流はEUSには仮想
回路のようにみえ、網にとっては、パケットを一度に１
つづつ運ぶ終ることのないLUWUのようにみえる。この概
念の実現は、多くの異なるタイプのEUS及びUIMが存在す
るため、UIMとEUSプロトコールの間で扱われなければな
らない。末端ユーザはある時間に複数の宛先に複数のデ
ータ流を送ることがある。これらデータ流は発信UIMと
発信NIMの間の送信リンク上に境界の所でパケット及びS
UWUに多重化される。
パラメータは、システムがロードされたとき最適性能
を示すよう調節されるが、これは、１つのMINTがNIMに
送くることができる時間を制限し（データ流の長さを制
限するのに等しい）、これによって、NIMを他のMINTか
らのデータの受信のために解放する。シミュレーション
によると、２ミリ秒の初期値が適当であるように見え
る。この値は、そのシステム内のトラヒックパターンに
応じて動的に調節することができ、異なるMINTあるいは
NIMに対して、あるいは異なる時間、あるいは異なる曜
日に対して、異なる値を使用することもできる。
3.スイッチ MANスイッチ（MANS）はMANハブの中心に存在する高速
回路スイッチである。これはMINTを相互接続し、全ての
末端ユーザ トランザクションはこれを通過しなければ
ならない。MANSはスイッチ組織自体（データ網あるいは
Ｄネットと呼ばれる）に加えてスイッチ コントロール
複合体（SCC）、つまり、Ｄネット組織を動作するコン
トローラとリンクの集合体から構成される。SCCはMINT
からの要求を受信し、ペアの入り及び出内部リンク（I
L）の接続あるいは切断を行ない、可能であるときはこ
れら要求を実行し、そしてこれら要求の結果をMINTに通
知する。
これら一見簡単な動作を高性能レベルで遂行すること
が要求される。MANスイッチに対する要求事項は次のセ
クションにおいて説明される。次に、セクション3.2に
おいて、このスイッチ要求事項の解決のベースとして提
供される分散コントロール回路交換網の基礎が説明され
る。セクション3.3においては、このアプローチがMANの
特定の要求に対して適用され、また高性能に重要となる
このコントロール構造の幾つかの特徴が説明される。
3.1 問題の特性化 第１に、MANスイッチに対する要求に対する幾つかの
数値を推定する。名目上は、MANSは、個々が150Mb/sに
てランし、個々が１秒間に数千の別個にスイッチされる
トランザクションを運ぶ数百のポートをもつ１つの網内
においてミリ秒の何分の１かの間にトランザクションの
接続を確立あるいは切断することが要求される。１秒当
たり数ミリオンのトランザクション要求は、複数のパイ
プライン結合されたコントロールによって対象とされる
トランザクションがパラレルにシーケンスされる分散コ
ントロール構造が要求されることを意味する。
個々が高速にてランするこれほど多くのポートを結合
するためには多くの制約がある。第１に、網のバンド幅
は少なくとも150Gb/sが必要であり、これは、この網を
通じての複数のデータ経路（公称150Mb/s）を必要とす
る。第２に、150Mb/sの同期網は（非同期網はクロック
及び位相の回復を必要とするが）、構築が困難である。
第３に、インバンド信号法はより複雑な（自己ルーティ
ング）網組織を与え、網内に緩衝機能を要求するため、
アウト オブ バンド信号法（個別コントロール）アプ
ローチが望ましい。
MANにおいては、トランザクション長が数桁の規模で
変動することが予想される。これらトランザクション
は、後に説明されるように、小さなトランザクションに
対して十分な遅延性能をもつ単一のスイッチを共有す
る。単一組織の利点は、交換の前にデータ流を分離し、
交換の後にまたこれを再結合する必要がないことであ
る。
考慮すべき問題は、要求された出力ポートがビジー状
態であるときである。接続を設定するためには、任意の
入力及び出力ポートが同時にアイドルでなければならな
い（いわゆる同時性問題をもつ）。あるアイドルの入力
（出力）ポートがその出力（入力）がアイドルになるの
を待つと、この待ちポートの使用効率が落ち、このポー
トを必要とする他のトランザクションが待たされる。か
わりに、このアイドル ポートを他のトランザクション
に与えた場合は、元のビジーであった宛先ポートがアイ
ドルとなり、しばらくしてまたビジーとなった場合は、
元のトランザクションがさらに待たされることとなる。
この遅延問題は、そのポートが大きなトランザクション
に使用されている場合は重大となる。
全ての同時性解決戦略は個々のポートのビジー／アイ
ドル状態をそれとかかわるコントローラに供給すること
を要求する。高トランザクション速度を維持するために
は、この状態更新機構は短い遅延にて動作することが必
要である。
トランザクション時間が短かく、殆んどの遅延がビジ
ー ポートに起因するような場合は、完全なノン−ブロ
ッキング網トポロジーは要求されず、このブロッキング
確率が小さく、遅延があまり大きくならなければ、ある
いは、SCCに過剰の達成不能な接続要求が行なわれない
ようであれば問題はない。
同報（１つから複数への）接続は、必要な網能力であ
る。ただし、網が同報通信をサポートする場合でも、同
時性問題は（これは複数のポートが関与するためさらに
深刻となる）、他のトラヒックを混乱させることなく、
処理されなければならない。このため全ての宛先ポート
がアイドルになるのを待って、これらの全てに同時に送
くるという単純な戦略は適当でないようにみえる。
MAN網にはこのような特別の需要が存在するが、MANS
は任意の実際的な網に対する一般的要件を満す。初期コ
ストは妥当であり、また網を現存の組織に混乱を与える
ことなく成長させることが可能である。このトポロジー
はこの組織及び回路ボードの使用において本質的に効率
的である。最後に、動作上の可用性の問題、つまり、信
頼性、耐失敗性、失敗グループ サイズ、及び診断及び
修理の容易さなども満足できる。
3.2.一般アプローチ：分散コントロール回路交換網 このセクションにおいては、MANS内において使用され
る基本的アプローチが説明される。より具体的には、大
きな網がパラレルに互いに独立して動作するグループの
コントローラによってランされる手段に関して述べられ
る。この分散コントロール機構は２段網との関係で説明
されるが、このアプローチを複数の段を持つ網に拡大す
ることも可能である。セクション3.3においては、MANに
対する特定の設計の詳細が説明される。
本発明のアプローチの主な利点は、複数の網コントロ
ールがローカル情報のみを使用して互いに独立して動作
することである。これらコントロールが互いに尋問及び
応答の負担を課さないため、スループット（トランザク
ションにて測定）が向上される。また、逐次コントロー
ル ステップの数が最小にされるため、接続の設定ある
いは切断における遅延が短縮される。これらの全ては、
網組織を個々がデータ網120の内部接続パターンのよう
な全体的な静的情報を使用するが、ローカル的な動的
（網の状態）データのみを使用する自体のコントロール
によってのみ制御される分離されたサブセットに分割さ
れることによって達成される。個々のコントローラは、
それが責任をもつ網の部分を使用する接続要求のみに関
心をもち、これを処理し、またこの部分のみを状態を監
視する。
3.2.1 ２−段網の分割 第６図に示される３つの入力スイッチIS1（101）、IS
2（102）、及びIS3（103）、並びに３つの出力スイッチ
OS1（104）、OS2（105）、及びOS3（106）から構成され
る9x92段網の例を考察する。これら組織は２つの分離さ
れたサブセットに細分することができる。個々のサブセ
ットは任意の第２の段のスイッチ（OSx）内の組織に加
えて、その第２の段のスイッチに伸びるリンクに接続す
る第１の段のスイッチ（ISy）内の組織（あるいはクロ
スポイント）を含む。例えば、第６図内において、OS1
（104）と関連する細分、つまり、サブセットはOS1内の
クロスポイントを囲む１つの点線、及び第１の段のスイ
ッチ（101、102、103）の個々の３つのクロスポイント
（これらクロスポイントはそのリンクをOS1に接続す
る）を囲こむ点線によって示される。
ここで、この網のこのサブセットに対する１つのコン
トローラを考察する。これは任意の入り口からOS1上の
任意の出口への接続に対して責任をもつ。このコントロ
ーラはそれが制御するクロスポイントに対するビジー／
アイドル状態を保持する。この情報はある接続が可能で
あるか否かを告げるのに十分に明快である。例えば、IS
1上の１つの入り口をOS1上の１つの出口に接続したいも
のとする。ここで、この要求はこの入り口からのもので
あり、これはアイドルであるものと想定する。この出力
がアイドルであるか否かは、出口ビジー／アイドル状態
メモリから、あるいはOS1内の出口の３つのクロスポイ
ントの状態（３つの全てがアイドルでなければならな
い）から決定される。次に、IS1とOS1の間のリンクの状
態がチェックされる。このリンクは、リンクを残りの２
つの入り口及び出口に接続するリンクの両端上の２つの
クロスポイントが全てアイドルのときアイドルである。
もし、この入り口、出口、及びリンクが全てのアイドル
の場合は、IS1及びOS1の個々のなかの１つのクロスポイ
ントを閉じて要求される接続を設定することが可能であ
る。
この動作は網の他のサブ接続内の動作と独立して処理
される。理由は、この網は２つの段のみを持ち、このた
めこれら入り口スイッチがそれらの第２のスイッチへの
リンクに従って細分できるためである。理論上は、この
アプローチは全ての２段網に適用する。ただし、このス
キームの有効性はその網のブロッキング特性に依存す
る。第６図に示される網はブロッキングが頻繁に発生し
すぎる可能性があるが、これはこれが最大でも任意の入
り口スイッチ上の１つの入り口を任意の第２段のスイッ
チ上の１つの出口に接続できるのみであるためである。
G.W.リチャーズ（G.W.Richards）らによって、IEEE
トランザクションズ オンコミュニケーションズ（IEEE
Transactions On Communications）、V.COM-33、1985
年10月号に掲載の論文〔２段再配列可能同報通信交換網
（A Two-Stage Rearrangable Broadcast Switching Net
work）〕において説明のタイプの以降リチャーズ網（Ri
chards network）と呼ばれる２段網は、この問題を個々
の入り口ポートを異なる複数の入り口スイッチ上に分布
する複数のアピアランシズ（appearances）に配線する
ことによって回避する。この分散コントロール スキー
ムは、MANはこのリチャーズ網機能を同報通信及び再配
列のためには用いないが、リチャーズ網上にて動作す
る。
3.2.2 コントロール網 3.2.2.1 機能 MANにおいては、接続に対する要求は、複数の入力、
実際には、MINTの中央コントロール20から来る。これら
要求はコントロール網（CNet）を介して適当なスイッチ
コントローラに分配されなければならない。第７図に
は、回路交換トランザクションに対するDNet120及びコ
ントロールCNet130の両方が示される。このDNetは２段
再配列可能ノン ブロッキング リチャーズ網である。
個々のスイッチ121、123は形成期クロスポイント コン
トローラ（XPC）122、124を含むが、これはスイッチ上
の特定の入り口を特定の出口に接続することを要求する
命令を受信し、適当なクロスポイントを閉じる。第１及
び第２の段のXPC（121、123）はそれぞれISC（１段コン
トローラ）及び2SC（２段コントローラ）と略号にて命
名される。
CNetの右側には前述のように第２の段の出口スイッチ
によって分割されたDNetの64個の分離されたサブセット
に対応し、これを制御する64個のMANSコントローラ140
（MANSC）が存在する。これらコントローラ及びこれら
の網はDNetの上の層に位置し、このデータ組織の内部に
ないため、トランザクション スループットがあまり重
要でない用途においては単一のコントローラによって置
換することができる。
3.2.2.2 構造 第７図に示されるCNetは特別の特性をもつ。これは３
つの類似する部分、130、134、135から構成されるが、
これらは、MINTからMANSCへのメッセージのフロー、MAN
SCからXPCへのオーダーのフロー、及びMANSCからMINTへ
の肯定的受取通知（ACK）あるいは否定的受取通知（NA
K）のフローに対応する。個々の網130、134及び135は、
統計的多重時分割スイッチである。１つのバス132、宛
先へのあるいは発信元からのコントロール データを格
納するためのグループの インタフェース133、及び１
つのバス仲裁コントローラ（BAC）131を含む。このバス
仲裁コントローラはある入力からこのバスへのコントロ
ール データのゲーティングを制御する。宛先のアドレ
スはそれにバスがゲートされるべき出力を選択する。出
力はコントローラ（網130:1つのMANSC140）あるいはイ
ンタフェース（網131及び132、インタフェース133に類
似するインタフェース）に接続される。要求入力及びAC
K/NAK応答はコントロール データ集信器及び分配器13
6、138によって集められる。個々のコントロール デー
タ集信器は４つのMINTへのあるいはこれからのデータの
集信を行なう。コントロール データ集信器及び分配器
は単にMINTからのあるいはこれへのデータを緩衝する。
CNet内のインタフェース133はコントロール メッセー
ジの統計的デマルチプレキシング及びマルチプレキシン
グ（ステアリング及びマージング）を扱かう。DNet内の
任意の要求メッセージに対してバスによって行なわれる
相互接続はCNet内において要求される相互接続と同一で
あることに注意する。
3.2.3 接続要求のシナリオ 接続要求のシナリオはデータ集信器136の１つからの
メッセージ入力リンク137の１つの上に多重化されたデ
ータ流の形式で１つの接続要求メッセージがCNet130の
左に到達することから開始される。この要求は接続され
るべきDNet120の入り口及び出口を含む。CNet130内にお
いて、このメッセージは接続されるべき出口に従ってCN
etの右側の適当なリンク139に導かれる。リンク139は特
定の第２段スイッチと一意的に関連し、従って、また特
定のMANSコントローラ140と関連する。
このMANSCは静的グローバル ダイレクトリー（例え
ば、ROM）を調べて、どの第１段のスイッチが要求され
る入り口を運ぶかをみつける。これは、他のMANSCとは
独立的に、動的ローカル データをチェックし、その出
口がアイドルであり、また該当する第１の段のスイッチ
からの任意のリンクがアイドルであるかを調べる。これ
ら要求される資源がアイドルである場合は、MANSCは１
つのクロスポイント接続オーダーを自体の第２の段の出
口スイッチに、もう１つのオーダーを網134を介して該
当する第１の段のスイッチに送くる。
このアプローチは以下の幾つかの理由によって非常に
高いトランザクション スループットを達成する。第１
に、全ての網コントローラが、パラレルに、お互いに独
立して動作し、互いのデータ、あるいはゴー アヘッド
（go-aheads）を待つ必要がない。個々のコントローラ
は、それらが責任をもつ要求のみに専念し、他のメッセ
ージに時間を浪費することがない。個々のコントローラ
の動作は、本質的に逐次的及び独立的な機能であり、従
って、一度に１つ以上の進行中の要求とパイプライン結
合することができる。
上のシナリオは唯一の可能性ではない。考えられる変
形としては、同報通信ポイントツー ポイント入り口、
出口対入り口オリエンティッド接続要求、再配列対ブロ
ッキング容認動作、及びブロック対ビジー接続要求の選
択が考えられる。これら選択はMANに対して既に解決さ
れている。ただし、これらオプションの全ては提供され
るコントロール トポロジーによって単にMANSC内の論
理を変更することによって扱うことができる。
3.2.4 多段網 このコントロール構造は多段リチャーズ網に拡張する
ことが可能である。ここで、任意の段内のスイッチは２
段網として反復的に実現される。結果としてのCNetにお
いては、接続要求はＳ−段網内のＳ−１コントローラを
順次的にパスする。ここでも、コントローラは網の分離
されたサブセットに対して任務をもち、独立的に動作
し、高スループット能力を保持する。
3.3 MANに対する特定の設計 このセクションにおいては、MANSの設計を誘導するシ
ステム属性について述べる。次に、データ及びコントロ
ール網について説明され、最後に、MANSコントローラの
機能が詳細に性能に影響をもつ設計トレード オフを含
めて説明される。
3.3.1 システム属性 3.3.1.1 外部及び内部インタフェース 第７図は1024個の入りILと1024個の出ILをもつDNet12
1及び個々が64個の入り及び64個の出メッセージ リン
クをもつ３つのコントロール メッセージ網130、133、
134を含むCNet22から構成される典型的なフルに成長し
てMANSを図解する。ILは１つのグループが256個のMINT
に対する４つのグループに分割される。このDNetは64個
の第１段のスイッチ121及び64個の第２段のスイッチ123
から成る２段網である。個々のスイッチは１つのXPC122
を含むが、これは命令を受け、クロスポイントを開閉を
行なう。DNetの64個の第２の段123の個々に対して、そ
の第２の段のスイッチ内のXPC124への専用のコントロー
ル リンクを持つ１つの関連するMANSC140が存在する。
個々のコントロール リンク及び状態リンクは４つの
MINTをCNetの左から右及び右から左へのスイッチ プレ
ーンに4:1コントロール データ集信器及び分配器136、
138を介してインタフェースするが、これらもCNet22の
部分を構成する。これらは個々の4-MINTグループ内の遠
隔集信器として、あるいはこれらの関連する1:64CNet13
0、135の段の部分とみなされる。ここに示される実施態
様においては、これらはCNetの部分である。CNetの第３
の64x64プレーン134は、個々のMANSC140に64個のISC122
の個々への１つのリンクをもつ専用の右から左へのイン
タフェース133を提供する。個々のMINT11はその４つのI
L12を通じてMANS10と、制御データ集信器136へのその要
求信号、及び制御データ集信器138から受信される受取
通知信号のインタフェースを行なう。
別の方法として、個々のCNetがそのMINT側に64個のポ
ートの代わりに256個のポートを持つようにして、この
集信器を省くこともできる。
3.3.1.2 サイズ 第７図に示されるMANSの線図は最大20,000個までのデ
ータ トラヒックをスイッチするのに必要とされる網を
表わす。個々のNIXは10から20のEUSのトラヒックを１つ
の150Mb/s XL上に集信するように設計されており、約10
00（２進に切り捨てした場合1024）個のXLが与えられ
る。個々のMINTは全部で256個のMINTに対する４つのXL
を処理する。個々のMINTはまた４つのILを処理するが、
このILの個々はMANSのDNet部分への入力及び１つの出力
終端をもつ。このデータ網は、こうして、1024個の入力
及び1024個の出力をもつ。内部DNetリンクのサイズの問
題は後に詳細に説明される。
故障グループ サイズ及びその他の問題から、個々の
第１の段のスイッチ121上に32個の入力リンクをもつDNe
tが妥当であると考えられる。これらリンクの個々は２
つのスイッチ121に接続される。DNetの個々の第２の段
のスイッチ123上には16個の出力が存在する。つまり、
第２の段のスイッチに対して、１つのCNetか提供され、
これには64個の個々のタイプのスイッチ、及び64個のMA
NSC140含まれる。
3.3.1.3 トラヒック及び統合 スイッチされるべきデータの“自然"EUSトランザクシ
ョンのサイズは、数百ビットのSUWUから１メガビット以
上のLUWUに至るまでの数桁の規模にて変動する。セクシ
ョン2.1.1において説明のごとく、MANは大きなEUSトラ
ンザクションを個々が最大でも数千ビットの網トランザ
クションあるいはパケットに分解する。ただし、MANSは
１つの接続（及び切断）要求当たり１つのMANS接続をパ
スするデータのバーストとして定義されるスイッチ ト
ランザクションを扱かう。スイッチ トランザクション
のサイズは以下に説明される理由によって１つのSUWUか
ら数個のLUWU（複数のパケット）に至るまでの変動をも
つ。セクション３の残りの部分においては、“トランザ
クション”は特に別の記載されないかぎり、“スイッチ
トランザクション”を示す。
MANSを通じての任意の総データ速度に対して、トラン
ザクション スループット レート（トランザクション
／秒）はトランザクションのサイズと反比例する。従っ
て、トランザクション サイズが小さいほど、このデー
タ速度を維持するためには高いトランザクション スル
ープットが要求される。このスループットはMANSCの個
々のスループット（MANSCの接続／切断処理の遅延は有
効ILバンド幅を減す）によって、及び同時性の解決（co
ncurrency resolution）（ビジーの出口を待つ時間）に
よって制限される。個々のMANSCのトランザクション当
たりのオーバーヘッドは、勿論、トランザクション サ
イズとは無関係である。
大きなトランザクションは、トランザクション スル
ープット要件を軽減するが、これらは長い時間出口及び
組織経路（fabric path）を保持することによって、他
のトランザクションに多くの遅延をもたらす。小さなト
ランザクションはブロッキング及び同時性遅延を減す
が、他方、大きなトランザクションはMANSC及びMINTの
作業負荷を軽減し、またDNetの衝撃係数を向上させるた
め、どこかで妥協が必要とする。これに対する答えは、
MANが変動する負荷下において最適性能が達成されるよ
うにそのトランザクション サイズを動的に調節できる
ようにすることである。
DNetは、与えられる負荷を処理するのに十分な大きさ
を持ち、従って、交換コントロール複合体（SCC）のス
ループットが制限要素となる。軽いトラヒック状態にお
いては、スイッチ トランザクションは短かく、ほとん
どが単一のSUWUととパケットからなる。トラヒック レ
ベルが増加すると、トランザクション レートも増加す
る。SCCのトランザクション レートの限界に接近する
と、トランザクション サイズがトランザクション レ
ートがSCCがオーバーロードするポイントより少し低く
維持されるように動的に増加される。これは、統合コン
トロール戦略（consolidation control strategy）によ
って自動的に達成される。この戦略下においては、個々
のMINTがある任意の宛先に向けられた存在する全てのSU
WU及びパケットを、個々のバーストが数個のEUSトラン
ザクションの一部を含む場合でもあるいは全体を含む場
合であっても、常に１つのスイッチ トランザクション
として伝送する。トラヒックがさらに増加した場合、ト
ランザクションのサイズは増加するが、数は増加しな
い。こうして、組織及びILの利用効率が負荷とともに向
上し、一方、SCCの作業負荷は若干のみ増加する。セク
ション3.3.3.2.1はトランザクション サイズを管理す
るフィードバック機構について説明する。
3.3.1.4 性能目標 しかしながら、MANのデータ スループットは、個々
のSCCコントロール要素の極めて高い性能に依存する。
例えば、データ スイッチ内の個々のXPC122、124は秒
当たり少なくとも67,000個の接続を設定及び切断するこ
とを命令される。明らかに、個々の要求は、最大でも数
マイクロ秒内に処理されなければならない。
同様に、MANSCの機能も高速度にて遂行されなければ
ならない。これらステップがパイプライン連結されるも
のと想定すると、ステップ処理時間の総和が接続及び切
断遅延に寄与し、これらステップ時間の最大がトランザ
クション スループットの限界を与える。このため、こ
の最大及び総和をそれぞれ数マイクロ秒及び数十マイク
ロ秒に保つことが目標とされる。
同時性問題の解決もまた迅速で効率的でなければなら
ない。宛先端末のビジー／アイドル状態は約６マイクロ
秒内に決定され、またコントロール戦略はMANSCが実現
不能の接続要求を課せられることを回避するようなもの
でなければならない。
最後の性能問題はCNet自体に関する。この網及びこの
アクセス リンクは、制御メッセージ送信時間を短かく
保ち、リンクが統計的多重化からの競合遅延を最小にす
るように低占拠率にてランするように高速（おそらく少
なくとも10Mb/s）にてランすることが要求される。
3.3.2 データ網（DNet） このDNetはリチャーズ２段再配列可能ノンブロッキン
グ同報通信網である。このトポロジーはこの同時通信能
力のためでなく、この２段構造が網を分散制御のために
分離されたサブセットに分割できるために選択される。
3.3.2.1 設計パラメータ リチャーズ網の能力は、１つの有限パターンに従って
入り口を異なる第１の段のスイッチ上の複数のアピアラ
ンシズ（appearances）に割り当てることから得られ
る。選択された特定の割り当てパターン、入り口当たり
の複数のアピアランシズの数ｍ、入り口の総数、及び第
１と第２の段のスイッチの間のリンクの数によって、網
をブロッキングすることなく再配列するために許される
第２の段のスイッチ当たりの出口の最大数が決定され
る。
第７図に示されるDNetは個々が第１の段のスイッチ上
に２個のアピアランシズを持つ1024個の入り口をもつ。
個々の第１と第２の段のスイッチの間に２つのリンクが
存在する。これらパラメータがこれら入り口を分配する
ためのパターンと一体となって、第２の段のスイッチ１
個当たり16個の出口が与えられたとき、この網が同報通
信に対してブロッキングを起さないように再配列するこ
とが確保される。
MANは同報通信あるいは再配列を使用しないため、故
障グループあるいは他の問題によって正当化できないこ
れらパラメータは、経験が得られ次第変更することが可
能である。例えば、32の故障グループ サイズが耐えら
れることが確認さた場合は、個々の第２の段のスイッチ
は32個の出力を持つことができ、従って、第２の段のス
イッチの数を半分に削減することができる。この変更が
できるか否かは、個々の倍のトラヒックを処理するSCC
コントロール要素の能力に依存する。これに加えて、ブ
ロッキングの確率が増加するため、この増加が網の性能
を大きく落さないことが確認される必要がある。
この網は64個の第１の段のスイッチ121及び64個の第
２の段のスイッチ123をもつ。個々の入り口は２つのア
ピアランシズを持ち、第１と第２の段のスイッチの間に
２つのリンクが存在するため、個々の第１の段のスイッ
チは32個の入り口及び128個の出口をもち、個々の第２
の段は128個の入り口及び16個の出口をもつ。
3.3.2.2 動作 個々の入り口が２個のアピアランシズを持ち、また個
々の第１と第２の段のスイッチの間に２つのリンクが存
在するため、任意の出口スイッチは４つのリンクの任意
の１つ上の任意の入り口にアクセスすることができる。
リンクへの入り口の関連は、アルゴリズム的であり、従
って、計算することも、テーブルから読み出すこともで
きる。パス ハントは単に４つのリンクの中からアイド
ル（存在する場合）のリンクを選択することから成る。
この４つのリンクのいずれもがアイドルでない場合
は、後に接続を設定するための試みが再度同一MINTによ
って要求される。別の方法として、現存の接続をブロッ
キング状態を解消するために再配列することも考えられ
るが、これはリチャード網においては単純な手順であ
る。ただし、中流における接続のルーティングの変更
は、出口回路が位相及びクロックを回復する能力を超え
る位相グリッチを導入する恐れがある。従って、この回
路では、MANSを再配列可能なスイッチとしてランしない
方が良い。
DNet内の個々のスイッチは、CNet上の１つのXPC122、
124を持つが、これは、MANSCからどのクロスポイントを
動作すべきかを告げるメッセージを受信する。これらコ
ントロールによっては高レベルの論理は遂行されない。
3.3.3 コントロール網及びMANSコントローラの機能 3.3.3.1 コントロール網（CNet） 先に簡単に説明されたCNet130、134、135は、MINT、M
ANSC、及び1SCを相互接続する。これらは３つのタイプ
のメッセージ、つまり、ブロック130を使用してのMINT
からMANSCへの接続／切断オーダー、ブロック134を使用
してのMANSCから1SCへのクロスポイント オーダー、及
びブロック135を使用してのMANSCからMINTへのACK及びN
AKを運ぶ。第７図に示されるCNetは３つの対応するプレ
ーン、つまり、セクションをもつ。プライベートMANS14
0-2SCの124リンクが示されるが、これらは交換を必要と
しないためCNetの部分とはみなされない。
この実施態様においては、この256個のMINTはCNetに
４つのグループにてアクセスし、このため、網への64個
の入力経路及び網からの64個の出力経路が存在する。制
御網内のバス要素は、メッセージ流の併合及びルーティ
ングを遂行する。MINTからの要求メッセージには接続あ
るいは切断されるべき出口ポートのIDが含まれる。MANS
Cは第２の段のスイッチと１対１で関連するため、この
出口指定はメッセージが送られるべき正しいMANSCを同
定する。
MANSCは肯定的受取通知（ACK）、否定的受取通知（NA
K）、及び1SCコマンド メッセージをCNetの右から左へ
の部分（ブロック134、135）を介して運こぶ。このメッ
セージにはまたこのメッセージを指定されるMINT及び1S
Cにルーティングするための見出し情報が含まれる。
CNet及びこのメッセージは大きな技術挑戦を要求す
る。CNet内での競合問題は、MANS全体の競合問題を反映
し、独自の同時性の解決を要求する。これらは第７図に
示されるコントロール網から明白である。４つのライン
から１つのインタフェースへの制御データ集信器136
は、１つ以上のメッセージが一度に到達を試みた場合
は、競合を起こす。データ集信器136は、４つの接続さ
れたMINTの個々からの１つの要求に対するメモリを持
ち、MINTは一連の要求がMINTからの前の要求が次の要求
が到達する前に集信器によってパスされるのに十分に離
して送くられることを保証する。MINTは所定の期間内に
ある要求に対する受取通知が受信されない場合はタイム
アウトする。別の方法として、制御データ集信器136
は、この出口への任意の入り口上に受信される任意の要
求を単に“OR"処理し、誤り要求は無視し、受取通知を
行なわず、タイム アウトさせることもできる。
ブロック130、134、135内において機能的に必要とさ
れるものに、非常に小さい固定長パケット、低競合及び
低遅延に対して専用化されたミイクロLANである。リン
グ ネットは相互接続が簡単であり、優雅に成長でき、
また単純なトークンレス アド／ドロップ プロトコー
ルを許すが、これらはこのように高密度にパックされた
ノードに対しては適さず、また長い末端間遅延をもつ。
最も長いメッセージ（MINTの接続オーダー）でも32ビ
ット以下であるため、パラレル バス132が１つの完全
なメッセージを１サイクルにて送信することができるCN
etとして機能する。この仲裁コントローラ131は、この
バスの競合の処理にあたって、受信機に対する競合を自
動的に解決する。バス要素は信頼性の目的で重複される
（図示なし）。
3.3.3.2 MANスイッチ コントローラ（MANSC）の動作 第８図及び第９図はMANSCの高レベル機能の流れ図を
示す。個々のMANSC140へのメッセージには、接続／切断
ビット、SUWU/パケット ビット、及び関与するMANS入
力及び出力ポートのIDが含まれる。
3.3.3.2.1 要求待行列；統合（取入セクション、第８
図） 個々のMANSC140の所に到達するメッセージの速度は、
このメッセージ処理速度を超えることがあるため、MANS
Cはそのメッセージに対する入り口待行列を提供する。
接続及び切断要求は別個に処理される。接続要求はこれ
らの要求された出口アイドルでないかぎり待行列に置か
れない。
優先及び普通パケット接続メッセージには別個の待行
列150、152が提供され、優先パケットには高い優先が与
えられる。普通パケット待行列152からの項目は優先待
行列150が空である場合にのみ処理される。これは優先
パケットの処理遅延を普通パケットの処理遅延の犠牲に
おいて短縮する。ただし、優先トラヒックは通常はパケ
ットの大きな遅延をもたらすほど多くないことが予測さ
れる。そうではあるが、低優先の多量のデータ トラン
ザクションの方が高優先のトランザクションの場合よ
り、ユーザはその遅延を我慢できる傾向がある。また、
あるパケットがLUWUの多くの断片の１つである場合は、
任意のパケットの遅延は、末端間LUWU遅延はその最後の
パケットにのみ依存するため、最終的な結果にはあまり
大きな影響を与えないものと考えられる。
優先及び普通パケット待行列は短かく、メッセージ到
達の短期間のランダム変動のみをカバーすることを目的
とする。到達のこの短期間速度がMANSCの処理速度を超
える場合は、普通パケット待行列、及びおそらく、優先
待行列はオーバーフローを起こす。このような場合は、
制御否定的受取通知（CNAK）が要求MINTに戻され、MANS
Cがオーバーロード状態にあることが示される。これは
破局ではなく、統合戦略内のフィードバック機構によっ
て、トラヒックが多くなると、スイッチ トランザクシ
ョンのサイズが大きくされるだけである。個々のMINTは
ある１つのDNet出口に向けられた存在する全てのパケッ
トを１つのトランザクションに結合する。こうして、MI
NTによる接続要求の結果として、CNAKが受信された場
合、同一宛先に対する次の要求は、この間にMINTの所に
LUWUのパケットがさらに到達した場合、この接続の間に
より多くのデータを運ぶこととなる。LUWUの最後のパケ
ットは影響を受けないことがあるため、統合は必ずしも
LUWU伝送遅延を大きくするとは限らない。このスキーム
はMANSCの処理能力を助けるために有効パケット（トラ
ンザクション）サイズをダイナミックに増加させる。
ランダム バーストの要求に起因して優先CNAKが送ら
れる確率を小さくするために、優先待行列は普通パケッ
ト待行列より長くされる。優先パケットは、元のLUWUに
再結合されるパケットより統合による利益を得る可能性
が低く、これは、この別個の高優先待行列を支持する。
MINTにより多くのパケットを統合するようにさせるため
に、普通パケット待行列を“あるべき”長さより短かく
することができる。シミュレーションの結果は、４個の
要求能力を持つ優先待行列及び８個の要求能力をもつ普
通待行列が適当であることを示す。両方の待行列のサイ
ズはシステムの性能に影響を与え、システムの実際の経
験に基づいて微調節することができる。
優先はサービス指標623（第20図）のタイプ内の優先
指標によって決定される。音声パケットにはこれらが小
さな遅延を要求するため優先が与えられる。全ての単一
パケット トランザクション（SUWU）に優先を与えるこ
ともできる。高優先サービスに対しては料金が高くされ
る可能性があるため、ユーザは長いLUWUの複数のパケッ
トに対して高優先サービスを要求することには消極的に
なると考えられる。
3.3.3.2.2 ビジー／アイドル チェック 接続要求が最初にMANSCの所に到達すると、これはテ
スト153において検出されるが、このテストはこれと切
断要求との判別を行なう。宛先出口のビジー／アイドル
状態がチェックされる（テスト154）。宛先がビジーで
ある場合は、ビジーの否定的受取通知（BMAK）が要求MI
NTに戻され（動作156）、要求MINTは後に再度送信を試
る。テスト158は該当する待行列（優先あるいは普通パ
ケット）を選択する。この待行列がそれが一杯であるか
テストされる（160、162）。指定された待行列が一杯で
ある場合は、CNAK（制御否定的受取通知）が戻される
（動作164）。そうでない場合は、要求が待行列150ある
いは152内に置かれ、同時に宛先が捕捉される（ビジー
とマークされる）（動作166あるいは167）。オーバーワ
ーク（満杯の待行列）のMANSCもBNAKを戻し、BNAK及びC
NAKの両方とも統合を通じてトランザクション サイズ
を増加させる傾向を持つことに注意する。
このビジー／アイドル チェック及びBNAKは同時性の
問題を処理する。このアプローチに対して払われる代償
は、MINTからMANSへのILがMINTがそのILに対する接続要
求を出してからこれがACKあるいはBNAKを受信するまで
の期間使用できないことである。また、MANSの負荷が大
きな状態下においては、CNetがBANK及び失敗した要求に
よって渋滞を起こす。ビジー／アイドル チェックは接
続要求スループット及びILの利用を落さないように十分
に速く遂行しなければならない。これがキューイングの
前のビジー テストの必要性を説明する。さらに、別個
のハードウェアを用いて出口の同時性を事前にテストす
ることが要求されることも考えられる。この手順はMANS
C及びCNetを反復BNAK要求から開放し、成功要素スルー
プットを増加させた。またMANSがその理論総合バンド幅
のより高パーセンテージの所で飽和することを可能にす
る。
3.3.3.2.3 経路ハントーMANSC サービス セクション
（第９図） 優先ブロック168は切断待行列170からの要求に最高の
優先を与え、優先待行列150からの要求にこれより低い
優先を与え、そしてパケット待行列152からの要求に最
も低い優先を与える。接続要求が優先あるいは普通パケ
ット待行列からアンロードされたとき、この要求された
出口ポートは既に捕捉されており（動作166あるいは16
7）、そして、MANSCはDNetを通じての経路をハントす
る。これは単に最初に入りILが接続された２つの入り口
を調べ（動作172）、その入りILへのアクセスを持つ４
つのリンクをみつけ、これらのビジー状態をチェック
（テスト174）することから成る。４つの全てがビジー
である場合は、組織ブロックNAK（組織NAK）、あるいは
組織ブロック否定的受取通信（FNAK）が要求MINTに戻さ
れ、要求MINTは後に要求を再度試みる（動作178）。ま
た捕捉された宛先出口が開放される（アイドルとマーク
される）（動作176）。FNAKは希であると予想される。
４つのリンクが全てビジーでない場合は、アイドルの
１つが選択され、そして最初に第１の段の入り口、次に
１つのリンクが捕捉され（動作180）され、両方ともビ
ジーとマークされる（動作182）。次にMANSCはその専用
のコントロール パスを用いてそれと関連する第２の段
のスイッチ内のXPCにクロスポイント接続オーダーを送
くる（動作188）。これは選択されたリンクをその出口
に接続する。同時に、もう１つのクロスポイント オー
ダーが（右から左へのCNetプレーン134を介して）その
リンクを入り口ポートに接続するために要求される1SC
に送くられる（動作186）。このオーダーが1SCの所に到
達すると（テスト190）、ACKが発信MINTに戻される（動
作192）。
3.3.3.2.4 切断 網資源をできるだけはやく解放するために、切断要素
は接続要求と別個に最高の優先にて処理される。これら
はオーバーフローを起すことがないように16語長（出口
の数と同一）にて作られた別個の待行列170をもつ。切
断要求は、MINTからの要求を受信し、接続要求と切断要
求との判別を行なうテスト153において検出される。出
口が解放され、この要求は切断待行列170内に置かれる
（動作193）。ここで、この同一出口に対する新たな接
続要求を、出口がまだ物理的に切断されていなくても受
け入れることができる。これが高い優先を持つため、切
断要求はスイッチ接続を新たな要求がこの出口の再接続
を試みる前に切断する。いったん待行列に置かれると、
切断要求は必ず実行される。消費された接続を同定する
ためには出口IDのみが必要である。MANSCはこの接続の
リンクとクロスポイントの選択をローカル メモリから
呼び出し（動作195）、これらリンクをアイドルとマー
クし（動作196）、これらを解放するために２つのXPCオ
ーダーを送くる（動作186及び188）。その後、テスト19
0が第１の段のコントローラからの受取通知の待ちをコ
ントロールし、ACKがMINTに送くられる（動作192）。こ
の接続の記録がない場合は、MANSCは“衛生NAK"を戻ど
す。MANSCはその出口の位相整合及びスクランブル回路
（PASC）290からの状態を検出し、データの伝送が発生
したか調べる。
3.3.3.2.5 パラレル パイプライニング 資源の捕捉及び解放を除いては、１つの要求に対する
上の複数のステップは同一MANSC内の他の要求のステッ
プと独立しており、従って、MANSCスループットを向上
させるためにパイプライン連結される。パラレル動作を
通じてさらに大きなパワーが達成される。つまり、経路
ハントはビジー／アイドル チェックと同時に開始され
る。トランザクション速度はパイプライン連結されたプ
ロセス内の最も長いステップに依存するが、ある任意の
トランザクションに対する応答時間（要求からACKある
いはNAKまでの）は、関与するステップ時間の総和であ
ることに注意する。後者はパラレル化によって向上され
るが、パイプライン連結によっては向上されない。
3.3.4 エラー検出及び診断 全ての小さなメッセージを検証するためのCNet及びこ
のノードに対する高コストのハードウェア、メッセージ
ビット、及び時間のかかるプロトコールが回避され
る。例えば、MANSCからXPCへの個々のクロスポイント
オーダーはコマンドのエコー、あるいは返されるACKさ
えも要求しない。MANSCはメッセージが失墜することな
く到達し、正常に扱われたことを、外部から逆の証拠が
到達するまで想定する。監査及びクロスチェックは疑う
理由が存在するときにのみ起動される。末端ユーザ、NI
M及びMINTは、MANSあるいはそのコントロール複合体内
の欠陥を直に発見し、関与するMANSポートのサブセット
を同定する。次に診断タスクによって修理のために問題
が追跡される。
MANSの一部にいったん疑いがもたれると、一時的な監
査モードが被疑者を捕えるためにオンされる。疑いを持
たれた1SC及びMANSCに対して、これらモードはコマンド
ACK及びエコーの使用を要求する。特別のメッセージ、
例えば、クロスポイント監査メッセージがCNet内をパス
される。これはユーザ トラヒックの軽い負荷を運んで
いる状態において遂行されるべきである。
これら内部自己テストに取りかかる（あるいはこれら
を完全に除去する）前に、MANはMINT、IL、及びMINを用
いて故障回路を同定するためにMANS上で試験を行なう。
例えば、任意のILから送られたSUWUの75％が任意の出口
に通過する場合は、そのILの２つの最初の段の１つから
の２つのリンクの１つが欠陥をもつと結論することがで
きる。（このテストは、決定論的MANSCが常に同一のリ
ンクを選択しないように、負荷下において遂行されなけ
ればならない。）さらに試験を行なうことによって故障
リンクを同定することが可能である。しかし、複数のMI
NTがテストされ、いずれも特定の出口への伝送ができな
い場合は、その出口は全てのMINTに対して“アウト オ
ブ サービス”とマークされ、疑いはその第２の段及び
そのMANSCに絞られる。その段上の他の出口が機能する
場合は、故障は第２の段の組織にある。これらテストは
個々のMAMSCの16PASCからの状態リードを使用する。
これらテストをランするために独立したMINT及びMIN
を調整するためには、全てのMINT及びMINへの低バンド
幅メッセージ リンクを持つ中央知能が要求される。MI
NT間接続が与えられると（第15図参照）、必要とされる
ハードウェアをもつ任意のMINTが診断タスクを遂行でき
る。NIMはいずれにしてもテストSUWUがその宛先に到達
するか否かを知らせるために関与が必要となる。勿論、
作業MINT上の全てのNIMが他の全てのこのようなNIMとメ
ッセージを交換することができる。
3.4 MANスイッチ コントローラ 第25図はMANSC140の線図である。これは回路接続を設
定するためあるいは切断するためにデータ網120にコン
トロール命令を送くるユニットである。これはコントロ
ール網130からリンク139を介してオーダーを受信し、ま
た肯定的及び否定的の両方の受取通知を要求MINT11にコ
ントロール網136を介して送くる。これはまた命令を第
１の段のスイッチ コントローラに第１の段のスイッチ
コントローラ122へのコントロール網134を介して送
り、また直接に特定のMANSC140と関連する第２の段のコ
ントローラ124に命令を送くる。
入力は入り口139から要求受入ポート1402の所で受信
される。これらは受入コントロール1404によって要求さ
れた出口がビジーでないか調べるために処理される。出
口メモリ1406はMANSC140が責任をもつ出口のビジー／ア
イドル指標を含む。出口がアイドルである場合は、第８
図と関連で前に説明された２つの待行列150及び152の１
つに置かれる。要求が切断に対するものであるときは、
その要求は切断待行列170内に置かれる。出口マップ140
6が切断された出口をアイドルとマークするように更新
される。受取応答ユニット1408は要求の受信にエラーが
あったとき、接続要求がビジーの出口に対して行なわれ
たとき、あるいは該当する待行列150あるいは152が満杯
であるときは、否定的受取通知を送くる。受取応答はコ
ントロール網135を介して要求MINT11に分配器138を介し
て送くられる。これら動作の全ては受入コントロール14
04の制御下において遂行される。
サービス コントロール1420はデータ網120内の経路
の設定を制御し、また要求入力リンクと空きの出力リン
クとの間のデータ網内に使用できる経路が存在しない場
合に出口メモリ1406の更新を行なう。受入コントロール
はまた接続要求に対して出口メモリ1406を既に待行列内
に存在する要求が同一出力リンクに対する別の要求を阻
止するように更新する。
サービス コントロール1420は３つの待行列150、15
2、及び170内の要求を調べる。切断要求には常に最高の
優先が与えられる。切断要求に対して、リンク メモリ
1424及び経路メモリ1426がどのリンクをアイドルにすべ
きかを知るために調べられる。これらリンクをアイドル
にするための命令は第１の段のスイッチに第１の段のス
イッチ オーダー ポート1428から送くられ、第２の段
のスイッチへの命令は第２の段のスイッチ オーダー
ポート1430から送くられる。切断要求に対しては、静的
マップ1422が要求入力リンクから要求される出力リンク
への経路を設定するためにどのリンクを使用すべきか知
るために調べられる。次にリンク マップ1424が該当す
るリンクが使用できるかを知るために調べられ、使用で
きる場合は、これらがビジーとマークされる。経路メモ
リ1426がこの経路が設定されたことを示すために更新さ
れ、これによってその後切断オーダーがきたとき該当す
るリンクをアイドルにすることが可能となる。これらの
動作の全てはサービス コントロール1420の制御下にお
いて遂行される。
コントローラ1420及び1404は単一のコントローラであ
っても、別個のコントローラであっても良く、またプロ
グラム制御することも、あるいは逐次論理にて制御する
こともできる。これらコントローラは、高スループット
が要求されるため非常に高速の動作が要求され、このた
めハードワイヤー コントローラが好ましい。
3.5 コントロール網 コントロール メッセージ網130（第７図）は出力137
をデータ集信器136から取り、接続あるいは切断要求を
表わすこれら出力をMANスイッチ コントローラ140に送
くる。集信器136の出力は発信レジスタ133内に一時的に
格納される。バス アクセス コントローラ131はこれ
ら発信レジスタ133をポーリングし、送出されるべき要
求を持つか否か調べる。これら要求は次にバス132上に
置かれるが、この出力は一時的に中間レジスタ141内に
置かれる。バス アクセス コントローラ131は次にレ
ジスタ141からの出力をMANスイッチ コントローラ140
の該当する１つにリンク139を介してレジスタ141の出力
をリンク139に接続されたバス142上に置くことによって
送くる。この動作は３つのフェーズによって達成され
る。第１のフェーズにおいて、レジスタ133の出力がバ
ス132上に置かれ、ここからレジスタ141にゲートされ
る。第２のフェーズにおいて、レジスタ141の出力がバ
ス142上に置かれ、MANスイッチ コントローラ140に配
達される。第３のフェーズにおいて、MANスイッチ コ
ントローラは発信レジスタ133にコントローラが要求を
受信したか否かを通知する。受信した場合は、発信レジ
スタ133は制御データ集信器136から新たの入力を受け入
れることができる。そうでない場合は、発信レジスタ13
3は同一の要求データを保持し、バス アクセス コン
トローラ131は後に再度伝送を試みる。この３つのフェ
ーズは３つの別個の要求に対して同時に起り得る。コン
トロール網134及び135はコントロール網130と類似の方
式にて動作する。
3.6 要約 MANSに対する大きなバンド幅及びトランザクション
スループット要件を満足させるための構造について説明
された。データ スイッチ組織は、この低ブロッキング
確率がパラレルのパイプライン連結された分散スイッチ
コントロール複合体（SCC）を可能とすることから選
択された２段リチャーズ網である。このSCCは第１及び
第２段の全てのスイッチ内のXPC、個々の第２の段をも
つ知能コントローラMANSC、及びコントロール断片を一
体に結び、これらをMINTにリンクするCNetを含む。
4.メモリ及びインタフェース モジュール メモリ及びインタフェース モジュール（MINT）は外
部光ファイバ リンクのための受信インタフェース、バ
ッファ メモリ、ルーティング及びリンク プロトコー
ルのためのコントロール、及び集められたデータをこの
リンクを通じてMANスイッチに送くるための送信機を提
供する。説明の設計においては、個々のMINTは４つの網
インタフェース モジュール（NIM）を処理し、スイッ
チへの４つのリンクを持つ。MINTはデータ交換モジュー
ルである。
4.1 基本機能 MINTの基本機能は以下を提供することである。
1.個々のNIMに対する光ファイバ受信機及びリンク プ
ロトコール ハンドラ。
2.スイッチへの個々のリンクに対するリンク ハンドラ
及び送信機。
3.スイッチを横断しての伝送を待つパケットを収容する
ためのバッファ メモリ。
4.網経路の設定及び切断を指令するスイッチに対するコ
ントローラへのインタフェース。
5.アドレス翻訳、ルーティング、スイッチの効率的使
用、集められたパケットの秩序ある伝送、及びバッファ
メモリの管理のためのコントロール。
6.システム全体の動作、監督及び維持のためのインタフ
ェース。
7.動作、監督、及び保守機能のための個々のNIMへの制
御チャネル。
4.2 データ フロー MINTを構成する個々の機能ユニットの記述を理解する
ためには、最初に、データ及びコントロールの一般的フ
ローの基礎的理解が必要である。第10図はMINTの全体像
を示す。データはMINT内に個々のNIMからの高速（100-1
50Mビット／秒）データ チャネル３によって運ばれ
る。このデータは、８キロビット長のオーダーの個々が
ルーティング情報を含む自体の見出しをもつパケットの
フォーマットをもつ。このハードウェアは、512ビット
の増分にて最高128キロビットまでのパケット サイズ
を収容する。ただし、小さなパケット サイズは、パケ
ット当たりの処理要件のためにスループットを落す。大
きな最大パケット サイズは最大サイズ パケット以下
のトランザクションに対してメモリを浪費する。リンク
は外部リンク ハンドラ16（XLH）に終端するが、これ
は、これがパケット全体をそのバッファ メモリ内に置
くとき、必要な見出し欄のコピーを保持する。この見出
し情報が次に、バッファ メモリ アドレス及び長さと
ともに中央コントロール20にパスされる。中央コントロ
ールは宛先NIMをアドレスから決定し、このブロックを
この同一宛先への伝送を待つブロックのリスト（存在す
る場合）に加える。中央コントロールはまた未処理の要
求が既に存在しない場合は、このスイッチ コントロー
ラに接続要求を送くる。中央コントロールがスイッチ
コントローラから接続要求が満されたことを示す受取通
知を受信すると、中央コントロールはメモリ ブロック
のリストを該当する外部リンク ハンドラ17（ILH）に
送くる。ILHは格納されたデータをメモリから読み出
し、これを高速にて（おそらく入りリンクと同一速度に
て）MANスイッチを送り、MANスイッチはこれを宛先に向
ける。このブロックが伝送されるとき、ILHは中央コン
トロールに、このブロックがXLHによって使用が可能な
空きブロックのリンクに加えられるように通知する。
4.3 メモリ モジュール MINT11のバッファ メモリ18（第４図）は、以下の３
つの要件を満足させる。
1.メモリの量は（全ての宛先に対して）集められたデー
タをスイッチの設定を待って保持するのに十分なバッフ
ァ スペースを提供する。
2.メモリ バンド幅は８つの全てのリンク（４つの受信
及び４つの送信リンク）上の同時動作をサポートするの
に十分である。
3.メモリ アクセスはリンク ハンドラへのあるいはこ
れからのデータの効率的な流れを提供する。
4.3.1 編成 要求されるメモリの量のため（メガバイト）、従来の
高密度動的ランダム アクセス メモリ（DRAM）パーツ
を採用することが必要である。従って、高バンド幅は、
メモリを広くすることによってのみ達成される。メモリ
は、従って、16個のモジュール201、...、202に編成さ
れ、これによって複合512ビット語が準備される。以下
からわかるように、メモリ アクセスは、どのモジュー
ルも要求されるサイクルを遂行するのに十分な時間ない
ように続けて要求を受信しないように同期様式にて編成
される。典型的なMANアプリケーションにおける１つのM
INT11に対するメモリのレンジは16-64Mバイトである。
この数はオーバーロード状態におけるフローコントロー
ルのアプリケーションの速度に敏感である。
4.3.2. タイム スロット割当器 タイム スロット割当器203、...、204（TSA）は従来
のSRAMコントローラと専用８−チャネルDMAコントロー
ラの機能を結合する。個々はデータ伝送リング19（セク
ション4.4参照）と関連する論理から読出し／書込み要
求を受信する。この設定コマンドはこの同一リング上の
専用のコントロール タイム スロットから来る。
4.3.2.1 コントロール コントロールの観点からは、TSAは第11図に示される
ようなセットのレジスタのように見える。個々のXLHに
対して、これと関連してアドレス レジスタ210及びカ
ウント レジスタ211が存在する。個々のILHもアドレス
レジスタ213及びカウント レジスタ214を持つが、こ
れに加えて、次のアドレス215及びカウント216を含むレ
ジスタをもち、従って、一連のブロックをメモリからブ
ロック間のギャップなしに連続したストリームにて読み
出すことを可能にする。専用のセットのレジスタ220-22
6はMINTの中央コントロール セクションがTSA内の任意
の内部レジスタにアクセスすること、メモリから特定の
語を指示通りに読み出す、あるいはこれに書き込むこと
を可能にする。これらレジスタには、データ書込みレジ
スタ220及びデータ読出しレジスタ221、メモリ アドレ
ス レジスタ222、チャネル状態レジスタ223、エラー
レジスタ224、メモリ復元行アドレス レジスタ225、及
び診断コントロール レジスタ226が含まれる。
4.3.2.2 動作 通常の動作においては、TSA203はリング インタフェ
ース論理から以下の４つのオーダー タイプ、つまり、
（１）XLHによって受信されたデータに対する“書込
み”要求、（２）ILHに対する“読出し”要求、（３）X
LHあるいはILHによって発行される“新アドレス”コマ
ンド、及び（４）TSAに復元サイクルあるいは他の特別
の動作を遂行するように告げる“アイドル サイクル”
指標のみを受信する。個々のオーダーには関与するリン
ク ハンドラの同定が付随し、“書込み”および“新ア
ドレス”要求の場合は、データの32ビットが付随する。
“書込み動作”に対しては、TSA203は単に指示される
XLH16と関連するレジスタからのアドレス及びリング
インタフェース論理によって提供されるデータを用いて
メモリ書込みサイクルを遂行する。これは次にアドレス
レジスタを増分し、カウント レジスタを減分する。
カウント レジスタはこの場合は、XLHが現ブロックが
オーバーフローされる前に新たなアドレスを提供するた
め安全チェックとしてのみ使用される。
“読み出し”動作に対しては、TSA203は最初にこのIL
Hに対するチャネルがアクティブであるか否かチェック
しなければならない。これがアクティブである場合は、
TSAはこのILH17に対するレジスタからのアドレスを使用
してメモリ読出しサイクルを遂行し、このデータをリン
グ インタフェース論理に提供する。これはまたアドレ
ス レジスタを増分し、カウント レジスタを減分す
る。いずれの場合も、TSAはインタフェース論理に２つ
の“タグ”ビットを提供するが、これは、（１）データ
がない、（２）データがある、（３）パケットの最初の
語がある、あるいは（４）パケットの最後の語があるこ
とを示す。ケース（４）に対しては、TSAはILHのアドレ
ス レジスタ214及びカウント レジスタ213をこの“次
のアドレス"216及び“次のカウント"215レジスタより、
これらレジスタがILHによってロードされていることを
前提に、ロードする。これらがロードされていない場合
は、TSAはこのチャネルを“不活性（inactive）”とマ
ークする。
上の説明から、“新アドレス”動作の機能は推測でき
る。TSA203はリンク同定、24−ビット アドレス、及び
８−ビット カウントを受信する。XLH16に対しては、
これは単に関連するレジスタをロードする。ILH17の場
合は、TSAはチャネルがアクティブであるか否かチェッ
クしなければならない。アクティブでない場合は、通常
のアドレス214及びカウント213レジスタがロードされ、
チャネルはアクティブとマークされる。チャネルが現在
アクティブである場合は、通常のアドレス及びカウント
レジスタの代わりに“次のアドレス"216及び“次のカ
ウント"215レジスタがロードされる。
別の実施態様においては、この２つのタグ ビットが
バッファ メモリ201、...、202内に格納される。長所
として、これはメモリの全体の幅（512ビット）の倍数
でないパケット サイズを可能にする。これに加えて、
ILH17はこれを読み出すときパケットの実際の長さを提
供する必要がなく、中央コントロール20によるこの情報
のILHへの送信の必要性を排除する。
4.4 データ伝送リング データ伝送リング19のジョブはリンク ハンドラ16、
17とメモリ モジュール201、...、202の間でコントロ
ール コマンド及び高速データを運ぶことにある。この
リングは全てのリンクが同時にランするのに十分なバン
ド幅を提供する。ただし、これはこのバンド幅をこのリ
ングに接続する回路が決してデータを高速バーストにて
伝送するよう要求されることかないよう注意深く割り当
てる。つまり、固定のタイム スロット サイクルが採
用され、スロットが十分に離れた間隔で個々の回路に割
り当てられる。この固定サイクルの使用はまた、発信及
び宛先アドレスがリング自体の上に運ばれる必要がない
ことを意味する。これはこれらが任意のポイントにおい
て正しく同期されたカウンタによって簡単に決定できる
ためである。
4.4.1 電気的記述 このリングは32データ ビット幅であり、24MHzにて
クロックされる。このバンド幅は最高150Mビット／秒ま
でのデータ速度をサポートするのに十分である。このデ
ータ ビットに加えて、リングは４つのパリティ ビッ
ト、２つのタグ ビット、スーパーフレームの開始を同
定する１つの同期ビット、及び１つのクロック信号を含
む。リング内において、差動ECLであるクロックを除い
て、全ての信号に対して非平衡終端されたECL回路が使
用される。リング インタフェース論理は接続回路にTT
Lコンパティブル信号レベルを提供する。
4.4.2 タイム スロット シーケンス要件 上の目的をかなえるためには、タイム スロット サ
イクルは以下の幾つかの制約をもつ。
1.個々の１つの完結したサイクルにおいて、個々の発信
元と宛先の結合のための１つの一意的なタイム スロッ
トが存在しなければならない。
2.個々の接続回路は適当な規則的間隔にて出現するデー
タ タイム スロットを持たなければならない。具体的
には、個々の回路はデータ タイム スロット間にある
最小期間を持たなければならない。
3.個々のリンク ハンドラはメモリ モジュール番号に
よる数値順のデータ タイム スロットを持たなければ
ならない。（これはリンク ハンドラが512−ビット語
をシャフルするのを回避するためである）。
4.個々のTSAはその間に復元サイクルあるいは他の雑多
なメモリ動作を遂行できる知られた期間を持たなければ
ならない。
5.メモリ モジュール内のTSAは全てのコントロール
タイム スロットを調べなければならないため、コント
ロール タイム スロット間にも最小期間が存在しなけ
ればならない。
4.4.3 タイム スロット サイクル テーブルＩはこれら要件をかなえるタンミングサイク
ルの１つのデータ フレームを示す。１データ フレー
ムは全部で80個のタイム スロットから構成され、この
なかの64個はデータに使用され、残りの16個はコントロ
ールに使用される。テーブルは、個々のメモリ モジュ
ールTSAに対して、その間にそれがメモリ内に書き込ま
れるべきデータを個々のXLHから受信し、またその間に
それが個々のILHに対するメモリから読み出されたデー
タを供給することを要求されるスロットを示す。５つお
きに来るスロットはコントロール タイム スロットで
あり、この間に、示されるリンク ハンドラはコントロ
ール オーダーを全てのTSAに同報通信する。このテー
ブルにおいては、XLH及びILHには番号０−３が与えら
れ、そしてTSAには番号0-15が与えられる。例えば、TSA
0はタイム スロット０においてXLH0からデータを受信
し、ILH0に対するデータを供給しなければならない。ス
ロット17において、TSA0はXLH2及びILH2に対して類似の
動作を遂行する。スロット46はXLH1及びILH1に対して使
用され、そしてスロット63はXLH3及びILH3に対して使用
される。XLHはメモリからの読出しは決して行なわず、
またILHは決して書込みを行なわないため、同一タイム
スロットの読出し及び書込みに対する再使用が許さ
れ、これによって、リングのデータ幅が実効的に倍にさ
れる。
コントロール タイム スロットは、順に、４つのXL
H、４つのILH、及び中央コントロール（CC）に割り当て
られる。これら９個の実体がコントロール タイム ス
ロットを共有し、コントロール フレームは45タイム
スロット長となる。80−スロットのデータ フレームと
45−スロットのコントロール フレームが720タイム
スロットに一度整合する。この周期がスーパーフレーム
であり、スーパーフレーム同期信号によってマークされ
る。
ILHに対してかなえられるべき微妙な同期条件が存在
する。１つのブロックの語は、オーダーがリング タイ
ミング サイクルのどこで受信されたか関係なく、語０
から開始して順番に送くられなければならない。この要
件をかなえるのを助けるため、リング インタフェース
回路は個々のILHに対して特別の“語0"同期信号を提供
する。例えば、テーブルＩのタイミング サイクルにお
いて、タイム スロット24（そのコントロール タイム
スロット）においてILH0によって新たなアドレスが送
られるものとする。ここで、ILH0に対して５から15の番
号を与えられたTSAから読み出すためのデータ タイム
スロットがタイム スロット24の直後に来る場合でも、
TSA番号０がこの新たなアドレスに対して動作する最初
のTSAであること（セクション4.4.2の要件３）を保証す
ることが必要である。
スーパーフレーム内のタイム スロットの数720は、
リングの要素の数25を超えるため、論理タイム スロッ
トが永久的な存在を持たないことは明白である。つま
り、個々のタイム スロットは、リング上の特定の物理
位置において生成され、リングのまわりを伝搬し、この
位置に戻り、ここで消失する。生成ポイントはデータ
タイムスロットとコントロール タイム スロットとで
は異なる。
4.4.3.1 データ タイム スロット データ タイム スロットは自身のXLHの所で発生す
るとみなすことができる。データ タイム スロットは
入りデータをその割り当てられたメモリ モジュールに
運び、このポイントで、これは出データを対応するIHL
に運ぶために再使用される。XLHは決してデータ タイ
ム スロットから情報を受信しないため、リングはILH
とXLHの間で（データ タイム スロットに対しての
み）論理的に破られているものとみなすことができる。
２つのタグ ビットはデータ タイム スロットの内
容を以下のように同定する。
11 空 10 データ 01 パケットの最初の語 00 パケットの最後の語 この“パケットの最初の語”はメモリ モジュール０
によってのみ、これがパケットの最初の語をILHに送く
るとき送信される。“パケットの最後の語”の指標はメ
モリ モジュール15によってのみ、これがパケットの終
端をILHに送くるとき送信される。
4.4.3.2 コントロール タイム スロット コントロール タイム スロットはリング上の中央コ
ントロール20のステーションの所で発生及び終端する。
リンク ハンドラはこれらの割り当てられたコントロー
ル スロットをTSAにオーダーを同報通信するためにの
み使用する。CCは９個のコントロール タイム スロッ
トごとに割り当てられる。TSAは全てのコントロール
タイム スロットからオーダーを受信し、応答をCCコン
トロール タイム スロット上のCCに送くる。
２つのタグ ビットはコントロール タイム スロッ
トの内容を以下のように同定する。
11 空 10 データ（CCへあるいはCCから） 01 オーダー 00 アドレス及びカウント（リンク ハンドラから） 4.5.外部リンク ハンドラ XLHの主要な機能はNIMから入り高速データ チャネル
を終端し、このデータをMINTバッファ メモリ内に置
き、そして、データが宛先に転送できるようにMINTの中
央コントロール20に必要な情報をパスすることである。
これに加えて、XLHは光ファイバ上に多重化される入り
低速コントロール チャネルを終端する。低速コントロ
ール チャネルに割り当てられた幾つかの機能には、NI
M状態の伝送及び網内のフローの制御が含まれる。XLHは
NIMからの入りファイバのみを終端することに注意す
る。NIMへの伝送は内部リンク ハンドラ及び後に説明
される位相整合及びスクランブラ回路によって扱われ
る。XLHはMINT中央コントロール20のハードウェアにイ
ンタフェースするためにオンボード プロセッサ268を
使用する。このプロセッサから来る４つの20Mビット／
秒リンクはMINTの中央コントロール セクションへの接
続を提供する。第12図はXLHの全体を示す。
4.5.1 リンク インタフェース XLHはファイバからデータを回復するために必要とさ
れる光ファイバ受信機、クロック回復回路及びデスクラ
ンブラ回路を含む。データ クロックが回復され（ブロ
ック250）、そしてデータがデスクランブルされる（ブ
ロック252）と、データはシリアルからパラレルに変換
され、そして高速データ チャネルと低速データ チャ
ネルにデマルチプレキシングされる（ブロック254）。
低レベル プロトコール処理が次にこのデータに関して
セクション５において説明されるように高速データ チ
ャネル上で遂行される（ブロック 256）。この結果と
して、パケット データのみから成るデータ流が与えら
れる。パケット データの流れは次に先入先出（FIFO）
待行列258を通じてデータ ステアリング回路260に向
う。回路260は見出しをFIFO266に送り、完全なパケット
をXLHのリング インタフェース262に送くる。
4.5.2 リンク インタフェース リング インタフェース262はリンク インタフェー
ス内のパケットFIFO258からMINTのバッファ メモリ内
へのデータの伝送を制御する。これは以下の機能を提供
する。
1.リングのタイミング サイクルとの同期の確立及び保
持。
2.リンク インタフェースFIFOから該当するリング タ
イム スロットへのデータの伝送。
3.パケットの終端に遭遇したときの新たなアドレスのメ
モリTASへの送信。
リングの（XLH当たり）16語タイミング サイクルと
の再同期をリンク インタフェースFIFOが一時的に空に
なるたびにパケットの処理の際に遂行しなければならな
いことに注意する。これはリングのバンド幅がリンクの
伝送速度より高いため常時発生する。しかし、リング及
びTASはこのデータ流内のギャップを収容するように設
計されている。こうして、再同期は単にデータが来、ま
たはリング サイクルが正しい語ナンバーに戻どるのを
まち、この間のタイム スロットを“空”とマークする
ことから成る。例えば、FIFO258が第５番目のメモリ
モジュール宛の語が必要なときに空になった場合、全体
のシーケンスを保持するためには、次の語が実際にこの
メモリ モジュールに送くられることを確保することが
必要である。
4.5.3 コントロール XLHのコントロール部分は空ブロックのFIFO270を補充
し、また受信された個々のパケットに関する見出し情報
をMINTの中央コントロール20（第４図）にパスする責務
を持つ。
4.5.3.1 見出し処理 パケットがリング上に伝送されるのと同時に、パケッ
トの見出しが見出しFIFO266内に置かれ、これが後にXLH
プロセッサ268によって読み出される。この見出し内に
は、中央コントロールがルーティングのために必要とす
る発信元及び宛先アドレス欄が含まれる。これに加え
て、見出しチェックサムがこれら欄が失墜してないこと
を保証するために検証される。見出し情報は次にメモリ
ブロック記述子（アドレス及び長さ）とともにパケッ
ト化され、１つのメッセージにて中央コントロール（第
４図）に送くられる。
4.5.3.2 中央コントロールとの対話 MINTの中央コントロールとの対話には基本的に２つの
みが存在する。XLHコントロールはその空ブロックのFIF
O270をメモリ マネジャーから得られるブロック アド
レスにて満し、このブロックをその宛先に送くることが
できるように見出し情報及びメモリ ブロック記述子を
中央コントロールにパスする。ブロック アドレスはそ
の後リング19上にリング インタフェース262によって
コントロール シーケンサからそのアドレスが受信され
た時点で置かれる。中央コントロールとのこの両方の対
話は、XLHプロセッサ268から中央コントロールの該当す
るセクションへのリンクを通じて運ばれる。
4.6 内部リンク ハンドラ 内部リンク ハンドラ（ILH）（第13図）は、分散リ
ンク コントローラとみなすことができる第１の部分で
ある。時間上の任意の瞬間において、この分散リンク
コントローラは、１つ特定のILH、スイッチ組織を通じ
ての１つの経路、及び１つの特定の位相整合及びスクラ
ンブラ回路290（PASC）から構成される。PASCについて
は、セクション6.1において説明される。MINTからNIMへ
のファイバ ペアのリターン ファイバ３を通じての光
信号の伝送に実際の責務を持つのはこのPASCである。こ
のファイバを通じて伝送される情報はMANS10から来る
が、これは入力をさまざまな時間にNIMに伝送するILHか
ら受信する。このタイプの分散リンク コントローラが
MANスイッチ組織を通じての経路長が全て同一でないた
めに必要となる。PASCが異なるILHから来る情報の全て
を同一基準クロックに整合しないと、NIMによって受信
される情報は常にその位相及びビット整合を変動させる
こととなる。
ILHとPASCとの結合は多くの点においてXLHの鏡像であ
る。ILHは中央コントロールからブロック記述子のリス
トを受信し、メモリからこれらブロックを読み出し、そ
してデータをシリアル リンクを通じてスイッチに送く
る。メモリからデータが受信されると、関連するブロッ
ク記述子がブロックが空きリストに戻されるように中央
コントロールのメモリ マネジャーに送くられる。ILH
とXLHとILHが特別な見出し処理を遂行せず、また必要に
応じてTASがILHに追加のパイプライン連結を複数のブロ
ックが１つの連続ストリームとして伝送できるように提
供する点が異なる。
4.6.1 リンク インタフェース リンク インタフェース289はデータ チャネルに対
するシリアル送信機を提供する。データはセクション５
において説明されるリンク データ フォーマットと互
換性をもつフレーム同期フォーマットにて伝送される。
データはリンク インタフェース280から非同期的にリ
ンクの平均速度より幾分か高い速度にて受信されるた
め、リンク インタフェースは速度の整合及びフレーム
同期を提供するためのFIFO282を含む。データはMINTメ
モリからデータ リング インタフェース280を介して
受信され、FIFO282内に格納され、レベル１及び２プロ
トコール ハンドラによって処理され、そしてリンク
インタフェース289内のパラレル／シリアル変換器288を
通じてMANスイッチ10に送くられる。
4.6.2 リング インタフェース リング インタフェース280論理はMINTのバッファ
メモリからリンク インタフェース内のFIFOへのデータ
の伝送を制御する。これは以下の機能を提供する。
1.リングのタイミング サイクルとの同期の確立及び保
持。
2.該当するリング タイム スロットにおけるリングか
らリンク インタフェースFIFOへのデータの伝送。
3.パケット（メモリ ブロック）最後の語が受信された
ときのコントロール セクションへの連絡。
4.パケットの最後の語が受信され、FIFO282の状態がこ
の新たなパケットがオーバーフローの原因とならないよ
うな場合におけるメモリTAS 203,...,204（第10図）へ
の新たなアドレス及びカウント（存在する場合）の送
出。
XLHと異なり、ILHはTSAにデータ語がシーケンス順に
受信され、ブロック内にギャップが存在しないことを確
保するのをTSAに依存する。従って、語同期の保持は、
この場合、単に予期されない空のデータ タイム スロ
ットを捜すことから成る。
4.6.3 コントロール ILHのシーケンサー283によって制御されるコントロー
ル部分はリング インタフェースにプロセッサ リンク
インタフェース284を介して中央コントロールから受
信され、ここからアドレスFIFO285内に格納されたブロ
ック記述子を提供し、中央コントロールにプロセッサ
リンク インタフェースを介してブロックがメモリから
取り出されたことを通知し、また中央コントロール20に
最後のブロックの伝送が完結したことを通知する責務を
もつ。
4.6.3.1 中央コントロールとの対話 MINTの中央コントロールとの対話には基本的には以下
の３つのみが存在する。
1.ブロック記述子のリストの受信。
2.メモリ マネジャーへのメモリから取り出されたブロ
ックの通知。
3.スイッチ要求待行列マネジャーへの全てのブロックの
伝送が行なわれたことの通知。
ここに説明の設計においては、これらの対話の全ては
中央コントロールの該当するセクションへのトランスピ
ュータ リンクを通じて遂行される。
4.6.3.2 TSAとの対話 XLHと同様に、ILHはそのコントロール タイム スロ
ットを使用してブロック記述子（アドレス及び長さ）を
TSAに送くる。ただし、TSAがILHから記述子を受信する
と、これらは直ちにメモリからブロックを読み出し、リ
ング上にデータを置く動作を開始する。ILHからの長さ
欄は重要であり、次のブロックに移る前に個々のTSAに
よって読み出すことができる語の数を決定する。TSAは
また、一連のブロックがギャップなしに伝送できるよう
に、個々のILHに次のアドレス及び長さを保持するため
のレジスタを提供する。フロー コントロールはILHの
任務であるが、ただし、新たな記述子は再フレーミング
時間及び伝送速度の差を補償するのに十分な部屋がパケ
ットFIFO282内に確保されるまで送くられるべきではな
い。
4.7 MINT中央コントロール 第14図はMINT中央コントロール20のブロック図であ
る。この中央コントロールは、MINTの４つのXLH16、MIN
Tの４つのILH17、スイッチ コントロール（第７図）の
データ集信器136及び分配器238、及び第15図に示される
OA＆Ｍ中央コントロール352に接続される。最初に、中
央コントロール20と他のユニットとの関係が説明され
る。
MINT中央コントロールはXLH16と通信してXLHによって
入りデータをMINTメモリ内に格納するために使用される
メモリ ブロック アドレスを提供する。XLH16はMINT
中央コントロールと通信してMINTメモリ内に格納される
べきパケットの見出し、及びこのパケットがどこに格納
されるべきかを示すアドレスを提供する。MINT中央コン
トロール20のメモリ マネジャーはILH17と通信してそ
れらメモリ ブロック内に格納されたメモリが既に配達
されたメモリがILHによって開放されたことを示す情報
を受信し、これにより解放されたメモリが再使用され
る。
待行列マネジャー311が特定のNIMに向かって到着した
最初の網ユニットがスイッチ ユニット待行列314内に
置かれたことを確認すると、これは個々の可能な宛先NI
Mに対するFIFO待行列316を含むが、待行列マネジャー31
1はスイッチ設定コントロール313にそのNIMへのMANスイ
ッチ10内の接続を要求する要求信号を送くる。この要求
はスイッチ設定コントロール313の待行列318（優先）及
び312（普通）のどちらかに格納される。スイッチ設定
コントロール313はこれら待行列をこれらの優先度に従
って管理し、要求をMANスイッチ10、より具体的には、
スイッチ コントロール データ集信器136に送くる。
通常の負荷においては、待行列318及び312は殆んど空で
あり、要求は、通常、ただちに行われ、そして、通常、
該当するMANスイッチ コントローラによって処理され
る。オーバーロード状態においては、待行列318及び312
は低優先のパケットの伝送を押さえ、優先パケットの比
較的はやい伝送を保持するための手段となる。経験上、
必要であれば、普通待行列からの要求を、その宛先NIM
に対する優先パケットが受信された場合にその優先待行
列に移すことも可能である。待行列318及び312内に置か
れた要求は、IL、ILH、及び回路スイッチ10の出力リン
クを縛るものではない。これはMANスイッチ コントロ
ーラ140（第７図）の待行列150、152（第８図）内の要
求とは対比的である。
スイッチ設定コントロール313がスイッチ10内におい
て接続が確立されたことを認識すると、これはNIM待行
列マネジャー311に通知する。ILH17はNIM待行列マネジ
ャー311からのスイッチ ユニット待行列314内のFIFO待
行列316からデータを受信し、回路スイッチに伝送され
るデータ パケットの待行列のメモリ位置を同定し、ま
た、個々のパケットに対して、NIM上のそのパケットが
伝送されるべき１つあるいは複数のポートのリストを同
定する。NIM待行列マネジャーは次にILH17に個々のパケ
ットの先頭にポート番号を加え、個々のパケットに対し
てデータをメモリ18からスイッチ10に送るように指示す
る。ILHは次の待行列のパケットの伝送を開始し、この
タスクが終了すると、スイッチ設定コントロール313に
回路スイッチ内の接続を切断してもよいことを通知し、
メモリ マネジャー302にデータが伝送されたため解放
が可能なメモリ ブロックの同定を通知する。
MINT中央コントロールは個々が１つあるいは複数の入
力／出力ポートを持つ複数の高速プロセッサを使用す
る。この実現において使用される具体的プロセッサはIN
MOS社によって製造されるトランスピュータ（Transpute
r）である。このプロセッサは４つの入力／出力ポート
をもつ。このプロセッサはMINT中央コントロールの処理
需要を満すことができる。
パケットは４つのXLH16内に来る。４つのXLHマネジャ
ー305、発信先チェッカー307、ルータ309、及びOA＆M M
INTプロセッサ315が存在するが、MINT内の個々のXLHに
対応する。これらプロセッサは、個々のXLHに入いるデ
ータを処理するためにパラレルに動作し、MINT中央コン
トロールの総データ処理能力を上げる。
XLHに入いる個々のパケットに対する見出しがアドレ
スとともに送くられるが、ここで、このパケットは、こ
の見出しがXLHによって遂行される見出しの循環冗長コ
ード（CRC）のハードウェア チェックにパスした場合
は、関連するXLHマネジャー305に直接に格納される。CR
Cチェックに合格しなかったときは、そのパケットはXLH
によって破棄され、XLHはこの割り当てられたメモリ
ブロックを再利用する。XLHマネジャーは見出し及びそ
のパケットに対して割り当てられたメモリの同定を発信
元チェッカー307にパスする。XLHマネジャーは、発信元
チェッカー、ルーター、あるいはNIM待行列マネジャー
のいずれかがそのパケットを宛先に伝送することが不可
能であることを発見した場合は、メモリ ブロックのリ
サイクルを行なう。リサイクルされたメモリ ブロック
はメモリ マネジャーによって割り当てられるメモリ
ブロックの前に使用される。発信元チェッカー307はパ
ケットの発信元が正しくログインされているか否か、及
びその発信元がパケットの仮想網へのアクセスを持つか
否かチェックする。発信元チェッカー307は、MINTメモ
リ内におけるパケットアドレスを含むパケットに関する
情報をルーター309にパスし、ルーター309はこのパケッ
ト グループ同定を仮想網名、及びパケットの宛先名に
翻訳し、これによってどの出力リンクにパケットを送く
られるべきかが決定される。ルーター309は出力リンク
の同定をNIM待行列マネジャー311にパスするが、このMI
NTの４つのXLHによって受信されるパケットを同定及び
連結するが、これらは１つの共通出力リンクに向けられ
る。NIM待行列への最初のパケットが受信された後、NIM
待行列マネジャー311はこのNIMへの接続を要求するため
にスイッチ設定要求をスイッチ設定コントロール313に
送くる。NIM待行列マネジャー311はスイッチ ユニット
待行列314のFIFO待行列316内のこれらパケットを連結
し、回路スイッチ10内にスイッチ接続が確立されたと
き、これらパケット全てが一度にこの接続を通じて送く
れるようにする。スイッチ コントロール22の出力コン
トロール信号分配器138は、これが接続を設定すると肯
定通知を送くる。この肯定通知はスイッチ設定コントロ
ール313によって受信され、コントロール313をこれをNI
M待行列マネジャー311に通知する。NIM待行列マネジャ
ーは次にILH17にILH17がそれらパケットの全てを送出で
きるように連結されたパケットのリストを通知する。IL
H17がこのセットの連結されたパケットの回路スイッチ
を通じての伝送を完了すると、これはスイッチ設定コン
トロール313にスイッチ10内のこの接続の切断を通知
し、また、メモリ マネジャー301にこのメッセージの
データを格納するために使用されていたメモリが現在新
たなメッセージに対して可用となったことを通知する。
メモリ マネジャー301はこの解放情報をメモリ分配器3
03に送くるが、分配器303はメモリをXLHにメモリを割り
当てるためのまざまなXLHマネジャー305に分配する。
発信元チェッカー307はまた料金請求情報を動作、監
督及び保守（OA＆Ｍ）MINTプロセッサ315にパスする
が、これはこのパケットに対する料金の請求、及びMINT
内のデータ フローをチェックするための適当な統計を
集めるために使用される。この統計値は後にMAN網内の
他の統計値と結合される。ルーター309はまた（OA＆
Ｍ）MINTプロセッサ315に、OA＆M MINTプロセッサがそ
の後のトラヒック分析のためにパケット宛先に関するデ
ータの追跡ができるようにこのパケットの宛先を通知す
る。この４つのOA＆M MINTプロセッサ315の出力はMINT
OA＆Ｍモニタ317に送くられるが、これはこの４つのOA
＆M MINTプロセッサによって集められたデータを要約
し、後に、OA＆Ｍ中央コントロール352（第14図）に送
くる。
MINT OA＆Ｍモニタ317はまたルーター309のデータをO
A＆M MINTプロセッサ315を介して変更するためにOA＆Ｍ
中央コントロール352から情報を受信する。これら変更
は、網に加えられた追加の端末、ある物理ポートから別
のポートへの論理端末（つまり、特定のユーザと関連す
る端末）の移動、あるいは網からの物理端末の除去を反
映して行なわれる。データがまたOA＆Ｍ中央コントロー
ル352からMINT動作、OA＆Ｍモニタ及びOA＆M MINTプロ
セッサ315を介して発信元チェッカー307に送くられる
が、これらデータには、論理ユーザのパスワード及び物
理ポート、並びに個々の論理ユーザの特権に関するデー
タが含まれる。
4.8 MINTの動作、管理、及び保守コントロール シス
テム 第15図はMINT網の保守及びコントロール システムの
ブロック図を示す。動作、管理及び保守（OA＆Ｍ）シス
テム350が複数のOA＆Ｍ中央コントロール352に接続され
る。これらOA＆Ｍコントロールの個々は複数のMINTに接
続され、そして個々のMINT内において、MINT中央コント
ロール20のMINT OA＆Ｍモニタ317に接続される。OA＆Ｍ
システム350からのメッセージの多くが全てのMINTに分
配されなければならないため、これらさまざまなOA＆Ｍ
中央コントロールはデータ リングによって相互接続さ
れる。このデータ リングは網インタフェース モジュ
ールの同定従って、網に加えられた個々の物理ポートの
出力リンクの同定を伝送し、この情報はMANハブ内の個
々のMINTのルーター プロセッサ309内に格納される。
5.リンク 5.1 リンク要件 MANシステム内のリンクはEUSとNIMの間（EUSL）（リ
ンク14）、及びNIMとMANハブの間（XL）（リンク３）で
データを伝送するために使用される。これらリンク上に
伝送されるデータの動作及び特性は個々の用途によって
多少の差はあるが、これらリンク上で使用されるフォー
マットは同一である。フォーマットを同一にすることに
よって、共通のハードウェア及びソフトウェアを使用す
ることが可能となる。
このリンク フォーマットは以下の特徴を提供するよ
うに設計されている。
1.これは高データ速度のパケット チャネルを提供す
る。
2.これは提唱されるメトロバス“OS-1"フォーマットと
互換性をもつ。
3.語オリエンティッド同期フォーマットであるためイン
タフェースが簡単である。
4.これは“パケット”がいかに区切られるべきか定義す
る。
5.これは“パケット”全体に対するCRC（及び見出しに
対する別のCRC）を含む。
6.このフォーマットは“パケット”内のデータのトラン
スパレンシーを保証する。
7.このフォーマットはフロー コントロール信号法に対
する低バンド幅チャネルを提供する。
8.追加の低バンド幅チャネルを簡単に加えることができ
る。
9.データ スクランブリングがクロック回復に対する良
好なトランジョン密度を保証する。
5.2 MANリンクの説明及び根拠 性能の観点からは、リンクの速度が速ければ速いほど
MNAの性能も良くなる。このリンクをできるだけ高速に
したいという要求は高速のリンクほどコストが高いとい
う事実によって抑えられる。速度とコストの間の適当な
妥協的選択はLED送信機（例えば、AT＆T OLD-200）及び
マルチモード ファイバを使用することである。ODL-20
0送信機及び受信機の使用はリンク速度の上限を約200M
ビット／秒のオーダーにのせる。MANアーキテクチャー
の点からは、リンクの具体的なデータ速度は、MANが同
期交換を行なわないため重要ではない。MANリンクに対
するデータ速度は、メトロバス光波システム“OS-1"リ
ンクのデータ速度と同一にされる。このメトロバス フ
ォーマットに関しては、IEEE国際通信会議（IEEE Imter
national Communication Conference）、1987年、ペー
パー30 B.1.1にM.S.スチャファー（M.S.Schafer）によ
って掲載の論文〔メトロバス光波網に対する同期光伝送
網（Synchronous Optical Transmission Network for M
etrobus Lightwave Network）〕において開示されてい
る。MAN内で使用が可能なもう１つのデータ速度（及び
フォーマット）にはコミュニケーション リサーチ社
（Bell Communication Research Corp.）によって指定
されるリンク層プロトコールであるSONETの仕様があ
る。
5.2.1 レベル１リンク フォーマット MAN網はメトロバスの低レベル リンク フォーマッ
トを使用する。このリンク上の情報は連続的に反復され
る単純なフレームによって運ばれる。このフレームは88
-16秒語から成る。最初の語はフレーミング シーケン
ス及び４つのパリティ ビットを含む。この第１の語に
加えて、他の３つの語はオーバーヘッド語である。メト
ロバス実現におけるノード間通信に使用されるこれらオ
ーバーヘッド語は、メトロバスの互換性のためにMANに
よっては使用されない。このプロトコールの語オリエン
ティッド特性のために、この使用が非常に単純となる。
パラレル ロードの単純な16ビット桁送りレジスタが送
信のために使用でき、パラレル読出しの類似の桁送りレ
ジスタが受信のために使用できる。146.432Mビット／秒
リンク データ速度において、109ナノ秒ごとに16ビッ
ト語が送信あるいは受信される。このアプローチは多く
のリンク フォーマッティングハードウェアを従来のTT
Lクロック速度にて実現することを可能にする。このプ
ロトコールの語のオリエンティッド特性は、ただし、こ
のリンクの使用方法に幾つかの制約を与える。ハードウ
ェアの複雑さを適当に保つために、リンクのバンド幅を
16ビット語のユニットで使用することが必要である。
5.5.2 レベル２リンク フォーマット このリンクはMANの情報伝送の基本単位である“パケ
ット”を移動するために使用される。パケットを同定す
るために、このフォーマットは“SYNC"語及び“IDLE"語
の仕様を含む。パケットが伝送されてない間、この“ID
LE"語は基本チャネルバンド幅を構成する全ての語（他
の目的に対して予約されてない語）を満す。パケットは
先端START_SYNC及び後端END_SYNC語によって区切られ
る。このスキームはこれら特別の意味をもつ語がパケッ
ト内のデータ内に含まれないかぎり良く機能する。パケ
ット内に送くることができるデータを制約することは好
ましくない制約であるため、トランスパレント データ
伝送技術が使用されなければならない。MANリンクは非
常に単純な語挿入トランスパレンシー技術を使用する。
パケット データ内において、START_SYNC語のような特
別な意味をもつ語の発生は、もう１つの特別の語“DLE"
語によって先行される。この語挿入トランスパレンシー
は実現が簡単なために選択されたものである。このプロ
トコールに要求される論理は、HDLCのようなビット挿入
プロトコールに対して要求されるよりも単純で低速度で
ある。この技術自体はIBMのBISYNCリンク内で使用され
る実証済みの技術に類似する。トランスパレンシーを確
保するために使用される語挿入に加えて、発信側のデー
タ速度がリンク データ速度より少し低い場合は“FIL
L"語が挿入される。
任意のパケット内の最後の語は周期冗長検査（CRC）
語である。この語はパケット内にデータの失墜があった
場合、この検出を保証するために使用される。このCRC
語が、トランスパレンシーあるいは他の目的でデータ流
内に挿入される“DLE"のような特別の語を除いて、その
パケット内のデータの全てに関して計算される。CRC語
を計算するのに使用される多項式はCRC-16標準である。
光学受信機に対する良好なトランジション密度を確保
するために、伝送の前に全てのデータがスクランブルさ
れる（例えば、第13図のブロック296）。このスクラン
ブリングは１あるいは０の長いシーケンスが、実際に伝
送されるデータでは煩雑にみられることであるが、リン
ク上に伝送される確率を小さくする。スクランブラー及
びデスクランブラー（例えば、第12図のブロック252）
は当分野において周知である。デスクランブー設計は自
己同期式であり、これはデスクランブラーを再スタート
することなく時折のビット エラーから回復することを
可能にする。
5.2.3 低速度チャネル及びフロー コントロール レベル１フォーマット内のペイロード語（Payload wo
rds）の全てがパケットを運ぶレベル２フォーマットに
対して使用されるわけではない。追加のチャネルがフレ
ーム内に特定の語を専用に用いることによってリンク上
に含まれる。これら低速度チャネル255.295（第12図及
び第13図）はMAN網コントロールの目的に使用される。
基本データ チャネル上に使用されるのと類似のパケッ
ト区画スキームがこれら低速度チャネル上で使用され
る。低速度チャネルを構成する専用の語はさらに個々の
低バンド幅チャネル、例えば、フロー コントロール
チャネルに対する個別ビットに分割される。フロー コ
ントロール チャネルは（EUSとNIMの間の）MAN EUSL上
でハードウェア レベル フロー コントロールを提供
するために使用される。NIMからEUSへのこのフロー コ
ントロール チャネル（ビット）はEUSリンク送信機
に、これがさらに情報を伝送することを許されるか否か
を示す。NIMは、EUS送信機がフロー コントロールが実
施され実際に停止されるまでに伝送されるデータの全て
を吸収するのに十分なメモリに設計される。データ伝送
はパケット間、あるいはパケット伝送の中間において停
止される。パケット間の場合は、次のパケットはフロー
コントロールが解除されるまで伝送されない。パケッ
トの真ん中でフロー コントロールが実施された場合
は、データ伝送を直ちに停止し、“スペシャルFILL（Sp
ecial FILL）”コード語の送信を開始することが必要で
ある。このコード語は、他の語と同様に、これがパケッ
トの本体内に現れことき“DLE"コード語によってエスケ
ープされる。
6.システム クロッキング MANスイッチは、セクション３において説明のごと
く、非常に高速のセットアップ コントローラを持つ非
同期空間スイッチ組織（asynchronous space switch fa
bric）である。このスイッチのデータ組織（data fabri
c）はDCから200Mビット／秒を超えるデータ速度にてデ
ジタル信号を高信頼度にて伝搬するように設計されてい
る。この組織を通じての多くの経路が同時に存在できる
ため、MANハブの総バンド幅要件はこの組織によって簡
単に満すことができる。ただし、この単純なデータ組織
は全く欠陥をもたないわけではない。この組織を実現す
るための機械的及び電気的な制約のために、このスイッ
チを通じての全ての経路が同一量の遅延を受けるという
わけにはいかない。さまざまな経路間の経路遅延の変動
がこの全てを通るデータのビット時間よりもかなり大き
なため、同期交換を行なうことは不可能である。MINT内
の特定のILHからスイッチの出力ポートへの経路が確立
される任意の時間において、この経路を通じて伝送され
るデータがスイッチを通じてのその前の経路上を伝送さ
れるデータと同一の相対位相を持つ保証はない。この高
バンド幅スイッチを使用するためには、従って、スイッ
チ ポートから出てくるデータをNIMへの同期リンクの
ために使用されるクロックに非常に速く同期することが
必要である。
6.1 位相整合及びスクランブラー回路（PASC） スイッチから出てくるデータの同期を行ない、またNI
Mへの出リンクをドライバするユニットは位相整合及び
スクランブー回路（Phase Alignment and Scrambler Ci
rcuit、PASC）と呼ばれる（ブロック290、第13図）。IL
H及びPASC回路はMANは全部MANハブの部分であるため、
同一のマスタ クロックをこれらの全てに分配すること
が可能である。これは幾つかの長所をもつ。PASC内にIL
Hからのデータの送信に使用されるのと同一のクロック
基準を使用することによって、データがPASCにこれがこ
のリンクを通じて伝送されるより速い速度で入いらない
ことが保証できる。これはPASC内の大きなFIFO及び精巧
な弾性メモリ コントローラの必要性を排除する。PASC
に入いる全てのデータのビット速度が完全に同一である
という事実は、同期を楽にする。
ILH及びPASCは前のセクションにて説明のフォーマッ
トに対する分散リンク ハンドラー（distributed link
handler）であると考えることができる。ILHはデータ
がこれに挿入される基本フレーミング パターンを生成
し、これをこの組織を通じてPASCに送くる。PASCはこの
フレーミング パターンを自体のフレーミング パター
ンと整合し、低速度コントロール チャネルに併合し、
次に伝送のためにデータをスクランブルする PASCは入りデータを適当な量の遅延をデータ経路内に
挿入することによって基準クロックに同期させる。これ
を成功させるためには、ILHは個々のフレームをPASCに
よって使用される基準クロックより少しアドバンスした
基準クロックにて送信しなければならない。ILHが要求
するアドバンスのビット時間の数はILHからPASCに送る
間に受ける実際の最小遅延によって決定される。PASCが
データ経路内に挿入するのが可能な遅延の量はスイッチ
を通じての異なるさまざまな経路に対して起こる経路遅
延の可能な変動に依存する。
第23図は本発明の一例としての実施態様のブロック図
である。未整合のデータはタップド遅延ライン1001に入
いる。遅延ラインのさまざまなタップは、基準クロック
（REFCLK）に対して180度位相がずれたREFCLKと命名さ
れる信号によってエッジ サンプリング ラッチ100
3,...,1005にクロックされる。このエッジ サンプリン
グ ラッチの出力は、選択論理ユニット1007に供給され
るが、ユニット1007の出力は下に説明のセレクタ1013を
制御するのに使用される。選択論理1007はラッチ100
3,...,1005の状態を反復するためのセットの内部ラッチ
を含む。選択論理は、論理“1"を運ぶ最高ランクのオー
ダー入力を選択するためのこれら内部ラッチに接続され
た優先回路を含む。この出力はこの接続された入力のコ
ード化された同定である。この選択論理1007は２つのゲ
ーティング信号、つまり、１つの解除信号及び選択論理
のグループの内部ラッチの全てからの１つの信号をも
つ。２つのデータ流の間にに、解除信号がゼロの状態と
なり、すると内部ラッチは新たな入力を受ける。データ
流の最初のパルスに応答してエッジ サンプリング ラ
ッチ 1003,...,1005から最初の“1"の入力が受信され
てから、解除信号がゼロの状態に戻どるまでこのトラン
スパレント ラッチの状態が保持される。この解除信号
は、データ流の存在を認識するアウト オブ バンド回
路によってセットされる。
タップッド遅延ラインの出力はまた一連のデータ ラ
ッチ1009,...1011に入いる。このデータ ラッチへの入
力は基準クロックによってクロックされる。データ ラ
ッチ1009,...,1011はセレクタ回路1013への入力であ
り、これらデータ ラッチの１つの出力をセレクション
論理1007から入力に基づいて選択し、この出力をセレク
タ1013の出力に接続するが、これは第23図に命名される
ようなビット整合されたデータ流である。
ビットが整合されると、これらはタップッド出力とと
もにドライバXL3に供給するために桁送りレジスタ（図
示なし）内に供給される。これはデータ流が16ビット境
界にて開始して同期して伝送できるようにするためであ
る。この桁送りレジスタ及び補助回路の動作は、タップ
ッド遅延ライン構成の動作と実質的に同一である。
セレクション論理は市販の優先セレクション回路にて
実現される。セレクタは単にセレクション論理の出力に
よって制御される８択セレクタである。16択を使用する
微細な整合回路が必要である場合は、これは同一の原理
を用いて簡単に実現できる。ここに説明の構成は、１つ
の共通ソース クロックが存在し、個々のデータ流の長
さが限定されているような場合、特に魅力的である。共
通ソース クロックはクロックが入り信号から派生され
ないため必要とされ、実際、入り信号を正しくゲートす
るために使用される。クロックの長さの制限は、特定の
ゲート選択がブロック全体に対して保持され、ブロック
が長すぎる場合、ある程度の位相それが起ると、同期が
失われ、ビットが落される原因となるために要求され
る。
この実施態様においては、信号がタップッド遅延ライ
ンを通じてパスされ、クロック及び反転クロックによっ
てサンプリングされるが、クロックをタップッド遅延ラ
インを通じてパスし、遅延クロックを用いて信号をサン
プリングする方法を使用することもアプリケーションに
よって可能である。
6.2 クロック分配 MANハブの動作はシステム内のILH及びPASCユニットの
全てについて単一のマスタ基準クロックの使用に非常に
依存する。マスタ クロックは全てのユニットに正確に
まちがいなく分配されなければならない。分配されるべ
きこの基本クロック周波数に加えて、フレーム開始パル
スをPASCに分配し、またアドバンス フレーム開始パル
スをILHに分配しなければならない。これら全ての機能
は個々のユニットに入いる単一クロック分配リンク（フ
ァイバあるいはより２線）を使用して扱われる。
これらクロック分配リンク上に運ばれる情報は単一の
クロック ソースから来る。この情報は電気及び／ある
いは光領域で分割し、必要なだけの宛先に伝送できる。
全てのクロック分配器上の情報の位相を完全に保つこと
は、ILH及びPASCがその原因がかかわらずこれら位相差
を修正する能力を持つため試みられない。伝送される情
報は２つの例外を除いて単に交互する１と０である。行
内の２個の１の発生はアドバンス フレーム パルスを
示し、行内の２個の０の発生は普通のフレーム パルス
を示す。これらクロック分配リンクの１つの終端する個
々のボードはクロック回復モジュールを含む。このクロ
ック回復モジュールはリンク自体のために使用されるモ
ジュールと同一である。クロック回復モジュールは非常
に安定したビット クロックを提供し、一方、追加の論
理は、データ自体から該当するフレームあるいはアドバ
ンス フレームを抽出する。クロック回復モジュールは
ビット遷移なしでも正しい周波数にて数ビット時間だけ
発振を続けるため、発生の可能性が非常に小さなビット
エラーでさえ、クロック周波数に影響を与えない。こ
のフレームあるいはアドバンスド フレーム信号を探す
論理もフレーム パルスが周期性であることが知られて
おり、ビット エラーによって起される外来パルスが無
視できるため、エラーに対して耐えられるように設計で
きる。
7.網インタフェース モジュール 7.1 概要 網インタフェース モジュール（network interface
module、NIM）は１つあるいは複数の末端ユーザ シス
テム リンク（end user systelm links、BUSL）を１つ
のMAN外部リンク（external kink、XL）に接続する。こ
うすることによって、NIMは網トランザクション ユニ
ット（つまり、パケット及びSUWU）の集信及びデマルチ
プレキシングを遂行し、また、個々の出力パケットに物
理“発信ポート番号”を附加することによって発信元同
定の保全性を確保する。後者の機能は、セクション2.4
で説明の網登録サービスと結合されて、ユーザが権利を
持たない網提供サービスへのアクセスを得る目的で他の
ユーザを偽装することを阻止する。NIMはこうしてMAN網
本体の境界を与えNIMは網提供者によって所有され、一
方、UIM（セクション８において説明）はユーザ自体に
よって所有される。
本セクションにおいては、NIMの基本機能がより詳細
に説明され、またNIMアーキテクチャーが示される。
7.2 基本機能 NIMは以下の基本機能を遂行しなければならない。
EUSリンク インタフェース:1つあるいは複数のインタ
フェースをEUSリンク（セクション2.2.5参照）に提供す
る必要がある。下流リンク（つまり、NIMからUIMへのリ
ンク）は、NIM入力バッファが満杯になったとき上流リ
ンクのフロー コントロールをするためにNIMによって
使用されるデータ チャネル及びアウト オブ バンド
チャネルから成る。下流リンクはフロー コントロー
ルされないため、上流リンクのフロー コントロール
チャネルは未使用となる。データ及び見出し検査シーケ
ンス（DCS、HCS）が上流リンク上のUIMによって生成さ
れ、下流リンク上のUIMによってチェックされる。
外部リンク インタフェース:XL（セクション2.2.6）は
EUSLと非常に類似するが、両端におけるDCSのチェック
及び生成を持たない。これは、エラーを含むが、しか
し、潜在的に有効なデータをUIMに配達することを可能
にする。下流XL上に到着する網トラザクション ユニッ
ト内の宛先ポート番号がNIMによってチェックされ、不
当な値があった場合は、データが破棄される。
集信及びデマルチプレキシング:EUSL上に到着する網ト
ランザクション ユニットは競合し、出XLに統計的に多
重化される。XL上に到着する網トランザクション ユニ
ットは、宛先ポート番号を１つあるいは複数のEUSリン
クにマッピングすることによって該当するEUSLにルーテ
ィングされる。
発信ポート同定：発信UIMのポート番号が上流に行く個
々の網トランザクション ユニットの頭にポート番号発
生器403（第16図）によって附加される。このポート番
号はMINTによって、“詐欺師”によるサービス（最も基
本的なデータ伝送サービスを含む）への無許可のアクセ
スを防止するためにMANアドレスに対してチェックされ
る。
7.3.NIMアーキテクチャー及び動作 NIMのアーキテクチャーが第16図に示される。以下の
サブセクションにおいてはNIMの動作が簡単に説明され
る。
7.3.1 上流動作 入り網トランザクション ユニットはUIMからこれら
のEUSLインタフェース400の受信機402の所に受信され、
シリアル／パラレル コンバータ404内で語に変換さ
れ、FIFOバッファ94内に蓄積される。個々のEUSLインタ
フェースはNIM送信バス95に接続されるが、このバスは
パラレル データ経路、及びバス仲裁及びクロッキング
のための各種の信号から成る。網トランザクション ユ
ニットが緩衝されると、EUSLインタフェース400は送信
バス95へのアクセスを仲裁する。この仲裁はバス上のデ
ータ伝送と平行して行なわれる。現データ伝送が完結す
ると、バス アービッター（bus arbiter）は競合するE
USLインタフェースの１つにバスの使用権を与える。個
々のトランザクションに対して、ポート番号発生器403
によって個々のパケットの先頭に挿入されたEUSLポート
番号が最初に伝送され、これに続いて、網トランザクシ
ョン ユニットが伝送される。XLインタフェース440内
において、XL送信機96はバス クロックを提供し、パラ
レルからシリアルへの変換442を遂行し、そして上流XL3
上にデータを伝送する。
7.3.2 下流動作 下流XL3上に到着するMINTからの網トランザクション
ユニットはXLインタフェース440内においてXL受信機4
46によって受信されるが、これは、シリアル／パラレル
コンバータ448を介してNIM受信バス430に接続され
る。この受信バスは、送信バスと類似するが、これとは
独立する。また、受信バスにはパラレル／シリアル コ
ンバータ408を介してEUSLインタフェース送信機410が接
続される。XL受信機はシリアル／パラレル変換を遂行
し、受信バス クロックを提供し、また入りデータをバ
ス上に供給する。個々のEUSLインタフェースはデータと
関連するEUSLポート番号を復号し、必要であれば、EUSL
にこのデータを転送する。必要であれば、複数のEUSLイ
ンタフェースが、同報通信あるいは多重放送動作とし
て、データを伝送できる。個々の復号器409は、ポート
番号が伝送されているとき、受信バス430をチェック
し、続くパケットがこのEUSLインタフェース400の末端
ユーザに向けられたものであるか調べ、そうである場合
は、このパケットが送信機410にEUSL14に配達するため
に転送される。不当なポート番号（例えば、エラー コ
ード スキームの違反）は、結果として、そのデータの
破棄となる（つまり、EUSLインタフェースによって転送
されない）。復号ブロック409は特定のEUSリンクに向け
られた情報を送信バス95からパラレル／シリアル コン
パータ408及び送信機410にゲートするのに用いられる。
8.MANへのインタフェース 8.1 概要 ユーザ インタフェース モジュール（UIM）は１つ
あるいは複数の末端ユーザ システム（EUS）、ローカ
ル エリア網（LAM）、あるいは専用のポイント ツー
ポイント リンクを単一のMAN末端ユーザ システム
リンク（EUSL）14に接続するためのハードウェア及び
ソフトウェアから構成される。このセクションを通じ
て、用語EUSは、これら網末端ユーザ システムを総称
的に指すのに使用される。明らかに、特定のタイプのEU
SをMANに接続するのに使用されるUIMの部分は、このEUS
のアーキテクチャー、並びに、要求される性能、フレキ
シビリティ、及び実現のコストに依存する。しかし、UI
Mによって提供される機能の幾つかは、システム内の全
てのUIMによって提供されなければならない。従って、U
IMのアーキテクチャーを２つの異なる部分、つまり、EU
Sに独立した機能を提供する網インタフェース、及び接
続された特定のタイプのEUSに対する残りのUIM機能を実
現するEUSインタフェースから成るものと見ると便利で
ある。
全てのEUSが専用の外部リンクに固有の性能を要求す
るわけではない。NIM（セクション７において説明）に
よって行なわれる集信は、厳しい応答時間要件、並びに
フルMANデータ速度を効率的に活用するために必要な瞬
間I/Oバンド幅を持ち、XLを効率的にロードするのに必
要なトラヒック量を生成しない複数のEUSへのアクセス
を提供するには適当な方法である。同様に、数個のEUS
あるいはLANを幾つかの中間リンク（あるいはLAM自体）
を介して同一のUIMに接続することもできる。このシナ
リオにおいては、UIMはマルチプレクサーとして機能
し、１つの網インタフェースと平行する複数のEUS（実
際にはLANあるいはリンク）インタフェースを提供す
る。この方法は、これらのシステム バスへの直接の接
続を許さず、自体が制限されたバンド幅をもつ１つのリ
ンク接続のみを提供するEUSに適当である。末端ユーザ
は、これらの多重化あるいは集信をUIMの所で提供し、M
ANはさらに多重化あるいは集信をNIMの所で提供する。
このセクションにおいては、UIMの網インタフェース
及びEUSインタフェースの両方のアーキテクチャーにつ
いて述べる。網インタフェースによって提供される機能
が説明され、そのアーキテクチャーが示される。MANに
接続されるEUSの異種混合性のため、EUSインタフェース
の一般扱いは許されない。かわりに、EUSインタフェー
ス設計のオプションが示され、１つの可能なEUSインタ
フェース設計を解説するために特定の一例としてのEUS
が使用される。
8.2 UIM−網インタフェース UIM網インタフェースはUIMのEUSに独立した機能を実
現する。個々の網インタフェースは１つあるいは複数の
EUSインタフェースを単一のMAN EUSLに接続する。
8.2.1 基本機能 UIM網インタフェースは以下の機能を遂行しなければ
ならない。
EUSリンク インタフェース:EUSリンクへのインタフェ
ースには、光学送信機及び受信機、並びに、EUSLによっ
て要求されるリンク レベル機能（例えば、CRCの生成
及びチェック、データのフォーマット化等）を遂行する
のに必要なハードウェアを含む。
データの衝撃：出網トランザクション ユニット（つま
り、パケット及びSUWU）はこれらがギャップなしに高速
網リンク上に伝送されるようにバッファすることが必要
とされる。入り網トランザクション ユニットは速度の
調節及びレベル３（及びこれ以上）のプロトコール処理
の目的で緩衝される。
バッファ メモリの管理：ある１つのLUWUのパケットが
受信UIMの所に別のLUWUのパケットに挟まって到達する
ことがある。幾つかのLUWUのこの同時受信をサポートす
るために、網インタフェースはこの受信バッファ メモ
リを動的に管理し、入りパケットをこれらが到達したら
ただちに連結しLUWUにできるようにしなければらない。
プロトコール処理：出LUWUは網内に伝送するためにパケ
ットに断片化されなければならない。同様に、入りパケ
ットはEUS内の受信プロセスに配達するためにLUWUに再
結合されなければならない。
8.8.2 アーキテクチャー上からのオプション 明らかに、上のサブセクションにおいて列挙された機
能の全てが任意のEUSをMANEUSLにインタフェースするた
めに遂行されなればならない。ただし、これら機能がど
こで遂行されるべきか、つまり、これらがホスト内で遂
行されるべきか、あるいは外部で遂行されるかに関して
のアーキテクチャー上の選択が必要となる。
最初の２つの機能は、異なる理由ではあるが、ホスト
の外側に位置することが要求される。最初の最も低いレ
ベルの機能であるMAN EUSリンクへのインタフェース
は、単に、これが一般EUSの部分でない専用ハードウェ
アからなるという理由からホストの外側に実現されなけ
ればならない。EUSリンク インタフェースは、単に、
残りのUIM網インタフェースへの双方向I/Oポートとして
機能する。他方、第２の機能であるデータの緩衝は、バ
ンド幅要件が厳し過るため現存のホスト メモリ内に実
現することはできない。受信において、網インタフェー
スは入りパケットあるいは折り返しSUWUをフル網データ
速度（150Mビット／秒）にて緩衝することが要求され
る。このデータ速度は、通常、入りパケットをEUSメモ
リに直接に置くことは不可能な速度である。類似のバン
ド幅制約が、パケット及びSUWU伝送にも適用するが、こ
れはこれらが完全に緩衝され、その後、フル速度の150M
ビット／秒にて伝送されなければならないためである。
これら制約はEUSの外側に必要なバッファ メモリを提
供することを要求する。FIFOは伝送のためのに必要とさ
れる速度調節を提供するのには十分であるが、受信にお
けるフロー コントロールの欠如、並びに受信パケット
が挟まれてくることから、受信バッファ メモリとして
大きな容量のランダム アクセス メモリを提供するこ
とが必要となる。MANに対しては、受信バッファ メモ
リのサイズは、256キロバイトからIMバイトの範囲が考
えられる。具体的なサイズは、ホストの割込み待時間及
びホスト ソフトウェアによって許される最大サイズLU
WUに依存する。
最後の２つの機能は、概念上はホスト プロセッサ自
体によって遂行できる処理を伴なう。第３の機能である
バッファ メモリの管理は、受信バッファ メモリのタ
イムリーな割り当て及び割り当て解除を含む。割り当て
動作と関連する待時間要件は、非常に厳しいが、これは
ここでも高データ速度及びパケットが折り返しに到着す
る可能に起因する。ただし、これはあらかじめメモリの
数ブロックを割り当てることによって（適当なバースト
サイズの場合は）緩和できる。従って、ホスト プロセ
ッサが受信パケット バッファを管理することは可能で
ある。同様に、ホスト プロセッサは、第４の機能であ
るMANプロトコール処理を担うことも、担わないことも
できる。
この最後の２つの機能の位置は、EUSがUIMに接続する
レベルを決定する。ホストCPUがパケット バッファ
メモリの管理及びMANプロトコール処理の責務を引き受
ける場合は（“ローカル”構成）、EUSインタフェース
を横断して伝送されるデータの単位はパケットであり、
ホストは、LUWUの断片化及び再結合に対する責務をも
つ。一方、これら機能がUIM内の他のプロセッサに譲ら
れる場合は（前置プロセッサ（frontend processor、FE
P）構成）、EUSインタフェースを横断して伝送されるデ
ータの単位はLUWUである。理論的には、EUSインタフェ
ースの所でのインターリーブ制約の下で、伝送されるデ
ータのユニットは、LUWU全体以下かこれに等しい任意の
量であり得、また送信機によって配達されるユニットは
受信機によって受け入れられるのと同一サイズである必
要はないが、各種のEUSに対して好ましい一般的に一様
な解決としては、LUWUを基本ユニットとするのがよい。
FEP構成は、処理責務の殆んどをホストCPUから解放し、
また高レベルEUSインタフェースを提供することによっ
て、網動作の詳細をホストから隠くす。FEPが提供され
る場合は、ホストLUWUに関してのみ関知し、これらの伝
送及び受信をより高いCPUの集中のないレベルにて制御
できる。
ローカル構成を使用して低コストのインタフェースを
実現することも可能であるが、以下のセクションにおい
て説明される網インタフェース アーキテクチャーは、
MAN網の普通のユーザである高性能EUSによって要求され
ることを特徴とするFEP構成である。FEP構成を選択する
もう１つの理由は、これがMANをLAN、例えば、ETHERNET
にインタフェースするのに適するためであるが、後者の
場合、バッファ メモリ管理及びプロトコール処理を提
供する“ホストCPU"は存在しない。
8.2.3 網インタフェース アーキテクチャー UIM網インタフェースのアーキテクチャーが第17図に
示される。以下のサブセクションは、データの送信及び
受信に対するシナリオを示すことによって、UIM網イン
タフェースの動作を簡単に説明する。ここでは、FEPタ
イプのアーキテクチャーが採用される。つまり、受信バ
ッファ メモリの管理及びMANネットワーク層プロトコ
ールの処理はEUSのホストCPUの外で遂行される。
8.2.3.1 データの伝送 伝送における網インタフェースの主な責務は任意のサ
イズの送信ユーザ ワーク ユニット（user work uin
t、USA）を（必要であれば）パケットに断片化し、ユー
ザ データをMANの見出しあるいは後縁内にカプセル化
し、このデータを網に送出することである。伝送を開始
するためには、LUWUの伝送を要求するEUSからのメッセ
ージがEUSインタフェースに送られ、網インタフェース
処理装置405によって処理されるが、処理装置450は、メ
モリ管理及びプロトコール処理機能も実現する。個々の
パケットに対して、インタフェース処理装置450のプロ
トコール処理部分は見出しを作成し、これを送信FIFO15
内に書き込む。このパケットに対するデータが次にEUS
インタフェース451を通ってリンク ハンドラ460内の送
信FIFO15内に送出される。このパケットが完全に緩衝さ
れると、リンク ハンドラー460は、これを送信機545を
使用してMAN EUSリンク上に送出し、続いて、リンク
ハンドラー460によって計算された後縁が送出される。
リンクはNIMによってNIMパケット バッファがオーバー
フローを起さないようにフロー コントロールされる。
この伝送プロセスが個々のパケットに対して反復され
る。送信FIFO15はパケットの伝送が最大速度にて行なわ
れるように２つの最大長パケットに対する空間をもつ。
ユーザは、伝送が完結したとき、EUSインタフェース451
を介して通知を受ける。
8.2.3.2 データの受信 入りデータ受信機458によって受信され、150Mビット
／秒のリンク速度にて弾性バッファ462にロードされ
る。ジュアル ポート ビデオRAMが受信バッファ メ
モリ90に対して使用され、データはこの弾性バッファか
ら受信バッファ メモリの桁送りレジスタ464にそのシ
リアル アクセス ポートを介してロードされる。個々
のパケットは次にこの桁送りレジスタから受信バッファ
メモリの主メモリ アレイ466に受信機DMAシーケンサ
42の制御下において伝送される。この転送を遂行するた
めに使用されるブロック アドレスが、UIM13の網イン
タフェース処理装置450によってバッファ メモリ コ
ントローラ456を介して提供される。バッファ メモリ
コントローラ456は、折り返しSUWUによって課せられ
る厳しい待時間要件を緩和するために少数のアドレスを
ハードウェア内に緩衝する。ブロック450は、第19図に
示されるブロック530、540、542、550、552、554、55
6、558、560及び562から成る。網インタフェース処理装
置はバッファ メモリにそのランダム アクセス ポー
トを介して直接のアクセスを持つため、見出しははぎ取
られず、これらはデータと伴にバッファ メモリ内に置
かれる。処理装置540内の受信待行列マネジャー558は、
見出しを扱かい、メモリ マネジャー550からの入力を
使用して、到着するさまさせまなSUWU及びLUWUの追跡を
行なう。EUSをデータの到着を網インタフェース処理装
置450によってEUSインタフェースを介して知らされる。
EUSにいかにしてデータが配布されるかの詳細は、採用
される特定のEUSインタフェースに依存し、一例とし
て、セクション8.3.3.2において説明される。
8.3. UIM-EUSインタフェース 8.3.1 思想 このセクションではEUSに依存する網インタフェース
の半分について説明する。EUSインタフェースの基本的
機能は、EUSメモリUIM網インタフェースの間で両方向に
データを伝送することである。個々の特定のEUSインタ
フェースが伝送を実行するプロトコール、データ及びコ
ントロール メッセージのフォーマット、及びコントロ
ール及びデータに対する物理経路を定義する。このイン
タフェースの個々のサイドは自体をオーバーランから保
護するためにフロー コントロール メカニズムを実現
しなければならない。EUSは自体のメモリ及び網からの
これへのデータのフローを制御できる必要があり、また
網も自体を保護でることが要求される。この基本機能レ
ベルにおいては、EUSインタフェースの共通性について
述べることができるのみである。EUSインタフェース
は、EUSハードウェア及びシステム ソフトウェアが多
様であるため、一様でない。網を使用するアプリケーシ
ョンの需要とEUSの能力との関係からも性能及びフレキ
シビリティとの関連でインタフェースの設計の選択が要
求される。単一のタイプのEUSに対してのみでもさまざ
まなインタフェースの選択が存在する。
このセットの選択は、インタフェース ハードウェア
が少数の要素を持つ単純の設計から複雑なバッファ及び
メモリ管理スキームをもつ複雑な設計に至多様な範囲に
及ぶことを意味する。インタフェース内のコントロール
機能は、単純なEUSインタフェースからネットワーク
レベル３プロトコール、さらには分散アプリケーション
のためのこれよりさらに高いレベルのプロトコールを扱
かうインタフェースまでに及よぶ。EUS内のソフトウェ
アも現存のネットワーク ソフトウェアの下にはまる簡
単なデータ伝送スキームから、網の非常にフレキシブル
な使用を可能にする、あるいは網が提供すべき最高の性
能を実現するより複雑な新しいEUSソフトウェアにまで
の選択がある。これらインタフェースは特定の現存のEU
Sハードウェア及びソフトヲェア システムに合わせて
設計することが要求されるが、またこれらEUS内でラン
する網アプりケーションに対してそれらが与える便利さ
とそのインタフェース機能のコストとの関係も分析する
必要がある。
8.3.2 EUSインタフェースの設計オプション 前置プロセッサ（FEP）とEUS処理との間のトレードオ
フは同一基本機能を達成するための異なるインタフェー
ス アプローチの一例である。受信バッファの多様性に
ついて考察する。高性能システム バスをもつ専用化さ
れたEUSアーキテクチャーにて網リンクから直接に網パ
ケット メッセージを受信することもできる。ただし、
通常、このインタフェースは、パケット メッセージを
EUSメモリに配達する前に、リンクから来るパケット
メッセージの緩衝を行なう。通常、網に伝送、あるいは
網からの受信を行なっているEUSは、内部パケット メ
ッセージに関しては何も知らない（あるいは知りたくな
い）。この場合、受信インタフェースは送信EUSと受信E
USの間の普通サイズの伝送ユニットであるデータのLUWU
からの複数のパケットを緩衝することが要求される。こ
れら３つの受信緩衝状況の個々が可能であり、異なるデ
ータをEUSメモリに伝送するために大きく異なるEUSイン
タフェースを要求する。EUSが網パケット メッセージ
処理するための具体的な必要性をもち、このタスクに捧
げることができる処理パワー及びシステム バス性能を
もつ場合は、網インタフェースのEUS従属部分は単純で
ある。ただし、通常、この処理をEUSインタフェースに
負担させ、EUS性能を向上させることが要求される。
さまざまな送信時緩衝アプローチもFEPとEUS処理の間
のトレードオフの問題を明らかにする。専用化されたア
プリケーションにおいては、高性能プロセッサ及びバス
を持つEUSが網パケット メッセージを直接に網に送信
することができる。しかし、このアプリケーションがパ
ケットメッセージ サイズより非常に長いEUSトランザ
クション サイズを使用する場合は、これ自体でパケッ
ト メッセージを生成するにはEUS処理が負担になり過
ぎる可能がある。FEPによってこのレベル３の網プロト
コールのフォーマット化を行なう作業を引き受けること
もできる。これは、EUSが内部網メッセージ サイズか
ら解放されたいとき、あるいはこれが伝送サイズの大き
く異なるさまざまなセットの網アプリケーションを持つ
場合にも言える。
EUSのハードウェア アーキテクチャー及び要求され
る性能のレベルによって、EUSメモリと網インタフェー
スの間でデータを伝送するために、プログラムドI/OとD
MAの間の選択が決定される。プログラムドI/Oアプロー
チにおいては、おそらく、コントロール信号とデータの
両方が同一の物理経路上を伝送される。DMAアプローチ
においては、EUSインタフェース プロトコール内のコ
ントロール情報を伝送するためのある種の共有インタフ
ェースが使用され、また、EUSインタフェース内に、EUS
プロセッサ サイクルを使用することなくEUSシステム
バスを通じてバッファ メモリとEUSメモリの間でデ
ータを伝送するためにDMAコントローラが使用される。
網データに対するEUS緩衝の位置に対しては数個の代
替が存在する。データは自体のプライベート メモリを
もつ前置プロセッサ網コントローラ回路基板上に緩衝す
ることもできる。このメモリはEUSにDMA伝送を使用する
バスを用いてEUSに接続することも、バスを介してアク
セスされるジュアル ポート メモリに接続すること
も、あるいはプライベート バスを使用するバスのCPU
側に位置するジュアル ポート メモリに接続すること
もできる。このアプリケーションはここでデータへのア
クセスを必要とする。さまざまな技術が使用できるが、
ある技術では、末端ユーザのワークスペースが直接にこ
のデータを格納するためにUIMによって使用されるアド
レススペースにマッピングされる。また幾つかの技術
は、オペレーティング システムがさらにデータを緩衝
し、これをユーザのプライベート アドレス スペース
に再コピーすることも要求する。
インタフェース上をコントロール及びデータ情報を伝
送する任務をもつEUS内のドライバ レベル ソフトウ
ェアの設計にも幾つかのオプションが存在する。このド
ライバもまた、EUSインタフェース プロトコール処理
を実現させることも、あるいは単にインタフェース上を
ビットを伝送させることもできる。ドライバが効率良く
ランするためには、ドライバ内のプロトコール処理がフ
レキシブルでなさすぎる場合もある。特定のアプリケー
ションに基づくフレキシビリティーを大きくするため
に、EUSインタフェース プロトコール処理をより高い
レベルに移すこともできる。アプリケーションに接近す
ればするほど、EUS処理時間の犠牲において、インタフ
ェース決定により多くの知能が与えられる。EUSは網に
データを伝送するため、あるいはこれからデータを受信
するために、さまざまなインタフェース プロトコール
アプローチ、例えば、優先、あるいは特権等を実現す
ることができる。このようなフレキシビリティを必要と
しない網アプリケーションでは、ドライバ及び網へのよ
り直接的なインタフェースを使用することができる。
上からわかるように、システム内のさまざまなレベル
においてハードウェア及びソフトウェアの両面において
さまざまな選択が許される。
8.3.3 実現例:SUNワークステーション インタフェー
ス インタフェースのEUS従属部分を解説するために、こ
こでは１つの特定のインタフェースが説明される。この
インタフェースは、サン マイクロシステム社（Sun Mi
crosystems.Inc.）によって製造されるサン−３ VMEバ
スをベースとするワークステーションである。これは、
単一のEUSが単一の網インタフェースに接続される一例
である。このEUSはまたこのシステムバスに直接に接続
することを可能にする。UIMハードウェアはVMEバス シ
ステム バスにプラグされる単一回路基板であるとみな
される。
最初に、このサンI/Oアーキテクチャーについて説明
され、次に、インタフェース ハードウェア、インタフ
ェース プロトコール、及び新たな及び現存の網アプリ
ケーション ソフトウェアへの接続の設計における選択
について説明される。
8.3.3.1 サン ワークステーションI/Oアーキテクチャ
ー VMEバス構造に基づくサン−３のI/Oアーキテクチャー
及びこのメモリ管理ユニット（memory management uin
t、MMU）は、直接仮想メモリ アクセス（direct virtu
al memory access、DVMA）と呼ばれるDMAアプローチを
提供する。第17図はサンDVMAを示す。DVMAはシステム
バス上のデバイスがサン プロセッサ メモリへのDMA
を直接行なうことを許し、またメイン バス マスター
がプロセッサメモリを通すことなくメイン バス スレ
ーブに直接にDMAすることを許す。これは、システムバ
ス上のデバイスが殻と通信するために使用するアドレス
が、CPUが使用するのに類似する仮想アドレスであるこ
とから“仮想”と呼ばれる。DVMAアプローチはこのバス
上のデバイスによって使用される全てのアドレスがMMU
によって、これらがあたかもCPUによって生成された仮
想アドレスであるかのように処理されることも確保す
る。従属復号器512（第18図）は、VMEバス アドレス
スペースの最も低いメガバイト（32ビットVMEアドレス
スペース内の0x0000 0000→0x000f ffff）に応答し
て、このメガバイトをシステム仮想アドレス スペース
の最上位メガバイト（28ビット仮想アドレス スペース
内の0xff0 0000→0xfff ffff）にマッピングする。（0X
は続く文字が８進文字であることを意味する。）ドライ
バがバッファ アドレスをデバイスに送る必要が生じる
と、これは、そのデバイスがバス上に置くアドレスがVM
Eアドレス スペースの低メガバイト（20ビット）内に
くるように28ビット アドレスから高い８ビットをはぎ
とらなければならない。
第18図において、CPU500はメモリ管理ユニット502を
ドライブする。そして、メモリ管理ユニット502はVMEバ
ス504及びバッファ508を含むオン ボード メモリ管理
ユニット502はVMEバス504及びバッファ508を含むオン
ボード メモリ506に接続される。VMEバスはDMAデバイ
ス510と交信する。他のオン ボード バス マスタ
ー、例えば、ETHERNETアクセス チップもMMU502を介し
てメモリ508にアクセスすることができる。こうして、
デバイスはこれら低（物理）メモリ領域内にDVMAスペー
スとして予約されたメモリ バッファ内でのみDVMA伝送
を行なうことができる。ただし、殻は物理メモリ ペー
ジへの複数の仮想アドレスへの冗長マッピングをサポー
トする。こうして、ユーザ メモリ（あるいは殻メモ
リ）のページをデータがその動作を要求するプロセスの
アドレス空間内に現れるように（あるいはこれから来る
ように）DVMAスペース内にマッピングすることができ
る。このドライバはこの直接ユーザ スペースDVMAをサ
ポートする殻ページ マップをセット アップするため
のmbsetupと呼ばれるルーチンを使用する。
8.3.3.2 サンUIM-EUSインタフェース アプローチ 上に述べたごとく、特性のインタフェースの設計に当
って多くのオプションが存在する。サン−３ インタフ
ェースを用いて、DMA伝送アプローチが設計された。FEP
能力をもつインタフェース、システム バスにマッチす
る高性能のインタフェース、及びさまざまな新たな及び
現存の網アプリケーションが網を使用することを可能と
するEUSソフトウェアのフレキシビリティ等が説明され
た。
サン−３はウインドウ システム、及び複数のユーザ
をサポートするためにランする潜在的に多くの同時プロ
セスをもつシステムである。DMA及びFEPアプローチが網
伝送が行なわれているあいだサン プロセッサの負担を
軽くするために選択された。UIMハードウェアはVMEバス
システム バスにプラグされる単一の回路基板と考え
ることができる。システム バスに直接に接続される可
能性があり、最も高性能なインタフェースとなるように
試みることが要求される。サンのDVMAはプロセッサ メ
モリにあるいはこれからデータを効率的に移動するため
の手段を提供する。UIM（第４図）内には、UIMからEUS
メモリにデータを伝送し、またEUSメモリからUIMにバス
を通じてデータを伝送するためのDMAコントローラ95が
存在し、またホストインタフェース プロトコール内の
制御情報を伝送するための共有メモリ インタフェース
も考えられる。前置プロセッサ（FEP）アプローチは網
からのデータがより高いレベルでEUSに伝送されること
を意味する。レベル３のプロトコール処理が遂行され、
パケットが、ユーザの伝送のための普通サイズのユニッ
トであるLUWUに連結される。サン上でランする多様な網
アプリケーションのため、FEPアプローチはEUSソフトウ
ェアが内部網パケット フォーマットにタイトに結合さ
れる必要がないことを意味する。
このサン−3DVMAアーキテクチャーはEUSトランザクシ
ョン サイズを最大１メガバイトに制限する。ユーザ
バッファがロック インされない場合は、殻バッファを
デバイスとユーザとの間の中間ステップとして使用する
こともできるが、この場合、コピー動作に対して性能が
犠牲とされる。“mbsetup"アプローチを用いて伝送をユ
ーザ スペースに直接に行なう場合は、ユーザのスペー
スがメモリにロックされ、伝送プロセス全体を通じて、
これがスワッピングのために使用できなくなる。これ
は、１つのトレードオフである。つまり、これはマシン
内の資源を拘束するが、ただし、殻内の他のバッファか
らのコピー動作が回避できる場合は、より効率的であ
る。
サン システムはETHERNET上でランする現存の網アプ
リケーション、例えば、これらの網ファイル システム
（Network File System、NFS）をもつ。これら現存のア
プリケーションをMAN上でランし、しかも、MANの拡張さ
れた能力を使用する新たなアプリケーションの可能性を
開いておくためには、さまざまな網アプリケーションを
同時に扱うことができるフレキシブルなEUSソフトウェ
ア及びフレキシブルなインタフェース プロトコールが
要求される。
第19図はMIN、UIM、及びEUSの間の動作及びインタフ
ェースの機能図である。この特定の実施態様内に示され
るEUSはサン−３ワークステーションである。しかし、
これらの原理はこれより単純なあるいは複雑な他の末端
ユーザ システムにも適用する。最初に、MINTからNIM
及びUIMを介してEUSに向う方向について考える。第４図
に示されるように、MINT11からリンク３を通じて受信さ
れるデータは、複数のUIMの１つにリンク14を介して分
配され、これらUIMの受信バッファ メモリ90内に格納
され、データはここからパイプライン化された形式にて
DMAインターフェースを持つEUSバス93を介して該当する
EUSに伝送される。このデータの伝送が達成するための
コントロール構造が第19図に示される。つまり、MINTか
らの入力はMINTからNIMへのリンク ハンドラ520によっ
て制御される。リンク ハンドラ520はこの出力をルー
ター522の制御下において複数のNIMからUIMへのリンク
ハンドラ（N/U LH）524の１つに送る。MINT/NIMリン
ク ハンドラ（M/N LH）520はメトロバス物理層プロト
コールの異種をサポートする。NIMからUIMへのリンク
ハンドラ524もこの実現においてはメトロバス物理層プ
ロトコールをサポートするが、他のプロトコールをサポ
ートすることも可能である。同一NIM上に異なるプロト
コールが共存する可能性もある。N/U LH524の出力はリ
ンク14を通じてUIM13に送られ、ここでこれはNIM/UIMリ
ンク ハンドラ552によって受信バッファ メモリ90内
に緩衝される。バッファ アドレスがメモリ マネジャ
ーによって供給されるが、これは、空き及び割り当て済
みのパケットバッファのリストを管理する。パケット受
け取りの状態がN/U LH552によって得られるが、これは
見出し及びデータを通じてチェックサムを計算及び検証
し、この状態情報を受信パケット ハンドラ556に出力
する。受信パケット ハンドラ556はこの状態情報をメ
モリ マネジャー550から受信されるバッファ アドレ
スとペアにし、この情報を受信パケット リスト上に置
く。受信されたパケットに関する情報は次に受信待行列
マネジャー558に送られる。受信待行列マネジャー558は
パケット情報をLUWU及びSUWU毎に待行列内にアセンブル
し、また、それに関してEUSがまだ通知を受けてないLUW
U及びSUWUの待行列を保持する。受信待行列マネジャー5
58はLUWU及びSUWUに関する情報についてEUSからEUS/UIM
リンク ハンドラ（E/U LH）540を介して問い合わせを
受け、これに応答して、UIM/EUSリンク ハンドラ（U/E
LH）562を介して通知メッセージを送る。EUSにSUWUの
受け取りを通知するメッセージにはSUWUに対するデータ
も含まれるが、この通知によって受信プロセスが完結す
る。ただし、LUWUの場合は、EUSはそのメモリを受信の
ために割り当て、受信要求をE/U LH540を介して受信要
求ハンドラ560に対して発行する。受信要求ハンドラ560
は受信ワークリストを作成し、これを資源マネジャー55
4に送る。資源マネジャー554はハードウェアを制御し、
EUSバス92（第４図）上をDMA装置を介して遂行されるデ
ータの伝送を実行する。EUSからの受信要求は必ずしもL
UWU内のデータの全量に対する必要はないことに注意す
る。実際のところ、EUSがその最初の受信要求を行なう
時点においては、UIMの所にまだデータの全ては到着し
てない。このLUWUに対するその後のデータが到着する
と、EUSは再度通知を受け、追加の受信要求を行なう機
会をもつ。この方式によって、データの受信は待時間を
少なくするために可能なかぎりパイプライン連結され
る。データの伝送に続いて、受信要求ハンドラ560はU/E
LH562を介してEUSにこれを通知し、メモリ マネジャ
ー550にLUWUの配達された部分に対するメモリの割り当
てを解除するように指令する。こうして、このメモリは
新たに入りデータに対して使用できる状態となる。
反対の方向、つまり、EUS26からMINT11への方向にお
いては、動作は以下の通りに制御される。EUS26のドラ
イバ570が送信要求を送信要求ハンドラ542にU/E LH562
を介して送る。SUWUの場合は、この送信要求自体が伝送
されるべきデータを含み、送信要求ハンドラ542はこの
データを送信ワークリストに入れて資源マネジャー554
に送る。資源マネジャー554はパケット見出しを計算
し、見出し及びデータの両方をバッファ15（第４図）内
に送り、これはここからリンク14上で効力をもつフロー
コントロール プロトコールによってそうすることが
許可されたとき、UIM/NIMリンク ハンドラ546によって
NIM2に伝送される。このパケットはNIM2の所でUIM/NIM
リンク ハンドラ530によって受信され、バッファ94内
に格納される。アービター532が次にMINTリンク３上のN
IM/MINTリンク ハンドラ534の制御下においてMINT11に
次に伝送されるべきパケットあるいはSUWUを選択するた
めにNIM2内の複数のバッファ94の選択を行なう。LUWUの
場合は、送信要求ハンドラ542はこの要求をパケットに
分解し、送信ワークリストを資源マネジャー554に送
る。資源マネジャー554は、個々のパケットに対して見
出しを作成し、この見出しをバッファ15内に書き込み、
ハードウェアを制御してパケット データのEUSバス92
を通じてのDMAを介しての伝送を実行し、またU/N LH546
にパケットを許可されたとき伝送するように指令する。
伝送プロセスはその後SUWUの場合と同様に進行する。い
ずれの場合も、送信要求ハンドラ542は資源マネジャー5
54からSUWUあるいはLUWUの伝送が完結したとき通知を受
け、この通知があると、ドライバ570がU/E LH562を介し
て通知を受け、必要であれば、この送信バッファが解放
される。
第19図はまたEUS26の内部ソフトウェア構造の詳細を
示す。２つのタイプの装置が示され、これらブロック57
2、574、576、578、580の１つの中で、ユーザ システ
ムはレベル３及びこれより高次の機能を遂行する。第19
図には、合衆国防衛庁のアドバンス リサーチ プロジ
ェクト本部の網（Network of the Advanced Research P
rojects Administration of the U.S.Department of De
fense、ARPAnet）のプロトコールに基づく実現が示され
るが、これには、ネット間プロトコール580（レベル
３）、伝送制御プロトコール（TCP）及びユーザ デー
タグラム プロトコール（UDP）ブロック578（TCPはコ
ネクション オリエンティッド サービスに使用され、
UDPはコネクションレス サービスのために設計されて
いる）が含まれる。より高いレベルには、遠隔プロシー
ジャ呼（ブロック576）、網ファイル サーバ（ブロッ
ク574）及びユーザ プログラム572が存在する。別の方
法として、MAN網のサービスをユーザとドライバの間の
空白ブロック584によって示されるようにドライバ570と
直接にインタフェースするユーザ（ブロック582）プロ
グラムによって直接に呼び出すこともできる。
8.3.3.3 EUSインタフェース機能 送信EUSインタフェースの主な機能部分は、EUSとのコ
ントロール インタフェース、及びEUSとUIMの間でシス
テム バスを通じてデータを伝送するためのDMAインタ
フェースである。網への伝送を行なう場合、伝送される
べきLUWUあるいはSUWUを記述する情報及びデータが駐在
するEUSバッファに関する情報が受信される。EUSからの
このコントロール情報には、宛先MANのアドレス、宛先
グループ（仮想網）、LUWU長、及びサービスのタイプ及
び高レベルプロトコール タイプのためのタイプ欄が含
まれる。DMAインタフェースはユーザデータをEUSバッフ
ァからUIMに送る。この網インタフェース部分は、LUWU
及びSUWUをパケットにフォーマット化し、このパケット
を網へのリンク上に送出する任務をもつ。このコントロ
ール インタフェースはフロー コントロールに対する
多重未決要求、優先及び先取などのさまざまなバリエー
ションを持つことができる。UIMはこれがEUSメモリから
取るデータの量及び網に送る量のコントロールを行な
う。
受信側においては、EUSは受信されたパケットに関す
る情報をポーリングし、コントロール インタフェース
はこれに応答してパケット見出しからのLUWU情報及びEU
Sトランザクションのどれだけの量が到達したかに関す
る現在の情報を送る。コントロール インタフェースを
通じて、EUSはこれらメモリからデータを受信すること
を要求し、DMAインタフェースはUIM上のメモリからのデ
ータをEUSメモリ バッファ内に送る。受信側のインタ
フェース プロトコール内のこのポーリング及び応答メ
カニズムは網からのデータの受信に対して多くのEUSフ
レキシビリティを与える。EUSは発信EUSから来るトラン
ザクションの全部を受信することも、一部を受信するこ
ともできる。これはまた、受信におけるEUSに対するフ
ロー コントロール メカニズムを提供する。EUSはこ
れがなにを受信し、これをいつ受信し、またどのような
順番で受信するかをコントロールする。
8.3.3.4 サン ソフトウェア 本セクションは典型的な末端ユーザ システムである
サン−３ワークステーションがどのようにMANに接続さ
れるかについて述べる。別の末端ユーザ システムによ
って異なるソフトウェアが使用されることも考えられ
る。MANへのインタフェースは比較的簡単であり、実験
された多くのシステムに対して効率的である。
8.3.3.4.1 現存の網ソフトウェア Sun UNIX オペレーティング システムはカリフォル
ニア、バークレイ大学（University of California at
Berkely）によって開発された4.2BSD UNIXシステムから
派生されるものである。4.2BSDと同様に、これは殻の部
分として、ARPAnetプロトコールの実現、つまり、ネッ
ト間のプロトコール（IP）、IPの上部のコネクション
オリエンティッド サービスに対する伝送制御プロトコ
ール（TCP）、及びIPの上部のコネクションレス サー
ビスに対するユーザ データグラム プロトコール（UD
P）を含む。現在のサン システムはIPをネットワーク
層の上半分内のネット間サブ層として使用する。ネット
ワーク層の下半分は網スペシフィック サブ層である。
これは、現在、スペシフィック網ハードウェア接続にイ
ンターフェースするドライバ レベル ソフトウェア、
つまり、ETHERNETコントローラから成り、ここにリンク
層MACプロトコールが実現される。サン ワークステー
ションをMAN網と接続するためには、この現存のネット
ワーキングソフトウェアのフレームワークに適合するこ
とが要求される。サン内のMAN網インタフェースに対す
るソフトウェアはドライバ レベル ソフトウェアであ
ることが考えられる。
MNA網は当然コネクションレスあるいはデータグラム
タイプの網である。LUWUデータとコントロール情報が
網に向ってこのインタフェースを横断するEUSトランザ
クションを形成する。現存の網サービスはMAN網データ
グラムLUWUをベースとして使用して提供することができ
る。サン内のソフトウェアはコネクションレス及びコネ
クション オリエンティッド サポートの両方を構築
し、またMANデータグラム ネットワーク層の上部にア
プリケーション サービスを構築する。サンは既に多様
な網アプリケーション ソフトウェアをもつため、MAN
ドライバは複数の上側層を多重化するフレキシビリティ
をもつ基本サービスを提供することができる。この多重
能力は、現存のアプリケーションに対してのみでなく、
MANのパワーをより直接的に使用するこれからの新たな
アプリケーションに対しても必要となる。
ホスト ソフトウェア内のドライバ レベルにおいて
EUS内にアドレス翻訳サービス機能が必要である。これ
によってIPアドレスがMANアドレスに翻訳可能である。
このアドレス翻訳サービスは機能において現在のサン
アドレス リゾリューション プロトコール（ARP）に
類似するが、実現において異なる。特定のEUSがそのア
ドレス翻訳テーブルを更新したい場合、これはIPアドレ
スとともに網メッセージを周知のアドレス翻訳サーバー
に送る。すると、対応するMANアドレスが戻される。セ
ットのこのようなアドレス翻訳サービスを提供すること
によって、MANはサン環境内において多くの異なる、新
たな、そして現存の網ソフトウェア サービスに対する
下部網として機能することができる。
8.3.3.4.2 デバイス ドライバ 上部サイドにおいては、ドライバが伝送のためのより
高いプロトコール及びアプリケーションからのLUWUの複
数の異なるキューを多重化し、受信されたLUWUをより高
い層のための複数の異なるキューにキュー アップす
る。ハードウェア サイドにおいては、ドライバはユー
ザ メモリ バッファへのあるいはこれからのDMA伝送
をセット アップする。ドライバはユーザ バッファを
メイン システム バスを通じてDMAコントローラによ
ってアクセスすることができるメモリ内にマッピングす
るためにシステムとの通信が要求される。
送電においては、ドライバはMANアドレスを使用しな
いプロトコール層、つまり、ARPAnetプロトコールに対
する出LUWUのアドレス翻訳をする必要がある。MAN宛先
アドレス及び宛先グループがLUWUを伝送するとき送られ
るMANデータグラムコントローラ情報内に入れられる。
他の送信コントロール情報としては、LUWUの長さ、サー
ビスのタイプ及びより高いレベルのプロトコールを示す
欄、並びにDMAに対するデータ位置が含まれる。UIMはこ
のコントロール情報を用いてパケット見出しを形成し、
LUWUデータをEUSメモリから送出する。
受信においては、ドライバはポール／応答プロトコー
ルをEUSに入りデータを通知するUIMにて実現する。この
ポール応答には発信アドレス、LUWUの全体の長さ、現時
点までに到着してデータの量、より高いプロトコール層
を示すタイプ欄、及びメッセージからの幾らかの同意さ
れた量のデータが含まれる。（小さなメッセージの場合
は、このポール応答がユーザ メッセージ全体を含むこ
ともできる）。ドライバ自体はタイプ欄に基づいてこの
メッセージをどのように受信し、どのより高いレベルの
実体にこれをパスするか決定するフレキシビリティを持
つ。タイプ欄に基づいて、これは単に通知を配達し、受
信決定をより高い層にパスすることも考えられる。いか
なるアプローチが使用されたとしても、その後、UIMか
らEUSメモリにデータを配達するためのコントロール要
求が行なわれ、この結果として、UIMによるDMA動作が遂
行される。データを受信するためのEUSバッファをあら
かじめプロトコール タイプに対して割り当ておき、ド
ライバが受信を固定された様式で扱うようにすることも
でき、また単に通知を送る場合のようにドライバがより
高い層からバッファ情報を得てこれを扱うようにするこ
ともできる。これがサン環境においてドライバに現存及
び新たなアプリケーションの両方を扱うために要求され
るフレキシビリティのタイプである。
8.3.3.4.3 生MANインタフェースソフトウェア 将来,MAN網の機能を直接的に使用することを目的とし
てアプリケーション プログラムが作成された暁には、
このアドレス翻訳機能は必要でなくなる。MANデータグ
ラム制御情報は専用のMANネットワーク層ソフトウェア
によって直接に指定できるようになる。
9. MANプロトコール 9.1 概要 MANプロトコールは発信UIMから網を横断しての宛先UI
Mへのユーザ データの配達を行なう。このプロトコー
ルは、コネクションレスであり、受信及び送信に対して
非対称であり、エラー検出はするが修正は行なわず、ま
た高性能を達成するために層の純度を放棄する。
9.2 メッセージ シナリオ EUSはLUWUと呼ばれるデータグラム トランザクショ
ンを網内に送る。UESから来るデータはEUSメモリ内に駐
在する。EUSからの制御メッセージはUIMに対してデータ
の長さ、このLUWUに対する宛先アドレス、宛先グルー
プ、及びユーザ プロトコール及び要求されるサービス
の網クラスなどの情報を含むタイプ欄を指定する。一緒
になって、このデータ及び制御情報はLUWUを形成する。
EUSインタフェースのタイプによって、このデータ及び
制御情報はUIMに異なる方法にてパスされるが、ただ
し、データはDMA伝送にてパスされる可能性が大きい。
UIMはこのLUWUを網に送る。潜在的な遅延を低減する
ため、大きなLUWUは網に１つの連続したストリームとし
ては送られない。UIMはLUWUをある最大サイズを持つこ
とができるパケットと呼ばれる断片に切断する。この最
大サイズより小さなUWUはSUWUと呼ばれ、単一のパケッ
ト内に収容される。複数のEUSがNIMの所で集信され、こ
れらパケットはUIMからNIMへのリンク（EUSL）に送られ
る。あるUIMからのパケットは、NIMからMINTへのリンク
（XL）上で他のEUSからのパケットと要求多重化（deman
d multiplex）される。遅延は、EUSのどれもがMINTへの
リンクを共有する別のEUSからの長いLUWUの伝送の終了
を待つ必要がないという理由から低減される。UIMは個
々のパケットに対して元のLUWUトランザクションから情
報を含む見出しを生成するが、これによって、個々のパ
ケットは網を通じて発信UIMから宛先UIMにパスされ、そ
して、発信EUSによって網にパスされたのと同一のLUWU
に再結合される。このパケット見出しはMAN網内のネッ
トワーク層プロトコールに対する情報を含む。
NIMがパケットをそのXL上のMINTに送る前に、これはN
IM/MINT見出しをこのパケット メッセージに加える。
この見出しは特定のEUS/UIMが接続されるNIM上の物理ポ
ートを同定する発信ポート番号を含む。この見出しはMI
NTによって発信EUSがそのユーザが許可をもつポートの
所に位置するか検証するのに使用される。このタイプの
追加のチェックは、１つあるいは複数の仮層網を処理す
るデータ網によってはこの仮層網のプライバシーを確保
するために特に重要である。MINTはこのパケット見出し
をパケットに対するルートを決定するため、並びに他の
考えられるサービスのために使用する。MINTはパケット
見出しの内容は変えない。MINT内のILHがパケットを宛
先NIMへのXL上に送るために網を通じてパスするとき、
これはNIM/MINT見出し内に異なるポート番号を置く。こ
のポート番号は宛先EUS/UIMが接続されたNIM上の物理ポ
ートである。宛先NIMはこのポート番号を使用してこの
パケットをオンザフライにて該当するEUSLに送る。
パケット内のさまざまなセクションはリンク フォー
マットに従ってデリミタによって同定される。このデリ
ミタはNIM/MINT見出し600とMAN見出し610との間、及びM
AN見出しとパケットの残りの部分との間に現れる。MAN
見出しとパケットの残りの部分との境界の所のデリミタ
は見出し検査シーケンス回路に見出しチェックを挿入あ
るいはチェックするように知らせるために要求される。
NIMは受信されたパケットをNIM/MINT見出し欄内の全て
のポートに同報通信する。
パケットが宛先UIMの所に到着するとき、パケット見
出しは発信EUSのトランザクションを再組立てするのに
必要な発信UIMからの元の情報を含む。さらに、パイプ
ライン連結、あるいは他の異なるさまざまなEUSトラン
ザクション サイズ、優先、及び先取りのスキームを含
むさまざまなEUS受信インタフェース アプローチを可
能とするのに要求される十分な情報が含まれる。
9.3 MANプロトコールの説明 9.3.1 リンク層の機能 リンク機能についてはセクション５において説明され
る。メッセージの開始及び終端の区切、データの透明
性、EUSL及びXLリンク上のメッセージ チェック シー
ケンスの機能についてここでは議論される。
パケット メッセージ全体に対するチェック シーケ
ンスはリンク レベルにおいて遂行される。ただし、こ
こでは、修正動作が行なわれるかわりに、エラーの指標
がネットワーク層にここで処理されるようにパスされ
る。メッセージ チェックシーケンスにエラーがあった
場合は、単に管理の目的でエラー カウントが増分さ
れ、メッセージの伝送は継続される。別個の見出しチェ
ック シーケンスがUIM内のハードウェア内で計算され
る。MINTコントロールによって見出しチェック シーケ
ンス エラーが検出されると、結果としてメッセージは
破棄され、エラー カウントが管理の目的で増分され
る。宛先UIMにおいて、見出しチェック シーケンスに
エラーがあった場合も、このメッセージは破棄される。
データ チェック シーケンスの結果はLUWU到達通知の
一部としてEUSに運ばれ、UESはこのメッセージを受信す
るか否かを決定することができる。層純度のこれら違反
は速度及び網全体の性能を向上させるためにリンク層で
の処理を軽減するために行なわれる。
エラー修正及びフロー コントロールのような他の
“標準の”リンク層機能は従来の方法では遂行されな
い。リンク レベルにエラー修正（再送信要求）あるい
はフロー コントロールのための通知メッセージは返送
されない。フロー コントロールはフレーミング パタ
ーン内の専用ビットを用いて通知される。X.25のような
プロトコールの複雑さは、処理オーバヘッドが性能を低
下させない低速度リンクに対しては耐えられ、高いエラ
ー率をもつリンクの信頼性を向上させる。ただし、この
網内の光ファイバ リンクの低ビットエラー率によって
許容できるレベルのエラー フリー スループットが達
成できるものと見込まれる（この光ファイバ リンクの
ビット エラー率は10エラー／兆ビット以下である）。
また、高速リンクからのデータを処理するのに必要なMI
NT及びUIM内の非常に大きな量のバッファ メモリのた
め、フロー コントロール メッセージは必要である、
あるいは効果的でないと考えられる。
9.3.2 ネットワーク層 9.3.2.1 機能 発信UIMを出て宛先UIMに向って進むメッセージ ユニ
ットはパケットである。このパケットはいったん発信UI
Mを出ると変えられることはない。
UIMからUIMへのメッセージ見出し内の情報は以下の機
能の遂行を可能とする。
−発信UIMの所でのLUWUの断片化、 −宛先UIMの所でのLUWUの再結合、 −MINTの所での正しいNIMへのルーティング、 −宛先NIMの所での正しいUIM/EUSポートへのルーティン
グ、 −可変長メッセージ（例えば SUWU、パケット、ｎ個の
パケット）のMINT伝送、 −宛先UIMの渋滞コントロール及び到着通知、 −メッセージ見出しエラーの検出及び処理、 −網内メッセージに対する網実体のアドレシング、 −認可されたユーザにのみ網サービスを配達するUES認
証。
9.3.2.2 フォーマット 第20図はUIMからMINTへのメッセージフォーマットを
示す。MAN見出し610は宛先アドレス612、発信アドレス6
14、グループ（仮想網）識別子616、グループ618、サー
ビスのタイプ620、パケット長（見出しにデータを含め
たバイト数）622、サービス インジケータのタイプ62
3、末端ユーザ システムによってEUSからEUSへの見出
し630を同定するために使用されるプロトコール識別子6
24、及び見出し検査シーケンス626を含む。この見出し
は固定の長さをもち、７つの32−ビット語、つまり、22
4ビット長である。MAN見出しにメッセージを断片化する
ためのEUSかにEUSへの見出し630が続く。この見出しはL
UWU識別子632、LUWU長インジケータ634、パケット シ
ーケンス番号636、ユーザ データ640の見出しであるEU
S内プロトコールの内容を同定するためのプロトコール
識別子638、及びLUWUの全情報内のこのパケットのデー
タの最初のバイト数369を含む。そして最後に、宛先ポ
ートの同定642及び発信ポートの同定644に続いて、適当
なユーザ プロトコールに対するユーザ データ640が
送られる。この欄は32ビットを持つが、これは、現在の
網制御プロセッサに対しては、これが最も効率的な長さ
（整数）であるためである。エラー検査はコントロール
ソフトウェア内でこの見出しに関して遂行され、これ
は見出しチェック シーケンスと呼ばれる。リンク レ
ベルにおいては、エラー検査がメッセージの全体に対し
て行なわれ、これがメッセージ チェック シーケンス
634である。完結の目的で、図面内には（後に説明され
る）MIN/MINT見出し600も示される。
宛先アドレス、グループ同定、サービスのタイプ、及
び発信アドレスはMINT処理の効率のためにメッセージの
最初の５つの欄内に置かれる。宛先及びグループ同定は
ルーティングのために使用され、サイズはメッセージ管
理のために使用され、タイプ欄は特別な処理のために、
そして発信欄はサービスの認知のために使用される。
9.3.2.2.1 宛先アドレス 宛先アドレス612はどのEUSにそのパケットが送られて
いるかを指定するMANアドレスである。MANアドレスは32
ビット長であり、網に接続されたEUSを指定するフラッ
ト アドレスである。（網内メッセージにおいては、MA
Nアドレス内の高オーダー ビットがセットされている
場合は、このアドレスは、EUSのかわりに、網内実体、
例えば、MINTあるいはNIMを指定する）。MANアドレスは
永久的にあるEUSに指定され、これが網内の異なる物理
位置に移動した場合でもこのEUSを同定する。EUSが移動
した場合は、周知のルーティング認証サーバーにて署名
し、そのMANアドレスとそれが位置する物理ポートとの
間の対応を更新することが必要である。勿論、ポート番
号はNIMによって供給され、従って、EUSは所在地につい
て嘘を言うことはできない。
MINT内においては、宛先アドレスはメッセージをルー
ティングするために宛先NIMを決定するのに使用され
る。宛先NIM内においては、この宛先アドレスはメッセ
ージをルーティングするために宛先UIMを決定するため
に使用される。
9.3.2.2.2 パケット長 パケット長欄622は16ビット長であり、このメッセー
ジ断片の固定の見出し及びデータを含めたバイトの長さ
を示す。この長さはMINTによってメッセージの伝送に使
用される。これはまた宛先UIMによってEUSに配達される
データがどれくらいあるか決定するために使用される。
9.3.2.2.3 タイプ欄 サービスのタイプ欄623は16ビット長であり、元のEUS
要求内に指定されるサービスのタイプを含む。MINTはこ
のサービスのタイプを調べ、タイプに応じてメッセージ
の処理のしかたを変える。宛先UIMもこのサービス タ
イプを調べ、宛先EUSにこのメッセージをどのように配
達するか、つまり、エラーが存在しても配達すべきか否
かを決定する。ユーザ プロトコール624は網からのさ
まざまなデータ ストリームの多重化においてEUSドラ
イバを助ける。
9.3.2.4 パケット シーケンス番号 ここに説明されるのはこの特定のLUWU伝送に対するパ
ケット シーケンス番号636である。これは、受信UIMに
よる入りLUWUを再結合を助ける。つまり、受信UIMは伝
送の断片がエラーのために失われたか否かを知ることが
できる。シーケンス番号はLUWUの個々に断片に対して増
分される。最後のシーケンス番号は負であり、これによ
ってLUWUの最後のパケットが示される。（１つのSUWU
は、シーケンス番号として−１を持つ）。無限の長さの
LUWUが送信されているときは、パケット シーケンス番
号がラップ アラウンドされる。（無限の長さのLUWUの
説明に関しては、UWU長、セクション9.3.2.2.7を参照す
ること。） 9.3.2.2.5 発信アドレス 発信アドレス614は32ビット長であり、これはそのメ
ッセージを送ったEUSを指定するMANアドレスである。
（MANアドレスの説明に関しては、宛先アドレスを参照
すること）。この発信アドレスは網会計のためにMINT内
において必要とされる。NIM/MINT見出しからのポート番
号600と一緒に、これはMINTによって発信EUSを網サービ
スに対して認定するのに使用される。発信アドレスは宛
先EUSにこれがそのメッセージを送ったEUSの網アドレス
を知ることができるように送られる。
9.3.2.2.6 UWU ID UWU ID632は宛先UIMによってUWUを再結合するために
使用される32ビット番号である。この再結合作業は網内
において断片の順番が変えられないためより簡単にでき
ることに注意する。UEU IDは、発信及び宛先アドレス
とともに、同一LUWUのパケット、つまり、元のデータグ
ラム トランザクションの断片を同定する。このIDは任
意の断片が網内にあるあいだ発信及び宛先ペアに対して
一意でなければならない。
9.3.2.2.7 UWU長 UWU長634は32ビット長であり、UWUデータの全体の長
さをバイトにて示す。LUWUの最初のパケット内において
は、これは宛先UIMが渋滞コントロールを行なうことを
可能にし、LUWUがEUSにパイプライン連結された場合
は、これがUIMがLUWUの通知が開始し、UIMにLUWUの全部
が到達する前に、一部を配達することを可能とする。
負の長さは２つのEUS間のオープン チャネルのよう
な無限長のLUWUを示す無限長LUWUのクローズ ダウンは
負のパケット シーケンス番号を送ることによって行な
われる。UIMがEUSメモリへのDMAを制御するような場合
には無限長LUWUのみが意味をなす。
9.3.2.2.8 見出し検査シーケンス 見出し検査シーケンス626が存在するが、これは送信U
IMによって見出し情報に対して計算され、これによって
MINT及び宛先UIMは見出し情報が正常に伝送されたか否
か決定できる。MINTあるいは宛先UIMは見出し検査シー
ケンスにエラーがある場合は、パケットの配達を行なわ
ない。
9.3.2.2.9 ユーザ データ ユーザ データ640はこの伝送の断片内において伝送
されるユーザUWUデータの一部である。このデータにリ
ンク レベルにおいて計算されるメッセージ全体の検査
シーケンス646が続く。
9.3.3 NIM/MINT層 9.3.3.1 機能 このプロトコール層はNIMポート番号600を含む見出し
から成る。このポート番号はNIM上のEUS接続に対する１
対１の対応を持ち、NIMによってブロック403（第16図）
においてユーザがこの中に偽のデータを入れることがで
きないように生成される。この見出しはパケットメッセ
ージの前に置かれ、オーバーロール パケット メッセ
ージ検査シーケンスによってはカバーされない。これは
このエラー信頼性を向上させるために同一語内のパリテ
ィ ビットのグループによってチェックされる。MINTへ
の入りメッセージは発信NIMポート番号を含むが、これ
はタイプ欄内に要求される網サービスに対するユーザ認
証に使用される。MINTからの出メッセージは発信ポート
番号600のかわりにNIMによる宛先EUSへのデマルチプレ
キシング／ルーティングの速度をあげるために宛先NIM
ポート番号を含む。そのパケットが１つのNIM内に複数
の宛先ポートを持つ場合は、これらポートのリストがパ
ケットの初めに置かれ、見出しのセクション600は数語
長となる。
10.ログイン手順及び仮想網 10.1 全般 MANのようなシステムは、通常、これが多数の顧客に
サービスを提供するとき最もコスト効率が高くなる。こ
のような多数の顧客のなかには、外部からの保護を要求
する複数のユーザが含まれる可能性が高い。これらユー
ザは仮想網にグループ化すると便利である。より大きな
フレキシビリティ及び保護を提供するために、個々のユ
ーザに複数の仮想網へのアクセスを与えることができ
る。例えば、１つの会社の全てのユーザを１つの仮想網
上に置き、この会社の給料支給部門を別個の仮想網上に
置くことができる。給料支給部門のユーザは、これらも
この会社に関する一般データへのアクセスを必要とする
ためこれら両方の仮想網に属することが必要であるが、
給料支給部門の外側のユーザは、給料支払い記録にアク
セスすることは望ましくないため給料支払仮想網の仮想
網メンバーには属さないことが要求される。
発信者チェックのログイン手順及びルーティングはMA
Nシステムが複数の仮想網をサポートし、不当なデータ
アクセスに対する最適レベルの保護を提供することを
可能にするために考えられた方法である。さらに、NIM
が個々のパケットに対してユーザ ポート番号を生成す
るこの方法は、偽名を阻止することによって不当なユー
ザによる仮想網へのアクセスに対して追加の保護を提供
する。
10.2 許可データ ベースの構築 第15図はMAN網の管理コントロールを示す。データ
ベースはディスク351内に格納され、動作、管理、及び
保守（OA＆Ｍ）システム350によってログイン要求に応
答してユーザに許可を与えるためにアクセスされる。大
きなMAN網に対しては、OA＆Ｍシステム350は多量のログ
イン要求を処理するための分散多重プロセッサ装置であ
ることも考えられる。このデータ ベースはユーザがそ
の会員でない場合は制限された仮想網へのアクセスがで
きないように設計される。このデータ ベースは３つの
タイプの超ユーザの制御下に置かれる。第一の超ユーザ
はMANサービスを供給する通信業者の従業員である。こ
こではレベル１の超ユーザと呼ばれるこの超ユーザは、
通常、個々のユーザ グループに対するブロックの番号
から成るブロックのMAN名を割り当て、そしてタイプ２
及びタイプ３の超ユーザにこれら名前の特定の幾つかを
割り当てる。レベル１超ユーザはまた特定のMANグルー
プに対して仮想網を割り当てる。最後に、レベル１超ユ
ーザは、MANによって供給されるサービス、例えば、電
子“イエロー ページ”サービスを生成あるいは破壊す
る権限をもつ。タイプ２超ユーザは割り当てられたブロ
ックからの有効MAN名を特定のユーザ集団に割り当て、
また必要であれば物理ポートアクセス制御を指定する。
これに加えて、タイプ２超ユーザは、彼の顧客集団のセ
ットのメンバーのある仮想網へのアクセスを制限する権
限をもつ。
タイプ３の超ユーザは、タイプ２の超ユーザと概ね同
一の権限をもつが、彼らの仮想網へのアクセスをMAN名
に対して許可する権限をもつ。このようなアクセスは、
MAN名のタイプ２の超ユーザがこのMAN名のユーザにテー
ブル370内の適当な項目によってこのグループに参加す
る能力を許した場合は、タイプ３の超ユーザによっての
み許可されることに注意する。
データ ベースはテーブル360を含むが、これには、
個々のユーザ同定362、パスワード361、このパスワード
を使用してアクセス可能なグループ363、そこからユー
ザが送信及び／あるいは受信を行なうポートのリスト及
び特別な場合におけるダイレクトリー番号364、及びサ
ービスのタイプ365、つまり、受信専用、送信専用、あ
るいは受信及び送信を示す欄が含まれる。
このデータ ベースはまたユーザ（テーブル370）を
個々のユーザに対して潜在的に許可が可能なグループ
（テーブル375）に関連づけるためのユーザ・能力テー
ブ370、375を含む。あるユーザが超ユーザによってある
グループへのアクセスを許可されることを望む場合、こ
のテーブルがこのグループがテーブル370のリスト内に
あるか知るためにチェックされ、リスト内に存在しない
場合は、そのグループに対してユーザを許可することに
対するこの要求が却下される。超ユーザが彼らのグルー
プに対し、及びテーブル370、375内の彼らのグループに
対してデータを入力する権利をもつ。超ユーザはまた彼
らのユーザかテーブル375からのグループをユーザ／グ
ループ許可テーブル360のグループのリスト363内に移動
することを許可する権利をもつ。従って、あるユーザが
外側のグループにアクセスするためには、両方のグルー
プから超ユーザの両方がこのアクセスを許可しなければ
ならない。
10.3 ログイン手順 ログインのとき、上に説明の方法に従って前もって正
当な許可を与えられたユーザは、初期ログイン要求メッ
セージをMAN網に送る。このメッセージは他のユーザに
向けられるのでなく、MAN網自体に向けられる。実際に
は、このメッセージは見出しのみのメッセージであり、
MINT中央コントロールによって分析される。パスワー
ド、要求されるログイン サービスのタイプ、MANグル
ープ、MAN名及びポート番号の全てが他の欄にかわって
ログイン要求のMAN見出し内に含まれる。これは見出し
のみがXLHによってMINT中央コントロールに、OA＆Ｍ中
央コントロールによってさらに処理されるためにパスさ
れるためである。MAN名、要求されるMANグループ名（仮
想網名）、及びパスワードを含むログイン データがロ
グイン許可データ ベース351と比較され、この特定の
ユーザがそのユーザが接続された物理ポートからのこの
仮想網へのアクセスが許可されるか否かチェックされ
る。（この物理ポートはMINTによるログイン パケット
の受信の前にNIMによって事前に未決にされる。）。こ
のユーザが、事実、正当に許可されている場合は、発信
チェッカー307及びルーター309（第14図）内のテーブル
が更新される。このログイン ユーザのポートを処理す
るチェッカーの発信チェッカー テーブルのみが端末動
作に対するログインから更新される。ログイン要求が受
信機能に対するものであるときは、全てのMINTのルーテ
ィング テーブルが要求に応答するために他のMINTに接
続された同一グループの任意の許可された接続可能なユ
ーザからのデータを発信者が受信できるように更新され
なければならない。発信チェッカー テーブル308はそ
の発信チェッカーに対するXLHにデータ流を送るNIMに接
続された個々のポートに対する許可された名前／グルー
プ ペアのリストを含む。ルーターテーブル310は全てU
WUを受信することを許可された全てのユーザに対する項
目を含む。個々の項目は名前／グループ ペア、及び対
応するNIM及びポート番号を含む。発信チェッカー リ
スト内の項目はグループ識別子番号によってグループ化
される。グループ識別子番号616はログイン ユーザか
らのその後のパケットの見出しの一部であり、これはロ
グインのときOA＆Ｍシステム350によって派生され、OA
＆ＭシステムによってMANスイッチ10を介してログイン
ユーザに送り変えされる。OA＆Ｍシステム350はMINT
中央コントロール20のMINTメモリ18へのアクセス19を使
用してログイン ユーザに対するログイン通知を入力す
る。後続のパケットに関しては、これらがMINT内に受信
されると、発信チェッカーがポート番号、MAN名及びMAN
グループ名を発信チェッカー内の許可テーブルに対して
チェックし、この結果、そのパケットが処理されるべき
か否かが決定される。ルーターは次に仮想網グループ名
及び宛先名をチェックすることによってその宛先がその
入力に対して許される宛先であるか調べる。結果とし
て、ユーザがいったんログインされると、ユーザはルー
ティング テーブル内の全ての宛先にアクセスできる。
つまり、読出し専用モードあるいは読出し／書込みモー
ドにおけるアクセスに対して前にログインされた宛先、
及びそのログイン内に要求されるのと同一の仮想網グル
ープ名をもつ宛先の全てにアクセスでき、一方、許可も
持たないユーザは全てのパケットをブロックされる。
この実施態様においては、チェックが個々のパケット
に対して行なわれるが、これを個々のワーク ユニット
（LUWUあるいはSUWU）に対して行ない、その元のパケッ
トが拒否されたLUWUのその後の全てのパケットが拒否さ
れるように指標を記録することも、あるいはその元のパ
ケットがユニット システムの所に失われている全ての
LUWUを拒否するようにすることもできる。
ログイン データ ベースの変更と関連する超ユーザ
ログインは、これがOA＆Ｍシステム350内においてデ
ィスク351上に格納されたデータ ベースを変更する権
限をもつログイン要求として認識されることを除いて従
来のログインと同様にチェックされる。
超ユーザ タイプ２及び３はOA＆Ｍシステム350への
アクセスをMANのユーザ ポートに接続されたコンピュ
ータから得る。OA＆Ｍシステム350は料金請求、使用、
許可及び性能に関する統計を派生するが、これは、超ユ
ーザによって彼らのコンピュータからアクセスできる。
MAN網はまた送信専用ユーザ及び受信専用ユーザのよ
うな特別なタイプのユーザに対してもサービスを提供で
きる。送信専用ユーザの一例として、ブロードカスト
ストック クォーテーション システム（broadcast st
ock quotation system）あるいはビデオ送信機が存在す
る。送信専用ユーザの出力は発信チェッカー テーブル
内においてのみチェックされる。受信専用ユニット、例
えば、プリンタあるいはモニタ デバイスはルーティン
グ テーブル内の項目によって認可される。
11.MANの音声スイッチとしてのアプリケーション 第22図はMANアーキテクチャーを音声並びにデータを
スイッチするために使用するための構成を示す。このア
ーキテクチャーのこれらサービスへのアプリケーション
を簡素化するために、現存のスイッチ、この場合にはAT
＆Ａ網システム社（AT＆A Network Syeteme）によって
製造される5ESS スイッチが使用される。現存のスイッ
チを使用することの長所は、これが非常に大きな開発労
力を必要とするローカル スイッチを制御するためのプ
ログラムを開発する必要性を排除することである。現存
のスイッチをMANと音声ユーザの間のインタフェースと
して使用することによって、この労力はほとんど完全に
排除できる。第22図には5ESSスイッチ1200の交換モジュ
ール1207に接続された従来の顧客電話機が示される。こ
の顧客電話機はまた統合サービス デジタル網（integr
ated service digital network、ISDN）と5ESSスイッチ
にこれも接続することができるデータ顧客ステーション
とが組み合わせられたものであっても良い。他の顧客ス
テーション1202は交換モジュール1207に接続された加入
者ループ キャリヤ システム1203を通じて接続され
る。交換モジュール1207は交換モジュール間の接続を確
立する時分割多重スイッチ1209に接続される。これら２
つの交換モジュールは、共通チャネル信号法７（CCS7）
信号法チャネル1211、パルス符号変調（PCM）チャネル1
213、及びスペシャル信号法チャネル1215から成るイン
タフェース1210に接続される。これらチャネルはMAN NI
M2とのインタフェースのためにパケット アセンブラー
及びディスアセンブラー1217に接続される。PADの機能
はスイッチ内で生成されるPCM信号とMAN網内で交換され
るパケット信号との間のインタフェースを行なうことに
ある。スペシャル信号法チャネル1215の機能はPAD1217
に個々のPCMチャネルと関連する発信者と宛先について
通知することにある。CC7チャネルはパケットをPAD1217
に送るが、PAD1217はこのパケットをMAN網による交換に
要求される形式にするための処理を行なう。システムを
装置あるいは伝送施設の故障に耐えられるようにするた
め、この交換器はMAN網の２つの異なるNIM網に接続され
る。デジタルPBX1219はまたパケット アセンブラー
ディスアセンブラー1217と直接にインタフェースする。
PADを後にグレード アップしたい場合は、SLC1203と直
接に、あるいはデジタル音声ビット流を直接に生成する
統合サービスデジタル網（ISDN）電話機のような電話機
と直接にインターフェースすることも可能である。
NIMはMANハブ1230に直接に接続される。NIMはこのハ
ブのMINT11に接続される。MINT11はMANスイッチ22によ
って相互接続される。
このタイプの構成に対しては、MANハブを最も効率的
に活用するためには、かなりの量のデータ並びに音声を
スイッチすることが要求される。音声パケットは、特
に、音声を発信元から宛先に伝送するとき遭遇する総遅
延をできるだけ短くするため、及び音声信号の一部の損
失に結びつくような大きなパケット間ギャップが存在し
ないことを確保するために非常に短い遅延要素をもつ。
MANに対する基本設計パラメータがデータ交換を最適
化するために選択されており、また第22図に示されるよ
うに最も簡単な方法で適用されている。多量の音声パケ
ット交換が要求される場合は、１つあるいは複数の以下
の追加のステップが取られる。
1.符号化のフォーム 例えば、32Kビット／秒にて優れ
た性能を提供する適応差分PCM（ADPCM）を64KビットPCM
のかわりに使用する。性能を向上させるため、32ビット
／秒以下のビット速度を要求する優れた符号化スキーム
を提供されている。
2.パケットは顧客が実際に話しているときにのみ送信す
ることが要求される。これは送信すべきパケットの数を
少なくとも2:1に削減する。
3.音声サンプルを緩衝するためのバッファのサイズを25
6音声サンプル（２パケット バッファ）／チャネルに
対するメモリ以上に増加することもできる。ただし、長
い音声パケットはより大きな遅延を導入し、これが耐え
られるか否かは音声網の残りの部分の特性に依存する。
4.音声トラヒックを音声パケットに対するスイッチ セ
ット アップ動作の数を削減するためにスペシャリスト
MINT内に集信することもできる。ただし、このような構
成はNIMあるいはMINTの故障の影響を受ける顧客の数を
増加させたり、あるいは別のNIM及び／あるいはMINTへ
の代替経路を提供するための構成が必要となることも考
えられる。
5.別のハブ構成を使用することもできる。
第24図に示される代替ハブ構成はステップ５の解決の
一例である。音声パケットを交換するにあたっての基本
問題は音声の伝送における遅延を最小にするために、音
声パケットが音声の短なセグメントによって表わされな
ければならないことであり、幾つかの推測によると、こ
の長さは20ミリ秒という短な値である。これは音声の個
々の方向に対して50パケット／秒という大きな数に相当
する。MINTへの入力のかなりの量がこのような音声パケ
ットである場合は、回路スイッチセットアップ時間がこ
のトラヒックを処理するには大きすぎる危険がある。音
声トラヒックのみが交換されるような場合は、高トラヒ
ック状況に対して回路セットアップ動作を必要としない
パケット スイッチが要求されることも考えられる。
このようなパケット スイッチ1300の１つの実施態様
は、空間分割スイッチの従来のアレイのように相互接続
されたグループのMINTから成り、ここで、個々のMINT13
13は他の４つに接続され、全ての出力MINT1312に到達す
るために十分な多量の音声トラヒックを運ぶ段が加えら
れる。装置の故障に対する追加の保護のために、パケッ
ト スイッチ1300のMINT1313をMANS10を通じて相互接続
し、トラヒックを故障したMINT1313を避けて通過させ、
この代わりに予備のMINT1313を使用することもできる。
NIM2の出力ビット流は入力MINT1311の入力（XL）の１
つに接続される。入力MINT1311を出るパケット データ
トラヒックは、続けてMANS10にスイッチすることがで
きる。この実施態様においては、MANS10のデータパケッ
ト出力がMANS10の出力を受信する出力MINT1312内のデー
タ スイッチ1300の音声パケット出力と併合される。出
力MINT1312はXL16（入力）側のMANS10及びデータ スイ
ッチ1300の出力を受信し、このIL17出力はPASC回路290
（第13図）によって生成されるNIM2の入力ビット流であ
る。入力MINT1311はNIM2への出力ビット流を生成するた
めのPASC回路290（第13図）を含まない。出力MINT1312
に対しては、MANS10からのXLへの入力は、この入力が異
なる遅延を挿入する回路経路を通じて多くの異なるソー
スから来るため第23図に示されるような位相整合回路29
2（第13図）にパスされる。
この構成はまた高優先度データ パケットをパケット
スイッチ1300にパスし、一方、回路スイッチ10を低優
先度データ パケットを交換するために保持するために
使用することもできる。この構成においては、パケット
スイッチ1300を音声トラヒックを運ばない出力MINT13
12にパスする必要がなく、この場合、音声トラヒックを
運ばないMINTへの高優先度パケットは回路スイッチMANS
10に向けることが要求される。
12.MAN交換コントロールへのMINTアクセス コントロー
ル 第21図はMINT11のMN交換コントロール22へのアクセス
を制御するための構成を示す。個々のMINTは１つの関連
するアクセス コントローラ1120を持つ。データ リン
グ1102、1104、1106は個々のアクセス コントローラの
個々の論理及びカウント回路1100への出力リンクの空き
状態を示すデータを分配する。個々のアクセス コント
ローラ1120はそれにデータを送信することを望む出力リ
ンク、例えば、1112のリスト1110を保持し、個々のリン
クは関連する優先インジケータ1114を含む。MINTはこの
リストの出力リンクをそのリンクをリング1102内におい
て使用中とマークし、MAN交換コントロール22にこのMIN
TのILHから要求される出力リンクへの経路をセットアッ
プするオーダーを送信することによって捕捉することが
できる。その出力リンクに伝送されるべきデータ ブロ
ックの全てが伝送されると、MINTはこの出力リンクをデ
ータ リング1102によって伝送されるデータ内において
空きとマークし、これによってこの出力リンクが他のMI
NTによってアクセスできるようにする。
空き状態データのみを使用することの１つの問題は、
渋滞が起った場合、特定のMINTが１つの出力リンクへの
アクセスを得るためにかかる時間が長くなり過ぎること
である。MINTへの出力リンクへのアクセスが平均化でき
るように、以下の構成が使用される。リンク1102内に伝
送されるレディー ビット（ready bit）と呼ばれる個
々のリンク空き指標と関連して、リング1104内に伝送さ
れるウインドウ ビット（window bit）が存在する。こ
のレディー ビットは出力リンクを捕捉あるいは解放す
る任意のMINTによって制御される。このウインドウ ビ
ットは、単一のMINT、ここでは説明の目的上、制御MINT
と呼ばれるMINTのみのアクセスコントローラ1120によっ
て制御される。この特定の実施態様においては、任意の
出力リンクに対する制御MINTは対応する出力リンクがそ
れに向けられたMINTである。
オープン ウインドウ（ウインドウ ビット＝１）
は、リング上の出力リンクの捕捉を望み、レディー ビ
ットがそのコントローラを通過したことによってこれが
空きであると認識した第１のアクセス コントローラに
このリンクの捕捉を許し、使用中のリンクを捕捉しよう
と試みた任意のコントローラに対してはその使用中リン
クに対して優先インジケータ1114をセットすることを許
す。クローズ ウインドウ（ウインドウ ビット＝０）
は、対応する空きのリンクに対してセットされた優先イ
ンジケータを持つコントローラのみにこの空きのリンク
を捕捉することを許す。このウインドウは、制御MINTの
アクセス コントローラ1120によってそのコントローラ
の論理及びカウント回路1100がその出力リンクが使用中
になったとき（レディー ビット＝０）クローズされ、
このコントローラがこの出力リンクが空きである（レデ
ィー ビット＝１）ことを検出したとき、オープンされ
る。
アクセス コントローラのリンク捕捉動作は以下の通
りである。リンクが使用中であり（レディー ビット＝
０）、ウインドウ ビットが１である場合、アクセス
コントローラはその出力リンクに対して優先インジケー
タ1114をセットする。リンクが使用中で、ウインドウ
ビットがゼロである場合は、コントローラはなにもしな
い。リンクが空き状態で、ウインドウ ビットが１であ
る場合は、コントローラはリンクを捕捉し、他のコント
ローラが同一リンクを捕捉しないようにレディー ビッ
トをゼロにマークする。リンクが空きで、ウインドウ
ビットがゼロである場合は、そのリンクに対して優先イ
ンジケータ1114がセットされているコントローラのみが
リンクを捕捉することができ、レディー ビットをゼロ
にマークしてこれを捕捉する。ウインドウ ビットに関
する制御MINTのアクセス コントローラの動作は単純で
ある。つまり、このコントローラは単にレディー ビッ
トの値をウインドウ ビット内にコピーする。
レディー及びウインドウ ビットに加えて、フレーム
ビットがリング1106内に資源使用状態データのフレー
ムの開始を定義し、従って、個々の解除及びウインドウ
ビットと関連するリンクを同定するためのカウントを
定義するために巡回される。３つのリング1102、1104及
び1106上のデータはシリアルにそして同期して個々のMI
NTの論理及びカウント回路1100内を巡回する。
このタイプの動作の結果として、１つの出力リンクを
捕捉することを試み、そして、最初にこの出力リンクを
捕捉することに成功したユニットとウインドウ ビット
を制御するアクセス コントローラとの間に位置するア
クセス コントローラは優先権を与えられ、その後、こ
の特定の出力リンクを捕捉する要求を行なった他のコン
トローラの前に処理される。結果として、全てのMINTに
よる全ての出力リンクへの概ね公平なアクセスの分配が
達成される。
MANSC22へのMINT11アクセス コントロールを制御す
るためのこの代替アプローチが使用された場合は、優先
MINTから制御される。個々のMINTは要求をキューするた
めの優先及び普通待行列を保持し、MANSCサービスに対
する要求を最初MINT優先待行列から行なう。
13.結論 上の説明は単に本発明の１つの好ましい実施態様に関
するものであり、本発明の精神及び範囲から逸脱するこ
となく他の多くの構成が設計できることは明らかであ
り、本発明は特許請求の範囲によってのみ限定されるも
のである。
コード名のリスト 1SC 第１段コントローラ 2SC 第２段コントローラ ACK 通知応答 ARP アドレス リゾリューション プロトコー
ル ARQ 自動リピート要求 BNAK ビジー否定的通知 CC 中央コントロール CNAK コントロールの否定的応答 CNet コントロール網 CRC 巡回冗長チェックあるいはコード DNet データ網 DRAM 動的ラングム アクセス メモリ DVMA 直接仮想メモリ アクセス EUS 末端ユーザ システム EUSL 端末ユーザ リンク（NIMとUIMを接続） FEP 前置プロセッサ FIFO 先入れ先出し FNAK 組織ブロッキング否定的通知 IL 内部リンク（MINTとMANSを接続） ILH 内部リンク ハンドラー IP 内部プロトコール LAN ローカル エリア網 LUWU ロング ユーザ ワーク ユニット MAN 一例としてのメトロポリタン エリア網 MANS MANスイッチ MANSC MAN/スイッチ コントローラ MINT メモリ及びインターフェース モジュール MMU メモリ管理ユニット NAK 否定的通知 NIM 網インタフェース モジュール OA＆Ｍ 動作、管理及び保守 PASC 位相整合及びスクランブル回路 SCC スイッチ コントロール複合体 SUWU 短ユーザ ワーク ユニット TPC 伝送コントロール プロトコール TSA タイム スロット割当器 UDP ユーザ データグラム プロトコール UIM ユーザ インタフェース モジュール UWM ユーザ ワーク ユニット VLSI 大規模集積回路 VME バス １つのIEEE基準バス WAN ワイド エリア網 XL 外部リンク（NIMをMINTに接続） XLH 外部リンク ハンドラー XPC クロスポイント コントローラ
【図面の簡単な説明】
第１図はメトロポリタン エリア網内でみられるタイプ
の通信トラヒックの特性をグラフにて示し； 第２図はこの網を介して通信する典型的な入力ユーザ
ステーションを含む一例としてのメトロポリタン エリ
ア網（ここでは、MANと呼ばれる）の高レベル ブロッ
ク図を示し； 第３図はMANハブ及びこのハブと通信するユニットのよ
り詳細なブロック図であり； 第４図及び第５図はデータが入力ユーザ システムから
MANのハブに、そして、出力ユーザ システムへといか
に移動するかを示すMANのブロック図であり； 第６図はMANのハブ内の回路スイッチとして使用できる
タイプの一例としての網を簡略的に示し； 第７図はMAN回路スイッチ及びこの関連するコントロー
ル網の一例としての実施態様のブロックであり； 第８図及び第９図はハブのデータ分配段からハブの回路
スイッチのコントローラへの要求のフローを示す流れ図
であり； 第10図はハブの１つのデータ分配スイッチのブロック図
であり； 第11図から第14図はハブのデータ分配スイッチの部分の
ブロック図及びデータ レイアウトを示し； 第15図はハブのデータ分配段を制御するための動作、管
理、及び保守（OA＆Ｍ）システムのブロック図であり； 第16図は末端ユーザ システムとハブとの間のインタフ
ェースのためのインタフェース モジュールのブロック
図であり； 第17図は末端ユーザ システムと網インタフェースの間
のインタフェースのための装置のブロック図であり； 第18図は典型的な末端ユーザ システムのブロック図で
あり； 第19図は末端ユーザ システムとMANのハブとの間のイ
ンタフェースのためのコントロール装置のブロック図で
あり； 第20図はMANプロトコールを解説するためのMANを通じて
の伝送のために設計されたデータ パケットのレイアウ
トであり； 第21図はデータ分配スイッチから回路スイッチ コント
ロールへのアクセスを制御するためのもう１つの構成を
示し； 第22図はMANを音声並びにデータを交換するために使用
するための構成を示すブロックであり； 第23図はデータ分配スイッチの１つによって回路スイッ
チから受信されるデータを同期するための装置を示し； 第24図はパケット化された音声及びデータを交換するた
めのハブに対するもう１つの構成を示し；そして 第25図はMAN回路スイッチ コントローラのブロック図
である。 〔主要部分の符号の説明〕 ２……網インタフェース モジュール 10……MANスイッチ 11……インタフェース モジュール 12……内部リンク 13……ユーザ インタフェース モジュール
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 スコット ブライア スチール アメリカ合衆国 60565 イリノイズ, ネイパーヴィル，シェリ ストリート 11エス072 (72)発明者 ワーナー ウルリッヒ アメリカ合衆国 60137 イリノイズ, グレン エリン，メイプル ストリート 434 (72)発明者 ロナルド クレアー ウェディッジ アメリカ合衆国 60558 イリノイズ, ウェスターン スプリングス，リンデン アヴェニュー 4055 (72)発明者 ブルース ロナルド ゼル アメリカ合衆国 60540 イリノイズ, ネイパーヴィル，フォックスヒル ロー ド 1531

Claims (21)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】入力ポートから出力ポートへのパケット伝
    送における保安を確保するための方法において、該方法
    が； 個々のデータ パケット内に該個々のデータ パケット
    を伝送する該入力ポートの同定及び該入力ポートのユー
    ザの同定を含めるステップ；及び 該個々のデータ パケットに対して、該ユーザ同定と該
    ポート同定からなるペアが事前に認可されているかチェ
    ックするステップを含むことを特徴とする方法。
  2. 【請求項２】請求項１に記載の方法において、該ポート
    の同定が該データ網によって供給され、該ポートの所の
    ユーザの自由にはならないことを特徴とする方法。
  3. 【請求項３】データ パケットを伝送するためのデータ
    網において、該網が： パケット内に該パケットを伝送するポートの同定を挿入
    するための手段であって該網内に位置し、該ポートの所
    のユーザによっては制御不能な手段；及び 該パケット内のポート同定及びアドレシング データか
    ら該ポートが該パケットを該網に伝送することを許可さ
    れているか否かの認証を行うための手段を含むことを特
    徴とするデータ網。
  4. 【請求項４】請求項３に記載のデータ網において、該認
    証のための手段がさらに該ポートが該パケットを該アド
    レシング データ内に同定される宛先ユーザに伝送する
    ことを許可されているか否かの認証を行うための手段を
    含むことを特徴とするデータ網。
  5. 【請求項５】データ網内でソース ユーザから宛先ユー
    ザへの保安伝送を確保するために使用される方法におい
    て、該方法が： 該宛先ユーザが網によって供給される宛先ユーザ パス
    ワード、宛先ユーザ同定、宛先グループ同定及び該宛先
    ポート同定から成るログイン データ パケットにて該
    システムにログインするステップ； 該データ網が該宛先ユーザ パスワード、宛先ユーザ同
    定、宛先ユーザグループ番号及び宛先ユーザ ポート番
    号が該宛先グループ及び宛先ユーザに対するパケットを
    受信することを許可されたものと認証するステップ； 該ソース ユーザが該システムに該網によって供給され
    る該ソース ユーザの同定、ソース ユーザ パスワー
    ド、ソース グループ同定、及びソース ポート同定か
    ら成るログイン パケットにてログインするステップ； 該ソース ユーザ パスワード、ソース ユーザ同定、
    ソース ユーザ グループ同定、及びソース ユーザ
    ポート同定を認証するステップ； ソース テーブル内に該ソース ユーザ、ソース グル
    ープ、及びソース ポートの該同定に対する認可を記録
    するステップ； ルーティング テーブル内に該宛先ユーザ及び該宛先グ
    ループ、並びに該宛先ポートの同定に対する認可を記録
    するステップ； 個々の伝送されたパケットに対して、該網によって該ソ
    ース テーブル内に供給されたソース ユーザ同定及び
    ソース グループ同定、並びにソース ポート同定をチ
    ェックし、該ルーティング テーブル内の宛先ユーザ同
    定及び宛先グループ同定を使用して宛先ポートを発見す
    るステップ；及び 該ソース チェック及び宛先ポート発見ステップによっ
    て該ソース及び該宛先が該ソース テーブル及び該宛先
    テーブル内に記録されていることが確認されたとき、該
    パケットを該発見ステップにおいて同定された宛先ポー
    トに伝送するステップを含むことを特徴とする方法。
  6. 【請求項６】請求項５に記載の方法において、１つの伝
    送されるパケットに対する該ソース グループ及び宛先
    グループが同一であり、これによって共通のグループ同
    定をもつユーザのみが通信することを許されることを特
    徴とする方法。
  7. 【請求項７】請求項６に記載の方法において、該ソース
    チェック及び宛先発見ステップの結果が該ソース及び
    該宛先が該ソース テーブル及び該宛先テーブル内に記
    録されないことを示す場合は、該パケットを破棄するス
    テップがさらに含まれることを特徴とする方法。
  8. 【請求項８】請求項７に記載の方法において、破棄され
    るべきパケットに対するソース及び宛先データを記録す
    るステップがさらに含まれることを特徴とする方法。
  9. 【請求項９】請求項６に記載の方法において、該宛先発
    見ステップがさらに該宛先発見ステップにおいて発見さ
    れた該宛先ポートの同定を個々の伝送されるパケット内
    に挿入するステップをさらに含むことを特徴とする方
    法。
  10. 【請求項１０】パケット化されたデータ網における装置
    において、該装置は、 該網のデータパケットヘッダにソースの同定を特定する
    データを挿入する手段と、 データパケット毎に、各パケットの宛先において、該ソ
    ースから該宛先への伝送が許可されるかをチェックする
    手段からなることを特徴とする装置。
  11. 【請求項１１】パケット化されたデータ網における装置
    において、該装置は、 該網によって供給される送信網ポートの同定と、ソース
    ユーザシステムによって供給されたソースの名前及び宛
    先の名前の同定とを、該網のデータパケットヘッダに挿
    入する手段と、 該ポートから該宛先の名前へ送信するために該ソースの
    名前が許可されるかをチェックする手段からなることを
    特徴とする装置。
  12. 【請求項１２】パケット化されたデータ網における装置
    において、該装置は、 ソースポートの同定と、ソースユーザの同定と、宛先ユ
    ーザシステムの同定と、ユーザグループの同定と、提供
    されるべきサービスの種類の同定と、該網ヘッダ内のエ
    ラーを検出するヘッダチェックとを、該網のデータパケ
    ットヘッダへ挿入する手段と、 該ソースポートを同定し、そして該ソースポートの同定
    を該ソースポートの同定として該ネットワークヘッダへ
    挿入する手段と、 該ソースユーザの組合せ、該ユーザグループ及び該ソー
    スポートが、該データ網上にデータパケットを伝送する
    ことを許可されるか否かチェックする手段と、 該宛先ユーザシステム同定と該グループの組合せとから
    宛先ポート同定を生成して該データパケットを該宛先ポ
    ートへ伝送する手段からなることを特徴とする装置。
  13. 【請求項１３】特許請求の範囲第12項に記載の装置にお
    いて、さらに、 該ユーザワークユニットの長さの指標と、該ユーザネッ
    トワーク内のパケットシーケンス数の指標と、該宛先ユ
    ーザによって用いられるべきプロトコルの指標と、該ユ
    ーザワークユニット内の該パケットの最初のバイトの数
    とを、該ヘッダとユーザワークユニットの同定を特定す
    るユーザヘッダデータへ挿入する手段と、 ユーザワークユニットの他のパケットを参照して、該ユ
    ーザワークユニット指標を用いて該パケットを同定する
    手段と、 該パケットシーケンス数を用いたシーケンスパケットの
    超越を認識し、 該第１のバイトの該数を用いた該ユーザワークユニット
    を蓄積することによって蓄積されたアドレスと関連する
    該パケットのデータを蓄積する手段と、 該長さの指標を用いたユーザワークユニットの受信の完
    了を認識する手段からなることを特徴とする装置。
  14. 【請求項１４】データ網内においてデータ パケットを
    伝送するための方法において、該方法が： 個々のデータ パケットの見出し内にソース及び宛先の
    同定を挿入するステップ；及び 該データ網内において該ソースが該宛先にパケットを伝
    送することを許可されるかチェックするステップを含む
    ことを特徴とする方法。
  15. 【請求項１５】複数のユーザ グループのユーザにサー
    ビスを提供するための網内において１つのグループのユ
    ーザが他のグループのユーザへの無許可のアドレスを得
    ることを阻止するための方法において、該方法が： 第１のユーザによる複数のグループの１つのメンバーへ
    のアクセスを許可するためのユーザ認可データ ベース
    を生成するステップ； 該第１のユーザからのログイン宛先ユーザ グループの
    同定及び該第１のユーザの同定を含むログイン パケッ
    トを、該第１のユーザが該認可データ ベース内におい
    て該宛先ユーザ グループにアクセスすることを許可さ
    れるか否かを決定するために処理するステップ； 該認可ステップが該第１のユーザが該宛先グループにア
    クセスすることを許可されると示したとき、該第１のユ
    ーザが該宛先ユーザ グループにパケットを伝送するこ
    とを許可されることを示すデータを記録するステップ； その後、該記録されたデータ内で、そのデータに対する
    該第１のユーザの該同定及び宛先ユーザ グループの同
    定を含む個々の全てのデータ実体に対して、該第１のユ
    ーザがデータを該宛先ユーザ グループに伝送すること
    が許可されるか確認するステップ；及び 該確認ステップが第第１のユーザが許可されることを示
    した場合、該データ実体を該宛先ユーザ グループのユ
    ーザに伝送するステップを含むことを特徴とする方法。
  16. 【請求項１６】請求項15に記載の方法において、該デー
    タ実体がパケットであることを特徴とする方法。
  17. 【請求項１７】請求項15に記載の方法において、該ログ
    イン パケット及び該データ実体がそれぞれユーザ ポ
    ートの同定を含み； 該記録ステップが該ログイン パケット内に同定される
    ユーザ ポートからの伝送の場合は該第１のユーザが該
    宛先ユーザ グループへのアクセスを許可されることを
    示すデータを格納するステップを含み； 該確認ステップが該第２の記録されたデータ内におい
    て、該第１のユーザが該データ実体内に同定されるユー
    ザ ポートからのデータ網を許可されるか否か確認する
    ステップを含み；さらに 該ユーザによって該網内及び外側コントロールから個々
    の該データ実体に対してソース ユーザ ポート同定を
    供給するステップが含まれることを特徴とする方法。
  18. 【請求項１８】請求項15に記載の方法において、該認証
    ステップが該第１のユーザが該宛先ユーザ グループか
    らデータを受信することを許可されることを示す場合、
    該第１のユーザが該宛先ユーザ グループからパケット
    を受信することを許可されることを示すデータを記録す
    るステップ；及び 該ユーザによって該網の内及び外側コントロールから該
    実体の個々に対してソース ユーザ ポート同定を供給
    するステップがさらに含まれ； 該ログインを処理するステップがパスワードのテーブル
    及び対応するユーザ及びグループ同定を含むデータ ベ
    ースにアクセスするステップを含み； 該ユーザ認証データ ベースを生成するステップが認証
    テーブルを構築するためにデータを入力するステップを
    含み； 該個々のデータ実体に対しての確認ステップが個々の全
    てのデータに対して該第１のユーザが該宛先ユーザ グ
    ループにデータを伝送することを許可されるかを確認す
    るステップを含むことを特徴とする方法。
  19. 【請求項１９】データ網内においてデータ実体をソース
    ユーザから１つのグループのメンバーである１つのユ
    ーザに伝送するための方法において、該方法が： 該ソース ユーザ及び該グループの同定を含む個々のデ
    ータ実体に対して、該ソース ユーザがデータ実体を該
    グループの１つのユーザに伝送することを許可されるか
    確認するステップ；及び 該確認ステップが該ソースが許可されることを示す場
    合、該データ実体を該グループに属する１つのユーザに
    伝送するステップを含むことを特徴とする方法。
  20. 【請求項２０】複数のユーザ グループのユーザにサー
    ビスを提供するための網内において使用される１つのグ
    ループのユーザが別のグループのユーザに対する無許可
    のアクセスを得ることを阻止するための方法において、
    該方法が： 第１のユーザによる複数のグループの１つのメンバーへ
    のアクセスを許可するためのユーザ認可データ ベース
    を生成するステップ； 該第１のユーザが該第一のユーザによって伝送されるデ
    ータ パケットに対して該網の内側及び外側のコントロ
    ールからソース ユーザ ポート同定を供給するステッ
    プ； 該第１のユーザからの宛先ユーザ グループの同定、該
    第１のユーザの同定、及び該第１のユーザに対するユー
    ザ ポート同定を含むログイン パケットを処理して、
    該第１のユーザが該認証データ ベース内において該第
    １のユーザに対する該ソース ユーザ ポートからデー
    タ パケットを該宛先ユーザ グループの１つのメンバ
    ーに伝送することが許可されるか否かを決定するステッ
    プ； 該認証ステップが該第１のユーザがパケットを該宛先ユ
    ーザ グループの１つのメンバーに対して伝送すること
    を許可することを示す場合、該第１のユーザがパケット
    を該ソース ユーザ ポートから該宛先ユーザ グルー
    プに伝送することを許可されることを示すデータを記録
    するステップ； 該認可ステップが更に該第１のユーザが該宛先ユーザ
    グループのメンバーからデータを受信することを許可さ
    れることを示す場合、該第１のユーザが該ソース ユー
    ザ ポートの所で該宛先ユーザ グループの該メンバー
    からのパケットを受信することを許可されることを記録
    するステップ； その後、該第１のユーザの該同定、該第１のユーザに対
    する該ユーザ ポート、及び宛先ユーザ グループの同
    定を含む個々のデータ パケットに対して、該第１のユ
    ーザがデータを該データ パケットのポート同定から該
    宛先ユーザ グループの１つのメンバーに伝送すること
    が許可されるか否か確認するステップ； 該確認ステップが該第１のユーザが許可されることを示
    す場合、該データパケットを該宛先グループのユーザに
    伝送するステップ；及び 無許可のパケットを伝送するユーザ及びユーザ ポート
    の同定を記録するステップを含むことを特徴とする方
    法。
  21. 【請求項２１】データ網において、該網が： 個々のアクティブのソース ユーザに対して該ソース
    ユーザ及びソース ユーザのグループに対する認証を示
    すデータを含むソース認証データ ベース； 個々のアクティブの宛先ユーザに対して該宛先ユーザ及
    び該宛先ユーザグループに対する認証を示すデータを含
    む宛先認証データ ベース；及び 該網によって受信されるデータ パケット内のデータに
    応答して該ソース ユーザ及びグループが該宛先ユーザ
    及びグループに伝送することを許可されるか否かをチェ
    ックするための手段を含むことを特徴とするデータ網。
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