JP2594918B2 - 分散形交換システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、時分割交換機に係り、特に高速広帯域の通
信に適し、且つ、地理的分散配置を指向した、分散形交
換システムの構成に関するものである。

〔従来の技術〕

交換システムは、高速広帯域化、伝送路の大容量化、
信頼性の一層の向上、という方向に向かっている。これ
に対するひとつの具体策として、通話路系、特に集線段
の分散化が考えられる。すなわち負荷分散効果による処
理能力の向上と、交換機全体としての大容量化、物理的
分散配置による危険分散を図るのである。

従来の交換機の役割は、低速度の電話音声の交換がほ
とんどであったが、今後、画像までを含む高速のデータ
通信の需要が伸びてくると予想される。そのため、交換
機には飛躍的な呼処理能力の向上が要求されるが、プロ
セサの処理能力にはある程度の限界がある。処理能力向
上の策としては、マルチプロセサ化による、機能分散や
負荷分散があるが、ソフトウェアの複雑化を招くうえ、
プロセサ間通信等がネックになり、やはり限界は存在す
る。

また、増設性や危険分散の面から、交換機が機能ユニ
ット毎にモジュール化構成されていて、それが物理的に
分散している事が望ましいが、その場合もプロセサその
ものを分散させた、独立分散構成をとらないと中央プロ
セサの負担は変らず、むしろ各モジュールを制御するた
めの制御線が増加してしまう。

第２図に従来の交換機の基本構成を示す。加入者イン
タフェースを持つ集線段201と、スイッチイングを行な
う分配段202から成る通話路系と、制御系203、保守運用
系205、信号処理系204で構成される。（電子通信学会発
行「ディジタル交換方式」p.17図3.1交換機の基本構成
参照） 本構成で分散化を図る場合は、第３図に示すように集
線段201を分散モジュール化（分散化集線段301,302）し
て張りだす案が考えられるが、前述のように制御系の負
担は変らない。物理的には分散されるため、災害時など
に対しては危険分散にはなるが、例えば、ある集線段モ
ジュールが故障した場合、システム全体は制御系が集中
管理しているため、制御系で故障モジュールの切り離し
処理を行なわなければならない等、集中管理部にオーバ
ヘッドが生じシステム全体への影響が出る。

〔発明が解決しようとする問題点〕

以上述べたように、通話路系が分散され、制御系が１
個所に集中しているタイプの分散形交換システムでは、
制御系の処理能力に限界があるため、負荷分散のメリッ
トを完全には生かし切れない。即ち、今後の交換システ
ムは制御系も含めて分散した独立分散化構成が望まし
い。ところが、各モジュールが独立していると、あるモ
ジュールから他のモジュールへ通信を行なおうとした
時、送信側のモジュールは、相手モジュールまでの伝送
路が空いているか、更に、相手モジュールから出ていく
回線が空いているかどうかを知らなければならない。即
ち、リソース管理が必要になるのである。通常分散シス
テムにおいても、リソース管理は集中して行う事が多い
が、リソース管理を１個所で集中して行なうと、各モジ
ュールが全てこの集中管理部に問合わせをする事になる
ので、特に大規模システムの場合、ここが処理のネック
となる。一方、各モジュールが完全に独立分散である
と、ひとつのモジュールは他の全てのモジュールの状態
を常に知っているか、呼設定のたびに相手モジュールの
状態を確認するかのどちらかの方法をとらなければなら
ない。前者では、あるひとつのモジュールで状態が変わ
った時に他の全てのモジュールにそれを通知するか、各
モジュールが定期的に状態を確認し合うか、のどちらか
が必要であり、しかも、それだけではあるモジュールに
１回戦だけ空きが残っている時に、他の複数のモジュー
ルが同時にそこへ向かって通信要求をしてしまう可能性
が残る。後者では、このような問題は起こらないがいず
れにしても全てのモジュール相互間の通信が必要であ
る。このために、例えば各モジュール間に通信線をメッ
シュ状に張る事が考えられるが、物理的な面からも、通
信の管理を更に別に行わなければならないという面から
もこれは経済的ではない。

本発明の目的は、より経済的で、処理能力の高い分散
形交換システムを構築することにある。

具体的には、周辺交換モジュールが共通にアクセスす
る中央交換モジュールを持った、スター形配置の分散形
交換システムであって、しかも中央交換モジュールが呼
処理のボトルネックとならないように、各周辺交換モジ
ュールが独立に呼処理可能である、分散形交換システム
を構築する事にある。

〔問題点を解決するための手段〕

上記目的を達成するために、第４図に示すような加入
者線または中継線との信号の送受を行なうインタフェー
ス回路を持つ複数の周辺交換モジュール402,403,404,40
5と、該複数の周辺交換モジュールそれぞれと伝送路を
介しスター形式で接続された１台または複数の中央交換
モジュール401から成る、分散形交換システムを構成し
た。

周辺交換モジュールは、加入者線または中継線から入
力される信号の宛先方路を決定する機能を持ち、また、
前記伝送路に一定時間周期のフレームを設け、フレーム
を、該周辺交換モジュールの持つ加入者線または中継線
の回戦数に対して一定の規則でその数を決めた、複数の
タイムスロットに分割し、該タイムスロットに信号と宛
先周辺交換モジュール番号を含むヘッダを乗せて前記伝
送路へ送出する機能と、加入者線又は中継線の空塞状態
を常に記憶しておく状態管理機能と、要求があった時
に、前記加入者線又は中継線の空塞を判定する機能と、
判定の結果を前記複数の周辺交換モジュール間で送受す
る機能を持ち、中央交換モジュールは、各周辺交換モジ
ュールと伝送路を介して接続される複数の時間スイッチ
とそれらの時間スイッチ間を接続する空間スイッチと、
空間スイッチの入側ハイウェイ対応にリンクの空塞管理
をフレーム毎に行う、第１の状態管理メモリと、空間ス
イッチの出側ハイウェイ対応にリンクの空塞管理をフレ
ーム毎に行う、第２の状態管理メモリと、第１、第２の
状態管理メモリを参照して、同一宛先を持つ複数のタイ
ムスロットが同一時刻にスイッチングされないように前
記複数の時間スイッチそれぞれの書き込み、又は読み出
しアドレスを発生させる回路を持つ構成とした。

〔作用〕

上記の構成によって、次のような呼設定を行なう。

ある周辺交換モジュールに、加入者からの発呼要求が
あると、該周辺交換モジュールはダイヤル数字を分析
し、宛先方路を知る。次に宛先方路に属する任意の周辺
交換モジュールを選び、発呼信号を送る。この発呼信号
は、ヘッダとして、選択した周辺交換モジュールの番号
の宛先を含み、信号として、呼番号、選択数字、信号速
度、使用タイムスロット番号を書き込んだ、ひとつのタ
イムスロットである。このタイムスロットを伝送路を介
して中央交換モジュールへ送出すると、中央交換モジュ
ールはヘッダを読み取って、このタイムスロットを宛先
周辺交換モジュールへ接続された伝送路へスイッチング
する。宛先として指定された周辺交換モジュールは、こ
のタイムスロットを受信すると、加入者線又は中継線の
回線の空塞を判断した後、応答信号を発信周辺交換モジ
ュールへ送り返す。この応答信号も発呼信号とほぼ同様
な構成のタイムスロットである。タイムスロットの数
は、後で具体的に述べるが、回線が空いている限り空き
タイムスロットがあるように設定するので、回線が空い
ていれば必ず応答信号が返ってくる。逆に、一定時間た
っても応答信号が返って来なければ、回線が捕捉出来な
かったとして、同じ方路に属する他の周辺交換モジュー
ルに宛て再度発呼信号を送出する。応答信号が返ってく
ると、その時点で呼設定が完了した事になる。その後
は、毎フレーム、発呼信号で宛先周辺交換モジュールへ
連絡済の、同一タイムスロットを用いて信号を送出す
る。この際、中央交換モジュールは、ヘッダの宛先を読
み取って、スイッチングするだけであり、プロセサは介
在しない。

以上のようにして、共通部である中央交換モジュール
ではスイッチング以外の処理を行なわせずに、周辺交換
モジュールだけで呼設定を行なう事ができる。また、そ
の後の通話状態においても、中央交換モジュールは各タ
イムスロットのヘッダをもとに、自律的にスイッチング
する。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例を第１図を用いて説明する。
第１図は本発明の交換システムの通話路系を示すもの
で、中央交換モジュール（CM:Central Module）101を中
心に、これに伝送路111,112等を介して周辺交換モジュ
ール（FM:Front−end Module）102〜109が接続してい
る。図においてSM（Subscrider Module）と記してある
周辺交換モジュール102〜105は、加入者線インタフェー
スを持ち、TM（Trunk Module）と記してある周辺交換モ
ジュール106〜109は中継線インタフェースを持つ。例え
ば、加入者線110から到来した信号は周辺交換モジュー
ル102で宛先アドレスを付加されて、モジュール間伝送
路111を経て、中央交換モジュール101へ送られる。中央
交換モジュール101はヘッダに書き込まれているアドレ
スを参照して、例えば宛先が周辺交換モジュール108で
あれば、モジュール間伝送路112へスイッチングする。
周辺交換モジュール108では、ヘッダを取り除き、信号
を中継線113へ送出する。中継線側から加入者線側への
通信も同様である。通常の通信は双方向で行われるの
で、加入者線インタフェースの周辺交換モジュール（S
M）は、例えば102と104,103と105のように、１対ずつ組
み合わせて分散設置される。尚、中継線インタフェース
の周辺交換モジュール（TM）は、特に分散設置する必要
が無いので、中央交換モジュールと近接して置かれる。
周辺交換モジュールの数や、SMとTMの割合は、局状に応
じて自由に決める事ができる。もちろんTMのみを設置す
れば、中継交換機として機能する。

次に、第５図にて更に詳細を説明する。周辺交換モジ
ュール102は、時間スイッチ501,リンクインタフェース5
02,制御系503、状態管理メモリ500で構成される。加入
者線からは、図示しない集線装置を経て時分割多重され
た、加入者からの信号が入力される。時間スイッチ501
は、この時分割多重された信号を、制御系503の指示に
従って宛先モジュール別に並べ替える。リンクインタフ
ェース502は、これに宛先アドレス等のヘッダを付加し
て、同一宛先へ行く信号とともにタイムスロットへ乗
せ、中央交換モジュール101へ向けて送出する。

中央交換モジュール101は、リンクインタフェース50
4,514、時間スイッチ505,515チャネルマッチ論理511、
空間スイッチ506、時間スイッチ507,517より成る。周辺
交換モジュール102より届いたタイムスロットは、リン
クインタフェース504でヘッダを読みこむ。チャネルマ
ッチ論理511は、各周辺交換モジュールから到着した各
タイムスロットのヘッダ情報から、同一宛先を持ったタ
イムスロットが同一時刻に複数個存在しないように、各
時間スイッチ505,515の読み出しアドレス又は書き込み
アドレスを発生する。本動作はワイヤードロジックのみ
で行う事が可能である。時間スイッチ505,515はチャネ
ルマッチ論理で発生するアドレスに基づいて、タイムス
ロットの入れ替えを行うものであり、１フレーム内のタ
イムスロットを完全に衝突しないように入れ替えるた
め、即ちノンブロックとするため、出側のリンクは入側
のリンクの２倍の速度で動作させる。空間スイッチ506
は、各タイムスロットをそのヘッダに書かれた宛先アド
レスによって、スイッチングし、宛先の周辺交換モジュ
ールへ接続された時間スイッチ507,517へ送り出す。時
間スイッチ507,517は動作速度を元に戻して、周辺交換
モジュールへ接続する伝送路へタイムスロットを送出す
る。

周辺交換モジュール104は、リンクインタフェース50
9、時間スイッチ510、制御系508、状態管理メモリ518か
ら成る。中央交換モジュール101より到着したタイムス
ロットは、リンクインタフェース509にてヘッダを除去
され、信号はヘッダ内の情報に基づいて制御系508が指
示するアドレスによって時間スイッチ510に書き込ま
れ、信号は再び時分割多重されて、中継線へ送出され
る。

第５図を用いて信号の流れを説明したが、次に呼設定
時の動作について述べる。第８図に示すように、加入者
線側周辺交換モジュール（以下SMと略記）は発呼を検出
すると、方路分析を行う。従って、各SMは必要なデータ
は全て自分で持っている必要がある。宛先方路が決まる
と、一般には各方路毎に複数の中継線側周辺交換モジュ
ール（以下TMと略記）があるので、その中から任意の一
つを選択する。選択アルゴリズムは種々考えられるが、
発信側の周辺交換モジュールは互いに通信しないので、
なるべく各発信側周辺交換モジュールが異なる着信側周
辺交換モジュールを選択するようなアルゴリズムが望ま
しい。例えば特定のSMから特定の方路への通信が多けれ
ば、そのSMは常に特定のTMを選択し、他のSMはそのTMを
選択しないなど、局状に応じて決める事もできる。TMを
選択した後、そのTMへ宛てて発呼信号を送る。これは、
別の信号線を用いて送っても構わないが、本実施例で
は、通話路のタイムスロットを使う。発呼信号の情報部
分には、呼番号、選択数字、信号速度、使用タイムスロ
ット番号を書き込む。TMはこれにより、その後受信す
る、どのタイムスロットの（１タイムスロットに複数の
呼が含まれていれば）何番目の何ビット分の情報が、そ
の呼であるかどうかを認識する事が出来る。（ヘッダの
オーバヘッドを少なくするために同一方路へ向かう複数
の呼を１つのタイムスロットに乗せる手法は群交換の一
種として一般的である。）発呼信号を受信したTMは、第
５図で示した制御系508が状態管理メモリ518を参照し
て、自分が収容している回線の空塞状態を判定し、空き
があればそのうちの１つの回線を捕捉して、回線状態管
理メモリ518を書き替え、応答信号を返送する。応答信
号はこの受信TMと対になっている発信TMから送られ、前
記の発信SMと対になっているSMで受信される。応答信号
には、呼番号と、使用タイムスロット番号を書き込む。
応答信号がSMで受信されると、呼設定が完了した事にな
る。この方式によれば、周辺交換モジュールは、自分の
収容している回線の状態管理と、空塞状態の判断と、そ
の通知を行うだけで、中央交換モジュールの介在なく回
線の捕捉と、通信に使用するタイムスロットの確保が行
える。

第６図にモジュール間伝送路のフレーム構成を示す。
ここでは125μｓを１フレームとして、その中をｍ個の
タイムスロットに分割している。各タイムスロットはヘ
ッダ601と情報部602から成る。

第７図にタイムスロットの構成を更に詳細に示す。ヘ
ッダ601は５つの領域に分割される。それぞれの内容
は、空／使用中表示701、交換情報／呼制御情報インジ
ケータ702、宛先アドレス703、発信アドレス704、呼番
号705である。

次にタイムスロット数と、情報部の長さについて説明
する。前提条件として、最大ｃ回線を収容する周辺交換
モジュールがｎ個あるとし、タイムスロット内のヘッダ
はｈバイト、情報部はｉバイトであるとする。この１フ
レーム内のタイムスロット数ｔは、つぎの条件を満たす
ようにする。すなわち、ある宛先周辺交換モジュール以
外の（ｎ−１）個の宛先に対しては、全て音声１回線分
（即ち１バイト）の情報しか送られていないという、最
も効率の悪い状態で、残りの｛ｃ−（ｎ−１）｝回線の
情報が全てある１つの宛先周辺交換モジュールへ集中し
て送られたとしても、タイムスロットは不足してはなら
ない。式で表すと、 を満たさなければならないという事である。

一方、ヘッダによるオーバヘッドｏは次のように表わ
せる。

タイムスロット数ｔが大きいほど、オーバヘッドは大
きくなるので、上記（１）式と（２）式からｔとｉの最
適値が求まる。

このようにしてタイムスロット数を決定すればある周
辺交換モジュールで、回線が空いてさえいればその周辺
交換モジュールと通信するためのタイムスロットは必ず
確保でき、周辺交換モジュールにおけるリソース管理を
回線の空塞状態のみで出来るようになる。

次に、先に述べた交換ユニットでのチャネルマッチ論
理について更に詳しく説明する。

第９図に、チャネルマッチ論理部のブロック図を示
す。リンクインタフェース504〜514と時間スイッチ505
〜515及び空間スイッチ506は第５図にて説明したものと
同じである。

チャネルマッチ論理511は、アドレス多重器901、１次
リンク管理メモリ902、２次リンク管理メモリ903、アド
レス計算部904から成る。尚、ここで言う「１次リン
ク」は空間スイッチ506の入側リンクであり、「２次リ
ンク」は空間スイッチ506の出側リンクである。リンク
インタフェース504〜514でヘッダが読み出され、アドレ
ス多重器901で多重される。ヘッダの内容のうち、発信
アドレス（SA）は１次リンク管理メモリ902の読み出し
アドレスとし、宛先アドレス（DA）は２次リンク管理メ
モリ903の読み出しアドレスとする。１次リンク管理メ
モリ902には周辺交換モジュール対応に１次リンクの各
タイムスロットの空塞状態が、２次リンク管理メモリ90
3には周辺交換モジュール対応に２次リンクの各タイム
スロットの空塞状態が書き込まれている。尚、ノンブロ
ック通話路とするため空間スイッチは動作速度を２倍と
してあるので、タイムスロット数としては１フレームサ
イクルで入力されるタイムスロットの２倍ある。フレー
ム内のある時点で見ると、そのフレーム内で、１次リン
ク、２次リンクそれぞれの、何番目のタイムスロットが
空いているか、がわかる。

第10図で更に具体的に説明する。図は入側ｉ番目の周
辺交換モジュールから出側ｊ番目の周辺交換モジュール
へ宛てたタイムスロットが入って来たところを表わして
いる。（図では１が塞がり、０は空き）発信アドレス
＃ｉ、宛先アドレス＃ｊでそれぞれ１次リンク管理メモ
リ、２次リンク管理メモリの内容を読み出す。両者の
ORをとって共通に空いているところを求め、フレーム
の１番先頭に近い空きを、このタイムスロットが時間ス
イッチに書かれるべきアドレスとする。使用した位置
は、０を１に書き換え、１次リンク管理メモリ、２次
リンク管理メモリへフィードバックする。

このようにして到着したタイムスロットを、上記書き
込みアドレスに基づいてそれぞれの時間スイッチにラン
ダムライトするとともに、１次リンク管理メモリ、２次
リンク管理メモリを書き換えていき、１フレーム分の処
理が済んだらシーケンシャルリードによって、空間スイ
ッチ506へ送出すれば、空間スイッチ506でのスイッチ
ン．において、タイムスロットの衝突は起こらない。
尚、上記説明において、時間スイッチはライト面とリー
ド面を持ち、それを交互に使う、いわゆるダブルバッフ
ァ構成されている事とした。またランダムライト、シー
ケンシャルリードとして説明したが、シーケンシャルラ
イト、ランダムリードでも同様の機能は得られるように
構成できる。

空間スイッチ506は、各タイムスロットのヘッダの宛
先アドレスにより自律的にスイッチングできるものであ
れば良く、色々な構成が考えられる。第11図に一例を示
す。ここでは、各宛先対応にセレクタ1111〜1113を設
け、切替アドレス発生回路1121〜1123でヘッダ情報をも
とに、切替アドレスを発生して、切替えるという単純な
構成をとっている。タイミングを合せるために、リタイ
ミング回路1101〜1121を設けてある。

以上の説明でわかるように、中央交換モジュールは全
てワイヤードロジックで構築可能であり、制御プロセサ
を必要としない受動モジュールである。

第12図にて、システム構成例を示す。本構成例は、中
央交換モジュールを複数とした事で、負荷分散と危険分
散を図ったものである。中央交換モジュールが受動モジ
ュールであるため、このような分散化が容易である。ど
ちらの中央交換モジュールを経由しても同一の周辺交換
モジュールへ到着できるように構成してあるので、片方
が故障しても、もう一方が過負荷とならない限り支障は
ない。

〔発明の効果〕

本発明によれば、各周辺交換モジュールは自分の収容
している回線の管理だけを行えば良く、集中リソース管
理が不要なので、共通部の処理ネックが無く、交換シス
テム全体として高い処理能力が得られる。また、各周辺
交換モジュールは自分でプロセサを持ち、呼処理を全て
行う事ができる独立分散モジュールであり、一方共通部
えある中央交換モジュールは、呼処理プロセサを持たな
い、全ワイヤードロジックによる構成である事から、プ
ロセサの処理能力はネックとならず、交換システム全体
として高い処理能力が得られる。更に、スイッチング機
能を持つ中央交換モジュールは、プロセサもスイッチの
保持メモリも持たないため、間欠的な障害が時間的に後
に影響を残さず、またひとつの周辺交換モジュールが故
障を起こしても、中央交換モジュールにはほとんど何の
影響も与えないという、極めて信頼性の高い分散形交換
システムを構築することができる。

以上、まとめると本発明によれば負荷分散、危険分散
によって、処理能力が高くかつ信頼性の高い、分散形交
換システムの構築が可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の分散交換システムの構成例を示すブロ
ック図，第２図、第３図は従来例を示すブロック図，第
４図は本発明の基本構成を示すブロック図，第５図は本
発明の実施例を示すブロック図，第６図は本発明の実施
例のフレーム構成の説明図、第７図は本発明の実施例の
タイムスロット構成の説明図，第８図は本発明の呼制御
シーケンスの説明図，第９図は第５図の一部を詳細に示
す実施例のブロック図，第10図は第９図の動作説明図，
第11図は第５図の一部を詳細に示す実施例のブロック
図，第12図はシステム構成例を示すブロック図である。 図において、101……中央交換モジュール、102〜109…
…周辺交換モジュール、500……状態管理メモリ、501…
…時間スイッチ、502,504……リンクインタフェース、5
03……制御回路、505,507……時間スイッチ、506……空
間スイッチ、511……チャネルマッチ論理、901……アド
レス多重器、902……１次リンク管理メモリ、903……２
次リンク管理メモリ、904……アドレス計算部

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 加藤 孝雄 横浜市戸塚区戸塚町216番地 株式会社 日立製作所戸塚工場内 (72)発明者 桑原 弘 国分寺市東恋ケ窪一丁目280番地 株式 会社日立製作所中央研究所内 (56)参考文献 特開 昭61−196643（ＪＰ，Ａ) 特開 昭60−253396（ＪＰ，Ａ) 米国特許3418632（ＵＳ，Ａ) 昭和59年度電子通信学会総合全国大会 講演論文集：1939分冊８ＰＰ．169 昭和59年度電子通信学会総合全国大会 講演論文集：1938分冊８ＰＰ．168 信学技法ＳＥ83−148，信学技法ＳＥ 84−39，信学技法ＳＥ85−９ Ｐｒｏｃ．ＩＣＣ，Ｍａｙ 1984，Ｐ Ｐ．38−41，Ｐｒｏｃ．ＩＣＣ．Ｊｕｎ ｅ 1986，ＰＰ．1715−1719 Ｐｒｏｃ．ＩＣＣ，Ｊｕｎｅ 1986, ＰＰ．749−753，信学技法 ＳＥ86−68

Claims (6)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】それぞれが加入者線もしくは中継線からの
   情報に対応した呼処理を行なう呼処理制御手段を備えた
   複数の第１の交換手段と、 前記複数の第１の交換手段のそれぞれと複数の固定長パ
   ケットを運ぶ伝送手段で接続され、前記情報の宛先に対
   応した宛先情報を含むヘッダを前記情報に付加した固定
   長パケットを単位として前記ヘッダの内容に従い自律交
   換する自己ルーティングスイッチを備えた第２の交換手
   段と により構成したことを特徴とする分散形交換システム。
2. 【請求項２】上記複数の第１の交換手段のそれぞれは、 上記加入者線もしくは中継線と上記情報を送受信する第
   １の送受信手段と、 前記情報の宛先を決定する手段と、 前記情報を固定長のブロックに編集して前記ブロック毎
   に前記情報の宛先である第１の交換手段に対応した宛先
   情報を含むヘッダを付加した固定長パケットに変換する
   変換手段と、 上記伝送手段と前記固定長パケットを送受信する第２の
   送受信手段と、 自交換手段に収容した前記加入者線もしくは中継線の空
   塞状態を記憶する状態管理手段と、 自交換手段に収容した前記加入者線もしくは中継線の空
   塞を判定する判定手段と、 前記判定手段の判定結果を前記第１の交換手段同士で前
   記伝送手段を介して送受信する通知手段と を含むことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の分
   散形交換システム。
3. 【請求項３】上記第１の交換手段の呼処理は、 発呼側の第１の交換手段が情報の宛先である着呼側の第
   １の交換手段を決定後、呼の識別情報を含む呼制御情報
   として前記着呼側の第１の交換手段に対応した宛先情報
   を含むヘッダを付加した固定長パケットにより発信する
   ものであり、 前記着呼側の第１の交換手段が前記呼制御情報を受信す
   ると、着呼すべき加入者線もしくは中継線の空塞を上記
   状態管理手段と判定手段で判定し、空きなら前記加入者
   線もしくは中継線を捕捉後、呼の識別情報を含む呼制御
   情報として前記発呼側の第１の交換手段に対応した宛先
   情報を含むヘッダを付加した固定長パケットにより応答
   するものであり、 前記発呼側の第１の交換手段が前記応答を受信すると呼
   処理が完了する呼処理であることを特徴とする特許請求
   の範囲第２項記載の分散形交換システム。
4. 【請求項４】上記自己ルーティングスイッチは、 上記複数の第１の交換手段と接続される時間スイッチ
   と、 前記時間スイッチ間を接続する空間スイッチと、 前記空間スイッチの入側リンクの空塞管理を行なう第１
   の状態管理手段および前記空間スイッチの出側リンクの
   空塞管理を行なう第２の状態管理手段ならびに上記宛先
   情報と第１の状態管理手段と第２の状態管理手段を参照
   して前記複数の時間スイッチを制御する制御手段とで構
   成したことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の分
   散形交換システム。
5. 【請求項５】上記第１の状態管理手段は、上記ヘッダに
   含まれる発呼側の上記第１の交換手段に対応した情報を
   アドレスとし、上記空間スイッチの入側リンクの空塞状
   態をデータとした第１のメモリであり、 上記第２の状態管理手段は、前記ヘッダに含まれる着呼
   側の上記第１の交換手段に対応した情報をアドレスと
   し、前記空間スイッチの出側リンクの空塞状態をデータ
   とした第２のメモリであり、 上記制御手段は、前記第１のメモリの出力と前記第２の
   メモリの出力の演算で前記空間スイッチの空リンクを求
   めて上記時間スイッチが出力する上記固定長パケットが
   前記空リンクに入力するように前記演算の結果を前記時
   間スイッチの読出しアドレスもしくは書込みアドレスに
   変換する複数の固定長パケット衝突防止回路であること
   を特徴とする特許請求の範囲第４項記載の分散形交換シ
   ステム。
6. 【請求項６】上記複数の第１の交換手段と第２の交換手
   段とは、一定周期のフレームを有し前記フレーム内に複
   数の前記固定長パケットを運ぶタイムスロットを有する
   同期伝送手段で結合され、前記第２の交換手段は、前記
   タイムスロットを単位として前記ヘッダの内容に従い周
   期的に交換する自律交換手段であることを特徴とする特
   許請求の範囲第１項記載の分散形交換システム。