JP2609742B2 - 連続的に相互接続された複数の段からなるネットワークとその制御方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 （産業上の利用分野） 本発明は、通信交換網に関する。

（従来技術の説明） 通信ネットワークは、一般に点対点ネットワークとし
て設計され、要求に応じて、ネットワークに接続されて
いるきわめて多数の端末の中から選択された端末の対を
相互に接続する。Ｎ個のネットワーク入口をＮ個のネッ
トワーク出口に接続可能な最も簡単なネットワークは、
交換要素すなわち交差点のＮ×Ｎクロスバー配列であ
る。このような配列は、他に配列内の相互接続があって
も、任意の空き入口は任意の空き出口にいつでも接続可
能であるという点で非ブロッキングであるといえるが、
クロスバ配列は配列の交差点の数がきわめて多い事から
そのコストが莫大となり、多くの点でこの配列は実用的
なネットワークではない。

ブロッキング特性を許容可能な低レベルに維持し、し
かもコストを低減させるために、複数段（ステージ）の
交換ノードを含む空間分割交換網がしばしば設計され
る。ノード段は特定の相互接続パターンを用いて連続的
に相互接続される。任意のネットワーク入口を任意のネ
ットワーク出口に接続するという全体的な交換機能を達
成するために、個々の交換ノードは、代表例では、希望
の接続を定義する制御信号に応答して、複数のノード入
力のうちの任意の１つを複数のノード出力のうちの任意
の１つに接続可能なように選択可能である。この種の交
換ノードのなかで最も簡単なものは、交差点からなるｎ
×ｍ矩形配列である。

ネットワークコストをさらに低減させようとする努力
が継続しておこなわれる反面、とくにホトニック（phot
onic;光）領域における態様に対して設計されるネット
ワークに対しては、このような多段ネットワークにおけ
る交換ノードに要求される入力／出力の選択性が、交換
ノードの全体コストを上昇させている。

（発明の概要） 本発明の原理により、既存ネットワークと同じ全体接
続性を達成し、しかも個々の交換ノードは入口選択性お
よび出口選択性を持たないが、各ノードはネットワーク
内の通信を単一の制御信号に応答して制御するように、
単に可能化または不能化される例示的多段ネットワーク
において、上記問題点が解決され、技術的進歩が達成さ
れる。ノードの機能性を減少させたことにより、ノード
の複雑性が減少し、従って、ネットワークに対する交換
ノードの合計コストが低減された。交換網の機能性は、
ノードによって行われる特定のノード入力とノード出力
との接続を指定するのではなく、どのノードが可能化さ
れるべきかを制御することによって達成される。

本発明によれば、ネットワークは連続的に相互接続さ
れる複数のノード段からなる。与えられた段の各ノード
は、制御信号に応答して、後続段の少なくとも２つのノ
ードに出力信号を伝送する。出力信号は、先行段の少な
くとも２つのノードから受取り可能な信号の論理結合で
ある。

実施例のホトニックネットワーク態様（第１図および
第55図−第57図）において、各中間段ノードは、２つの
後続段ノードに結合されている。後続段のノードは、ネ
ットワークが完全シャッフル等価ネットワークであるよ
うに、相互接続されている。ここで、２モジュールと呼
ばれる各ノードは、1988年６月28日付でエイチ・エス・
ヒントン（Ｈ・Ｓ・Hinton）ほかに付与された米国特許
第4,754,132号明細書に開示された対称自己電気光学効
果デバイス（Ｓ−Ｓ−EED）を含み、各ノードは出力信
号を各々２つの後続段ノードのうちの一方に伝送するよ
うに分割するために、ビームスプリッタを使用する。あ
るネットワーク段に対しては、Ｓ−SEEDは、NORゲート
およびORゲートからなる光学論理回路として作動する。
他のネットワーク段に対しては、Ｓ−SEEDは、NANDゲー
トおよびANDゲートからなる光学論理回路として作動す
る。

Ｓ−SEEDは、二重レールデバイスであるので、受取り
可能な信号の第１信号は、第１データ入力信号と第１反
転（相補）データ入力信号とからなり、受取り可能な信
号の第２信号は、第２データ入力信号と第２反転（相
補）データ入力信号とからなり、および出力信号は、デ
ータ出力信号と反転（相補）データ出力信号とからな
る。Ｓ−SEEDの第１の光検出器は、第１および第２のデ
ータ入力信号を受け取るために、２つの先行段ノードの
両方に光結合され、またデータ出力信号を伝送するため
に、２つの後続段ノードの両方に光結合され、またデー
タ出力信号を伝送するために、２つの後続段ノードの両
方に光結合されている。Ｓ−SEEDの第２の光検出器は、
第１および第２の反転（相補）データ入力信号を受け取
るために、２つの先行段ノードの両方に光結合され、ま
た反転（相補）データ出力信号を伝送するために、２つ
の後続段ノードの両方に光結合されている。NOR/OR態様
（第68図）は、ノードを不能化するのに使用される制御
信号を第２の光検出器に伝送し、Ｓ−SEEDの状態をプリ
セットするのに使用されるプリセット信号を第１の光検
出器に伝送することによって作動される。NAND/AND態様
（第71図）は、制御信号を第１の光検出器に伝送し、プ
リセット信号を第２の光検出器に伝送することによって
作動される。

ネットワークは、一時には、先行段ノードから受取り
可能な信号のたかだか１つが能動であるように制御され
る。各ノードは、同じ段の１つのノードであって先行段
の同じ２つのノードから信号を受取るように結合されて
いるノードに関連している。各段の各ノードに対して、
話中／空き情報が記憶されている。ある段の与えられた
ノードとその与えられたノードに関連のノードとの両方
が空きとマークされているときのみ、その与えられたノ
ードは、ネットワークを通過する接続の一部として使用
するように選択される。選択された後、その与えられた
ノードは、話中とマークされる。

他の光学式２モジュール態様は、３個のダイオードＭ
−SEED（第63図）を使用する。４つの電子式２モジュー
ル態様は、トリステートバッファ（第60図）、OR/AND論
理回路（第８図、第65図）、NOR/OR論理回路（第67
図）、NAND/AND論理回路（第70図）を使用する。

本発明の一つの特定の例示的実施態様は、16×16の回
路−交換による空間分割交換網を態様化した例示的ホト
ニックシステム10（第１図）において使用されている。
２×８ファイバケーブル配列21のファイバ上で、16個の
光入力信号が受け取られる。各光入力信号は、２×８フ
ァイバケーブル22の１つのファイバ上に光出力信号とし
て伝送するために、ホトニックシステム10によって回路
交換が可能である。ホトニックシステム10は、レンズ8
0、データ入力装置40、８つの光学ハードウェアモジュ
ール50〜57、レンズ70を含む。ホトニックシステム10
は、ビーム配列を平行処理することと、第１図の単一ビ
ームによって表される光伝送が矩形断面のビーム配列で
ある。データ入力装置40および光学ハードウェアモジュ
ール56、57によって行われる光接続は固定されている。
単一ソフトウェア制御プロセッサを用いるか、またはハ
ードウェア論理回路装置を用いて、態様化可能なネット
ワーク制御器60は、光学ハードウェアモジュール50〜55
に対応する段制御器30〜35を介して、ホトニックシステ
ム10を通過する経路を確立（接続）したり、切断したり
する。

ホトニックシステム10によって態様化されたネットワ
ークトポロジーは、拡大セクションと、完全シャッフル
等価ネットワークと集束セクションとからなる。このト
ポロジーは、９つのノード段N0〜N8と、８つのリンク段
L0〜L7とを有する３次元クロスオーバネットワーク2110
（第55図−第57図）を基礎にしている。各ノード段、た
とえば段N2は、０〜31の番号をつけた32個のノードを含
む。ホトニックシステム10においては、対称自己電気光
学効果デバイス（Ｓ−SEED）の４×８配列500（第１図
および第58図）は、ネットワーク2110の１つのノード段
に対応する。光の光学特性状態に応じて、その光を選択
反射するＳ−SEEDは、ホトニックシステム10の交換ノー
ドであり、またＳ−SEEDは、本発明によりここに説明す
るように、２モジュールとして作動する。光学ハードウ
ェアモジュール50〜58の各々は、ネットワーク2110（第
55図−第57図）のリンク段L0〜L7の１つに対応する相互
接続を行い、Ｓ−SEED配列500の１つの上に焦点が結ば
れる情報（信号）、制御（プリセットおよび不能化）お
よびパワーのビーム配列の結合を行なう光学装置を含
む。たとえば、第93図に詳細に示されている光学ハード
ウェアモジュール51は、ネットワーク2110のリンク段L1
に対応する光学クロスオーバ相互接続装置100と、Ｓ−S
EED配列500への伝送のためにビーム配列を結合するほか
に、次の光ハードウェアモジュール52へ伝送するため
に、Ｓ−SEED500から反射された出力ビーム配列の方向
を再配置するビーム結合装置200とを含む。不能化され
るべき個々のＳ−SEEDに対応する不能化ビームの配列の
発生を制御する空間光変調器（たとえば409）を用い
て、ホトニックシステム10内に通信経路が確立される。

ネットワーク2110（第55図−第57図）のリンク段L0,L
1,L5、L6は、水平接続を行ない、リンク段L2,L3,L4、L7
は垂直接続を行なう。また、分断すなわち交差の数も段
ごとに変化している。これらの変化は、本明細書で説明
するように、ホトニックシステムにおける光学ハードウ
ェアモジュール50〜57の間の変化によって態様化され
る。

（実施例の説明） 以下の説明は４部からなる。第１部は、ホトニック
（photonic;光）システム10が基礎とする減少ブロッキ
ング・ネットワークトポロジー（topology）について説
明する。第２部は、この様な減少ブロッキング・ネット
ワークの中から、経路を迅速に見つけ出して通信を確立
するためのネットワーク制御装置について説明する。第
３部は、基礎となる３次元クロスオーバ（crossover）
ネットワーク2110とおよびここでは２モジュールと呼ぶ
減少機能性交換ノードとを含むホトニックシステム10に
ついて詳細に説明する。最終部（第４部）は、ホトニッ
クシステム10を態様化するのに使用されるところの、波
長の異なるビームを結合するための装置を含む自由空間
光学装置について説明する。

ネットワークトポロジー 第２図は、拡張（ファンアウト）セクション1610と、完
全シャッフル等価ネットワーク1620と、および集束（フ
ァンイン）セクション1630とからなるシステム1600の線
図である。システム1600はＮ＝４個の入口およびＭ＝４
個の出口とを有する。完全シャッフル等価ネットワーク
1620は、２×２ノードからなる４つのノード段（ステー
ジ）1621−０、1621−１、1621−２、1621−３と、およ
び各々が連続するノード段を完全シャッフル相互接続さ
せるところの３つのリンク段1622−０、1622−１、1622
−２とを含む。拡張セクション1610は、Ｎ＝４個の入口
を第１ノード段1621−０の16個（Ｎ個より大）の入力に
拡張する。集束セクション1630は最終ノード段1621−３
の16個（Ｍ個より大）の出力をＭ＝４個の出口へ集束す
る。システム1600は、Ｎ個の入口の各々とＭ個の出口の
各々との間に、２以上の経路を有する。ノード段1621−
０、1621−１、1621−２、1621−３の個々のノードは、
シャッフルネットワーク制御器1650からの命令に応答し
て、対応の段制御器1640、1641、1642、1643によって制
御される。

拡張セクション1610とおよび集束セクション1630との
３つの代替態様を、第３図、第４図、第５図に示す。拡
張セクション1710（第３図）においては、Ｎ＝４個の入
口の各々は、ノード段1621−０の４個の入力に直接接続
されている。集束セクション1730においては、ノード段
1621−３の４個の出力が、Ｍ＝４個の出口の各々に直接
接続されている。拡張セクション1810（第４図）は、１
×４ノードの単一段1811を有し、集束セクション1830は
４×１ノードの単一段1831を有する。拡張セクション19
10（第５図）は１×２ノードの２つの段1911、1912を有
し、集束セレクション1930は２×１ノードの２つの段19
31、1932を有する。拡張セクション1710、1810、1910の
各々は、Ｎ個の入口の各々を、本文内で定義されるよう
な完全シャッフル維持パターン内でノード段1621−０の
多重入力に接続する。集束セクション1730、1830、1930
の各々は、ノード段1621−３の多重出力を、本文内で定
義されるような完全シャッフル維持パターン内でＭ個の
出口の各々に接続する。

システム1600において使用される３種類の代替２×２
交換ノード1510、1520、1530を第６図、第７図、第８図
に示す。ｎ個の入口と、ｍ個の出力とを有するノード
は、それが、min｛n,m｝個の信号を同時に伝送可能なら
ば、それは全容量ノードであるという。ノードが一時に
１つの信号のみしか伝送出来ないならば、そのノードは
一容量ノードであるという。一容量ノードには、入力ま
たは出力のいずれかを選択可能であるものと、選択不能
なものとがある。

全容量ノードであるノード1510（第６図）は、２つの
選択器1511、1512を含む。選択器1511は、選択信号S1に
応答してノード入力I1、I2のいずれかをノード出力01に
接続する。選択器1512は、選択信号S2に応答してノード
入力I1、I2のいずれかをノード出力02に接続する。

入力選択可能一容量ノードであるノード1520（第７
図）は、２つのANDゲート1521、1522と、１つのORゲー
ト1523とを含む。ANDゲート1521は、選択信号S1に応答
して、信号を入力I1からORゲート1523を経由して両方の
出口O1、O2に伝送する。ANDゲート1522は、選択信号S2
に応答して信号を入力I2かORゲート1523を経由して、両
方の出口O1、O2に伝送する。任意の時間においては、選
択信号S1、S2のうちの１つのみが論理１である。

選択不能一容量ノードであるノード1530（第８図）
は、１つのORゲート1531と、１つのANDゲート1532とを
含む。制御信号Ｃが論理１であるとき、ANDゲート1532
は入力I1、I2における信号の論理和集合を両方の出力O
1、O2に伝送する。制御信号Ｃが論理０であるとき、AND
ゲート1532は論理０を両方の出口O1、O2に伝送する。任
意の時間においては、入力I1、I2のうちの１つのみが能
動信号を受取る。

ノード1530は、本明細書でｎ×ｍモジュールと呼称さ
れるさらに一般化された交換ノードの特殊例を示す。ｎ
個の入力とｍ個の出力とを有するｎ×ｍモジュールは、
ｎ個の入力における信号の論理和集合をｍ個の出力すべ
てに経路選択するか、ｎ個の入力における信号のいずれ
をもｍ個の出力のいずれにも経路選択しないか、のいず
れかである。もしｎ×ｍモジュールのネットワークが、
ｎ×ｍモジュールのたかだか１個の入力が能動信号を有
するように制御されるならば、ｎ×ｍモジュールは信号
をｍ個の出力のすべてに経路選択するか、ｍ個の出力を
空き（アイドル）のままにするか、のいずれかである。
ノード1530は２×２モジュールであり、本明細書では２
モジュールともいう。

システム1600（第５図）が、完全シャッフル等価ネッ
トワーク1620の交換ノードとしてのノード1530、拡張セ
クション1910、集束セクション1930のような、２モード
を使用して具体化されたとき、完全シャッフル等価ネッ
トワーク1620の２モジュールは、２モジュールのいずれ
もただ１つの能動入力信号しか有しないように、必要に
応じて個々に不能化（disable）されるかまたは可能化
（enable）される。

最終拡張ノード段1912の２モジュールも、Ｎ個の入力
のある１つで受取られた信号が、ノード段1621−０の２
つの２モジュールのみに伝送されるように個々に不能化
されるかまたは可能化される（第５図に図示せず）。特
定の２モジュール出力がある論理値にロックされてしま
うような故障に対するシステム1600の許容度を改善する
ために、拡張セクションおよび集束セクションのすべて
の２モジュールを制御可能にしても良い。

第９図は、Ｎ＝４個の入口と、Ｍ＝16個の出口とを有
するシステム1601の線図である。システム1601は、集束
セクション1630が必要とされていないことを除けば、シ
ステム1601（第２図）と同一である。

第10図は、Ｎ＝16個の入口と、Ｍ＝４個の出口とを有
するシステム1602の線図である。システム1602は、拡張
セクション1610が必要とされていないことを除けば、シ
ステム1600（第２図）と同一である。

システム1600のようなシステムのブロッキング特性に
ついて説明する前に、厳密に非ブロッキングなネットワ
ークの機能的原理について説明する。ネットワークが厳
密非ブロッキングであるための条件は、任意の入力−出
力対の間の最小経路数が、その対の間でブロック可能な
最大経路数を超えていなければならないということであ
る。しかし、ネットワークが、厳密に非ブロッキングで
あるための十分条件（しかし必要条件ではない）は、任
意の入力−出力対の間の最小経路数が任意の入力−出力
対の間でブロック可能な最大経路数を超えることであ
る。次の形で表示すれば、この十分条件は次の様にな
る； 経路≧ブロックされる経路＋１ ネットワークが有効であるための属性は、経路とブロッ
クされる経路との数の変動が、任意の入力−出力対選択
に対して、きわめてわずかなこと（または全く変動しな
い）である。

単一段の厳密に非ブロッキングなネットワーク1002を
第11図に示す。ネットワーク1002において、任意の入力
−出力対の間の経路の最少数は１に等しい。各水平レー
ルは入力に１対１で関係し、また各垂直レールは出力に
１対１で関係するので、ブロックされる経路は存在しな
い。したがって、次の関係を得る。

経路＝１≧ブロックされる経路＋１＝０＋１ したがって、ネットワーク1002は、厳密非ブロッキング
ネットワークである。ネットワーク1002にはＮ×Ｍ個の
交差点があるが、一時に使用される交差点の数は多くと
もmin｛N,M｝である。より効率的なネットワークを形成
するために、ブロックされる可能性のある経路数よりも
さらに多くの経路を形成してしかも同時に交差点の数を
減少するように多重段が使用される。

24×24の厳密非ブロッキング３段クロス（Clos）ネッ
トワーク1004を第12図に示す。各々の入口と出口との間
には、それぞれ中間段のスイッチを１つずつ通過する５
つの経路が存在する。任意の入口（出口）は、そのスイ
ッチ上の他の２個の入口（出口）によって２つの経路が
ブロックされることもある。したがって、厳密非ブロッ
キング条件を適用すると、次の関係を得る:5≧（２＋
２）＋１。

ネットワーク1004内の交差点の数は３×５×８＋８×８
×５＋５×３×８＝560である。比較のために計算する
と、24×24クロスバーネットワークは576個の交差点を
有する。

一般化厳密非ブロッキング３段クロスネットワーク10
06を第13図に示す。（第13図においては段間リンクは省
略されている。）厳密非ブロッキング条件をネットワー
ク1006に適用すると、任意の入力−出力対の間の経路の
最小数はｒである。ブロックされる経路の最大数は（ｎ
−１）＋（ｎ−１）に等しく、したがって、ｒ≧ｎ＋ｍ
−１であるならば、ネットワーク1006は厳密非ブロッキ
ングである。Ｓ段クロスネットワークにおいて、ある段
内の各スイッチを３段クロスネットワークで単に置き換
えることにより、Ｓ段クロスネットワークから反復的に
Ｓ＋２段クロスネットワークが形成可能である。第14図
に示すような厳密非ブロッキング５段クロスネットワー
ク1008は、図示されている数の段間リンクを有する。ホ
トニック（光）領域においてクロスネットワークを具体
化するときの２つの問題点は： １）交換要素が正方形でなくかつ大型であること、 ２）段間リンクの数が異なること（位置的に中心に行く
ほど増加する）である。

多段相互接続ネットワーク（MIN）1010は第15図に示
すが、このネットワーク（MIN）は次の５つの条件によ
って定義される； （１）MINは、ある任意数Ｓのノード段を有する； （２）段ｉには、r_i個のノードがあり、各々ノードはn_i
個の入力と、m_i個の出力とを有する。； （３）異なる段にあるノードは、異なるn_i、m_iの値を有
する； （４）１≦ｉ≦Ｓ−１において、段ｉ内のノードの出力
は、（リンクを経由して）段ｉ＋１内のノードの入力に
接続される； （５）１≦ｉ≦Ｓ−１に対しては、r_im_i＝r_i+1m_i+1。

拡張一般化シャッフル（EGS）ネットワーク1012を第1
6図に示す。EGSは特定仕様のリンク相互接続パターンの
備えたMINである。任意の段ｉにおいて、ノードには連
続的に０からr_i−１までの番号が付けられ、また特定ノ
ードの出力には連続的に０からのm_i−１までの番号が付
けられている。次に段ｉのノードの出力には、連続的に
０からri mi−１までの番号が付けられ；したがって、x
_i番目のノード上のO_i番目の出力には、x_im_i＋0_iの番号
が付けられている。EGS相互接続パターンは次のように
説明できる。段ｉ内の出力x_im_i＋0_iは段ｉ＋１内のノー
ド（X_im_i＋0_i）_modri+1に接続される。この相互接続パ
ターンは、リンクを次の段内のノードに連続的に割り当
てる（いわゆる完全シャッフル）。EGS相互連続パター
ンの主要な意味は、与えられた２つの段の中の任意の２
つのノード間の経路の数が、１より大きい数だけ異なる
ことはないことである。ｉ＜ｊに対しては、段ｉ内のノ
ードと段ｊ内のノードとの間の経路の数は であり、ここで はｘ以上の範囲の最小整数を示し、また はｘ以下の範囲の最大整数を示す。Ｎ＝n_ir_i個の入口と
Ｍ＝m_Sr_S個の出口とを有するEGSネットワークを考えて
みる。任意の入口−出口対の間の経路の最小数は、 によって与えられる。

EGSネットワークの例1014を第17図、第18図に示す。
入力ｘと出力ｙとの間の経路の数を求めるために、次の
計算を行う。

入力ｘと出力ｙとのチャネルグラフ（線図）Ｌ（x,
y）は、ｘとｙとの間のすべての和集合（union）であ
る。ブロックされる経路の数の上限を求めるためには、
任意のチャネルグラフをインターセクト（intersect;交
差）可能な呼の数と、各呼がブロック可能な経路の数と
を求めなければならない。チャネルグラフを第19図に太
線で示す。

第20図において、チャネルグラフＬ（x,y）は、破線
で示されている。１つのインターセクト呼（第20図にお
いて太線で示す）はＬ（x,y）の３つの経路の１つをブ
ロックする。ノード段ｉからノード段ｊ（ｊ＞ｉ）への
ｊ−ｉリンク上でＬ（x,y）とインターセクトする呼を
考えてみる。ノード段ｋからノード段ｋ＋１へのリンク
を段ｋリンクとして表すことにする。インターセクト呼
Ｃ（i,j）のリンクｉによってブロックされる入力ｘと
出力ｙとの間の経路の数は、ｘからＣ（i,j）の段ｉノ
ードへの経路の数と、Ｃ（i,j）の段ｊ＋１ノードから
ｙへの経路の数との積で与えられる。任意の入力（すな
わち段１ノード）から任意の段ｉノードへの経路の最大
数は、 であり、また任意の段ｉ＋１から任意の出力（すなわち
Ｓ段ノード）への経路の最大数は である。したがって、ｘとｙとの間の経路のうちＣ（i,
j）のリンクｉによってブロックされる経路の最大数
は、 である。リンクｉ＋１によってブロックされる経路の
追加数は、 によって与えられる。第２項の引算項は、第１項がリ
ンクｉによってブロックされるいくつかの経路；すなわ
ち、リンクｉを経由してリンクｉ＋１に到達するすべて
のこれらの経路を含むことに対する補正である。Ｃ（i,
j）の残りのリンクの各々に対して同様な補正を行う
と、Ｃ（i,j）によってブロックされる経路の数は次式
によって与えられることがわかる。

ネットワーク1012（第21図）を参照するとき、次のこ
とを考慮されたい。

n₁≦Ｎ、 はｋにおいて非減少であるので、１≦ｋ≦ｔに対して であり ｔ＋１≦ｋ≦Ｓに対して、 であるようなある段ｔが存在しなければならない。同様
に、ｕ≦ｋ≦Ｓに対して であり、 １≦ｋ≦ｕ−１に対し、 であるような段ｕが存在しなければならない。

関係 の意味するところは、 すべての入口は、すべての段ｔ＋１ノードに至る少なく
とも１つの経路を有することと、インタセクト呼Ｃ（i,
j）はｉ≦ｔ＋１を有し、 かつ同様に なのでｊ≧ｕ−１を有さなければならないことである。
この情報のすべてを使用して、ブロックされる経路に対
する表現が、 となる。ここで通常のように、ｔ＋１≧ｕ−２ならば
総和項 は０に等しくまた、ｔ＋２≧Ｓならば、積項 は１に等しい。

はエントリー点ｉの関数であり、 は出発点ｊの関数である。さらに、 は、すべてのインターセクト呼に対して定数である。し
たがって、単一のインターセクト呼によってブロックさ
れる経路上の上限が、エントリー点、出発点プラス定数
の分離的関数である。

ここで、チャネルグラフをインターセクト可能な呼の
最大数を求めることが残されている。単一のインターセ
クト呼によってブロックされる経路の数はエントリー
点、出発点プラス定数の分離的関数であるので、各段に
おいてエントリーし、しかも出発可能な呼の最大数を求
めるだけでよい。ある呼のエントリー点および出発点を
組み合わせる必要は無い。ここで、特定の条件に合致す
るネットワークの連続段の任意のセットに対して成立す
るEGSネットの重要な性質（前方向−後方向不変特性と
いわれる）を考える。もし前方向−後方向不変特性が、
ネットワークのある部分に対して成立するならば、各段
における着呼および発呼の最大数は極端に減少可能であ
る。

前方向−後方向不変特性（FBIP）はつぎのように説明
可能である。ある段ｉノードによって到達されることが
可能なすべての段ｊノードは正確に同一セットの段ｉノ
ードに到達する。

が、rjを割り切れるならば、FBIPはEGSネットワーク内
の段ｉ、段ｊに対して成立する。ネットワーク1014に対
する段３と段５とのあるノード間の経路が第22図内で太
線で示されている。任意の段３ノードによって到達され
ることが可能なすべての段５ノードは正確に同一セット
の段３ノードに到達する。FBIPは、それがインターセク
ト呼を著しく減少しかつ多段モジュール化を形成する。

第23図に示すネットワーク1012を参照して、FBIPが段
１から段ｉまでに対して成立することすなわち がr_iを割り切れると仮定する。したがって、ある入口ｘ
によって到達されることが可能なすべての段ｉノードは
正確に同一セットの第１段ノードすなわち入口に到達す
る。任意の段ｉノードはたかだか 個の入口（第ｉから段１までのn_pファンアウトの積）に
到達可能なので、たかだか、 個の呼が段１から段ｉ（第23図の点Ａ）までのチャネル
グラフＬ（x,y）に入ることが可能である。同様に、も
しFBIPが段ｉ＋２から段Ｓまでに対して成立するなら
ば、このときたかだか 個の呼が段ｉ＋２（第23図の点Ｂ）から出て、段Ｓに到
達することが可能である。最悪のケースを考えて、段ｉ
において、または段ｉの前で入るすべての呼が段ｉ＋１
において、または段ｉ＋１の前で出ることおよび段ｉ＋
２の後で出るすべての呼が段ｉ＋１においてまたは段ｉ
＋１の後で入ることと仮定しよう。したがって、１≦ｉ
≦Ｓ−２のあるｉに対して、チャネルグラフをインター
セクトする呼の数は によって上限が与えられる。ｉに対して最小化し、かつ
たかだか、min｛Ｎ−１、Ｍ−１｝個の呼がチャネルグ
ラフをインターセクト可能であることを考慮して、チャ
ネルグラフをインターセクトする呼の最大数ωは、 によって与えられるという結果をえる。この結果を得
るのに使用される独立変数は、もしFBIPが が成立するすべての段１から段ｉまでのものに対して、
また が成立するすべての段ｊから段Ｓまでのものに対して成
立するならばそれは妥当である。

したがって、これまでに、 （１）任意の入口−出口対の間にすくなくとも 個の経路と； （２）段ｉにおいてチャネルグラフに入り、かつ段ｊに
おいてチャネルグラフを出る呼によってブロックされる
たかだか 個の経路と；および （３）もし に対して、Ｎを割り切れ、かつ に対してＭを割り切れるならば、チャネルグラフをイン
ターセクトするたかだか 個の呼と； が存在するということを求めてきた。したがって、さら
に求めなければならないものは、チャネルグラフの各段
において入りかつ出るところの呼の最大数である。

ネットワーク1012（第23図）において、段１から段ｊ
までの点Ａにおいて、たかだか 個の呼がＬ（x,y）に入ることが可能である。しかしま
た、段１から段ｉまでにたかだかｗ個の呼が入ることが
可能である。ネットワーク1012の段ｉ＋２から段Ｓまで
の点Ｂからたかだか 個の呼が、Ｌ（x,y）から出ることが可能である。しか
しまた、段ｉ＋２から段Ｓまでたかだかｗ個の呼がでる
ことが可能である。したがって、 個の呼が第１から段ｉまでに入ることが可能であり、ま
た 個の呼が段１から段ｉ−１までに入ることが可能であ
る。段ｉ−１から入る呼の最大数を仮定すると、段ｉに
おいて入るたかだか 個の呼が得られる。また同様に、段ｉにおいて出るたか
だか 個の呼が得られる。

ここで厳密非ブロッキンクEGSネットワークであるた
めの基本的条件は； であるということが可能であり、ここで は任意の入口−出口対の間の経路の最少数、 は段ｉにおいて入る呼の最大数、 は段ｉにおいて入る呼によってブロックされる経路の
数、 は段ｉにおいて出る呼の最大数、 は段ｉにおいて出る呼によってブロックされる経路の
数、 ωはインターセクト呼の最大数、および はすべてのインターセクト呼に対するブロックされる経
路の一定成分である。

したがって、次のことが厳密非ブロッキングEGSネッ
トワークに対する基本定理ということが可能である:N＝
n₁r₁個の入口と、Ｍ＝m_Sr_S個の出口とを有する任意のEG
Sネットワークであって、そのネットワークにおいて、 がＮを割り切れ、また に対して、 がＭを割り切れ、およびそのネットワークにおいて、 であり、ここで ｔは となるようなｉの最大値、 ｕは となるようなｊの最小値、 であるところの任意のEGSネットワークは点対点接続に
対して厳密に非ブロッキングである。

以上の展開は、全容量ノード（容量＝min｛n_i、
m_i｝）を仮定してきた。同様な展開は、選択可能−容量
ノードに対して、また選択不能−容量ノードに対して行
うことが可能である。変数αを導入することによって別
の結果を同時に得ることができ、全容量ノードに対して
はα＝１、選択可能−容量ノードに対してはα＝０、選
択不能−容量ノードに対してはα＝−１である。したが
って、厳密非ブロッキングEGSネットワークに対する基
本定理は次のように言える： Ｎ＝n₁r₁個の入口と、Ｍ＝m_Sr_S個の出口とを有する任意
のEGSネットワーク（ここで全容量ノードに対してα＝
１、選択可能−容量ノードに対してα＝０、選択不能−
容量ノードに対してα＝−１）であって、そのネットワ
ークにおいて、 がＮを割り切れ、また に対して、 がＭを割り切れ、およびそのネットワークにおいて、 であり、ここで、 ｔは となるようなｉの最大値、 ｕは となるようなｉの最小値、 であるところの任意のEGSネットワークは点対点接続に
対して厳密非ブロッキングである。

EGSネットワークの設計にきわめて大きなフレキシビ
リティがあることは、主として、非ブロッキング動作に
対する条件が総体的（グローバル）なものであり、かつ
その条件がＮ、Ｍ、α、およびn_iとm_iとの種々の積にの
み依存としていることからきている。このように、一般
に、非ブロッキング条件は特定のn_iとm_iとの間の関係に
は関係しない。

非ブロッキングEGSネットワークの一例1016を第24図
に示す。このネットワークの各段内の出力リンクが次の
段（完全シャッフル）内のノードに順次に割り当てられ
るならば、ネットワークの現状接続状態にかかわらず、
任意の空き入力は、任意の空き出力に接続が可能であ
り、すなわちこのネットワークは厳密非ブロッキングで
ある。

多段相互接続ネットワーク（MIS）Ｇは、次の２条件
のいずれかが成立するならば、完全シャッフル等価ネッ
トワークであると言われる。

条件1; Ｇのすべての段ｉに対して、 のみであるならば、Ｇの段ｉ内のノードαが、Ｇの段ｉ
＋１内のノードβに接続されるように、Ｇの段ｉノード
r_iから、整数セット｛0,1,…，r_i−１｝への１対１マッ
ピングΦ_ｉが存在する。

条件2; Ｇのすべての段ｉに対して、 のみであるならば、Ｇの段ｉ＋１内のノードβが、Ｇの
段ｉ内のノードαに接続されるように、Ｇの段ｉノード
r_iから、整数セット｛0,1,…，r_i−１｝への１対１マッ
ピングΨ_ｉが存在する。

EGSネットは、各Φ_１が単に同一マッピングであると
きに、条件１が成立するという点で、完全シャッフル等
価ネットワークである。

C₁＝｛φ_ｉ:i∈｛1,2,…,S｝｝は条件１を満足する１セ
ットのＳマッピングΦ_ｉを表し、 C₂＝｛Ψ_１:i∈｛1,2,…,S｝｝は条件２を満足する１セ
ットのＳマッピングΨ_ｉを表す。

拡張手段は、次の２条件のいずれかが成立するなら
ば、完全シャッフル保持パターンにおいて、ＧのＮ個の
入口の各々を、Ｇの第１段ノードの多重入力に接続する
ものと言える。

条件1e: C₁が整数、 であり、 （ここでφ_１∈C_1・）のみであるならば、入口αがＧの
段１内のノードβに結合されるように、ＧのＮ個の入口
から整数セット｛0,1,…,N−１｝への１対１マッピング
Φ_１が存在する。

条件2e: C₂が整数、 であり、 （ここで、Ψ_１∈C_2・）のみであるならば、Ｇの段１内
のノードβがＧの入口αに接続されるように、ＧのＮ個
の入口から整数セット｛0,1,…,N−１｝への１対１マッ
ピングΨ_１が存在する。

集束手段は、次の２条件のいずれかが成立するなら
ば、完全シャッフル保持パターンにおいて、Ｇの最終段
Ｓのノードの多重出力をＧのＭ個の出力の各々に接続す
るものと言える。

条件1c: C₁が整数、 であり、 （ここで、φ_Ｓ∈C_1・）のみであるならば、Ｇの段Ｓ内
のノードαが出口βに接続されるように、ＧのＭ個の出
口から整数セット｛0,1,…,M−１｝への１対１マッピン
グΦ_０が存在する。

条件2c: C₂が整数、 であり、 （ここで、Ψ_Ｓ∈C_2・）のみであるならば、出口がＧの
段Ｓ内のノードαに接続されるように、ＧのＭ個の出口
から整数セット｛0,1,…,M−１｝への１対１マッピング
Ψ_０が存在する。

このような拡張手段とおよび収束手段とを備えたネッ
トワークＧは、Ｎ個の１×Ｆノードの拡張段と、後続の
ＧのＳ個の段と、後続のＭ個のＦ′×１ノードの集束段
とからなるＳ＋２段の完全シャッフル等価ネットワーク
と等価的に表すことが可能である。もし条件１（２）が
成立するならば、Φ_１（Ψ_１）が、Ｎ個の入口ノードに
適用されて、条件1e（2e）に従って、入口ノードαがＧ
の段１内のノードβに接続され、およぴΦ_０（Ψ_０）が
Ｍ個の出口ノードに適用されて、条件1c（2c）に従っ
て、Ｇの段Ｓ内のノードαが出口ノードβに接続され
る。厳密非ブロッキング条件に関する上記の定理は、こ
のようなネットワークに適用される。

第25図に示すクロスオーバーネットワーク1020は完全
シャッフル等価ネットワークである。このことは、各段
内のノードのラベル付けと段の間の相互接続とを調べる
ことによって、容易に確認できる。完全シャッフル等価
ネットワークに、このような規則化された物理的相互接
続パターンが存在することは、具体化を考慮するときに
重要である。

段ごとに2^k個の２×２ノードを設けたクロスオーバー
ネットワークにおいては、各リンク段ｉは2^ri個の分割
を有するクロスオーバ相互接続パターンからなり、ここ
でr_i∈Ｉ（ｋ）＝｛0,1,…,k−１｝である。r_iに対して
選択される種々の値は、ネットワークの性能および接続
性に大いに影響する。

r_i選択の１つのきわめて有用なパターン（完全シャッ
フル等価ネットワークを形成する）は、Ｉ（Ｋ）の任意
の順列によってr₁，r₂，…r_kを与える事であり、 ｉ≧ｋに対しては r_i＝r_j （ここでj=1+(i-1)_{mod k}）；すなわち r_k+1＝r₁，r_k+2＝r₂，…，r_2k＝r_k，などである。

完全シャッフル等価ネットワーク群にないネットワーク
に対応する多くの他の有用なパターンが存在する。

第26図に示すEGSネットワーク1022は完全シャッフル
等価ネットワークの重要な特殊ケースを示す。ネットワ
ーク1022においては、 Ｓ3,n₁＝1,m₁＝F,r₁＝N,n_S＝F,M_S＝1,r_S＝N,であり、
また、２≦ｉ≦Ｓ−１に対してはn_i＝m_i＝ｎおよび である。

ここで、次のように定義する。

Ｐ（Ｂ）＝ある空き状態の入口および出口が接続可能出
ない（ブロックされる）確率。

Ｐ（Ｆ）＝段２ないし段Ｓ−１内のあるｎ×ｎノードが
故障のために使用不能である確率。

OCC＝ある入口または出口が話中である確率。

α＝０ −容量ｎ×ｎノード（選択可能）に対して。

α＝１ 全容量ｎ×ｎノードに対して。

すると： N,F,n,S,P（Ｂ）,OCCおよびαは によって近似的に関係づけされる。

３Ｓ2log_nＮ＋１−αに対して、次のように定義す
る：すなわち Ｓ段を有するネットワークに対してP_S（Ｂ）＝Ｐ
（Ｂ）。

このとき： P_S+1（Ｂ）およびP_S（Ｂ）は、 によって近似的に関係づけられる。

ならば、指数は１より大であり、P_S（Ｂ）はＳに対して
２乗で減少する；すなわちＳに対してプロットされた は直線である。

この劇的な効果を表すために、 P_S（Ｂ）＝10^-1およびP_S+1（Ｂ）＝［P_S（Ｂ）］²．と
仮定する。

このとき P_S+1＝(10^-1)²＝10^-2，P_S+2（Ｂ）＝[10^-2]²＝10^-4，P
_S+3（Ｂ）＝[10^-4]²＝10^-8，P_S+4（Ｂ）＝[10^-8]²＝10
^-16， となる。従って、このようなネットワークにおいて、
単に４個の段を加えることによって、ブロッキングの確
率を10^-1から10^-16に減少した。

ブロッキングの確率に対する前の近似表示は、Ｓ段の
ノードを備え、段ｉがn_i×m_iノードからなり、Ｎ＝n₁r₁
個の入口とＭ＝r_Sm_S個の出口とを有する任意の完全シャ
ッフル等価ネットワークＧに対して一般化可能である。
Ｐ（Ｆ）＝0,OCC−１、α＝１と置くと、Ｇにおけるブ
ロッキングの確率Ｐ（Ｇ）は、近似的に、 で与えられる。

Ｐ（Ｇ）.5は、ブロッキングの確率がすべてにおい
て有意である。適用例に使用されるネットワークに対す
るひかえめなしきい値である。

ネットワーク制御 第16図に示すネットワーク1012は、リンクを連続的に
次の段のスイッチに単に割り当てた相互接続パターン、
すなわち完全シャッフル相互接続を有するEGSネットで
ある。ネットワーク1012において任意の入口ｘと任意の
出口ｙとの間の経路の数Ｐは、 によって与えられる。Ｉ（ｋ）は整数セット｛0,1,…,K
−１｝を表すものとする。入口ｘから出口ｙへのある経
路を３列の数字（x,P^*,y）、ここでP^*はＩ（Ｐ）の要
素、で表す。経路（x,P^*,y）は、１ｉＳに対して段
ｉのスイッチ を通過する。段ｉと段ｉ＋１との間のリンクを段ｉリン
クとして表す。経路（x,P＊,y）は１ｉＳ−1.に対
して段ｉのスイッチ を利用する。

第27図はスイッチが全容量、cap（S_i）＝min｛n_i,
m_i｝．であるネットワーク1012において、経路探索（ハ
ント）を行うのに使用される経路探索流の流れ図であ
る。処理は、ブロック1102から始まり、以前に未チェッ
クの経路P^*が選択される。ブロック1104において、１≦
ｉ≦Ｓ−１の範囲すべてのｉに対してL_i（x,P^*,y）の話
中//空き状態がチェックされる。判定ブロック1106にお
いて、すべてのL_i（x,P^*,y）が空きでないと判定される
と、処理は判定ブロック1110へ進む。ブロック1110にお
いて、他の未チェック経路があるか否かが判定される。
もしあれば処理は、ブロック1102に戻り、新たな未チェ
ック経路に対して、処理の流れ図が反復される。しか
し、判定ブロック1110において、他の未チェック経路が
存在しないと判定されたならば、処理は、ブロック1112
に分岐して、ここで入口ｘと出口ｙとの間の全ての経路
が、ブロックされていると結論づけられる。ネットワー
ク1012のスイッチは全容量であると仮定されたので、第
27図の流れ図においてリンクL_iがチェックされる。

第28図はスイッチが一容量すなわちcap（S_i）＝1.で
あるネットワーク1012において、経路探索（ハント）を
行うのに使用される経路探索処理の流れ図である。処理
はブロック1122から始まり、ここでは以前に未チェック
の経路P^*が選択される。ブロック1124において、１≦ｉ
≦Ｓの範囲の全てのｉに対してS_i（x,P^*,y）の話中／空
き状態がチェックされる。判定ブロック1126において、
全てのS_i（x,P^*,y）が空きであるか否かの判定がなされ
る。

全てのSi（x,P^*,y）が空きであるならば、処理はブロッ
ク1126からブロック1128に進み、ここで入口ｘを出口ｙ
に接続するために、経路P^*が使用可能であると結論づけ
られる。ブロック1126において、全てのS_i（x,P^*,y）が
空きでないと判定されたならば、処理は判定ブロック11
30へ進む。ブロック1130において、他の未チェック経路
があるか否かが判定される。あれば、処理はブロック11
22に戻り、新たな未チェック経路に対して処理の流れ図
が反復される。しかし、もし判定ブロック1130におい
て、他の未チェック経路が存在しないと判定されたなら
ば、処理は、ブロック1132に分岐して、ここで入口ｘと
出口ｙとの間の全ての経路がブロックされているとは結
論づけられる。ネットワーク1012のスイッチは一容量で
あると仮定されたので、第28図の流れ図においてはスイ
ッチS_iがチェックされる。

ネットワーク1012に対する経路探索を行うときに、平
行作業が可能である。全てのｉおよびP^*に対する全ての
Si（x,P^*,y）またはL_i（x,P_*,y）の話中／空き状態が同
時に読取り可能であり、したがって、全てのＰ経路につ
いて、それらが話中かまたは空きかを同時に求めること
が可能である。もし空きがあれば、このとき空きとして
見出されたものの中から、特定の経路が選択される。

考えているネットワークが、EGSネットワークでな
く、EGSネットワークの異種同形のモデルであるなら
ば、経路選択アルゴリズムを適用する前に、入口ｘおよ
び出口ｙはそれらのEGS等価物にマップ化されなければ
ならない。スイッチを作動するには逆のマップ化が必要
とされる。

もし各入口／出口対に対する全ての経路が他の全ての
入口／出口対に対する全ての経路から分離されているな
らば、多重接続の上にオーバーラップ動作を行うことが
可能である。

便宜上、 と表す。

もしＭがM1を割切れるならば、以前に与えられたＰ、
S_i（x,P＊,y）およびL_i（x,P^*,y）に対する等式は次の
様になる： Ｎ＝Ｍ＝2ⁿ,n₁＝m_S＝1,m₁＝n_S＝2^k＝Ｆであり、かつ
２≦ｉ≦Ｓ−１に対してn_i＝m_i＝２（ここでｎ、ｋは整
数）であるところのネットワークＧを考える。このと
き、 M₁＝2^S-2xF＝2^S-2x2^k＝2^S+k-2 となる。

また、r₁＝r_S＝Ｎ＝Ｍ＝2ⁿと、２≦ｉ≦Ｓ−１に対し
て、 とが得られる。さらに、２≦ｉ≦Ｓに対して M_i＝2^S-iである。

したがって、項xM₁+P^*M+yは、x2^S+k-2+P^*2ⁿ+yとなり、
ｘ、ｙは整数値0,1,…，2ⁿ-1の範囲であり、P^*は整数値
0,1,…，2^S+k-n-2-1の範囲である。従って、P^*2ⁿは価 0,2ⁿ,2・2ⁿ,3・2ⁿ,…，2^S+k-2-2ⁿ を有し、またP^*2ⁿ+yは
０から2^S+k-2-1までの全ての整数値の範囲である。ま
た、x・2^S+k-2は、値0,2^S+k-2,…2^S+k+n-2-2^S+k-2を有
し、従って、x2^S+k-2+P^*2ⁿ+yは０から2^S+k+n-2-1までの
全ての整数値の範囲である。従って、xM₁+P^*M+y＝x2
^S+k-2+P^*2ⁿ+yは次のようなＳ＋ｋ＋ｎ−２ビットの２進
数として表すことが可能である； ２≦ｉ≦Ｓ−１に対して、次の表現を考えてみる。

２進数を2^S-iで割って、底関数をとることは、２進数を
Ｓ−ｉ桁だけ右に移動することと等価である。従って、 は次の矩形内に囲まれた２進数に等価である： ２進数のモジュロ（法）2^n+k-1は２進数の最右側ｎ＋
ｋ−１ビットによって与えられる。従って、 は次の矩形内に囲まれた２進数に等価である； 従って、Si（x,P^*,y,）は、 xM₁+P^*M+y.の２進表示の右からlog₂M_iビットだけ移動
されたlog₂r_iビットの窓（ウィンドウ）によって与えら
れる。同様に、L_i（x,P^*,y）はxM₁+P^*M+y.の２進表示の
右からlog₂M_i+iビットだけ移動されたlog₂(r_im_i)ビット
の窓によって与えられる。

シャッフルネットワークのスイッチおよびリンクの入
口／出口および経路番号に対する関係を、第29図に示す
例示的ネットワーク1140について説明する。第30図は、
単一２進数を形成するための、入口137、経路417、出口
291の連鎖２進表示を示す。第31図は、２進数の連続ビ
ットの中のある数を単に選択することにより、ある段内
の特定のスイッチの決定が可能であることを示す。段２
のスイッチを段16のスイッチとを識別するために使用さ
れる特定の11個の連続ビットが第31図に示されている。
同様に、段２および段16内の特定のリンクを識別するた
めに使用される12個の連続ビットもまた示されている。
11個のビットストリングは2048個のスイッチの中から１
個を識別する。12個のビットストリングは、4096個のリ
ンクの中から１個を識別する。第31図にはまた、スイッ
チおよびリンクを識別するために使用された連続ビット
に隣接するビットを基礎にして、種々の段の特定の入力
および出力を識別するための方法も示されている。たと
えば、段２、段16の入力が識別され、段１、段２、段16
の出力が、識別されている。ネットワーク1140に対して
は、出力経路選択は「自己経路選択」であって、入力に
対しては独立である。

クロスオーバネットワークとシャッフルネットワーク
とは異種同形である。２つのネットワークタイプの種々
の段の間の変換を第32図に略図で示す。第32図において
識別されている特定の変換が、本明細書内で第１表−第
３表に記載されている。第32図において、ブロック1150
内に識別されているクロスオーバネットワークのｉ段の
スイッチおよび出力とブロック1154内に識別されている
シャッフルネットワークの段ｉのスイッチおよび出力と
は、ブロック1152の変換1,2,3、４によって関係づけら
れている。同様に、ブロック1160内に示されているクロ
スオーバーネットワークの段ｉ＋１に対するスイッチお
よび入力と、ブロック1164内に示されているシャッフル
ネットワークの段ｉ＋１に対するスイッチおよび入力と
は、ブロック1162の変換9,10,11、12によって定義され
ているように、関係づけられている。クロスオーバネッ
トワークに対する段ｉのスイッチおよび出力番号と、ク
ロスオーバネットワークに対する段ｉ＋１のスイッチお
よび入力番号との間の変換は、ブロック1156の変換13,1
4,15、16によって定義されている。シャッフルネットワ
ークの連続段の間の対応関係は、ブロック1158の変換5,
6,7、８によってあたえられる。変換１ないし16が第１
表−第３表に記載されている。各変換に対して、変換さ
れるべき数値はB_n-1…B₁B₀によって表されるｎビットの
２進数である。

ここで、512×512クロスオーバネットワーク1200（第
38図）を制御するための装置について説明する。このよ
うなネットワークの大きさをよりよく理解するために、
まず16×16クロスオーバネットワーク1170（第34図−第
36図）を参照して、段から段へのクロスオーバ接続のパ
ターンに注目されたい。第37図は、16×16ネットワーク
1170と512×512ネットワーク1200との相対的大きさを示
してたものである。そこには中間的大きさである128×1
28ネットワークも示されている。クロスオーバネットワ
ーク1200（第38図）は15個の段を含む：しかし、段1,2,
3,13,14、15は、スイッチング機能を行わず、ファンア
ウト／ファンインＦ＝８を実行するためにのみ使用され
る。クロスオーバネットワーク制御器1300は、それぞれ
段４ないし段12に、付属の複数の段制御器1201ないし12
09を介して、ネットワーク1200に対して経路探索、継続
および切断を行うのに使用される。この実施例に対して
は、交換段４ないし12のノードは第５図のノードのよう
な全容量交換ノードである。ファンアウト段1,2、３の
ノードおよびファンイン段13,14、15のノードおよびフ
ァンイン段13,14、15のノードは、それぞれ、単純ファ
ンアウト要素および単純ファンイン要素である。プログ
ラム内蔵制御下で操作される単一プロセッサとして、ま
たはハードウェア論理回路装置として具体化が可能なク
ロスオーバネットワーク制御器1300は、たとえば第39
図、第40図に示す制御処理を実行して、それぞれ接続お
よび切断をおこなわせる。

接続処理（第39図）は、与えられた接続要求に対する
ネットワーク1200の入口／出口対がブロック1402内の待
ち行列に記憶されたときに開始する。記憶された入口／
出口対が処理されるべきとき、ブロック1404において、
入口および出口の番号が、ネットワーク1200にトポロジ
ー的に等価のシャッフルネットワークの対応する入口お
よび出口番号へ変換される。次にブロック1460において
本文で後に説明する処理を用いて分離経路チェックが行
われ、これにより、この接続要求に対して可能なある経
路が、同時処理されている他の接続要求に対して可能な
ある経路とインターセクトするかを判定する。進行中の
他の接続要求と衝突がなければ、実行はブロック1408に
移り、ここで等価シャッフルネットワークの入口から出
口までの全ての経路に付属するスイッチまたはリンクが
決定される。ネットワーク1200においては、スイッチ
（またはノード）は全容量スイッチであるので、ネット
ワークを通過する与えられた経路のリンクを決定すれば
十分である。もしネットワークスイッチが一容量スイッ
チであるならば、ネットワークを通過する与えられた経
路の経路要素が一旦決定されると、ブロック1412におい
て経路メモリが更新され、これにより等価シャッフルネ
ットワークに対する入口番号、出口番号および経路番号
を用いて空き経路を定義する。ブロック1414において、
ネットワーク段制御器1201ないし1209に対し接続命令が
送られる。

さらに、識別された経路に対しては、その経路要素（ス
イッチまたはリンク）は、全ての段に対しブロック1416
において話中とマークされる。

ブロック1406に戻って、もし与えられた接続要求が、
処理中の他の接続要求と衝突すると判定されたならば、
与えられた接続要求に関する情報が、ブロック1420にお
いて待ち行列内に記憶される。ブロック1410において、
他の接続要求の１つに対して、空き行列が一旦見出ださ
れると、ブロック1420の待ち行列に対して、情報が提供
される。次にブロック1406の非接続経路チェックが反復
される。ブロック1410において、接続要求に対し空き経
路が見出されなかったならば、ブロック1422、ブロック
1424が実行される。ブロック1422においては、接続処理
が完了したとの報告が、ブロック1420の待ち行列に対し
てなされる。ブロック1424においては、不成功に終った
接続要求は後に再び処理可能であるというようなブロッ
キング障害報告がブロック1402の待ち行列に対してなさ
れる。

切断処理（第40図）は、与えられた切断要求に対する
ネットワーク1200の入口がブロック1440内の待ち行列内
に記憶されたときに開始する。記憶された入口が処理さ
れるべきとき、ブロック1442において、入口番号がネッ
トワーク1200にトポロジー的に等価のシャッフルネット
ワークの対応する入口番号に変換される。ブロック1444
において経路メモリを指示するのにシャッフル入口番号
が使用され、これにより接続用のシャッフル出口番号お
よび経路番号を決定する。ブロック1448において、ネッ
トワーク段制御器1201ないし1209に対し切断命令が送ら
れる。さらに、識別された経路に対しては、その経路要
素（スイッチまたはリンク）は全ての段に対し再び空き
とマークされる。

ネットワーク制御器1300のハードウェア実施態様を第
42図−第44図に示す。特定のネットワーク1200入口／出
口対を指定する接続要求は接続要求待ち行列1302内に記
憶される。９ビットの２進クロスオーバ入口番号および
９ビットの２進クロスオーバ出口番号は、対応する９ビ
ットのシャッフル入口番号および９ビットのシャッフル
出口番号へ変換するために、クロスオーバからシャッフ
ルへのマップ化装置1304（第50図）に伝送される。シャ
ッフル入口および出口番号は、接続／切断要求待ち行列
1305内に記憶され、次に分離（非接続）経路チェック装
置1306（第46図）に伝送される。装置1306は、現在の入
口／出口番号対が、他の入口／出口番号対に関連する経
路とは分離したリンクであるネットワーク1200内の経路
を形成するかどうかを判定する。２以上の接続要求がネ
ットワーク1200内に分離経路を形成するとき、本明細書
では操作のオーバーラップモードと称されるものの中
で、多重の接続要求および経路探索が同時に処理可能で
ある。次に接続／切断要求待ち行列1308内にシャッフル
入口／出口番号が記憶される。経路探索が実行されるべ
きとき、接続要求待ち行列1308は、ネットワーク1200の
リンク段４ないし11に対応するリンクのためのリンクの
話中／空きビットを記憶する複数のメモリ1312に読取要
求信号を伝送する。（リンク段ｉはノード段ｉとノード
段ｉ＋１との間のリンク段である。）９ビットのシャッ
フル入口信号および９ビットのシャッフル出口信号も、
また接続要求待ち行列1308から並列に伝送され、メモリ
1312の位置をアドレスするのに、入口信号および出口信
号の中の所定のものが使用される。

ネットワーク1200において、任意の指定された入口／
出口対に付属して８つの経路がある。各メモリ1312は各
々ビットからなる512の位置（メモリー位置）を有す
る。与えられたメモリ1312の512の位置の各々は、第30
図のように連鎖結合された入口番号、経路番号および出
口番号によって形成される２進数から抽出された所定の
９ビットの異なる値に対応する。しかし、任意の段に対
する経路番号は抽出されない。この結果、メモリ1312の
位置は、与えられた入口／出口番号対に付属の８つの経
路の各々に対するリンク段の話中／空き状態を定義す
る。メモリ1312のアドレスされた位置の全ての８ビット
は読取られ、同時にたとえば多重入力ORゲートとして態
様化された複数の経路話中／空きチェック装置1314によ
って結合される。経路チェック装置1314の１つは、その
入力信号がリンクの空き状態を指示したときに空き信号
を伝送する。空き経路選択装置1361（第51図）は、装置
1314の各々から話中／空き信号を受取り、定義された空
き経路の１つを所定の方法で選択する。次に、空き経路
選択装置1316は、８つの経路の中の選択された１つに対
応する２進数を伝送する。装置1316はまた、実際に経路
が見出されなかったならば、経路ブロック指示信号を伝
送する。経路ブロック指示信号は、接続要求待ち行列13
02に送り戻されて、接続要求が後に反復可能となるよう
にする。経路ブロック指示信号の反転は、話中ビットを
メモリ1312の各々内に書き込むための書込要求信号とし
て使用される。空き経路番号は、メモリ1312に伝送され
てさらに特定経路と、従って、入口および出口番号によ
ってアドレスされた位置の特定ビットとを識別する。さ
らに、書出要求に応答して、経路メモリ1318が更新さ
れ、経路メモリ1318は、シャッフル入口によって定義さ
れたアドレスにおいて、シャッフル出口番号と選択され
た空き経路番号とを記憶する。

切断要求待ち行列1320は、切断されるべきクロスオー
バ入口を、対応するシャッフル入口に変換するためのク
ロスオーバからシャッフルへのマップ化装置1304に伝送
することによって、切断をおこなう。次にシャッフル入
口は、経路メモリ1318をアドレスするのに使用される。
切断要求待ち行列1320は、経路メモリ1318に読取要求信
号を伝送して、シャッフル入口アドレスによって定義さ
れた経路メモリ1318の位置に記憶されているシャッフル
出口は、次に、シャッフル入口とともに、待ち行列1305
と、分離（非接続）経路チェック装置1306と待ち行列13
08とを経由して、アドレスメモリ1312に伝送される。ア
ドレスされた経路メモリ1318の位置はまた、切断される
べき経路の経路番号も含む。読取られた経路番号は、並
列にメモリ1312の各々に伝送され、空き状態に戻される
べき特定ビットをさらに指定する。その後、切断要求待
ち行列1320は、メモリ1312内で空き状態への変更をおこ
なわせる書込要求を伝送し、かつまた、その接続に関す
る情報を経路メモリ1318から削除する。ノード段制御器
1201、1209の各々はトランスレータを含み、トランスレ
ータは、シャッフル入口、出口および経路信号の所定の
結合を形成して、新たな経路の部分として可能化される
かまたは切断のために不能化されるべきノードとノード
入力からノード出力への接続を決定する。これらのトラ
ンスレータの設計は次の論理を基礎としている。xM₁+P^*
M+yの２進表示からS_i（x,P^*,y）、L_i（x,P^*,y）を決定
するための推理に類似した推理に従って、Ii（x,P^*,y）
（Si（x,P＊,y）上に使用される入力）とを決定可能で
ある。

２≦ｉ≦Ｓ−１に対しては、r_i＝2^n+k-1，M_i＝2^S-1、
およびn_i＝2^lであり、I_i（x,P^*,y）はxM₁+P^*M+yの２進
表示の右からｎ＋ｋ−１＋Ｓ−ｉビットだけ移動した１
ビットの窓によって与えられる。

次にO_i（x,P^*,y）はxM₁+P^*M+yの２進表示の右からS^-i-1
ビットだけ移動した１ビットの窓によって与えられる。

S_i（x,P^*,y）、I_i（x,P^*,y）、Q_i（x,P^*,y）をシャッ
フル領域からクロスオーバ領域へマップ化するために
は、第１表における表現（３）、（４）と、第３表にお
ける表現（12a）のそれぞれを利用する。必要な排他的O
R機能はハードウェア内に容易に態様化され、またこれ
らの機能への入力はxM₁+P^*M+yの２進表示から直接得ら
れる。クロスオーバからシャッフルへのマップ化装置13
04（第50図）は、適切な入口および出口信号を結合する
１セットの排他的ORゲートを含む。ネットワークは、８
個のファンアウトおよびファンインを有するので、全体
ネットワークは、１ないし８のファンアウトのための３
つの段と、スイッチイングのための９つの段と１ないし
８のファンインのための３つの段とからなる合計15の段
で構成されるものと解釈可能である。ファンアウト／フ
ァンインは、各々８個の入口／出口のうちの１つ（４個
のスイッチのうちの１つの入口／出口）を選択的に装備
することによって達成される。次に選択された512個入
口および出口スイッチは、第１表の表現（１）を用いて
シャッフル領域にマップ化される。結果として得られた
論理を第50図に示す。

メモリ1312は、各々リンク話中／空きビットを記憶す
る512×８のランダムアクセスメモリである。経路話中
／空きチェック装置1314はORゲートとして態様化され
る。選択装置1316（第51図）はAND、NAND、OR、NORゲー
トを配置して態様化され、これにより３つの経路信号を
用いて選択空き経路を定義し、経路ブロック指示信号と
書き込み要求信号との両方の目的に使用される単一信号
を発生する。

分離経路チェック装置1306は、第46図に示す論理装置
を基礎としている。チェックされる２つの入力／出力対
は、（X9,X8、X7、X6、X5、X4、X3、X2、X1）−（Y9,Y
8,Y7,Y6,Y5,Y4,Y3,Y2,Y1）および（x9,x8,x7,x6,x5,x4,
x3,x2,x1）−（y9,y8,y7,y6,y5,y4,y3,y2,y1）として表
されている。装置1306の論理配置は、第49図に示すネッ
トワーク1330内で１×2ⁿである第１段の要素によって示
されるようなファンアウトから独立であり、2ⁿ×１要素
である最終段要素によって示されるようなファンインか
ら独立である分離経路をチェックするために適用可能で
ある。装置1306の論理配置は、入口／出口対に対してxM
₁+P^*M+yの２進表示を考えてみる。

L_i(x,P^*,y)は、４≦ｉ≦11に対するこれらの２進値の右
からlog₂M_i+1＝12−ｉビットだけ移動したlog₂(r_im_i)＝
ｎ＋ｋ＝９＋３＝12ビットの窓によって与えられる。段
1,2、３のずれの段のリンクも、ただ１つの入口によっ
てアクセス可能であり（ファンアウトの３つの段）およ
び段12,13、14のいずれの段のリンクもただ１つの出口
によって、アクセス可能である（ファンインの３つの
段）ので、L_iは、４≦ｉ≦11に対してのみ考えれば良
い。

次に、 L₄(x,P^*,y)、L₄（ｘ′，P^*,y′）を考えてみる。

L₄(x,P^*,y)＝X₈X₇X₆X₅X₄X₃X₂X₁pppY₉ L₄（ｘ′，P^*,y′）＝x₈x₇x₆x₅x₄x₃x₂x₁ppy₉ pppの領域は、可能な８つの値の全てをとることが可能
なので、これらの２セットのリンクは、残りのビットの
少なくとも１つの位置において異なるならば、そのとき
のみ分離している。

従って、これら２つのリンクセットは、もし D₄＝(X₈x₈)＋(X₇x₇)＋…+(X₁x₁）＋(Y₉y₉）＝
１ ならば、分離している。

D₅＝（X₇x₇）＋…＋（X₁x₁）＋（Y₉y₉）＋(Y₈y
₈）＝１ ならば、L₅(x,P^*,y)は、L₅（ｘ′，P^*,y′）から分離し
ている。このように逐次進んで最後には D₁₁＝（X₁x₁）＋（Y₉y₉）＋…＋（Y₂y₂）＝1. に到達するであろう。リンクの全セットは、各々D_i＝１
であるか、またはD_T＝D₄xD₅x…xD₁₁＝１である場合のみ
分離している。第46図に示す論理はD_Tのブール代数の実
行である。

２つの入口／出口対がリンク分離していると判定され
たときは、接続を形成するための経路探索機能は、第47
図のタイミング図表に示すようにオーバーラップ作業モ
ード内で実行可能である。図示のように、メモリ1312の
読取りを行うのに必要な時間と;ORゲート1314とおよび
空き経路選択装置1316とからなる論理回路要素のそれに
続いて行われる演算と；および経路メモリ1318の書き込
みとならびに話中ビットのメモリ1312への書き込みとの
ためのそれに続く時間と；が第47図ではR₁、L₁、W₁で示
されている。第２の接続要求のための対応する時間は
R₂、L₂、W₂で示されている。図示のように、第２の読取
りは、第１の読取り結果が論理ゲートの幾つかのレベル
を通過して伝搬中である。第48図に示すように、ネット
ワーク制御器メモリの多重コピー等が使用れるときは、
第45図に示すように、対応する４つの書き込みが行われ
る前に、４つの読み込みを行うことが可能である。

代替態様として、第１の入口と第１の出口との間の経
路、および第２の入口と第２の出口との間の経路、で衝
突があるかどうかをチェックする代わりに、選択された
経路があたかも衝突することがないかのごとく単に処理
し、もし衝突が起きた場合は、第２の入口と第２の出口
との間で代替経路を選択することが可能である。衝突の
存在は、第２の選択経路に対する話中空き指示信号のい
ずれかが話中とマークされているかどうかで検出され
る；話中とマークされている場合は、すでに話中として
検出したものを除き、その第２の経路に対する話中−空
き指示信号は、空きとして保留されなければならず、第
２の入口および出口の間の代替経路の探索が行われる。

多くのEGSネットワークにおいては、２つの接続要求
が分離している確率は高い。Ｎ個の入口およびＭ個の出
口と、Ｓ個の段と、および段ｉにおける各スイッチ上に
n_i個の入口および段ｉにおける各スイッチ上にm_i個の出
口、ここで とを有する。EGSネットワークを考えてみよう。Ｌ（a,
b）を入口ａと出口ｂとの間の全ての経路内の全てのリ
ンクのセット、Ｓ（a,b）を入口ａと出口ｂとの間の全
ての経路の全てのスイッチのセット、およびΦを空すな
わちゼロセットと定義する。これらの定義を用いて次の
定理を説明する。

リンク分離経路の定理： もしｔ≧ｕのみならば、 Ｌ（x,y）∩Ｌ（ｘ′,y′）＝φ スイッチ分離経路の定理： もしｔ≧ｕのみならば、 Ｓ（x,y）∩Ｓ（ｘ′,y′）＝φ ここで、 ｔは に対するｉの最小値、 ｕは に対するｉの最大値、 およびここで はＷ以下の範囲の最大整数、 および はＷ以上の範囲の最小整数である。

任意に選択されたｘ、ｙおよびｘ、ｙ′に対しては、
２つのケースを考える。

ケース0; ｘおよびｘ′はＮ個の入口のセットから交替に選ば
れ、すなわちｘおよびｘ′は同じ入り口であってもよ
い。同様に、ｙおよびｙ′はＭ個の出口のセットから交
替に選ばれる。このケースに対しては変数β＝０とセッ
トする。

ケース1; ｘおよびｘ′もｙおよびｙ′もいずれもＮ個の入口お
よびＭ個の出口のそれぞれのセットから交替では選ばれ
無い。従って、ｘ≠ｘ′及びｘ≠ｙである。このケース
にたいしてはβ＝１とセットする。

リンク分離経路の確率： Ｌ（x,y）∩Ｌ（ｘ′,y′）＝φである確率は、 によってえられる。

スイッチ分離経路の確率； Ｓ（x,y）∩Ｓ（ｘ′,y′）＝φである確率は、 によって与えられる。

log₂NＳ2log₂N：に対して； Ｐ（分離）＝Ｐ（与えられた入口／出口対の間の全ての
経路は他の入口／出口対空スイッチおよび いくつかの経路に対して、共通のスイッチを有する２つ
の入口／出口対を選択するには、 通りの方法がある。

２つの入口／出口対を選択するには、 通りの方法がある。例として、Ｎ＝512、Ｓ＝９に対し
ては、インターセクト経由を有する２つの入口／出口対
を選択するには 通りの方法があり、また２つの入口／出口対を選択する
には 通りの方法がある。

従って、 となる。さらに、Ｐ（３対のうち少なくとも２対が分
離）＝.99999613、Ｐ（各４対が他の３対から分離）＝.
9094、Ｐ（５対のうちある４対が分離）＝.996である。

ホトニックシステム10 ホトニックシステム10（第１図）の説明に対しては、
ファンアウトセクション（拡張）、交換セクション及び
ファンインセクション（第２図）を含むＮ個の入力、Ｍ
個の出力のネットワークのみを考える。交換セクション
内の全てのノード段は、NF/2個の２入力、２出力交換ノ
ードを有する。ファンアウトセクションは、Ｎ個の入力
の各々を、交換セクションの入力において、Ｆ個のリン
クに多重分岐する。従って、交換セクションに入るリン
クはFN個存在する。交換セクションは、Ｓ個のノード段
を有し、各ノード段は先行ノード段と後続のノード段と
に相互接続されて、完全シャッフル等価相互接続を形成
する。ファンインセクションは、Ｆ個のリンクのセット
をグループにまとめて、Ｆ個のリンクの各グループをＮ
個の出力の異なるものに接続する。

クロスオーバ相互接続は、トポロジー的に完全シャッ
フル相互接続に等価である。第52図、第53図は、Ｎ＝
４、Ｆ＝２、Ｓ＝４を有するネットワークの２つの異な
る２次元態様である。ネットワーク2101（第53図）は、
クロスオーバ態様を用い、またネットワーク2102（第53
図）は、シャッフル態様を用いる。２次元クロスオーバ
ネットワーク2101におけるノードは、ネットワーク2101
が２次元シャッフルネットワーク2102と同じノード接続
性を有するように番号を付け替えてある。また、シヤッ
フル相互接続は、リンク段からリンク段へと不変である
が、一方、クロスオーバ相互接続は、リンク段からリン
ク段へ変化する。

３次元クロスオーバネットワーク2101（第55図−第57
図）は、トポロジー的に第34図−第36図の２次元クロス
オーバネットワーク1170に等価である。ネットワーク11
70においては、与えられたノード段の各ノードには０か
ら31までの番号が付けられている。ネットワーク1170
は、ハーフクロスオーバネットワークであるので、それ
はクロスオーバ接続とストレート接続との両方を含む。
ノード番号０ないし31が、２進アドレス00000ないし111
11として表わされるならば、クロスオーバ接続は、ある
段のノードは次の段においてｐ個の下位の行のビット位
置の各々が異なる２進アドレスを有するノードに接続さ
れるように行なわれる（ここでｐはたかだか５に等しい
正整数である）。従って、段０のノード０（00000）
は、段１のノード１（00001）に接続され、段１のノー
ド０（00000）は、段２のノード３（00011）に接続さ
れ、段２のノード０（00000）は、段３のノード７（001
11）に接続され、段３のノード０（00000）は、段４の
ノード15（01111）に接続され、段４のノード０（0000
0）は、段５のノード31（11111）に接続され、段５のノ
ード０（00000）は、段６のノード１（00001）に接続さ
れ、段６のノード０（00000）は、段７のノード３（000
11）に接続され、段７のノード０（00000）は、段８の
ノード７（00111）に接続されている。ストレート接続
に対しては、ある段のノードは、次の段において同じ２
進アドレスを有するノードに接続される。３次元クロス
オーバネットワーク2110（第55図−第57図）は、ノード
番号０ないし31がある行をノード順に進み、次の行に移
って逆方向に進むというように蛇行して付けられたとき
に、２次元クロスオーバネットワーク1170（第34図−第
36図）と同じノード接続性を達成する。またある段は、
水平接続のみで相互接続され（同じ行内のノードのみが
相互接続され）、及び他の段は、垂直接続のみで相互接
続される（同じ列内のノードのみが相互接続される）。
さらに一般的には、ネットワークがノードの２次元配列
で構成されるならば、各配列はＣ列及びＲ行を有し、ク
ロスオーバ接続は次のように定義される:0からRC−１ま
での整数に対応する２進アドレスがそれぞれ、ある行を
ノード順に進み次の行に移って逆方向に進むというよう
に蛇行して付けられたとき、ある配列内の各ノードは後
続の配列においてｐ個の下位の桁のビット位置の各々が
異なる２進アドレスを有するノードに接続され、ここで
ｐは高だかlog₂（RC）に等しい正の整数である。

ホトニックシステム10は、ファンアウト及びファンイ
ンセクション内に並びに交換セクション内に２入力、２
出力交換ノードを含む。ネットワーク2112（第59図）は
このタイプのクロスオーバネットワークの１例である。
第59図において、使用されないノード及びリンクは破線
で示されている。ファンアウトセクション内の各段は結
局２個のファンアウトとなるので、Ｆ個のファンアウト
を達成するためにlog₂Ｆ個の段が必要となる。同様に、
Ｆ個のファンインのためには、log₂Ｆ個の段が必要とな
る。従って、交換セクションにＳ段を設け、かつＦに等
しいファンアウト及びファンインを有するネットワーク
内のノードの総数（Ｔ）は、Ｔ＝Ｓ＋２log₂Ｆによって
与えられる。ネットワーク2112は、Ｎ＝４、Ｆ＝４、Ｓ
＝２のパラメータを有するので、ノード段の合計数は６
である。

ｎ×ｍモジュールは、そのｎ個の論理和をそのｍ個の
出力の全てに伝達するノードであるこ。ホトニックシス
テム10は、交換ノードとして２モジュールを用いて態様
化されている（全容量ノードを有すると仮定した第34図
−第36図のネットワーク1170とは異なる）。システム10
は、任意の与えられた２モジュールが任意の時刻に唯１
つの能動入力を有するように制御される。２モジュール
の幾つかの電子式態様化を光学対応部品と共にここで説
明しよう。

１つの電子式２モジュール態様は、トリステート（tr
i−state）バッファ2120（第60図）に基づいている。第
61図の真理表はトリステートバッファの動作を定義す
る。もしトリステート制御入力が低（０）であるなら
ば、出力は能動入力信号を再生したものである。もしト
リステート制御入力が高（１）であるならば、出力はト
リステート化されて高１インピーダンスとして現れる。
トリステートバッファは入力において布線−OR方式で接
続された信号の中から唯１つの能動入力信号のみを受け
取るので、少なくとも１つの信号は先行段によって不能
化またはトリステート化されなければならない。

光学式２モジュールを態様化するために、反転トリス
テートバッファ2122（第62図）に類似の光学デバイス21
25（第63図）が使用可能である。このデバイスは３個ダ
イオードＭ−SEEDであって可能化Ｓ−SEEDともいう。19
89年１月24日付でエイ・エル・レンティン（A.L.Lentin
e）に発行された米国特許第4,800,262号明細書に記載の
Ｍ−SEED（Ｍ＝３）は、電気的に直列に接続された量子
井戸ダイオードを有し（第63図）、第64図の真理表によ
って定義される。光学パワーが存在したとして２進の１
が符号化され、また光学パワーが不在即ち所定しきい値
より小さいとして２進０が符号化されると仮定する。第
63図において、３個のダイオードにはＳ（セット）、Ｒ
（リセット）及びＥ（可能化）と記号が付けられてい
る。真理表は、Ｅダイオードがそれに向けられた光学パ
ワーを有するとき、Ｓ及びＲダイオードはＳ−Ｒフリッ
プフロップとして動作することを定義している。Ｅダイ
オードがそれに向けられた光学パワーを有さない（光学
出力が所定しきい値より小さい）とき、クロック信号ま
たは出力信号が、３個のダイオードに向けられた場合Ｓ
またはＲから光学パワーは伝送されない。

Ｍ−SEEDの動作はトリステートバッファの動作に類似
する。この説明では、図の頂部レールは正のレールであ
り、底部レールは負のレールであると仮定する。この結
果、頂部（正の）レール上の光学パワーの存在、及び底
部（負の）レール上の光学パワーの不在として、２進１
が符号化される。Ｓ−Ｒフリップフロップは反転バッフ
ァとして動作する。データストリームは２相アプローチ
を用いてＳ−Ｒフリップフロップを通して伝送され、こ
の場合ビット周期の前半の間に１ビットが記憶され、ま
たビット周期の後半の間に１ビットが次の段に伝送され
る。各ビット周期は書込みサイクルとその後に続く読取
りサイクルを含む。読取りサイクルの間にＭ−SEEDの３
個のダイオードの全てに、クロック信号またはパワー信
号が向けられる。向けられた信号はＭ−SEEDによって変
調され、結果として得られた出力信号は前記サイクル中
に記憶されたビットの反転を表わす。Ｑ出力はＲ−Ｓの
フリップフロップのＲ入力に付属してるので、データが
Ｍ−SEEDを経由して伝送されるときデータは反転され
る。Ｓ−Ｒフリップフロップに入った２進１はデバイス
をリセットし、かつ（Ｓ−Ｒフリップフロップのクロッ
クが進められたとき）２進０として伝送される。Ｍ−SE
ED2125（第63図）は反転バッファ2122（第62図）の機能
を実行する。反転バッファの多重段を経由して伝送され
るデータは順次に反転されるので、偶数番号の段に対し
てはこの反転は影響を与えない。もし奇数番号段があれ
ば、もう一回反転すれば、その出力において有効となる
であろう。

第２の電子式２モジュール2130を第65図に示す。対応
の真理表が第66図に与えられている。２モジュール2130
においては、２つの入力信号がORゲートによって結合さ
れている。ORゲートの出力はANDゲートに伝送され、こ
こでデータ信号に対して可能化制御信号が結合される。
もし可能化制御信号が高（１）であるならば、データは
２つの出力に伝送される。もし可能化制御信号が低
（０）であるならば、２モジュールは不能化されて出力
は論理０に保持される。ORゲートへの２つの入力の一方
が先行段の２モジュールによって不能化されなければな
らない。もしそうでないと、データはORゲートの出口で
結合されて訳がわからないものとなるからである。電子
式２モジュール2130は、トリステートバッファの不能化
出力において発生された高インピーダンスの代わりに不
能化出力において論理０を発生する。従って、２モジュ
ールの２つの入力を布線（ワイヤ）OR結線する方法は使
用されず；論理ORゲートが必要とされる。

光学領域に２モジュールを態様化するために、OR/AND
論理の幾つかの変更態様が使用される。ホトニックシス
テム10のこの実施態様においては、３次元ネットワーク
を態様化するために２種類の２モジュールが使用され
る。第65図のOR/AND態様を使用する代りに、２種類の２
モジュールの基礎としてNOR/OR態様2132（第67図）及び
NAND/AND態様2136（第70図）が使用される。

NOR/OR態様2132（第67図）は、NORゲートにおいて２
つの入力データを結合するが、それがNORゲートを通し
て伝送されるときに入力データの向きを反転する。反転
されたデータはORゲートに伝送され、ここで不能化制御
信号と結合される。不能化制御信号が低（０）のとき、
反転されたデータは２つの出力に伝送される。不能化伝
送信号が高（１）のとき、２モジュールは不能化されて
出力は論理１に保持される。２つのNORゲート入力の１
つは前段における２モジュールからの不能化された論理
０信号でなければならない。NOR/OR2モジュール態様は
その不能化された出力において論理１を発生するので、
その不能化された出力において論理０を発生する第２の
タイプの２モジュールが必要とされる。

NAND/AND態様2136（第70図）はNANDゲートにおいて２
つのデータ入力を結合するが、それがNANDゲートを通過
して伝送されるときに入力データの向きを反転する。反
転されたデータはANDゲートに伝送され、ここで不能化
制御信号の反転と結合される。不能化制御信号が低
（０）のとき、反転されたデータは２つの出力に伝達さ
れる。不能化制御信号が高（１）のとき、２モジュール
は不能化されて出力は論理０に保持される。２つのNAND
ゲート入力の１つは前段における２モジュールからの不
能化された論理１信号でなければならない。

相互接続内でもしデータの反転が起こらないならば、
NOR/OR2モジュールはNAND/AND2モジュールを有する段に
先行する段に使用してもよく、またNAND/AND2モジュー
ルはNOR/OR2モジュールを有する段に先行する段に使用
してもよい。NOR/OR2モジュールとNAND/AND2モジュール
との交互段を含むシステム２モジュール態様の両方に対
する不能化信号上の要求を満たす。

1988年６月28日付でエイチ・エス・ヒントン（H.S.Hi
nton）他に発行された米国特許第4,754,132号明細書に
記載の対称自己電気光学効果デバイス（Ｓ−SEED）が両
タイプの２モジュールの機能を提供するのに使用され
る。Ｓ−SEED論理ゲートを経由してビットストリームが
伝送されるとき、各ビット周期内で、時間順に３つの機
能が実行される。第１のプレセット周期内で、Ｓ−SEED
はその出力Ｑ（ｔ）が周知の２進数であるような周知の
状態に強制される。第２の書込み周期内で、Ｓ−SEEDの
新しい状態を書込むために二重レール入力データが使用
される。Ｓ−SEED窓は垂直方向に配向されていると仮定
し、頂部窓をＲ（リセット）入力といい、また底部窓を
Ｓ（セット）入力という（第68図及び第71図）。頂部窓
からの出力をＱ出力といい、また底部窓からの出力を
出力という。Ｓ−SEEDは、ある光学窓に入るパワーの、
他の光学窓に入るパワーに対刷る比率が所定のしきい値
Ｔを越えたときに状態を変化するところの比率デバイス
である。もしＳ窓に入るパワーがP_Sであり、Ｒ窓に入る
パワーがP_Rであるならば、もしP_S／P_R＞Ｔである場合Ｓ
−SEEDは（Ｑ［ｔ＋１］＝１）にセットされる。P_R／P_S
＞Ｔであるならば、Ｓ−SEEDは（Ｑ［ｔ＋１］＝０）に
セットされる。第３の読取り周期内で、Ｓ−SEEDの新し
い状態が読取られて次の段に伝送される。同じ強さの高
出力クロック信号またはパワー信号をＲ及びＳ入力の両
方に加えることにより、クロック信号は変調されて、Ｓ
−SEED内に現在記憶されている二重レール情報を表わす
２つの不等強度を有して窓から反射される。Ｓ−SEEDが
セットされているときは、Ｑ出力パワーが出力パワー
より大きく;S−SEEDがリセットされているとき、出力
パワーはＱ出力パワーより大きい。第58図に示すＳ−SE
ED配列500は、ネットワーク2110（第55図−第57図）及
びホトニックシステム10（第１図）のノード段に各々を
態様化するのに使用される。この実施例においては、例
示の為に、配列500は４×８の矩形であるが、このよう
な配列は代表例では光検出器配列が正方配列となるよう
に態様化される。

プレセット、書込み及び読取り周期期間は、クロック
またはパワー信号、プレセット信号及び不能化信号（連
続不能化信号もまた可能である）を発生するレーザダイ
オードのパルスレートによって決定される。レーザダイ
オード301、401、451を駆動する電子式クロック信号の
タイミング制御が第73図の回路によって提供される。第
73図のワンショット452の出力パルスは代表例では、１
ビット周期の1/4より小さい期間T_shotを有し、かつデー
タビット流れに周期化される。第74図の回路は、段の間
の光伝搬遅延を説明するために電子式信号経路にもし適
切な遅延線（図示なし）が追加されるならば、例えばシ
ステムの３つの段におけるレーザを駆動するのに使用可
能であろう。第75図は３段用の代表的なタイミング図表
である第75図において、入力データはRZ（return−to−
zero）フォーマットを用いて、フォーマット化されるこ
と、及び入力に到着する連続ビットにアルファベットの
順のＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅとラベルが付けられることを仮
定する。各ビット周期の第１の半分の間にデータは、奇
数番号のＳ−SEED配列内に書込まれ、偶数番号のＳ−SE
ED配列から読取らえる。各ビット周期の第２の半分の間
にデータは、偶数番号のＳ−SEED配列内に書込まれ、奇
数番号の配列から読取られる。従って、データは、マス
タスレーブフリップフロップのシフトレジスタのパイプ
ライン化様式でネットワーク内において伝送される。奇
数番号のＳ−SEED配列は、マスタフリップフロップとし
て作動し、偶数番号のＳ−SEED配列は、スレーブフリッ
プフロップとして作動する。

データは、配列ｉに加えられるクロック信号及びプレ
セット信号の両方とも低（オフ）の区間においてＳ−SE
ED配列ｉに書込まれる。この区間内に前段（ｉ−１）か
らのデータが配列ｉに伝送される。Ｓ−SEED配列ｉ内の
クロックが低（オフ）のとき、Ｓ−SEED配列（ｉ−１）
内のクロックは高（オン）にセットされる。これにより
Ｓ−SEED配列ｉはデータとプレセット信号とを同時に受
取ることが可能である。プレセット信号は低い光パワー
のいかなる影響にも打勝つだけの十分な光パワーを有す
る。ワンショット452によって発生されるパルス区間は
書込み区間の長さを定義する。特に、入力ビット期間の
長さがT_bit/2であり、ワンショット期間がT_shotである
ならば、Ｓ−SEED配列に対する読取り期間はT_bit/2であ
り、書込み期間は（T_bit/2）−T_shotである。データと
して各Ｓ−SEEDに到達する差動パワーは書込み期間内に
Ｓ−SEEDの状態をセットするのに十分でなければならな
い。

２モジュール2132（第67図）の機能は第68図に示すよ
うにそれに加えられる信号を有するＳ−SEED2134によっ
て実行される。Ｓ−SEED2134からなる光学式２モジュー
ルに対する真理表が第69図に与えられている。Ｓ−SEED
の状態は、プレセット期間内にＲ入力にパルスを与える
ことによって最初はＱ［ｔ］＝０にセットされると仮定
する。Ｐ（Ｓ）及びＰ（Ｒ）とラベルが付けられている
欄は書込み期間内にＳ−SEED窓の各々に入ってくるパワ
ーを示す。記載されているように、 Ｐ（Ｓ）＝Ｐ（▲▼）＋Ｐ（▲▼）＋（不
能化）であり、Ｐ（Ｒ）＝Ｐ（I_nO）＋Ｐ（I_n1）であ
る。説明のために代表的なパワー値を仮定する。データ
入力INO、IN1、▲▼、▲▼のいずれかの上
の能動信号は3.0パワーユニットを提供し、一方非能動
信号は各々1.0パワーユニットを提供する。従って、前
段におけるＳ−SEEDのコントラスト比は3:1である。不
能化信号が能動化されたとき、それは7.1パワーユニッ
トを提供し；それが能動化されないとき、それは0.071
パワーユニットを提供する。従って、不能化信号を制御
する空間光変調器は100:1のコントラスト比を有するも
のと仮定する。Ｓ−SEED比しきい値Ｔは1.5に等しいと
仮定する。従って、もし比Ｐ（Ｓ）/P（Ｒ）が1.5より
大きいならば、出力はＱ［ｔ＋１］＝１にセットされ
る。もし比Ｐ（Ｒ）/P（Ｓ）が1.5より大きいならば、
出力はＱ［ｔ＋１］＝０にリセットされる。もし比Ｐ
（Ｓ）/P（Ｒ）が0.667と1.5との間であるならば、出力
は変化せず；従ってＱ［ｔ＋１］＝Ｑ［ｔ］＝０であっ
てプレセット出力状態である。読取期間における出力の
読取りは第69図の真理表の最終欄に与えられている。

２モジュール2136（第70図）の機能は第71図に示すよ
うにそれに食えられる信号を有するＳ−SEED2138によっ
て実行される。Ｓ−SEED2138からなる光学式２モジュー
ルに対する真理表が第72図に与えられている。第71図の
態様は不能化信号がＳ入力からＲ入力に移動され、プレ
セット信号がＲ入力からＳ入力に移動されたことを除い
ては、第68図の態様に極めて類似する。Ｓ−SEEDの状態
は、プリセット期間内にＳ入力にパルスを与えることに
よって最初はＱ［ｔ］＝１にセットされる。パワーレベ
ルに関する同一仮定を用いて、読取期間における出力の
読取は第72図の真理表の最終欄に与えられている。

２モジュール光学態様について、一方が３個ダイオー
ドのＭ−SEEDを用い他方が２個ダイオードのＳ−SEEDを
用いるという２種類の基本アプローチを説明してきた。
Ｍ−SEEDアプローチは、それが２つのレーザ（１つはク
ロックまたはパワー信号及び１つは可能化信号用）を必
要とするのみであるという利点を有し、他方でＳ−SEED
アプローチは３つのレーザ（１つはクロックまたはパワ
ー信号用、１つは不能化信号用及び１つはプレセット信
号用）を使用する。しかしながら、Ｍ−SEEDアプローチ
は２つではなく３つのダイオードを必要とし；従って、
Ｍ−SEEDが追跡されるときシステム光学は大きな分野を
イメージ化しなければならない。第１図のホトニックシ
ステム10においては、Ｓ−SEEDアプローチが使用され
る。

クロスオーバ接続におけるＳ−SEEDの向きと交差リン
クを含む面の向きとの間の関係は、全体ネットワークの
設計に影響を及ぼす。この関係は、ネットワークの特定
段に用いられる２モジュール（NOR/ORまたはNAND/AND）
のタイプを決定する。Ｓ−SEEDは第58図に示すように垂
直方向に配向されていると仮定する。次に水平クロスオ
ーバ接続は、交差リンクがＳ−SEEDダイオードによって
形成される線に直角な平面を形成するところのクロスオ
ーバであると定義される。垂直クロスオーバ接続は、交
差リンクがＳ−SSEDダイオードによって形成される線に
直角な平面を形成するところのクロスオーバであると定
義される。

水平クロスオーバ段に水平交差接続及びストレート接
続を提供するために、第１図及び第93図の光学ハードウ
ェアモジュール51が使用される。ストレート接続は平面
鏡108によって提供され、また水平交差接続はプリズム
鏡105によるか、または１つより多い交差接続を必要と
するならばプリズム鏡配列110（第84図）によって提供
される。プリズム鏡配列110は垂直方向に配向されたそ
れのＶ溝を有して水平シフトを提供する。結果として得
られる２つの連続Ｓ−SEED配列間の水平クロスオーバ段
を提供するために、第93図の光学ハードウェアモジュー
ル51の変更態様が使用される。交差接続を提供するプリ
ズム鏡が光軸の周りに90度回転される。多重交差を必要
とする垂直クロスオーバ段に対しては、プリズム鏡配列
が90度だけ回転される。その結果、プリズム鏡配列のＶ
溝は水平方向に配向されて垂直シフトを提供する。垂直
クロスオーバ段内の交差接続もまたデータレールを交差
する。二重レールシステム内でレールを交差することは
データビットを反転することと等価である。もしストレ
ート接続が第93図に示すようなミラーを用いて態様化さ
れるならば、ストレート接続に沿って進行するデータビ
ットは反転されない。リンク段内のビットのあるものは
反転され、他のものは反転されないので、どの発信デー
タストリームが反転されなかったかを決定するために
は、システムの出力において装置が必要となる。これは
ネットワークを通して経路選択された全ての経路に関す
る情報を必要とする。この問題を回避するために、垂直
クロスオーバ段のストレート接続内のデータビットもま
た二重レールを交差することによって反転される。これ
は第93図のミラー108を極めて狭いＶ溝を有するプリズ
ム鏡配列によって置換えることにより達成される。これ
らの溝の幅はＳダイオードとＲダイオードとの間の間隔
に一致し、従って各Ｓ−SEEDの出力の位置を反転してこ
れにより二重レールデータを反転する。結果として得ら
れる２つの連続するＳ−SEED配列の間の垂直クロスオー
バ接続を第77図に示す。

水平クロスオーバ段の両側の２モジュールは垂直クロ
スオーバ段の両側の２モジュールと異なった設計がなさ
れる。不能化出力データの値は、NOR/OR2モジュールに
入った不能化データが論理１であり、一方NAND/AND2モ
ジュールに入った不能化データが論理０となるように制
御される。水平クロスオーバ段のみを考えた前の説明に
おいて、NOR/OR2モジュールとNAND/AND2モジュールとの
間で交換するネットワークは必要な不能化出力を提供す
る。しかし、ネットワークに垂直クロスオーバ段が加え
られるときは設計ルールは修正される。垂直クロスオー
バ接続を通過する全ての二重レールデータは接続によっ
て反転されるので、NOR/OR2モジュールの不能化出力
（論理１）は垂直クロスオーバによって反転され、論理
１としてそのまま次の段内のNOR/OR2モジュールの入力
内へ通過される。同様に、NAND/OR2モジュールの不能化
出力（論理０）は垂直クロスオーバによって反転され、
論理０としてそのまま次の段内のNAND/AND2モジュール
の入力内へ通過される。従って、垂直クロスオーバ段の
両側の２モジュールは両方とも同じタイプ（NOR/ORまた
はNAND/AND）であるべきである。次の５つの設計ルール
が適用されるであろう：（１）第１のノード段は、通常
前段から受取られる不能化入力を置換えるために１セッ
トの論理１信号を発生する必要がないようにNOR/OR2モ
ジュールを使用すべきである、（２）前記ノード段内の
NOR/OR2モジュールと前記リンク段内の水平クロスオー
バとに続く任意のノード段はNAND/AND2モジュールを使
用すべきである、（３）前記ノード段内のNOR/OR2モジ
ュールと及び前記リンク段内の垂直クロスオーバとに続
く任意のノード段はNOR/OR2モジュールを使用すべきで
ある、（４）前記ノード段内のNAND/AND2モジュールと
前記リンク段内の水平クロスオーバとに続く任意のノー
ド段はNOR/OR2モジュールを使用すべきである、及び
（５）前記ノード段のNAND/AND2モジュールと及び前記
リンク段内の垂直クロスオーバ接続とに続く任意のノー
ド段はNOR/OR2モジュールを使用すべきである。これら
のルールは、Ｓ −SEED窓は垂直方向に配向されているとの仮定を基礎に
している。このルールは、水平クロスオーバ段の両側で
は異なるタイプの２モジュールが使用されることと垂直
クロスオーバ段の両側では同じタイプの２モジュールが
使用されることとを必要とする。もしＳ−SEEDの窓が水
平方向に配向されるならば、設計ルールは、垂直クロス
オーバ段の両側では異なるタイプの２モジュールが使用
され、及び水平クロスオーバ段の両側では同じタイプの
２モジュールが使用されるというように変わるであろ
う。

ホトニックシステムネットワークを設計するために５
つの設計ルールが使用されるならば、ネットワーク内を
通過するデータリストリームはそれらが多段ネットワー
クを通して経路選択されるときに何回も反転される。全
てのノード段においてNOR及びNANDゲートの機能によっ
て反転が起こり、垂直クロスオーバリンク段においても
反転が起こる。全ての反転操作はネットワーク全体とし
て考えなければならない。もしデータがネットワークを
通過したときに奇数回反転されたならば、データの向き
を修正するためにさらにもう１つの反転機能が追加され
る。この追加の反転機能は、例えば、２モジュールの余
分の段を追加することにより、ネットワーク出力におい
てインターフェースエレクトロニクス内のデータを反転
することにより、または出力ファイバマトリックスを適
切なＳ−SEEDダイオードと一致させることにより提供さ
れよう。例えば、９つのノード段を含むネットワーク22
00（第78図）を考える。第78図において、ネットワーク
を通過する単一経路は太線で区別されている。第79図は
第78図の単一経路の２モジュールからなるリンクされた
２モジュールの１つのラインと、付属の不能化された２
モジュールとを示す。ネットワーク内の種々の点におけ
るデータの向きが示されている。垂直リンク段における
反転もまた示されている。ネットワーク2200の出力にお
いてデータは反転されている。従って、データをその最
初の形式に戻すためにネットワークの出口においてデー
タはもう一度反転されなければならない。

２モジュールネットワーク用に使用される経路選択方
法は、例えば全容量交換ノードのネットワーク用に使用
される方法と異なる。全ての２モジュールは、第80図に
示すように前記ノード段における２つのモジュールから
データを受取り、次のノード段における２つの２モジュ
ールにデータを送る。能動データ経路は連続するノード
段の任意の対内の２つの２モジュールに影響を与える。
第80図を参照すると、もしノード段ｊ内の２モジュール
Ａが能動化されるならば、２モジュールＡから出力はノ
ード段ｊ＋１内の２つの２モジュールＣ、Ｄに加えられ
る。点対点操作をするために、データを受取るノード段
ｊ＋１内の２つの２モジュールのうちの一方のみが可能
化されてデータをノード段ｊ＋２へ送る。段ｊ＋１内の
他方の２モジュールは不能化される。２モジュールＣが
可能化され、２モジュールＤが不能化されると仮定しよ
う。２モジュールＤは能動データ経路を有していないと
はいえ、２モジュールＤに接続されているノード段ｊ内
の他方の２モジュールＢは、２モジュールＤを経由して
データを通過させることができない。もし２モジュール
Ｂからのデータを伝搬するように２モジュールＤが可能
化されたならば、２モジュールＢから２モジュールＤの
入力に到達したデータは、同様に２モジュールＡから２
モジュールＤに到達したデータによって機能が殺され
る。２モジュールＤは２モジュールＡから２モジュール
Ｃにデータを送る能動データ経路によって機能が殺され
る。従って、２モジュールＢは使用可能ではない。結
局、２モジュールベースネットワーク内のノードは次の
３つの状態のいずれかにある：（１）それが能働呼を伝
搬して話中である、（２）それを通過する呼を持たずそ
れは空きである、または（３）それは空きであるが同一
段の他の２モジュールを通過する呼の存在によって機能
が殺されている。従って、もし呼がＹ個の段を有する２
モジュールベースネットワークを通過させられるなら
ば、呼を伝搬するためにそれはＹ個の能働モジュール
（各段に１個ずつ）を使用し、それは（Ｙ−１）個（第
１のノード段を除く全ての段に１個ずつ）の空き２モジ
ュールの機能を殺してしまう。また、それらが次の段の
能動な２モジュールと、機能が殺された２モジュールと
に接続されているのみなので使用されえない（Ｙ−１）
個の空き２モジュールも存在する。

２モジュールネットワークは、任意の時間においては
前記段から受取られた信号のうちの高だか１つが能動で
あるように制御される。各ノードは、同一段の他の１つ
のノードであってそのノードが前記段の同一の２つのノ
ードから信号を受取るようにそれらに接続されていると
ころのノードに付属している。各段の各ノードに対する
話中／空き情報が記憶されている。１つの段の所定のノ
ードは、所定のノードと、その所定のノードに付属した
ノードとが空きとマークされているときのみネットワー
ク内の接続の一部として使用されるように選択される。
選択後、所定のノードは話中とマークされる。

自由空間光学 以下の説明は、本実施態様においてはＳ−SEEDである
ところの交換デバイスの２次元配列を用いて、ホトニッ
クスシステム10（第１図）の光学交換ファブリックに対
するハードウェア要求を同時に満足させる光学技術の組
合わせに関する。エレクトロニックシステムにおけると
同様に、それに沿ってデータ信号が流れる相互接続経路
は全システムのほんの一部である。ホトニックシステム
10内の各Ｓ−SEED配列500は次のことが必要である。：
（１）データ入力イメージをＳ−SEEDへリレーするこ
と、（２）パワー入力イメージをＳ−SEEDへリレーする
こと、（３）制御入力イメージをＳ−SEEDへリレーする
こと、（４）データ接続（クロスオーバ整合ネットワー
ク）、（５）データ、パワー及び制御入力に対するビー
ム結合、及び（６）次の段へのデータ出力。これらの条
件は、各Ｓ−SEED配列に対して殆ど同一であり、従っ
て、各段に対する要求に合わせるように使用される光学
ハードウェアモジュールには殆ど変りがない。

第81図はホトニックシステム10の一部の機能ブロック
図である。入力ファイバ上のデータ信号に調整され、デ
ータ入力装置40によって空間的に整合される。種々の段
に必要とされるクロスオーバ相互接続は、光学クロスオ
ーバ相互接続装置100によって提供される。パワー及び
制御入力を形成するスポットの配列は、パワー及び制御
ユニット300及び400によって発生される。全てのスポッ
ト配列（データまたは情報信号、パワーまたはクロッ
ク、及び制御）は単一のスポット配列に結合されてＳ−
SEED配列500上にイメージ化される。結合はビーム結合
装置200により行われる。Ｓ−SEED配列500はパワー信号
を選択的に反射し、ビーム結合装置200は反射パワー信
号を次の段への入力データ信号として再発信する。この
機能は最終段まで各段に対して反復され、この最終段に
おいてデータ信号はレンズ70（第１図）により出力ファ
イバ上にイメージ化される。入力及び出力ファイバの伝
送装置に対するインターフェースを形成するために代表
例では、例えばデマルチプレクシング／マルチプレクシ
ング、クロック抽出、ビット及びフレーム整合、エラー
チェッキング、再生等のその他の信号調整が必要とされ
る。

Ｓ−SEED配列は、第82図に示すような光学クロスオー
バ相互接続装置100を用いて、完全シャッフル等価様式
で相互接続される。ネットワーク1170（第34図−第36
図）に示すように、交差数は段毎に変化し、３次元クロ
スオーバネットワーク2110（第55図−第57図）において
交差方向もまた変化する。

第82図は光学クロスオーバ相互接続100を態様化する
のに使用される光学装置を示す。入力イメージ（第82図
においては底部から入るように示されている）は、それ
がレンズ101内を通過して偏光ビームスプリッタ（PBS）
102に入ったときに円偏光され、PBS102のところでイメ
ージは２つのコピーに分割される。PBS102内を通過する
コピーは直線偏光され（ｐタイプ）（平行偏光）、その
コピーは４分の１波長板（QWP）106内を通過して円偏光
となる。レンズ107は、コピーの焦点をスポット配列状
に平面鏡108上に結ぶ。ミラー108から反射してイメージ
は、QWP106を通過して戻ってくる。QWP106を２回目に通
過した後にイメージは直線偏光され（Ｓタイプ）（垂直
偏光）、かつPBS102によって反射さる。他のイメージコ
ピーは最初PBS102によって反射された後に、QWP103及び
レンズ104を通過する経路を追跡するが、この場合、コ
ピーはプリズム鏡（PM）105上にイメージ化される点が
異なる。PM105はそのコーナーの軸の周りにイメージを
反転し、そのイメージを反転して、レンズ104の方向に
返す。この反転され反射されたイメージは、レンズ104
によって集束され、再びQWP103内を通過する。反射イメ
ージの偏光は回転され、イメージはその帰路上でPBS102
内を通過する。出力において、２つのイメージコピーは
単一のオーバーラップイメージ結合される。従って、第
83図の接続が形成され、この場合反転イメージが交差接
続を形成し、他方のイメージがストレート接続を形成す
る。QWP103、106の高速軸がPBS102の入射面に対し45度
になるように、QWP103、106が一旦適切に配向される
と、それらはPBS102に直接セメントで固定してもよい。
偏光素子、高反射素子を用いることにより、この相互接
続は損失を極めて少なくして態様化状態である。

前述のように、交差の幅は段ごとに変えられている。
これを実現させる１つの手段は、第84図に示すように、
プリズム鏡105をプリズム鏡配列（PMA）110で置換える
ことである。この場合、各プリズムファセットはイメー
ジの一部分を反転即ち交差させる。従って、交差の幅を
変えるためには、ファセットの幅が変えられる。あるシ
ステム段は水平クロスオーバを行なわせ、他の段は垂直
クロスオーバを行わせる。垂直クロスオーバはPMAを90
度だけ回転することによって達成され、これによりスポ
ット配列イメージは、垂直軸ではなく水平軸の周りで反
転される。Ｓ−SEEDのＳ及びＲダイオードを結ぶ線に平
行なクロスオーバ接続を垂直接続といい、その線に直角
な接続を水平接続という。垂直クロスオーバはＳ−SEED
を相互接続するだけでなく、Ｓ−SEEDを形成するＳ及び
Ｒダイオードの位置も反転する。これは垂直交差接続内
のデータ反転を行なわれるので、対をなすストレート接
続に対しても、類似の反転が実行されることが必要であ
る。これは平面鏡108を極めて幅のせまいＶ溝を備えたP
MAで置換えることによって達成される。これらの溝の幅
は、Ｓ−Ｒダイオード間隔に一致するのでＳ−SEEDのＳ
及びＲ出力の位置を反転し、これにより二重レールデー
タを反転する。全ての場合において、光学クロスオーバ
相互接続装置100の全体寸法、形状及び入力／出力イン
ターフェースは同一のままであるので、このことはシス
テムの統合を極めて容易にする。

ホトニックシステム10（第１図）において、単一交差
水平クロスオーバを態様化する光学ハードウェアモジュ
ール51におけるプリズム鏡105及び平面鏡108に注目され
たい。光学ハードウェアモジュール50、55においては、
２つの交差を有する水平クロスオーバを態様化するため
にプリズム鏡105が２つのＶ溝を有するプリズム鏡配列
によって置換えられている。垂直クロスオーバを態様化
する光学ハードウェアモジュール52、53、54、57におい
ては、垂直クロスオーバ段に必要なデータ反転を実行す
るために、平面鏡108が幅の狭いＶ溝を有するプリズム
鏡配列によって置換えられている。光学ハードウェアモ
ジュール52、53、54、57においてはまた、垂直クロスオ
ーバを行なわせるのに必要なようにプリズム鏡またはプ
リズム鏡配列が90度回転されている。

ホトニックシステム10に使用されているＳ−SEEDは２
次元配列を作成するので、ある段から次の段へ通過する
データ信号はスポットの２次元配列を形成する。信号増
幅を行うパワー入力及びデバイスの作動モードを決定
し、ネットワーク経路の確立を制御する制御入力もまた
２次元スポット配列の形状を有する。

第85図に示す光学装置は、コントラストが良好な均等
強度スポット配列を発生するのに使用される。レーザダ
イオード301によって発生された単一レーザビームは、
レンズ302によって制御されて格子303に入射され、格子
303はビームを多くの均等強度ビームに分割する。これ
らのビームは、レンズ304によりレンズ304の焦点面内の
スポット配列へ焦点が結ばれる。一般的に、均等スポッ
トが平面の中心領域を占有し、それらは不均等な低強度
のスポットによって包囲されている。好ましくない不均
等スポットは、空間フィルタ305によって遮蔽される。
中央領域内のスポットは空間フィルタ305内を通過し、
レンズ306によって再びコリメート（平行光線とする）
されてビーム配列を形成する。この配列は多重画像化格
子307に入射し、多重画像化格子307はこの配列を多くの
均等コピーに分割する。これらのコピーが最終的にＳ−
SEED配列500上のスポットに焦点が結ばれるときに、元
の中央領域スポット配列の多くの隣接コピーが形成され
る。小さな均等スポット配列の多数の均等コピーを隣接
させることによって大きな均等スポット配列が達成され
る。

プリセットスポット配列及び不能化スポット配列を発
生させるために、第85図の装置に類似の光学装置が使用
されるが、この場合は次の点が異なる。信号、パワー及
び制御の各スポット配列の低損失結合を可能にするため
に、定格Ｓ−SEED作動波長（850nm）より低い波長（780
nm）を有する制御（プリセット及び不能化）スポット配
列が形成される。プリセットスポット配列のスポット
は、パワースポットが両方のダイオード上にイメージ化
されるのと異なり、Ｓ−SEED配列内の各Ｓ−SEEDの１つ
のダイオード上のみにイメージ化される。配列毎に形成
されるスポット数は少ないので、例え同じパワー出力を
有するレーザダイオードが使用されたとしても、これら
の配列は、パワースポット配列のスポットよりもより多
くの光学パワーを有する：即ちその代替態様として、プ
レセットビームに対してはよりパワーの低いダイオード
が使用可能である。

不能化ビームは、各Ｓ−SEED配列内の不能化Ｓ−SEED
2モジュール上にのみ入射する。この空間可変スポット
配列を発生するために、プリセットスポット配列と同一
の空間不変スポット配列（しかしダイオードの１個分の
位置だけシフトされる）が発生されて、そのスポットは
電気的に制御される空間光変調器内を通過し、空間光変
調器は可能化デバイスに対応するスポットを遮蔽する。
残りのスポットは空間変調器内を通過して不能化される
べきＳ−SEED上にイメージ化される。

不能化スポット配列を発生するのに使用される光学装
置を第86図に示す。レーザダイオード401、レンズ402、
格子403、レンズ404、空間フィルタ405、レンズ406及び
格子407は第85図の装置と実質的に同一である。ビーム
配列を空間光変調器409上でスポット配列に焦点を結ば
せるために、格子407の直後にレンズ408が配置される。
空間光変調器409によって通過させられたスポットは、
レンズ410によって空間可変ビーム配列へ再びコリメー
トされる。これらのビームは最終的にＳ−SEED配列500
上に焦点が結ばれる。ネットワーク内を通過する経路が
新たなまたは完成された呼に対して変更されたとき、空
間光変調器409の形状は変化して、異なる２モジュール
を不能化または可能化する。

ビーム結合装置200（第81図）は、２つの制御ビーム
配列（プリセット及び不能化）、パワービーム配列及び
２つの信号ビーム配列を結合して、それをＳ−SEED配列
500上に供給する。ビーム結合装置200はまた、Ｓ−SEED
配列500から反射された出力ビーム配列に対しても出力
経路を提供する。Ｓ−SEEDに対するパワー／速度交換条
件は、結合ができるだけ少ない損失で行われるべきであ
ることを意味する。Ｓ−SEEDの大きさもまたそれらの速
度に影響を与えるので、従って、Ｓ−SEEDスポットは極
めて小さい（１−10ミクロン）。これは、ピューピル
（pupil;ひとみ）分割をルール化して空間帯域幅積を保
持するビーム結合技術の使用を要求する。本実施例にお
いては、ビーム結合装置200は３つの副装置210、240、2
70からなる。ビーム結合副装置210（第87図）は、プリ
セット及び不能化ビーム配列を結合して制御ビームセッ
トを形成する。ビーム結合副装置240（第88図）は、制
御ビームセットをパワービーム配列と結合する。ビーム
結合副装置270（第90図）はパワー／制御ビームセット
を２つの（オーバーラップされた）信号ビーム配列と結
合して、出力ビーム配列用の経路を提供する。副装置21
0、240及び270の関係は、第93図内の光学ハードウェア
モジュール51のビーム結合装置200内に示されている。

ビーム結合副装置210（第87図）は、プリセット及び
不能化ビーム配列を結合するのに、空間マルチプレキシ
ング技術を使用する。不能化ビームの発生は、不能化ビ
ームがPBS216の入射面に対して、直線偏光（Ｓタイプ）
（直角偏光）されるように行われる。これらPBS216によ
って反射され、その高速軸をＳ偏光に対して45度に配向
しながらQWP211を通過する。結果として得られるビーム
が円偏光されるように、QWP211は高速軸に直角な光成分
を1/4波長だけ遅延させる。これらがレンズ212を通過す
るとき、これらはパターン化ミラー反射板（PMR）213上
に焦点を結ぶ。PMR213は透明基板上に堆積された小さな
鏡の配列である。鏡の大きさはスポットサイズに一致
し、鏡は反射されたスポットがビーム結合光学装置の残
りの部品によって、各Ｓ−SEEDの１つのダイオード上に
イメージ化されるように配置される。スポットがPMR213
で反射された後、それらはレンズ212によつて再びコリ
メートされて、QWP211をもう一度通過する。この２回目
の通過も同様に直角成分をさらに1/4波長だけ遅延させ
てこれによりビームｐタイプ（平行）直線偏光に変換
し、ビームはPBS216を通過する。

プリセットビーム配列発生は、ビームがｐタイプ直線
偏光を有して、副装置210に入るように配向される。QWP
215は、その高速軸に直角な偏光成分を1/4波長だけ遅延
させて、ビームを円偏光に変換する。レンズ214はビー
ムをPMR213の透明領域上のスポットに焦点を結ぶ。これ
らのスポットは、それらが不能化スポットを有さないＳ
−SEED上にイメージ化されるように配置される。プリセ
ットスポットはPMR213を通過し、レンズ212によって再
びコリメートされる。QWP211はその高速軸がQWP215に対
して90度回転されて配向されている。従って、QWP211は
他の偏光成分（QWP215によって遅延されていない成分）
を1/4波長だけ遅延して、ビーム配列をその元のｐタイ
プ直線偏光に戻す。プリセットビームはPBS216を通過す
る。出力において、２つのビーム配列が同一開口内へ、
同一偏光となるように結合される。スポットはガラス板
を通してイメージ化されるので、球面収差が集積するこ
とがある。板厚が薄く（約1mm）、焦点距離30mmより長
いレンズが使用されるならば、球面収差は顕著ではな
い。PMR213におけるスポット配列の焦点深度は比較的大
きく（16ミクロンより大きい）、従ってPMR213に対する
焦点合わせが容易となる。

ビーム結合装置240（第88図）は、制御ビーム配列
（プリセット及び不能化）をパワービーム配列と結合す
る。副装置240においては、空間選択性（空間可変）ミ
ラーではなくダイクロイック即ち波長選択性ミラー（D
M）243が使用される。DM243は850nmの光を反射し、780n
mの光を透過する。副装置210（第87図）における不能化
ビームに類似して、パワービームはＳタイプの直線偏光
を有して副装置240（第88図）に入り、PBS241（850nm作
動用に設計される）及びDM243で反射され、次にPBS241
を通過し、そしてｐタイプの直線偏光を有して外に出
る。副装置210から伝送された780nm制御ビーム（プリセ
ット及び不能化）はｐタイプの直線偏光を有して中に入
り及び850nm作動用に設計されたQWP244を通過する。QWP
244はその高速軸に直角な偏光成分を1/4波長より大きい
値だけ遅延させて、楕円偏光とする。DM243を通過後QWP
242に入る。QWPはその高速軸をQWP244に対して90度回転
して配向されている。QWP242は他の偏光に同一の（1/4
波長より大きい）遅延を行わせて、ビーム配列がPBS241
を通過するようにビーム配列をｐタイプ直線偏光に戻
す。副装置240の出力において、波長の異なる２つのビ
ームセットが同じ開口内へ同じ偏光で結合される。

２つのビームセットが同じ偏光で結合されることが重
要である。入射角０度付近を除いては、光学要素の波長
及び偏光性能を分離することは困難である。次の副装置
270（第90図）においては850nmPBS271が使用されている
が、780nmの制御ビーム配列のビームは反射かまたは透
過のいずれかによりそこを通過することが必要である。
第89図は850nm作動用に設計されたPBS用の代表的な透過
率曲線のプロットである。偏光ビームスプリッタに使用
されている薄膜フィルム成分に対しては、入射角の変化
は波長の変化に対応する。本実施例において使用される
ビーム配列は、例えば±５度の実質的な角視野を有して
もよい。Ｓタイプの直線偏光をPBS271から反射させるた
めには、Ｓ肩部とＰ肩部との間隔（第89図でＳ対Ｐと注
記）が極めて広くなければならない。この波長範囲でこ
れを達成することは極めて難しい。Ｓタイプの直線偏光
をPBS271内に通過させるためには、Ｓタイプの透過ピー
ク寸法（第89図でＳ透過と注記）が広くなければならな
い。これを達成することもまた難しい。従って、本実施
例で行われた解決方法は、780nmビームと850nmビームと
の両方のビームをｐタイプ直線偏光で透過させることで
ある。副装置240（第88図）の光学装置が使用された
が、これはDM243がほぼ０度で使用されたときにDM243が
偏光及び入射角に対し比較的鈍感であるからである。

ビーム結合副装置270（第90図）と同様に空間マルチ
プレキシングを使用して、２つの信号（情報）ビーム配
列をパワー／制御ビーム配列と結合する。光学クロスオ
ーバ相互接続100は、空間的にはオーバーラップしてい
るが、偏光が異なる２つの信号ビーム配列を発生する。
Ｓタイプ直線偏光を有する一方の信号ビームは、PBS271
で反射され、QWP272を通過し、PMR274のミラーで反射さ
れ、その後はQWP272、PBS271及びQWP279を通過してＳ−
SEED配列500に到達する。ｐタイプ直線偏光を有する他
方の信号ビーム配列は、PBS271及びQWP282を透過され、
PMR278のミラーで反射され、再びQWP282を通過しその後
はPBS271で反射されQWP279を経由してＳ−SEED配列500
に到達する。信号ビーム配列は焦点が結ばれたときオー
バーラップされたスポット配列を形成するので（91
図）、PMR274とPMR278とは同一に位置合わせされる。２
つの信号配列は第91図に示すようにPMR274、278で反射
される。図のように、PMR274及び278のミラーはＳ−SEE
Dのダイオード窓と位置合わせされている。ダイオード
窓は十分に大きいので、第92図に示すように２つのスポ
ットを並べて受入れ可能である。パワー／制御ビーム配
列は、第87図におけるプリセットビームと同じようにＳ
−SEEDへ通過される。パワー／制御ビームは、第91図に
示すようにミラーに隣接したPMR274の透明領域を通過し
て焦点が結ばれる。従って、これらの第92図に示すよう
に信号スポットに隣接したＳ−SEED入力窓上に入射され
る。プリセット及び不能化スポットは各Ｓ−SEEDの異な
るダイオード上に焦点が結ばれ、信号スポットと共にＳ
−SEEDの状態をセットする。パワースポットは、各Ｓ−
SEEDの二重レール状態を読取る。反射出力ビームは次に
ミラーに隣接するPMR278の透明領域を通過してイメージ
化される。出力ビームはQWP282からまだ円偏光されたま
ま角度コリメートされた後に外に出るので、ビームが次
の段の光学クロスオーバ相互接続100によって受取られ
るように偏光が修正される。QWP272、276によって行わ
れる780nm制御ビームの偏光変換はビーム結合副装置240
（第88図）におけるQWP242、244による変換と同じであ
る。スポット配列イメージをPMR274、278に到達、反射
及び通過させるように中継するレンズ273,275、277（第
90図）は、副装置210におけると同様に30mmより大きい
焦点距離を有する。しかしながら、Ｓ−SEED配列500に
隣接するレンズ280は極めて小さいスポットを形成し、
その焦点距離は10mmより小さい。PMR274、278のそれぞ
れの内側のレンズ273、277の各々はレンズ280と組合わ
せられて縮小望遠鏡を形成する。PMR274、278は、縮小
率の逆数だけデバイスより大きい寸法とすることが可能
なので、これがその製造公差に有利に影響する。

上記の種々の光学装置は、要求偏光配向が維持される
が、さらにそれらの相対配向及び間隔はイメージ伝送ま
たは全体の物理的配置を容易にするように相互接続され
る。光学ハードウェアモジュール51に対する１つの可能
な配置を第93図に示す。２つのカスケード光学ハードウ
ェアモジュール50、51を第95図−第96図に示す。

前述のように、ホトニックシステム10に入るデータ信
号は、最初は電気的に処理されている。別々のレーザダ
イオードを駆動するために、各々の電気信号チャネルが
使用される。レーザダイオードは、例えば、第１図の２
×８ファイバケーブル配列21のような必要なアスペクト
比を有するマトリックスに形成された多モードファイバ
または単一モードファイバに接続される。入力チャネル
をＳ−SEED配列500のＳ−SEEDと空間的に位置合わせす
るほかに、単一レール信号が二重レールに変換され、適
当なレベルに正規化されるかまたは再生される。これは
データ入力装置40（第97図）の光学装置を用いることに
よって達成される。ケーブル配列21内の各ファイバから
信号レール入力信号はＳ−SEED配列500の１つのＳ−SEE
Dダイオード上のみにイメージ化される。プリセットス
ポットは、論理０ビット（光強度なし）が受取られるな
らば、Ｓ−SEEDが既に論理０状態に切換えられるている
ように、各デバイスの他のダイオード上にイメージ化さ
れる。もし論理１ビットが受取られるならば、Ｓ−SEED
が論理１状態にリセットされる。ファイバケーブル配列
21の出力は、PBS271を通過する前に、まずレンズ80によ
りビームの配列内にコリメートされる。ファイバを形成
するケーブル配列21が、もし多モードファイバの短尺も
のであるならば、ビーム配列は殆どランダムに偏光され
るであろう。PBS271はケーブル配列イメージを２つのコ
ピーに分割する。コピーはPMR274、278によって反射さ
れ、各Ｓ−SEEDのダイオードの１つの上にイメージ化さ
れる。プリセットビームはビーム結合副装置240とPMR27
4の透明領域との中を通過され、信号スポットによって
セットされていないＳ−SEEDダイオード上にイメージ化
される。パワービームもまたビーム結合副装置240を経
由して結合され、第92図の方法に類似の方法で、プリセ
ットまたは信号のいずれかのスポット位置に隣接するダ
イオード窓の全ての上にイメージ化される。反射され、
変調されたパワースポットは次に再生二重レール入力信
号を形成して、ホトニックシステム10の残りの部分を通
過して経路選択がなされる。最終の光学ハードモジュー
ル57（第１図）の出力において、レンズ70は出力信号を
２×８ファイバケーブル配列22上にイメージ化する。配
列22のファイバは光検出器（図示なし）上で終端し、光
検出器は必要な伝送調整のために信号を変換して電気領
域に戻す。出力ファイバマトリックスは、Ｓ−SEEDダイ
オードのいずれかと位置合わせがなされているので、こ
れまでのデータ反転回数が奇数の場合にそれを補償する
ために必要なデータ反転もまた実施可能である。

波長依存形ビーム結合を実行するための代替光学装置
として、PBS8101、QWP8102、DM8103、QWP8104からなる
装置を第98図に示す。PBS8101、QWP8102、QWP8104は850
nm作動用に設計されている。結合されたパワー及び制御
のビームは両方ともＳタイプ直線偏光を有する。

波長依存形ビーム結合を実行するための第２の代替光
学装置として、PBS8201、QWP8202、DM8203、QWP8204か
らなる装置を第99図に示す。PBS8201、QWP8202及びQWP8
204は780nm作動用に設計されている。結合されたパワー
及び制御ビームは両方ともＳタイプの直線偏光を有す
る。

波長依存形ビーム結合を実行するためのさらに他の代
替光学装置として、PBS8301、QWP8302、DM8303、QWP830
4、QWP8305、DM8306、QWP8307からなる装置を第100図に
示す。PBS8301、QWP8302、QWP8304、QWP8305、QWP8307
は850nm作動用に設計されている。結合されたビームの
２つはＳタイプ直線偏光を有し、結合されたビームの他
の２つはｐタイプの直線偏光を有する。

【図面の簡単な説明】

第１図は、拡張セクション、完全シャッフル等価ネット
ワーク及び集束セクションからなる例示的ホトニックシ
ステムの線図； 第２図は、拡張セクション、完全シャッフル等価ネット
ワーク及び集束セクションからなるシステムに対する実
例的ネットワークトポロジーの線図； 第３図は、第４図及び第５図は、異なる拡張及び集束態
様を有する第２図のネットワークトポロジーの線図； 第６図、第７図及び第８図は、第２図のシステムにおい
て使用される全容量ノード、選択可能−容量モード及び
選択不能−容量ノードのそれぞれの線図； 第９図は、集束セクションのない第２図のネットワーク
トポロジーに類似のネットワークトポロジーの線図； 第10図は、拡張セクションのない第２図のネットワーク
トポロジーに類似のネットワークトポロジーの線図； 第11図は、単一段の厳密非ブロッキングネットワークの
線図； 第12図は、厳密非ブロッキング３段クロス（clos）ネッ
トワークの線図； 第13図は、一般化厳密非ブロッキング３段クロス（clo
s）ネットワークの線図； 第14図は、厳密非ブロッキング５段クロス（clos）ネッ
トワークの線図； 第15図は、多段相互接続ネットワーク（MIN）の線図； 第16図は、拡張一般化シャッフル（EGS）ネットワーク
とここでは呼ばれるMINの特殊タイプの線図； 第17図及び第18図は、例示的EGSネットワークの線図； 第19図は、第17図及び第18図のネットワークの入口ｘか
ら出口ｙまでのチャネルグラフＬ（ｘ、ｙ）を示す線
図； 第20図は、第19図のチャネルグラフＬ（ｘ、ｙ）の他に
単一のインターセクト呼を示す線図； 第21図及び第23図は、ネットワークに対する非ブロッキ
ングクライテリヤ（基準）を求めるのに使用される第16
図のネットワークの線図； 第22図は、前方向−後方向不変特性（FBIP）とここでは
呼ばれるネットワーク特性を説明するのに使用される第
18図の線図； 第24図は、例示的非ブロッキングEGSネットワークの線
図； 第25図は、特定の完全シャッフル等価ネットワークロス
オーバ（または半クロスオーバ）ネットワークの線図； 第26図は、完全シャッフル等価ネットワークの重要な特
殊ケースを表わすEGSネットワークの線図； 第27図は、全容量ノードを有する第16図のEGSネットワ
ークにおける経路探索機能を実行するのに使用される経
路探索処理の流れ図； 第28図は、−容量ノードを有する第16図のEGSネットワ
ークにおける経路探索機能を実行するのに使用される経
路探索処理の流れ図； 第29図は、シャッフルネットワークのスイッチ及びリン
クの入口、経路及び出口番号に対する関係を説明するの
に使用される例示的シャッフルネットワークの線図； 第30図は、単一２進数を形成するための第29図のネット
ワークに対する入口、経路及び出口番号の連鎖２進数表
示を示す線図； 第31図は、単一２進数から第29図のネットワークに対す
るスイッチ、リンク、入力及び出力を決定することを示
す線図； 第32図は、２つの異種同形のタイプのネットワーク即ち
クロスオーバネットワークとシャッフルネットワークと
の間の変換であってここでは第１表−第３表に記載され
ているところの変換の略示図； 第33図は、第34図−第36図の位置関係を示す配置図； 第34図、第35図、第36図は、第33図に従って配置された
とき、１次元配列のノードを用いた16×16の２次元クロ
スオーバネットワークが形成される線図； 第37図は、第34−第36図の16×16クロスオーバネットワ
ークと、128×128クロスオーバネットワークと及び第38
図の512×512クロスオーバネットワークとの相対的大き
さを示す線図； 第38図は、512×512クロスオーバネットワーク及び対応
のクロスオーバネットワーク制御器の線図； 第39図は、第38図のクロスオーバネットワーク制御器に
対する接続要求処理の流れ図； 第40図は、第38図のクロスオーバネットワーク制御器に
対する切断要求処理の流れ図； 第41図は、第42図−第44図の位置関係を示す配置図； 第42図、第43図、第44図は、第41図に従って配置された
とき、第38図のクロスオーバネットワークのハードウェ
ア論理回路態様が形成されるところの線図； 第45図は、ネットワーク制御器メモリの複製コピーを有
する代替ネットワーク制御器態様の線図； 第46図は、第42図−第44図の制御器の切り離し経路チェ
ック装置の線図； 第47図は、第42図−第44図の制御器によるオーバーラッ
プ経路探索処理を示すタイミング線図； 第48図は、第45図の代替制御器によるオーバーラップ経
路探索処理を示すタイミング線図； 第49図は、１×2ⁿ要素の第１段と2ⁿ×１要素の最終段と
を有するネットワークであり、それに対して第46図の切
り離し経路チェック装置が適用可能であるネットワーク
の線図； 第50図は、第42図−第44図の制御器の、クロスオーバか
らシャッフルへのマップ化装置の線図； 第51図は、第42図−第44図の制御器の空き経路選択装置
の線図； 第52図及び第53図は、２次元クロスオーバネットワーク
態様及び２次元シャッフルネットワーク態様のそれぞれ
の線図； 第54図は、第55図−第57図の位置関係を示す配置図； 第55図、第56図、第57図は、第54図に従って配置された
とき、第34図−第36図の２次元クロスオーバネットワー
クにトポロジー的に等価の16×16の３次元クロスオーバ
ネットワークが形成される線図； 第58図は、第55図−第57図のネットワークに使用される
対称自己電気光学効果デバイス（Ｓ−SEED）の配列の線
図； 第59図は、ファンアウト（拡張）及びファンイン（集
束）内並びに交換セクション内に２入力２出力交換ノー
ドを有するクロスオーバネットワークの線図； 第60図は、２モジュールとここでは呼ばれる交換ノード
の電子式トリステートバッファ態様の線図； 第61図は、第60図のトリステートバッファの動作を定義
する真理表； 第62図は、２モジュールの電子式反転トリステートバッ
ファ態様の線図； 第63図は、Ｍ−SEEDと呼ばれるデバイスを用いた光学式
２モジュール態様の線図； 第64図は、第63図のＭ−SEED態様の動作を定義する真理
表； 第65図は、２モジュールの電子式OR/AND態様の線図； 第66図は、第65図の電子式OR/AND態様の動作を定義する
真理表； 第67図は、２モジュールの電子式NOR/OR態様の線図； 第68図は、２モジュールの光学式NOR/OR Ｓ−SEED態様
の線図； 第69図は、第68図の光学式NOR/ORS−SEEDの動作を定義
する真理表； 第70図は、２モジュールの電子式NAND/AND態様の線図； 第71図は、２モジュールの光学式NAND/AND Ｓ−SEED態
様の線図； 第72図は、第71図の光学式NAND/AND Ｓ−SEEDの動作を
定義する真理表； 第73図は、単一ネットワーク段用のレーザダイオードを
駆動するのに使用されるタイミング回路の線図； 第74図は、３連続ネットワーク段用のレーザダイオード
を駆動するのに使用されるタイミング回路の線図； 第75図は、第74図のタイミング回路に関連するタイミン
グ線図； 第76図は、第55図−第57図の３次元クロスオーバネット
ワークにおける水平接続を示す線図； 第77図は、第55図−第57図の３次元クロスオーバネット
ワークにおける垂直接続を示す線図； 第78図は、９つのノード段を有し、太線リンクで区別さ
れた単一経路を有するネットワークの線図； 第79図は、第78図の単一経路のリンクされた２モジュー
ルの線と及び関連の不能化２モジュールとを示す線図； 第80図は、第78図のネットワークの連続段の２モジュー
ルの関係を示す線図； 第81図は、第１図のホトニックシステムの一部の機能ブ
ロック図； 第82図は、第１図のホトニックシステムにおける光学ク
ロスオーバ相互接続の態様の線図； 第83図は、第82図の光学クロスオーバ相互接続により形
成された接続を示す線図； 第84図は、クロスオーバネットワークにおける交差幅を
変えるために第82図の光学クロスオーバ相互接続内のプ
リズム鏡に代わって置換え可能なプリズム鏡配列の線
図； 第85図は、第１図のホトニックシステムにおいてプリセ
ット及びパワービーム配列を発生するのに使用される光
学装置の線図； 第86図は、第１図のホトニックシステムにおいて不能化
ビーム配列を発生するのに使用される空間光変調器を含
む光学装置の線図； 第87図、第88図及び第90図は、第１図のホトニックシス
テム内に含められるビーム結合装置の副装置の線図； 第89図は、850nm作動用に設計された偏光ビームスプリ
ッタのための代表的な透過率曲線のプロット； 第91図は、第90図のビーム結合副装置内に含められるパ
ターン化鏡反射板によるスポットの透過及び反射を示す
線図； 第92図は、第58図のＳ−SEED配列によるスポットの受入
及び反射を示す線図； 第93図は、第１図のホトニックシステム内に含められる
光学ハードウェアモジュールであって、第82図の光学ク
ロスオーバ相互接続、第87図、第88図及び第90図のビー
ム結合副装置、第85図に示すタイプのパワー及びプリセ
ットのビーム配列発生器及び第58図のＳ−SEED配列から
なる光学ハードウェアモジュールの線図； 第94図は、第95図および第96図の位置関係を示す配置
図； 第95図及び第96図は、第94図に従って配置されたとき、
第１図のホトニックシステム内に含めらる２つのカスケ
ード光学ハードウェアモジュールが形成されるところの
線図； 第97図は、第１図のホトニックシステム内に含められる
データ入力装置の線図；及び 第98図、第99図及び第100図は、代替波長依存型ビーム
結合装置の線図である。

フロントページの続き (72)発明者 フレデリック ボサート マコーミック ジュニア アメリカ合衆国，60175 イリノイ ア イル，メドウ ドライブ 5905 (72)発明者 ゲイロード ワーナー リチャード アメリカ合衆国，60540 イリノイ ネ イパービル，グリーン エイカー ドラ イブ 560 サウス ７ (56)参考文献 特開 平２−12416（ＪＰ，Ａ) 特開 昭60−239197（ＪＰ，Ａ) 特開 昭48−90112（ＪＰ，Ａ)

Claims (24)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】連続的に相互接続された複数の段からなる
   ネットワークにおいて、 各段は複数のノードを含み、少なくとも１つの段の各ノ
   ードは、制御信号に応答して、前記段の先行段の少なく
   とも２つのノードから受信可能な受信可能信号の論理結
   合からなる出力信号を、前記段の後続段の少なくとも２
   つのノードに伝達する伝達手段を含み、 前記出力信号および前記受信可能信号は光信号であり、
   前記伝達手段は光学的手段からなることを特徴とする連
   続的に相互接続された複数の段からなるネットワーク。
2. 【請求項２】前記複数の段の連続する段のノードが、前
   記ネットワークが完全シャッフル等価ネットワークとな
   るように相互接続されることを特徴とする請求項１のネ
   ットワーク。
3. 【請求項３】前記制御信号は光信号であり、 前記光学的手段は、前記制御信号および前記受信可能信
   号に応答して前記出力信号を送信する光学論理回路とし
   て作動し、 当該回路は、NORゲートおよびORゲートを含み、 前記NORゲートは、前記受信可能信号の一方に接続され
   た第１の入力と、前記受信可能信号の他方に接続された
   第２の入力と、出力とを有し、 前記ORゲートは、前記制御信号を受信する第１の入力
   と、前記NORゲート出力に接続された第２の入力と、前
   記出力信号を送信する出力とを有することを特徴とする
   請求項１または２のネットワーク。
4. 【請求項４】前記後続段の各ノードがNORゲートおよびO
   Rゲートを含む光学論理回路として作動することを特徴
   とする請求項３のネットワーク。
5. 【請求項５】前記後続段の各ノードがNANDゲートおよび
   ANDゲートを含む光学論理回路として作動することを特
   徴とする請求項３のネットワーク。
6. 【請求項６】前記光学的手段が、前記制御信号および前
   記受信可能信号に応答して前記出力信号を送信する光学
   論理回路として作動し、 当該回路は、NANDゲートおよびANDゲートを含み、 前記NANDゲートは、前記受信可能信号の一方に接続され
   た第１の入力と、前記受信可能信号の他方に接続された
   第２の入力と、出力とを有し、 前記ANDゲートは、前記制御信号を受信する第１の入力
   と、前記NANDゲート出力に接続された第２の入力と、前
   記出力信号を送信する出力とを有することを特徴とする
   請求項１または２のネットワーク。
7. 【請求項７】前記後続段の各ノードがNANDゲートおよび
   ANDゲートを含む光学論理回路として作動することを特
   徴とする請求項６のネットワーク。
8. 【請求項８】前記後続段の各ノードがNORゲートおよびO
   Rゲートを含む光学論理回路として作動することを特徴
   とする請求項６のネットワーク。
9. 【請求項９】前記光学的手段が第１の論理演算を実行
   し、前記後続段の各ノードが前記第１の論理演算とは異
   なる第２の論理演算を実行する光学的手段を含むことを
   特徴とする請求項１または２のネットワーク。
10. 【請求項１０】前記光学的手段が与えられた論理演算を
    実行し、前記後続段の各ノードが前記与えられた論理演
    算を実行する光学的手段を含むことを特徴とする請求項
    １または２のネットワーク。
11. 【請求項１１】前記光学的手段が自己電気光学効果デバ
    イスを含むことを特徴とする請求項１または２のネット
    ワーク。
12. 【請求項１２】前記デバイスが対称自己電気光学効果デ
    バイスであることを特徴とする請求項11のネットワー
    ク。
13. 【請求項１３】前記光学的手段が、前記２つの後続段ノ
    ードに送信するために前記出力信号を２つの信号に分割
    するビームスプリッタ手段をさらに有することを特徴と
    する請求項12のネットワーク。
14. 【請求項１４】前記受信可能信号のうちの第１の信号が
    第１のデータ入力信号および第１の反転データ入力信号
    を含み、 前記受信可能信号のうちの第２の信号が第２のデータ入
    力信号および第２の反転データ入力信号を含み、 前記出力信号がデータ出力信号および反転データ出力信
    号を含み、 前記光学的手段が対称自己電気光学効果デバイスを含
    み、 当該対称自己電気光学効果デバイスは、量子井戸領域を
    含む第１の光検出器と量子井戸領域を含む第２の光検出
    器とを含み、 前記第１の光検出器は、前記第１および第２のデータ入
    力信号を受信するために前記２つの先行段ノードの両方
    に光結合され、かつ、前記データ出力信号を送信するた
    めに前記２つの後続段ノードの両方に光結合され、 前記第２の光検出器は、前記第１および第２の反転デー
    タ入力信号を受信するために前記２つの先行段ノードの
    両方に光結合され、かつ、前記反転データ出力信号を送
    信するために前記２つの後続段ノードの両方に光結合さ
    れることを特徴とする請求項１または２のネットワー
    ク。
15. 【請求項１５】前記光学的手段が、前記２つの後続段ノ
    ードのそれぞれに送信するために、前記データ出力信号
    を２つの信号に分割し、かつ、前記反転データ出力信号
    を２つの信号に分割するビームスプリッタ手段をさらに
    有することを特徴とする請求項14のネットワーク。
16. 【請求項１６】前記受信可能信号のうちの第１の信号が
    第１のデータ入力信号および第１の反転データ入力信号
    を含み、 前記受信可能信号のうちの第２の信号が第２のデータ入
    力信号および第２の反転データ入力信号を含み、 前記出力信号がデータ出力信号および反転データ出力信
    号を含み、 前記光学的手段が対称自己電気光学効果デバイスを含
    み、 当該対称自己電気光学効果デバイスは、量子井戸領域を
    含む第１の光検出器と量子井戸領域を含む第２の光検出
    器とを含み、 前記第１の光検出器は、前記第１および第２のデータ入
    力信号を受信するために前記２つの先行段ノードの両方
    に光結合され、かつ、前記データ出力信号を送信するた
    めに前記２つの後続段ノードの両方に光結合され、 前記第２の光検出器は、前記制御信号を受信しかつ前記
    第１および第２の反転データ入力信号を受信するために
    前記２つの先行段ノードの両方に光結合され、かつ、前
    記反転データ出力信号を送信するために前記２つの後続
    段ノードの両方に光結合されることを特徴とする請求項
    １または２のネットワーク。
17. 【請求項１７】前記デバイスは少なくとも２つの光学状
    態を有し、前記第１の光検出器はプリセット信号に応答
    して前記デバイスの光学状態をプリセットすることを特
    徴とする請求項16のネットワーク。
18. 【請求項１８】前記受信可能信号のうちの第１の信号が
    第１のデータ入力信号および第１の反転データ入力信号
    を含み、 前記受信可能信号のうちの第２の信号が第２のデータ入
    力信号および第２の反転データ入力信号を含み、 前記出力信号がデータ出力信号および反転データ出力信
    号を含み、 前記光学的手段が対称自己電気光学効果デバイスを含
    み、 当該対称自己電気光学効果デバイスは、量子井戸領域を
    含む第１の光検出器と量子井戸領域を含む第２の光検出
    器とを含み、 前記第１の光検出器は、前記制御信号を受信しかつ前記
    第１および第２のデータ入力信号を受信するために前記
    ２つの先行段ノードの両方に光結合され、かつ、前記デ
    ータ出力信号を送信するために前記２つの後続段ノード
    の両方に光結合され、 前記第２の光検出器は、前記第１および第２の反転デー
    タ入力信号を受信するために前記２つの先行段ノードの
    両方に光結合され、かつ、前記反転データ出力信号を送
    信するために前記２つの後続段ノードの両方に光結合さ
    れることを特徴とする請求項１または２のネットワー
    ク。
19. 【請求項１９】前記デバイスは少なくとも２つの光学状
    態を有し、前記第２の光検出器はプリセット信号に応答
    して前記デバイスの光学状態をプリセットすることを特
    徴とする請求項18のネットワーク。
20. 【請求項２０】前記受信可能信号のうちの第１の信号が
    第１のデータ入力信号および第１の反転データ入力信号
    を含み、 前記受信可能信号のうちの第２の信号が第２のデータ入
    力信号および第２の反転データ入力信号を含み、 前記出力信号がデータ出力信号と反転データ出力信号と
    を含み、 前記光学的手段が対称電気自己電気光学効果デバイスを
    含み、 当該対称自己電気光学効果デバイスは、量子井戸領域を
    含む第１の光検出器と、量子井戸領域を含む第２の光検
    出器と、第３の光検出器とを含み、 前記第１の光検出器は、前記第１および第２のデータ入
    力信号を受信するために前記２つの先行段ノードの両方
    に光結合され、かつ、前記データ出力信号を送信するた
    めに前記２つの後続段ノードの両方に光結合され、 前記第２の光検出器は、前記第１および第２の反転デー
    タ入力信号を受信するために前記２つの先行段ノードの
    両方に光結合され、かつ、前記反転データ出力信号を送
    信するために前記２つの後続段ノードの両方に光結合さ
    れ、 前記第３の光検出器は、前記制御信号に応答して、前記
    第１および第２の光検出器がセット−リセットラッチと
    して作動することを可能にすることを特徴とする請求項
    １または２のネットワーク。
21. 【請求項２１】連続的に相互接続された複数の段からな
    るネットワークを制御する方法において、 各段は複数のノードを含み、少なくとも１つの段の各ノ
    ードは、制御信号に応答して、前記段の先行段の２つの
    ノードから受信可能信号の論理結合からなる出力信号
    を、前記段の後続段の２つのノードに伝達する手段を含
    み、前記少なくとも１つの段の各ノードは、前記少なく
    とも１つの段の１つの他のノードに関係づけられてお
    り、前記方法は、 前記少なくとも１つの段の各ノードの話中／空き情報を
    メモリ手段内に記憶するステップと、 前記ネットワークを通した接続に対する要求に応答し
    て、当該接続を確立するときに、前記少なくとも１つの
    段の与えられたノードと当該与えられたノードに関係づ
    けられたノードの両方が前記メモリ手段内で空きとマー
    クされているときにのみ前記少なくとも１つの段の与え
    られたノードを接続の確立に使用すべく選択する選択ス
    テップとからなることを特徴とする、複数段からなるネ
    ットワークの制御方法。
22. 【請求項２２】前記ネットワークが完全シャッフル等価
    ネットワークであり、前記少なくとも１つの段の各ノー
    ドが、先行段の同じ２つのノードから信号を受信するよ
    うに結合されている前記少なくとも１つの段の１つの他
    のノードに関係づけられていることを特徴とする請求項
    21の方法。
23. 【請求項２３】前記ネットワークが完全シャッフル等価
    ネットワークであり、前記少なくとも１つの段の各ノー
    ドが、後続段の同じ２つのノードへ信号を送信するよう
    に結合されている前記少なくとも１つの段の１つの他の
    ノードに関係づけられていることを特徴とする請求項21
    の方法。
24. 【請求項２４】前記選択ステップの後に前記メモリ手段
    内で前記与えられたノードを話中とマークするステップ
    をさらに有することを特徴とする請求項21の方法。