JP4290357B2 - 高容量パケット切替型リングネットワーク - Google Patents

Description

【０００１】
【関連出願案件】
本出願はここで参照する２０００年１０月１２日出願の米国仮特許出願第６０／２３９，７６６号及び２０００年１０月１３日出願の米国仮特許出願第６０／２４０，４６４号に基づく優先権を主張するものである。
【０００２】
【米国政府機関による援助】
なし。
【０００３】
【発明の属する技術分野】
本発明は広くは通信システムに関わり、さらに具体的には光通信ネットワークに関わる。
【０００４】
【従来技術及び発明が解決しようとする課題】
よく知られているように、光リングネットワークには、各ノードを相互に接続するリングを形成するため、光ファイバによって接続された複数のノードが設置されている。リング型ネットワークはネットワークの信頼性確保を目的として、複数のファイバリングを内蔵することもある。局所的なアクセスが可能なリング型トポロジをもつネットワークでは、問題が発生しても簡単に復帰できるという利点がある。また、地理的に離れたノード相互の同期が簡単にできるという利点もある。リング型ネットワークで使用されるメディアアクセスコントロール（ＭＡＣ）プロトコルは、ノードが調整された波長帯域で受信することを保証する。新たな帯域要求は、利用可能なリソースと応用ＭＡＣプロトコルに基づいて処理される。単一チャンネルのリング型ネットワークでは、リンク内で合計されたビットレートに基づいてノードが動作するので、帯域要求の受付管理は比較的容易である。たとえば、ファイバディストリビューティッドデータインターフェイス（ＦＤＤＩ）プロトコルにおいては、要求のあったビットレートの合計をリンク全体のビットレート以下に収めなければならない。ビット空間を再利用するＭＡＣプロトコルでは、任意のリンクを通過するビットレートの総計はリンクのビットレート未満でなければならない。
【０００５】
しかしながら、波長分割多重アクセス（ＷＤＭＡ）技術が普及するにつれ、パケット切替型リングネットワークの全スループットが大きく増加した。ところが既存のネットワーク技術やプロトコルでは、ＷＤＭＡ技術によってもたらされたスループットの増加を十分利用できないという問題がある。
【０００６】
そこで、データのスループットを増加させることのできるＷＤＭＡ型のパケット切替型リングネットワークに対応した技術の開発が望まれていた。さらに、本発明のような革新的技術に基づいたＭＡＣプロトコルの開発も期待されている。高容量パケット切替型リングネットワークの実現のためには、ＭＡＣプロトコルと関連して帯域要求受付アルゴリズムの開発も必要である。
【０００７】
【課題を解決するための手段】
本発明の目的は、スループットを上げることができるＷＤＭＡ技術を利用した光パケット切替型リングネットワークを提供することにある。
【０００８】
上述の目的を達成するため、本発明による光パケット切替型リングネットワークでは、各ノードにはリングファイバに接続された例えば２ｘ２の光スイッチが内蔵されている。パケットバッファを内蔵する送信スイッチはこの光スイッチに接続されている。波長スタッキングシステムは、送信スイッチに送付される複合パケットを形成するため複数の波長上にパケットをスタックしてゆく。送信スイッチと光スイッチがクロス状態に設定されると、パケットがリングネットワークに追加される。
【０００９】
本発明の実施例では、波長スタッキングシステムがサーキュレータを介して波長デマルチプレクサに接続された可変調レーザを備えている。デマルチプレクサに接続された遅延線と反射器の作用で、時間軸上に例えば波長スタックを行なうため、各波長は各タイムスロット分だけ遅延される。
【００１０】
ノードには光スイッチと接続されたバッファ用受信スイッチがさらに含まれており、リングネットワークからパケットが分波される。スタックされた波長を分解するシステムは、受信したパケットをアンスタックするための受信スイッチに接続されている。光スイッチと受信スイッチがクロス状態になると、パケットが受信される。
【００１１】
本発明では、さらに、パケット切替型リングネットワーク用にクレジットを利用したＭＡＣプロトコルが用意されている。各ノードは１フレームの期間ごとに、割り当てるクレジット値を更新する。送信元と送信先の各ペアのカウンタに、ネゴシエーションの済んだクレジット数が与えられる。正のカウンタ番号をもつ待ち行列だけが、送受信予約の対象となる。待ち行列が空か、あるいはクレジットがもう無いか、もしくはフレームの最後が来るとフレームは終了となる。
【００１２】
さらに本発明のネットワークには、要求された帯域を送信元と送信先のペアに割り当てられるかどうかを決める帯域要求受付コントローラが含まれている。本発明の実施例では、送信元と送信先ノードのペア用に各フレームに対して所定のクレジット数をＭＡＣプロトコルが確保できるかどうか、クレジット割り当て状態を見ながら受付コントローラが計算して判断する。
【００１３】
【発明の実施の形態】
図１に、本発明における高容量パケット切替型リングネットワークのスループットを増加させるアーキテクチャを含んだリング型ネットワーク１００の例を示す。一般的に、Ｎａ〜Ｎｎ個のネットワークノードは、利用可能な全ての波長において並列にパケットを送受信することにより、リンク内の全容量にアクセスする。複雑な高速可変調レシーバを必要とせずに、パケットは光スイッチによってリングに合波及びリングから分波される。固定変調あるいは低速可変調レシーバを持つネットワークに比べ、ネットワークの帯域割り当てを柔軟に行なうことができる。本発明のひとつの実施例では、パケット切替型リングネットワーク用のＭＡＣプロトコルはクレジットを利用し、簡単な動的帯域要求受付コントロールアルゴリズムにより、最小限の処理でトラフィックの早い変化に対応することができる。
【００１４】
図２は、本発明によるＷＤＭＡパケット切替型リングネットワーク１００の中にあるノード２００の例を詳しく説明したものである。このネットワークアーキテクチャは波長スタッキング技術を基にしており、この技術は２０００年１０月１３日に提出された米国仮出願第６０／２４０，４６４号に記載されている。一般的に、ネットワークとパケットの管理に用いられる制御チャンネル（以下ＣＣという）によって、時間軸は長さＴ_pのタイムスロットに分割される。高速の可変調レーザ２００を使って、Ｗ波長（例えばλａ、λｂ、λｃの３つの異なる波長）を用いて、Ｗ個の連続したタイムスロット上に多重波長の複合パケットが生成される。この複合パケットはサーキュレータ２０４によって波長デマルチプレクサ２０６に転送され、その後、遅延ライン２０８および反射器２１０へと進む。３つの異なる波長成分λａ、λｂ、λｃはＴｐの倍数時間だけ遅延され、時間軸上に並べられて波長軸上にスタックされる。
【００１５】
波長軸上でスタックされたパケットはサーキュレータ２０４によって、パケットバッファＴＢを内蔵している送信スイッチＴに転送される。その後、さらに２ｘ２スイッチから成る光スイッチＳの入力部へ送られる。受信スイッチＲにより、パケットが光スイッチＳから受信サーキュレータ２１４に送信される。受信されたパケットは、送信側で用いられたものと同様の波長デマルチプレクサ２０６と反射器２１０、および遅延ライン２１２の集合体によってアンスタックされる。光ダイオードのような検出器２１６が、アンスタックされたパケットからデータを取り出すために用いられる。
【００１６】
送信スイッチＴ、受信スイッチＲと共に光スイッチＳが動作することにより、リングネットワークにパケットが分波又は合波される。さらに具体的にいえば、他のパケットがスタックされている間、送信スイッチＴはスタックされたパケットをすぐには送信せず、一旦保存する。また受信スイッチＲは、別のパケットがアンスタックされている間、届いたパケットを一旦保存する。パケットの送受信に光スイッチＳを利用することにより、複雑な高速可変調レシーバを省略することができる。このような構成を取ることで、以下にさらに詳述するように予め受信器に波長が割り当てられ、個々にアクセスが行われるネットワークにおいてＭＡＣプロトコルと受付制御アルゴリズムが大きく簡略化される。ＭＡＣプロトコルと帯域受付制御プロトコルにより、上位層ではなく物理層において波長上でトラフックがバランスされるので、ＭＡＣプロトコル及び帯域受付処理が簡略化される。
【００１７】
図３は３つ（Ｗ＝３）の波長パケットを使用する場合の、時間ダイヤグラムの例を示している。一般的に、波長スタッキングにはＷ個のタイムスロットが必要となるため、各ノードはあらかじめどのタイミングでメディアにアクセスするのかを決めておかねばならない。予約には別々の波長が制御チャンネルＣＣとして使用される。タイムスロット３００はＷ個のサイクル３０２にグループ分けされる。今の場合、Ｗは３である。パケットのスタッキングとアンスタッキングを迅速に行なうため、各ノードがサイクル３０２の中で送信又は受信できる数は最大１パケットに限られている。ノードは制御チャンネルを参照し、現行サイクル中で空になるスロットに選択された転送先を格納してゆく。ノードはパケットおよび未使用のクレジットを含む現行のサイクル中で、まだ選択されていない他の転送先を予約する。転送先のノードは自分に割り当てられた予約を削除し、新たな予約を割り当ててゆく。
【００１８】
このタイミングダイヤグラムは図１及び図２に示すようなリングネットワーク１００におけるノードｉのパケット送受信の様子を表わしている。ノードｉがタイムスロットＴＳ０を予約する場合は常に、次サイクルＣ１の頭の部分が来ると、可変調レーザ２０２（図２）がデータの送信を開始する。サイクルＣ１の最後尾のタイムスロットＴＳ３時点で波長スタッキングが終了すると、送信スイッチＴをクロス状態に設定してパケットをバッファＴＢに保存する。ここでは、スイッチのクロス状態を“Ｘ”で表わし、バー状態を“＝”で示している。送信スイッチＴがバー状態にある限り、パケットは保存されるが、送信スイッチＴ、光スイッチＳがタイムスロットの予約ＴＳ０より２Ｗつまり６スロット進むとクロス状態にセットされて、パケットはネットワークへ合波される。タイムスロットが三番目のＴＳ３では、ノードは分波して受け取るパケットが存在することを認識し、光スイッチＳと受信スイッチＲをクロス状態にセットして、２Ｗ後のタイムスロットＴＳ９のタイムスロットにおいてパケットを格納する。ノードは次のタイムスロットＴＳ１０が来ると、受信スイッチＲをクロス状態にしてパケットのアンスタックを開始する。
【００１９】
図４は本発明によるパケット切替型リングネットワークに使用される送信スイッチＴの別の実施形態を表わしている。この別の実施形態の受信スイッチＲは送信スイッチＴと同様な構成となっている。送信スイッチＴはｌｏｇ₂Ｗ個のステージを備えた高速の可変調遅延線（ＲＴＤＬ）を内蔵しており、各ステージは光遅延線Ｄ１からＤｌｏｇ₂Ｗを伴った２ｘ２の光スイッチＯＳ１からＯＳｌｏｇ₂Ｗから構成されている。ｉ番目のステージの遅延はＤ_i＝ＷＴ_p／２ⁱとなる。ＲＴＤＬにおける遅延の合計は、２ｘ２スイッチを適当な状態に設定することにより、Ｔ_p毎にＴ_pからＷＴ_pの範囲で調節することができる。
【００２０】
各パケットはＲＴＤＬを通ってサイクルの最後のフレームにスタックされ送信される。ＲＴＤＬを出ると、図３に示すように、制御チャネルによる指示からちょうど２サイクル分後にスイッチＳ（図２）がクロス状態にされ、パケットはリングネットワークの方に合波される。一方、指示からちょうど２サイクル分後にスイッチＳをクロス状態に設定することにより、リングネットワークからパケットが受信され、次のサイクル開始時までＲＤＴＬで遅延されてアンスタックされる。
【００２１】
各スイッチＴ，Ｒ，Ｓは連動して動作する。つまり、同一のタイムスロットでは送信及び受信するパケットに対しスイッチは逆の設定にする必要はない。送信スイッチＴは送信前にパケットを保存する間だけバー状態に設定されなければならず、そこにはパケットが１つだけ存在する。また送信スイッチＴは、新しいパケットの保存のためにクロス状態に切り替えなければならない前の状態であるサイクルの最後までバー状態になっていれば良い。同様に、スイッチＲは次のサイクルが開始されるまでの受信パケットを保存する間だけ、バー状態になっていれば良い。従って、次のサイクルで新しい受信パケットを保存するためクロス状態に切り替える前の時点で、スイッチＲのバー状態は終了する。さらに、ポイントＢ（図２）を経由して、送信器から受信器でアンスタックされるパケットが送られることはない。ポイントＡ（図２）には各サイクルの最後のタイムスロットにのみパケットが存在し、スイッチＴがクロス状態にセットされてパケットが保存される。
【００２２】
一般的に、ノードはフレーム毎にそのノードのクレジットを更新し、ノードは各フレームの開始時にクレジットｃ_ij＝ａ_ij（１≦ｉ，ｊ≦Ｎ）がネゴシエーションされた数をカウンタに読み込む。正のカウンタ値を持った待ち行列だけが予約することができ、カウンタｃ_ijの値がひとつ減算される。各待ち行列が空か、又は、数式１に示すようにクレジットがなくなると新しいフレームを開始するために待ち行列とクレジットが調査される。
【００２３】
【数１】

ここでｑ_ijは待ち行列（ｉ，ｊ）中のパケット数、ｃ_ijは各待ち行列中のクレジット数である。トラフィックが軽い場合は、クレジットを使用することのない送信元と送信先のペアができる。このような場合、フレームが短縮され（フレームが終わりになる前にＩ＝０となる）、他の送信元と送信先のペアがクレジットを得る場合が多くなり、つまり余剰帯域を共用することになる。
【００２４】
実施例による説明では、帯域要求受付コントローラがノードに置かれ、これが特定の送信元と送信先のペアに新しい要求帯域を割り当てることができるかどうかを解析する。さらに具体的に言えば、受付コントローラが、既存のクレジット配分ａ_kl（１≦ｋ，ｌ≦Ｎ、Ｎはノードの数）に対し、ＭＡＣプロトコルが新しいクレジットΔａ_ijを各フレーム（長さはＦ_max個のタイムスロット以下）のノードペア（ｉ、ｊ）に確保できるか算出する。
【００２５】
数式２で示される条件が満たされる場合、ネットワークアーキテクチャとＭＡＣプロトコルは、Ｆ_max個以下のフレーム長の範囲でノードの送信元と送信先のペア（ｉ，ｊ）（１≦ｉ，ｊ≦Ｎ）にａ_ij＞０個のタイムスロットを確保する。
【００２６】
【数２】

ここでｋ，ｌ，ｋ→ｉ→ｌはノードｋからノードｌにノードｉを経由してパケットを送信することを意味し、ａ_il、ａ_kj、ａ_klはノードの送信元と送信先のペアに割り当てられた各々のタイムスロット数を表している。複合パケットをスタックおよびアンスタックするのに要する時間に応じて、送信元ノード（ｉ）と送信先ノード（ｊ）に割り当てられたクレジットは、波長数Ｗの数だけ掛け算される。つまり、図３に示したように、各ノードが各サイクル３０２では送信及び受信でそれぞれ１つのパケットを送受信することとなるように、各タイムスロット３００はＷの長さのサイクルにまとめられる。一般的に、要求された付加帯域を調整するために十分な帯域が残っているかどうか確認するため、数式２により、送信元ノード（ｉ）、送信先ノード（ｊ）、パケットを送信元ノード（ｉ）から送信先ノード（ｊ）へパケットを転送するノード（ｌ）に既に割り当てられたクレジットを確認する。
【００２７】
例えば、ｔ_maxがサイクルＦ_max（任意のサイクルｆはｆ≦Ｆ_maxである）の範囲にある送信元と送信先のペア（ｉ，ｊ）に割り当てられた最後のタイムスロットである場合、ノードｉを通過するときに、パケットを送信するノードｉ、パケットを受信するノードｊのタイムスロットは全て使用中である。もしサイクルｆ（≦Ｆ_max）に空のスロットがあり、かつ、送信先ノードｊの予約がされていない時は、ノードｉにまだ未使用のクレジットが残っているためノードｉが予約を入れる。Ｆ_maxに達するまでに、最大（数式３）で表されるサイクルあれば、送信元ｉか送信先ｊはビジーである。これらのサイクルは最大（数式４）で表される個数のタイムスロットで満たされる。すなわち、サイクル数は別の送信先ノード、つまりノードｊと異なったノード、に割り当てられたクレジット数と、ノードｉ以外の送信元ノードに割り当てられたクレジット数と、送信元と送信先のペアｉ，ｊに既に割り当てられたクレジットの合計以下の値となる。完全に占有されたサイクルの残余は、最大（数式５）で表される個数以下のタイムスロットを含む。数式６に示すとおり、システムはこれらサイクルの合計がフレームの最後のタイムスロット以下であるか確認する。
【００２８】
【数３】

【数４】

【数５】

【数６】

ここで、_k,l,k→_i→_lは前述したように、ノードｉを経由してノードｌにパケットを送信するノードｋを示している。上の数式６が満足されれば、ｔ_max＜Ｆ_maxとなり、送信元と送信先のペア（ｉ，ｊ）はＦ_max未満のタイムスロット数の全クレジットを使い切ることになる。
【００２９】
数式２を実行すると、新しい帯域要求を受け入れられるかどうかを決める場合、並列処理と同様に計算が簡単になる。
【００３０】
制御ノードは次のような情報を保存する。つまり、それぞれの送信元と送信先のペア（ｋ，ｌ）（ａ_kl）に割り当てられたクレジット数、各送信元（数式７）に割り当てられたクレジット数、各送信先（数式８）に割り当てられたクレジット数、ノードｋが数式９の間にあるノードのペアに割り当てられたクレジット数、および最大負荷の受信ノードであるＤ_k＝ｍａｘａ_ij＞₀ｄ_lのノードｋによって送信先ノードと指定されたクレジットの最大数である、新たに帯域Δａ_ijが必要となると、数式１０ａが満足される範囲で帯域が割り当てられる。
【００３１】
【数７】

【数８】

【数９】

【数１０】

もし新たな帯域割り当ての要求が許可されると、関連するパラメータがａ_ij←ａ’_ij、ｓ_i←ｓ’_i、ｄ_i←ｄ’_i、ｌ_k←ｌ’_k、Ｄ_k←Ｄ’_k（１≦ｋ≦Ｎ）、と更新される。アルゴリズムの時間的複雑さが１次Ｏ（１）であるような全てのノードに対して数式１０ｂ，１０ｃ，１０ｄに示される比較と追加が同時に行なわれる。
【００３２】
一般的に、一様のトラフィックに対して送信元と送信先のペアは等しい数のクレジットを得ることができ、各リンクは等しい負荷となる。数式１０ａの不等式は、下の数式１１のように書き替えることができる。
【００３３】
【数１１】

ここで、（数式１２）は送信器の利用率、（数式１３）はリンクの利用率である。パケットは平均してＮ／２のノードを通過するため、ネットワークを介して送信されるパケットの平均数はρ_LＮ／（Ｎ／２）＝２ρ_Lである。パケットはビットレートＷＢで送信される。ここで、Ｂはレーザのビットレートである。それゆえ、ネットワークの平均スループットは２ρ_LＷＢとなる。ネットワークの平均スループットは、ノードが発生するビットレートの平均値の合計と等しく、それはρ_TＮＢとなる。そこでスループット以下の数式１４で表わすことができる。
【００３４】
【数１２】

【数１３】

【数１４】

上の不等式から、数式１５ａ，１５ｂで示すような大小関係が以下のように得られる。
【００３５】
【数１５】

波長の比Ｎ／Ｗの異なるノードに対する、保証済み送信器利用率とリンク利用率は以下の表１で与えられる。
【００３６】
【表１】

波長当たりのノード数が増えるにつれ、送信器利用率は２Ｗ／Ｎに向かって減少するが、各ノードはより小さいレーザビットレートを得ることができなくなるためである。さらに、波長当たりのノード数が増えるにつれ、リンク利用率は１００％に向かって増加するが、これは統計的な多重効果によるものである。
【００３７】
初期化の際に、ノードは最大のフレーム長Ｆ_max個のタイムスロットをネゴシエーションする。このクレジットネゴシエーションはよく知られた手法である。フレーム毎の１スロットのクレジットに応じて、特定の待ち行列に対し、数式１６で表される保証帯域Ｇが与えられる。
【００３８】
【数１６】

ここでＢはレーザビットレート、Ｗは異なる波長の数である。帯域は数式１７で定義されるフレーム接続時間Ａによって決まるアクセス時間に、再度割り当てされる。
【００３９】
【数１７】

ここでＴ_pはタイムスロット接続時間である。フレーム接続時間（あるいはアクセス時間）は細かいトラフィック粒度Ｇに対応して十分長い必要がある一方で、比較的短いアクセス時間Ａですばやく変化するトラフィックに追随できる程度に短いものでなければならない。例えば、Ｗ＝３０、Ｂ＝１０Ｇｂｐｓ、Ｔ_p＝５０ｎｓでＦ_max＝１０⁶とすると、ネットワークの全容量はＷＢ＝３００Ｇｂｐｓ、粒度Ｇ＝０．３Ｍｂｐｓ、アクセス時間がＡ＝５０ｍｓとなる。Ｗ＝１００波長でスループットＷＢ＝１Ｔｂｐｓの高容量ネットワークでも、例えばＧ＝１Ｍｂｐｓ、アクセス時間Ａ＝５０ｍｓが得られる。
【００４０】
十分小さい粒度と短いアクセス時間のために、ウェブブラウジング、ストリーミング、その他データネットワークの主要な動的アプリケーションに対応したネットワークを形成できる。本来、可変調レーザは１０Ｇｂｐｓのビットレートに対応できるので、ひとつのノードで数千のブロードバンドエンドユーザに対処できる。
【００４１】
上述したように、トラフィック粒度とアクセス時間はトレードオフの関係にある。もしアプリケーションが固定したアクセス時間を要求する場合は、ネットワーク全体の容量を減少させてトラフィック粒度（確保可能な最小帯域）を小さくする以外にない。本発明の他の実施例では、各アプリケーションの必要帯域に応じ、それぞれのアプリケーション群にネットワーク容量の一部が事前に割り当てられる。この方法であれば、ネットワークの制御が簡単になり、ネットワークリソースを最大限に活用することが可能となる。
【００４２】
上述のネットワークアーキテクチャによれば、ネットワークが全体で１Ｔｂｐｓのスイッチング能力を持つ場合、約１Ｍｂｐｓの粒度と５０ｍｓのアクセス時間を実現できるため、ウェブブラウジングやビデオストリーミングなどのアプリケーションに対応できる。しかしながら、音声、ビデオコンファレンス、オーディオストリーミングなどのアプリケーションでは、もっと小さい粒度が要求される。粒度を小さくするには、ネットワーク端でトラフィックを多重化すればよい。例えば、特定の送信元と送信先のペア間で異なるアプリケーションをやりとりするマルチパケットをひとつの複合パケットに統合する方法もある。送信元と送信先のペア間に十分なトラフィックがない場合は、割り当てられた帯域に無駄ができる。また、効率的な帯域利用のために、各々の異なるサービスに帯域の一部をあらかじめ適当に割り当てておくのである。
【００４３】
数式１６から、フレーム長を長くすることによって、与えられたネットワーク容量の粒度を小さくすることができる。しかしその時、数式１７に示されるようにアクセス時間が延びてしまう。可変調レーザの変調時間はおよそ１０ｎｓであり、パケットスロットはこの変調時間より十分長い必要があり、例えばＴ_p＞５０ｎｓである。一方、音声電話、ビデオコンファレンスなどのインタラクティブな通信の場合、アクセス時間はＡ＜１００ｍｓでなければならない。他のアプリケーションでも、短いアクセス時間が要求される場合がある。これらの考察および数式１７により、フレーム長はＦ_max＜１０⁶でなければならないことが分かる。従って、テラビットオーダーのスイッチング能力をもつネットワークの場合、数式１６から算出されるように、粒度はＧ＞１Ｔｂｐｓ／１０⁶＝１Ｍｂｐｓとなる。粒度はネットワーク容量、つまり波長数を減少させることでも短くすることができる。狭い帯域しか必要としないアプリケーションでは、細かい粒度が要求されるが、ネットワーク容量は小さくてよい。音声サービスでは数ｋｂｐｓのビットレートが必要で、ビデオコンファレンスやオーディオストリーミングでは数百ｋｂｐｓ、ウェブブラウジングやビデオストリーミングなら数Ｍｂｐｓのビットレートが必要となる。結局、Ｗ₁個の波長を音声と制御パケットに割り当て、Ｗ₂個の波長をビデオコンファレンスやオーディオストリーミングに、Ｗ₃波長をウェブブラウジングとビデオストリーミングに割り当てるとすると、Ｗ₃≒１０Ｗ₂≒１００Ｗ₁のようになる。
【００４４】
図５に示すように、これら３つのアプリケーション群を本発明のパケット切替型リングネットワークに統合することができる。異なるサービスが３つの異なる波長のセットΛ₁，Λ₂，Λ₃を使用して提供される。各ノード４００は第１、第２の波長マルチプレクサ４０２，４０４および第１、第２の波長デマルチプレクサ４０６，４０８を内蔵する。第１，第２，第３のスイッチ４１０，４１２，４１４はマルチプレクサおよびデマルチプレクサ４０２，４０４，４０６，４０８に接続されている。トランシーバ４１６は、第２のマルチプレクサ４０４および第２のデマルチプレクサ４０８の間に設置されている。
【００４５】
波長デマルチプレクサ４０６，４０８は３つの波長セットΛ₁，Λ₂，Λ₃を各ノードで選択的に分波およびネットワークに合波できるように分解する。各ノードでは、２ｘ２の光スイッチ４１０，４１２，４１４を適宜設定することにより、所望の波長セットの取り出しと追加ができる。可変調レーザ（図示しない）が追加すべき波長だけを送信し、これらはスタックされる。スイッチングの後、波長マルチプレクサ４０２，４０４により波長同志が結合される。取り出された波長群のみが、アンスタックされる。
【００４６】
ノードは異なるサービスに対して独立に制御チャンネルに予約を入れる。またＭＡＣプロトコルおよび帯域要求受付制御プロトコルは独立に実行される。そのため、本構成における粒度は数式１８ａにより定義され、これらサービスのアクセス時間は数式１８ｂにより定義される。
【００４７】
【数１８】

例えば、Ｗ₁＝１，Ｗ₂＝１０，Ｗ₃＝１００，Ｂ＝１０Ｇｂｐｓ，Ｔ_p＝５０ｎｓ及びＦ₁＝Ｆ₂＝Ｆ₃＝１０⁶とすると、ネットワークの粒度Ｇ₁＝１０Ｇｂｐｓ、Ｇ₂＝１００ｋｂｐｓ、Ｇ₃＝１Ｍｂｐｓ、アクセス時間はＡ₁＝Ａ₂＝Ａ₃＝５０ｍｓとなる。
【００４８】
異なるアプリケーションから種々の厳しい帯域要求が生じると、サービスを分離することになる。狭帯域のアプリケーションが占有するネットワーク容量は極小さいので、あらかじめ割り当てておくことができる。このような準備をしておかないと、統合サービス提供時に粒度のミスマッチが生じ、帯域に無駄な部分ができる。例えば、１Ｍｂｐｓを保証するクレジットを１０ｋｂｐｓの帯域しか必要としない電話サービスに割り当てると、帯域が無駄に消費される。全てのサービスはノードにおいて多くの光デバイスを共用するため、サービスの分離を行なってもノードにおける複雑さはやや増加するだけである。
【００４９】
本発明の他の実施例では、ネットワークは最大能力トラフィック送信を用いることができる。最大能力トラフィック送信とは、送信に対する十分なクレジットを有さないノードによってパケットの送信を行なうものである。一般的に、ノードはタイムスロットを確保することなく、成否に関わらずデータ送信を試みる。送信が不成功の場合は、送信試行は廃棄される。
【００５０】
本発明の趣旨から外れることなく、上述の実施例に対して変更を加えることができる。例えば、ユーザノードに高速の可変調送信器と受信器を備えてもよい。送信器、受信器とも２ｘ２の光カプラを介してネットワークに接続できる。例えば、時間軸をサイクルのないスロットに分割してもよい。ノードは次のタイムスロットにおいてどの波長及びどの受信器が利用可能か決定するために、制御チャンネルを監視し、波長及び受信器のひとつを予約する。ノードは予約した波長と受信器のアドレスを制御チャンネルに置き、そのノードに対してパケットが送信されてきたか監視するとともに、そのパケットの波長に調整する。上述のＭＡＣプロトコルおよび受付アルゴリズムがこのアーキテクチャをサポートする。
【００５１】
本発明は、高容量のパケット切替型リングネットワークを柔軟に利用するためのアーキテクチャ、ＭＡＣプロトコルおよび帯域要求受付制御メカニズムを提供する。波長の割り当てを固定していないので、波長スタッキングやアンスタッキングはネットワークのコントロールが簡単とする。ノードは制御チャンネルに予約を入れ、この制御チャンネルから存在する予約について確認できる。既に予約されているＷ個のスロットの現行サイクル中には、出力は重ねて予約されない。クレジットを用いることにより、リング容量の一部の使用量が保証される。各ノードでは、クレジットを有する限りフレーム範囲内で予約を入れられ、各ノードは最大フレーム長の範囲でネゴシエーション済みのクレジット数を保証される。新規の帯域要求の許可は、Ｏ（１）次の最低時間複雑度を要求するネットワークのノードとリンクの利用率にのみ依存して決定される。
【００５２】
以上の記載内容のみならず、上述の実施例に基づいて本発明に変更や改良を加えることができる。つまり、特許請求の範囲に述べる点以外では、これら実施例は本発明の範囲を制限するものではない。ここで引用された出版物や参照文献は、あくまで参考のために使用されたものである。
【図面の簡単な説明】
添付されている図面に対する下記の詳細な説明により本発明はより完全に理解される。
【図１】 本発明による高容量光パケット切替型リングネットワークの概念図である。
【図２】 図１のネットワークをさらに詳細に示したものである。
【図３】 本発明による高容量光パケット切替型リングネットワークにおける時間ダイヤグラムを示した図である。
【図４】 本発明による高容量光パケット切替型リングネットワークの一部を構成する送信（受信）スイッチの例を模式的に示した図である。
【図５】 本発明によるマルチデータサービスを統合するリングネットワークアーキテクチャの構成を示す概念図である。

Claims (5)

1. リングネットワーク上でスタックされたパケットを送受信する方法であって、
   送信データパケットを形成するために予め定められた数の波長をもつパケットを少なくとも遅延線を使用してスタックし、パケットバッファを内蔵する送信スイッチで送信データパケットをバッファリングし、光スイッチを介してリングネットワーク上に送信データパケットを送信し、光スイッチを介して受信データパケットを受信し、パケットバッファを内蔵する受信スイッチで受信データパケットをバッファリングし、受信データパケットを少なくとも遅延線を使用してアンスタックすることからなるパケットの送受信方法。
2. 請求項１に記載の方法であって、
   さらに、可変調レーザ、前記可変調レーザに接続されたサーキュレータ、遅延線と反射器を伴い、前記サーキュレータに接続されたデマルチプレクサの少なくともひとつを使用して前記送信データパケットをスタックすることを含むパケットの送受信方法。
3. 請求項１に記載の方法であって、
   さらに、サーキュレータ、遅延線と反射器を伴い、前記サーキュレータに接続されたデマルチプレクサの少なくともひとつを使用して前記受信データパケットをアンスタックすることを含むパケットの送受信方法。
4. 請求項１に記載の方法であって、
   さらに、前記送信データパケットを前記リングネットワーク上に配置するために前記光スイッチと前記送信スイッチをクロス状態に設定することを含むパケットの送受信方法。
5. 請求項１に記載の方法であって、
   さらに、前記受信データパケットを前記リングネットワークから受け取るために前記光スイッチと前記受信スイッチをクロス状態に設定することを含むパケットの送受信方法。

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