JPH0213036A - 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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JPH0213036A
JPH0213036A JP1078682A JP7868289A JPH0213036A JP H0213036 A JPH0213036 A JP H0213036A JP 1078682 A JP1078682 A JP 1078682A JP 7868289 A JP7868289 A JP 7868289A JP H0213036 A JPH0213036 A JP H0213036A
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ワーナー　ウルリッヒ
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ロナルド　クレアー　ウェディッジ
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Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

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、光フアイバ網の共有使用
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ｍ！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、Ｃ
ＣＩＴＴ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ツ
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（Ｎ３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　メツセージの−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、殆んどのメツ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ツ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間翻を起こす、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　プロツクが他のブロックより短かい経路
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ブリケーシッン
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　メツ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（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−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０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ニックの所
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
０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　メツセージが伝送され
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ツ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、他のボ−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アイバ短距離網と
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　メツ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、データが網のエツジの所で集信され
、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　メツ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、メツ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Ｍ、＋’Ａ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　メツ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　
メツセージを正しく処理するためのメツセージを割り当
てる時間を与えられる。見出しはメツセージ長データを
含む。長所としてミこの構成は、データ送信ユーザがデ
ータメツセージを受信ユーザに受信機がそのメツセージ
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
ログイン塩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！！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ツ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ツセージに対
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　メツセージに対する間車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。
二瓜煎呈双里 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ｙ４（ＶＡＮ）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
フエース　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か、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ＭＡＮ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の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（Ｍ　
Ｔ　ＮＴＩＩ）及び受信側のユーザからの網インタフエ
ース　モジエール（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−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０本発明の原理によると、これはＭＡＮＸ
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、これによっで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）内のソースチエッカ−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。
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キロメードルの広がりを
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’１４　（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、数百の末端ユーザシステムＣＦ、ｔ）Ｓ）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ＥＵ
Ｓが網に求めるサービスは非常に雑多である。あるＥＵ
Ｓはメツセージを極く希に発行し、あるＥＵＳは多くの
メツセージを柱間隔にて発行する。あるメツセージは数
バンド長のみである。あるメツ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
時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、広帯域インチグレイテ
ィラド　サービス　デジタル網（Ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ
　５ｅｒｖｉｃｅ　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｎｅｔｗｐｒｋ、
　ｌ５ＤＮ）サービスをサポートすることもできる。Ｖ
ＡＮ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ＶＡＮ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は何方ものデイクスレス　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０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０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ツ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Ｉ１０速度を要求する。メツ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
ワツピング、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、殆んどのメツセ
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ラン
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
ザクシラン　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（ＲＦ’　Ｃ）及びオブジェクト間通信（
ＩＯＣ）７２、要求時ページイングア４、メモリ　スワ
ツピング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に対するコンビエータ
　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／
秒の総ビツト速度を持ち、第Ｘ４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
ミリオンの綱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、これはさらに工ラー　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Ｍ　Ａ、　Ｎ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　５ｅｎｓｉｔｉｖｅ　ｂ
ｉｌｌｉｎｇ）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。
ＶＡＮ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。ｙ４通過の遅延が短か（、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によう簡単にサポートできる。説明を簡
単にするため、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。
ＶＡＮ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。
ＭＡＮＩＭ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−である、第２図は、この網が絹のエツジの所で網イ
ンタフエース　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ギガビツトの総ビツト速度を
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　１ｉｎ
ｋ　。
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メガビツトのオーダーで
扱う能力をもつ、ＸＬはＮＩＭに終端する。
この外側エツジが絹のエツジの輪郭を描＜ＮＩＭは集信
／デマルチプレクサ−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。ＥＵＳＯ網需要によるが個々のＮＩＭにて最高２
０個までのＥＵＳ２６をサポートすることができる。こ
れらＥＵＳ０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ＥＵＳ
２６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、ＮＩＭ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
、ＥＴＩＩＥＲＮＩ！Ｔ　８のようなローカル　エリア
網及びプロチオン社（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Ｐ　ｒｏｔｅｏｎｌ１８０のような高性能ローカル　
エリアｗｉ４７、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、ＮＩ
Ｍは単一ポートｍ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、ＥＴＨＥＲＮＥＴ　８及び１８Ｍ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、多重ボーｈＮＩＭ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
する高ビツ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０
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（ｆａｉｌｕｒｅｇ
ｒｏｕｐ　５ｉｚｅ）　、及び総ビツト速度に基づく。
個々のＭＩＮＴは４つの内部リンク１２（ＩＬ）（ＭＩ
ＮＴ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（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かい。
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ＭＩＮＴ及び１０２４Ｘ１０
２４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ＥＬＩＳ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．Ｉ　　ＬＵＷＵ、パケット、５ＵＷＵ、　　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）ランザクジョンは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１
０メガバイトのデータ　ベースの伝送でもあり得る。Ｍ
ＡＮ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　ｕｉ
ｎｔ、　Ｌ　Ｕ　Ｗ　Ｕ　）及びショート　ユーザ　ワ
ーク　ユニット（ｓｈｏｒｔｕｓｅｒ　ｗｏｒｋ　ｕｉ
ｎｔ、　　Ｓ　ＵＷＵ）と呼ばれる２つのＥＵＳ　）ラ
ンザクジョン　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面単ではあるが、通常、数千ビッ
ト以下のトランザクション　ユニットが５ＵＷＵ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Ｌ
ＵＷＵ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）ランザ
クジョン応答時間を必要とすることがわかる。パケット
はこれらが網を通して伝送されるとき、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。ＬＵＷ
ｔＪは送（３ｕ１Ｍ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ｓ
　ｕｗｕ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　　　　ユニットの 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、１３１Ｍ１３、Ｎ１Ｍ２、ＭＩＮＴＩＩ、
ＭＡＮＳ　１０．末端ユーザシステム　リンク（ＮＩＭ
とＵＩＭを接続）（ＥＵＳＬ）１４、ＸＬ３、及びｌＬ
１２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−
ＴＭ１３ このモジュールはＥＵＳ内に位置し、通常、ＶＥＭ■バ
ス（ＩＥＥＥＩ準バス）、インテルＭＵＬＴＩＢＵＳＩ
［＠、メインフレームＩ１０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。ＵＩＭ１３はＥＵＳリンク１４　（Ｅ
ＵＳＬ）と呼ばれる光学送信機９Ｔ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ＭＩＮ２に接
続される。このリンクは外部リンク（Ｘ　Ｌ）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５ＵＷＵはアウト　オブ　バンド（ｏ
ｕｔ−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　）ラン
ザクジ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１部分
的な已ｔＪｓ）ランザクジ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、また送出先人先出ＣＦ
ＩＦＯ）待行列１５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１
９図に示される。
２、　２．　２　　　インタフェース　モジュール−８
１Ｍ２ Ｎ１Ｍ２はＭＡＮの一部であり、網のエツジの所に存在
する。ＮＩＭは以下の６つの機能、つまり、（１）ＭＩ
ＮＴに向って移動するパケット及び５ＵＷＵ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）ＥｔＪＳから網へのコント
ロールメツセージの同定、（５）エラー　ハンドリング
への参与、及び（６）網のインク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−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に向って流れる個りの網トランザ
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、信軒性が高く、
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Ｎ１Ｍ
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　びインタフェース　モジエール
−ＭＩＮＴＩＩ ＭＩＮＴはハブ内に位置する０個々のＭＩＮＴｌｌは、
（ａ）ＸＬを終端し、またデータをスイッチ１０からＭ
ＩＮＴ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ＭＩＮＴ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）ＭＩＮＴ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
ピン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１．５Ｇｂ
ｐｓ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（−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０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ＭＡＮＳ　１０の出力から宛先Ｎ
ＩＭ２へのバスされる。スイッチ内の可変経路長のため
に、ＭＡＮＳＩＯを出る情報はＸＬに対して位相がずれ
る０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）！ｉｆ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に対スるコントロールは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０個々のＭＩＮＴは秒当たり最高ｇｏ、
　ｏｏｏ個の網トランザクシラ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式ン２．
３においてさらに説明される。
２．２．４　　ＭＡＮスイッチ−ＭＡＮＳ　１０ＭＡＮ
Ｓ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ザ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、セットアツ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ツプすることができ、“セッ
トアツプスルーブツト”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０ＭＡＮは１６ｘ
１６（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−ＵＳＬ
１４ 末端ユーザ　システム　リンク１４は８１Ｍ２を末端ユ
ーザの装置内に位置する０１Ｍ１３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
０８−１リンク（ＭｅｔｒｏｂｕｓＬｉｇｈｔｗａｖｅ
　５ｙｓｔｅｅａ　０Ｓ−１１ｉｎｋ）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　　　部リンクー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（ｄｅｍａｎｄｎ＋ｕｌｔｉｐｌｅｘｅｄ　ｆ
ａｓｈｉｏｎ）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Ｏ３−１フオーマツト及びデータ速度
を採用する。
２．２．７　　　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、Ｍ
ＡＮＳ　１０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のピント速度は０５−１のビット速度と同一で
ある。ただし、フォーマントは、データを再同期する必
要から０３−１と限定された類（以性しかもたない。
２．３　ソフトウェアの概 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ＥＵ
Ｓ　）ランザクシラ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ジン（パケット
及び５ＵＷＵ）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？
ＩＩＮＴ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ＥｔＪＳ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Ｎ１
Ｍ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（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ＮＩ
Ｍ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ＭＩＮＴ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５Ｕ
ＷＵが単一のスイッチ　セットアツ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開
時間（ｉｎｔｅｒａｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅ）である、
１５０ＭｂｐＳの速度、及び１０００ビツトの５ＵＷＵ
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５ＵＷＵ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５ＵＷＵを扱うことが
できなければならない。
Ｎ　Ｉ　Ｍ及ヒ特に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　トラヒフクの
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５ＵＷＵ
のルーティング、網ポートの同定、最大１０００個まで
の同−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）、ＭＡＮＳ要求及び受取通知の処理
、複雑な基準に基づく発信ＥＵＳ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、Ｎ１Ｍコントロール２３、Ｍ
ＩＮＴコントロール２０、及びＭＡＮＳコントロール２
２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０個々のＮＩＭ及びＭ
ＩＮＴ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−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ｉ構
は、このコントロールをサブ機能の論理プレイに解体し
、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１８Ｍ０３社によって製造され
るＴｒａｎｓｐｕｔｅｒ＠　Ｖ　Ｌ　Ｓ　Ｉ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。
一個々のサブ機能を１つあるいは複数のプロセスとして
実現する。
一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Ｍ　Ａ　Ｎ　Ｓ　４：よッテ遂
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においテ与えられている。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、１８Ｍ０３社か
らのＴｒａｈｓｐｕｔｅｒ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　セント　コントロール（ｒｅｄｕｃｅｄ　１
ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｓｅｔ　ｃｏｎｔｒｏｌ　、　
ＲＩ　Ｓ　Ｃ）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０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、二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、ＸＬＩ（は見出しを緩衝することを要
求される。−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）／（）ランザクジョン見
出しのサイズ） トランスピータ（ｔｒａｎｓｐｕ　ｔｅｒ）　　リンク
の有効ビット速度及び４０バイトＭＡＮ網）ランザクジ
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、　ＯＭ　ｂ　／　
ｓ　）／（３２０ビット見出し／トランザクション）−
２５，０００）　ラ７ザクシッン／秒／Ｘ　Ｌ　Ｈ。
つまり、４０マイクロ秒当たり１トランザクシヨン／χ
ＬＨである。トランザクション到達量時間（ｔｒａｎｓ
ａｃｔｉｏｎ　１ｎｔｅｒａｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅｓ
）はこれより短かい可能性があるため、見出しの緩衝が
ＸＬ）Ｉ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　
ベージ　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２ｏ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５ＵＷＵ）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６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０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。
２．４ＭＡＮの手イ ＥＵＳ２６は網からは網管理プログラムにょって授けら
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チーシランあるいは前置
プロセッサは、８１Ｍポートの所で物理的接続を行ない
、次にそのＶＡＮネーム、仮想網固定、及び保安パスワ
ード（ｐａｓｓｗｏｒｄ　５ｅｃｕｒｉｔｙ）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８１
ＭポートにマツプするようにＵＡ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ボータプル　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ボー
）　（ｐｒｉｖｉｌｅｇｅｄａｄ＋＋＋１ｎｉｓｔｒａ
ｔｔｖｅ　ｍａｉｎｔｅｎａｎｃｅ　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。
この網内の高ビツ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
首部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ＥＵ
Ｓメモリの応答時間は１ミリ秒と非常に短かくなり、ま
た低いエラー率、及び持続されたベースにて秒当たり１
００のＥｔｌＳ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に対する数十個まで拡張で
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、
ＥＬＩＳ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ＭＡ
Ｎ名及び仮想網名。
一データのサイズ。
一要求される網サービスを示すＭＡＮタイプ欄。
−データ。
網トランザクジョン（パケット及びＳ　ＵＷｔＪ）は以
下の論理経路に沿って移動する（第５図参照）発信ＵＩ
Ｍ→発信ＮＩＭ−ＭＩＮＴ→ＭＡＮＳ→宛先ＮＩＭ（Ｍ
ＩＮＴを介して）→宛先ＵＩＭ個々のＥＵＳ　）ランザ
クジョン（つまり、ＬＵＷＵあるいは５ＵＷＵ）はその
ＵＩＭに送くられる。ＵＩＭ内において、ＬＵＷｔＪ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
ジョンが１つの５ＵＷＵであるとの判断は、ＳＵＷυ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。ＮＩ
ＭはＥＬＩＳ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ＥＵＳ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ＭＡＮＩ見出
しが附加される。ＭＡＮｙ４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　）ランザクジ
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ＵＩＭ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ＥｔＪＳ
Ｌ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が刃用となるとただちにＭＩＮＴＩＩに伝
送する。Ｎ１Ｍ内のコントロール　ソフトウェアをＵＩ
Ｍ−Ｎ１Ｍプロトコールを処理することによってコント
ロール　メツセージを同定し、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、ＭＡ
Ｎ￥！１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、ＭＩＮＴ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、Ｘ　Ｌ　Ｈ１６）　　に１冬端する。
ＮＩＭ（！：ＭＩＮＴの間の外部リンク　ブロトコール
ハ、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１　５０　Ｍ　ｂ　／　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１５０Ｍ　ｂ　／　ｓ　Ｘ　Ｌ　Ｈ入力及びＭＴ
ＮＴからの個々の１５０Ｍｂ／ｓ出力（つまり、ＭＡＮ
Ｓ入力）バンド幅を競合なしに保証する０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１．２Ｇ　ｂ　
／　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ＶＡＮ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。Ｍ
ＩＮＴコントロール２０はＸＬＨにこの入りパケット及
び５ＵＷＵ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（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にバスする。ＭＩＮＴコントロール２０はこの見出
しとパケットあるいはｓｔｙｗｕを格納するためにＸＬ
Ｈ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（Ｌｕｐｌｅ）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ｓ　ｕ　ｗ　ｕはプロセッサ
のバイブライン内を移動する。このバイブラインは複数
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、複数のバイブラインが存在し、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（二〇ＮＩＭに接続さ
れたＭＩＮＴを通じて）への経路の設定を要求する。Ｍ
ＡＮスイッチ　コントロール２１はこの要求を待行列に
置き、（１）この経路が刃用となり、また（２）宛先Ｎ
ＩＭへのＸＬ３も刃用となると、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−４ＸＬＨこの
ＸＬＨは宛先ＮＴＭ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ＵＴＭ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
の紺を出る前に途中でＮ１Ｍ内に格納されることはない
。
受信ＵＴＭ１３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（ＬＵＷｔＪ及び５ＵＷＵ）を再生する。ＬＵＷＵは
ＵＩＭにパケット　サイズ断片にて到達する。ＬｔＪＷ
ｔＪの少なくとも一部が到達するとただちに、ｔＪＩＭ
はＥｔＪＳにこの存在を通知し、ＥｔＪＳ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Ｅ
ＵＳ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０例えば、ＥＵＳがＵＩＭ
に事前にｔＪＩＭになにが到達したら直ちにこれをＥＵ
Ｓ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ＥＵＳに伝送すること
ができる。
ＥｔＪＳメモリからＥｔＪＳ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６
２６（第２０図）（ＨＣ３）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
）（ＤＣ３）を持つ。
最初に見出しについて考察する０発信ＵＩＭは発信ＮＩ
Ｍへの伝送の前にＨ３Ｃを生成する。
ＭＩＮＴＯ所で、ＨＣ３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鯨できないとみ
なされ、ＶＡＮ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、Ｄ
Ｃ３を提供することを要求される。この欄はＭＡＮｌｉ
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。　！ｉｉ内でのこの用途はＥ
ＵＳＬ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−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
ＩＱ−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）
は通常率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ビツトは問題とならな
い、最後に、エラー率が固をレートより良いことが要求
されるような場合、ＥｔＪＳ−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。
２．５．２Ｌｙ２証 ＶＡＮ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（ｕｓａｇｅｓｅ
ｎｓｉｔｉｖｅ）料金請求がＴＯ１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ＶＡＮに接続するとき、これはこの絽の
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　　ＭＩＮＴプロセッサ（第１
４図）及びＭＩＮＴ　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７、及びＯ
Ａ＆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ＨＭ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、Ｎ１Ｍ内において、ポ
ート番号が二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ＭＩＮ
Ｔ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。ＭＩＮＴ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１換され、次に宛先Ｎ
ＩＭに送くられる。宛先ＮＩＭ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
（以の方法によって°“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、Ｍ
ＩＮＴ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　証 ＮＩＭからＮＩＭへはＬＵＷＵの概念は存在しない、こ
のＮＩＭ−８１Ｍ封筒内ではＬＵＷｔＪはそれらの同定
を失うが、任意のＬｔＪＷＵ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。Ｌ
ＩＩＭ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　　　　回路　び　　ｔ、ｕｗｕ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を資源が刃用となりしだいスイッ
チする。ただし、これは、ＥｔＪＳが仮想回路を設定す
ることを阻止するものではない０例えば、ＥＵＳは適当
なＵＴＭタイミング　パラメータにてｖＡ＠サイズのＬ
ｔＪＷυ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ＥｔＪＳ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５ＵＷＵ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ＮＩ
Ｍに送くることができる時間を制限しくデータ流の長さ
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ＭＩ
ＮＴ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ＶＡＮ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ＭＩＮ
Ｔからの要求を受信し、ベアの入り及び出内部リンク（
ＩＬ）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ＭＩＮ
Ｔに通知する。
これら−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０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通用され、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　性ヒ 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０名目上は、ＭＡＮＳは、個々が１５０
　Ｍ　ｂ　／　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、１５０　Ｍ　ｂ　／　ｓ　（７
）同３ＬＪ］ｍハ（非同ｒｉＡｖＡハクロック及び位相
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）ｍ
＆Ｉｌ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ホードがアイド
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、完全なノンーブロッ
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。
回報（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うて、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。
ＭＡＮｙ４にはこのような特別の需要が存在するが、Ｍ
ＡＮＳ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。
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（
ｙ４の状１り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ントに分割さ
れることによって達成される０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。
３．２．１２−、、のυ 第６図に示される３つの入力スイッチｌ５１（１０１）
、１３２　（１０２Ｌ及び１３３（１０３）、並びに３
つの出力スイッチ０３Ｉ（１０４）、ＯＳ２　（１０５
）、及び０３３（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
ントに細分することができる０個々のサブセットは任意
の第２の段のスイッチ（Ｏ３ｘ）内の絹撤に加えて、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、Ｏ３Ｉ　（
１０４）と関連する細分、つまり、サブセットはＯ３Ｉ
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○
Ｓ１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０３１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ｉｌｌ　′４Ｂ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６
例えば、ＩＳＩ上の１つの入り口を０５１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Ｏ３Ｉ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０次に、ＩＳＩと
０３１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、ＩＳＩ及びＯ５１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。
この動作は絹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
これら入りロ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ロ
スインチ上の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。
Ｃ，Ｗ、　　リチャーズ（ＧＪ、Ｒｉｃｈａｒｄｓ）　
らによっ年１０月号に掲載の論文〔２段再配列可能同報
通信交換１ｉｌ　（Ａ　Ｔｗｏ−５ｔａｇｅ　Ｒｅａｒ
ｒａｎｇａｂｌｅ　ＢｒｏａｄｃａｓｔＳｗｉｔｃｈｉ
ｎｇ　Ｎｅｔｗｏｒｋ））において説明のタイプの以降
リチャーズｌｉｌ　（Ｒｉｃｈａｒｄｓ　ｎｅｔｗｏｒ
ｋ）　　と呼ばれる２段網は、この問題を個々の入りロ
ポートを異なる複数の入りロスインチ上に分布する複数
のアビアランシズ（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ｙ４ｖ＆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。
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（ＣＮｅＬ）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ＤＮ
ｅｔ１２０及びコントロールＣＮｅＬ１３０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０個々のスイッチ１２１．１
２３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、適当なり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ｌ５Ｃ（１段コ
ントローラ）＆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ＤＮｅＬ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　　　蟻 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
のメツセージのフロー、ＭＡＮＳＣ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（ＮＡＫ）
のフローに対応する０個々の網１３０．１３４及び１３
５は、統計的多重時分割スイッチである。１つのバス１
３２、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１３
３、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７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（ｙ４１３０：１つの
ＭＡＮＳＣ１４０）あるいはインクフェース（網１３１
及び１３２、インクフェース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ＡＣＫ／ＮＡＫ応
答はコントロール　データ集信器及び分配器１３６．１
３８によって集められる０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　メツセージの統計的デマルチプレキシング及びマル
チブレキシング（ステアリング及びマージング）を扱か
うａ　Ｄ　Ｎ　ｅ　を内の任意の要求メツセージに対し
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　　　　　　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
メツセージ入力リンク１３７の１つの上に多重化された
データ流の形式で１つの接続要求メツセージがＣＮｅｔ
１３０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ＤＮｅｔ１２００Åり口及び出口を含む
、ＣＮｅｔ１３０内において、このメツセージは接続さ
れるべき出口に従ってＣＮｅｔの右側の適当なリンク１
３９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９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　ダイレフトリー（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！４１３４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　スルーブツトを達成する。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０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
メツセージに時間を浪費することがない０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、−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　ボイント入り口、出
口対入りロ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ＶＡＮ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−土一芝Ｒ里 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、任意の最内のスイッチは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、高スルーブツト能
力を保持する。
３．３ＭＡＮに　する特　の 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０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。
第７図は１０２４個の入りＩＬと１０２４個の出ＴＬを
もつＤＮｅｔ１２１及び個々が６４個の入り及び６４個
の出メツセージ　リンクをもつ３つのコントロール　メ
ツセージＭ４１３０．１３３．１３４を含むＣＮｅｔ２
２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６
４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０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１２３０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ＶＡＮＳＣ１４０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Ｍ
ＩＮＴ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
−Ｍ　Ｉ　ＮＴ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１：６４ＣＮｅｔ１３０．１３５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ブレーン１３４は、個々のＭＡＮＳＣ１４
０に６４個のｌ５Ｃ１２２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
０個々のＭ　Ｉ　ＮＴＩＩはその４つのｌＬ１２を通じ
てＭＡＮＳ　１０と、制御データ集信器１３６へのその
要求信号、及び制′４１１データ集信！ｌ５１３Ｂ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６
４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ＭＡＮＳＯ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０個々のＮＩＸは１０から２０のＥＵＳ
のトラヒックを１つの１５０Ｍｂ／ｓＸＬ上に集信する
ように設計されており、約１０００（２進に切り捨てし
た場合１０２４）個のＸＬが与えられる１個々のＭＩＮ
Ｔは全部で２５６個のＭＩＮＴに対する４つのＩＬを処
理する０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ＤＮｅｔＮｅ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Ｄ
Ｎｅｔ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
ＤＮｅｔ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。ＤＮｅＬ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ＭＡＮＳＣ１４０含まれる。
３．３，１．３）ラヒック　び　ム 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、ＭＡ
Ｎは大きなＥＵＳ　）ランザクジ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
求光たり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５ＵＷＵから数個のＬＵＷＵ
（７３）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　スルーブツト　レート（トランザク９９
７７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
の個々のスルーブツト（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（ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｃｙ　ｒｅｓｏｌｕｔｉｏ
ｎ）（ビジーの出口を待つ時間）によって制限される０
個々のＶＡＮＳＣ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繊
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（、はとんどが単一の５ＵＷＵ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　ｃｏｎｔ
ｒｏｌ　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５ＵＷＵ及びパケ
ットを、個々のバーストが数個のＥＵＳ　）ランザクジ
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　　Ｆ標 しかしながら、ＭＡＮのデータ　スルーブツトは、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
０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、ＶＡＮＳＣ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　スルーブツトの限界を与える。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、制御メツ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　　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 Ｊ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０選択された特定の割り当てパターン、入り口
当たりの複数のアビアランシズの数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ＤＮｅＬは個々が第１の段のスイッチ
上に２個のアビアランシズを持つ１０２４個の入り口を
もつ０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は回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０例えば、３２の故障グループ　サイズが耐え
られることが１ＩｔＲ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ｙ４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０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 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−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、ＣＮｅＬ上の１つのＸ
ＰＣ１２２，１２４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ツセージ
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。
３．３．３．１：ｌントロール　（ＣＮｅｔ）先に簡単
に説明されたＣＮｅｔ１３０．１３４．１３５は、ＭＩ
ＮＴ、ＭＡＮＳＣｌ及びＩＳＣを相互接続する。これら
は３つのタイプのメツセージ、つまり、ブロック１３０
を使用しての？ＩＩＮＴ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
ＩＳＯへのクロスポイント　オーダー、及びブロック１
３５を使用してのＭＡＮＳＣからＭＩＮＴへのＡＣＫ及
びＮＡＫを運ぶ、第７図に示されるＣＮｅｔは３つの対
応するブレーン、つまり、セクションをもつ。プライベ
ートＭＡＮＳ　１４０−２ＳＣ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個の旧ＮＴはＣＮ
ｅｔ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、メツセージ流の併合及
びルーティングを遂行する。ＭＩＮＴからの要求メツセ
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。ＶＡＮＳＣは第２の段のスイッチと１対１
で関連するため、この出口指定はメツセージが送られる
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（ＮＡＫ）　、及びＩＳＯコマンド　メツセージをＣ
ＮｅＬの右から左への部分（ブロック１３４．１３５）
を介して運こぶ、このメツセージにはまたこのメツセー
ジを指定される旧ＮＴ及びＩＳＣにルーティングするた
めの見出し情報が含まれる。
ＣＮｅｔ及びこのメツセージは大きな技術挑戦を要求す
る。ＣＮｅＬ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つ以上のメツ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。Ｍ
ＩＮＴ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。
フロック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日車であり、優雅に成
長でき、また単純なトークンレス　アト／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バッ
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。
最も長いメツセージ（ＭＩＮＴの接続オーダー）でも３
２ビツト以下であるため、パラレル　バス１３２が１つ
の完全なメツセージを１サイクルにて送信することがで
きるＣＮｅｔ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）。
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へのメツセージには、
接続／切断ビット、５ＵＷＵ／パケツト　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
。
個々のＭＡＮＳＣ１４０の所に到達するメツセージの速
度は、このメツセージ処理速度を超えることがあるため
、ＭＡＮＳＣはそのメツセージに対する入り日持行列を
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ツ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、メツセージ到達
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、ＭＡＮＳＣ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（、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
０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、ＭＩＮＴ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ＭＡ
ＮＳＣ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。（Ｉ先パケットは、元のＬ
ＵＷＵ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。旧ＮＴ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（ＳＵＷＬＩ）にイ３先
を与えることもできる。
高優先サービスに対しては粗金が高くされる可能性があ
るため、ユーザは長いＬＵＷＬＩ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）１５４）、宛先がとジー
である場合は、ビジーの否定的受取通知（ＢＭＡＫ）が
要求ＭＩＮＴ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（ｖＪ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、ＢＮＡ
Ｋ及びＣＮＡＫ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、
ＣＮｅ　ｔ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
プント及び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とジー
　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ＭＡＮＳＣ及び
ＣＮｅｔを反復ＢＮＡＫ要求から開放し、成功要素スル
ーブツトを増加させた。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。
優先ブロック１６８は切断待行列１７０がらの要求に最
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１６７）、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（ｖＪ作１７２）、その
人り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つの全てがとジーである場合は、組織ブロ
ックＮＡＫ（組織ＮＡＫ）、あるいは組繊ブロック否定
的受取通信（ＦＮＡＫ）が要求ＭＩＮＴに戻され、要求
ＭＩＮＴは後に要求を再度状みる（動作１７Ｂ）、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、両方ともと
ジーとマークされる（動作１Ｂ２）。
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１８Ｂ）、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Ｃ
ＮｅｔＮｅ−ン１３４を介して）そのリンクを入りロポ
ートに接続するために要求されるＩＳＣに送くられる（
動作１８６）。このオーダーがＩＳＣの所に到達すると
（テスト１９０）、ＡＣＫが発信旧ＮＴに戻される（動
作１９２）。
３、３．３．２．４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、旧ＮＴからの要求を受信し、接続要求と９
）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
いなくても受は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。ＭＡ
ＮＳＣ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く動作１９５）、これらリ
ンクをアイドルとマークしく動作１９６Ｌ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１９０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、ＡＣ
Ｋ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ｗ：４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−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バイブライン連結される。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、バイブライン連結によっては向上
されない。
３．３．４　　エラー　出　び診断 全ての小さなメツセージを検証するためのＣＮｅ　を及
びこのノードに対する高コストのハードウェア、メンセ
ージ　ピント、及び時間のかかるプロトコールが回避さ
れる９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はメツセージ
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、ＮＩＭ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０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、−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ｌＳＣ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
メツセージ、例えば、クロスホイント監査メンセージが
ＣＮｅＬ内をバスされる。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Ｍ
ＡＮＳ上で試験を行なう。例えば、任意のＩＬから送ら
れた５ｔＪＷＵ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つが欠陥をもっと結論することができる。（このテ
ストは、決定論的ＶＡＮＳＣ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、複数の旧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ＭＡＮ
ＳＣに絞られる。
その股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？ｌＡ？ｌＳＣ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旧ＮＴ及びＭＩ
Ｎを調整するためには、全てのＭＩＮＴ及びＭＩＮへの
低バンド幅メツセージ　リンクを持つ中央知能が要求さ
れる。ＭＩＮＴ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
５ｔＪＷＵ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Ｎ
ＩＭが他の全てのこのようなＮＩＭとメツセージを交換
することができる。
３．４ＭＡＮスイッチ　コントローラ 第２５図はＭＡＮＳＣｌ　４０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　カらリンク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？ｌｌＮＴ１１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から要求受入ボー）　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つに宜かれる。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１
７０内に置かれる。出口マツプ１４０６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ＭＩＮＴＩＩに分配Ｘ’Ｓ　
１３　Ｂ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１４０４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ｌシ、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組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
．１５２、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１４２
６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、静的マツプ１４２
２が要求人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０次にリンク　マツプ１４２４が該当するリ
ンクが使用できるが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１
４２６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
ブツ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　メツセージｍ１３０（第７図）は出力１
３７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（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
ＶＡＮ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１
３９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１
３２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
ら新たの入力を受は入れることができる。そうでない場
合は、発信レジスタ１３３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ｙ４１３４及び１３５はコントロール網１
３０と類似の方式にて動作する。
１−亙一厘力 ＭＡＮＳに対する大きなバンド幅及びトランザクション
　スルーブツ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段すチャーズ網である。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ＭＡＮＳＣ１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　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つの絽イ
ンタフェース　モジュール（ＮＴＭ）を処理し、スイ、
ツチへの４つのリンクを持つ、ＭＩＮＴはデータ交換モ
ジュールである。
土−土一五主毀皿 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ヒリン
ク　プロトコール　ハンドラ。
λ　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、線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株序ある伝送、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りの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ＷＷ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（１００−１５０Ｍ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キロビツ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ビツトの増分にて
最高１２８キロビツトまでのパケット　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ブツトを落す、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にバスされる。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フ゛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”）ＶＡＮスインチを送り、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、ＩＬ
Ｈ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　モジニール ＭＩＮＴＩＩ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２０１１．、、．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。以下かられかるように
、メモリ　アクセスは、トノモジュールも要求されるサ
イクルを遂行ス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３ｔＪ］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ＭＩＮＴ
ＩＩ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　当タイム　スロッ
ト割当器２０３１．　、　、．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０個々はデータ伝送リング１
９（セクション４．４参照）と関連する論理から読出し
／＠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　スロツトから
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０個々のＩＬ
Ｈ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０個々のＩＬ
Ｈ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、−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２２０−２２６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 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）　Ｘ　Ｌ　Ｈによって受信されたデータに対する
“書込み”要求、（２）　Ｉ　Ｌ　Ｈに対する“°続出
し”要求、（３）　Ｘ　Ｌ　Ｈ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）ＴＳ
Ａ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０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゛及び“新アドレス”要求の場合
は、データの３２ビツトが付随する。
゛°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ＩＬＨ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、ＴＳ
Ａ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（ｉｎａｃｔｉνｅ）°゛とマークす
る。
上の説明から、“新アドレス”動作の機能は推側できる
。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２０１１．、、．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ビツト
）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゛　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　コマンド及ヒ高速デ
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　　　　　　気　・　１己゛木この
リングは３２データ　ピット幅であり、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ＴＴＬコンパティプル信号レベルを提供する。
４．４．２　　　イム　スロット　シーケンス上の目的
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。
ｌ２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−ピ
ン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
ｌ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６
４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に回報通信する。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０例えば、ＴＳＡＯはタイム　スロット０においてＸ
ＬＨＯからデータを受信し、ＩＬ）１０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、Ｔ
ＳＡＯはＸＬＨ２及びＩＬＨＩ２に対して類似の動作を
遂行する。スロット４６はＸＬＨ１及びＩＬＨＩに対し
て使用され、そしてスロット６３はＸＬＨ３及びＩ　Ｌ
Ｈ３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
Ｈ１４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。
ＩＬＩ（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
Ｏ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［ＬＨに対して特別の“語０”同期信号
を提供する０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ＩＬＨＱによつて新たな
アドレスが送られるものとする。ここで、ＩＬＨＯ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。
タイム スロット テーブル！ リング　タイム　スロットわりあて ＴＳＡへの　ＸＬ）Ｉ　　ＴＳＡからＩＬＩＩ　　コシ
トトルス書込み　　から　の読出し　へ　υフ）ソース
ＩＬＨＯ ＸＬＨ１ ＸＬ）１２ ＸＬＨ３ ＩＬＨＯ ＩＬ）ＩＩ ＩＬ）１２ ＩＬＨ３ Ｃ ＬＨＯ ＬＨＩ ＸＬＨ２ ＸＬ）１３ ＬＨＯ ＩＬ）ＩＩ ＩＬ）１２ 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Ｉ
ＬＨ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　ピットはデータ　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７パケツトの最初の語”はメモリ　モジエール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テラれたコントロー
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Ｃ
Ｃ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　ピ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　）＼ンドラから
） ４．５．外部リンク　ハンドラ Ｘ　Ｌ　Ｈ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に必要な情報をバス
することである。これに加えて、ＸＬＨは光フアイバ上
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、ＮＩＭ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ＭＩ
ＮＴ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。
ＸＬＨはファイバからデータを回復するために必要とさ
れる光フアイバ受信機、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２５
４）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（Ｆ
　Ｉ　ＦＯ）待行列２５８を通じてデータ　ステアリン
グ回路２６０に向う０回路２６０は見出しをＰＩＦ０２
６６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ＰＩＦ０２５Ｂ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とるのをまち、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０例
えば、Ｆ１Ｆ０２５Ｂ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ＦＩＦＯ２７
０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　　　出し几 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ＰＩＦ０２６６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桐が失墜して
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つのメツ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　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　シーケンサがらそのアドレスが
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　　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０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、４１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、セクタぢン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
は二のＰＡＳＣである。このファイバを通じて伝送され
る情報はＭＡＮＳ　１０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ＶＡＮ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に追加のバイ
ブライン連結を複数・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ＰＩＦ０２８２を含む、デ−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、ＰＩＦ０２８２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ＶＡＮ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、　　！Ｓ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、ＰＩＦ０２８２
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−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Ｐ　Ｉ　Ｆ０２８５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　コントロールとの　：ＭＩＮ
Ｔ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。
λ　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ユ
ータ　リンクを通じて遂行される。
４．６．３．２　　ＴＳＡとの ＸＬＨと同様に、ＩＬ！（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。Ｉ
ＬＨ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（［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バケツ）ＰＩＦ０２８２内に確保さ
れるまで送くられるべきではない。
４．７ＭＩＮＴ　　　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Ｘ
ＬＨ１６、ＭＩＮＴ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２
０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ＩＬ
Ｈ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ＭＩ
ＮＴ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ＩＬ
Ｈ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３１
４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ＮＩＭに対するＦＩＦＯ待行列３１６を含むが、待
行列マネジャー３１１はスイッチ設定コントロール３１
３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３１Ｂ（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０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、ＩＬＳ　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がスイッ汗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
待行待行列シネジャー３１１知する。ＩＬ）１１７はＮ
ＩＭ待行待行列シネジャー３１１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、Ｎ１Ｍ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待行待
行列シネジャーに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。ＩＬ
Ｈ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Ｉ
ＮＭＯ３社によって製造されるトランスピユータ（Ｔｒ
ａｎｓｐｕｔｅｒ）であゝる番このプロセッサは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、発信先チエッカ−３０７、ルータ３０
９、及びＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴ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・ントは、
この見出しがＸＬＨによって遂行される見出しのＶ＆環
冗長コード（ＣＲＣ）のハードウェア　チエ７りにバス
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。ＣＲＣ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エッカ−３０７にバスす
る。ＸＬＨマネジャーは、発信元チエッカ−、ルータ−
１あるいはＮＩＭ待行待行列シネジャーずれかがそのパ
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０発信元チエッカー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
０発信元チエッカー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−３０９にバスし、ルータ−３０９はこのパケットグ
ループ同定を仮想組品、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−３０９は出力リンクの同
定をＮＩＭ待行待行列シネジャー３１１スするが、この
ＭＩＮＴ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待行待行列シネジャー３１１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待行待行列シネジャー３１１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１３Ｂ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ＮＩＭ待
行待行列シネジャー３１１知する。ＮＩＭ待行待行列シ
ネジャーに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。ＴＬＨ１７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３０
１にこのメツ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ツセージに対して刃用とな
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３０３に送くるが、分配器３０
３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。
発信元チエッカ−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にバ
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
ＭＡＮＩ内の他の統計値と結合される。ルータ−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−３０
９のデータをＯＡ＆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、特定のユーザと聞達する端末）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ＭＩＮ
Ｔ動作、ＯＡ＆Ｍモニタ及びＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロ
セッサ３１５を介して発信元チエッカ−３０７に送（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。
第１５図はＭＩＮＴｍ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３５
２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からのメツ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エース　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−プロセッサ３０９内に格納さ
れる。
５、リンク ５．１−己し乙先！住 ＭＡＮシステム内のリンクはＥＵＳとＮＩＭの間（ＥＵ
ＳＬ）（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
は個り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。
λ　これは提唱されるメトロバス”　０３−１”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
ランスバ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茄単に加えることが
できる。
９、　データ　スクランプ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。
５．２ＭＡＮリンクの　　　び 性能の観点からは、リンクの速度が速ければ速いはどＭ
ＮＡ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は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　　０ＬＤ−２００）及びマルチモー
ド　ファイバを使用することで、ある。
０ＤＬ−２００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０ＭＡ
Ｎ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”０５−１”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
ぼ通信会ｉｉ　（ＩＥＥＥ　Ｉｍｔｅｒｎａｔｉｏｎａ
ｌ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃ
ｅ）、１９８７年、ペーパー３０Ｂ、１．１にＭ、　Ｓ
、スチャフ７−（Ｍ、Ｓ、５ｃｈａｆｅｒ）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１ｉｌ
　（Ｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　０ｐｔｉｃａｌ　Ｔｒａ
ｎｓｍｉｓｓｉｏｎ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　ｆｏｒ　Ｍｅｔ
ｒｏｂｕｓ　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　Ｃｏａ＋ｍｕｎｉ
ｃａＬｉｏｎ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ　Ｃｏｒｐ、）によっ
て指定されるリンク層プロトコールである５ＯＮＥＴ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８Ｂ−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ＶＡＮ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ビツ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　フォーマツティングハ
ードウェアを従来のＴＴＬ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
フド特性は、ただし、このリンクの使用方法に幾つかの
制約を与える。ハードウェアの復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ＶＡＮ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”５ＹＮＣ”語及び“Ｉ　ＤＬＥ
”語の仕様を含む。
パケットが伝送されてない間、この”ＩＤＬＥ”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５ＴＡＲＴ　　５ＹＮＣ及び後端ＥＮＤ
　　５ＹＮＣ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、トランスバレント　データ伝送技術が使用されな
ければならない、ＶＡＮリンクは非常に単純な紐挿入ト
ランスバレンシー技術を使用する。パケット　データ内
において、５ＴＡＲＴ　　５ＹＮＣ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”ＯＬＥ”語
によって先行される。この紐挿入トランスバレンシーは
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［（１４する。トランスバレンシ
ーを確保するために使用される紐挿入に加えて、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
”ＦＩＬＬ”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ＣＲ
Ｃ語が、トランスバ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−１
６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
ンプリングは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−
及びデスクランブラ−（例えば、第１２図のブロック２
５２）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−を再ス
タートすることなく時折のビー／　）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フオーマント内のペイロード語（Ｐａｙｌ。
ａｄ％４ｏｒｄｓ）の全てがパケットを運ぶレベル２フ
オーマツ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ＭＡＮｍ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（ＥｔＪＳとＮＩＭの間の）ＭＡ
Ｎ　　ＥｔＪＳＬ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
ＥｔＪｓへのこのフロー　コントロール　チャネル（ピ
ッ日は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（Ｓ
ｐｅｃｉａｌ　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ごとき”　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ツプ　コントローラを持つ非同
期空間スイッチ組ｗｉ（ａｓｙｎｃｈｒｏｎ。
ｕｓ　５ｐａｃｅ　５ｗ１ｔｃｈ　ｆａｂｒｉｃ）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倍軽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ｍ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、この貰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。
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
スクランプ−回路（Ｐｈａｓｅ　Ａ１１ｇｎ５ｅｎｔ　
ａｎｄ　５ｃｒａ＋ｗｂｌｅｒ　Ｃ１ｒｃｕｉｔ　、　
Ｐ　Ａ　Ｓ　Ｃ）と呼ばれる（ブロック２９０、第１３
図）、ＩＬＨ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ＩＬＩ（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（ｄｉｓｔｒｉ
ｂｕｔｅｄ　１ｉｎｋ　ｈａｎｄｉｅｒ）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＆Ｉｌ
ｌ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Ｐ
ＡＳＣ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、Ｉ
ＬＨ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Ｒ
ＥＦＣＬＫと命名される信号によってエツジ　サンプリ
ング　ラッチ１００３、、、、．１００５にクロックさ
れる。
このエツジ　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０選択論理１００７はラッチ１００３．、、、．
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
ダー人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ツジ　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とるま
でこのトランスバレント　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
プ　バンド回路によってセットされる。
タップラド遅延ラインの出力はまた一連のデータ　ラッ
チ１００９．．．．ｔｏｌｌ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゜、、、、１０
１１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１０１
３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、これらはタップラド出力ととも
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ビツト
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
プラ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
の共通ソースクロツタが存在し、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、信号がタップラド遅延ライン
を通じてバスされ、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、クロックをタップラド遅延ライ
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　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ク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０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２ｖＡ）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ツト時間だけ
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ト　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。
網インタフエース　モジュール（ｎｅｔｗｏｒｋ　１ｎ
ｔｅｒ４ａｃｅ　ｍｏｄｕｌｅ、　Ｎ　Ｉ　Ｍ）は１つ
あるいは複数の末端ユーザ　システム　リンク（ｅｎｄ
　ｕｓｅｒ　ｓｙｓｔｅｌｍｌｉｎｋｓ　、　Ｂ　ＵＳ
　Ｌ）を１つのＭＡＮ外部リンク（ｅｘｔｅｒｎａｌ　
ｋｉｎｋ　、　Ｘ　Ｌ）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５ＵＷＵ）の集信及びデマルチブレキシ
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ＭＡＮ１ｉ４本体の境界
を与えＮＩＭは絽提供者によって所存され、一方、ＵＩ
Ｍ（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、Ｎ　Ｉ　Ｍの基本機能がより
詳細に説明され、またＮ１Ｍアーキテクチャ−が示され
る。
ニー」−」トリｌ脂 ＮＩＭは以下の基本機能を遂行しなければならない。
ＥｔＪＳ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、Ｎ
ＩＭからＵＩＭへのリンク）は、ＮＩＭ入カバッファが
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（ＤＣ３、ＨＣ３）が上流
リンク上のＵＩＭによって生成され、下流リンク上のＵ
ＩＭによってチェックされる。
ロリング　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ＤＣ
３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ラン　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＝　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リンクにマンピングすることによって該当するＥ
ＵＳＬにルーティングされる。
λ１蓮二工風足；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ＷＳ４０３（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．Ｎ１Ｍアーキテクチャ−び ＮＩＭのアーキテクチャ−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Ｘφ 入り網トランザクション　ユニットはりＩＭからこれら
のＥυＳＬ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０個
々のＦ、ＵＳＬインタフェースはＮ１Ｍ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、ＥＵＳ
Ｌ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ＥυＳＬイ
ンタフェースの１つにバスの使用権を与える０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ベインフェース４４
０内において、ＸＬ送信機９６はバス　クロツタを提供
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ＸＬＳ上にデータを伝送する。
７．３．２　　　’、動作 下流ＸＬａ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ベインフェース４４０内において
ＸＬ受信機４４６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０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、ＥｔｌＳＬ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をチエ７りし、続くパケットが二
〇ＥｔＪＳＬ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
　コンバータ４０８及び送信機４１０にゲートするのに
用いられる。
ユーザ　インタフェース　モジュール（ＬＩＩＭ）は１
つあるいは複数の末端ユーザ　システム（Ｅｔ’ｓ）、
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（ＥｔＪＳＬ）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、これら粗末端ユ
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ＥＵＳ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−
２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、ＵＩＭ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、ＵＩＭのアーキ
テクチャ−を２つの異なる部分、つまり、ＥｔＪＳに独
立した機能を提供する網インタフエース、及び接続され
た特定のタイプのＥＵＳに対する残りのＵＩＭＩ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。
全ての已υＳ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Ｉ１０バンド幅を待ち、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−として機能し、１つの網インタフエースと平
行する複数のＥＬＩＳ（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ＥｔＪ
Ｓ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、ＭＡＮ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の網インタフエース
及びＥｔＪＳインタフェースの両方のアーキテクチャ−
について述べる。網インタフエ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−が示される。Ｍ
ＡＮ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、ＥＵ
Ｓ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。
８．２ＵＩＭ−網インタフエース ｔＪＩＭｙ４インタフェースはＵＩＭのＥＵＳに独立し
た機能を実現する０個々の網インタフエースは１つある
いは複数のＥＵＳインタフェースを単一のＭＡＮ　　Ｅ
ＵＳＬに接続する。
８、２．１　　本能 ｔＪ　Ｉ　ＭｙＩ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、Ｅ
ＵＳＬ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、データのフォーマント化
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５ＵＷＵ）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　：ある１つのＬＵＷＵのパケッ
トが受信ＵＩＭの所に別のＬＵＷＵのパケットに挾まっ
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、網インタフエースはこの受信
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
しなければならない。
２ニジ」ニュ：二止Ｊ１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−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ければならない、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−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　　Ｂｕｓリンクへのインタフェ
ースは、単に、これが−ｆｉＥＵＳ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ＵＩＭ１ｉｉインタフェースへの双方
向１１０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通るため現存の
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、網インタフエースは入りパケットあるい
は折り返し５ＵＷＵ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５ＵＷＵ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ｉ１Ｅ］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ＬＵＷＵ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０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
フ゛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ＶＡＮ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Ｉ・は、ｔ、ｕｗｕ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（ｆ
ｒｏｎｔｅｎｄ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ、ＦＥＰ）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Ｌ　ｔＪ　Ｗ　Ｕ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、ｔ、ｕｗｕ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は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−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、編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
いレヘルにて制御できる。
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
説明される絹インタフェース　アーキテクチャ−は、Ｖ
ＡＮＩ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。
８．２．３１ｉｉインタフエース　アーキテクチャＵＩ
Ｍ！ｉ！インタフェースのアーキテクチャ−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、Ｕ　Ｉ　
Ｍｍ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−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ＢｔＪＳのホストＣＰＵの外で
遂行される。
８．２．３．１　　データの伝゛ 伝送における綱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　ｗｏｒ
ｋ　ｕｉｎｔ％Ｕ　Ｓ　Ａ　）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、ｔ、ｕｗｕの伝
送を要求するＥＵＳからのメツセージがＥＵＳインタフ
ェースに送られ、網インタフエース処理装置ｌ！！４０
５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０個りのパケッ
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ＦＩＦＯ１
５内に書き込む、このパケットに対するデータが次にＥ
ＵＳインタフェース４５１を通ってリンク　ハンドラ４
６０内の送信ＦＩＦＯ１Ｓ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　ハイドラ−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Ｎ１Ｍバケット　バッファがオーバーフローラ起さ
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ＦＩＦ
Ｏ１５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　； 入りデータ受信機４５８によって受信され、１５０Ｍと
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。シュアル　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４６
４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ｉＤＭＡ
シーケンサ４２の制′４基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
、０１Ｍ１３の網インタフエース処理装置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５ＵＷＵ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５
３０．５４０．５４２．５５０゜５５２．５５４．５５
６．５５８．５６０＆び５６２から成る。網インタフエ
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５
５０からの入力を使用して、到着するさまさせまな５Ｕ
ＷＵ及びＬＵＷＵの追跡を行なう、ＥＵＳをデータの到
着を網インタフエース処理装置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ＥＵ
Ｓインタフェースに依存し、−例として、セクション８
．３．３．２において説明される。
このセクションではＥＵＳに依存する網インタフエース
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ＵＩＭＩ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Ｅ
ＵＳ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　メツ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
。
このインク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、Ｅｔ）Ｓ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。ＥｔＪ
Ｓ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、−様でない。
網を使用するアプリケーションの需要とＢＵＳ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？！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ＥｔＪＳ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ＥＵＳハードウェア及びソフトフェア　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Ｅ
ＵＳ内でランする絽アプリ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。
８．３．２ＥＵＳインタフエースの　計オプション 前置プロセッサ（ＦＢＰ）とＥｔＪＳ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−に
て網リンクから直接に網パケットメツセージを受信する
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　メツセージをＥＵＳメモリに配達する前に、
リンクから来るバケ７）　　メツセージの緩衝を行なう
０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　メツ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ＥＵＳの間の普通サイ
ズの伝送ユニットであるデータのＬｔＪＷＵ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ＥＵ
Ｓ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　メツセージ処
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、網インタフエースのＥＵＳ従属部分は単純であ
る。ただし、通常、この処理をＥｔＪＳ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　メツセージを直接に網
に送信することができる。しかし、このアプリケーショ
ンがパケットメツセージ　サイズより非常に長いＥｔＪ
Ｓ　）ランザクジョン　サイズを使用する場合は、これ
自体でパケット　メツセージを生成するにはＢｔＪＳ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
メツセージ　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−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エ
ースの間でデータを伝送するために、プログラムドＩ１
０とＤＭＡの間の選択が決定される。プログラムドＩ１
０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。ＤＭ
Ａ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
の共存インタフェースが使用され、また、ＥＵＳインタ
フェース内に、ＥＬＩＳ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ＤＭ
Ａコントローラが使用される。
網データに対するＥｔＪＳｕ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シュアル　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側に位置するシュアル　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ツピングされる。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−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。
上かられかるように、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。
インタフェースのＥＬＩＳ従属部分を解説するた明され
る。このインタフェースは、サン　マイクロシステム社
（Ｓｕｎ　ＭｉｃｒｏｓｙｓＬｅｍｓ、　Ｉｎｃ、）に
よって製造されるサン−３ＶＭＥ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
の綱インタフェースに接続される一例である。このＥＵ
Ｓ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）反であるとみなされる
。
最初に、このサンＩ１０アーキテクチャ−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。
ＶＭＥバス構造に基づくサン−３のＩ１０アーキテクチ
ャ−及びこのメモリ管理ユニット（ｍｅｍｏｒｙ　ｍａ
ｎａｇｅｍｅｎｔ　ｕｉｎｔ、　ＭＭＵ）は、直接仮想
メモリ　アクセス（ｄｉｒｅｃｔ　ｖｉｒｔｕａｌ　ｍ
ｅｍｏｒｙａｃｃｅｓｓ、　Ｄ　Ｖ　Ｍ　Ａ　）と呼ば
れるＤＭＡアプローチを提供する。第１７図はサンＤＶ
ＭＡ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ＤＭ
Ａ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→０ｘ
ＯＯＯｆ　　ｆｆｆｒ）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ビツト仮想アドレス　スペース内の０ｘｆｆＯ００
００−”０ｘｆｆ［ｆｆｆｆ）にマツピングする。
（ＯＸ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ＶＭＥアドレス　スペースの低メガバイト（２０ビ
ツト）内にくるように２８ビツト　アドレスから高い８
ビツ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５
０２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７）５０２はＶＭＥバス５０
４及び／”ッ７ｙ５０Ｂを含むオン　ボード　メモリ５
０６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、ＥＴＨＥ
ＲＮＥＴ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、コラして、デバ
イスはこれら低（物理）メモリ知戯内に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ンピングをサ
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スペース内にマツピングすることが
できる。このドライバはこの直接ユーザ　スペースＤＶ
ＭＡをサポートする殻ページ　マツプをセント　アップ
するためのｍｂｓｅｔｕｐと呼ばれるルーチンを使用す
る。
上に述べたごとく、特性のインクフェースの設計に当っ
て多くのオブシジンが存在する。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。ＦＥ
Ｐ能力をもつインタフェース、システム　バスにマツチ
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〜に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はウィンドウ　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ーフェースと
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。ｔ）ＴＭ（第４図）
内には、ＵＩＭからＥＵＳメモリにデータを伝送し、ま
たＥｔＪＳメモリからｔＪＩＭ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）アプローチは尾からのデー
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−１し処理が遂行され、パケッ
トが、ユーザの伝送のだめの普通サイズのユニットであ
るｔ、ｕｗｕに連結される。サン上でランする多様な編
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−はＥＵＳトラン
ザクション　サイズを最大１メガノイイトに制限する。
ユーザ　バッファがロック　インされない場合は、殻バ
ン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、これがスワツ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ＥＴＩ（ＥＲＮＥＴ上でランする現存
の網アプリケーション、例えば、これらの絽ファイル　
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ＭＡ
Ｎ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ＥＬＪＳソフトウェア及びフレ
キシブルなインクフェース　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ワークステーシヨンである
。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、ＭＩ
ＮＴ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、ＭＩＮＴｌｌ
からリンク３を通じて受信されるデータは、複数のＵＩ
Ｍ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ＥｔＪＳ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Ｍ
ＩＮＴ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−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／ＮＬＨ
”）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５
２４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。開−Ｎ１Ｍ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０１Ｍ１３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。パケット受は取りの状態がＮ／Ｕ　　ＬＨ５
５２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５
５０から受信されるバッファ　アドレスとベアにし、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５ＵＷＵ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ＬＵＷＵ及びｓｕｗｕの待行列を保持する。
受信待行列マネジャー５５８はＬＵＷＵ及び５ＵＷＵ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を介して通知メツセージ
を送る。ＥＵＳに５ＵＷＵの受は取りを通知するメツセ
ージには５ＵＷＵ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５６
０は受信ワークリストを作成し、これを資源マネジャー
５５４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ＬＵＷＵ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、ＵＴＭＯ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５５
０にｔ、ｕｗｕ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Ｍ（ＮＴ１１への
方向においては、動作は以下の通りに制御される。ＥＵ
Ｓ２６のドライバ５７０が送信要求を送信要求ハンドラ
５４２にＵ／Ｅ　　Ｌ）１５６２を介して送る。ｓｕｗ
ｕ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、Ｕ　Ｉ　Ｍ／Ｎ　Ｉ　Ｍリンク　ハンドラ５４
６によってＮ１Ｍ２に伝送される。このパケットはＮ１
Ｍ２の所でＵ　Ｉ　Ｍ／Ｎ　１Ｍリンク　ハンドラ５３
０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ＮＩＭ／Ｍ
ＩＮＴリンク　ハンドラ５３４の制御下においてＭＩＮ
Ｔｌｌに次に伝送されるべきパケットあるいは５ＵＷＵ
を選択するためにＮＩＭＺ内の複数のバッファ９４の選
択を行なう、ｔ、ｕｗｕの場合は、送信要求ハンドラ５
４２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９
２を通じてのＤＭＡを介しての伝送を実行し、またＵ／
Ｎ　　Ｌ）（５４６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５ＵＷＬＩ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５５４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ＥｔＪＳ２６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５７２．５７４．５７６．５７８．５８０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ｙ４（Ｎｅｔｗｏ
ｒｋ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡｄｖａｎｃｅｄＲｅｓｅａｒｃ
ｈ　Ｐｒｏｊｅｃｔｓ　Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉｏｎ
　ｏｆ　ｔｈｅ　Ｕ、Ｓ。
Ｄｅｐａｒｔｍｅｎｔ　ｏｆ　Ｄｅｆｅｎｓｅ　、　Ａ
　ＲＰ　Ａ　ｎ　ｅ　ｔ　）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５８
０　（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　オリエンティラド
　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５
７６）、ｍ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％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ＥＵ
Ｓ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ｔＪＩＭ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
インクフェースである。網への伝送を行なう場合、伝送
されるべきＬＵＷＵあるいは５ＵＷＵ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）、ＬＵＷ
Ｕ−５、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。二〇網インタフェース部分は、ＬＵＷＵ及び５Ｕ
ＷＵをパケットにフォーマット化し、このパケットを綱
へのリンク上ニ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　コントロールに対スる多重
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
これに応答してバケント見出しからのＬＵＷｔＪ情報及
びＥｔＪＳ　）ランザクジョンのどれだけの量が到達し
たかに関する現在の情報ヲ送る。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０１Ｍ
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。ＥＵ
Ｓ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。ＢＵＳ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
テーシヨンがどのように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　　　　の　ソフトウェアＳｕｎ　
　ＵＮＩＸｅ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 （Ｌｌｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　ｏｆ　Ｃａ１ｉｆｏｒｎｉ
ａ　ａｔ　Ｂｅｒｋｅｌｙ）によって開発された４、２
ＢＳＤ　　ｔＪＮＴＸ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、Ａ
ＲＰＡｎｅＬ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
リエンティラド　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（
ＵＤＰ）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ＩｉＭＡＣプロトコールが実現される。
サン　ワークステーションをＭＡＮｙ４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ＭＡ
Ｎｙ４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ＥｔＪＳ
）ランザクジョンを形成する。
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　オリエンティラド　サポートの両方を構築し、ま
たＭＡＮデータグラム　ネツトワ−り層の上部にアプリ
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、Ｍ
ＡＮ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Ｅ
ｔＪＳ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ＶＡＮ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　リゾリ二−ション　プロトコール（Ａ
ＲＰ）に類似するが、実現において異なる。特定のＥｔ
ＪＳ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ツ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＠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ＬＵＷｔＪ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：］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ツピング
するためにシステムとの通信が要求される。
送信においては、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
、ＬｔＪＷＵ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Ｅｔ
３Ｓメモリから送出する。
受信においては、ドライバはボール／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。
このボ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、及びメツ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。（小さなメツセー
ジの場合は、このボール応答がユーザ　メツセージ全体
を含むこともできる）。ドライバ自体はタイプ欄に基づ
いてこのメツ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バ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バ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、ｔＪＩＭ
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−シランの両
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、ＭＡＮｙｌ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。
ＭＡＮプロトコールは発信ＵＩＭから網を横断しての宛
先ＵＩＭ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　メツセージ　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。ｔＪＥｓから来るデータはＥｔＪ
Ｓメモリ内に駐在する。ＥｔＪＳからの制御メツセージ
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。−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。
ＬＩＩＭはこのＬＵＷＬＪを絹に送る。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ｔ、ｕｗｕ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５Ｕ
ＷＵ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ＵＩ
Ｍ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
（ｄｅｍａｎｄ　ｍｕｌｔｉｐｌｅｘ）される、遅延は
、ＥＵＳのどれもがＭＩＮＴへのリンクを共存する別の
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）ランザクジ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ＬＵ
ＷＵ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ＮＩＭ／ＭＩＮＴ見出しをこのパケット　メツセ
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ＭＩＮ’Ｔによって発信ＢＵＳ
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０ＭＩＮＴ
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／ＵＴＭが接続されたＮＩＭ上の物理ポート
である。宛先ＮＴＭ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ＶＡＮ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ＮＩ
Ｍ／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
。
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
。メツセージの開始及び終端の区切、データの透明性、
ＥＵＳＬ及びＸＬリンク上のメツセージ　チェック　シ
ーケンスの機能についてここではｉｉ論される。
パケット　メツ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がわりに、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。メツセージ　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、メツ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
メツセージは破棄され、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、このメツセージは
破棄される。データ　チェック　シーケンスの結果はＬ
ＵＷＵ到達通知の一部としてＥｔＪＳに運ばれ、ＵＥＳ
はこのメツ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金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ツ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。χ、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顧性を向上させる。ただし、この網
内の光ファイバ　リンクの低ビツ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工ラー／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Ｍ
ＩＮＴ及びｔＪＩＭ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　メツセージは必要で
ある、あるいは効果的でないと考えられる。
発信ＵＩＭを出て宛先ｔＪＩＭに向って進むメツセージ
　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ＵＩＭを出ると変えられることはない。
ＵＩＭからＵＩＭへのメツ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ＵＩＭＯ所でのＬＵＷＵの断片化、−宛先ＵＩＭ
の所でのＬＵＷＵの再結合、−Ｍ　Ｉ　ＮＴの所での正
しいＮＩＭへのルーティング、 一宛先ＮＩＭの所での正しいＬＩＩＭ／ＥＵＳポートへ
のルーティング、 一可変長メッセージ（例えば、５ＵＷＵ、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、−メツセージ見出しエラーの
検出及び処理、−網内メツセージに対する網実体のアド
レシング、 一認可されたユーザにのみ網サービスを配達するＬＩＥ
Ｓ認証。
９．３．２．２　　フォーマット 第２０図はＵＩＭからＭＩＮＴへのメツセージフォーマ
ットを示す、ＶＡＮ見出し６１０は宛先アドレス６１２
、発信アドレス６１４、グループ（仮想網）識別子６１
６、グループ名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６２３、末端ユーザ　シ
ステムによってＥＵＳからＥｔＪＳ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６２４、
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、２
２４ビツト長である。ＭＡＮ見出しにメツセージを断片
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ＬｔＪＷｔＪ識別子６３２、ＬＵＷＵ長
インジインジケータ６３４ケント　シーケンス番号６３
６、ユーザ　データ６４０の見出しであるＥＵＳ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６
３８、及びｔ、ｕｗｕ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ピントを持つが、こ
れは、現在の編制’＜ｎ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、エラー検査がメンセ
ージの全体に対して行なわれ、これがメンセージ　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）ＭＩ　Ｎ
　／　Ｍ　Ｉ　Ｎ　Ｔ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ツセージ
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
、サイズはメツ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Ｍ　Ａ、　Ｎアドレスである。Ｍ
　Ａ　Ｎアドレスは３２ビツト長であり、網に接続され
たＥＵＳを指定するフラット　アドレスである。（′ｆ
Ｌｒ４内メツセージにおいては、ＭＡＮ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、ＥＵＳＯかわりに、網内実体、例えば、ＭＩＮ
Ｔ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、ＥＬＩＳ
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、宛先アドレスはメツセージをル
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Ｎ１Ｍ内においては、この宛先アドレスはメ
ツ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ビツト長であり、このメ・７
セ一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によってメツセージの
伝送に使用される。これはまた宛先ＵＩＭによってＥＵ
Ｓ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ビツト長であり、元の
ＥＵＳ要求内に指定されるサービスのタイプを含む、Ｍ
ＩＮＴはこのサービスのタイプを調べ、タイプに応じて
メツ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にこのメツセージ
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６
２４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０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。一つまり、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ＬＵＷＬＩ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ＬｔＪＷｔＪ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ＬＵＷＬＩ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Ｌ　ＵＷＵ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　　　信アドレス 発信アドレス６１４は３２ビツト長であり、°これはそ
のメツセージを送った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。　Ｎ　Ｉ　Ｍ／
Ｍ　Ｉ　ＮＴ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
にこれがそのメツセージを送ったＥＵＳＯ網アドレアド
レスことができるように送られる。
９．３．２．２．６　　ＵＷＵ　　ＩＤＵＷＵ　　ＩＤ
６３２は宛先ＵＩＭによってｔ、＋ＷＵ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節単
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−ＬｔＪＷＵ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ビツト長であり、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ｔＪＩＭが渋滞コントロー
ルを行なうことを可能にし、ｔ、ｕｗｕがＥｔＪＳにパ
イプライン連結された場合は、これがＵＩＭがＬＵＷｔ
Ｊ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間のオーブン　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。ＤＩＭ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　　　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ＵＩＭに
よって見出し情報に対して計算され、これによってＭＩ
ＮＴ及び宛光りＩＭ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　デーク
ロ４０はこの伝送の断片内において伝送されるユーザＵ
ＷＵ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ツセ
ージ全体の検査シーケンス６４６が続く。
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Ｎ１Ｍ上のＥｔＪＳ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
出しはパケットメツセージの前に置かれ、オーバーロー
ル　パケット　メツ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−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への入りメツセージは発信ＮＩ
Ｍポート番号を含むが、これはタイプ欄内に要求される
絽サービスに対するユーザ認証に使用される。ＭＩＮＴ
からの出メツセージは発信ポート番号６００のかわりに
ＮＩＭによる宛先ＥＵＳへのデマルチブレキシフグ／ル
ーティングの速度をあげるた、めに宛先ＮＩＭポート番
号を含な、そのパケットが１つのＮ１Ｍ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。
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
これら両方の仮想用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Ｍ　
Ａ　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３ｉ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．可データ　ベースの 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！１Ｊｉ３に対しては、ＯＡ
＆Ｍシステム３５０は多機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１の超ユーザはＶＡＮ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、ＭＡ
Ｎ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限を指定する。これに加
えて、タイプ２超ユーザは、彼の顧客集団のセントのメ
ンバーのある仮想網へのアクセスを制限するＪｍＫ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１な限をもつが、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フトリ一番号３６
４、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）聞が含まれ
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
プ３７０．３７５を含む。
あるユーザが超ユーザによっで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。
１Ｏ９３ログイン　ｊＩｌ 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ツセ
ージをＭＡＮ網に送る。このメツセージは他のユーザに
向けられるのでなく、ＭＡＮｌ自体に向けられる。実際
には、このメツセージは見出しのみのメツセージであり
、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、ＭＡ
Ｎグループ、ＭＡＮ名及びポート番号の全てが他の１開
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ＶＡＮグループ名（仮想組品）、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Ｍ
ＩＮＴ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、発信チエッカ−３０７及び
ルータ−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エッカ−
の発信チエッカ−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０発信チエッカー　テーブル３０８はその発
信チエ”／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−テーブル３１０
は全てＵＷＵ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０個々の項目は名前／グループ　ベ
ア、及び対応するＮ１Ｍ及びポート番号を含む０発信チ
エッカー　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。Ｏ
Ａ＆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、発信チエッカ−がポート番号、ＭＡＮ名及びＭＡＮ
グループ名を発信チエッカ−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−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続出し／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Ｂ梯においては、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５ＵＷＵ）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。
ＭＡＮＩ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、フロートカスト　
ストック　クォーテーション　システム（ｂｒｏａｄｃ
ａｓｔ　５ｔｏｃｋ　ｑｕｏｔａｔｉｏｎ　５ｙｓＬｅ
ａｒ）あるいはビデオ送信機が存在する。送信専用ユー
ザの出力は発信チエッカ−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ＶＡＮアーキテクチャ−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−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
Ａ　Ｔ　＆　Ａ　網システム社（Ａ　Ｔ　＆　Ａ　　Ｎ
ｅＬｗｏｒｋ　ＳｙｅＬｅｍｅ）によって製造される５
ＥＳＳ＠スイツチが使用される。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スイツチ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ｙ
４（ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ　５ｅｒｖｉｃｅ　ｄｉｇｉ
ｔａｌｎｅｔｗｏｒｋ　、　　Ｉ　Ｓ　Ｄ　Ｎ　）と５
ＥＳＳスイツ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１
２０７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（ＣＣ３７）信号法チャネル
１２１１、パルス符合変調（ＰＣＭ）チャネル１２１３
、及びスペシャル信号法チャネル１２１５から成るイン
クフェース１２１０に接続される。これらチャネルはＭ
ＡＮ　　Ｎ１Ｍ２とのインタフェースのためにバケット
　アセンブラー及びディスアセンブラ−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ＭＡＮｙ４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１２１５０機能はＰＡＤ１２１７に個々のＰＣ
Ｍ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ＭＡＮｙ４の２つの異なるＮＩＭＶ４
に接続される。デジタルＰＢＸ１２１９はまたバケット
　アセンブラ−ディスアセンブラ−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、５ＬＣ１２０３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。ＮＩ
ＭはこのハブのＭＩＮＴＩＩに接続される。ＭＩＮＴＩ
ＩはＶＡＮ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、ＶＡＮ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バケット
間ギャップが存在しないことをｆ（を保するために非常
に短い遅延要素をもつ。
ＶＡＮ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通用されている。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、符合化のフオーム、例えば、３２にビット／秒にて
優れた性能を提供する適応差分ＰＣＭ（ＡＤＰＣＭ）を
６４にビット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
優れた符合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
２５６音声サンプル（２パケツト　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ツプ
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、
高トラヒツク状況に対して回路セットアツプ動作を必要
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７ｉ
ｉ！ＬＱ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ＭＩＮＴ１３１３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ＭＡＮＳ　１０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ＭＴＮＴ１３１３を使用す
ることもできる。
Ｎ１Ｍ２の出力ビツト流は入力Ｍ　Ｉ　ＮＴ１３１１の
入力（ＸＬ）の１つに接続される。入力ＭＩＮＴ１３１
１を出るパケット　データ　トラヒックは、続けてＭＡ
ＮＳ　１０にスイッチすることができる。
この実施態様においては、ＭＡＮＳ　１０のデータパケ
ット出力がＭＡＮＳ　１０の出力を受信する出力ＭＩＮ
Ｔ１３１２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ハＸＬ１６
　（入力）側のＭＡＮＳ　１０及びデータ　スイッチ１
３００の出力を受信し、このＩＬ１’？出力はＰＡＳＣ
回路２９０（第１３図）によって生成されるＮ１Ｍ２の
入力ビット流である。入力ＭＩＮＴ１３１１はＮ１Ｍ２
への出力ビツト流を生成するだめのＰＡＳＣ回路２９０
（第１３図）を含まない、出力ＭＩＮＴ１３１２に対し
ては、ＭＡＮＳ　１０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２９２（第１３図）にパスされる。
この構成はまた高優先度データ　パケットをパゲット　
スイッチ１３００にバスし、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ＭＩＮＴ１３１２にバスす
る必要がなく、この場合、音声トラヒックを運ばないＭ
ＩＮＴ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　　ｔＡシコン　ｏ−ルヘ（ＤＭ　Ｉ　Ｎ
　Ｔ７り第２１図はＭＩＮＴＩＩ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ＭＩＮＴのＩＬＨから要求される
出力リンクへの経路をセットアツ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１１
０２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ＭＩＮＴ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１１
０２内に伝送されるレディー　ビット（ｒｅａｄｙ　ｂ
ｉｔ）と呼ばれる個々のリンク空き指標と関連して、リ
ング１１０４内に伝送されるウィンドウ　ビット（ｗｉ
ｎｄｏｗ　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。このウィンドウ　ビットは、単一の
ＭＩＮＴ、ここでは説明の目的上、制４１１ＭＩＮＴと
呼ばれるＭＩＮＴのみのアクセス　コントローラ１１２
０によって制御される。この特定の実施Ｍ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　ウィンドウ（ウィンドウ　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　ウィンドウ（ウィンドウ　ビット＝Ｏ）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、このウィンドウは、制御１ＭＩＮＴ
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（レディビット−Ｏ）、
ウィンドウ　ピントが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１１
１４をセットする。リンクが使用中で、ウィンドウ　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、ウィンドウ　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、ウィンドウ　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。ウィンドウ　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　
ビットの値をウィンドウ　ビット内にコピーする。
レディー及びウィンドウ　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、個々の解除及びウィンド
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ＭＩＮＴ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ィンドウ　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ＭＩＮＴＩＩ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０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。
二二上主東ユ困上 ＩＳＯ第１段コントローラ ２ＳＣ第２段コントローラ ＡＣＫ　　　　通知応答 ＲＰ ＲＱ ＮＡＫ Ｃ ＮＡＫ Ｎｅｔ ＲＣ ＮｅＬ ＲＡＭ ＶＭＡ ＵＳ ＵＳＬ ＲＰ ＩＦＯ ＮＡＫ Ｌ ＩＬＩ（ アドレス　リゾリューシラン　プロ トコール 自動リピート要求 とジー否定的通知 中央コントロール コントロールの否定的応答 コントロール網 巡回冗長チェックあるいはコード データ網 動的ランダム　アクセス　メモリ 直接仮想メモリ　アクセス 末端ユーザ　システム 末端ユーザ　リンク（ＮＩＭとＵＩ Ｍを接続） 前置プロセッサ 先入れ先出し 組織ブロッキング否定的通知 内部リンク（ＭＩＮＴとＭＡＮＳを 接続） 内部リンク　ハンドラー Ｐ ＬＡＮ ｔ、ｕｗｕ ＭＡＮ ＡＮＳ ＡＮＳＣ ＭＩＮＴ ＭＩＪ ＡＫ ＮＩＭ ＯＡ＆Ｍ ＡＳＣ ＣＣ ＵＷＵ ＰＣ ＳＡ ＤＰ 内部プロトコール ローカル　エリア網 ロング　ユーザ　ワーク　ユニット −例としてのメトロポリタン　エリ ア網 ＭＡＮスイッチ ＭＡＮ／スイッチ　コントローラ メモリ及びインターフェース　モジ ュール メモリ管理ユニット 否定的通知 網インタフエース　モジュール 動作、管理及び保守 位相整合及びスクランブル回路 スイッチ　コントロール複合体 短ユーザ　ワーク　ユニット 伝送コントロール　ブ四トコール タイム　スロット割当器 ユーザ　データグラム　プロトコ− Ｊレ ユーザ　インタフェース　モジュー ル ユーザ　ワーク　ユニット 大規模集積回路 バス　１つのＩ　ＥＥＥ基準バス ワイド　エリア網 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；ＷＭ ＬＳ　　Ｉ ＶＭ已 ＭＡＮ Ｌ ＮＩＭ 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図であり； 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１Ｏ図はハブの１つのデータ分配スイッチのフロック
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ク
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エースの
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図であり； 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図はバ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・・・網インタフエース　モジエール１０・・・ＭＡ
Ｎスイッチ １１・・・インタフェース　モジュール１２・・・内部
リンク

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 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、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、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、データ網に対するプロトコールにおいて、該プロ
    トコールが： ソース及び宛先の同定を含むデータパケット見出しを含
    み； 該データ網が個々のデータ実体に対して該ソースから該
    宛先への伝送が許可されるかチェックするための手段を
    含むことを特徴とする網プロトコール。 １１、データ網に対する網プロトコールにおいて、該プ
    ロトコールが個々のデータパケットに対する見出しによ
    って定義され、該見出しが：該網によって供給される送
    信網ポートの同定；及び 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を含み； 該網が該ソースが該ポートから該宛先に伝送することを
    許可されるかチェックするための手段を含むことを特徴
    とする網プロトコール。 １２、網見出しによって定義される網プロトコールを含
    むデータ網に対するプロトコールにおいて、該網プロト
    コールが： ソースポートの同定； ソースユーザの同定； 宛先ユーザシステムの同定； ユーザグループの同定； 提供されるべきサービスのタイプの同定； 及び 該網見出し内のエラーを検出するための見出しチェック
    を含み； 該データ網が該ソースポートを同定し、 該ソースポートの同定を該網見出し内にソースポートの
    該同定として挿入するための手段を含み； 該データ網が該ソースユーザ、該ユーザグループ及び該
    ソースポートの組み合せが該データ網上にパケットを伝
    送することを許可されるか否かチェックするための手段
    を含み； そして 該データ網が該宛先ユーザシステムの同定及びグループ
    の組み合せから該データパケットを該宛先ポートに伝送
    するための宛先ポート同定を生成するための手段を含む
    ことを特徴とする網プロトコール。 １３、末端ユーザ見出しによって指定されるユーザプロ
    トコールがさらに含まれ；該プロトコールがさらに： ユーザワークユニットの同定； 該ユーザワークユニットの長さの指標； 該ユーザワークユニット内のパケットシーケンス番号の
    指標； 該宛先ユーザによって使用されるべきプロトコールの同
    定；及び 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
    の数を含み； 該宛先ユーザシステムが該パケットを、 該ユーザワークユニット同定を使用して、 ユーザワークユニットの他のパケットとの関係で同定す
    るための手段； 該パケットシーケンス番号を使用してシーケンス順でな
    いパケットを認識するための手段；該最初のバイトの該
    数を使用して該ユーザワークユニットを格納するための
    記録されたアドレスに対する該パケットのデータを格納
    するための手段；及び該長さ指標を使用してユーザワー
    クユニットの受信の終了を認識するための手段を含むこ
    とを特徴とする網プロトコール。 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、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 該確認ステップが該第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、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、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１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る
    れ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、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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HK43396A (en) 1996-03-22
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