JPH0213042A - 高性能メトロポリタン　エリア通信パケット網のアーキテクチャー及び編成 - Google Patents

高性能メトロポリタン　エリア通信パケット網のアーキテクチャー及び編成

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JPH0213042A
JPH0213042A JP1078679A JP7867989A JPH0213042A JP H0213042 A JPH0213042 A JP H0213042A JP 1078679 A JP1078679 A JP 1078679A JP 7867989 A JP7867989 A JP 7867989A JP H0213042 A JPH0213042 A JP H0213042A
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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】 狡五公団 本発明はパケット化されたデータ及び音声網に関する。
従米伎森■皿皿点 多量の分散処理を伴ない、またパーソナル　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多数
のコンピュータを含むことを特徴とするデータ処理シス
テム内においては、これらデータ処理システム間で頻繁
に多量のデータを交換することが要求され、これら交換
のための通信網が必要となる。ローカル　エリア網の地
理的範囲を超えるがワイド　エリア網の地理的範囲より
小さなエリア内のデータ処理システムを相互接続するの
に使用された場合、この通信網はメトロポリタン　エリ
ア網と呼ばれ、データ及び電気通信トラヒックを非常に
高ビツト速度で低待時間に伝送することを要求される。
１つのタイプのメトロポリタン　エリア網としては１つ
あるいは複数の相互接続されたデータリングから構成さ
れる網、例えば、ファイバ分散データ　インタフェース
（Ｆｉｂｅｒ　ＤｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄＤａｔ６・Ｉｎ
ｔｅｒｆａｃｓ、　ＦＤＤＩ）　Ｍ４がある。ＦＤＤ　
Ｉ網の基本要素は８０メガビット／秒にてデータをこれ
らリングに接続されたユーザ　ノードに伝送できる能力
をもつデータ　リングである。これらリングはあるリン
グから別のリングへのデータの伝送を可能とするリング
間ノードを提供することによって相互接続される。
顧客にインテグレーティソド　サービス　デジタル網（
ＩＳＤＮ）サービスを提供するためのさまざまなインチ
グレーティラド音声及びデータ交換システムが開発され
ている。このようなシステムにおいては、頻繁にデータ
がケラト交換技術を使用してデータ　パケットを変換す
ることによって変換される。パケット交換技術のパケッ
トに変換された音声信号の変換への使用が、例えば、Ｊ
。
Ｓ、タナ−（Ｊ、Ｓ、　Ｔｕｒｎｅｒ）　　ｓ合衆国特
許第４　、４９１　、９４５号（Ｔｕｒｎｅｒ）におい
て示唆されている。このような構成は高速の現代のマイ
クロエレクトロ二ソク回路をフルに活用する手段を提供
する。
このようなデータ及び音声網における１つの問題は、ユ
ーザ　ステーション間に予測される利害を共にする団体
が存在しない場合、あるいは地理的に非常に離れたステ
ーション間に利害を大きく共にする団体が存在した場合
、データ　トラヒックの多くが複数のリング上を伝送さ
れなければならず、従って、データ伝送速度が低下され
、メトロポリタン　エリア網の総データ　バンド幅が制
限されることとなることである。さらに、このような網
は、メトロポリタン　エリア網内のリング上の個々のノ
ードが遅延を導入するため長いデータ待時間を被ること
となる。複数のノードを持ち、また複数のリング上を伝
送することを要求する多くのメソセージをもつ網におい
ては、あるステーションから別のステーションにデータ
　メツセージを伝送するときの遅延が許容できないほど
長くなる事態も発生する。紺に接続されたペアの端末間
でのデータ　メソセージのデータに対する待時間が十分
に低く、また高優先データ　メソセージを特に低待時間
にて伝送できる能力をもつ満足できる大きなデータ網は
現在のところ存在しない。
信頼性もこのような網において遭遇される重要な問題の
１つである。１つのリング上の全てのノードがそのリン
グ全体のまわりを伝送されるべき任意のメツセージに対
して正常に機能することが要求されるため、個々のノー
ドに修理アクセスを提供することが要求される。この修
理アクセスの提供は、個々のノードにおける遅延をさら
に加え、網上に伝送されるデータの待時間を増加させる
原因となる。典型的な据付ににおいては、個々のノード
はノードが簡単にアクセスできるポイントでバイパスで
きるように配線クロゼット内に運ばれる。当分野におい
て認識される１つの問題は、従って、ペアの端末間での
データ待時間が低く、総データ伝送速度が非常に高く、
また音声端末、ステーション及びデータ　ベースを処理
できる予測できないさまざまな共通利害をもつメトロポ
リタン　エリアを処理する能力をもつデータ網が存在し
ないことである。
２１廊刈１要 上の問題の解決及び先行技術からの向上が、回路スイッ
チの１つの共通出口に向けられたデータパケットを連結
するためのデータ分配段、及びこのデータ分配段の出力
を交換するための高速、低セン１−アンプ時間回路交換
段を含むことを特徴とする本発明の原理に従って達成さ
れる。長所として、この回路交換スイッチは、かなり大
きくでき、現在の技術が使用でき、また任意の瞬間にお
いて個々の上を高速データ伝送速度にデータが伝送でき
る複数の別個の経路を提供することによって非常に高い
総データ　スルーブツトが達成できる。
また、長所として、回路スイッチ内においては、データ
伝送のみが遂行され、従って、個々の別個の経路を通じ
ての高データ　スループットが可能となる。さらに、長
所として、分配段内にて遂行される分散処理によって、
回路スイッチの１つの特定の出力リンクに対して向けら
れたデータ　メツセージを検出及び連結することが可能
となる。
１つの実施態様においては、この回路スイソチには空間
分割スイッチが使用される。長所として、このスイッチ
の個々の経路を通じてのデータ伝送速度は高（、主にこ
のスイッチの両側に接続された回路の特性によってのみ
制限される。
本発明の１つの実施態様においては、ユーザボー１・は
１つのデータ集信スイッチに接続される。
長所として、このデータ集信のための第１の段を使用す
ることによって、さまざまなタイプのユーザの特定がデ
ータ伝送媒体の標準データ速度、例えば、このデータ集
信スイッチをデータ分配スイッチに接続するための光フ
ァイバーのデータ速度に整合できる。長所として、網を
使用するユーザへの遅延は、この集信段と関連する遅延
、メツセージを緩衝するため及び中央空間分割段内の接
続をセットアツプするための遅延、及び伝搬遅延によっ
てのみ限定される。この遅延は、集信装置が、ユーザが
メツセージの伝送を行なう時点で、これに使用できるバ
ンド幅をもつ場合は、緩衝及び伝搬遅延のみに制限され
る。
さまざまな異なるタイプのユーザがこの網に接続できる
。これらユーザには、単純な端末、パーソナル　コンビ
二一夕、及び技術設計ワークステーションヲ含むワーク
ステーション；マイクロコンピュータ、ミニコンピユー
タを含むコンピュータ：分散計算システムのコンピュー
タを含むスーパーコンピュータ；大きなデータ　ベース
にアクセスするためのデータ　ベース　サーバー；特別
のタイプの動作、例えば、浮動少数点演算あるいはマト
リックス演算を遂行するためのコンピュータ　サーバー
；他の網にアクセスするためのデー１−ウェー　ポート
；電話信号を通知するための音声パケット　アセンブラ
−／ディスアセンブラー；及び２つあるいはそれ以上の
メトロポリタン　エリア網を相互接続するための特別の
相互接続設備が含まれる。
本発明のこの実施態様においては、個々の集信ソース　
マルチプレクサ−の出力は分配段に伝送され、ここでユ
ーザ入力ポートに接続された個々の宛先デマルチプレク
サに向けられたメソセージがメモリの連鎖されたブロッ
ク内に緩衝される。
任意の宛先デマルチプレクサ−に対するメ・ノセージを
表わす分配段の出力は、次に空間分割交換段によって直
接にこのデマルチプレクサ−に変換される。長所として
、この構成においては、データは３つの場所にのみ、つ
まり、集信装置内のデータ伝送資源を待つユーザ　シス
テム内；個々の宛先デマルチプレクサ−に対するデータ
をアセンブリする分配段内、及びそのユーザに向けられ
た全てのデータ　メツセージを集めるためのユーザへの
インタフェース内にのみ緩衝される。
本発明の１つの実施態様においては、複数のユーザ　シ
ステムからのデータ　パケットはデータ交換ハブに接続
されたグループの高速データ　リンク上に集信される。
この回路スイッチの特定の出力に向けられた第１のパケ
ットが高優先パケットである場合は、このパケットの宛
先への接続に対する要求は高優先要求となり、この回路
スイッチの他の要求より優先して処理される。長所とし
て、この構成では、通常のロード下において、非常に速
い応答時間が達成され、またオーバーロード下において
さえ優先パケットに対して速い応答が可能となる。
パケット化された音声信号はデータ交換モジュールを使
用して交換される。このデータ交換モジュールは、１つ
のパケットの連続した語を格納するためのグループのメ
モリのバンク、グループのパケット入力、グループのパ
ケット出力ハラドラ−及び個々の入カバンドラ−からの
データをメモリに分配し、またメモリから個々の出カバ
ンドラ−に分配するための手段を含む。
この特定の実施態様においては、個々の光ファイバの基
本動作速度は概むね１５０メガビット／秒である。分配
段の個々のデータ分配スイッチは４つの光フアイバ入力
及び４つの光フアイバ出力をもつ。最高２５０個までの
分配スイッチが１つのメトロポリタン　エリア網に対し
て提供できる。
この空間分割スイッチは、従って、最高１０００個まで
の入力光ファイバ　リンク及び１０００個までの出力光
ファイバ　リンクをもつことができる。上で説明のごと
く、これら出力光ファイバリンクは入力ユーザ　ポート
にアクセスするためのデマルチプレクサ−に接続される
。
別の実施態様においては、音声信号を表わすデータ　パ
ケット（音声パケット）がデータ交換モジュールから回
路スイッチの回路セットアツプ時間の制約を避けるため
データスイッチを通じて交換される。高優先データ　パ
ケット、及びオプションとして、任意の単一パケット　
メソセージがこのデータ　スイッチを通じて交換できる
。長所として、比較的短かい音声パケットがデータを表
わすデータ　パケットと分離される。後者は、比較的緩
やかな交換遅延要件を持ち、平均して、長い。
もう１つの別の実施態様においては、グループの音声パ
ケットがデータ及び音声パケット　スイッチから空間分
割スイッチを通じてグループのスペシャリスト音声バケ
ット交換モジュールの１つに交換され、この交換モジュ
ールは、このグループの音声パケットを集め、これをさ
らに宛先に接続するために回路スイッチに送くる。長所
として、このような構成においては、１つのグループの
宛先に向けられたソース音声及びデータ　パケットスイ
ッチからの音声パケットが最初に１つの特定のスペシャ
リスト音声パケット　スイッチに向けられたグループの
パケットにアセンブルされ、そして、複数の音声及びデ
ータ　パケット　スイッチからの音声パケットが次に個
々の音声パケットスイッチ内において１つの特定の宛先
に向けられたグループにアセンブルされる。長所として
、音声パケット交換間隔（つまり、１つの特定の受信顧
客ステーションへの一連の音声パケット間の間隔）当た
りに要求される回路スイッチ接続の数がこれら音声パケ
ットを直接に第１のデータ交換モジュールから宛先への
伝送のための回路スイッチの１つの出口に交換するとき
に要求される接続の数と比較して大きく削減される。
１つの実施態様においては、ローカル　スイッチはアナ
ログあるいはデジタル形式の顧客音声信号とパケット交
換システムとの間のインタフェースを構成する。音声ス
イッチからのデジタル出力信号は、これら信号をパケッ
ト化及び分解するためのパケット　アセンブラ−／ディ
スアセンブラー　（ＰＡＤ）に接続されたトランク上に
置く。長所として、この構成は、ローカル　スイッチの
複合音声インタフェース及びコントロール　ソフトウェ
アを使用を可能とし、一方、音声トラヒックを広く分散
するための集中データ交換ハブの長所を活用できる。長
所として、この構成においては、顧客からのデータ信号
が節単にデータ交換ハブに接続できる。
あるソース、例えば、デジタル構内交換器（Ｐ　Ｂ　Ｘ
）では、ＰＡＤへの直接の接続が可能である。
もう１つの実施態様においては、個々の宛先分配ユニッ
トに対するメツセージが個々のソース分配ユニット内で
集められる。これらメツセージは次にソース分配ユニッ
トから空間分割スイッチを通じて宛先分配ユニットに送
くられる。個々の宛先分配ユニットは、次に、受信され
たメツセージを宛先デマルチプレクサ−に分配し、また
、高速宛先ユーザの場合は直接に宛先ユーザに伝送する
。
二役眞■肌 本明細書の詳細な説明は、本発明を編入する一例として
のメトロポリタン　エリア網（ここでは、ＭＡＮと呼ば
れる）の説明である。この網は、第３図及び第２図に示
されるように、光フアイバリンクによってハブ１に接続
された網インタフエース　モジュール（ＮＩＭ）２の外
側リングを含む。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任意のＮＩＭに接続する。これ
ら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。
詳細な説明において具現される本発明は、この網のハブ
に関する。詳細な説明の全体が請求の本発明に関するも
のであるが、第３−５図、及び第１０−１５図との関連
で述べられる説明の部分は特にこのハブのアーキテクチ
ャ−を主題とする。
寵狙広説里 上−皇λ 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
ア網（ｗｉｄｅ　ａｅｒａ　ｎｅｔｗｏｒｋ　、、　Ｗ
ＡＮ）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（ＥＵＳ）を相互接続す
る。これらの両極端の間に、その範囲がキャンパスから
メトロポリタン　エリアに至るの他のデータ網が同定さ
れる。ここで説明される高性能メトロポリタン　エリア
網はＭＡＮと呼ばれる。付録Ａに頭文字及び略号の表が
与えられている。
メトロポリタン　エリア網は単純な報告デバイス及び低
知能端末からパーソナル　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
メソセージを秒間隔にて発行する。あるメツセージは数
バント長のみである。あるメソセージは数百万バイトの
複数のファイルから成る。あるＥＵＳは数時間内の任意
の時間に配達することを要求し、あるＥＵＳはマイクロ
秒内に配達することを要求する。
本発明によるメトロポリタン　エリア網は、広帯域低待
時間データ伝送を実現するように設計されたコンピュー
タ及び電話通信網であり、最高の性能をもつローカル　
エリア網の性能特性を保持あるいは超える。メトロポリ
タン　エリア網はクラス５、つまりエンド　オフィス（
ｅｎｄ−ｏｆ　ｆ　１ｃｅ）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Ｂ様はこの事実を念頭に設計された。ただし
、ＶＡＮはエンド　オフィスに対する交換モジュールの
付属物あるいは一部として設計し、広帯域インテグレイ
ティソド　サービス　デジタル網（Ｉｎｔｅｇｒａｔｅ
ｄ　５ｅｒｖｉｃｅ　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｎｅｔｗｐｒｋ
、　ｌ５ＤＮ）サービスをサポートすることもできる。
ＭＡＮはまたローカル　エリアあるいはキャンパス　エ
リア網としても有効である。これは、小さなＬＡＮから
キャンパス　サイズの網を経てフルのＭＡＮへと優美に
成長することができる。
ワークステーション及びこれらサーバーの急激な増加、
及び分散計算の成長が本発明の設計の大きな動機となっ
た。ＭＡＮは何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。個々のユーザ
はこの網上の他のコンピュータと数千の同時的な異なる
関連をもつ。個々の網で結ばれた個々のコンピュータは
同時に１秒間に数十から数百のメソ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（？Ｉｂ匹
）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、遠隔要求時ベージング、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
インクを支援する能力をもつ。目標は、殆んどのメソセ
ージ（以降トランザクションと呼ばれる）をあるＥＵＳ
メモリから別のＥＵＳメモリに小さなトランザクション
では１ミリ秒以内に、そして大きなトランザクシリンで
は数ミリ秒以内に伝送することにある。第１図はトラン
ザクション　タイプを分類し、要求されるＥＵＳ応答時
間をトランザクションのタイプ及びサイズの両方の関数
として示す。単純（つまり、低知能）端末７０、遠隔プ
ロシージャ呼（ＲＰ　Ｃ）及びオブジェクト間通信（Ｉ
ＯＣ）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　グラフインク７８、静
止画コンピュータ　グラフインク８０、ファイル転送８
２、及びパケット化音声８４に対するコンピュータ　ネ
ットワーク要件が示される。ＭＡＮ網は第１図の応答時
間／トランザクション速度を満足させること目標の１つ
とする・目盛りとして・一定のビ・ノド速度のラインが
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
の聡ビット速度を持ち、第１４図に示される一例として
のプロセッサ要素が選択された場合は、秒当たり２０ミ
リオンの網トランザクションを処理できる。さらに、こ
れはトラヒフクのオーバロードを優雅に処理できるよう
に設計されている。
ＭＡＮは多くのシステムと同様に交換及びルーティング
を遂行する網であるが、これはさらにエラー　ハンドリ
ング　、ユーザ　インタフェース等のさまざま他の必要
な機能をもつ。認証能力によってＭＡＮ内には優れたプ
ライバシー及び保安機能が提供されている。この機能に
よって、不当な網の使用が防止され、使用センシティブ
料金請求（ｕｓａｇｅ　５ｅｎｓｉｔｉｖｅ　ｂｉｌｌ
ｉｎｇ）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、仮想プライバ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
ヘニア（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
オーハーヘソドを被ることがない。
ＭＡＮはまたパケット化された音声を交換するのに使用
できる。網通過の遅延が短かく、単一のパケットに伝送
の優先が与えられ、また網に大きな負荷がないときの遅
延の変動が小さいため、音声あるいは音声とデータの混
合物がＭＡＮによっ簡単にサポートできる。説明を簡単
にするため、ここで用いられるデータという用語には、
音声信号を表わすデジタル　データ、並びに、命令、数
値データ、グラフインク、プログラム、データ、ファイ
ルを表わすデジタル　データ、及びメモリの他の内容が
含まれる。
ＭＡＮは、完全には構築されてないが、広範囲にわたる
シュミレーションが行なわれている。ここに示される能
力推定の多くはこれらシュミレションに基づ（。
２．７−キークチ　−　び Ｍ　Ａ　Ｎ　ＨＭ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つのレベルをもっ［Ｊスターアーキ
テクチャ−である。第２図は、この網が網のエツジの所
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（
ｓ　ｔｏｒｅ−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　１ｉ
ｎｋ、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
ダーで汲う能力をもつ。ＸＬはＮ　Ｉ　Ｍに終端する。
この外側エツジが網のエツジの輪郭を描＜　Ｎｌ１１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２０個までのＥＵＳ　２６をサポートすることができ
る。これらＥＵＳの例として、まずます−膜化している
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、ＥＴ！（ＥＲＮＥＴ　８のようなローカル
　エリア網及びプロチオン社（Ｐｒｏｔｅｏｎ　Ｃｏｒ
ｐ、）によって製造される８０Ｍビット　トークン　リ
ングであるＰｒｏｔｅｏｎ＠８０のような高性能ローカ
ル　エリア網７、あるいは発展途中にあるアメリカ標準
協会（ＡＮＳＩ）の標準プロトコール　リング　インタ
フェースであるファイバ分散データ　インタフェース（
ＦＤＤＩ）を使用するシステムが含まれる。後者の２つ
のケースにおいては、ＬＡＮ自体が集信を行ない、ＮＩ
Ｍは単一ポート網インタフエース　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、ＥＴ）ＩＥＲＮＥＴ　８及びＩ　Ｂ　Ｍ
　ｌ−−クン　リングはＮＩＭ全体が提供する能力の全
ては必要としない。このような場合は、このＬＡＮは集
信は行なうが、多重ポートＮＩＭ上のポート８に接続す
ることもできる。
個々のＥＵＳ内にはユーザ　インタフェースモジュール
（ＵＩＭ）１３が存在する。このユニットはＥＵＳに対
する高ビ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
・ノド化、入りトランザクションの受信、プロトコール
の実現、及びＥＵＳオペレーティングシステムとのイン
タフェースを行なう。
ハブをより詳しく調べると（第３図参照）、２つの異な
る機能ユニット、つまり、ＭＡＮスイッチ（ＭＡＮＳ）
１０及び１つあるいは複数のメモリ　インタフェース　
モジュール１１（ＭＩＮＴ）が存在することがわかる。
個々のＭＩＮＴはＸＬ３を介して最高４個のＮＩＭに接
続され、従って、最高８０個までのＥＵＳを収容できる
ＭＩＮＴ当たり４つのＮＩＭの選択はトランザクション
処理能力、ＭＩＮＴ内のバッファ　メモリ　サイズ、網
の成長能力、障害グループ　サイズ（ｆａｉｌｕｒｅｇ
ｒｏｕｐ　５ｉｚｅ）　、及び聡ビット速度に基づく。
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ピン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　バンクし、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ＥＵＳを収容
する。ＭＩＮＴを加え、ＭＳＮＳを成長させることによ
って、このハブ及び終局的には網金体が非常に優雅な成
長をみせる。
先に進む前に幾つかの用語を説明する必要がある。ＥＵ
Ｓ　ｌ−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１０メガバイトのデータ　ベースの伝送でもあり得る
。ＭＡＮはここでの説明の目的において、ロング　ユー
ザ　ワークニー１−　ット（ｌｏｎｇ　ｕｓｅｒ　ｗｏ
ｒｋ　ｕｉｎｔ、　Ｌ　ＵＷＵ）及びショート　ユーザ
　ワーク　ユニット（ｓｈｏｒｔｕｓｅｒ　ｗｏｒｋ　
ｕｉｎｔ、　　Ｓ　ＵＷＵ）と呼ばれる２つのＥＵＳ　
トランザクション　ユニット　サイズを識別する。サイ
ズの範囲の決定は技術的に筒車ではあるが、通常、数千
ピント以下のトランザクション　ユニットがｓｕｗｕと
みなされ、これより大きなトランザクション　ユニット
はＬＵＷＵとみなされる。パケットには網内において第
１図に示される基準に基づいて応答時間を短縮するため
に優先順位が与えられる。第１図から小さなＥＵＳトラ
ンザクション　ユニットは、通常、より速いＥＵＳ　）
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じて伝送されるとき、単一フレ
ームあるいはパケットとしてそのままの形で保たれる。
ＬＵＷＵは送信ＵＩＭによって以降パケットと呼ばれる
フレームあるいはパケットに分割される。パケット及び
５ＵＷＵはしばしば集合的に綱トランザクション　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ントと呼ばれる。
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ントから構成される。
Ｕ比玉三二上立塁斐 ＭＡＮの動作の説明の前に、網内の主要な機能ユニット
の個々について概説する必要がある。ここで説明される
ユニットは、ＵＩＭ１３、Ｎ　Ｉ　Ｍ２、ＭＩＮＴＩＩ
、ＭＡＮＳ　１０．末端ユーザシステム　リンク（ＮＩ
ＭとＵＩＭを接続）／（ＥＵＳＬ）１４、ＸＬ３、及び
ｌＬ１２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　フェース　モジュールＴ
Ｍ１３ このモジュールはＥＵＳ内に位置し、通常、ＶＥＭ■ハ
ス＜　Ｔ　Ｅ　Ｂ　Ｅ＋ｌａバス）、インテルＭＬＩＬ
ＴＩＢＵＳＩＩ■、メイ７７　Ｌｚ−ムＩ　１０チヤネ
ルのようなＥＵＳバンクブ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、Ｉっの印刷回路基板上
に取り付けられるように設計される。ＵＩＭ１３はＥＵ
Ｓリンク１４　　（ＥＵＳＬ）と呼ばれる光学送信機９
７及び８５によって駆動される二重光ファイバ　リンク
を通してＭＩＮ２に接続される。このリンクは外部リン
ク（ＸＬ）３と同一速度にてランする。ＵＩＭは網への
途中において情報をここに格納するために使用されるメ
モリ待行列１５をもつ。パケット及びｓ　ｕｗｕはアウ
ト　オブ　バンド（ｏｕｔ−ｏｆ−ｂａｎｄ）フローコ
ントロールを使用してＮＩＭに転送される。
網から情報を受信するためには受信バッファメモリ９０
が必要である。このケースにおいては、ＥＵＳ　トラン
ザクション全体がしばしばこれらが末端ユーザ　システ
ムのメモリに伝送される前に格納される。受信バッファ
は動的バッファ連結能力をもつことが要求される。部分
的なＥＵＳ　）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ＵｒＭ１３を制御し、また送出先人先出（Ｆ
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　フェース　モジヱールーＮ
　Ｉ　Ｍ　２ Ｎ［Ｍ２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Ｓ　Ｕ　Ｗ　ｔＪの
キューイング及び外部リンクの仲裁を含む集信／信号分
離、（２）ポート同定を用いての網保安への参与、（３
）渋滞コントロールへの参与、（４）ＥＵＳから網への
コントロールメツセージの同定、（５）エラー　ハンド
リングへノ参与、及び（６）網のインタフェース動作を
遂行する。ＵＩＭ内にみられる送出ＦＩＦＯ１５に類似
するメモリ内の小さな待行列９４が個々の末端ユーザ　
システムに対して存在する。これらは情報をＵＩＭから
リンク１４及び受信機８８を介して受信し、これをＭＩ
ＮＴ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６
００（第２０図）をＭＩＮＴに向って流れる個々の網ト
ランザクション　ユニットの先頭に加える。これはさま
ざまな方法にて、付加価値サービス、例えば、信顛性が
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Ｉ・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（ま受信機８９を介してＮ１
Ｍ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　モジュＭＩ
ＮＴはハブ内に位置する。個々のＭＩＮＴｌｌは、（ａ
）ＸＬを終端し、またデータをスイッチ１０からＭＩＮ
Ｔ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１．６　　（ＸＬＨ
）；　　（ｂ）ＩＬのデータをＭＴＮＴ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　　（ｒＬＩ−１）；　　（ｃ）ＭＩ
ＮＴ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１８ｉ（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ＭＩ
ＮＴ制御情報を運ぶデータ輸送リング１９；及び（ｆｌ
ｌ）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聡
ビット速度を収容できるように設計される。このため、
同期的であるこのリングは、情報を個々のＸＬＨからメ
モリに運ぶためのセットの予約されたスロット、及びメ
モリから情報を個々のＩＬＨに運ぶためのもう１つのセ
ットの予約されたスロットをもつ。これは１．５　Ｇ　
ｂ　ｐ　ｓ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ハイド）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Ｘ　Ｌ　Ｈによってコピー
され、ＭＩＮＴコントロールに処理のために送くられる
。反対に、スイッチ１０からＮＩＭに向って移動する情
報は途中でＭＩＮＴ内に格納されず、単に処理されるこ
となくＭＩＮＴを通過してＭＡＮＳ　１０の出力から宛
先ＮＩＭ２へのバスされる。スイッチ内の可変経路長の
ために、ＭＡＮＳ　１０を出る情ｆＩｌｌｂまＸＬに対
して位相がずれる。位相整合及びスクランブラ回路（セ
クション６．１において説明）にてＮｒＭ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（ＴＬＨ
）については、クション４．６において説明される。
ＭＩＮＴは、（１）網内の幾らかの全体的なルーティン
グ、（２）ユーザ検証への参与、（３）網保安への参与
、（４）待行列の管理、（５）網トランザクションの緩
衝、（６）アドレスの翻訳、（７）渋滞コントロールへ
の参与、及び（８）動作、管理及び保守（ＯＡ＆Ｍ）プ
リミティブの生成を含むさまざまな機能を遂行する。
ＭＩＮＴに対するコントロールはＭＩＮＴコントロール
　アルゴリズムに合せて設計されたデータ　フロー処理
システムである。個々のＭＩＮＴは秒当たり最高ｓｏ、
ｏｏｏ個の網トランザクションを処理する能力をもつ。
２５０個のＭＩＮＴを持つフル装備されたハブは、従っ
て、秒当たり２０ミリオン個の網トランザクションを処
理することができる。これに関してはセクション２．３
においてさらに説明される。
２．２．４　　ＶＡＮ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１１１４１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ップすることができ、
６セツトアツプスルーブソト”が多数のＭＩＮＴからの
高要求速度を収容するのに十分に高くされる。ＭＡＮは
１６ｘ１６（４つのＭＩＮＴを処理）から１０２４ｘ１
０２４　（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　　　””ユーザ　システム　リンクＥ　ｔ
Ｊ　Ｓ　Ｌ　１４ 末端ユーザ　システム　リンク１４はＮ１Ｍ２を末端ユ
ーザの装置内に位置するＵＩＭ１３に接続する。これは
全二重光ファイバ　リンクであり、Ｎ　Ｉ　Ｍ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Ｅ　Ｕ　Ｓに専用に使用される。ＥＵ
ＳＬ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、メトロハス光波システム
０３−１リンク（ＭｅｔｒｏｂｕｓＬｉｇｈｔｗａｖｅ
　Ｓｙｓｔｅｍ　０３−１１ｉｎｋ）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　　　　リンク−ＸＬ３ 外部リンク（ＸＬ）３はＮＩＭをＭ　Ｉ　ＮＴ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（ｄｅｍａｎｄｍｕｌｔｉｐｌｅｘｅｄ　
ｆａｓｈｉｏｎ）にて使用される。ＸＬの長さは数十キ
ロメートルのオーダーが想定される。
要求多重化は経済的な理由によって使用される。
これはメトロバス０８−１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
ＡＮＳＩＯ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。
Ｉ　Ｌ　２４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（でもかま
わない。ＩＬのビット速度は０３−１のビット速度と同
一である。ただし、フォーマットは、データを再同期す
る必要から０３−１と限定された類似性しかもたない。
２．３　ソフトウェアの ワークステーション／サーバー　パラダイムが用いられ
、ＶＡＮに接続された個々の末端ユーザシステムは秒当
たりにＬ　Ｕ　Ｗ　Ｕ及び５ＵＷＵから成る５０個以上
のＥＵＳ　ｌ−ランザクジョンを生成することが可能で
ある。これは秒当たり４００個の網トランザクション（
バケット及び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、
個々の旧ＮＴがこの量の４倍、つまり、秒当たり３２０
００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Ｅ　Ｕ　Ｓ　２
６に対する“瞬間”速度を大きく増加されることがある
。ただし、複数のＥＵＳを通しての平均により個々のＥ
ＵＳバーストを滑らかにすることができる。従って、個
々のＮＩＭボーＩ・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汲わなければならないが
、ＮＩＭ（２）及びＸＬ　（３）はそれほど多くのバー
ストには遭遇しないことが期待される。これは、個々が
４つのＮＩＭを処理するＭ　Ｉ　Ｎ　Ｔ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
バケット及び５ＵＷＵ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Ｉ・ランザクジョン到着
間時間（ｉｎｔｅｒａｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅ）である
。１５０Ｍ　ｂ　ｐ　ｓの速度、及び１０００ビツトの
Ｓ　ｔＪ　Ｗ　ｔＪの最も小さな網トランザクションを
想定した場合、２つのｓｕｗｕがＮＩＭあるいはＭＩＮ
Ｔに６．６７マイクロ秒離れて到達する可能性がある６
ＮＩＭ及びＭＩＮＴは過渡的ベースにて数個の折返し５
ＵＷＵを扱うことができなければならない。
ＮＩＩｖｌ及び特にＭＩＮＴ内のコントロール　ソフト
ウェアは、この厳しいリアル　タイム　トランザクショ
ン処理を扱わなければならない。データ　Ｉ−ラヒソク
の非対称及びバースト特性からビーク　ロードを単回間
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　ラフ１−ウェアは、バケット及び５Ｉ
ＪＷＵのルーティング、網ポートの同定、最大１０００
個までの同−ＮＴＭに向けられるｍ　＋−ランザクジョ
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）、ＭΔＮＳ要求及び受取
通知の処理、複雑な基準に基ツく発信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、及ヒＭ　Ａ　Ｎ　Ｓコントロ
ール２２の３つの主”Ｍ　５　素因において実行される
。これら３つのコン１へロール要素と関連して、末端ユ
ーザ　システム２６のｕｔＭｔａ内に第４のコントロー
ル構造２５が存在する。第５図はこの構成を示す。個々
のＮＩＭ及びＭＩＮＴは自体のコントロール　ユニノト
ヲもつ。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。Ｍ
ＡＮが高トランザクション速度を汲うことを可能とする
もう１つの機構は、このコントロールをサブ機能の論理
アレイに解体し、個々のサブ機能に独立的に処理パワー
を加える技法である。このアプローチはＩＮＭＯ３社に
よって製造されるＴｒａｎｓｐｕｔｅｒ’Ｅ’　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。
個々のサブ機能を１つあるいは複数のプロセスとして実
現する。
セットのプロセスをプロセンサに結合し、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。
Ｎ＋Ｍ、ＭＩＮＴ、及びＭＡＮＳによって遂行される機
能（これらの殆んどはこれらモジュールに対するソフト
ウェアによって行なわれる）はセクション２．２．２か
ら２．２．４に与えられている。追加の情報がセクショ
ン２．４において与えられている。これらサブシステム
をカバーする特定のセクションでこれらの詳細な説明が
行なわれる。
２、　３．　１　　コントロール　プロセンサシステム
の実現のために選択されたプロセッサは、ＩＮＭＯ５社
からのＴｒａｎｓｐｕ　ｔｅｒである。これら１０ミリ
オン　インストラクション／秒（？１ＩＰ）短縮インス
トラクション　セット　　コントロール（ｒｅｄｕｃｅ
ｄ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｓｅｔ　ｃｏｎｔｒｏｌ
　ｓ　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。個々のマシンは同時直接アクセス（Ｄ
ＭＡ）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コントロールの秒当たり多数の
トランザクションを処理する必要性のために、個々のト
ランザクションの処理はパイプラインを形成するシリア
ル　セクションに分解される。トランザクションはこの
パイプラインに供給され、ここでこれらはパイプ内のさ
らに進んだ段の所で他のトランザクションと同時に処理
される。これに加えて、個々が独自の処理ストリームを
同時に扱かう複数のパラレル　パイプラインが存在する
。こうして、個々のトランザクションがルーティング及
び他の複合サービスを要求する所望の高トランザクショ
ン処理速度が、このコントロール構造を相互接続された
プロセッサのコノようなパラレル／パイプライン連結さ
れた構造に分解することによって達成される。
ＭＩＮＴコントロールに対する制約、任意のシリアル処
理が以下の式で与えられるより長くなってはならないこ
とである： １／（このパイプライン内で処理される秒当たりのトラ
ンザクションの数） もう１つの制約として、ＸＬＨ１６内のコントロールに
入いる見出しに対するバンド幅がある。
ＸＬＨに到達する続きの網ユニット間の間隔が以下、つ
まり （見出しサイズ）／（コントロールへのバンド幅） より短い場合は、ＸＬＨは見出しを緩衝することを要求
される。−様な到着を想定したときの秒当たりのトラン
ザクションの最大数は以下によって与えられる。
（コントロールへのバンド幅）／（トランザクション見
出しのサイズ） トランスビータ（ｔｒａｎｓｐｕｔｅｒ）　　リンクの
有効ビット速度及び４０バイトＭＡＮｍｌ−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、　０　Ｍ　ｂ　／
　ｓ　）／（３２０ビット見出し／トランザクション）
−２５，０００１−ランザク９３２７秒／ＸＬＨ１つま
り、４０マイクロ秒当たり１トランザクシヨン／ＸＬＨ
である。トランザクション到達量時間（ｔｒａｎｓａｃ
ｔｉｏｎ　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２０の
パラレル／パイプライン連結特性によってこれら目標が
達成される。
一例として、高速メモリ　ブロックの割り当て及び解放
はルーティングあるいは料金請求プリミタイブとは完全
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。このバイブの第１の段にお
いて、メモリ管理プログラムは高速ＭＩＮＴメモリの空
いたブロックの割り当てを行なう。次に、次の段におい
て、これらブロックが見出しとペアにされ、ルーティン
グ翻訳が遂行される。次にスイッチ　ユニットが共通の
ＮＩＭに送くられたメモリ　ブロックに基づいて集めら
れ、そして、このブロックのデータがＭＡＮＳに伝送さ
れた後にメモリ　ブロックが解放され、このループが閉
じられる。料金請求プリミティブは異なるパイプ内にお
いて同時に処理される。
２．４ＭＡＮＯφ ＥＵＳ　２６は網からは網管理プログラムによって授け
られた能力をもつユーザとみなされる。この発想は時分
割システムにログインされた末端ユーザと類似する。ユ
ーザ、例えばステーションあるいはさらには網に対する
集信装置として動作するワークステーションあるいは前
置プロセッサは、Ｎ１Ｍポートの所で物理的接続を行な
い、次にそのＭＡＮ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Ｎ
ＩＭポートにマツプするように調節する。このユーザの
これら機能はこの物理ポートと関連づけられる。
ここに示される例はポータプル　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ポー
ト（ｐｒｉｖｉｌｅｇｅｄａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉｖ
ｅ　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綱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ＥＵＳトランザクションを運ぶことが可能となる
。この数は、高性能ＥＵＳに対する数十個まで拡張でき
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綱のオーバーヘッドではなく、Ｅ
ＵＳ及びアプリケーションの制約によって規定される。
ユーザはＵＩＭへのデータの伝送の際に以下の情報を供
給する。
物理アドレスとは独立した宛先アドレスに対するＭＡＮ
名及び仮想網名。
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。
網トランザクション（パケット及び５ＵＷＵ）は以下の
論理経路に沿って移動する（第５図参照）発信ＵＩＭ−
発信ＮＩＭ→ＭＩＮＴ−ＭＡＮＳ＝宛先ＮＩＭ（ＭＩＮ
Ｔを介して）−宛先ｔＪＩＭ個々のＥＵＳ　ｌ−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、ＬＵＷＵはさ
らに可変サイズ　パケットに断片化される。５ＵＷＵは
断片化されることなく、論理的に全体が１つの網トラン
ザクションとみなされる。ただし、ある網トランザクシ
ョンが１つの５ＵＷＵであるとの判断は、５ＵＷＵがＭ
ＩＮＴ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５ＵＷＵ及びパケットに動的に分類される。ＮＩＭ
はＥＵＳからの入りパケットをこれが最大パケット　サ
イズを違反しないか調べる。ＵＩＭはＥＵＳの指定する
サービスによって決定される最大サイズより小さなパケ
ット　サイズに決定することもできる。
最適のＭＩＮＴメモリの利用のためにはパケットサイズ
は標準最大サイズが適当である。しかし、状況によって
は、タイミング問題あるいはデータ町用タイミングなど
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の最後のバケットは、通常
、最大サイズ　バケットより小さい。
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５ＵＷＵ）には先頭に固定長のＭ　Ａ　Ｎ　
網見出しが附加される。ＭＡＮＪ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Ｕ
ＩＭはこの見出し内の情報を使用してＥＴＪＳ　トラン
ザクションを末端ユーザに配達するジョブを遂行する。
網トランザクションはＵＩＭ発信１−ランザクジョン待
行列内に格納され、これらはここから発信ＮＩＭに送く
られる。
ＵＩＭから網トランザクションを受信するとき、ＮＩＭ
はこれらをそこにトランザクションが到達するＥＵＳＬ
に永久に専用化された待行列内に格納し、その後、これ
をリンク３がｍｍ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ＵＩＭ
−ＮＩＭプロトコールを処理することによってコントロ
ール　メツセージを同定し、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、Ｍ　Ａ
　Ｎ　’＋Ｍ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ＮＩ
Ｍ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、ＸＬＨ１６）に終端する。
ＮＩＭとＭＩＮＴの間の外部リンク　プロトコールは、
Ｘ　Ｌ　Ｈ１６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Ｘ　Ｌ　ＨＯ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１
８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１
９は個々の１５０Ｍ　ｂ　／　ｓ　Ｘ　Ｌ　Ｈ入力及び
ＭＩＮＴからの個々の１５０　Ｍ　ｂ　／　ｓ出力（つ
まり、ＭＡＮＳ入力）バンド幅を競合なしに保証する。
例えば、４つの遠隔ＮｉＭの集信を行ない、中央スイッ
チへの４つの入力ポートをもつＭＩＮＴは少なくとも】
、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バケット
　サイズに固定長のＭＡＮ見出しを加えたものに等しい
サイズの固定長ブロックにて使用される。
ＸＬＨは固定サイズのメモリ　ブロックのアドレス、及
びこれに続くバケットあるいは５ＵＷＵ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２゜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　ハＸ　Ｌ　Ｈニコの入りバケ
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く提供する。Ｘ　Ｌ　Ｈ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、Ｘ　Ｌ　Ｈは網見出しのコピーをＭＩＮ
Ｔコントロール２゜にパスする。ＭＩＮＴコントロール
２０はこの見出しとバケットあるいは５ＵＷＵを格納す
るためにＸＬＨに与えたブロック　アドレスとをペアに
する。この見出しはＭＩＮＴコントロール内のデータの
唯一の内部的代表であるため、絶対に正しいことが要求
される。リンク　エラーなどからの衛生を確保するため
に、見出しは自体の循環冗長チエツク（ＣＲＣ）を持つ
。このチュープル（ｔｕｐｌｅ）がＭＩＮＴコントロー
ル内を通る経路は任意のＬＵＷＵの全てのパケットに対
して同一でなければならない（これによってｔ、ｕｓｕ
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５ＵＷＩＪは
プロセッサのパイプ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（このＮＩＭに接続さ
れたＭＩＮＴを通じて）への経路の設定を要求する。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）この経路が河川となり、また（２）宛先Ｎ
ＩＭへのＸＬ３も河川となると、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。
Ｉ　Ｌ　Ｈ→発信ＩＬ４ＭＡＳＮ→宛先ＩＬ−ＸＬＩ！
このＸＬＨは宛先ＮＩＭに接続される。ＸＬＨは宛先Ｎ
ＩＭ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を単にバ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
５ＵＷＵ）に分解され、宛先ＵＩＭに伝送される。これ
は、“オンザフライ”方式にて遂行される。つまり、こ
の網を出る前に途中でＮ１Ｍ内に格納されることはない
。
受信ＵＩＭ１３はこの網トランザクションをその受信バ
ッファ　メモリ９０内に格納し、ＥＵＳトランザクショ
ン（ＬＵＷＵ及び５ＵＷＵ）を再生する。＋、ＵＷＵは
ＵＩＭにパケット　サイズ断片にて到達する。ＬＵＷＵ
の少なくとも一部が到達するとただちに、ＵＩＭはＥ［
ＪＳ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ＥＵＳに
よって指定されるＤＭＡ伝送サイズにて送くる。
ＵＩＭからＥＵＳへの伝送のためのこれに代わるパラダ
イムを使用することもできる。例えば、ＥＵＳがＵＩＭ
に事前にＵＩＭになにか到達したら直ちにこれをＥＵＳ
メモリ内に指定されるバッファ内に伝送するように告げ
ることもできる。この場合、ＵＩＭは情報の到着を通知
する必要がなく、これを直ちにＥｔＪＳに伝送すること
ができる。
ＥＵＳメモリからＥＵＳメモリへの数百マイクロ秒のオ
ーダーの待時間を達成するためには、エラーを従来のデ
ータ網によって使用されるのと異なる方法によって扱う
ことが必要である。ＭＡＮにおいては、網トランザクシ
ョンは見出しに附加された見出し検査シーケンス６２６
　（第２０図）（ＨＯ２）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
）（ＤＯ３）を持つ。
最初に見出しについて考察する。発信ＵＩＭは発信ＮＩ
Ｍへの伝送の前にＨＳ　Ｃを生成する。
ＭＩＮＴの所で、ＨＣＳがチエツクされ、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回道行した後に、このトラン
ザクションを宛先ＵＩＭに送くる。このスキームは失墜
見出しによる情報の誤配達を防止する。見出しに欠陥が
発見された場合は、見出し内の全てが信頼できないとみ
なされ、ＭＡＮはこのトランザクションを破棄する以外
の選択をもたない。
発信ＵＩＭはまたはユーザ　データの終端において、Ｄ
Ｏ３を提供することを要求される。この欄はＭＡＮ網内
においてチエツクされる。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、ここでチエツクされ
、適当な行動がとられる。網内でのこの用途はＥ　ｔＪ
　Ｓ　Ｌ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はエラーをチエツクし、見出しの妥当性
を疑う理由がある場合は、トランザクションを破棄する
。これ以外は、トランザクションは欠陥をもっていても
配達される。これは以下の３つの理由から意味するアプ
ローチである。第１に、通常のＡＲＱプロトコールが採
用された場合、光ファイバを通じての固有エラー率は銅
線を通じてのエラー率と同一オーダーであり、両方とも
１０−１ビツト／ビツトのレンジである。第２に、グラ
フインク　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、エラー率が固有レートより良いことが要求さ
れるような場合、ＥＵＳ→ＥＵＳ　　ＡＲＱプロトコー
ルを使用してこのエラー率を達成することが可能である
。
−Ｌ−１＝」−」２肛 ＭＡＮは認証機能を提供する。この機能は宛先ＥＵＳに
それが受信する個々の全てのトランザクションに対する
発信ＥＵＳの同定を保証する。悪意あるユーザがトラン
ザクションを嘘の“署名”にて送（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。
全てのユーザは川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（ｕｓａｇｅｓｅｎ
ｓｉｔｉｖｅ）料金請求が確保される。この機能はまた
仮想プライベート網などのような他の機能に対するプリ
ミティブ能力を提供する。
ＥＵＳが最初にＶＡＮに接続するとき、これはこの網の
一部である周知の特権ログイン　サーバーに“ログ　イ
ン”する。このログイン　サーバーは接続されたディス
ク　メモリ３５１を持つ管理末端３５０　く第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１４図）及びＭＩＮＴ　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７、及
びＯＡ＆Ｍ中央コントロール（第１５図）を介してアク
セスされる。このログインはＥＵＳによって（そのＵＩ
Ｍを介して）網を通じてサーバーにログイントランザク
ションを送くることによって達成される。このトランザ
クションは、ＥＵＳ同定番号（その名前）、この要求さ
れる仮想網、及びパスワードを含む。Ｎ１Ｍ内において
、ポート番号がこのトランザクションの頭に加えられた
後に、これがサーバーに送くるためにＭＩＮＴに伝送さ
れる。ログイン　サーバーはこの間定／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エツクされる。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置換され、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。
Ｅ　Ｕ　Ｓが網から切断したい場合は、これはログイン
と類似の方法によって“ログ　オフ”する。
ログイン　サーバーはこの事実をＭＩＮＴに通知し、Ｍ
　Ｉ　ＮＴはその同定／ボー１〜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　　　川　　　の　　ｉ正ＮＩＭか
らＮＩＭへはＬＵＷＵの概念は存在しない。このＮＩＭ
−ＮＩＭ封筒内ではＬＵＷＵはそれらの同定を失うが、
任意のＬＵＷＵのパケットは所定のＸＬ及びＭＩＮＴを
通じて１つの経路を通らなければならない。これによっ
て、ＵＩＭに到達するパケットの順番があるｔ、ｕｗｕ
に対して保存される。ただし、幾つかのパケットは欠陥
見出しのために破棄される可能性がある。ＵＩＭは喪失
パケットをチエツクし、これが発生した場合には、ＥＵ
Ｓに通知する。
２、　５．　４　　　　　　　　　　び　　　Ｌ　ＵＷ
Ｕ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５ＵＷＵを資源が河川となりしだ
いスイッチする。ただし、これは、ＥＵＳが仮想回路を
設定することを阻止するものではない。例えば、ＥＵＳ
は適当なＵＩＭタイミング　パラメータにて無限サイズ
のＬＵＷＵを書き込むことができる。このようなデータ
流はＥＵＳには仮想回路のようにみえ、網にとっては、
パケットを一度に１つづつ運ぶ終ることのないＬＵＷｔ
ｌのようにみえる。この概念の実現は、多くの異なるタ
イプのＥＵＳ及びＵＩＭが存在するため、ＤＩＭとＥ　
Ｕ　、Ｓ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Ｎ
ＩＭの間の送信リンク上に境界の所でパケット及び５Ｕ
ＷＵ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Ｎ［Ｍに対して、あるいは異なる時間、あ
るいは異なる曜日に対して、異なる値を使用することも
できる。
３、スイッチ ＭＡＮスイッチ（ＭＡＮＳ）はＭＡＮハブの中心に存在
する高速回路スイッチである。これはＭＩＮＴを相互接
続し、全ての末端ユーザ　トランザクションはこれを通
過しなければならない。
ＭＡＮＳはスイッチ組織自体（データ網あるいはＤネッ
トと呼ばれる）に加えてスイッチ　コントロール複合体
（ＳＣＣ）、つまり、Ｄネット組織を動作するコントロ
ーラとリンクの集合体から構成される。ＳＣＣはＭＩＮ
Ｔからの要求を受信し、ペ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。次に、セクション３．２
において、このスイッチ要求事項の解決のベースとして
提供される分散コントロール回路交換網の基礎が説明さ
れる。セクション３．３においては、このアプローチが
ＭＡＮの特定の要求に対して適用され、また高性能に重
要となるこのコントロール構造の幾つかの特徴が説明さ
れる。
３・１　口　の・　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。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、網のハンド幅は
少なくとも１５０　Ｇ　ｂ　／　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１５０　
Ｍ　ｂ　／　ｓ　）を必要とする。第２に、１５０Ｍｂ
／ｓの同期網は（非同期網はクロック及び位相の回復を
必要とするが）、構築が困難である。第３に、インバン
ド信号法はより複雑な（自己ルーティング）網組織を与
え、網内に緩衝機能を要求するため、アウト　オブ　バ
ンド信号法（個別コントロール）アプローチが望ましい
。
ＶＡＮにおいては、トランザクション長が数桁の規模で
変動することが予想される。これらトランザクションは
、後に説明されるように、小さなトランザクションに対
して十分な遅延性能をもつ単一のスイッチを共有する。
単一組織の利点は、交換の前にデータ流を分離し、交換
の後にまたこれを再結合する必要がないことである。
考慮すべき問題は、要求された出力ポートがビジー状態
であるときである。接続を設定するためには、任意の入
力及び出力ポートが同時にアイドルでなければならない
（いわゆる同時性問題をもつ）。あるアイドルの入力（
出力）ポートがその出力（入力）がアイドルになるのを
待つと、この待ちポートの使用効率が落ち、このポート
を必要とする他のトランザクションが待たされる。かわ
りに、このアイドル　ポートを他のトランザクションに
与えた場合は、元のビジーであった宛先ポートがアイド
ルとなり、しばらくしてまたビジーとなった場合は、元
のトランザクションがさらに待たされることとなる。こ
の遅延問題は、そのポートが大きなトランザクションに
使用されている場合は重大となる。
全ての同時性解決戦略は個々のポートのビジー／アイド
ル状態をそれとかかわるコントローラに供給することを
要求する。高トランザクション速度を維持するためには
、この状態更新機構は短い遅延にて動作することが必要
である。
トランザクション時間が短かく、殆んどの遅延がビジー
　ポートに起因するような場合は、完全なノンーブロッ
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。
同報（１つから複数への）接続は、必要な網能力である
。ただし、網が同報通信をサポートする場合でも、同時
性問題は（これは複数のポートが関与するためさらに深
刻となる）、他のトラヒックを混乱させることなく、処
理されなければならない。このため全ての宛先ポートが
アイドルになるのを待って、これらの全てに同時に送く
るという単純な戦略は適当でないようにみえる。
ＭＡＮ網にはこのような特別の需要が存在するが、ＭＡ
ＮＳ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木質的に
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、
大きな綱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、スルーブツト（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
Ｍｉ襟を個々がデータ網１２０の内部接続パターンのよ
うな全体的な静的情報を使用するが、ローカル的な動的
（網の状態）データのみを使用する自体のコンＩ・ロー
ルによってのみ制御される分離されたサブセットに分割
されることによって達成される。個々のコントローラは
、それが責任をもつ網の部分を使用する接続要求のみに
関心をもち、これを処理し、またこの部分のみを状態を
監視する。
３．２．１２　−　　　　　　のノ＼書１第６図に示さ
れる３つの入力スイッチｌ５Ｉ（１０１）　、ＩＳ２　
（１０２）　、及びｌ５３（１０３）　、並びに３つの
出力スイッチ０３Ｉ（１０４）　、Ｏ３２（１０５）　
、及び０３３（１０６）から構成される９×１０段網の
例を考察する。これら組織は２つの分離されたサブセッ
トに細分することができる。個々のサブセットは任意の
第２の段のスイッチ（Ｏ３ｘ）内の組織に加えて、その
第２の段のスイッチに伸びるリンクに接続する第１の段
のスイッチ（ＩＳＹ）内の組織（あるいはクロスポイン
ト）を含む。例えば、第６図内において、Ｃ）Ｓｌ（１
０４）と関連する細分、つまり、サブセットはＯ８ｌ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０５
１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０５１上の
任意の出口への接続に対して責任をもつ。このコントロ
ーラはそれが制御するクロスポイントに対するビジー／
アイドル状態を保持する。この情報はある接続が可能で
あるか否かを告げるのに十分に明快である。例えば、Ｉ
ＳＩ上の１つの入り口をＯ３Ｉ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Ｏ８ｌ内の出口の３つのク
ロスポイントの状態（３つの全てがアイドルでなければ
ならない）から決定される。次に、ＩＳｌとＯ３ｌの間
のリンクの状態がチエツクされる。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Ｏ８１の個々のなか
の１つのクロスポイントを閉じて要求される接続を設定
することが可能である。
この動作は網の他のサブ接続内の動作と独立して処理さ
れる。理由は、この網は２つの段のみを持ち、このため
これら入りロスイソチがそれらの第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力ス
イッチ上の１つの入り口を任意の第２段のスイッチ上の
１つの出口に接続できるのみであるためである。
Ｇ、Ｗ、　　リヂャーズ（Ｇ、Ｗ、Ｒｉｃｈａｒｄｓ）
　　らによっＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ）　　、Ｖ
、　　ＣＯＭ　−３３、１９８５年１０月号に掲載の論
文〔２段再配列可能回報通信交換網（Ａ　Ｔｗｏ−Ｓｔ
ａｇｅ　Ｒｅａｒｒａｎｇａｂｌｅ　Ｂｒｏａｄｃａｓ
ｔＳｗｉｔｃｈｉｎｇ　Ｎｅｔｗｏｒｋ））において説
明のタイプの以降リチャーズ網（Ｒｉｃｈａｒｄｓ　ｎ
ｅｔｗｏｒｋ）　　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力スイッチ上に分布
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′ｆ１４機能
を同報通信及び再配列のためには用いないが、リチャー
ズ網上にて動作する。
ＭＡＮにおいては、接続に対する要求は、複数ノ入力、
実際には、ＭＩＮＴの中央コントロール２０から来る。
これら要求はコントロール網（ＣＮｅｔ）を介して適当
なスイッチ　コントローラに分配されなければならない
。第７図には、回路交換トランザクションに対するＤＮ
ｅｔ１２０及びコントロールＣＮｅｔ１３０の両方が示
される。このＤＮｅｔは２段再配列可能ノン　ブロッキ
ング　リチャーズ網である。個々のスイッチ１２１．１
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１−を閉じる。第１及び第２の
段のＸＰＣ（１２１，１２３）はそれぞれＩＳＣ（１段
コントローラ）及び２３Ｃ（２段コントローラ）と略号
にて命名される。
ＣＮｅＬの右側には前述のように第２の段の出ロスイン
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ｌ　４０　（ＭＡＮＳＣ）が存在する。これ
らコントローラ及びこれらの網はＤＮｅｔの上の層に位
置し、このデータ組織の内部にないため、トランザクシ
ョン　スループットがあまり重要でない用途においては
単一のコントローラによって置換することができる。
３．２．２．２　　　”’ 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、門ＡＮＳＣ力）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。個々の網１３０．１３４及び１
３５は、統計的多重時分割スイッチである。１つのバス
１３２、宛先へのあるいは発信元からのコントロール　
データを格納するためのグループの　インタフェース１
３３、及び１つのバス仲裁コントローラ（ＢＡＣ）１３
１を含む。このバス仲裁コントローラはある入力からこ
のバスへのコントロールデータのゲーティングを制御す
る。宛先のアドレスはそれにバスがゲートされるべき出
力を選択する。出力はコントローラ（網１３０：１つの
ＭＡＮＳＣ１４０）あるいはインタフェース（網１３１
及び１３２、インタフェース１３３に類似するインタフ
ェース）に接続される。要求入力及び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。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
チプレキシング（ステアリング及びマーリング）を扱か
う、ＤＮｅｔ内の任意の要求メソ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ＤＮｅｔ１２０の入り口及び出口を含む
。ＣＮｅｔ１３０内において、このメソセージは接続さ
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、従って、また特定のＭＡＮＳコント
ローラ１４０と関連する。
このＭＡＮＳＣは静的グローバル　ダイレフトリー（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　
データをチエツクし、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、ＶＡＮＳＣは１つのクロスポイント接
続オーダーを自体の第２の段の出ロスイソチに、もう１
つのオーダーをＭ４１３４を介して該当する第１の段の
スイッチに送くる。
このアプローチは以下の幾つかの理由によって非常に高
いトランザクション　スループットを達成する。第１に
、全ての網コントローラが、パラレルに、お互いに独立
して動作し、互いのデータ、あるいはゴー　アヘッド（
ｇｏ−ａｈｅａｄｓ）を待つ必要がない。個々のコント
ローラは、それらが責任をもつ要求のみに専念し、他の
メソセージに時間を浪費することがない。個々のコント
ローラの動作は、本質的に逐次的及び独立的な機能であ
り、従って、−度に１つ以上の進行中の要求とパイプラ
イン結合することができる。
上のシナリオは唯一の可能性ではない。考えられる変形
としては、同報通信ポイントツー　ポイント入り口、出
口対人りロオリエンティソド接続要求、再配列対ブロツ
キング容認動作、及びブロック対ビジー接続要求の選択
が考えられる。これら選択はＭＡＮに対して既に解決さ
れている。ただし、これらオプションの全ては提供され
るコントロール　トポロジーによって単にＭＡＮＳＣ内
の論理を変更することによって扱うことができる。
３．２．４　　　　： 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８段網内のＳ−１コントローラを
順次的にパスする。
ここでも、コントローラは網の分離されたサブセットに
対して任務をもち、独立的に動作し、高スループツト能
力を保持する。
３．３ＭＡＮに　する　　の夷二 このセクションにおいては、ＭＡＮＳの設計を誘導する
システム属性について述べる。次に、データ及びコント
ロール網について説明され、最後に、ＭＡＮＳコントロ
ーラの機能が詳細に性能に影響をもつ設計トレード　オ
フを含めて説明される。
第７図は１０２４個の入りＩＬと１０２４個の出ＩＬを
もつＤＮｅｔ１２１及び個々が６４個の入り及び６４個
の出メソセージ　リンクをもつ３つのコントロール　メ
ソセージＮＭ１３０．１３３．１３４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。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。ＤＮｅ　ｔの６４個の第２
の段１２３の個々に対して、その第２の段のスイッチ内
のＸＰＣ１２４への専用のコントロール　リンクを持つ
１つの関連する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ＣＮｅ　ｔの部分である。ＣＮ　ｅ　ｔ
の第３の６４Ｘ６４プレーン１３４は、個々のＭＡＮＳ
Ｃ１４０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。個々のＭＩＮＴＩＩ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、及び制御データ集信器１３８から受信され
る受取通知信号のインタフェースを行なう。
別の方法として、個々のＣＮｅｔがそのＭＩＮＴ側に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ＭＡＮＳの線図は最大２０，０００個
までのデータ　トラヒックをスイッチするのに必要とさ
れる網を表わす。個々のＮＩＸは１０から２０のＥＵＳ
のトラヒックを１つの１５０Ｍｂ／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。個々のＭＩＮ
Ｔは全部で２５６個のＭＩＮＴに対する４つのＸ　Ｌを
処理する。個々のＭ［ＮＴ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
ＤＮｅｔリンクのサイズの問題は後に詳細に説明される
。
故障グループ　サイズ及びその他の問題から、個々の第
１の段のスイッチ１２１上に３２個の入力リンクをもつ
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。ＤＮｅｔの個
々の第２の段のスイッチ１２３十には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
ＣＮｅＬ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　トラヒック　び統合 スイッチされるべきデータの“自然″ＥＵＳトランザク
ションのサイズは、数百ビットの５ＵＷＵ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デクジョンあるいはバケットに分
解する。ただし、ＭＡＮＳは１つの接続（及び切断）要
求当たり１つのＭ　Ａ　Ｎ　Ｓ　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　（複数のパケソ日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、゛１ランザクジ
ョン”は特に別の記載されないかぎり、“スイッチ　ト
ランザクション”を示す。
ＭＡＮＳを通じての任意の総データ速度に対して、トラ
ンザクション　スループット　レート（トランザク９３
７７秒）はトランザクションのサイズと反比例する。従
って、１−ランザクジ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ＶＡＮＳ
Ｃの個々のスループ７）（ＭＡＮＳＣの接続／切断処理
の遅延は有効ｒＬバンド幅を減す）によって、及び同時
性の解決（ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｃｙ　ｒｅｓｏｌｕｔｉ
ｏｎ）（ビジーの出口を待つ時間）によって制限される
。個々のＭＡＮＳＣのトランザクション当たりのオーハ
ーヘソドは、勿論、トランザクション　サイズとは無関
係である。
大きなトランザクションは、トランザクションスループ
ット要件を軽減するが、これらは長い時間出口及び組織
経路（ｆａｂｒｉｃ　ｐａｔｈ）を保持することによっ
て、他のｌ・ランデクジ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、ＶＡＮ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一ト分な大
きさを持ち、従って、交換コントロール複合体（Ｓ　Ｃ
Ｃ）のスループットが制限要素となる。
軽いトラヒック状態においては、スイッチ　トランザク
ションは短かく、はとんどが単一のｓｕｗｕととパケッ
トからなる。トラヒック　レベルが増加すると、トラン
ザクション　レートも増加する。
ＳＣＣのトランザクション　レートの限界に接近すると
、トランザクション　サイズがトランザクション　レー
トがＳＣＣがオーバーロードするポイントより少し低く
維持されるように動的に増加される。これは、統合コン
トロール戦略（ｃｏｎｓｏｌｉｄａｔｉｏｎ　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ｓｕｗｕ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ＴＬ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
管理するフィードハック機構について説明する。
３．３．１．４　　性能目標 しかしながら、ＭＡＮのデータ　スループットは、個々
のＳＣＣコントロール要素の極めて高い性能に依存する
。例えば、データ　スイッチ内の個々のＸＰＣ１２２，
１２４は秒当たり少なくとも６７．０００個の接続を設
定及び切断することを命令される。明らかに、個々の要
求は、最大でも数マイクロ秒内に処理されなければなら
ない。
同様に、ＭＡＮＳＣの機能も高速度にて遂行されなけれ
ばならない。これらステップがパイプライン連結される
ものと想定すると、ステップ処理時間の総和が接続及び
切断遅延に寄与し、これらステップ時間の最大がトラン
ザクション　スループットの限界を与える。このため、
この最大及び総和をそれぞれ数マイクロ秒及び数十マイ
クロ秒に保つことが目標とされる。
同時性問題の解決もまた迅速で効率的でなければならな
い。宛先端末のどジー／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ＶＡＮＳＣ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、制御メソセージ送信時間を短か
く保ち、リンクが統計的多重化からの競合遅延を最小に
するように低占拠率にてランするように高速（おそらく
少なくとも１０Ｍｂ／　ｓ　）にてランすることが要求
される。
３．３．２　　データ網（ＤＮｅｔ） このＤＮｅｔはリチャーズ２段再配列可能ノンブロッキ
ング同報通信網である。このトポロジーはこの同時通信
能力のためでなく、この２段構造が網を分散制御のため
に分離されたサブセットに分割できるために選択される
。
３．３．２．１　　設計パラメータ リチャーズ網の能力は、１つの有限パターンに従って入
り口を異なる第１の段のスイ・フチ上の複数のアピアラ
ンシズ（ａｐｐｅａｒａｎｃｅｓ）に割り当てることか
ら得られる。選択された特定の割り当てパターン、入り
口当たりの複数のアピアランシズの数ｍ、入り口の総数
、及び第１と第２の段のスイッチの間のリンクの数によ
って、網をブロッキングすることなく再配列するために
許される第２の段のスイッチ当たりの出口の最大数が決
定される。
第７図に示されるＤＮｅｔは個々が第１の段のスイッチ
上に２個のアビアランシズを持つ１０２４個の入り口を
もつ。個々の第１と第２の段のスイッチの間に２つのリ
ンクが存在する。これらパラメータがこれら入り口を分
配するためのパターンと一体となって、第２の段のスイ
ッチ１個当たり１６個の出口が与えられたとき、この網
が同報通信に対してブロッキングを起さないように再配
列することが確保される。
ＭＡＮは同報通信あるいは再配列を使用しないため、故
障グループあるいは他の問題によって正当化できないこ
れらパラメータは、経験が得られ次第変更することが可
能である。例えば、３２の故障グループ　サイズが耐え
られることが確認さた場合は、個々の第２の段のスイッ
チは３２個の出力を持つことができ、従って、第２の段
のスイッチの数を半分に削減することができる。この変
更ができるか否かは、個々の倍のトラヒックを処理する
ＳＣＣコントロール要素の能力に依存する。
これに加えて、ブロッキングの確率が増加するため、こ
の増加が網の性能を大きく落さないことが確認される必
要がある。
この網は６４個の第１の段のスイッチ１２１及び６４個
の第２の段のスイッチ１２３をもつ。個々の入り口は２
つのアビアランシズを持ち、第１と第２の段のスイッチ
の間に２つのリンクが存在するため、個々の第１の段の
スイッチは３２個の入り口及び１２８個の出口をもち、
個々の第２の段は１２８個の入り口及び１６個の出口を
もつ。
３、　３．　２．　２　　動作 価々の入り口が２個のアピアランシズを持し、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、任意の出ロスイノチは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、ＣＮｅｔ上の１つのＸ
ＰＣＩ　２２．１２４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ソセー
ジを受信する。これらコントロールによっては高レベル
の論理は遂行されない。
３．３．３　　コントロール網及びＭＡＮＳコントロー
ラの機能 ３．３．３．１　　コントロール網（ＣＮｅｔ）先に簡
単に説明されたＣＮｅｔ１３０．１３４．１３５は、Ｍ
Ｉ　ＮＴ、ＭＡＮＳＣ，及びＩＳＣを相互接続する。こ
れらは３つのタイプのメソセージ、つまり、ブロック１
３０を使用しての旧ＮＴからＶＡＮＳＣへの接続／切断
オーダー、ブロック１３４を使用してのＭＡＮＳＣから
ＩＳＣ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Ｍ　Ｉ　Ｎ　ＴへのＡ
ＣＫ及びＮＡＫを運ぶ。第７図に示されるＣＮｅｔは３
つの対応するプレーン、つまり、セクションをもつ。プ
ライヘー）ＭＡＮＳＩ　４Ｏ−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からの要求メソセ
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。ＭＡＮＳＣ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（Ａ、ＣＫ）、否定的受取
通知（ＮＡＫ）、及びＩＳＯコマンド　メソセージをＣ
Ｎｅｔ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ＭＩＮＴ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及びこのメソセージは大きな技術挑戦を要求す
る。ＣＮｅｔ内での競合問題は、ＭＡＮＳ全体の競合問
題を反映し、独自の同時性の解決を要求する。これらは
第７図に示されるコントロールＳ、同から明白である。
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つ以上のメソ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は一連の要求が旧ＮＴから
の前の要求が次の要求が到達する前に集信器によってパ
スされるのに十分に離して送くられることを保証する。
ＭＩＮＴは所定の期間内にある要求に対する受取通知が
受信されない場合はタイムアウトする。別の方法として
、制御データ集信器１３６は、この出口への任意の入り
口上に受信される任意の要求を単に“ＯＲ”処理し、誤
り要求は無視し、受取通知を行なわず、タイム　アウト
させることもできる。
ブロック１３０．１３４．１３５内において機能的に必
要とされるものに、非常に小さい固定長パケット、低競
合及び低遅延に対して専用化されたミイクロＬＡＮであ
る。リング　ネットは相互接続が簡単であり、優雅に成
長でき、また単純なトークンレス　アト／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ン
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。
最も長いメソセージ（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
の完全なメソセージを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２、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／バケント　　ピット、及
び関与するＶＡＮＳ入力及び出力ポートの■Ｄが含まれ
る。
個々のＶＡＮＳＣ１４０の所に到達するメツセージの速
度は、このメソセージ処理速度を超えることがあるため
、ＭＡＮＳＣはそのメソ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ソ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（噴量がある
。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、普通パケノド待行列、及びおそら＜、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。これは破局ではなく、統合戦略内のフィードバ
ック機構によって、トラヒックが多くなると、スイッチ
　トランザクションのサイズが大きくされるだけである
。個々のＭＩＮＴはある１つのＤＮｅｔ出口に向けられ
た存在する全てのパケットを１つのトランザクションに
結合する。こうして、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ｇ通パケ
ット待行列より長くされる。優先パケットは、元のＬＵ
ＷＵに再結合されるパケットより統合による利益を得る
可能性が低く、これは、この別個の高優先待行列を支持
する。ＭＩＮＴにより多くのパケットを統合するように
させるために、普通パケット待行列を“あるべき”長さ
より短かくすることができる。シミュレーションの結果
は、４個の要求能力を持つ優先待行列及び８個の要求能
力をもつ普通待行列が適当であることを示す。
両方の待行列のサイズはシステムの性能に影響を与え、
システムの実際の経験に基づいて？ｈ　３Ｊｆ１１節す
ることができる。
優先はサービス指標６２３　（第２０図）のタイプ内の
優先指標によって決定される。音声パケットにはこれら
が小さな遅延を要求するため優先が与えられる。全ての
単一パケット　トランザクション（ＳＵＷＵ）に優先を
与えることもできる。
高優先サービスに対しては料金が高くされる可能性があ
るため、ユーザは長いＬＵＷＵの複数のパケットに対し
て高優先サービスを要求することには消極的になると考
えられる。
３．３．３．２．２　　ビジー／アイドル　チエツク 接続要求が最初にＭＡＮＳＣの所に到達すると、これは
テスト１５３において検出されるが、このテストはこれ
と切断要求との判別を行なう。宛先出口のビジー／アイ
ドル状態がチエ・ツクされる（テスト１５４）。宛先が
ビジーである場合は、ビジーの否定的受取通知（ＢＭＡ
Ｋ）が要求ＭＩＮＴに戻され（動作１５６）、要求ＭＩ
ＮＴ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（１６０．１６
２）。指定された待行列が一杯である場合は、ＣＮＡＫ
　（制御否定的受取通知）が戻される（動作１６４）。
そうでない場合は、要求が待行列１５０あるいは１５２
内に置かれ、同時に宛先が捕捉される（ビジーとマーク
される）（動作１６６あるいは１６７）。オーバーワー
ク（満杯の待行列）のＭＡＮＳＣもＢＮＡＫを戻し、Ｂ
ＮＡＫ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　チエツク及び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Ｍ　Ａ　Ｎ　Ｓ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　チエツクは接続要求
スループット及びＩＬの利用を落さないように十分に速
く遂行しなければならない。これがキューイングの前の
ビジー　テストの必要性を説明する。さらに、別個のハ
ードウェアを用いて出口の同時性を事前にテストするこ
とが要求されることも考えられる。この手順はＭＡＮＳ
Ｃ及びＣＮｅｔを反復Ｂ　Ｎ　Ａ　Ｋ要求から開放し、
成功要素スループットを増加させた。またＭ　Ａ　Ｎ　
Ｓ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がらの要求にこれよ
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
しての経路をハントする。これは単に最初に入りＩＬが
接続された２つの入り口を調べ（動作１７２）、その人
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エツク（テスト１７４）することか
ら成る。４つの全てがビジーである場合は、組織ブロッ
クＮＡＫ（組織ＮＡＫ）、あるいは組織ブロック否定的
受取通信（ＦＮＡＫ）が要求ＭＩＮＴに戻され、要求Ｍ
ＩＮＴは後に要求を再度紙みる（動作１７８）。また捕
捉された宛先出口が開放される（アイドルとマークされ
る）（動作１７６）。ＦＮＡＫは希であると予想される
。
４つのリンクが全てビジーでない場合は、アイドルの１
つが選択され、そして最初に第１の段の入り口、次に１
つのリンクが捕捉され（動作１８ｏ）され、両方ともビ
ジーとマークされる（動作１８２）。
次にＭＡＮＳＣはその専用のコントロール　パスを用い
てそれと関連する第２の段のスイッチ内のＸＰＣにクロ
スポイント接続オーダーを送くる（動作１８８）。これ
は選択されたリンクをその出口に接続する。同時に、も
う１つのクロスポイント　オーダーが（右から左への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ｌ−１９０）、ＡＣＫが発信ＭＩＮＴに戻される
（動作１９２）。
３．３．３．２．４　　切断 網資源をできるだけはやく解放するために、切断要素は
接続要求と別個に最高の優先にて処理される。これらは
オーバーフローを起すことがないように１６語長（出口
の数と同一）にて作られた別個の待行列１７０をもつ。
切断要求は、旧ＮＴからの要求を受信し、接続要求と切
断要求との判別を行なうテスト１５３において検出され
る。出口が解放され、この要求は切断待行列１７０内に
置かれる（動作１９３）。ここで、この同一出口に対す
る新たな接続要求を、出口がまだ物理的に切断されてい
なくても受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。ＭＡＮ
ＳＣ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１９６）、これらを解放
するために２つのＸＰＣオーダーを送くる（動作１８６
及び１８８）。その後、テスト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。
ＶＡＮＳＣはその出口の位相整合及びスクランブル回路
（ＰＡＳＣ）２９０からの状態を検出し、データの伝送
が発生したか調べる。
３．３．３．２．５　　パラレル　パイプライニング 資源の捕捉及び解放を除いては、１つの要求に対する上
の複数のステップは同−ＭＡＮＳＣ内の他の要求のステ
ップと独立しており、従って、ＶＡＮＳＣスループット
を向上させるためにパイプライン連結される。パラレル
動作を通じてさらに大きなパワーが達成される。つまり
、経路ハントはビジー／アイドル　チエツクと同時に開
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Ａ
ＣＫあるいはＮＡＫまでの）は、関与するステップ時間
の総和であることに注意する。後者はパラレル化によっ
て向上されるが、パイプライン連結によっては向上され
ない。
３．３．４　　エラー検出及び診断 全ての小さなメソセージを検証するためのＣＮｅｔ及び
このノードに対する高コストのハードウェア、メツセー
ジ　ビット、及び時間のかかるプロトコールが回避され
る。例えば、ＭＡＮＳＣからＸＰＣへの個々のクロスポ
イント　オーダーはコマンドのエコー、あるいは返され
るＡＣＫさえも要求しない。ＭＡＮＳＣはメンセージが
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
チエツ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。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ＩＳＣ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
メソセージ、例えば、クロスポイント監査メソセージが
ＣＮｅｔ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は旧ＮＴ、ｌ　Ｌ、及び
ＭＩＮを用いて故障回路を同定するためにＭＡＮＳ上で
試験を行なう。例えば、任意のＩＬから送られた５ＵＷ
ｔＪの７５％が任意の出口に通過する場合は、そのＩＬ
の２つの最初の段の１つからの２つのリンクの１つが欠
陥をもつと結論することができる。（このテストは、決
定論的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　オン　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ＭＡＭＳＣの１６
ＰＡＳＣ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ＭＴＮＴ及びＭ
ＩＮを調整するためには、全てのＭＩＮＴ及びＭＩＮへ
の低バンド幅メソセージ　リンクを持つ中央知能が要求
される。Ｍ　Ｉ　ＮＴ間接続が与えられると（第１５図
参照）、必要とされるハードウェアをもつ任意のＭＩＮ
Ｔが診断タスクを遂行できる。ＮＩＭはいずれにしても
テスト５ＵＷＵがその宛先に到達するか否かを知らせる
ために関与が必要となる。勿論、作業ＭＩＮＴ上の全て
のＮＩＭが他の全てのこのようなＮＩＭとメソセージを
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ＭＡＮＳＣ１４０の線図である。これは回路
接続を設定するためあるいは切断するためにデータ網１
２０にコントロール命令を送くるユニットである。これ
はコントロール網１３０からリンク１３９を介してオー
ダーを受信し、また肯定的及び否定的の両方の受取通知
を要求旧ＮＴＩ　１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Ｍ
ＡＮＳＣ１４０と関連する第２の段のコントローラ１２
４に命令を送くる。
入力は入り口１３９から要求受入ポー１−１４０２の所
で受信される。これらは受入コントロール１４０４によ
って要求された出口がビジーでないか調べるために処理
される。出口メモリ１４０６はＭＡＮＳＣ１４０が責任
をもつ出口のビジー／アイドル指標を含む。出口がアイ
ドルである場合は、第８図と関連で前に説明された２つ
の待行列１５０及び１５２の１つに置かれる。要求が切
断に対するものであるときは、その要求は切断待行列１
７０内に置かれる。出ロマソプ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
ユニソｌ−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Ｍ［ＮＴ１１に分配器１３
８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
経路の設定を制御し、また要求入力リンクと空きの出力
リンクとの間のデータ網内に使用できる経路が存在しな
い場合に出口メモリ１４ｏ６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ｌ’　４２８から送（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１４３
０から送くられる。切断要求に対しては、静的マツプ１
４２２が要求入力リンクから要求される出力リンクへの
経路を設定するためにどのリンクを使用すべきか知るた
めに調べられる。次にリンク　マツプ１４２４が該当す
るリンクが使用できるかを知るために調べられ、使用で
きる場合は、これらがビジーとマークされる。経路メモ
リ１４２６がこの経路が設定されたことを示すために更
新され、これによってその後切断オーダーがきたとき該
当するリンクをアイドルにすることが可能となる。
これらの動作の全てはサービス　コントロール１４２０
の制御下において遂行される。
コントローラ１４２０及び１４０４は単一のコントロー
ラであっても、別個のコントローラであっても良（、ま
たプログラム制御することも、あるいは逐次論理にて制
御することもできる。これらコントローラは、高スルー
プ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　メツセージ網１３０　（第７図）は出力
１３７をデータ集信器１３６から取り、接続あるいは切
断要求を表わすこれら出力をＶＡＮスイッチ　コントロ
ーラ１４０に送くる。集信器１３６の出力は発信レジス
タ１３３内に一時的に格納される。ハス　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
ら要求は次にハス１３２上に置かれるが、この出力は一
時的に中間レジスタ１４１内に置かれる。バスアクセス
　コントローラ１３１は次にレジスタ１４１からの出力
をＭＡＮスイッチ　コントローラ１４０のε突当する１
つにリンク１３９を介してレジスタ１４１の出力をリン
ク１３９に接続されたバス１４２上に置くことによって
送くる。この動作は３つのフェーズによって達成される
。第１のフェーズにおいて、レジスタ１３３の出力がバ
ス１３２上に置かれ、ここからレジスタ１４１にゲート
される。第２のフェーズにおいて、レジスタ１４１の出
力がバス１４２上に置かれ、ＭＡＮスイッチ　コントロ
ーラ１４０に配達される。第３のフェーズにおいて、Ｍ
ＡＮ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１３
６が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。
コントロール網１３４及び１３５はコントロール網１３
０と類似の方式にて動作する。
３．６　要約 ＭＡＮＳに対する大きなハンド幅及びトランザクション
　スループット要件を満足させるための構造について説
明された。データ　スイッチ′ｆＦＪｌＶＩｉ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（Ｓ　ＣＣ）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ｘｐ
ｃ、個々の第２の段をもつ知能コントローラＭＡＮＳＣ
，及びコントロール断片を一体に結び、これらをＭＩＮ
ＴにリンクするＣＮｅｔを含む。
４、メモリ及びインタフェース　モジュールメモリ及び
インタフェース　モジュール（旧ＮＴ）は外部光ファイ
バ　リンクのための頌信インタフェース、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スインチに送くるための送信機を提供する。
説明の設計においては、個々のＭＩＮＴは４つの網イン
タフエース　モジュール（ＮＩＭ）を処理し、スイッチ
への４つのリンクを持つ。ＭＩＮＴはデータ交換モジュ
ールである。
４．１　基本機能 ＭＩＮＴの基本機能は以下を提供することである。
１、　個々のＮＩＭに対する光フアイバ受信機及びリン
ク　プロトコール　ハンドラ。
２、　スイッチへの個々のリンクに対するリンクハンド
ラ及び送信機。
３、　スイッチを横断しての伝送を待つパケソ１−を収
容するためのバッファ　メモリ。
４、　　ｙＩ経路の設定及び切断を指令するスイッチに
対するコントローラへのインタフェース。
５、　アドレス翻訳、ルーティング、スイッチの効率的
使用、集められたパケットの秩序ある伝送、及びバッフ
ァ　メモリの管理のためのコントロール。
６、　システム全体の動作、監督及び維持のためのイン
タフェース。
７、動作、監督、及び保守機能のための個々のＮＩＭへ
の市ＩＪ？卸チャネル。
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、ルの一部
的フローの基礎的理解が必要である。
第１０図はＭＩＮＴの全体像を示す。データはＭＩＮＴ
内に個々のＮＩＭからの高速（１００−１５０Ｍ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プットを落す。大きな最大
バケット　サイズは最大サイズパケット以下のトランザ
クションに対してメモリを浪費する。リンクは外部リン
ク　ハンドラ１６（ＸＬＨ）に終端するが、これは、こ
れがパケット全体をそのバッファ　メモリ内に置くとき
、必要な見出し欄のコピーを保持する。この見出し情報
が次に、バッファ　メモリ　アドレス及び長さとともに
中央コントロール２０にパスされる。中央コントロール
は宛先ＮＩＭをアドレスから決定し、このブロックをこ
の同一宛先への伝送を待つブロックのリスト（存在する
場合）に加える。中央コントロールはまた未処理の要求
が既に存在しな、い場合は、このスイッチ　コントロー
ラに接続要求を送くる。中央コントロールがスイッチ　
コントローラから接続要求が満されたことを示す受取通
知を受信すると、中央コントロールはメモリブロックの
リストを該当する外部リンク　ハンドラ１７（ＩＬＨ）
に送くる。ＩＬＨは格納されたデータをメモリから読み
出し、これを高速にて（おそらく入りリンクと同一速度
にて）ＭＡＮスイッチを送り、ＭＡＮスイッチはこれを
宛先に向ける。このブロックが伝送されるとき、ＩＬＨ
は中央コントロールに、このブロックがＸ　Ｌ　Ｈによ
って使用が可能な空きブロックのリンクに加えられるよ
うに通知する。
４．３　メモリ　モジュール 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、どのモジュールも要求されるサ
イクルを遂行するのに十分な時間ないように続けて要求
を受信しないように同期様式にて編成される。典型的な
ＭＡＮアプリケーションにおける１つのＭＩＮＴＩＩに
対するメモリのレンジは１６−６４Ｍパイトチする。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　光器タイム　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。個々はデータ伝送リング
１９　（セクション４．４参照）と関連する論理から読
出し／書込み要求を受信する。この設定コマンドはこの
同一リング上の専用のコントロール　タイム　スロット
から来る。
４、３．２．　１　　コントロール コントロールの観点からは、ＴＳＡは第１１図に示され
るようなセットのレジスタのように見える。個々のＸＬ
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。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
、及ヒ診断コントロール　レジスタ２２６が含まれる。
４．３．２．２　　動作 通常の動作においては、ＴＳＡ２０３はリングインタフ
ェース論理から以下の４つのオーダータイプ、つまり、
（１１Ｘ　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“読出し”
要求、（３１Ｘ　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）ＴＳＡに復元
サイクルあるいは他の特別の動作を遂行するように告げ
る“アイドル　サイクル”指標のみを受信する。個々の
オーダーには関与するリンク　ハンドラの同定が付随し
、“書込み”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、Ｘ　Ｌ　Ｈ
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エツ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
エツ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Ｉ
Ｌ’Ｈによってロードされていることを前提に、ロード
する。これらがロードされていない場合は、ＴＳＡはこ
のチャネルを“不活性（ｉｎａｃｔｉｖｅ）　　”とマ
ークする。
上の説明から、“新アドレス”動作の機能は推測できる
。ＴＳＡ２０３はリンク同定、２４−ビット　アドレス
、及び８−ビット　カウントを受信する。ＸＬＨ１６に
対しては、これは単に関連するレジスタをロードする。
ＩＬＨ１７の場合は、ＴＳＡはチャネルがアクティブで
あるか否がチエツ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　データ伝送リング データ伝送リング１９のジョブはリンク　ハンドラ１６
．１７とメモリ　モジュール２０１、。
、、、２０２の間でコントロール　コマンド及び高速デ
ータを運ぶことにある。このリングは全てのリンクが同
時にランするのに十分なバンド幅を提供する。ただし、
これはこのバンド幅をこのリングに接続する回路が決し
てデータを高速バーストにて伝送するよう要求されるこ
とかないよう注意深く割り当てる。つまり、固定のタイ
ム　スロット　サイクルが採用され、スロットが十分に
離れた間隔で個々の回路に割り当てられる。この固定サ
イクルの使用はまた、発信及び宛先アドレスがリング自
体の上に運ばれる必要がないことを意味する。これはこ
れらが任意のポイントにおいて正しく同期されたカウン
タによって簡単に決定できるためである。
４．４．１ｉＪ凛東鱈吐追 このリングは３２データ　ビット幅であり、２４ＭＨｚ
にてクロックされる。このバンド幅は最高１５０Ｍビッ
ト／秒までのデータ速度をサポートするのに十分である
。このデータ　ビットに加えて、リングは４つのパリテ
ィ　ビット、２つのタグ　ビット、スーパーフレームの
開始を同定する１つの同期ビット、及び１つのクロック
信号を含む。リング内において、差動ＥＣＬであるクロ
ックを除いて、全ての信号に対して非平衡終端されたＥ
ＣＬ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　　タイム　スロット　シーケンス要件上の
目的をかなえるためには、タイム　スロット　サイクル
は以下の幾つかの制約をもつ。
１、個々の１つの完結したサイクルにおいて、個々の発
信元と宛先の結合のための１つの一意的なタイム　スロ
ソＩ・が存在しなければならない。
２、個々の接続回路は適当な規則的間隔にて出現するデ
ータ　タイム　スロットを持たなければならない。具体
的には、個々の回路はデータ　タイム　スロット間にあ
る最小期間を持たなければならない。
３、　個々のリンク　ハンドラはメモリ　モジュール番
号による数値順のデータ　タイム　スロットを持たなけ
ればならない。（これはリンク　ハンドラが５１２−ビ
ット語をシャフルするのを回避するためである）。
４、　個々のＴＳＡはその間に復元サイクルあるいは他
の雑多なメモリ動作を遂行できる知られた期間を持たな
ければならない。
５、　メモリ　モジュール内のＴＳＡは全てのコントロ
ール　タイム　スロットを調べなければならないため、
コントロール　タイム　スロット間にも最小期間が存在
しなければならない。
テーブル■はこれら要件をかなえるタンミングサイクル
の１つのデータ　フレームを示す。１データ　フレーム
は全部で８０個のタイム　スロットから構成され、この
なかの６４個はデータに使用され、残りの１６個はコン
トロールに使用される。テーブルは、個々のメモリ　モ
ジュールＴＳＡに対して、その間にそれがメモリ内に書
き込まれるべきデータを個々のＸ　Ｌ　Ｈから受信し、
またその間にそれが個々のＩ　Ｌ　）Ｉに対するメモリ
から読み出されたデータを供給することを要求されるス
ロットを示す。５つおきに来るスロットはコントロール
　タイム　スロットであり、この間に、示されるリンク
　ハンドラはコントロール　オーダーを全てのＴＳＡに
同報通信する。このテーブルにおいては、Ｘ　Ｌ　Ｈ及
びＩＬＨには番号０−３が与えられ、そしてＴＳＡには
番号０−１５が与えられる。例えば、ＴＳＡＯはタイム
　スロット０においてＸ　Ｌ　ＨＯからデータを受信し
、ＩＬＨＯ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、ＴＳＡＯはＸＬＨ２及びＩＬＩ
１２に対して類似の動作を遂行する。スロット４６はＸ
　Ｌ　Ｉ−Ｉ　１及びＩ　Ｌ　Ｈ１に対して使用され、
そしてスロット６３はＸ　Ｌ　Ｈ３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　スロットの続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Ｘ　
Ｌ　Ｉ−（，４つのＴ　Ｌ　Ｈｌ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　スロフトヲ共有シ、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
　フレームカ１２０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（８号によってマークされる。
Ｉ　Ｌ　Ｈ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Ｉ　Ｌ　Ｈに対して特別の“語０”同
期信号を提供する。例えば、テーブル■のタイミング　
サイクルにおいて、タイム　スロット２４（そのコツト
ロール　タイム　スロット）においてＩ　Ｌ　ＨＯによ
って新たなアドレスが送られるものとする。ここで、Ｉ
　Ｌ　ＨＯに対して５から１５の番号を与えられたＴ　
Ｓ　Ａ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
Ｏ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。
テーブルＩ リング　タイム　スロットねりあて Ｘ　Ｌ　Ｈ　０ ＸＬＨＩ ＸＬＩ１２ ＸＬＩ＋３ ＩＬＩＩＯ Ｉ　ｔ，　Ｈ　１ ｌ０ ＩＬｌ１２ Ｉ　Ｌ　Ｈ　３ ＣＣ Ｏ ■ ＸＬＩＩＯ ■ ＸＬＩＩＩ Ｘ　Ｌ　１１２ ■ ■ Ｏ ＸＬＩ−１３ ■ ■ Ｉ　Ｌ　ＩＩ　０ ＬＨＩ ■ Ｉ　Ｌ　１１２ 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ＸＬＨＯ所で発生するとみな
すことができる。データ　タイム　スロットは入りデー
タをその割り当てられたメモリ　モジュールに運び、こ
のポイントで、これは出データを対応するＩＨＬに運ぶ
ために再使用される。ＸＬＨは決してデータ　タイム　
スロットから情報を受信しないため、リングはＩＬＨと
ＸＬＨＯ間で（データ　タイム　スロットに対してのみ
）論理的に破られているものとみなすことができる。
２つのタグ　ビットはデータ　タイム　スロットの内容
を以下のように同定する。
１１空 １０　データ ０１　パケットの最初の語 ００　パケットの最後の語 この”パケットの最初の語”はメモリ　モジュールＯ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（言される。
４、４．　３．２　　コン１−ロール　タイム　スロッ
ト コントロール　タイム　スロットはリング上の中央コン
トロール２０のステーションの所で発生及び終端する。
リンク　ハンドラはこれらの割り当てられたコントロー
ル　スロットをＴＳＡにオーダーを同幅通信するために
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　ビットはコントロール　タイムスロットの
内容を以下のように同定する。
１１空 １０　データ（ＣＣへあるいはＣＣから）０１　オーダ
ー ００　アドレス及びカウント（リンク　ハンドラから） ４．５．　　部リンク　ハンドラ ＸＬＨの主要な機能はＮＩＭから入り高速データ　チャ
ネルを終端し、このデータをＭＩＮＴパンファ　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Ｍ
ＩＮＴの中央コントマール２０に必要な情報をパスする
ことである。これに加えて、ＸＬＨは光フアイバ上に多
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、Ｎ１Ｍ状態の伝送及び網内のフローの制御
′ｌ［Ｉが含まれる。Ｘ　Ｌ　Ｈ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ＭＩＮ
Ｔ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ＭｌＮＴの中央コントロール　セクションへの接続
を提供する。第１２図はＸＬＨの全体を示す。
４．５．１　　リンク　インタフェースＸＬＨはファイ
バからデータを回復するために必要とされる光フアイバ
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２５４）低レベル　
プロトコール処理が次にこのデータに関してセクション
５において説明されるように高速データ　チャネル上で
遂行される（ブロック２５６）。この結果として、パケ
ット　データのみから成るデータ流が与えられる。パケ
ット　データの流れは次に先入先出（ＦＩＦＯ）待行列
２５８を通じてデータ　ステアリング回路２６０に向う
。回路２６０は見出しをＦＩＦＯ２６６に送り、完全な
パケットをＸＬＨのリング　インクフェース２６２に送
くる。
４．５．２　　リンク　インタフェースリング　インタ
フェース２６２はリンク　インタフェース内のパケット
ＦＩＦＯ２５８からＭＩＮＴのバッファ　メモリ内への
データの伝送を制御する。これは以下の機能を提供する
。
１、　リングのタイミング　サイクルとの同期の確立及
び保持。
２、　リンク　インタフェースＦＩＦＯから３亥当する
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ＦｒＦＯが一時的に
空になるたびにパケットの処理の際に遂行しなければな
らないことに注意する。
これはリングのバンド幅がリンクの伝送速度より高いた
め常時発生する。しかし、リング及びＴＡＳはこのデー
タ流内のギャップを収容するように設計されている。こ
うして、再同期は単にデータが来、またはリング　サイ
クルが正しい語ナンバーに戻どるのをまち、この間のタ
イム　スロットを”空”とマークすることから成る。例
えば、ＦＩＦ０２５８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川　　　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ＦＩＦＯ２６６内に置かれ、これが後
にＸＬＨプロセッサ２６８によって読み出される。この
見出し内には、中央コントロールがルーティングのため
に必要とする発信元及び宛先アドレス欄が含まれる。こ
れに加えて、見出しチエツクサムがこれら欄が失墜して
ないことを保証するために検証される。見出し情報は次
にメモリ　ブロック記述子（アドレス及び長さ）ととも
にパケット化され、１つのメ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フ゛ロックのＦＩ
ＦＯ２７０をメモリ　マ不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バスする。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２６
２によってコントロール　シーケンサからそのアドレス
が受信された時点で置かれる。中央コントロールとのこ
の両方の対話は、ＸＬＨプロセッサ２６８から中央コン
トロールの該当するセクションへのリンクを通じて運ば
れる。
４．６　内部リンク　ハンドラ 内部リンク　ハンドラ（Ｉ　ＬＨ）（第１３図）は、分
散リンク　コントローラとみなすことができる第１の部
分である。時間上の任意の瞬間において、この分散リン
ク　コントローラは、１つ特定（７）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。Ｐ　Ａ　Ｓ　Ｃニついては、セクション６．１に
おいて説明される。
ＭＩＮＴからＮＩＭへのファイバ　ペアのリターン　フ
ァイバ３を通じての光信号の伝送に実際の責務を持つの
はこのＰＡＳＣである。このファイバを通じて伝送され
る情報は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Ｉ　Ｌ　Ｈから受信する
。このタイプの分散リンク　コントローラがＭＡＮスイ
ッチ組織を通じての経路長が全て同一でないために必要
となる。
ＰＡＳＣが異なるＩＬＨから来る情報の全てを同一基準
クロックに整合しないと、ＮＩＭによって受信される情
報は常にその位相及びビット整合を変動させることとな
る。
ＩＬＨとＰＡＳＣとの結合は多くの点においてＸＬＨの
鏡像である。ＩＬＨは中央コントロールからブロック記
述子のリストを受信し、メモリからこれらブロックを読
み出し、そしてデータをシリアル　リンクを通じてスイ
ッチに送くる。メモリからデータが受信されると、関連
するブロック記述子がブロックが空きリストに戻される
ように中央コントロールのメモリ　マネジャーに送くら
れる。ＩＬＨとＸＬＨとＩＬＨが特別な見出し処理を遂
行せず、また必要に応じてＴＡＳがＩＬＨに追加のパイ
プライン連結を複数のブロックが１つの連続ストリーム
として伝送できるように提供する点が異なる。
４．６．１　　リンク　インタフェースリンク　インタ
フェース２８９はデータ　チャネルに対するシリアル送
信機を提供する。データはセクション５において説明さ
れるリンク　データ　フォーマン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。データはＭＩＮＴメモリ
からデータ　リング　インタフェース２８０を介して受
信され、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ＭＡＮスイッチ１ｏ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。
２．９亥当するリング　タイム　スロットにおけるリン
グからリンク　インタフェースＦＩＦＯへのデータの伝
送。
３、　パケット　（メモリ　ブロック）最後の語が受信
されたときのコントロール　セクションへの連絡。
４、パケットの最後の語が受信され、ＦＩＦＯ２８２の
状態がこの新たなパケットがオーバーフローの原因とな
らないような場合におけるメモリＴＡＳ　　２０３．、
、、．２０４　（第１０図）への新たなアドレス及びカ
ウント（存在する場合）の送出。
ＸＬＨと異なり、ＩＬＨはＴＳＡにデータ語がシーケン
ス類に受信され、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、ここがらアドレスＦＩＦＯ２８５内に格
納されたブロック記述子を提供し、中央コントロールに
プロセッサリンク　インタフェースを介してブロックが
メモリから取り出されたことを通知し、また中央コント
ロール２０に最後のブロックの伝送が完結したことを通
知する責務をもつ。
４．６．３．１　　　　コントロールとの対話ＭＩＮＴ
の中央コントロールとの対話には基本的には以下の３つ
のみが存在する。
１、　ブロック記述子のリストの受信。
２、　メモリ　マネジャーへのメモリから取り出された
ブロックの通知。
３、　スイッチ要求待行列マネジャーへの全てのブロッ
クの伝送が行なわれたことの通知。
ここに説明の設計においては、これらの対話の全ては中
央コントロールの該当するセクションへのトランスピユ
ータ　リンクを通じて遂行される。
４、　６．３．２　　ＴＳＡとの　話 ＸＬＨと同様に、ＩＬＨはそのコントロールタイム　ス
ロットを使用してブロック記述子（アドレス及び長さ）
をＴＳＡに送くる。ただし、ＴＳＡがＩＬＨから記述子
を受信すると、これらは直ちにメモリからブロックを読
み出し、リング上にデータを置く動作を開始する。ＩＬ
Ｈ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Ｉ　Ｌ　Ｈに次のアドレス
及び長さを保持するためのレジスタをＩ　供する。フロ
ー　コントロールはＩ　Ｌ　Ｈ（７）　任！’ｆｓ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ットＦＩ
ＦＯ２８２内に確保されるまで送くられるべきでばない
。
４．７ＭＩＮＴ中　コントｏ　−ＩＬ／第１４図はＭＩ
ＮＴ中央コントロール２０のブロック図である。この中
央コントロールは、ＭＩＮＴの４つのＸＬＨ１６、ＭＩ
ＮＴの４つのＩ　Ｌ。
ＨＩ３、スイッチ　コントロール（第７図）のデータ集
信器１３６及び分配器２３８、及び第１５図に示される
ＯＡ＆Ｍ中央コントロール３５２に接続される。最初に
、中央コントロール２０と他のユニットとの関係が説明
される。
ＭＩＮＴ中央コントロールはＸＬＨ１６と通信してＸ　
Ｌ　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
ＭＩＮＴメモリ内に格納されるべきパケットの見出し、
及びこのパケットがどこに格納されるべきかを示すアド
レスを提供する。ＭＩＮＴ中央コントロール２０のメモ
リマネジャーはＩＬＨ１７と通信してそれらメモリ　ブ
ロック内に格納されたメモリが既に配達されたメモリが
ＩＬＨによって開放されたことを示す情報を受信し、こ
れにより解放されたメモリが再使用される。
待行列マネジャー３１１が特定のＮＩＭに向かって到着
した最初の網ユニットがスイッチ　ユニット待行列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ＰＩＦＯ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３１８　（優先）及び３１２（９
通）のどちらかに格納される。スイッチ設定コントロー
ル３１３はこれら待行列をこれらの優先度に従って管理
し、要求をＭＡＮスイッチ１０、より具体的には、スイ
ッチ　コントロール　データ集信器１３６に送くる。通
常の負荷においては、待行列３１８及び３１２は殆んど
空であり、要求は、通常、ただちに行われ、そして、通
常、該当するＭＡＮスイッチ　コントローラによって処
理される。オーバーロード状態においては、待行列３１
８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３１
８及び３１２内に置かれた要求は、ＩＬ、Ｉ　Ｌ　Ｈｌ
及び回路スイッチ１０の出力リンクを縛るものではない
。これはＭＡＮスイッチ　コントローラ１４０　（第７
図）の待行列１５０．１５２（第８図）内の要求とは対
比的である。
スイッチ設定コントロール３１３がスイッチ１０内にお
いて接続が確立されたことを認識すると、これはＮＩＭ
待行待行列シネジャー３１１知する。ＩＬＨ１７はＮＩ
Ｍ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Ｉ　Ｌ　Ｈ１７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。Ｉ
ＬＨ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
ａｎｓｐｕ　ｔｅｒ）である。このプロセッサは４つの
入力／出力ポートをもつ。
このプロセッサはＭＩＮＴ中央コントロールの処理需要
を満すことができる。
パケットは４つのＸＬＨ１６内に来る。４つのＸＬＨマ
ネジャー３０５、発信先チエッカ−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。
Ｘ　Ｌ　Ｈに入いる個々のパケットに対する見出しがア
ドレスとともに送くられるが、ここで、このパケットは
、この見出しがＸＬＨによって遂行される見出しの循環
冗長コード（ＣＲＣ）のハードウェア　チエツクにパス
した場合は、関連するＸＬＨマネジャー３０５に直接に
格納される。ＣＲＣチエツクに合格しなかったときは、
そのパケットはＸ　Ｌ　Ｈ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。Ｘ
Ｌ■］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
パスする。ＸＬＨマネジャーは、発信元チエッカ−、ル
ータ−２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。発信元チエッカ−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エツ
クする。発信元チエッカ−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にパスし、ルータ−３０９はこのパケ
ットグループ同定を仮想網名、及びパケットの宛先名に
翻訳し、これによってどの出力リンクにパケットを送く
られるべきかが決定される。ルータ−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Ｎ
ＩＭ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・フチ１０内にスインチ接続が確立
されたとき、これらパケット全てが一度にこの接続を通
じて送くれるようにする。
スイッチ　コントロール２２の出力コントロール信号分
配器１３８は、これが接続を設定すると肯定通知を送く
る。この肯定通知はスイッチ設定コントロール３１３に
よって受信され、コントロール３１３をこれを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。ＩＬＨ１７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にこのメソ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可用とな
ったことを通知する。メモリ　マネジャー３０１はこの
解放情報をメモリ分配器３０３に送（るが、分配器３０
３はメモリをＸ　Ｌ　Ｈ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にパ
スするが、これはこのパケットに対する料金の請求、及
びＭＩＮＴ内のデータ　フローをチエツクするための適
当な統計を集めるために使用される。この統計値は後に
Ｍ　Ａ　Ｎ　ｊｉ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　　Ｍ　Ｉ　Ｎ　Ｔ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○ＡＲＭ中央コントロール３５２
から情報を受信する。これら変更は、網に加えられた追
加の端末、ある物理ポートから別のポートへの論理端末
（つまり、特定のユーザと関連する端末）の移動、ある
いは網からの物理端末の除去を反映して行なわれる。デ
ータがまたＯＡ＆Ｍ中央コントロール３５２から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に送くら
れるが、これらデータには、論理ユーザのパスワード及
び物理ポート、並びに個々の論理ユーザの特権に関する
データが含まれる。
第１５図はＭＩＮＴ網の保守及びコントロールシステム
のブロック図を示す。動作、管理及び保守（ＯＡ＆Ｍ）
システム３５０が複数のＯＡ＆Ｍ中央コントロール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Ｍ　Ｉ　ＮＴ
内において、ＭＩＮＴ中央コア１−ｏ−ル２０（７）Ｍ
ＩＮＴ　　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ＭＩ
ＮＴ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ＭＡ
Ｎ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　リンク−件 ＭＡＮシステム内のリンクはＥＵＳ（！：ＮＩＭの間（
ＥＵＳＬ）（リンク１４）、及びＮＩＭとＭＡＮハブの
間（ＸＬ）　　（リンク３）でデータを伝送するために
使用される。これらリンク上に伝送されるデータの動作
及び特性は個々の用途によって多少の差はあるが、これ
らリンク上で使用されるフォーマットは同一である。フ
ォーマットを同−にすることによって、共通のハードウ
ェア及びソフトウェアを使用することが可能となる。
このリンク　フォーマットは以下の特徴を提供するよう
に設計されている。
１、　これは高データ速度のパケット　チャネルを提供
する。
２、　これは提唱されるメトロバス”０１−１”フォー
マットと互換性をもつ。
３、　語オリエンティソ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。
４６　　これは”パケット”がいかに区切られるべきか
定義する。
５、　これば”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簡単に加えることが
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リンクの説明及び根拠 性能の観点からは、リンクの速度が速ければ速いほど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。
○ＤＬ−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。ＭＡ
Ｎアーキテクチャ−の点からは、リンクの具体的なデー
タ速度は、ＭＡＮが同Ｍ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、メトロハス
光波システム”０８−１”リンクのデータ速度と同一に
される。
このメトロバス　フォーマットに関しては、ＩＥＥＥ国
際通信会議（ＩＥＥＥ　Ｉｍｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　
ｅｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ）
、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〔メトロパス光波網に対する同期光伝送）Ｊｌ　（
Ｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　０ｐｔｉｃａｌ　Ｔｒａｎｓ
ｍｉｓｓｉｏｎ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　ｆｏｒ　Ｍｅｔｒｏ
ｂｕｓ　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　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉ
ｏｎ　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ＭＡＮＩ
はメトロバスの低レベル　リンク　フォーマットを使用
する。このリンク上の情報は連続的に反復される単純な
フレームによって運ばれる。このフレームは８８−１６
秒語から成る。最初の語はフレーミング　シーケンス及
び４つのパリティ　ビットを含む。この第１の語に加え
て、他の３つの語はオーバーヘッド語である。メトロバ
ス実現におけるノード間通信に使用されるこれらオーバ
ーヘッド語は、メトロバスの互換性のために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
ィノド特性のために、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
ラド特性は、ただし、このリンクの使用方法に幾つかの
制約を与える。ハードウェアの複雑さを適当に保つため
に、リンクのハンド幅を１６ビット語のユニットで使用
することが必要である。
５．５．２　　レベル２リンク　フォーマットこのリン
クはＭＡＮの情報伝送の基本単位である”パケット”を
移動するために使用される。パケットを同定するために
、このフォーマットは”５ＹＮＣ”語及び”Ｉ　Ｄ　Ｌ
　Ｅ”語の仕様を含む。
パケットが伝送されてない間、この”Ｉ　Ｄ　Ｌ　Ｅ”
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。パケソｔ−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Ｉ−データ伝送技術が使用され
なければならない。ＭＡＮリンクは非常に単純な語挿入
トランス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”ＤＬＥ”
語によって先行される。この語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、ＨＤ　Ｌ　Ｃ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Ｂ［５ＹＮＣリンク内で使用さ
れる実証済みの技術に類似する。トランスバレンシーを
確保するために使用される語挿入に加えて、発信側のデ
ータ速度がリンク　データ速度より少し低い場合は”Ｆ
ＩＬＬ”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ＣＲＣ１６
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Ｏの長いシーケンスが、実際に
伝送されるデータでは煩タイ［にみられるごとであるが
、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２５２）は当分野において周知である。デスクランブ
ー設計は自己同量式であり、ご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ットエラーから回復す
ることを可能にする。
５．２．３　　低速度チャネル及びフロー　コントロ−
ル レベル２フオーマツト内のペイロード語（Ｐａｙｌ。
ａｄ　ｗｏｒｄｓ）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ＭＡＮ％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
ハンド幅チャネル、例えば、フロー　コントロール　チ
ャネルに対する個別ビットに分割される。フロー　コン
トロール　チャネルは（ＥＵＳとＮＩＭＯ間の）ＭＡＮ
　　ＥＵＳＬ上でハードウェア　レベル　フロー　コン
トロールを提供するために使用される。ＮＩＭからＥＵ
Ｓへのこのフロー　コントロール　チャネル（ビット）
はＥＵＳリンク送信機に、これがさらに情報を伝送する
ことを許されるか否かを示す。
ＮＩＭは、ＥＵＳ送信機がフロー　コントロールが実施
され実際に停止されるまでに伝送されるデータの全てを
吸収するのに十分なメモリに設計される。データ伝送は
パケット間、あるいはパケット伝送の中間において停止
される。パケット間の場合ハ、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ＦＴＬＬ（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ことき”ＤＬＥ”コード
詔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において説明ノコト＜
、非常に高速のセットアツプ　コン１−ローラを持つ非
同期空間スイッチ！ｆＪｔ　織（ａ　ｓ　ｙ　ｎ　ｃ　
ｈ　ｒ　ｏ　ｎ　。
ＩＩｓ　５ｐａｃｅ　５ｗ１ｔｃｈ　ｆａｂｒｉｃ）で
ある。このスイッチのデータ組織（ｄａｔａ　ｆａｂｒ
ｉｃ）ばＤＣから２００ＭピッＩ−／秒を超えるデータ
速度にてデジタル信号を高信頼度にて伝搬するように設
計されている。
このｈａ織を通じての多くの経路が同時に存在できるた
め、ＭΔＮハブの総バンド幅要件はこのＭｉ織によって
節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、ごの径路を通
じて伝送されるデータがス・インチを通じてのその１１
；Ｉの径路上を伝送されるデータと同一の相対位相を持
つ保証はない。この高ハント幅スイノヂを使用するため
には、従って、ス４ノチボー１−から出てくるデータを
ＮＩＭへの同ルｊリンクのために使用されるクロックに
非常に速く同期することが必要である。
６、　１　　位相整合及びスクランブラ−回路（ＰＡＳ
Ｃ） スイッチから出て（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　Ａｌｉｇｎｍｅｎｔ　
ａｎｄ　Ｓｃｒａｍｂｌｅｒ　Ｃ４ｒｃｕｉｔ　、　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Ｍ　Ａ　Ｎ
ハブの部分であるため、同一のマスク　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ＩＬＨ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ＦＸＦＯ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。
Ｉ　Ｌ　Ｈ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（ｄｉｓｔ
ｒｉｂｕｔｅｄ　１ｉｎｋ　ｈａｎｄｌｅｒ）であると
考えることができる。ｒＬＨ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、ごれをこの組
織を通じてＰＡＳＣに送くる６ＰＡＳＣはこのフレーミ
ング　パターンを自体のフレーミングベターンと整合し
、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りｒ＋　ツクに同期させる
。これを成功させるためには、ＩＬＨは個々のフレーム
をＰＡＳＣによって使用される基準クロックより少しア
ドバンスした基準クロックにて送信しなければならない
。Ｉ　Ｌ　Ｈが要求するアドバンスのビット時間の数は
ＩＬＨがら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ソフ゛は、基７１
東クロック　（ＲＥＦｃＬＫ）に対して１８０度位相が
ずれたＲＥＦＣＬＫと命名される信号によってエツジ　
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　ランチの出力は、選択論理
ユニット１ｏ０７に供給されるが、ユニソ）１００７の
出力は下に説明のセレクタ１０１３を制御するのに使用
される。選択論理１００７ばラッチ１００３．、、、．
１００５の状態を反復するためのセットの内部ランチを
含む。選択論理は、論理°１”を運ぶ最高ランクのオー
ダー入力を選択するためのこれら内部ランチに接続され
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ンチの全てからの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、すると内部ラン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どる
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　
オブ　バンド回路によってセットされる。
タノプッド遅延ラインの出力はまた一連のデータ　ラッ
チ１００９．、、．１０１１に入いる。
このデータ　ラッチへの入力は基準クロックによってク
ロックされる。データ　ラッチ１００９゜、、、、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、これらはタソプッド出力ととも
にドライバＸＬ３に供給するために桁送りレジスタ（図
示なし）内に供給される。ごれはデータ流が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、タソ
プソ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Ｎ単に実現できる。ここに説明の構成は、１つ
の共通ソースクロックが存在し、個々のデータ流の長さ
が限定されているような場合、特に魅力的である。共通
ソース　クロックはクロックが入り信号から派生されな
いため必要とされ、実際、入り信号を正しくゲートする
ために使用される。クロックの長さの制限は、特定のゲ
ート選択がブロック全体に対して保持され、ブロックが
長すぎる場合、ある程度の位相それが起ると、同期が失
われ、ビットが落される原因となるために要求される。
この実施態様においては、信号がタノブソド遅延ライン
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、クロックをタソプッド遅延ライ
ンを通じてバスし、遅延クロックを用いて信号をサンプ
リングする方法を使用することもアプリケーションによ
って可能である。
６．２　クロック分配 ＭＡＮハブの動作はシステム内のＩＬＨ及びＰＡＳＣユ
ニットの全てについて単一のマスク基準クロツタの使用
に非常に依存する。マスク　クロックは全てのユニット
に正確にまちがいなく分配されなければならない。分配
されるべきこの基本クロック周波数に加えて、フレーム
開始パルスをＰＡＳＣに分配し、またアドバンス　フレ
ーム開始パルスをＩＬＨに分配しなければならない。こ
れら全ての機能は個々のユニットに入いる単一クロック
分配リンク　（ファイバあるいはより２線）を使用して
扱われる。
これらクロック分配リンク上に運ばれる情報は単一のク
ロック　ソースから来る。この情）旧よ電気及び／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和の位相を完全に保つこと
は、Ｉ　Ｌ　Ｈ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Ｏ
である。
行内の２個の１の発生はアドバンス　フに一ムパルスを
示し、行内の２個のＯ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りの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νり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
ｔｅｒｆａｃｅ　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　Ｕ　
Ｓ　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プレ
キシングを遂行し、また、個々の出力パケットに物理”
発信ポート番号”を附加することによって発信元同定の
保全性を確保する。
後者の機能は、セクション２．４で説明の網登録サービ
スと結合されて、ユーザが権利を持たない網提供サービ
スへのアクセスを得る目的で他のユーザを偽装すること
を阻止する。ＮＩＭはこうしてＭＡＮ網本体の境界を与
えＮＩＭは網提供者によって所有され、一方、ＵＩＭ（
セクション８において説明）はユーザ自体によって所有
される。
本セクシジンにおいては、ＮＩＭ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」−１１０及（ト） ＮＩＭは以下の基本機能を遂行しなければならない。
Ｉ７．ＵＳリンク　インタフェース；１つあるいは複数
のインタフェースをＥＵＳリンク（セクション２．２．
５参照）に提供する必要がある。下流リンク　（つまり
、ＮＩＭからＵＩＭへのリンク）は、ＮｒＭ入カバソフ
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、ＨＣＳ　）
が上流リンク上のＵＩＭによって生成され、下流リンク
上のＵＩＭによってチエツクされる。
部リンク　インタフェース：ＸＬ（セクション２．２．
６）はＥＵＳＬと非常に類似するが、両端におけるＤＯ
３のチエツ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ジョン　ユニット内の
宛先ポート番号がＮＩＭによってチエツクされ、不当な
値があった場合は、データが破棄される。
集信　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リンクにマツピングすることによって言亥当す
るＥＵＳＬにル−ティングされる。
見慄敗二上ユ足：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
発生器４０３　（第１６図）によって附加される。この
ポート番号はＭＩＮＴによって、”詐欺師”によるサー
ビス（最も基本的なデータ伝送サービスを含む）への無
許可のアクセスを防止するためにＭＡＮアドレスに対し
てチエツクされる。
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　　上渥軌作 入り３１４トランザクシヨン　ユニットはＵＩＭからこ
れらのＥＵＳＬインタフェース４００の受信機４０２の
所に受信され、シリアル／パラレルコンバータ４０４内
で語に変換され、ＦＩＦＯバッファ９４内に蓄積される
。個々のＥ　Ｕ　Ｓ　Ｌ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。この仲裁はハ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、ハス　アービソ
タ−（ｂｕｓ　ａｒｂｉｔｅｒ）は競合するＥＵＳＬイ
ンタフェースの１つにバスの使用権を与える。個々のト
ランザクションに対して、ポート番号発生器４０３によ
って個々のパケットの先頭に挿入されたＥＵＳＬポート
番号が最初に伝送され、これに続いて、網トランザクシ
ョン　ユニットが伝送される。ＸＬゼインフェース４４
０内において、ＸＬ送信機９６はバス　クロックを提供
し、パラレルからシリアルへの変換４４２を遂行し、そ
して上流ＸＬａ上にデータを伝送する。
７．３．２　　下流動作 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ゼインフェース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Ｎ１Ｍ受信
ハス４３０に接続される。この受信バスは、送信ハスと
類似するが、これとは独立する。また、受信バスにはパ
ラレル／シリアル　コンバータ４０８を介してＥＵＳＬ
インタフェース送信機４１０が接続される。ＸＬ受信機
はシリアル／パラレル変換を遂行し、受信バス　クロッ
クを提供し、また入りデータをバス上に供給する。個々
のＥＵＳＬインタフェースはデータと関連するＥＵＳＬ
ポート番号を復号し、必要であれば、ＥＵＳＬにこのデ
ータを転送する。
必要であれば、複数のＥＵＳＬインタフェースが、同和
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をチエツクし、続くパケットがこ
のＥＵＳＬインタフェース４００の末端ユーザに向けら
れたものであるか調べ、そうである場合は、このパケッ
トが送信機４１０にＥＵＳＬ１４に配達するために転送
される。不当なポート番号（例えば、エラー　コードス
キームの違反）は、結果として、そのデータの破棄とな
る（つまり、ＥＵＳＬインタフェースによって転送され
ない）。復号ブロック４０９は特定のＥＵＳリンクに向
けられた情報を送信バス９５からパラレル／シリアル　
コンバータ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（Ｕ　Ｉ　Ｍ）は
１つあるいは複数の末端ユーザ　システム（ＥＵＳ）　
、ローカル　エリアｙＩ（ＬＡＭ）、あるいは専用のポ
イント　ツー　ポイント　リンクを単一のＭＡＮ末端ユ
ーザ　システム　リンク（ＥＵＳＬ）１４に接続するた
めのハードウェア及びソフトウェアから構成される。こ
のセクションを通じて、用語ＥＵＳは、これら線末端ユ
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−
１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、ＥＵＳ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ＵＩＭ４ｉ能を実
現するＥＵＳインタフェースから成るものと見ると便利
である。
全てのＥＵＳが専用の外部リンクに固有の性能を要求す
るわけではない。ＮＩＭ（セクション７において説明）
によって行なわれる集信は、ＩＭりしい応答時間要件、
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バンド幅を持ち、ＸＬを効率的にロー
ドするのに必要なトラヒック量を生成しない複数のＥＵ
Ｓ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ＥＵＳ（実際にはＬＡＮあるいはリン
ク）インタフェースを提供する。この方法は、これらの
システムバスへの直接の接続を許さず、自体が制限され
たバンド幅をもつ１つのリンク接続のみを提供するＥＵ
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ＵＩＭＯ所で提供し、ＭＡＮはさらに多重化あ
るいは集信をＮＩＭＯ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ＥＵＳインタフェースの両方のアキテクチャ−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。ＶＡＮ
に接続されるＥＵＳの異種混合性のため、ＥＵＳインタ
フェースの一般扱いは許されない。かわりに、ＥＵＳイ
ンタフェース設計のオプションが示され、１つの可能な
ＥＵＳインタフェース設計を解説するために特定の一例
としてのＥＵＳが使用される。
８．２ＵＩＭ−インタフェース ＵＩＩｖｌインタフェースはＵＩＭのＥＵＳに独立した
機能を実現する。個々の網インタフエースは１つあるい
は複数のＥＵＳインタフェースを単一のＭＡＮ　　ＥＵ
ＳＬに接続する。
８．２．１　　基本機能 Ｕ　Ｉ　Ｍ％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の生成及びチエツク、データのフォーマット化
等）を遂行するのに必要なハードウェアを含む。
元二久立衡Ｖ：出網トランザクション　ユニット（つま
り、バケット及び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　−：ある１つのＬＵＷＵのバケ・
ノドが受信ＵＩＭの所に別のＬＵＷＵのパケットに挟ま
って到達することがある。幾つかのＬＵＷＵのこの同時
受信をサポートするために、網インタフエースはこの受
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Ｌ　ｔＪＷｔＪにでき
るようにしなければならない。
プロトコール処Ｊ里：出ＬＬＩ〜ＶＵは網内に伝送する
ためにバケットに断片化されなければならない。
同様に、入りバケ／トはＥＵＳ内の受イ８プロセスに配
達するためにＬ　ｔＪ　Ｗ　ｔＪに再結合されなければ
ならない。
８．８．２　７−−１−テクチャ−上からのオブショ明
らかに、上のザ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Ｍ　Ａ　Ｎ　Ｅ　Ｕ　Ｓ　Ｌ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　　ＥＵＳリンクへのインタフェ
ースは、単に、これが一般ＥＵＳの部分でない専用ハー
ドウェアからなるという理由からホストの外側に実現さ
れなければならない。ＥＵＳリンク　インタフェースは
、単に、残りのＵＩＭ網インクフェースへの双方向Ｉ１
０ポートとして機能する。他方、第２の機能であるデー
タの緩衝は、バンド幅要件が厳し過るため現存のホスト
　メモリ内に実現することはできない。
受信において、網インタフエースは入りバケットあるい
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、入りバケットを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、バ
ケット及びＳＵ　Ｗ　Ｕ伝送にも適用するが、これはこ
れらが完全に緩衝され、その後、フル速度の１５０Ｍビ
ット／秒にて伝送されなければならないためである。
これら制約はＥＵＳの外側に必要なバッファ　メモリを
提供することを要求する。ＦＩＦＯは伝送のためのに必
要とされる速度調節を提供するのには十分であるが、受
信におけるフロー　コントロールの欠如、並びに受信バ
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ハイド
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。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バケットが折り返しに到着する
可能に起因する。ただし、これはあらかじめメモリの数
ブロックを割り当てることによって（適当なバーストサ
イズの場合は）緩和できる。従って、ホスト　プロセッ
サが受信バケット　バッファを管理することは可能であ
る。同様に、ホスト　プロセッサは、第４の機能である
ＭＡＮプロトコール処理を担うことも、担わないことも
できる。
この最後の２つの機能の位置は、ＥＵＳがＵＩＭに接続
するレベルを決定する。ホストＣＰＵがバケット　バッ
ファ　メモリの管理及びＭＡＮプロトコール処理の責務
を引き受ける場合は（”ローカル”構成）、ＥＵＳイン
タフェースを横断して伝送されるデータの単位はバケッ
トであり、ホストは、ＬＵＷＵの断片化及び再結合に対
する責務をもつ。一方、これら機能がＵＩＭ内の他のプ
ロセッサに譲られる場合は（前置プロセッサ（ｆｒｏｎ
ｔｅｎｄ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ、、Ｆ　Ｅ　Ｐ　）構成
）、ＥＵＳインタフェースを横断して伝送されるデータ
の単位はＬＵＷ、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、ＬＵＷＵ全体以下かこれに等し
い任意の量であり得、また送信機によって配達されるユ
ニットは受信機によって受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賠（す。ＦＥＰ
が提供される場合は、ボス１−ＬＵＷＵに関してのみ関
知し、これらの伝送及び受信をより高いＣＰＵの集中の
ないレベルにて制御できる。
ローカル構成を使用して低コストのインタフェースを実
現することも可能であるが、以下のセクションにおいて
説明される網インタフエース　アーキテクチャ−は、Ｍ
ＡＮ網の普通のユーザである高性能ＥＵＳによって要求
されることを特徴とするＦＥＰ構成である。ＦＥＰ構成
を選択するもう１つの理由は、これがＭＡＮをＬＡＮ、
例えば、ＥＴＨＥＲＮＥＴにインタフェースするのに適
するためであるが、後者の場合、バッファ　メモリ管理
及びプロトコール処理を提供する”ホストＣＰＵ″は存
在しない。
ｕｒＭｍ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、０１Ｍ４
ＪｉＪインタフエ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、受信パフファメモリの管理及びＭＡＮネットワー
ク層プロトコールの処理はＥＵＳのホストＣＰＵの外で
遂行される。
８．２．３．１　　データの伝゛ 伝送における網インタフエ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、ＬＵＷＵの伝送
を要求するＥＵＳからのメソセージがＥＵＳインタフェ
ースに送られ、網インタフエース処理装置４０５によっ
て処理されるが、処理装置４５０は、メモリ管理及びプ
ロトコール処理段能も実現する。個々のパケットに対し
て、インタフェース処理装置４５０のプロトコール処理
部分は見出しを作成し、これを送信Ｆ［ＦＯ１５内に占
き込む。このパケットに対するデータが次にＥＵＳイン
タフェース４５１を通ってリンク　ハンドラ４６０内の
送信ＦＩＦＯ１５内に送出される。このパケットが完全
に緩衝されると、リンク　ハンドラー４６０は、これを
送信機５４５を使用してＭＡＮ　　ＥＵＳリンク上に送
出し、続いて、リンク　ハイドラ−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ＮＩ
Ｍバケット　バッファがオーバーフローを起さないよう
にフロー　コントロールされる。この伝送プロセスが個
々のパケットに対して反復される。送信ＰＩＦＯ１５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、Ｅ　ｔＪ　Ｓ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　信 入りデータ受信機４５Ｂによって受信され、１５０Ｍビ
ット／秒のリンク速度にて弾性バッファ４６２にロード
される。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に受信機ＤＭＡ
シーケンサ４２の制御下において伝送される。この転送
を遂行するために使用されるブロック　アドレスが、Ｕ
ＩＭ１３の網インタフェース処理袋Ｗ４５０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５３０
．５４０．５４２．５５０．５５２．５５４．５５６．
５５８．５６０及び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パンツアメモリ内
に置かれる。処理装置５４０内の受信待行列マネジャー
５５８は、見出しを扱かい、メモリ　マネジャー５５０
からの入力を使用して、到着するさまさせまな５ＵＷＵ
及びＬＵＷＵの追跡を行なう。ＥＵＳをデータの到着を
網インクフェース処理装置４５０によってＥＵＳインタ
フェースを介して知らされる。ＥＵＳにいかにしてデー
タが配布されるかの詳細は、採用される特定のＥＵＳイ
ンタフェースに依存し、−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ＵＩＭ網インタフェースの間で
両方向にデータを伝送することである。個々の特定の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　メソセージのフォーマット、及
ヒコントロール及びデータに対する物理経路を定義する
。
このインタフェースの個々のサイドは自体をオーバーラ
ンから保護するためにフロー　コントロール　メカニズ
ムを実現しなければならない。ＥＵＳは自体のメモリ及
び網からのこれへのデータのフローを制御できる必要が
あり、また網も自体を保護でることが要求される。この
基本機能レベルにおいては、ＥＵＳインタフェースの共
通性について述べることができるのみである。ＥＵＳイ
ンタフェースは、ＥＵＳハードウェア及びシステムソフ
トウェアが多様であるため、−様でない。
網を使用するアプリケーションの需要とＥＵＳの能力と
の関係からも性能及びフレキシビリティとの関連でイン
タフェースの設計の選択が要求される。単一のタイプの
ＥＵＳに対してのみでもさまざまなインタフェースの選
択が存在する。
このセットの選択は、インタフェース　ハードウェアが
少数の要素を持つ単純の設計から複雑なバッファ及びメ
モリ管理スキームをもつ複雑な設計に至多様な範囲に及
ぶことを意味する。インタフェース内のコントロール機
能は、単純なＥＵＳインタフェースからネットワーク　
レベル３プロトコール、さらには分散アプリケーション
のためのこれよりさらに高いレベルのプロトコールを扱
かうインタフェースまでに及よぶ。ＥＵＳ内のソフトウ
ェアも現存のネットワーク　ソフトウェアの下にはまる
簡単なデータ伝送スキームから、網の非常にフレキシブ
ルな使用を可能にする、あるいは網が提供すべき最高の
性能を実現するより複雑な新しいＥＵＳソフトウェアに
までの選択がある。これらインタフェースは特定の現存
の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ＥＵＳ
内でランする網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。
８．３．２　　ＥＵＳインタフェースの設計オプション ｔｉｉｌ置プ装センサ（ＦＥＰ）とＥＵＳ処理との間の
トレードオフは同一基本機能を達成するための異なるイ
ンタフェース　アプローチの一例である。
受信バッファの多様性について考察する。高性能システ
ム　ハスをもつ専用化されたＥＵＳアーキテクチャ−に
て組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、
リンクから来るパケット　メツセージの緩衝を行なう。
通常、網に伝送、あるいは網からの受信を行なっている
ＥＵＳは、内部パケット　メ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ＬＵＷＵからの複数のパ
ケットを緩衝することが要求される。これら３つの受信
緩衝状況の個々が可能であり、異なるデータをＥＵＳメ
モリに伝送するために大きく異なるＥＵＳインタフェー
スを要求する。ＥＵＳが網パケット　メツセージ処理す
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ＥＵＳインタフェースに負担
させ、ＥＵＳ性能を向上させることが要求される。
さまざまな送信時緩衝アプローチもＦＥＰとＥＵＳ処理
の間のトレードオフの問題を明らかにする。専用化され
たアプリケーションにおいては、高性能プロセッサ及び
バスを持つＥＵＳが網パケット　メ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ＥＵＳ
　）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ＥＵＳ処理が
負担になり過ぎる可能がある。ＦＥＰによってこのレベ
ル３の網プロトコールのフォーマット化を行なう作業を
引き受けることもできる。これは、ＥＵＳが内部網メツ
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、ＥｔＪＳインタフェース　プ
ロトコール内のコントロール情報を伝送するためのある
種の共有インタフェースが使用され、また、ＥＵＳイン
タフェース内に、ＥＵＳプロセン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Ｅ　Ｕ　Ｓ　１１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へ。
−１・　　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ＥＵ
Ｓ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　
バスを使用するハス（７）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−を太き（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、Ｅ　ｔＪ　Ｓ
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、ドライバ及び綱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ＥＵＳ従属部分を解説するために、こ
こでは１つの特定のインタフェースが説明される。この
インクフェースは、サン　マイクロシステム社（Ｓｕｎ
　Ｍｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓ、　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が単一の網イン
タフエースに接続される一例である。このＥＵＳはまた
このシステムハスに直接に接続することを可能にする。
ＵＩＭハーハードウェアＭＥバス　システム　バスにプ
ラグされる単一回路基板であるとみなされる。
最初に、このサン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。
８．３．３．１　　サン　ワークステーションＩ／ＶＭ
Ｅ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　ｍａｎａ
ｇｅｍｅｎｔ　ｕｉｎｔ、、Ｍ　Ｍ　Ｕ　）は、直接仮
想メモリ　アクセス（ｄｉｒｅｃｔ　ｖｉｒｔｕａｌ　
ｍｅｍｏｒｙａｃｃｅｓｓ、　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Ｄ
ＶＭＡ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Ｄ
ＭＡ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パス　アド
レス　スペースの最も低いメガバイト（３２ビットＶＭ
Ｅアドレス　スペース内の０ｘ００００　００００→０
ｘＯＯＯｆ　　ｆｆｆｆ）に応答して、このメガバイト
をシステム仮想アドレス　スペースの最上位メガバイト
（２８ビツト仮想アドレス　スペース内（７）Ｏｘｆｆ
Ｏ００００→０ｘｆｆｆ　　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　メモリ管理ユニット５０２はＶＭＥバス５０
４及びバッファ５０８を含むオン　ボード　メモリ５０
６に接続される。
ＶＭＥハスは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、ＥＴＨ’
ＥＲＮＥＴアクセス　チップもＭＭＵ５０２を介してメ
モリ５０８にアクセスすることができる。こうして、デ
バイスはこれら低（物理）メモリ領域内にＤＶＭＡスペ
ースとして予約されたメモリ　バッファ内でのみＤＶＭ
Ａ伝送を行なうことができる。ただし、殻は物理メモリ
　ベージへの複数の仮想アドレスへの冗長マツピングを
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Ｄ
ＶＭＡをサポートする殻ページ　マツプをセット　アッ
プするためのｍｂｓｅｔｕｐと呼ばれるルーチンを使用
する。
上に述べたごとく、特性のインタフェースの設計に当っ
て多くのオプションが存在する。サン−３インタフェー
スを用いて、ＤＭＡ伝送アプローチが設計された。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網を使用することを可能
とするＥＵＳソフトウェアのフレキシビリティ等が説明
された。
サン−３はウィンドウ　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。ＵＩＭ（第４図）内
には、ＵＩＭからＥＵＳメモリにデータを伝送し、また
ＥＵＳメモリからＵＩＭにパ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ヲ伝送する
ための共有メモリ　インタフェースも考えられる。前置
プロセッサ（ＦＥＰ）アプローチは網からのデータがよ
り高いレベルでＥＵＳに伝送されることを意味する。レ
ベル３のプロトコール処理が遂行され、パケットが、ユ
ーザの伝送のための普通サイズのユニットであるＬＵＷ
Ｕに連結される。サン上でランする多様な網アプリケー
ションのため、ＦＥＰアプローチはＥＵＳソフトウェア
が内部網パケット　フォーマットにタイトに結合される
必要がないことを意味する。
このサン−３ＤＶＭＡアーキテクチャ−はＥＵＳトラン
ザクション　サイズを最大１メガバイトに制限する。ユ
ーザ　バッファがロック　インされない場合は、酸バッ
ファをデバイスとユーザとの間の中間ステップとして使
用することもできるが、この場合、コピー動作に対して
性能が犠牲とされる。　ｍｂｓｅｔｕｐ”アプローチを
用いて伝送をユーザ　スペースに直接に行なう場合は、
ユーザのスペースがメモリにロックされ、伝送フロセス
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ＥＴＨＥＲＮＥＴ上でランする現存の
網アプリケーション、例えば、これらの網ファイル　シ
ステム（Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｆｉｌｅ　Ｓｙｓｔｅｍ　。
ＮＦＳ）をもつ。これら現存のアプリケーションをＭ、
Ａ　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（
ためには、さまざまな網アプリケーションを同時に扱う
ことができるフレキシブルなＥＵＳソフトウェア及びフ
レキシブルなインタフェース　プロトコールが要求され
る。
第１９図はＭＩＮ、ＵＩＭ、及びＥＵＳの間の動作及び
インタフェースの機能図である。この特定の実施態様内
に示されるＥＵＳはサン−３ワークステーシヨンである
。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ＮＸＭ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ＥＵＳバス９３を介して該当するＥＵＳに
伝送される。
このデータの伝送が達成するためのコントロール構造が
第１９図に示される。つまり、ＭＩＮＴからの入力は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／Ｎ　　
Ｌｌ（）５２０はメ１−ロハス物理層プロトコールの異
種をサポートする。ＮＩＭからＵＩＭへのリンク　ハン
ドラ５２４もこの実現においてはメトロバス物理層プロ
トコールをサポートするが、他のプロトコールをサポー
トすることも可詣である。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ＵＩＭ１３に送られ、ここ
でこれはＮｒＭ／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　　
ＬＨ５５２によって得られるが、これは見出し及びデー
タを通じてチエツクサムを計算及び検証し、この状態情
報を受信パケットハンドラ５５６に出力する。受信パケ
ット　ハンドラ５５６はこの状態情報をメモリ　マネジ
ャー５５０から受信されるバッファ　アドレスとペアに
し、この情報を受信パケット　リスト上に置く。
受信されたバケ７１・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５５
８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Ｉ−Ｕ　Ｗ　Ｕ及び５ＵＷＵの待行列を保
持する。受信待行列マネジャー５５８はＬＵＷＵ及び５
ＵＷＵに関する情報に・ついてＥＵＳからＥｔＪＳ／Ｕ
ＩＭリンク　ハント５　（Ｅ／Ｌｉ　　Ｌ）（）　５４
０を介して問い合わせを受け、これに応答して、ＵＩＭ
／ＥＵＳリンイア　ハンドラ（Ｕ／Ｅ　　ＬＨ）５６２
を介して通知メツセージを送る。Ｅ　Ｕ　ＳにＳ　（、
Ｊ　Ｗ　Ｕの受は取りを通知するメツセージには５ＵＷ
Ｕ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、ＥＵ
Ｓはそのメモリを受信のために割り当て、受信要求をＥ
７’Ｕ　　ＬＨ５４０を介して受信要求ハンドラ５６０
に対して発行する。受信要求ハンドラ５６０は受信ワー
クリストを作成し、これを資源マネジャー５５４に送る
。資源マネジャー５５４はハードウェアを制御し、ＥＵ
Ｓ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、ＵＩＭの所にまだデータ
の全ては到着してない。このＬ　ＵＷＵ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ＥＵ
Ｓにこれを通知し、メモリ　マネジャー５５０にＬＵＷ
ｔＪ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、ＥｔＪＳ２６からＭＩＮＴｌｌへ
の方向においては、動作は以下の通りに制御される。Ｅ
ＵＳ２６のドライバ５７０が送信要求を送信要求ハンド
ラ５４２にＵ／Ｅ　　ＬＨ５６２を介して送る。５ＵＷ
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・−夕の両方をバッファ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［λ−ル　プロトコールによってそうすることが許可
されたとき、ＵＩＭ／ＮＩＭリンタ　・＼ントう５４６
によってＮ１Ｍ２に伝送される。このパケットはＮ１Ｍ
２の所でＵ　Ｉ　Ｍ／Ｎ　ＩＮ１リック　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Ｎ１Ｍ２内の複数のバッファ９４の選
択を行なう。ＬＵＷＵの場合は、送信要求ハンドラ５４
２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７、またＵ
／Ｎ　ＬＨ５４６にパケットを許可されたとき伝送する
ように指令する。
伝送プロセスはその後Ｓ　Ｕ　Ｗ　Ｕ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５ＵＷＵあるいはＬＵＷＵの伝
送が完結したとき通知を受け、この通知があると、ドラ
イバ５７０がＵ／Ｅ　　ＬＨ５６２を介して通知を受け
、必要であれば、この送信バッファが解放される。
第１９図はまたＥＵＳ２６の内部ソフトウェア構造の詳
細を示す。２つのタイプの装置が示され、これらブロッ
ク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１１１４　（Ｎｅｔ
ｗｏｒｋ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡｄｖａｎｃｅｄＲｅｓｅａ
ｒｃｈ　　Ｐｒｏｊｅｃｔｓ　　Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａ
ｔｉｏｎ　　ｏｆ　　ｔｈｅ　　Ｕ、Ｓ。
Ｄｅｐａｒｔｍｅｎｔ　ｏｆ　Ｄｅｆｅｎｓｅ　、　Ａ
ＲＰＡｎ　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５８０（レ
ベル３）、伝送制御プロトコール（ＴＣＰ）及びユーザ
　データダラム　プロトコール（ＵＤＰ）ブロック５７
８（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）、網ファイル　サーバ（ブロック５７４）及びユ
ーザ　プログラム５７２が存在する。別の方法として、
ＭＡＮ網のサービスをユーザとドライバの間の空白ブロ
ック５８４によって示されるようにドライバ５７０と直
接にインタフェースするユーザ（ブロック５８２）プロ
グラムによって直接に呼び出すこともできる。
８．３．３．３　　ＥＵＳインタフェース機能送信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Ｅ　Ｕ　ＳとＵＩＭの間
でシステム　バスを通じてデータを伝送するためのＤＭ
Ａインタフェースである。網への伝送を行なう場合、伝
送されるべきＬＵＷＵあるいは５ＵＷＩＪ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）、ＬＵ
ＷＵ長、及びサービスのタイプ及び高レベルプロトコー
ル　タイプのためのタイプ欄が含まれる。ＤＭＡインタ
フェースはユーザデータをＥＵＳバッファからＵＩＭに
送る。この網インタフエース部分は、ＬＵＷＵ及び５Ｕ
ＷＵをパケットにフォーマット化し、このパケットを網
へのリンク上に送出する任務をもつ。このコントロール
　インタフェースはフロー　コントロールに対スる多重
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
これに応答してパケット見出しからのＬＵＷＵ情報及び
ＥＵＳトランザクションのどれだけの量が到達したかに
関する現在の情報を送る。コントロール　インタフェー
スを通じて、ＥＵＳはこれらメモリからデータを受信す
ることを要求し、ＤＭＡインタフェースはＵＩＭ上のメ
モリからのデータをＥＵＳメモリ　バッファ内に送る。
受信側のインタフェース　プロトコール内のこのポーリ
ング及び応答メカニズムは網からのデータの受信に対し
て多くのＥＵＳフレキシビリティを与える。ＥＵＳは発
信ＥＵＳから来るトランザクションの全部を受信するこ
とも、一部を受信することもできる。これはまた、受信
におけるＥＵＳに対するフロー　コントロール　メカニ
ズムを提供する。ＥＵＳはこれがなにを受信し、これを
いつ受信し、またどのような順番で受信するかをコント
ロールする。
８、　３．　３．　４　　サン　ソフトウェア本セクシ
ョンは典型的な末端ユーザ　システムであるサン−３ワ
ークステーシヨンがどのように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
（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　
　ＵＮＩＸ■オペレーティング　システムはカリフォル
ニア、バークレイ大学 （ｔｌｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　ｏｆ　Ｃａ１ｉｆｏｒｎｉ
ａ　ａｔ　Ｂｅｒｋｅｌｙ）によって開発された４、２
ＢＳＤ　　ＵＮＩＸシステムから派生されるものである
。４．２ＢＳＤと同様に、これは殻の部分として、ＡＲ
ＰＡｎｅｔプロトコ−）Ｌｉ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、Ｅ　Ｔ　ＨＥ　ＲＮ　Ｅ　Ｔコントロ
ーラから成り、ここにリンク層ＭＡＣプロトコールが実
現される。サン　ワークステーションをＭＡＮｉ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ＭＡＮＭ４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。
Ｍ　Ｎ　Ａ　４ｑは当然コネクションレスあるいはデー
タグラム　タイプの網である。ＬＵＷＵデータとコント
ロール情報が網に向ってこのインタフェースを横断する
ＥＵＳ　）ランザクジョンを形成する。
現存の綱サービスはＭ　Ａ　Ｎ　ＩｉｌデータグラムＬ
ＵＷＵ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データダラム　ネットワーク層の上部にアプリ
ケーション　サービスを構築する。サンは既に多様な網
アプリケーション　ソフトウェアをもつため、ＭＡＮド
ライバは複数の上側層を多重化するフレキシビリティを
もつ基本サービスを提供することができる。この多重能
力は、現存のアプリケーションに対してのみでなく、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
ＵＳ内にアドレス翻訳サービス機能が必要である。これ
によってＩＰアドレスがＭＡＮアドレスに翻訳可能であ
る。このアドレス翻訳サービスは機能において現在のサ
ン　アドレス　リゾリュージョン　プロトコール（ＡＲ
Ｐ）に類似するが、実現において異なる。特定のＥＵＳ
がそのアドレス翻訳テーブルを更新したい場合、これは
ＩＰアドレスとともに網メ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機能することができる。
８．３．３．４．２　　デバ′イス　ドライバ上部サイ
ドにおいては、ドライバが伝送のためのより高いプロト
コール及びアプリケーションからのＬＵＷＵの複数の異
なるキューを多重化し、受信されたＬＵＷＵをより高い
層のための複数の異なるキューにキュー　アップする。
ハードウェア　サイドにおいては、ドライバはユーザ　
メモリ　バッファへのあるいはこれからのＤＭＡ伝送を
セット　アップする。ドライバはユーザ　バッファをメ
イン　システム　バスを通じてＤＭＡコントローラによ
ってアクセスすることができるメモリ内にマツピングす
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、ＬＵＷＵの長さ、サービスのタイプ及びより高いレ
ベルのプロトコールを示す欄、並びにＤＭＡに対するデ
ータ位置が含まれる。Ｕ　Ｉ　Ｍはこのコントロール情
報を用いてパケット見出しを形成し、ＬＵＷＵデータを
ＥＵＳメモリから送出する。
受信においては、ドライバはポール／応答プロトコール
をＥＵＳに入りデータを通知するＵＩＭにて実現する。
この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。（小さなメンセー
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斗閏に
基づいてこのメンセージをどのように受信し、どのより
高いレベルの実体にこれをパスするか決定するフレキシ
ビリティを持つ。タイプ欄に基づいて、これは単に通知
を配達し、受信決定をより高い層に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、ＵＩ
ＭによるＤＭＡ動作が遂行される。データを受信するた
めのＥＵＳバッファをあらかじめプロトコール　タイプ
に対して割り当ておき、ドライバが受信を固定された様
式で扱うようにすることもでき、また単に通知を送る場
合のようにドライバがより高い層からバッファ情報を得
てこれを扱うようにすることもできる。これがサン環境
においてドライバに現存及び新たなアプリケーションの
両方を扱うために要求されるフレキシビリティのタイプ
である。
８．３．３．４．３　　生ＭＡＮインタフェースソフト
ウェア 将来、ＭＡＮ網の機能を直接的に使用することを目的と
してアプリケーション　プログラムが作成された暁には
、このアドレス翻訳機能は必要でなくなる。ＭＡＮデー
タグラム制御情報は専用のＭＡＮネットワーク層ソフト
ウェアによって直接に指定できるようになる。
ＶＡＮプロトコールは発信ＵＩＭから網を横断しての宛
先ｔＪＩＭ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。ＵＥＳから来るデータはＥＵＳメ
モリ内に駐在する。ＥＵＳからの制御メンセージはＵＴ
Ｍに対してデータの長さ、このｔ、ｕｗｕ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ＵＴＭに異なる
方法にてバスされるが、ただし、データはＤＭＡ伝送に
てバスされる可能性が大きい。
ＵＩＭはこのＬＵＷＵを網に送る。潜在的な遅延を低減
するため、大きなＬＵＷＵは網に１つの連続したストリ
ームとしては送られない、ＵＩＭはＬＵＷＵをある最大
サイズを持つことができるパケットと呼ばれる断片に切
断する。この最大サイズより小さなＵＷＵは５ＵＷＵと
呼ばれ、単一のパケット内に収容される。複数のＥＵＳ
がＮＩＭＯ所で集信され、これらパケットはＵＩＭから
ＮＩＭへのリンク（ＥＵＳＬ）に送られる。あるｔＪＩ
Ｍ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（ｄ
ｅｍａｎｄ　ｍｕｌｔｉｐｌｅｘ）される。遅延は、Ｅ
ＵＳのどれもがＭＩＮＴへのリンクを共有する別のＥＵ
Ｓからの長いＬＵＷＵの伝送の終了を待つ必要がないと
いう理由から低減される。ＵＩＭは個々のパケットに対
して元のＬＵＷＵトランザクションから情報を含む見出
しを生成するが、これによって、個々のパケットは網を
通じて発信ＵＩＭから宛先ＵＩＭにパスされ、そして、
発信ＥＵＳによって網にパスされたのと同一のＬＵＷＵ
に再結合される。このパケット見出しはＭＡＮ網内のネ
ットワーク層プロトコールに対する情報を含む。
ＮＩＭがパケットをそのＸＬ上のＭＩＮＴに送る前に、
これは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ＭＩＮＴによって発信ＥＵＳが
そのユーザが許可をもつポートの所に位置するか検証す
るのに使用される。このタイプの追加のチエツクは、１
つあるいは複数の板層網を処理するデータ網によっては
この板層網のプライバシーを確保するために特に重要で
ある。ＭＩＮＴはこのパケット見出しをパケットに対す
るルートを決定するため、並びに他の考えられるサービ
スのために使用する。
ＭＩＮＴはパケット見出しの内容は変えない。ＭＩＮＴ
内のＩＬＨがパケットを宛先ＮＩＭへのＸＬ上に送るた
めに網を通じてバスするとき、これはＮＩＭ／ＭＩＮＴ
見出し内に異なるポート番号を置く。このポート番号は
宛先ＥＵＳ／ＵＩＭが接続されたＮ１Ｍ上の物理ポート
である。宛先ＮＩＭはこのポート番号を使用してこのパ
ケットをオンザフライにて該当するＥＵＳＬに送る。
パケット内のさまざまなセクションはリンクフォーマッ
トに従ってデリミタによって同定される。このデリミタ
はＮＩＭ／ＭＩＮＴ見出し６００とＭＡＮ見出し６１０
との間、及びＭＡＮ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
しチエツクを挿入あるいはチエツ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Ｎｒ
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
　）ランザクジョンサイズ、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　チエツク　シ
ーケンスの機能についてここでは議論される。
パケット　メツセージ全体に対するチエツクシーケンス
はリンク　レベルにおいて遂行される。
ただし、ここでは、修正動作が行なわれるかわりに、エ
ラーの指標がネットワーク層にここで処理されるように
バスされる。メツセージ　チエツ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
しチエツク　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エ
ツク　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、見出しチエツク　
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　チエツク　シーケンスの結果はＬ
ＵＷＵ到達通知の一部としてＥＵＳ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。Ｘ、２５のようなプ
ロトコールの複雑さは、処理オーバヘンドが性能を低下
させない低速度リンクに対しては耐えられ、高いエラー
率をもつリンクの信頼性を向上させる。ただし、この網
内の光ファイバ　リンクの低ビ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ＵＩＭ内の非常に大きな量のバッファメモリ
のため、フロー　コントロール　メ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。
９．３．２　：？、ットワーク層 発信Ｕ　［Ｍを出て宛先（ＪＩＭ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ＵＩＭの所でのＬＵＷＵの断片化、宛先ＵＩＭの所
でのＬＵＷＵの再結合、ＭＩＮＴの所での正しいＮＩＭ
へのルーティング、 宛先ＮＩＭの所での正しいｔＪＩＭ／ＥＵＳポートへの
ルーティング、 一可変長メンセージ（例えば、ｓｕｗｕ、パケット、ｎ
個のパケット）のＭＩＮＴ伝送、−宛先ＵＴＭの渋滞コ
ントロール及び到着通知、メンセージ見出しエラーの検
出及び処理、−ｋｌ内メツセージに対する網実体のアド
レシング、 認可されたユーザにのみ網サービスを配達するＵＥＳ認
証。
９．３．２．２　　フォーマット 第２０図はＵＩＭからＭＩＮＴへのメツセージフォーマ
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ＥＵＳへの見出し６３０を同
定するために使用されるプロトコール識別子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、２２
４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ＬＵＷＵ識別子６３２、ＬＵＷＵ長インジ
インジケータ６３４ット　シーケンス番号６３６、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６３８、及
びＬＵＷＵの全情報内のこのパケットのデータの最初の
ハイド数３６９を含む。そして最後に、宛先ポートの同
定６４２及び発信ポートの同定６４４に続いて、適当な
ユーザ　プロトコールに対するユーザ　データ６４０が
送られる。この欄は３２ビツトを持つが、これは、現在
の網制御プロセッサに対しては、これが最も効率的な長
さ（整数）であるためである。エラー検査はコントロー
ル　ソフトウェア内でこの見出しに関して遂行され、こ
れは見出しチエツク　シーケンスと呼ばれる。リンク　
レベルにおいては、エラー検査がメツセージの全体に対
して行なわれ、これがメンセージ　チエツク　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
７Ｍ　Ｉ　ＮＴ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はとのＥＵＳにそのパケットが送ら
れているかを指定するＭＡＮアドレスである。ＭＡＮア
ドレスは３２ビツト長であり、網に接続されたＥＵＳを
指定するフラット　アドレスである。（′ｌｔＭ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、ＥＵ
Ｓのかわりに、網内実体、例えば、ＭＩＮＴあるいはＮ
ＩＭを指定する）。ＭＡＮアドレスは永久的にあるＥＵ
Ｓ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Ｎ
ＩＭによって供給され、従って、ＥＵＳは所在地につい
て嘘を言うことはできない。
ＭＩＮＴ内においては、宛先アドレスはメツセージをル
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 パケット長欄６２２は１６ビント長であり、このメツセ
ージ断片の固定の見出し及びデータを含めたバイトの長
さを示す。この長さはＭＩＮＴによってメツセージの伝
送に使用される。これはまた宛先ＵＩＭによってＥＵＳ
に配達されるデータがどれくらいあるか決定するために
使用される。
９．３．２．２．３　　タイプ欄 サービスのタイプ欄６２３は１６ビツト長であり、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４ここに説
明されるのはこの特定のＬＵＷＵ伝送に対するパケット
　シーケンス番号６３６である。
これは、受信ＵＩＭによる入りＬＵＷＵを再結合を助け
る。つまり、受信ＵＩＭは伝送の断片がエラーのために
失われたか否かを知ることができる。
シーケンス番号はＬＵＷＵの個々に断片に対して増分さ
れる。最後のシーケンス番号は負であり、これによって
ＬＵＷＵの最後のパケットが示される。（１つの５ＵＷ
Ｕは、シーケンス番号として−１を持つ）。無限の長さ
のＬＵＷＵが送信されているときは、パケット　シーケ
ンス番号がラップ　アラウンドされる。（無限の長さの
ＬＵＷＵの説明に関しては、ＵＷＵ長、セクション９．
３゜２．２．７を参照すること。） ９．３．２．２．５　　発＝アドレス 発信アドレス６１４は３２ピント長であり、これはその
メンセージを送ったＥＵＳを指定するＭＡＮアドレスで
ある。（ＭＡＮアドレスの説明に関しては、宛先アドレ
スを参照すること）。この発信アドレスは網会計のため
にＭＩＮＴ内において必要とされる。ＮＩＭ／ＭＩＮＴ
見出しからのポート番号６００と一緒に、これはＭＩＮ
Ｔ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
メンセージを送った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ＵＷＵを再結合するために
使用される３２ビ・ント番号である。この再結合作業は
網内において断片の順番が変えられないためより簡単に
できることに注意する。ＵＥＵ　　ｒＤは、発信及び宛
先アドレスとともに、同−ＬＵＷＵのパケット、つまり
、元のデータグラム　トランザクションの断片を同定す
る。このＩＤは任意の断片が網内にあるあいだ発信及び
宛先ペアに対して一意でなければならない。
９．３．２．２．７　　ＵＷＵ 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。Ｌ　ＵＷＵの最初のパケ
ット内においては、これは宛先ＵＩＭが渋滞コントロー
ルを行なうことを可能にし、ｔ、ｕｗｕがＥＵＳにパイ
プライン連結された場合は、これがＵＩＭがＬＵＷＵの
通知が開始し、ＵＩＭにＬＵＷＵの全部が到達する前に
、一部を配達することを可能とする。
負の長さは２つのＥＵＳ間のオープン　チャネルのよう
な無限長のＬＵＷＵを示す無限長ＬＵＷＵのクローズ　
ダウンは負のパケット　シーケンス番号を送ることによ
って行なわれる。ＵＩＭがＥＵＳメモリへのＤＭＡを制
御するような場合には無限長ＬＵＷＵのみが意味をなす
。
９．３．２．２．８　　　　Ｌ　　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Ｍ
ＩＮＴ及び宛先ＵＩＭは見出し情報が正常に伝送された
か否か決定できる。
ＭＩＮＴあるいは宛先ＵＩＭは見出し検査シーケンスに
エラーがある場合は、パケットの配達を行なわない。
９．３．２．２．９　　ユーザ　データユーザ　データ
６４０はこの伝送の断片内において伝送されるユーザ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ＥＵＳ接続
に対する１対１の対応を持ち、ＮＩＭによってブロック
４０３（第１６図）においてユーザがこの中に偽のデー
タを入れることができないように生成される。この見出
しはパケットメ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エ
ツクされる。ＭＩＮＴへの入りメツセージは発信ＮＩＭ
ポート番号を含むが、これはタイプ欄内に要求される網
サービスに対するユーザ認証に使用される。ＭＩＮＴか
らの出メツセージは発信ポート番号６００のかわりにＮ
ＩＭ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
含む。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
会社に関する一部データへのアクセスを必要とするため
これら両方の仮想網に属することが必要であるが、給料
支給部門の外側のユーザは、給料支払い記録にアクセス
することは望ましくないため給料支払仮想網の仮想網メ
ンバーには属さないことが要求される。
発信者チエツクのログイン手順及びルーティングはＭＡ
Ｎシステムが複数の仮想網をサポートし、不当なデータ
　アクセスに対する最適レベルの保護を提供することを
可能にするために考えられた方法である。さらに、ＮＩ
Ｍ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　染 筆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Ｍ　Ａ　Ｎ　’ｔＭに対しては、Ｏ
Ａ＆Ｍシステム３５０は多量のログイン要求を処理する
ための分散多重プロセッサ装置であることも考えられる
。このデータ　ベースはユーザがその会員でない場合は
制限された仮想網へのアクセスができないように設計さ
れる。このデータ　ベースは３つのタイプの超ユーザの
制御下に置かれる。第１の超ユーザはＭＡＮサービスを
供給する通信業者の従業員である。ここではレベル１の
超ユーザと呼ばれるこの超ユーザは、通常、個々のユー
ザ　グループに対するブロックの番号から成るブロック
のＭＡＮ名を割り当て、そしてタイプ２及びタイプ３の
超ユーザにこれら名前の特定の幾つかを割り当てる。レ
ベル１超ユーザはまた特定のＭＡＮグループに対して仮
想網を割り当てる。最後に、レベル１超ユーザは、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、彼の顧客集団のセットのメ
ンバーのある仮想網へのアクセスを制限する権限をもつ
。
タイプ３の超ユーザは、タイプ２の超ユーザと概ね同一
の権限をもつが、彼らの仮想網へのアクセスをＭＡＮ名
に対して許可する権限をもつ。このようなアクセスは、
ＭＡＮ名のタイプ２の超ユーザがこのＭＡＮ名のユーザ
にテーブル３７０内の適当な項目によってこのグループ
に参加する能力を許した場合は、タイプ３の超ユーザに
よってのみ許可されることに注意する。
データ　ベースはテーブル３６０を含むが、これには、
個々のユーザ同定３６２、パスワード３６１、このパス
ワードを使用してアクセス可能なグループ３６３、そこ
からユーザが送信及び／あるいは受信を行なうポートの
リスト及び特別な場合におけるダイレフトリ一番号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欄が含まれる。
このデータ　ベースはまたユーザ（テーブル３７０）を
個々のユーザに対して潜在的に許可が可能なグループ（
テーブル３７５）に関連づけるためのユーザ・能力テー
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・＼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
にチエツクされ、リスト内に存在しない場合は、そのグ
ループに対してユーザを許可することに対するこの要求
が却下される。超ユーザが彼らのグループに対し、及び
テーブル３７０．３７５内の彼らのグループに対してデ
ータを入力する権利をもつ。超ユーザはまた彼らのユー
ザかテーブル３７５からのグループをユーザ／グループ
許可テーブル３６０のグループのリスト３６３内に移動
することを許可する権利をもつ。
従って、あるユーザが外側のグループにアクセスするた
めには、両方のグループから超ユーザの両方がこのアク
セスを許可しなければならない。
１０．３　ログイン手川 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、ＭＡＮＭ４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、Ｍ
ＡＮグループ、ＭＡＮ名及びポート番号の全てが他の欄
にかわってログイン要求のＭＡＮ見出し内に含まれる。
これは見出しのみがＸＬＨによってＭＩＮＴ中央コント
ロールに、ＯＡ＆Ｍ中央コントロールによってさらに処
理されるためにパスされるためである。ＭＡＮ名、要求
されるＭＡＮグループ名（仮想網名）、及びパスワード
を含むログイン　データがログイン許可データ　ベース
３５１と比較され、この特定のユーザがそのユーザが接
続された物理ポートからのこの仮想網へのアクセスが許
可されるか否かチエツクされる。（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ＮＴＭ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。発信チエッカ−テーブル３０８はその発信
チエッカ−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。個々の項目は名前／グループ　ペア、
及び対応するＮＩＭ及びポート番号を含む。発信チエッ
カ−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１
０を介してログインユーザに送り変えされる。ＯＡ＆Ｍ
システム３５０はＭＩＮＴ中央コントロール２０のＭＩ
ＮＴ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エツ
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
先名をチエツクすることによってその宛先がその入力に
対して許される宛先であるか調べる。結果として、ユー
ザがいったんログインされると、ユーザはルーティング
　テーブル内の全ての宛先にアクセスできる。つまり、
読出し専用モードあるいは読出し／書込みモードにおけ
るアクセスに対して前にログインされた宛先、及びその
ログイン内に要求されるのと同一の仮想網グループ名を
もつ宛先の全てにアクセスでき、一方、許可も持たない
ユーザは全てのパケットをブロックされる。
この実施態様においては、チエツ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
る潅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エツクされる。
超ユーザ　タイプ２及び３はＯＡ＆Ｍシステム３５０へ
のアクセスをＭＡＮのユーザ　ポートに接続されたコン
ピュータから得る。ＯＡ＆Ｍシステム３５０は料金請求
、使用、許可及び性能に関する統計を派生するが、これ
は、超ユーザによって彼らのコンピュータからアクセス
できる。
ＭＡＮ網はまた送信専用ユーザ及び受信専用ユーザのよ
うな特別なタイプのユーザに対してもサービスを提供で
きる。送信専用ユーザの一例として、ブロードカスト　
ストック　クォーテーション　システム（ｂｒｏａｄｃ
ａｓｔ　５ｔｏｃｋ　ｑｕｏｔａｔｉｏｎ　ｓｙｓｔｅ
ｍ）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エツ
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　声スイッチとしてのアプリケーション 第２２図はＭＡＮアーキテクチャ−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
ＡＴ＆Ａ網システム社（Ａ　Ｔ　＆　Ａ　　Ｎｅｔｗｏ
ｒｋ　Ｓｙｅｔｅｍｅ）によって製造される５ＥＳＳ＠
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ＭＡ
Ｎ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ｙ４（ｉｎ
ｔｅｇｒａｔｅｄ　５ｅｒｖｉｃｅ　ｄｉｇｉｔａｌｎ
ｅｔｗｏｒｋ　、　　Ｉ　Ｓ　Ｄ　Ｎ）と５ＥＳＳ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１２０７に接
続された加入者ループ　キャリヤ　システム１２０３を
通じて接続される。交換モジュール１２０７は交換モジ
ュール間の接続を確立する時分割多重スイッチ１２０９
に接続される。これら２つの交換モジュールは、共通チ
ャネル信号法７（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から成るインタフェース
１２１０に接続される。これらチャネルはＭＡＮ　　Ｎ
ＩＭ２とのインタフェースのためにパケット　アセンブ
ラ−及びディスアセンブラ−１２１７に接続される。Ｐ
ＡＤの機能はスイッチ内で生成されるＰＣＭ信号とＭＡ
Ｎ網内で交換されるパケット信号との間のインタフェー
スを行なうことにある。スペシャル信号法チャネル１２
１５の機能はＰＡＤ１２１７に個々のＰＣＭチャネルと
関連する発信者と宛先について通知することにある。
ＣＣ７チャネルはパケットをＰＡＤ　１２１７に送るが
、ＰＡＤ１２１７はこのパケットをＭＡＮ′ＩＩ４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ＭＡＮＦＪ４の２つの異なる
ＮＩＭ網に接続される。デジタルＰＢＸ１２１９はまた
パケット　アセンブラ−ディスアセンブラー１２１７と
直接にインタフェースする。ＰＡＤを後にグレード　ア
ップしたい場合は、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ｍ（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ＭＡＮスイッチ２２によって相互接続される。
このタイプの構成に対しては、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パケット
間ギャップが存在しないことを確保するために非常に短
い遅延要素をもつ。
ＭＡＮに対する基本設計パラメータがデータ交換を最適
化するために選択されており、また第２２図に示される
ように最も簡単な方法で適用されている。多量の音声パ
ケット交換が要求される場合は、１つあるいは複数の以
下の追加のステップが取られる。
１、符合化のフオーム、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１３０００１つの実施態
様は、空間分割スイッチの従来のアレイのように相互接
続されたグループのＭＩＮＴから成り、ここで、個々の
ＭＩＮＴ１３１３は他の４つに接続され、全ての出力Ｍ
ＩＮＴ１３１２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ＭＩＮ
Ｔ１３１３をＭＡＮＳＩＯを通じて相互接続し、トラヒ
ックを故障したＭＩＮＴ１３１３を避けて通過させ、こ
の代わりに予備のＭＩＮＴ１３１３を使用することもで
きる。
Ｎ１Ｍ２の出力ビツト流は入力Ｍ　Ｉ　Ｎ　Ｔ１３１１
の入力（ＸＬ）の１つに接続される。入力ＭＩＮＴ１３
１１を出るパケット　データ　トラヒックは、続けてＭ
ＡＮＳ　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ＭＡＮＳＩＯの出力を受信する出力ＭＩＮＴ
１３１２内のデータ　スイッチ１３００の音声パケット
出力と併合される。出力ＭＩＮＴ１３１２はＸＬ１６（
入力）側のＭＡＮＳｌ　０及びデータ　スイッチ１３０
０の出力を受信し、このＩＬ１７出力はＰＡＳＣ回路２
９０（第１３図）によって生成されるＮ１Ｍ２の入力ビ
ツト流である。入力ＭＩＮＴ１３１１はＮ１Ｍ２への出
力ビツト流を生成するためのＰＡＳＣ回路２９０（第１
３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２
９２（第１３図）にパスされる。
この構成はまた高優先度データ　パケットをパケット　
スイッチ１３００にパスし、一方、回路スイッチ１０を
低優先度データ　パケットを交換するために保持するた
めに使用することもできる。
この構成においては、パケット　スイッチ１３００を音
声トラヒックを運ばない出力ＭＩＮＴ１３１２にパスす
る必要がなく、この場合、音声トラヒックを運ばない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。
第２６図はもう１つの構成を示す。この構成においては
、データ　パケットは、ここでも上に説明されたように
回路スイッチを通じて一度スイッチされるが、音声パケ
ットは空間分割スイッチを通じて二度スイッチされる。
第２６図においては、ＭＩＮＴＩＩは２つのグループに
分解される。ＭＩＮＴｌｌ−０からＭＩＮＴＩＩ−２３
９から成る第１のグループは従来の方法で使用され、リ
ンク３によってそれらが接続されたＮＩＭからの音声及
びデータ　パケット入力の両方をもつ、ＭＩＮＴＩＯ−
０，、、，１１−２３９の１つが音声パケットを認識す
ると、これはこの音声パケットを回路スイッチＭＡＮＳ
ＩＯを通じて１６個のスペシャリスト音声パケット　ス
イッチ　モジュール、ＭＩＮＴＩ　１−２４０．、、、
．１１−２５５の１つに送る準備をする。個々のＭＩＮ
Ｔｌｏｏ、、、、、１１−２３９は、従って、音声パケ
ットを音声パケット交換モジュールＭＩＮＴＩＩ−２４
０，、、，１１−２５５の個々に対応する１６個のみの
異なるグループにアセンプし、ＭＩＮＴＩＯ−０，、、
、，１１−２３９の１つからの回路接続は２４０の音声
及びデータ　パケット交換モジュールに接続された９６
０個のＮＩＭの１６分の１に対する音声パケットを運ぶ
。
音声パケット交換モジュールＭＩＮＴＩＩ−２４０，、
、，１１−２５５の１つに対して向けられた音声パケッ
トアップ一連の連結された音声パケットは、ＭＡＮＳ　
１０の出力からこのＭＩＮＴの１つの入力に接続される
。音声パケット交換ＭＩＮＴは次に個々の入りパケット
流を１５個の可能な宛先に分離し、任意の音声及びデー
タパケット交換モ’；　ニー　ル、ＭＩＮＴＩ　１−０
．、、。
１１−２３９から受信される音声パケットを個々の音声
パケット交換モジュール、ＭＩＮＴＩＩ−２４０、、、
，１１−２５５によって処理される２　５　個（７）宛
先（Ｎ　Ｉ　Ｍ）の個々に対してアセンブルする。個々
の後者ＭＩＮＴは次にそのＭＩＮＴによって処理される
１５個のＮＩＭの個々に対する連鎖されたパケットをＭ
ＡＮＳＩＯを通じて該当する宛先ＮＩＭに接続されたＭ
ＡＮＳ　１０の出力の１つに送信する。
この構成は音声パケットを伝送するためにＭＡＮＳＩＯ
を通じてセットアツプすることを要求される接続の数を
大幅に削減する。これは個々の音声及びデータ　パケッ
ｌ−ＭＩＮＴが１６個の音声パ’ｙ−ッ）宛先（ＭＩＮ
ＴＩ　１−２４０．、、、。
１ｌ−２５５）を持つのみであり、また個々の音声パケ
ット交換ＭＩＮＴ、１１−２４０．、、。
１１−２５５が１５個の宛先、つまり、それが処理する
１５個のＮＩＭを持つのみであるためである。これは、
個々の音声及びデータ　パケット交換モジュールが最大
９６０個までの異なるＮＩＭに対して接続をセットアツ
プすることが要求される単一段の構成とは非常に対比的
である。
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１１ｏ２．１１０４
．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１１２ｏ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を保持し二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■ＬＨ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、制御ＭＩＮＴと呼ば
れるＭＩＮＴのみのアクセス　コントローラ１１２０に
よって制御される。この特定の実施態様においては、任
意の出力リンクに対する制御ＭＩＮＴは対応する出力リ
ンクがそれに向けられたＭＩＮＴである。
オープン　ウィンドウ（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＝０）は、
対応する空きのリンクに対してセットされた優先インジ
ケータを持つコントローラのみにこの空きのリンクを捕
捉することを許す。このウィンドウは、制４１１ＭＩＮ
Ｔ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−〇）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−〇）、
ウィンドウ　ビットが１である場合、アクセス　コント
ローラはその出力リンクに対して優先インジケータ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？ＩＩＩＭＩＮＴ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、
ｔｔｏ４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櫓を与えられ、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。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。
２二上各至ユ入上 ＩＳＣ第１段コントローラ ２ＳＣ第２段コントローラ ＡＣＫ　　　　通知応答 ＡＲＰ　　　　アドレス　リゾリュージョン　プロトコ
ール 自動リピート要求 ビジー否定的通知 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 巡回冗長チエツクあるいはコード 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Ｕｌ ＲＱ ＮＡＫ Ｃ ＮＡＫ Ｎｅｔ ＲＣ Ｎｅｔ ＲＡＭ ＶＭＡ ＵＳ ＵＳＬ ＦＥＰ ＦＩＦＯ ＮＡＫ Ｌ ＬＨ Ｐ ＭＡＮ 　ＵＷＵ ＭＡＮ ＭＡＮ　Ｓ ＡＮＳＣ ＭＩＮＴ ＭＵ ＡＫ ＮＩＭ ＯＡ＆Ｍ 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 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　プロトコール タイム　スロット割当器 ユーザ　データグラム　プロトコー ル ＵＩＭ　　　　ユーザ　インタフェース　モジューＡＳ
Ｃ ＣＣ ＵＷＵ ＰＣ ＳＡ ＤＰ ル ＵＷＭ　　　　ユーザ　ワーク　ユニットＶＬＳ　Ｉ　
　　大規模集積回路 ＶＭＥ　　　　バス　１つのＩ　ＥＥＥ基準バスＷＡＮ
　　　　ワイド　エリア網 ＸＬ　　　　　外部リンク（ＮＩＭをＭＩＮＴに接続） ＸＬＨ外部リンク　ハンドラー ＸＰＣクロスポイント　コントローラ
【図面の簡単な説明】
第１図はメトロポリタン　エリア網内でみられるタイプ
の通信トラヒックの特性をグラフにて示し； 第２図はこの網を介して通信する典型的な入力ユーザ　
ステーションを含む一例としてのメトロポリタン　エリ
ア網（ここでは、ＭＡＮと呼ばれる）の高レベル　ブロ
ック図を示し； 第３図はＭＡＮのハブ及びこのハブと通信するユニット
のより詳細なブロック図であり；第４図及び第５図はデ
ータが入力ユーザ　システムからＭＡＮのハブに、そし
て、出力ユーザシステムへといかに移動するかを示すＭ
ＡＮ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ＶＡＮ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１０図はハブの１つのデータ分配スイッチのブロック
図であり； 第１１図から第１４図はハブのデータ分配スイッチの部
分のブロック図及びデータ　レイアウトを示し； 第１５図はハブのデータ分配段を制御するための動作、
管理、及び保守（ＯＡ＆Ｍ）システムのブロック図であ
り； 第１６図は末端ユーザ　システムとハブとの間のインタ
フェースのためのインタフェース　モジュールのブロッ
ク図であり； 第１７図は末端ユーザ　システムと網インタフエースの
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図及び第２６図はパケット化された音声及びデー
タを交換するためのハブに対するもう１つの構成を示し
；そして 第２５図はＭＡＮ回路スイッチ　コントローラのブロッ
ク図である。 〔主要部分の符号の説明〕 ２　−−−−−−一網インタフェース　モジュール１０
　−　ＭＡＮスイッチ １１−一一一インタフェース　モジニール・−・内部リ
ンク ・・−・ユーザ インタフェース モジュール

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １、複数の入り口を複数の出口に接続するためのデータ
    交換網において、該交換網が複数の入力と該複数の出口
    とを交換可能に接続するための回復交換手段；及び 該複数の入り口からのデータパケットを 該出口の１つに伝送するためにアセンブル及び連結し、
    該連結されたデータパケットを 該１つの出口に接続するために該回路交換の該複数の入
    力の１つに伝送するための複数のデータ分配手段を含む
    ことを特徴とするデータ交換網。 ２、請求項１に記載のデータ交換網において、該データ
    分配手段の個々が： 入りデータパケットを格納するためのメモ該複数の入力
    に接続され該データパケットの個々の見出し情報の格納
    を制御するための第１の複数のマイクロプロセッサ；及
    び 該見出し情報を処理し、１つの共通の出口に向けられた
    データパケットを待行列に置くための第２の複数のマイ
    クロプロセッサを含むことを特徴とするデータ交換網。 ３、請求項２記載のデータ交換網において、該第２の複
    数のマイクロプロセッサの制御下において動作し、該共
    通の出口に向けられた該待行列に置かれたパケットの該
    回路交換手段の該入力の１つへの伝送を制御するための
    手段がさらに含まれることを特徴とするデータ交換網。 ４、請求項１に記載のデータ交換網において、該データ
    パケットが音声パケットから成ることを特徴とするデー
    タ交換網。 ５、複数の入り口を複数の出口に接続するための中央ハ
    ブを含みデータパケットを交換するためのメトロポリタ
    ンエリアデータ交換網において、該ハブが： 複数の入力と該複数の出口を交換可能に接続するための
    回路スイッチ； データ及び音声パケットから成る該複数の入り口からの
    データ流を伝送のため該複数の出口の１つにアセンブル
    及び連結し、該連結されたデータ流を該１つの出口に接
    続するために該回路スイッチの該入力の１つに伝送する
    ための複数のデータ分配モジュール；及び該複数のデー
    タ分配モジュールの１つに接続され複数の末端ユーザシ
    ステムからのデータを高速データリンクに集信するため
    の手段を含み、該集信のための該手段がポート同定デー
    タを該伝送されるパケットに付加するための手段を含み
    ； 該データ分配モジュールの個々が： 入りデータパケットを格納するためのメモリ； 該複数の入り口に接続され該データパケットの個々の見
    出し情報の格納を制御するための第１の複数のマイクロ
    プロセッサ； 該見出し情報を処理し、１つの共通の出口に向けられた
    データパケットを連結するための第２の複数のマイクロ
    プロセッサ； 該第２の複数のマイクロプロセッサの制御下において動
    作し、該共通の出口に向けられた該連結されたデータパ
    ケットの該複数の入力の１つへの伝送を制御するための
    手段；及び個々のデータパケットのソースであってソー
    ス同定によって同定されるソースがそのデータパケット
    の宛先に伝送することを許可されているかを検証し、ま
    た該ポート同定が該ソース同定とともに伝送されること
    を許可されているかを検証するための制御手段を含むこ
    とを特徴とするメトロポリタンエリアデータ交換網。 ６、請求項５に記載のデータ交換網において、個々が複
    数の末端ユーザからのデータトラヒックを該ハブの１つ
    の入り口に集信し、また該ハブの１つの出口からのデー
    タトラヒックを該複数の末端ユーザに分配するための複
    数のデータ集信／分配モジュールをさらに含むことを特
    徴とするデータ交換網。 ７、複数の入り口及び出口を持つデータスイッチにおい
    て、該スイッチが： 個々のデータ分配スイッチ手段に接続された該複数の出
    口上に受信され、該複数の出口の１つに向けられたグル
    ープのデータパケットを連結するための複数のデータ分
    配スイッチ手段；及び 該データ分配スイッチ手段に接続され該データ分配スイ
    ッチ手段の１つから該グループの連結されたパケットの
    個々に対する該複数の出口の１つへの回路接続をセット
    アップするための回路交換手段を含むことを特徴とする
    データスイッチ。 ８、データ交換システム内において使用されるデータパ
    ケットの個々を複数の出口の１つに伝送するための方法
    において、 該方法が１つの共通の出口に向けられたグループのデー
    タパケットを連結するステップ；及び 個々の連結されたグループのデータパケットに対して回
    路スイッチへの接続に対する要求を伝送するステップを
    含むことを特徴とする方法。 ９、請求項１に記載のデータ交換網において、該回路交
    換手段が個々が該回路交換網内の複数の分離されたセッ
    トの接続の１つを制御するための複数のコントローラを
    含むことを特徴とするデータ交換網。 １０、請求項９に記載のデータ交換網において、該回路
    交換手段が該複数の入力を該複数の出口に交換可能に接
    続するための空間分割網から成ることを特徴とするデー
    タ交換網。１１、請求項８に記載の方法において、該回
    路スイッチが個々が該回路スイッチの分離されたセット
    の接続の１つを制御するための複数のコントローラを含
    み、該伝送ステップが： 該回路スイッチの該コントローラの１つへの接続に対す
    る要求を伝送するステップを含み、該１つのコントロー
    ラが該要求された接続を含む１つの分離されたセットの
    接続を制御することを特徴とする方法。 １２、請求項１１に記載の方法において、該データ交換
    システムが個々が少なくとも１つの入り口及び１つの出
    口に接続された複数のデータ交換モジュールを含み、該
    回路スイッチが該複数のデータ交換モジュールの該出力
    の個々を該複数の出口に接続し、さらに 該複数のデータ分配モジュールの個々のなかで該少なく
    とも１つの入り口上に受信されたパケットを格納するス
    テップ； 個々の格納されたパケットが伝送されるべき１つの出口
    を決定し、また１つの共通の出口に伝送されるべきデー
    タパケットを連結するステップ； 該複数のコントローラの１つから該データ交換モジュー
    ルの１つに伝送される要求された接続が確立されたこと
    を示す指標を受信するステップ；及び 連結されたグループのデータパケットを該データ交換モ
    ジュールの該１つから該確立された要求された接続を通
    じて伝送するために該回路スイッチに伝送するステップ
    が含まれることを特徴とする方法。 １３、複数の入り口から複数の出口にデータパケットを
    交換するためのデータ交換システムにおいて、該システ
    ムが： 個々が少なくとも１つの出力を持ち該複数の入り口から
    のデータパケットを該複数の出口の１つに連結するため
    の複数のデータ交換手段；及び 該複数のデータ交換手段に接続され該複数のデータ交換
    手段の出力を該複数の出口に接続するための回路交換手
    段を含み； 該データ交換手段の個々が該回路交換手段に対して該個
    々のデータ交換手段の１つの出力と該複数の出口の１つ
    の間の１つの接続を要求するための手段を含み、該接続
    を要求するための手段がそれぞれ高優先度及び低優先度
    をもつ一連のデータパケットを伝送するための１つの接
    続のセットアップ要求を格納するための高優先度待行列
    及び低優先度待行列を含むことを特徴とするデータ交換
    システム。 １４、請求項１３に記載のデータ交換システムにおいて
    、該回路交換手段が少なくとも１つのコントローラを含
    み、該少なくとも１つのコントローラが該複数のデータ
    交換モジュールからの要求をキューイングするための待
    行列を含み、該待行列が高優先度要求に対する待行列及
    び低優先度要求に対する待行列を含むことを特徴とする
    データ交換システム。１５、請求項１４に記載のデータ
    交換システムにおいて、該パケットが高優先度パケット
    を同定するためのデータを含み、該高優先度要求が高優
    先度パケットを先頭とする一連のパケットを交換るす要
    求から成ることを特徴とするデータ交換システム。 １６、複数のソースからのデータパケットを複数の二重
    高速データリンクの１つに集信し、また該複数の二重高
    速デーリリンクからのデータパケットを複数の宛先に分
    配するためのデータ集信及び分配段；及び 該複数の高速データリンク間でデータパケットを交換す
    るための１つのハブを含むデータ交換システムにおいて
    、 該ハブが該複数の高速データリンクからのデータパケッ
    トを該複数のデータ交換モジュールの個々の出力に交換
    するための複数のデータ交換モジュール及び該複数のデ
    ータ交換モジュールからの該出力を該複数の高速データ
    リンクの１つに交換するための回路スイッチを含み； 該データ交換モジュールの個々が１つの共通高速データ
    リンクに向けられたデータパケットを連結し、接続要求
    を該回路スイッチに伝送するための手段を含み； 該回路スイッチが該複数のデータ交換モジュールからの
    要求をキューイングするための高優先度要求に対する待
    行列及び低優先度要求に対する待行列を含む待行列から
    成る少なくとも１つのコントローラを含み； 該データパケットが高優先度パケットを同定するための
    データを含み、該高優先要求が高優先度パケットを先頭
    とする一連のパケットを交換する要求から成り； 該データ交換モジュールの個々が高優先度回路交換セッ
    トアップ要求に対する待行列及び低優先度回路交換セッ
    トアップ要求に対する待行列を含み、また該少なくとも
    １つのコントローラに該高優先度要求に対する待行列か
    らの該回路交換セットアップ要求を該低優先度要求に対
    する該待行列からの要求の前に伝送するための手段を含
    むことを特徴とするデータ交換スイッチ。 １７、データ交換システム内において使用されるデータ
    パケットの個々を複数の出口の１つに伝送するための方
    法において、 該方法が：１つの共通出口に向けられたグループのデー
    タパケットを連結するステップ；個々の連結されたグル
    ープのデータパケットに対して該グループが高優先であ
    るか低優先であるかを決定するステップ； 高優先をもつ個々の連結されこグループのデータパケッ
    トに対して回路スイッチへの接続に対する高優先要求を
    伝送するステップ；及び 低優先をもつ個々の連結されたグループのデータパケッ
    トに対して該回路スイッチへの接続に対する低優先要求
    を伝送するステップを含むことを特徴とする方法。 １８、請求項１３に記載のデータ交換システムにおいて
    、該パケットが高優先パケットを同定するためのデータ
    を含み、該高優先要求が少なくとも１つの高優先パケッ
    トを含む一連のパケットを交換する要求から成ることを
    特徴とするデータ交換システム。 １９、請求項１３に記載のデータ交換システムにおいて
    、該データパケットの個々の長さが所定数のビットに制
    限されることを特徴とするデータ交換システム。 ２０、請求項１９に記載のデータ交換システムにおいて
    、該高優先度要求がさらに少なくとも１つの高優先パケ
    ットを含む一連のパケットを交換する要求を含むことを
    特徴とするデータ交換システム。 ２１、請求項１６に記載のデータ交換システムにおいて
    、該データパケットのサイズが所定の数のビットに制限
    されることを特徴とするデータ交換システム。 ２２、請求項１７に記載の方法において、該パケットが
    高優先パケットを同定するためのデータを含み、該優先
    度を決定するステップが連結されたグループのデータパ
    ケットの個々のデータパケットに対して該データパケッ
    トが高優先であるか否か決定するためのステップ及び該
    連結されたグループの該データパケットが高優先パケッ
    トであると分類された場合該連結されたグループのデー
    タパケットを高優先パケットであると分類するステップ
    を含むことを特徴とする方法。 ２３、請求項１７に記載の方法において、該パケットが
    高優先パケットを同定するためのデータを含み、該優先
    度を決定するためのステップが連結されたグループのデ
    ータパケットの第１のデータパケットに対して該パケッ
    トが高優先であるか否か決定するためのステップ及び該
    連結されたグループのデータパケットを該連結されたグ
    ループの第１の該データパケットが高優先であると分類
    された場合に高優先であると分類するステップを含むこ
    とを特徴とする方法。 ２４、請求項１７に記載の方法において、該優先度決定
    ステップに続いて、高優先であると決定された個々のグ
    ループに対して高優先要求待行列内に高優先要求を格納
    し； 低優先であると決定された個々の連結されたグループに
    対して低優先要求待行列内に低優先要求を格納するステ
    ップが更に含まれることを特徴とする方法。 ２５、請求項１７に記載の方法において、該高優先要求
    に応答して該回路スイッチ内に接続を確立する試みを該
    低優先要求に応答して接続を確立することを試みる前に
    遂行するステップがさらに含まれることを特徴とする方
    法。 ２６、該音声信号を音声パケットに変換するための手段
    ；及び 該変換するための手段に接続され該音声パケットをパケ
    ット交換するための手段を含む音声信号を交換するため
    のシステムにおいて、該システムが： 複数の入力パケットハンドラー及び複数の出力パケット
    ハンドラー； １つの音声パケットの一連の語を複数のメモリモジュー
    ルの一連のメンバー内に格納するための複数のメモリア
    クセスコントローラを含む該音声パケットの格納及び読
    出しを制御するためのメモリアクセス手段； 及び 該複数の入力パケットハンドラーからの該音声パケット
    を該複数のメモリアクセスコントローラに分配し、また
    該複数のメモリアクセスコントローラからの該音声パケ
    ットを該複数の出力パケットハンドラーにアセンブルす
    るための手段を含むことを特徴とする音声信号を交換す
    るためのシステム。 ２７、請求項２６に記載のシステムにおいて、変換する
    ための複数の該手段及びパケット交換するための複数の
    該手段が含まれ、さらに該音声パケットをパケット交換
    するための複数の該手段の出力パケットハンドラーと複
    数の通信経路の間で交換するための回路交換手段が含ま
    れ、該音声パケットをパケット交換するための手段が音
    声パケットを個々の該通信経路の１つを通じての接続に
    対するグループに連結するための手段を含むことを特徴
    とするシステム。 ２８、請求項２７に記載のシステムにおいて、該複数の
    通信経路がパケット／デジタル音声信号変換器に接続可
    能であることを特徴とするシステム。 ２９、請求項２８に記載のシステムにおいて、該音声信
    号を音声パケットに変換するための該手段が顧客ステー
    ションに接続が可能なデジタル交換システム内に含まれ
    ； 該デジタル交換システムがさらに変換のための手段に音
    声接続のパケットを顧客ステーションに交換するための
    端末同定データを通知するための信号法情報を生成し、
    また該交換のための手段に要求顧客ステーションを処理
    するスイッチに要求顧客ステーションの同定を通知する
    ための信号法情報を生成するための手段を含むことを特
    徴とするシステム。 ３０、データから成る第１のパケット及び音声信号から
    成る第２のパケットを交換するための網において、該網
    が 該第１及び該第２のパケットをそれぞれ第１及び第２の
    出力に変換するための第１のデータ交換手段； 該第１の出力に接続され該第１のパケットをさらに交換
    するための回路交換手段；及び該第２の出力に接続され
    該第２のパケットをさらに交換するための第２のデータ
    交換手段を含むことを特徴とする交換網。 ３１、顧客ラインに接続が可能な手段であってデジタル
    音声信号を生成するためのデジタル交換手段； 音声チャネル同定情報を生成するための手段； 該デジタル交換手段に接続され音声信号を音声パケット
    に交換し、また該音声チャネル同定情報に応答して該音
    声パケットへの見出しを生成するための手段； 該音声パケットを生成するための該手段からデータトラ
    ヒックを集信し、またこれにトラヒックを分配するため
    の手段； データリンクを介して該集信のための該手段に接続され
    該音声パケットをパケット交換するための手段を含むデ
    ータ及び音声信号を交換するためのシステムにおいて、
    該システムがさらに： 複数の入力パケットハンドラー及び複数の出力パケット
    ハンドラー； １つの音声パケットの一連の語を格納するための複数の
    メモリモジュールを含む該音声パケットを格納するため
    のメモリ手段； パケットを１つの共通の手段に向けられたグループに連
    結し、該連結されたデータを該出力パケットハンドラー
    に分配及び送信するための手段； 該入力パケットハンドラーによって制御され該複数の入
    力パケットハンドラーからの該音声パケットを該複数の
    メモリモジュールに分配し、また該出力パケットハンド
    ラ−によって制御され、該複数のメモリモジュールから
    の該連結されたグループの音声パケットを該複数の出力
    パケットハンドラーにアセンブリするための手段を含む
    ことを特徴とするシステム。 ３２、請求項３１に記載のシステムにおいて、該手段に
    接続されパケット交換のための該手段からのグループの
    パケットをデータを集信するための該手段に接続された
    データリンクの１つにパケット交換するための回路交換
    手段がさらに含まれることを特徴とするシステム。 ３３、音声及びデータパケットを交換するための方法に
    おいて、該方法が； 第１のパケット交換手段の入力上に受信された該音声パ
    ケットを該第１のパケット交換手段の第１の出力にパケ
    ット交換し、該データパケットを該第１のパケット交換
    手段の第２の出力にパケット交換するスイッチ；及び 該第１の出力を回路交換手段に接続し、該第２の出力を
    第２のパケット交換手段に接続するスイッチを含むこと
    を特徴とする方法。 ３４、音声信号を交換するための方法において、該方法
    が： 該音声信号を音声パケットに変換するステップ； 該音声パケットをデータ交換手段の入力パケットハンド
    ラーに伝送するステップ； 該入力パケットハンドラーからのデータを音声パケット
    の複数のメモリモジュール内への格納を制御するための
    該データ交換手段の複数のメモリアクセスコントローラ
    に伝送するステップ； パケットを１つの共通中間宛先をもつグループに連結す
    るステップ；及び 該複数のメモリアクセスコントローラからの該グループ
    の個々を該中間宛先の１つにさらに伝送するために該デ
    ータ交換手段の１つの出力データハンドラーに伝送する
    ステップを含むことを特徴とする方法。 ３５、データから成る第１のパケット及び音声信号を表
    わす情報から成る第２のパケットを複数の入り口から複
    数の出口に交換するための第１及び第２のデータ交換手
    段、及び回路交換手段を含む網において、 該第１のデータ交換手段が該入り口から受信された該第
    １及び第２のパケットを該回路交換手段にそれぞれさら
    に該出口及び該第２のデータ交換手段に交換するために
    交換し；該回路交換手段が該第１のデータ交換手段から
    受信された該パケットに応答してそれぞれ該第１及び第
    ２のパケットを該出口及び該第２のデータ交換手段に交
    換し； 該第２のデータ交換手段が該回路交換手段から受信され
    た該第２のパケットに応答して該第２のパケットを該出
    口にさらに交換するために該回路交換手段に変換し； 該回路交換手段がさらに該第２のデータ交換手段から受
    信された該第２のパケットに応答して該パケットを該出
    口に変換することを特徴とする網。 ３６、請求項３５に記載の網において、該第１及び第２
    のデータ交換手段が出口及び第２のデータ交換手段を選
    択するための制御信号を生成するための手段を含み、該
    回路交換手段が該制御１信号に応答し該データ交換手段
    の１つから受信されたパケットを１つの出口表該データ
    交換手段の該１つからの制御信号によって選択された第
    ２のデータ交換手段に交換することを特徴とする網。 ３７、請求項３５に記載の網において、 該データ交換手段の個々が複数のデータ交換モジュール
    を含み、該第１のデータ交換手段の該データ交換モジュ
    ールの個々が共通の出口に向けられた受信された第１の
    データパケットを連結し、該第２のデータ交換手段の該
    複数のデータ交換モジュールの共通の１つに向けられた
    受信された第２のデータパケットを連結するための手段
    、及び該回路交換手段による該連結された受信パケット
    の交換であって該共通出口、あるいは該第２のデータ交
    換手段の該複数の交換モジュールの該１つへの交換を制
    御するための制御信号を生成するための手段を含むこと
    を特徴とする網。 ３８、請求項３７に記載の網において、該第２のデータ
    交換手段の該データ交換モジュールの個々がもう１つの
    共通出口に向けられた受信された第２のデータパケット
    を連結するための手段及び該連結された受信パケットを
    該もう１つの共通出口に交換するための制御信号を生成
    するための手段を含むことを特徴とする網。 ３９、回路交換手段及び第１及び第２のデータ交換手段
    を含むデータ交換システム内において使用されデータか
    ら成る第１のパケット及び音声信号を表わす情報から成
    る第２のパケットを該データ交換手段への複数の入り口
    から複数の出口に交換するための方法において、該方法
    が： 該第１のパケットを該第１のデータ交換手段への該入り
    口から該回路交換手段に該出口にさらに変換するための
    データ交換するステップ； 該第２のパケットを該第１のデータ交換手段への該入り
    口から該第２のデータ交換手段にさらに交換するために
    該回路交換手段にデータ交換するステップ；及び 該第２のデータ交換手段内の該第２のパケットを該出口
    にさらに交換するために該回路交換手段にデータ交換す
    るステップを含むことを特徴とする方法。 ４０、請求項３９に記載の方法において、該第１のデー
    タ交換手段内で該回路交換手段に対して該パケットの１
    つを該出口あるいは該第２のデータ交換手段に交換する
    ことを指示する制御信号を生成するステップがさらに含
    まれることを特徴とする方法。 ４１、請求項４０に記載の方法において、該第２のデー
    タ交換手段が少なくとも１つのモジュールを含み、１つ
    の共通出口に向けられた第１のパケットを連結し、また
    該第２のデータ交換手段の１つのモジュールに向けられ
    た第２のパケットを連結するステップがさらに含まれる
    ことを特徴とする方法。
JP1078679A 1988-03-31 1989-03-31 高性能メトロポリタン エリア通信パケット網のアーキテクチャー及び編成 Expired - Lifetime JPH0821950B2 (ja)

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