JPH0213047A - 集中電気通信パケット　トラヒックを交換するための装置 - Google Patents

集中電気通信パケット　トラヒックを交換するための装置

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JPH0213047A
JPH0213047A JP1078681A JP7868189A JPH0213047A JP H0213047 A JPH0213047 A JP H0213047A JP 1078681 A JP1078681 A JP 1078681A JP 7868189 A JP7868189 A JP 7868189A JP H0213047 A JPH0213047 A JP H0213047A
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ロバート　ケルズ　ニコルス
Gaylord W Richards
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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】 技術的分野 本発明は通信パケソ＋−ｍに関する。
従来技術の問題点 適度の量のパケット　トラヒックを扱うための現代的な
パケット交換網、例えば、ＣＣＩＴＴ（国際電話及び電
報諮問委員会）Ｘ、２５プロトコールに準拠するトラヒ
ックを扱うための網は、非常に多量のトラヒックを扱い
たい場合は、あまり満足できるものではない。スーパー
　コンピュータ及び単純な端末及びパーソナル　コンピ
ュータなどの単純な端末の両方を含む多数の多様なユー
ザからの多量なデータを扱うためのデータ網では、単純
な端末及び他の低速あるいは中速度のソースからのデー
タ　トラヒックをこのデータ網の分配交換段に入いる前
に集信することが要求される。理想的には、この集信に
よって、比較的高い占拠率を持ち、また光ファイバのよ
うな媒体上を伝送でき、またこの媒体の終端の所の電子
回路によって処理が可能な１５０メガビット／秒程度の
非常に高いデータ速度を持つデータ流が得られることが
要求される。長短さまざまなデータ　パケットを含むこ
のような高ビツト速度データ流は、現在の水準のパケッ
ト交換技術の使用によっては効率的に交換す□ることが
困難である。より具体的には、特にトラヒックの量が多
い期間において、網のモジュールによって遂行される交
換動作の限界から性能が限界に達し、また待時間が増加
する傾向がある。
先行技術における１つの問題は、従って、高速データ　
トラヒックを複数のソースからデータ網の複数の匹敵す
る高速宛先に交換できる満足のできる装置が存在しない
ことである。
今日のデータ交換システムは、多数のデータ網ユニット
を扱うための複数のプロトコール　ハンドラーの使用を
通じてかなりの処理能力を達成している。このようなシ
ステム内においては、個々のプロトコール　ハンドラー
は、次のデータ網ユニットの処理に進む前に１つのデー
タ網ユニットのデータの全てを扱かう。これらプロトコ
ールハンドラー自体は、速度において限界を持つ傾向が
あり、典型的なプロトコール　ハンドラーは１つのデー
タ網ユニットを２から４ミリ秒で処理する。これは、総
データ処理能力を複数のプロトコール　ハンドラーを持
つ典型的なデータ交換ノードにおいては、秒当たり、お
そらく、ｉｏ、ｏｏ。
データ網ユニット程度に制限する傾向がある。スーハー
コンピュータ技術においては、別のアプローチが、複数
の処理要素から高速メモリへの非常に高速度のアクセス
を可能にするために使用される。このようなアプローチ
における１つの問題は、秒当たりに遂行されるトランザ
クションの数は全く問題ないが、データに関して実際に
遂行されるトランザクションは、通常、たいしたことは
なく、上に説明のタイプの広範囲な処理は遂行しない。
先行技術における１つの問題は、従って、個々のトラン
ザクションがかなりの程度のデータ処理を含むようなデ
ータ網のデータ交換ノードに対する５０．０００から１
００，０００）ランザク９５７７秒のオーダーの多数の
トランザクションを遂行するための満足のできる装置が
存在しないことである。
データ交換モジュールが複数の入力及び出力を持ち、ま
た、任意の入力上のデータが任意の出力にスイッチされ
るものとすると、複数の入力ソース上で同時に発生する
入力を格納でき、また同様にこれら任意の入力ソースか
らこれら任意の出力ソースに同時にデータを伝送できる
メモリ　システムを持つことが必要である。先行技術に
おいては、これらスイッチ　モジュールの能力は、入力
データを格納するために使用されるメモリのサイクル時
間によって制約された。つまり、より短かなサイクル時
間を持つメモリは、秒当たりより多くの入力データを格
納する能力をもつ。最も高価なメモリでさえも有限のサ
イクル時間を持ち、非常に短かなサイクル時間を持つメ
モリは、それだけ値段も高くなる。そして、非常に短か
なサイクル時間を持つメモリは、非常に多量にデータを
スイッチするデータ交換システムにおいては、経済的に
魅力が乏しくなる。
メモリ　システムのバンド幅を増加するために使用され
る１つの一般的な構成は、グループのメモリ　モジュー
ルを持ち、これらメモリ　モジュールのアドレスを入り
データ流が複数のデータモジュール間を分散されるよう
にインターリーブする方法である。このようなメモリ　
モジュールはこれらの基本サイクル時間を千鳥形に結合
し、これらメモリ　モジュールの全てが１つの基本メモ
リ　サイクル時間内に読み出されるように構成すること
によって非常に高速度の読み出しを達成する。これは任
意の１つのメモリ　モジュールのデータ速度を超える速
度で入いるデータを格納する問題を解決する。ただし、
入りデータがいつ格納され、その入りデータがどこに伝
送されるか、従って、データがいつ読み出され、この読
み出されたデータがどこに伝送されるべきかを予測する
ことが不可能であるため１つの問題が残される。
もう１つの構成においては、メモリのパラレルバンクが
使用される。書込み動作は複数のこれらメモリのバンク
上でパラレルに遂行される。その後、メモリの任意の書
き込まれた１つが読出しアクセスのために使用される。
この構成は、メモリが重複されるためにコストが高いと
いう短所を持ち、さらに、メモリが書込まれると同じ頻
度で読出されるという特性をもつデータ交換動作に対す
る長所を提供しない。
もう１つの構成は非常にワイドなバスによってアクセス
される非常にワイドなメモリ　モジュールを効率的に使
用することによって絵入／出力能力を向上させる。この
構成はコストが高く、高速シリアル及びパラレル技術の
組合せを通じてこの非常に高いハンド幅を達成するバス
を得るために高度の技術を要求する。
従って、先行技術における１つの問題は、複数のソース
から複数の宛先へのデータの格納を非常に高スルーブツ
トにて遂行できる満足のできるコストの易い装置が存在
しないことである。
発明の概要 上の問題の解決及び先行技術と比較しての技術的な向上
が、メモリに同時にパラレルにアクセスするためのコン
トロールと、メモリ内に格納サレ、接続された第２の交
換網の１つの共通の出力に向けられたパケットを連結す
るための処理システムとを併用する本発明の原理に従っ
て解決される。
長所として、この構成は、現在の技術を使用して高能力
データ交換システムを達成することを可能とし、また、
このシステムがその後の段における効率的な交換のため
に宛先に従ってデータ　パケットをグループ化すること
を可能にする。
本発明の１つの実施態様によると、この接続された第２
の網は、回路網である。長所として、パケットを連結す
ることによって、回路網のセットアンプ動作の数が、特
に、ヘビー　トラヒックの期間において低減される。
本発明の１つの実施態様によると、個々がデータ網ユニ
ットを含むデータ流を１５０メガビット／秒の速度で運
ぶ４つの入力光ファイバが、１つの単一データ交換モジ
ュールに入いるが、一方、これは、４出力１５０メガビ
ット／秒光ファイバ上に出力データ流を生成する。これ
ら出力ファイバは次に回路網に接続されるが、この回路
網は、この出力データ流を選択された宛先にステアリン
グする空間分割スイッチである。市販のデータ処理デジ
タル回路を使用することができるこの実施態様は、少な
くとも秒当たり６０，０００個のデータ網ユニットを扱
う能力を持ち、１２００メガビット／秒以上の読出しプ
ラス書込み総バンド幅を持つバッファ　メモリを提供す
る。長所として、この構成は、他のシステムにおいて可
能な能力を超えるトランザクション能力を持つ効率的な
データ交換モジュールを提供する。長所として、１つの
グループの連結されたパケットは光フアイバビット速度
にて、また、個々の空間分割スイッチセントアンプ動作
に対して、空間分割スイッチを通じて伝送が可能である
。
この実施態様においては、データ分配モジュールは、個
々のデータ網ユニットを別個にルーティングし、従って
、個々の呼に対する仮想回路セントアンプ動作の必要性
を回避し、また、料金請求機能を遂行し、データ網の将
来の再構成のためにデータ　トラヒックの統計を集め、
またソースユーザ／宛先ユーザの組合せの正当性を正当
な末端ユーザのぺ了のみが通信することを保証するため
にチェックする。この実施態様においては、ソース及び
宛先末端ユーザは、通信するためには、同一グループの
メンバーであることが要求され、これは、パケット内に
おいて同定される。
本発明のこの実施態様においては、データ分配モジュー
ルは、交換網に対する制御信号を出力データ流をその後
の宛先ユーザへの分配のために宛先集信器に交換するた
めに生成する。この網は空間分割網であり、多数の回路
接続を同時に複数のモジュールの出力から末端ユーザへ
の分配のために多数のデータ宛先に対して確立すること
を可能とする。有限のある程度のセットアツプ時間をも
つ回路スイッチと使用するためには、この回路スイッチ
内の接続を確立する前に共通の宛先分配器に向けられた
複数のデータ網ユニットを連結して、個々の回路スイッ
チ　セットアツプ動作に対して、複数のデータ網ユニッ
トが宛先データ分配器に伝送できるようにすることが要
求される。長所として、この実施態様においては、分散
された処理要素がデータ　パケットを互いにリンクする
ための待行列を構築し、この中に個々のデータ網ユニッ
トが格納され、その後、出力データ流を生成するとき、
これら待行列が該当するデータ　パケットを連結するた
めに使用される。
本発明によると、データ分配モジュールは、受信された
データ網ユニットの格納を制御するためのプロセッサ及
びこの個々の受信されたデータ網ユニットの見出しを分
析して、この受信されたデータ網ユニットの宛先を確認
するためのプロセッサを含む処理システムから成る。長
所として、この構成は、パイプライン連結されたパラレ
ルの分散処理を可能とするが、これは、さらに、追加の
データ交換機能、例えば、保安の確保、トラヒック分析
料金の請求、顧客によって定義される仮想網を通じてル
ーティングを簡単に達成することを可能とする。
１つの実施態様においては、データ分配段は、複数の分
配モジュールを含む。個々の分配モジュールは、複数の
プロセッサを含み、これらの個々は高速ポイント　ツー
　ポイント　（ｐｏｉｎｔ−ｔ。
ｐｏｉｎｔ　）シリアル　データ　リンクを通じて、他
の複数のプロセッサにアクセスする。これらの個個のプ
ロセッサは、データ網ユニットの見出しに関して１つの
タスクを遂行し、次に、データをこの同一のデータ網見
出しに関して別のタスクを遂行するために、接続用高速
リンクを介して他のプロセッサにパスする。長所として
、単一のプロセッサによって個々のデータ網ユニット見
出しに対して遂行されるデータ処理インストラクション
の数が制限され、これによって、このプロセッサによっ
て処理が可能のトランザクションの数が増加する。−例
として、この動作には、共通の出力に向けられたデータ
網ユニットのキューイング及びこの出力に対して向けら
れたデータ　ブロックの伝送の開始が含まれる。それが
適当である場合は、これらインストラクションが、個々
のデータ網ユニットに対して異なるプロセッサ上でパラ
レルに遂行され、これによって、この処理システムによ
って処理することができるトランザクションの数が増さ
れる。長所として、この構成は、特定のプロセッサの使
用を特定の宛先に向けられたデータユニットに制限する
ことなく多数のデータ網ユニットを処理することを可能
とし、個々の分配モジュールの総トランザクション　ス
ループットをｉ大化し、これはボトルネック動作の結果
としてのみ制約される。このボトルネック動作は、これ
らが本質的に逐次動作を必要とするという事実を特性と
する。このボトルネック　ポイントに達すると、処理さ
れる情報の量が、パイプライン処理の個々の段において
最少化される。
本発明の１つの実施態様においては、個々が、この例に
おいては、４つの少数の他の類似のプロセッサへの高速
アクセスを持つ直列のプロセッサが網データ　ユニット
を交換するのに要求されるデータを処理するために使用
される。これらプロセッサは、個々の網データ　ユニッ
トの処理がグループの逐次プロセッサ間に分割され、こ
のプロセスの１つがチェーン内の個々のプロセッサによ
って遂行されるように、チェーンに構成される。
より具体的には、この実施態様においては、処理の細分
割は以下のように行なわれる。つまり、個個のデータ入
力が初期動作を遂行し、このデータ入力から分散モジュ
ール　メモリにこのデータユニットの見出し及びデータ
をロードするための装置への接続を確立するための１つ
のプロセッサに接続される。外部リンク　ハンドラーと
呼ばれるこのプロセッサは、次に、見出し及びデータメ
モリ　アドレス　データを外部リンク　ハンドラーのプ
ライベート　メモリからこれらペアのプロセ／すを接続
する高速データ通信リンクを通じてソース　チエッカ−
プロセッサのプライベートメモリに送出する。このソー
ス　チエッカ−は、次に、この発信者のソース　アドレ
スを発信ポイントの同定にて検証し、正当なユーザのみ
がそのユーザ　アドレスによって同定されるデータを送
信することができることを保証する。ソース　チエッカ
−は、該当する見出し情報を２つのプロセッサに送信す
る。つまり、網に対する料金請求情報及びトラヒック情
報を記録するためのデータロガ−１及びこのデータ網ユ
ニットを該当する宛先リンクにルーティングするための
プロセッサに送る。ソース　チエッカ−は、見出し内に
含まれるポート番号を取り出し、この見出しの一部であ
るユーザの名前、及び宛先グループが、そのポートに対
して妥当であるかチェックする。ログインパケットの場
合は、ソース　チエ’７カーは見出しをデータ　ロガー
に送る。ロガーは網見出し内に含まれるログイン情報を
検証のために動作、管理及び保守（ＯＡ＆Ｍ）システム
に送る。検証が問題のないことを示すと、データはデー
タ　ロガーに送り戻される。データ　ロガーはデータを
ログイン要求を受信したソース　チエッカ−に送り、す
ると、このソース　チエッカ−はそのプライベート　メ
モリ内のそのテーブル内に項目を作成し、これによって
、その後のパケットはこのソースチエッカ−を通じてそ
のユーザによって指定される宛先にルーティングするた
めのルータ−へと進むごとができる。全てのルータ−が
更新され、ログイン端末はこれらルータ−に接続された
ソースからデータを受信できるようにされる。その後の
パケットに関しては、ソース　チエッカ−は、要求され
る見出し情報のみをルータ−に送り、ルータ−は、その
データ網ユニットと関連する宛先及びグループを取り出
し、このルーティング　テーブルから宛先ポートの同定
及び宛先デマルチプレクサ−へのリンクの同定を決定す
る。ルータ−はこの情報をもう１つのプロセッサ、つま
り、待行列マネジャーに送る。待行列マネジャーは交換
網に対するデータをその交換網を通じて個々のリンクに
送信することに対する要求のキューイングを遂行する。
長所として、この構成の処理能力は、パケット化された
音声を伝送するための多数のバケ・ノド、並びにデータ
を伝送するためのパケットを交換するのに十分である。
本発明のもう一面によると、少なくとも１つのデータ　
リンク　コントローラと複数のメモリコントローラが同
期動作データ　リンクによって相互接続される。データ
　リンク　コントローラは入力データ　リンクから入力
を取り、これら入力をデータ　リンクに送り、またデー
タ　リングから出力を取り、これらを出力データ　リン
クに配ぼる。メモリ　コントローラはリングからデータ
をメモリに配ぼり、またメモリからデータをデータ　リ
ングに配ぼる。リング上の個々のコントローラは、自動
的に、そのコントローラに向けられたデータを認識し、
また個々のコントローラに少なくとも１つのこの目的の
ためのタイム　スロットが割り当てられるために、これ
がリング上にいつデータを送出すべきかを認識する。
本発明の１つの実施態様によると、データ　リンク　コ
ントローラは、外部リンク　ハンドラーと呼ばれるリン
グに配達されるべき入力データを受け入れるための複数
の入力コントローラ、音声内部リンク　ハンドラーと呼
ばれるリングから出力データ　リンクに配達されるべき
データを受け入れるための複数の出力コントローラを含
む。メモリ　コントローラの各々は個々が個々のリンク
ハンドラーに対して使用される複数の直接メモリアクセ
ス　ユニットを含む。通信を行なうコントローラの個々
のペアに対してリング上に１つのタイム　スロットが割
り当てられる。本発明のこの特定の実施態様においては
、４つの外部リンクハンドラー及び４つの内部リンク　
ハンドラーが個々の交換モジュール内に提供される。個
々のメモリ　コントローラには、メモリはデータ　リン
グからの入力をこれがデータ　リングに出力を送るのと
同時に受け入れることができるため、４つのタイム　ス
ロットが割り当てられる。これに加えて、５番目こ゛と
にコントロール　タイム　スロットが与えられる。外部
リンク　ハンドラー及び内部リンク　ハンドラーはこれ
を使用して、これらコントローラの直接メモリ　アクセ
ス　ユニットをセットアツプするために全てのメモリ　
コントローラに制御メツセージを送る。
本発明の１つの実施態様によると、さらに交換モジュー
ルのコントロールが中央コントロールを与えることによ
って提供される。この中央コントロールは、特定のリン
ク　ハンドラーあるいはメモリに専用の機能を遂行する
のでなく、交換モジュールの全てに共通の機能を遂行し
、またリング上へのアクセスが提供される。個々のメモ
リ　モジュールハ中央コントロールのタイム　スロット
の内容を調べ、その特定のメモリ　モジュールに向けら
れた制御語が存在しないかチェックする。
この制御語は、データの特定の語が特定のメモリ内の特
定の位置に入力されることを要求する。このメカニズム
は中央コントロールが保守及び他の目的でメモリのキー
要素を初期化することを可能とする。
本発明のこの実施態様によると、全ての内部リンク　ハ
ンドラーはメモリ　インタフェースを超えて位置される
リングへのインタフェースを持ち、また全ての外部リン
ク　ハンドラーはメモリ　インタフェースの前に位置す
るリングへのインタフェースを持つが、内部リンク　ハ
ンドラー　インタフェースを超えては持たない。この構
成では、リングのバンド幅は外部リンク　ハンドラーの
バンド幅の総和あるいは内部リンク　ハンドラーのバン
ド幅の総和に、コントロール　データを提供するために
必要なバンド幅を加えたものより大きくなり、従って、
全てのリンク　ハンドラーの全ハンド幅の総和よりかな
り小さくなる。
二展煎ム翌里 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ｙＩ（ＭＡＮ）の説明である。
この網は、第２図及び第３図に示されるように、光ファ
イバ　リンク３によってハブ１に接続された網インタフ
エース　モジュール（ＮＩＭ）２の外側リングを含む。
ハブは任意のＮＩＭからのデータ及び音声パケットを任
意の他のＮＩＭに接続する。ＮＩＭは、一方、インタフ
ェース　モジュールを介して網に接続されたユーザ　デ
バイスに接続される。
ハブはＮ１Ｍ２に接続され、回路スイッチ（ＭＡＮＳ）
ＩＱによって相互接続されたグループのメモリ　インタ
フェース（ＭＩＮＴ）１１を持つ。
ここで請求される発明は、ＭＡＮのＭＩＮＴＩＩに具現
される。このモジュールは秒当たリテータの多数のパケ
ットを処理し、これを待行列に格納する。ここで、ＭＡ
ＮＳ　１０の個々の出力リンクに対して１つの待行列が
存在する。個々の出力リンクはＮ１Ｍ２に接続される。
交換動作はデータパケットがＭＡＮＳ　１０の適当な出
力リンクに伝送されることによって完結する。ＭＩＮＴ
の高パケット処理能力が空間分割スイッチの大きなパケ
ットの交換能力とが一体となって、ハブ１の高スループ
ツトを提供する。ＭＩＮＴが第２−５図及び１０−１５
図との関連で説明される。これに加えて、ＭＡＮ４Ｉｉ
１を通じてのデータの全体のフローがＭＩＮＴの特性に
影響を与え、あるいは影響を与えられる。
ここに請求の発明はさらにメモリ　インタフェース　モ
ジュール（ＭＩＮＴ）１１と呼ばれ第３図に示されるパ
ケット分配段のコントロール構成内に具現される。この
コントロールは、個々のＭＩＮＴを秒単位にてスイッチ
される多数のデータパケットを処理するための非常に高
いトランザクション　スルーブツトを持つ中央コントロ
ールを含む。この中央コントロールは、第４図及び第１
０図にブロック２０として示され；また詳細なブロック
図が第１４図に示される。第３．４．１ｏ、及び１４図
と関連しての記述は、特にここに請求の発明に関連する
。
ＭＩＮＴはＭＡＮｙ４に入いるデータに対するプライマ
リ−メモリである。データは、個々が１５０メガビット
／秒のデータ速度を持つ４つの光リンクからＭＩＮＴに
入いる。この入りデータのバッファ　メモリ内の格納及
びこのデータのこのバッファ　メモリからこれも１５０
メガビット／秒の速度で動作する４つの出力リンクの該
当する１つへの伝送は、メモリ　システムに大きな容量
を要求する。このメモリ　システムのコストを低く押さ
え市販のメモリ要素の使用を可能にするために、本発明
の主題であるデータとバッファメモリとのインタフェー
ス構成が使用される。このインタフェース構成が第１０
−１１図及びテーブルＩとの関連で説明される。さらに
、このインタフェース構成は第１４図に示されるＭＩＮ
Ｔの中央コントロールによって制御される。
データ網は通常これらのサイズ及び所有者の範囲によっ
て分類される。ローカル　エリア網（ＬＡＮ）は通常単
一の組織によって所有され、６キロメードルの広がりを
もつ。これらは数十から数百の端末、コンピュータ、及
び他の末端ユーザ　システム（ＥＵＳ）を相互接続する
。他方の極端には、大陸間に広がりを持つワイド　エリ
ア１ｉ１　（ｗｉｄｅ　ａｅｒａ　ｎｅｔｗｏｒｋ　、
　ＷＡＮ）が存在し、これらは電信電話会社によって所
有され、致方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
メツセージを秒間隔にて発行する。あるメツセージは数
ハント長のみである。あるメツセージは数百万バイトの
複数のファイルから成る。あるＥＵＳは数時間内の任意
の時間に配達することを要求し、あるＥＵＳはマイクロ
秒内に配達することを要求する。
本発明によるメトロポリタン　エリア網は、広帯域低待
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
しての実施態様はこの事実を念頭に設計された。ただし
、ＭＡＮはエンド　オフィスに対する交換モジュールの
付属物あるいは一部として設計し、広帯域インチグレイ
ティラド　サービス　デジタル網（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
はこの編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。個りの網で結ばれた個々のコンピュータは
同時に１秒間に数十から数百のメツセージを同時に生成
し、また数十から数百ミリオン　ビット／秒（Ｍｂｐｓ
）のＩ１０速度を要求する。メツセージのサイズは数百
ビットから数百ビットの範囲に及ぶ。このレベルの性能
が要求される訳であるが、ＭＡＮは遠隔プロシージャ呼
、オブジェクト間通信、遠隔要求時ベージング、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
ィックを支援する能力をもつ。目標は、殆んどのメツセ
ージ（以降トランザクションと呼ばれる）をあるＥＵＳ
メモリから別のＥＵＳメモリに小さなトランザクション
では１ミリ秒以内に、そして大きなトランザクションで
は数ミリ秒以内に伝送することにある。第１図はトラン
ザクション　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（ＲＰＣ）及びオブジェクト間通信（ＩＯ
Ｃ）７２、要求時ページイングア４、メモリ　スワツピ
ング７６、動画コンピュータ　グラフィック７Ｂ、静止
画コンピュータ　グラフィック８０、ファイル転送８２
、及びパケット化音声８４に対するコンピュータ　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、一定のビット速度のラインが示さ
れるが、これは、このビット速度がその応答時間に優勢
であることを示す。ＭＡＮは１５０ギガビット／秒の総
ビツト速度を持ち、第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
トラヒックのオーバロードを優雅に処理できるように設
計されている。
ＭＡＮは多くのシステムと同様に交換及びルーティング
を遂行する網であるが、これはさらにエラー　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
ライツメ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　ｂｉｌ
ｌｉｎｇ）が可能となり、また全ての情報に対する偽の
ない（ｎｏｎ−ｆｏｒｇｅａｂｌｅ）ソース同定が提供
される。また、仮想プライベート網を定義する機能を持
つ。
ＭＡＮはトランザクション　オリエント（つまり、コネ
クションレス）網である。これは、必要であれば接続ベ
ニア（ｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ　ｖｅｎｅｅｒ）を加える
ことはできるが、接続を確立あるいは保持するためのオ
ーバーヘッドを被ることがない。
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、グラフィック、プログラム、データ、ファイ
ルを表わすデジタル　データ、及びメモリの他の内容が
含まれる。
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ーションに基づく。
ＭＡＮ網はこれをどの程度近視的に見るかによって２つ
あるいは３つのレベルをもつ階層スターアーキテクチャ
−である。第２図は、この網が網のエツジの所で綱イン
タフェース　モジュール２（ＮＩＭ）にリンクされたハ
ブ１と呼ばれる交換センタから成るものとして示す。
このハブは非常に高性能のトランザクション蓄積交換（
ｓｔｏｒｅ−ａｎｄ−ｆｏｒｗａｒｄ）システムであり
、これは小さな４リンク　システＫから非常に大きな秒
当たり２０ミリオン以上の網トランザクションを扱うこ
とができ、秒当たり１５０ギガビツトの総ビツト速度を
もつようなシステムまでに優雅に成長できる。
このハブからは外部リンク（ｅｘｔｅｒｎａｌ　１ｉｎ
ｋ　。
ＸＬ）と呼ばれる（ＮＩＭをＭＩＮＴに接続する）最大
数十キロメートルに達する光ファイバ（あるいはこれに
代わるデータ　チャネル）が放射状にのび、個々は全二
重ビット速度を秒当たり１５０メガビツトのオーダーで
扱う能力をもつ。ＸＬはＮＩＭに終端する。
この外側エツジが網のエツジの輪郭を描＜　ＮＩＭは集
信／デマルチプレクサ−装置ともで機能し、また網ポー
トの同定を行なう。これは情報を網内に伝送するときは
集信を行ない、情報を網の外に伝送するときは信号の分
離を行なう。集信／分離の目的は、複数の末端ユーザ　
システム２６（ＥＵＳ）を網にリンクが効率的に及び経
済的に使用されるような方法でインタフェースすること
にある。ＥＵＳＯ綱需要によるが個々のＮＩＭにて最高
２０個までのＥＵＳ２６をサポートすることができる。
これらＥＵＳの例として、ますます一般化している高度
な機能をもつワークステーション４があるが、このバー
スト速度は既に１０Ｍｂｐｓのレンジにあり（これによ
り速いシステムが出現するのは時間の問題である）、ま
た１桁下の平均速度をもつ。ＥＬＩＳ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Ｅ
ＵＳ２６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、ＥＴＩＩＥＲＮＥＴ　８のようなローカル　エリ
ア網及びプロチオン社（Ｐｒｏｔｅｏｎ　Ｃｏｒｐ、）
によって製造される８０Ｍビット　トークン　リングで
あるＰ　ｒｏ　ｔｅｏｎ■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（Ｆ
ＤＤＩ）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、ＮＩＭ
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、ＥＴＩＩＥＲＮＥＴ　８及びＩＢＭトーク
ン　リングはＮＩＭ全体が提供する能力の全ては必要と
しない。このような場合は、このＬＡＮは集信は行なう
が、多重ポート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　　ＥｔＪＳ＝
常駐ドライバがＵＩＭと密接な関係をもって存在する。
これはＵＩＭと共同して出トランザクションのフォーマ
ット化、入りトランザクションの受信、プロトコールの
実現、及びＥＵＳオペレーティングシステムとのインタ
フェースを行なう。
ハブをより詳しく調べると（第３図参照）、２つの異な
る機能ユニット、つまり、ＭＡＮスイッチ（ＭＡＮＳ）
１０及び１つあるいは複数のメモリ　インタフェース　
モジュール１１（ＭＩＮＴ）が存在することがわかる。
個々のＭＩＮＴはＸＬ３を介して最高４個のＮＩＭに接
続され、従って、最高８０個までのＥＵＳを収容できる
ＭＩＮＴ当たり４つのＮＩＭの選択はトランザクション
処理能力、ＭＩＮＴ内のバッファ　メモリ　サイズ、網
の成長能力、障害グループ　サイズ（ｆａｉｌｕｒｅｇ
ｒｏｕｐ　５ｉｚｅ）　、及び総ビツト速度に基づく。
個々のＭＩＮＴは４つの内部リンク１２（ＩＬ）（ＭＩ
ＮＴとＶＡＮ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（す、
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ＴＬ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　モデルに基づくものである。ＩＬ
は外部リンクと同一のビア）速度にてランするが、ハブ
全体が同位置に置かれるため非常に短かい。
最も小さなハブは１つのＭＩＮＴから構成され、ＩＬが
ループ　バックし、スイッチは存在しない。
このハブに基づく網は最高４個までのＮＩＭを含み、最
高８０個のＥＵＳを収容する。現時点において考えられ
る最大のハブは２５６個のＭＩＮＴ及び１０２４Ｘ１０
２４個のＭＡＮＳから構成される。このハブは１０２４
個のＮＩＭ及び最高２０．０００個までの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全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　ワークユニット（ｌｏｎｇ　ｕｓｅｒ　ｗｏｒｋ　
ｕｉｎｔ、　Ｌ　ＵＷ　Ｕ　）及びショート　ユーザ　
ワーク　ユニット（ｓｈｏｒｔｕｓｅｒ　ｗｏｒｋ　ｕ
ｉｎｔ、　　Ｓ　ＵＷＵ）と呼ばれる２つのＥＵＳ　ｌ
−ランザクジョン　ユニット　サイズを識別する。サイ
ズの範囲の決定は技術的に簡単ではあるが、通常、数千
ビット以下のトランザクション　ユニットが５ＵＷＵと
みなされ、これより大きなトランザクション　ユニット
はＬＵＷＵとみなされる。パケットには網内において第
１図に示される基阜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トラ
ンザクシゴ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
ムあるいし↓パケットとしてそのままの形で保たれる。
ＬＵＷＵは送信器Ｈによって以降パケットと呼ばれるフ
レームあるいはパケットに分割される。パケット及びＳ
　ＵＷＵはしばしば集合的に網トランザクション　ユニ
ットと呼ばれる。
ＭＡＮスイッチを通じての伝送はスイッチ　トランザク
ションと呼ばれ、ＭＡＮＳを通じての伝送されるユニッ
トはスイッチ　トランザクションユニットと呼ばれる。
これらは同一のＭＩＮに向けられた１つあるいは複数の
網トランザクションユニットから構成される。
２．２　　Ｆユニットの概 ＶＡＮ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、Ｎ１Ｍ２、ＭＩＮＴＩＩ、Ｍ
ＡＮＳ　１０、末端ユーザシステム　リンク（ＮＩＭと
ＵＩＭを接続）（ＥＵＳＬ）１４、ＸＬ３、及びｌＬ１
２である。
これらユニットが第４図に示される。
２、２．１　　ユーザ　インタフェース　モジュール−
ＩＭ１３ このモジュールはＥＵＳ内に位置し、通常、ＶＥＭ■バ
ス（ＩＥＥＥＪ、ｌ準バス）、インテルＭＵＬＴＩＢＵ
ＳＩＩ＠、メインフレームＩ１０チャネルのようなＥＵ
Ｓバックプレーンにプラグする。殆んどのアプリケーシ
ョンにおいては、１つの印刷回路基板上に取り付けられ
るように設計される。ＵＩＭ１３はＥＵＳリンク１４　
　（ＥＵＳＬ）と呼ばれる光学送信機９７及び８５によ
って駆動される二重光ファイバ　リンクを通じてＭＩＮ
２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　オプ　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。
綱から情報を受信するためには受信バッファメモリ９０
が必要である。このケースにおいては、ＥＵＳ　）ラン
ザクジョン全体がしばしばこれらが末端ユーザ　システ
ムのメモリに伝送される前に格納される。受信バッファ
は動的バッファ連結能力をもつことが要求される。部分
的なＥＵＳトランザクシ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ＵＩＭｉ３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　　　インタフェース　モジュール−ＮＩＭ
２ Ｎ１Ｍ２はＭＡＮの一部であり、綱のエツジの所に存在
する。ＮＩＭは以下の６つの機能、つまり、（１）ＭＩ
ＮＴに向って移動するパケット及び５ＵＷＵのキューイ
ング及び外部リンクの仲裁を含む集信／信号分離、（２
）ポート同定を用いての網保安への参与、（３）渋滞コ
ントロールへ（Ｄ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
への参与、及び（６）Ｎｉｌ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ＭＩＮ
Ｔ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６０
０（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、信頼性が高
く、偽のない送信者同定及び料金請求動作を確保するた
めに使用される。この接頭語は待に仮想網内のメンバー
を外部からの不当なアクセスから保護するために必要で
ある。検査シーケンスがエラー　コントロールのために
処理される。ＭＩＭは、ハブ１と協力して、網内の渋滞
状態を検出し、渋滞が著しくなった場合、ＵＩＭからの
フローを制御する。ＮＩＭはまた網にフロー　コントロ
ール機構を含む標準の物理的及び論理的インタフェース
を提供する。
網からＥＵＳに流れる情報は受信機８９を介してＮＩＭ
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。
ＮＩＭＯ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。
ＭＩＮＴ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Ｍ
ＩＮＴに移動させる内部リンクの半分から信号を受信す
る最高４個までの外部リンク　ハンドラ１６　（ＸＬＨ
）ｉ　　（ｂ）ＩＬのデータをＭＩＮＴからスイッチに
移動する半分に対してデータを生成する４個の内部リン
ク　ハンドラ１７　（ＩＬＨ）；　（ｃ）ＭＩＮＴから
スイッチを通じてＮＩＭに至る経路を待つあいだデータ
を格納するためのメモリ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ＭＩＮＴ制御
情報を運ぶデータ輸送リング１９；及び（ｅ）コントロ
ール　ユニット２０からか構成される。
ＭＩＮＴ内の全ての機能ユニットは、ＭＩＮＴ内に同時
に入いるあるいはこれから出るデータに対するピーク総
ビツ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１．５Ｇｂｐ
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バイト）は、メモリ
内に情報が置かれる時間が少いため（−杯の網負荷の状
態で約０．５７　ミリ秒）小さく抑えられているが、た
だし、このサイズは変更可能であり、必要であれば調節
できる。
ＸＬＨは双方向であるが、対称性ではない。
ＮＩＭからＭＩＮＴに移動する情報はＭＩＮＴメモリ内
に格納される。見出し情報がＸＬＨによってコピーされ
、ＭＩＮＴコントロールに処理のために送くられる。反
対に、スイッチ１０からＮＩＭに向って移動する情報は
途中でＭＩＮＴ内に格納されず、単に処理されることな
くＭＩＮＴを通過してＭＡＮＳ　１０の出力から宛先Ｎ
ＩＭ２へのパスされる。スイッチ内の可変経路長のため
に、ＭＡＮＳ　１０を出る情報は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ＮＩＭへの伝送の前にデータが整
合される。内部リンク　ハンドラ（ＩＬＨ）については
、クション４．６において説明される。
ＭＩＮＴは、（１）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）ｙｉトランザクションの
緩衝、（６）アドレスの翻訳、（７）渋滞コントロール
への参与、及び（８）動作、管理及び保守（ＯＡ＆Ｍ）
プリミティブの生成を含むさまざまな機能を遂行する。
ＭＩＮＴに対スるコントロールはＭ　Ｉ　ＮＴＤ　７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
８０，０００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　　ＭＡＮスイッチ＝ＭＡＮＳ　１０ＭＡＮ
Ｓは、（ａ）これを通じて情報がバスされる組織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Ｍｉ織の特別の特性によって、コントロールをパラ
レルに動作できる完全に独立したザブコントローラに分
解することが可能となる。これに加えて、個々のサブコ
ントローラはパイプラインに連結することができる。こ
うして、セットアツプ時間が非常に速いばかりでなく、
複数の経路を同時にセットアツプすることができ、゛セ
ットアツプスループット”が多数のＭＩＮＴからの高要
求速度を収容するのに十分に高（される。ＭＡＮは１６
ｘ１６（４つのＭＩＮＴを処理）から１０２４ｘ１０２
４　（２５６個のＭＩＮＴを処理）に至るまでのさまざ
まなサイズに設計できる。
２、　２．　５　　末端ユーザ　システム　リンク−Ｕ
ＳＬ１４ 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、ＮＩＭの反対側の外
部リンクと同一速度にて同期してランする。これはそれ
が接続されるＥＵＳに専用に使用される。ＥＵＳＬの長
さは数メートルから数十メートルのオーダーが想定され
る。ただし、経済的に許される場合は、これ以上長くし
てはならない理由は存在しない。
本発明のこの実施態様に対するＥＵＳＬに対する基本フ
ォーマット及びデータ速度は、メトロバス光波システム
Ｏ３−１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。
２．１．６　　外部リンク−ＸＬ３ 外部リンク（ＸＬ）３はＮＩＭをＭＩＮＴに接続する。
これも全二重同期光ファイバ　リンクである。これはそ
のＮＩＭに接続された末端ユーザシステムによって要求
多重様式（ｄｅｍａｎｄｍｕｌｔｉｐｌｅｘｅｄ　ｆａ
ｓｈｉｏｎ）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　　　　Ｉ）ンクーｒＬ２４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、ＭＡＮＳ　１０を
バスするとき、周波数は保持するが、同期的位相の関係
は失なう。
ＩＬ２４の長さは数メートルのオーダーが想定されるが
、経済的に許される場合は、これより長くてもかまわな
い。ＩＬのビット速度はＯ３−１（７）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０Ｓ−ｔ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
、ＭＡＮに接続された個々の末端ユーザシステムは秒当
たりにＬＵＷＵ及び５ＵＷＵから成る５０個以上のＥＵ
Ｓ　ｌ−ランザクシゴ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ヨン（パケッ
ト及び５ＵＷＵ）に相当する。ＮＩＭ当たり最高２０個
までのＥＵＳを持つことは、個々のＮＩＭが秒当たり最
高ｓｏｏ。
個までの網トランザクシヨンを扱い、個々のＭＩＮＴが
この量の４倍、つまり、秒当たり３２０００個の網トラ
ンザクションを扱う能力もたなければならないことを意
味する。これらは平均、あるいは持続速度である。バー
スト状態によっては単一ＥＵＳ２６に対する“瞬間°゛
速度太き（増加されることがある。ただし、複数のＥＵ
Ｓを通じての平均により個々のＥＵＳバーストを滑らか
にすることができる。従って、個々のＮ１Ｍポートは秒
当たり５０よりかなり多くの網トランザクションのバー
ストを扱わなければならないが、ＮＩＭ（２）及びＸＬ
　（３）はそれほど多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
ＭＩＮＴではさらに顕著である。ＭＡＮスイッチ１０は
秒当たり平均８ミリオン個の網トランザクションを通過
させなければならないが、スイッチ　コントローラはこ
れほど多くのスイッチ要求を処理することは要求されな
い。これはＭＩＮＴコントロールの設計によって同一の
宛先ＮＩＭに向う複数のパケット及び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の要素は網トランザクション到着開
時間（ｉｎｔｅｒａｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅ）である。
１５０Ｍｂｐｓの速度、及び１０００ビツトの５ＵＷＵ
の最も小さな網トランザクションを想定した場合、２つ
のｓｕｗｕがＮＩＭあるいはＭＩＮＴに６．６７マイク
ロ秒離れて到達する可能性がある。ＮＩＭ及びＭＩＮＴ
は過渡的ベースにて数個の折返しｓｕｗｕを扱うことが
できなければならない。
ＮＩＭ＆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　トラヒックの非対
称及びバースト特性からビーク　ロードを単期間にて処
理できる設計が必要される。このため、トランザクショ
ン　コントロール　ソフトウェア構造は、秒当たり数百
ミリオン個のＣＰＵインストラクションを実行できる能
力を要求される。さらに、ＭＡＮ内において、このコン
トロール　ソフトウェアは、パケット及ヒｓｕｗｕのル
ーティング、網ポートの同定、最大１０００個までの同
−ＮＩＭに向けられる網トランザクションのキューイン
グ（これは最大１０００個の待行列のリアル　タイム保
持を意味する）、ＭＡＮＳ要求及び受取通知の処理、複
雑な基準に基づく発（３−ＥＵＳのフロー　コントロー
ル、ｍトラヒック　データの収集、渋滞コントロール、
及び多数の他のタスクを含むさまざまな機能を遂行する
。
ＭＡＮコントロール　ソフトウェアは上のタスクの全て
をリアル　タイムにて遂行する能力をもつ。このコント
ロール　ソフトウェアは、Ｎ１Ｍコントロール２３、Ｍ
ＩＮＴコントロール２０、及びＭＡＮＳコントロール２
２０３つの主要要素内において実行される。これら３つ
のコントロール要素と関連して、末端ユーザ　システム
２６のＵＩＭ１３内に第４のコントロール構造２５が存
在する。第５図はこの構成を示す。個々のＮＩＭ及びＭ
ＩＮＴは自体のコントロール　ユニットヲもつ。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。ＭＡＮが高トラン
ザクション速度を扱うことを可能とするもう１つの機構
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■ＶＬＳ　Ｔ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。
一セットのプロセスをプロセッサに結合し、結合された
プロセッサをそのデータ　フロー構造と同一のトポロジ
ーに配列し、この機能を遂行するデータフロー　システ
ムを形成する。
要求されるリアル　タイム性能が達成されるのに必要な
だけこれを反復する。
ＮＩＭ、ＭＩＮＴ、及び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　プロセッサシステムの
実現のために選択されたプロセッサは、Ｉ　ＮＭＯ３社
からのＴｒａｎｓｐｕｔｅｒである。これら１０ミリオ
ン　インストラクタ３２フ秒（ＭＩＰ）短縮インストラ
クション　セット　コントロール（ｒｅｄｕｃｅｄ　１
ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｓｅｔ　ｃｏｎｔｒｏｌ　、Ｒ
Ｉ　Ｓ　Ｃ）マシンは、２０Ｍｂ　ｐ　ｓ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（ＤＭＡ
）能力のある入力及び出力経路をもつ４つのリンクを含
む。
２．３．２　　ＭＩＮＴコントロールの性秒当たり多数
のトランザクションを処理する必要性のために、個々の
トランザクションの処理はパイプラインを形成するシリ
アル　セクションに分解される。トランザクションはこ
のパイプラインに供給され、ここでこれらはパイプ内の
さらに進んだ段の所で他のトランザクションと同時に処
理される。これに加えて、個々が独自の処理ストリーム
を同時に汲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
たプロセッサのこのようなパラレル／パイプライン連結
された構造に分解することによって達成される。
ＭＩＮＴコントロールに対する制約、任意のシリアル処
理が以下の式で与えられるより′長くなってはならない
ことである： １／（このパイプライン内で処理される秒当たりのトラ
ンザクションの数） もう１つの制約として、ＸＬＨ１６内のコントロールに
入いる見出しに対するバンド幅がある。
ＸＬＨに到達する続きの網ユニット間の間隔が以下、つ
まり （見出しサイズ）／（コントロールへのバンド幅） より短い場合は、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）／（１−ランザクジョン
見出しのサイズ） Ｉ・ランスビータ（ｔｒａｎｓｐｕｔｅｒ）　　リンク
の有効ビット速度及び４０バイトＭＡＮｉＭ）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
）−２５，０００）ランザク２３７７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
）ｌ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　
ページ　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ティブとは完全
に独立して処理される。ＭＩＮＴ内のトランザクション
　フローは網トランザクション　ユニット（つまり、パ
ケットあるいは５ＵＷＵ）を格納するために使用される
メモリブロック　アドレスの管理プログラムによって単
一のパイプ内で制御される。このパイプの第１の段にお
いて、メモリ管理プログラムは高速ＭＩＮＴメモリの空
いたブロックの割り当てを行なう。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。
２．４ＭＡＮの動作 ＥＵＳ２６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、仮想用同定、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。ｙ４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
Ｎ１Ｍポートにマツプするように言周節する。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）　（ｐｒｉｖｉｌｅｇｅｄａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔ
ｉｖｅ　ｍａｉｎｔｅｎａｎｃｅ　ｐｏｒｔ）を準備す
る。
発信ＥＵＳは宛先をＭＡＮ名あるいはサービスにて示し
、従って、これらはダイナミック網トポロジーに関して
は何も知ることを要求されない。
この網内の高ビツト速度及び大きなトランザクション処
理能力は、非常に短かな応答時間を与え、またＥＵＳに
首部圏内のデータを過度な網考慮なしに移動させるため
の手段を提供する。この結果、ＥＵＳ−メモリからＥＵ
Ｓメモリの応答時間は１ミリ秒と非常に短かくなり、ま
た低いエラー率、及び持続されたベースにて秒当たり１
００の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へンドではなく、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ＵＴＭ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Ｎ　ＩＭ−Ｍ　Ｉ　ＮＴ−＋ＭＡＮＳ→宛先ＮＩＭ
（ＭＩＮＴを介して）→宛先ＵＩＭ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、ＬＵＷ
Ｕはさらに可変サイズ　パケットに断片化される。５Ｕ
ＷＵ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、ある綱トラン
ザクションが１つの５ＵＷＵであるとの判断は、５ＵＷ
ＵがＭＩＮＴに到達するまで行なわれない。ＭＩＮＴに
おいて、この情報を使用してデータが最適網バンドリン
グのために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可用タイミングなど
の末端ユーザの考慮のために小さなパケット　サイズの
使用が要求されることもある。これに加えて、ＵＩＭは
ＥＵＳから現在受信したものを送信という事情と関連し
てのタイミング制約もある。最大サイズ　パケットが使
用された場合でも、ＬＵＷＵの最後のパケットは、通常
、最大サイズ　パケットより小さい。
送信ＵＩＭの所で、個々の網トランザクション（パケッ
トあるいはｓｕｗｕ）には先頭に固定長のＭＡＮｙ４見
出しが附加される。Ｍ　Ａ　Ｎ　ｙＩソフトウェアは見
出し内のこの情報を用いて、ルーティング、料金請求、
網サービスの提供、及び網のコントロールを行なう。宛
先ＵＩＭはこの見出し内の情報を使用してＥＵＳ　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発信発信トランザクショ
ン列行列内納され、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が可用となるとただちにＭＩＮＴｌｌ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、ＭＡＮ
Ｎ４ソフトウェアによっては決して触れられない。これ
らトランザクションが処理されると、発信ＮＩＭはこれ
らを発信ＮＩ？１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、
ＸＬＨ１６が網トランザクションの開始及び終端を検出
することを可能とする。これらトランザクションは直ち
にＸＬＨＯ所に到達する１　５０　Ｍ　ｂ　／　ｓバー
ストのデータを扱うように設計されたメモリ１８内に移
動される。このメモリアクセスは高速タイム　スロット
　リング１９を介して行なわれるが、リング１９は個々
の１５０Ｍ　ｂ　／　ｓ　Ｘ　Ｌ　Ｈ入力及びＭＩＮＴ
からの個々の１５０　Ｍ　ｂ　／　ｓ出力（つまり、Ｍ
ＡＮＳ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１．２Ｇ　
ｂ　／　ｓのパースト　アクセス　バンド幅を持たなけ
ればならない。メモリ記憶装置は最大パケット　サイズ
に固定長の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
びこれに続くパケットあるいは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２０によ
ってＭＡＮＳへの伝送が指令されるまで格納される。Ｍ
ＩＮＴコントロール２０はＸＬＨにこの入りパケット及
び５ＵＷＵを格納するための空メモリ　ブロック　アド
レスをとぎれることなく提供する。ＸＬＨはまた固定サ
イズ網見出しの長さを゛知っている°。この情報をもと
に、ＸＬＨは網見出しのコピーをＭＩＮＴコントロール
２゜にパスする。ＭＩＮＴコントロール２０はこの見出
しとパケットあるいは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
体の循環冗長チェック（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ＬＵＳＵデータの順番が保
存される）。ＭＩＮＴメモリ　ブロック　アドレスとペ
アにされたパケット及び５ＵＷＵはプロセッサのパイプ
ライン内を移動する。このパイプラインは複数の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
、複数のパイプラインが存在し、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）この経路が可用となり、また（２）宛先Ｎ
ＩＭへのＸＬ３も可用となると、発信Ｍ　Ｉ　Ｎ　Ｔ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
る全ての綱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メモリからの綱トランザクション
を要求し、これらを以下の経路を通じて伝送する。
ＩＬＨ−）発信ＩＬ−＋ＭＡＳＮ→宛先ＩＬ−＋ＸＬ１
１このＸ　Ｌ　Ｈは宛先ＮＩＭに接続される。ＸＬＨは
宛先ＮＩＭへの途中でビット同期を回復する。
情報は、これがスイッチを出ると、宛先ＮＩＭへの途中
のＭＩＮＴを単に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ＮＩＭ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。ＬＵＷＵはＵ
ＩＭ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ＥＵＳ
にこの存在を通知し、ＥＵＳからの指令を受けると、そ
のＤＭＡの制御下において、ＥＵＳ　）ランザクジョン
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になにが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ＥＵＳ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）（ＨＣ３）及び網トランザクション全体に
附加されたデータ検査シーケンス６４６　（第２０図）
（ＤＣ３）を持つ。
最初に見出しについて考察する。発信ＵＩＭは発信ＮＴ
Ｍへの伝送の前にＨ３Ｃを生成する。
ＭＩＮＴの所で、ＨＣ３がチェックされ、エラーが発見
されたときは、このトランザクションは破棄される。宛
先ＮＩＭは類似の動作を３回遂行した後に、このトラン
ザクションを宛先ＵＩＭに送（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
Ｃ３を提供することを要求される。この欄はＭＡＮ網内
においてチェックされる。ただし、エラーが発見されて
もいかなる措置もとられない。
この情報は宛先ＵＩＭに配達され、ここでチェックされ
、適当な行動がとられる。網内でのこの用途はＥＵＳＬ
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（ＡＲ口）技術を用い
てエラーの修正を行なういかなる試もなされないことに
注意する。低待時間からの要求からこれは不可能である
。エラー修正スキームは見出しを除いてはコストがかか
り過ぎ、この場合でも、コンピュータ　システムにおい
てしばしばそうであるように時間ペナルティ−が大きす
ぎる。
ただし、見出しエラーの修正は、経験的に必要で、また
時間的に可能であることが実証された場合には、後に採
用することもできる。
従って、ＭＡＮはエラーをチェックし、見出しの妥当性
を疑う理由がある場合は、トランザクションを破棄する
。これ以外は、トランザクションは欠陥をもっていても
配達される。これは以下の３つの理由から意味するアプ
ローチである。第１に、通常のＡＲＱプロトコールが採
用された場合、光ファイバを通じての固有エラー率は銅
線を通じてのエラー率と同一オーダーであり、両方とも
１０−”　ビット／ビットのレンジである。第２に、グ
ラフィック　アプリケーション（これは急増している）
は通常小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。
主−エーＩ−凰延 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°。
にて送くることはできない。ユーザはまた網をただで使
用することから阻止される。全てのユーザは網内に送く
られる個々の全てのトランザクションに対して自体を偽
りなく同定することを強要され、これによって、正確な
使用敏感（ｕｓａｇｅｓｅｎｓｉｔｉｖｅ）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ＭＡＮ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（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）Ｍ４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。ＮＩＭ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　サーバーはこの同定／ポート　ペア
を調べ、発信ＮＩＭに接続されたＭＩＮＴにこのペアに
ついて通知する。これはまたログインの受信をＥＵＳに
知らせ、これによってＥＵＳにそれが網を使用してもよ
いことを告げる。
この網を使用する場合、ＥＵＳから受信ＮＩＭに送くら
れる個々の全ての網トランザクションは、その見出し内
に、その発信同定に加えて、第２０図との関連で後に詳
細に説明される見出し内の他の情報を含む。ＮＩＭはポ
ート番号をトランザクションの頭に加え、これをＭＩＮ
Ｔに伝送し、ここでこのペアがチェックされる。不当な
ペアが存在した場合は、ＭＩＮＴはこのトランザクショ
ンを破棄する。ＭＩＮＴ内において、頭に付けられた発
信ポート番号が宛先ポート番号と置換され、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。
ＥＵＳ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
ＩＮＴはその同定／ポート情報を除去し、これによって
ポートが活動が止められる。
２、　５．　３　　順番の保証 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Ｍ
ＩＮＴ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Ｌ
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ェックし、これが発生した場合には
、ＥＵＳに通知する。
２、　５．　４　　　想回路　び有限Ｌ　ＵＷＵこの網
は宛先への１つの回路を設定するのでなく、グループの
パケット及び５ＵＷＵを資源が可用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ＬＵＷ
Ｕを書き込むことができる。このようなデータ流はＥＵ
Ｓには仮想回路のようにみえ、網にとっては、バケット
を一度に１つづつ運ぶ終ることのないＬＵ間のようにみ
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、ＵＩＭとＥＵＳプロトコー
ルの間で扱われなければならない。末端ユーザはある時
間に複数の宛先に複数のデータ流を送ることがある。こ
れらデータ流は発信ＵＩＭと発信ＮＩＭの間の送信リン
ク上に境界の所でパケット及び５ＵＷＵに多重化される
。
パラメータは、システムがロードされたとき最適性能を
示すよう調節されるが、これは、１つのＭＩＮＴがＮＩ
Ｍに送くることができる時間を制限しくデータ流の長さ
を制限するのに等しい）、これによって、ＮＩＭを他の
ＭＩＮＴからのデータの受信のために解放する。シミュ
レーションによると、２ミリ秒の初期値が適当であるよ
うに見える。この値は、そのシステム内のトラヒックパ
ターンに応じて動的に調節することができ、異なるＭＩ
ＮＴあるいはＮＩＭに対して、あるいは異なる時間、あ
るいは異なる曜日に対して、異なる値を使用することも
できる。
３、スイッチ ＭＡＮスイッチ（ＭＡＮＳ）は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。
３．１１′０Ｂの特性化 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、網のバンド幅は
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く自己ルーティング）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
。
ＭＡＮにおいては、トランザクション長が数桁の規模で
変動することが予想される。これらトランザクションは
、後に説明されるように、小さなトランザクションに対
して十分な遅延性能をもつ単一のスイッチを共有する。
単一組織の利点は、交換の前にデータ流を分離し、交換
の後にまたこれを再結合する必要がないことである。
考慮すべき問題は、要求された出力ポートがビジー状態
であるときである。接続を設定するためには、任意の入
力及び出力ポートが同時にアイドルでなければならない
（いわゆる同時性問題をもつ）。あるアイドルの入力（
出力）ポートがその出力（入力）がアイドルになるのを
待つと、この待ちポートの使用効率が落ち、このポート
を必要とする他のトランザクションが待たされる。がわ
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。
回報（１つから複数への）接続は、必要な綱能力である
。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！ｉ１にはこのような特別の需要が存在するが、
ＭＡＮＳは任意の実際的な網に対する一般的要件を満す
。初期コストは妥当であり、また網を現存の組織に混乱
を与えることなく成長させることが可能である。このト
ポロジーはこの組織及び回路ボードの使用において本質
的に効率的である。
最後に、動作上の可用性の問題、つまり、信頼性、耐失
敗性、失敗グループ　サイズ、及び診断及び修理の容易
さなども満足できる。
３．２．一般アプローチ：分散コントロール回路交換網 このセクションにおいては、ＭＡＮＳ内において使用さ
れる基本的アプローチが説明される。より具体的には、
大きな網がパラレルに互いに独立して動作するグループ
のコントローラによってランされる手段に関して述べら
れる。この分散コントロール機構は２段網との関係で説
明されるが、このアプローチを複数の段を持つ網に拡大
することも可能である。セクション３．３においては、
ＭＡＮに対する特定の設計の詳細が説明される。
本発明のアプローチの主な利点は、複数の閘コントロー
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
組繊を個々がデータｙ１１２０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トロール
によってのみ制御される分離されたサブセントに分割さ
れることによって達成される。個々のコントローラは、
それが責任をもつ綱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−段組の分割 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０５１（１０４Ｌ　０３２　（１０
５）、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ｍ（あるいはクロスポ
イント）を含む。例えば、第６図内において、Ｏ３Ｉ　
（１０４）と関連する細分、つまり、サブセットはＯ３
ｌ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
０３１に接続する）を囲こむ点線によって示される。
ここで、この網のこのサブセットに対する１つのコント
ローラを考察する。これは任意の入り口から０３１上の
任意の出口への接続に対して責任をもつ。このコントロ
ーラはそれが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
Ｓｌ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０３１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Ｏ３Ｉの間
のリンクの状態がチェックされる。このリンクは、リン
クを残りの２つの入り口及び出口に接続するリンクの両
端上の２つのクロスポイントが全てアイドルのときアイ
ドルである。もし、この入り口、出口、及びリンクが全
てのアイドルの場合は、１５１及びＯ３Ｉ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
これら入りロスイッチがそれらの第２のスイッチへのリ
ンクに従って細分できるためである。理論上は、このア
プローチは全ての２段網に適用する。ただし、このスキ
ームの有効性はその網のブロッキング特性に依存する。
第６図に示される網はブロッキングが頻繁に発生しすぎ
る可能性があるが、これはこれが最大でも任意の入りロ
スインチ上の１つの入り口を任意の第２段のスイッチ上
の１つの出口に接続できるのみであるためである。
Ｃ，Ｗ、リチャーズ（Ｇ、Ｗ、Ｒｉｃｈａｒｄｓ）　　
らによっ年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−Ｓｔａｇｅ　Ｒｅａｒｒａｎ
ｇａｂｌｅ　ＢｒｏａｄｃａｓｔＳｗｉｔｃｈｉｎｇ　
Ｎｅｔｗｏｒｋ））において説明のタイプの以降リチャ
ーズｐ　（Ｒｉｃｈａｒｄｓ　ｎｅｔｗｏｒｋ）　　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
なる複数の入すロスイッチ上に分布する複数のアピアラ
ンシズ（ａｐρｅａｒａｎｃｅｓ）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、Ｍ
ＡＮはこのリチャーズ網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。
ＶＡＮにおいては、接続に対する要求は、複数の入力、
実際には、ＭＩＮＴの中央コントロール２０から来る。
これら要求はコントロール網（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トを閉じる。第１及び第２の段
のＸＰＣ（１２１，１２３）はそれぞれｌ５Ｃ（１段コ
ントローラ）及び２３Ｃ（２段コントローラ）と略号に
て命名される。
ＣＮｅｔの右側には前述のように第２の段の出口スイッ
チによって分割されたＤＮｅｔの６４個の分離されたサ
ブセットに対応し、これを制御する６４個のＭＡＮＳコ
ントローラ１４０　（ＭへＮ５Ｃ）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　　構造 第７図に示されるＣＮｅｔは特別の特性をもつ。
これは３つの類似する部分、１３０．１３４．１３５か
ら構成されるが、これらは、ＭＩＮＴからＭＡＮＳＣへ
のメツセージのフロー、ＭＡＮＳＣからＸＰＣへのオー
ダーのフロー、及びＭＡＮＳＣからＭＩＮＴへの肯定的
受取通知（ＡＣＫ）あるいは否定的受取通知（ＮＡＫ）
のフローに対応する。個々の網１３０．１３４及び１３
５は、統計的多重時分割スイッチである。１つのバス１
３２、宛先へのあるいは発信元からのコントロール　デ
ータを格納するためのグループの　インタフェース１３
３、及び１つのバス仲裁コントローラ（ＢＡＣ）１３１
を含む。このバス仲裁コントローラはある入力からこの
バスへのコントロールデータのゲーティングを制御する
。宛先の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（１１１３０：１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内の任意の要求メツセージに対してバスに
よって行なわれる相互接続はＣＮｅｔ内において要求さ
れる相互接続と同一であることに注意する。
３、　２．　３　　接続要求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ＣＮｅｔ１３０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
ＤＮｅ　ｔ１２０の入り口及び出口を含む。ＣＮｅｔ１
３０内において、このメツセージは接続されるべき出口
に従ってＣＮｅｔの右側の適当なリンク１３９に導かれ
る。リンク１３９は特定の第２段スインチと一意的に関
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　
データをチェックし、その出口がアイドルであり、また
該当する第１の段のスイッチからの任意のリンクがアイ
ドルであるかを調べる。これら要求される資源がアイド
ルである場合は、ＭＡＮＳＣは１つのクロスポイント接
続オーターを自体の第２の段の出口スイッチに、もう１
つのオーダーを網１３４を介して該当する第１の段のス
イッチに送（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
メツ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、回報通信ポイントツー　ポイント入り口、出
ロ対人すロオリエンティッド接続要求、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　　多段網 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、任意の股肉のスイッチは２段
網として反復的に実現される。結果としてのＣＮｅｔに
おいては、接続要求はＳ−段組内のＳ−１コントローラ
を順次的にバスする。
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　する特　の　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。
３．３．１　　システム属性 ３、　３．　１．　１　　外部　び　　インタフェース
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
の出メツセージ　リンクをもつ３つのコントロール　メ
ツセージ網１３０．１３３．１３４を含むＣＮｅｔ２２
から構成される典型的なフルに成長してＭＡＮＳを図解
する。ｒＬ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６４
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ＸＰＣＩ２２を含むが、これは命令を受け、クロス
ポイントを開閉を行なう。ＤＮｅｔの６４個の第２の段
１２３の個々に対して、その第２の段のスイッチ内のＸ
ＰＣ１２４への専用のコントロール　リンクを持つ１つ
の関連するＭＡＮＳＣ１４０が存在する。
個々のコントロール　リンク及び状態リンクは４つのＭ
ＩＮＴをＣＮｅｔの左から右及び右から左へのスイッチ
　プレーンに４：１コントロールデータ集信器及び分配
器１３６．１３８を介してインタフェースするが、これ
らもＣＮｅｔ２２の部分を構成する。これらは個々の４
−Ｍ　Ｉ　ＮＴグループ内の遠隔集信器として、あるい
はこれらの関連する１：６４ＣＮｅｔ１３０．１３５の
段の部分とみなされる。ここに示される実施態様におい
ては、これらはＣＮｅｔの部分である。ＣＮｅｔの第３
の６４ｘ６４プレーン１３４は、個々のＭＡＮＳＣ１４
０に６４個のｌ５Ｃ１２２の個々への１つのリンクをも
つ専用の右から左へのインタフェース１３３を提供する
。個々のＭＩＮＴＩＩはその４つのｌＬ１２を通じてＭ
ＡＮＳＩＯ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ＮＴＸは１０から２００ＥｔＪ
Ｓ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ＭＩ
ＮＴは全部で２５６個のＭＩＮＴに対する４つのＸＬを
処理する。個々のＭＩＮＴはまた４つのＩＬを処理する
が、このＩＬの個々はＭＡＮＳのＤＮｅｔＮｅへの入力
及び１つの出力終端をもつ。このデータ網は、こうして
、１０２４個の入力及び１０２４個の出力をもつ。内部
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上には１６個の出力が存
在する。つまり、第２の段のスイッチに対して、１つの
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・ンク及び統合スイッチさ
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、ＭＡＮは大
きなＥＵＳ　）ランザクジョンを個々が最大で本数千ビ
ットの網トランザクションあるいはパケットに分解する
。ただし、ＭＡＮＳは１つの接続（及び切断）要求当た
り１つのＭＡＮＳ接続をパスするデータのバーストとし
て定義されるスイッチ　トランザクションを扱かう。ス
イッチ　トランザクションのサイズは以下に説明される
理由によって１つの５ＵＷＵから数個のＬＵＷＵ　（複
数のパケット）に至るまでの変動をもつ。セクション３
の残りの部分においては、°“トランザクション°゛は
特に別の記載されないかぎり、“スイッチ　トランザク
ションパを示す。
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
２７秒）はトランザクションのサイズと反比例する。従
って、トランザクションサイズが小さいほど、このデー
タ速度を維持するためには高いトランザクション　スル
ープットが要求される。このスループットはＭＡＮＳＣ
の個々のスループット（ＭＡＮＳＣの接続／切断処理の
遅延は有効ＩＬバンド幅を滅す）によって、及び同時性
の解決（ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｃｙ　ｒｅｓｏｌｕｔｉｏ
ｎ）（ビジーの出口を待つ時間）によって制限される。
個々のＭＡＮＳＣのトランザクション当たりのオーバ−
ロードは、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、他のトランザクションに多くの遅延をもたらす。小
さなトランザクションはブロッキング及び同時性遅延を
減すが、他方、大きなトランザクションはＭＡＮＳＣ及
びＭＩＮＴの作業負荷を軽減し、またＤＮｅｔの衝撃係
数を向上させるため、どこかで妥協が必要とする。これ
に対する答えは、ＭＡＮが変動する負荷下において最適
性能が達成されるようにそのトランザクションサイズを
動的に調節できるようにすることである。
ＤＮｅｔは、与えられる負荷を処理するのに十分な大き
さを持ち、従って、交換コントロール複合体（ＳＣＣ）
のスループットが制限要素となる。
軽いトラヒック状態においては、スイッチ　トランザク
ションは短かく、はとんどが単一の５ＵＷＵととパケッ
トからなる。トラヒック　レベルが増加すると、トラン
ザクション　レートも増加する。
ＳＣＣのトランザクション　レートの限界に接近すると
、トランザクション　サイズがトランザクション　レー
トがＳＣＣがオーバーロードするポイントより少し低く
維持されるように動的に増加される。これは、統合コン
トロール戦略（ｃｏｎｓｏｌｉｄａｔｉｏｎ　ｃｏｎｔ
ｒｏｌ　ｓｔｒａｔｅｇｙ　）によって自動的に達成さ
れる。この戦略下においては、個々のＭＩＮＴがある任
意の宛先に向けられた存在する全ての５ＵＷＵ及びパケ
ットを、個々のバーストが数個のＥＵＳ　）ランザクジ
ョンの一部を含む場合でもあるいは全体を含む場合であ
っても、常に１つのスイッチ　トランザクションとして
伝送する。トラヒックがさらに増加した場合、トランザ
クションのサイズは増加するが、数は増加しない。こう
して、組織及びＩＬの利用効率が負荷とともに向上し、
一方、ＳＣＣの作業負荷は若干のみ増加する。セクショ
ン３．３．３．２．１はトランザクション　サイズを管
理するフィードバック機構について説明する。
３．３．１．４　　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。宛先端末のビジー／アイドル状態は約６マイクロ秒
内に決定され、またコントロール戦略はＭＡＮＳＣが実
現不能の接続要求を課せられることを回避するようなも
のでなければならない。
最後の性能問題はＣＮｅｔ自体に関する。この網及びこ
のアクセス　リンクは、制御メツセージ送信時間を短か
く保ち、リンクが統計的多重化からの競合遅延を最小に
するように低占拠率にてランするように高速（おそらく
少なくとも１０Ｍｂ／Ｓ）にてランすることが要求され
る。
３．３．２　　データ網（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　　　；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の段のスイッチ上の複数のアピアラン
シズ（ａｐｐｅａｒａｎｃｅｓ）に割り当てることから
得られる。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
つのアピアランシズを持ち、第１と第２の段のスイッチ
の間に２つのリンクが存在するため、個々の第１の段の
スイッチは３２個の入り口及び１２８個の出口をもち、
個々の第２の段は１２８個の入り口及び１６個の出口を
もつ。
３、３．２．２　１作 個々の入り口が２個のアピアランシズを持ち、また個々
の第１と第２の段のスイッチの間に２つのリンクが存在
するため、任意の出口スイッチは４つのリンクの任意の
１つ上の任意の入り口にアクセスすることができる。リ
ンクへの入り口の関連は、アルゴリズム的であり、従っ
て、計算することも、テーブルから読み出すこともでき
る。バス　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
ＰＣ１２２，１２４を持つが、これは、ＭＡＮＳＣから
どのクロスポイントを動作すべきかを告げるメツセージ
を受信する。これらコントロールによっては高レベルの
論理は遂行されない。
３、　３．　３　　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１ｉｑ（ＣＮｅｔ）先
に簡単に説明されたＣＮｅｔ１３０．１３４．１３５は
、ＭＩＮＴ、ＭＡＮＳＣｌ及びＩＳＯを相互接続する。
これらは３つのタイプのメツセージ、つまり、ブロック
１３０を使用してのＭＩＮＴからＭＡＮＳＣへの接続／
切断オーダー、ブロック１３４を使用してのＭＡＮＳＣ
からＩＳＯへのクロスポイント　オーダー、及びブロッ
ク１３５を使用してのＭＡＮＳＣからＭＩＮＴへのＡＣ
Ｋ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
イベートＭＡＮＳ　１４０−２ＳＣの１２４リンクが示
されるが、これらは交換を必要としないためＣＮｅｔの
部分とはみなされない。
この実施態様においては、この２５６個のＭＩＮＴはＣ
Ｎｅｔ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、メヅセージ流の併合
及びルーティングを遂行する。ＭＩＮＴからの要求メツ
セージには接続あるいは切断されるべき出口ポートのＩ
Ｄ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。
ＶＡＮＳＣは肯定的受取通知（ＡＣＫ）、否定的受取通
知（ＮＡＫ）、及びＩＳＣコマンド　メツセージをＣＮ
ｅｔ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１旨定される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及びこのメツ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網から明白である。４つ
のラインから１つのインタフェースへの制御データ集信
器１３６は、１つ以上のメツセージが一度に到達を試み
た場合は、競合を起こす。データ集信器１３６は、４つ
の接続されたＭＩＮＴの個々からの１つの要求に対する
メモリを持ち、ＭＩＮＴは一連の要求が旧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バスさ
れるのに十分に離して送くられることを保証する。ＭＩ
ＮＴ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Ｌ、Ａ　Ｎ
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
パックされたノードに対しては適さず、また長い末端間
遅延をもつ。
最も長いメツセージ（ＭＩＮＴの接続オーダー）でも３
２ビツト以下であるため、パラレル　バス１３２が１つ
の完全なメツセージを１サイクルにて送信することがで
きるＣＮｅｔとして機能する。
この仲裁コントローラ１３１は、このバスの競合の処理
にあたって、受信機に対する競合を自動的に解決する。
バス要素は信頼性の目的で重複される（図示なし）。
第８図及び第９図はＭＡＮＳＣの高レベル機能の流れ図
を示す。個々のＭＡＮＳ０１４０へのメツセージには、
接続／切断ビット、５ＵＷＵ／パケツト　ビット、及び
関与するＭＡＮＳ入力及び出力ポートのＩＤが含まれる
。
個々のＭＡＮＳＣ１４０の所に到達するメツセージの速
度は、このメツセージ処理速度を超えることがあるため
、ＭＡＮＳＣはそのメツセージに対する入り日持行列を
提供する。接続及び切断要求は別個に処理される。接続
要求はこれらの要求された出口アイドルでないかぎり待
行列に置かれない。
優先及び普通パケット接続メツセージには別個の待行列
１５０．１５２が提供され、優先パケットには高い優先
が与えられる。普通パケット待行列１５２からの項目は
優先待行列１５０が空である場合にのみ処理される。こ
れは優先パケットの処理遅延を普通パケットの処理遅延
の犠牲において短縮する。ただし、優先トラヒンクは通
常はパケットの大きな遅延をもたらすほど多くないこと
が予測される。そうではあるが、低優先の多量のデータ
　トランザクションの方が高優先のトランザクションの
場合より、ユーザはその遅延を我慢できる傾向がある。
また、あるパケットがＬＵＷＩＪの多くの断片の１つで
ある場合は、任意のパケットの遅延は、末端間ＬＵＷＵ
遅延はその最後のパケットにのみ依存するため、最終的
な結果にはあまり大きな影響を与えないものと考えられ
る。
優先及び普通パケット待行列は短かく、メツセージ到達
の短期間のランダム変動のみをカバーすることを目的と
する。到達のこの短期間速度がＭＡＮＳＣの処理速度を
超える場合は、普通パケット待行列、及びおそらく、優
先待行列はオーバーフローを起こす。このような場合は
、制御否定的受取通知（ＣＮＡＫ）が要求ＭＩＮＴに戻
され、ＭＡＮＳＣがオーバーロード状態にあることが示
される。これは破局ではなく、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３寺行列は普通パ
ケット待行列より長くされる。優先パケットは、元のＬ
ＵＷＵに再結合されるパケットより統合による利益を得
る可能性が低く、これは、この別個の高優先待行列を支
持する。旧ＮＴにより多くのパケットを統合するように
させるために、普通パケット待行列を”あるべき°長さ
より短かくすることができる。シミュレーションの結果
は、４個の要求能力を持つ優先待行列及び８個の要求能
力をもつ普通待行列が適当であることを示す。
両方の待行列のサイズはシステムの性能に影響を与え、
システムの実際の経験に基づいて微調節することができ
る。
優先はサービス指標６２３（第２０図）のタイプ内の優
先指標によって決定される。音声パケットにはこれらが
小さな遅延を要求するため優先が与えられる。全ての単
一パケット　トランザクション（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　チェック 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
ドル状態がチェックされる（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（ＢＭＡＫ
）が要求ＭＩＮＴに戻され（動作１５６）、要求ＭＩＮ
Ｔは後に再度送信を試る。テスト１５８は該当する待行
列（優先あるいは普通パケット）を選択する。この待行
列がそれが一杯であるかテストされる（１６０．１６２
）。指定された待行列が一杯である場合は、ＣＮＡＫ　
（制御否定的受取通知）が戻される（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、ＢＮ
ＡＫ及びＣＮＡＫの両方とも統合を通じてトランザクシ
ョン　サイズを増加させる傾向を持つことに注意する。
このビジー／アイドル　チェック及びＢＮＡＫは同時性
の問題を処理する。このアプローチに対して払われる代
償は、ＭＩＮＴからＭＡＮＳへのＩＬがＭＩＮＴがその
ＩＬに対する接続要求を出してからこれがＡＣＫあるい
はＢＮＡＫを受信するまでの期間使用できないことであ
る。また、ＭＡＮＳの負荷が大きな状態下においては、
ＣＮｅｔがＢＡＮＫ及び失敗した要求によって渋滞を起
こす。ビジー／アイドル　チェックは接続要求スループ
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ＭＡＮＳＣ及びＣ
Ｎｅｔを反復ＢＮＡＫ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ＭＡＮＳがその理論総合バン
ド幅のより高パーセンテージの所で飽和することを可能
にする。
優先ブロック１６８は切断待行列１７０からの要求に最
高の優先を与え、優先待行列１５０からの要求にこれよ
り低い優先を与え、そしてパケット待行列１５２からの
要求に最も低い優先を与える。接続要求が優先あるいは
普通パケット待行列からアンロードされたとき、この要
求された出口ポートは既に捕捉されており（動作１６６
あるいは１６７）、そして、ＭＡＮＳＣはＤＮｅｔを通
じての経路をハントする。これは単に最初に入りＩＬが
接続された２つの入り口を調べ（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ェック（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は後に要求を再度状みる（動作１７Ｂ）、また捕
捉された宛先出口が開放される（アイドルとマークされ
る）（動作１７６）。ＦＮＡＫは希であると予想される
。
４つのリンクが全てビジーでない場合は、アイドルの１
つが選択され、そして最初に第１の段の入り口、次に１
つのリンクが捕捉され（動作１８０）され、両方ともビ
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　バスを用い
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
（テスト１９０）、ＡＣＫが発信旧ＮＴ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、切新要素は
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、ＭＩＮＴ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
いなくても受け入れることができる。これが高い優先を
持つため、切断要求はスイッチ接続を新たな要求がこの
出口の再接続を試みる前に切断する。いったん待行列に
置かれると、切断要求は必ず実行される。消費された接
続を同定するためには出口ＩＤのみが必要である。ＭＡ
ＮＳＣはこの接続のリンクとクロスポイントの選択をロ
ーカル　メモリから呼び出しく動作１９５）、これらリ
ンクをアイドルとマークしく動作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１８
６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、Ａ
ＣＫ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Ｎ　Ａ　Ｋ　
”を戻どす。
ＭＡＮＳＣはその出口の位相整合及びスクランブル回路
（ＰＡＳＣ）２９０からの状態を検出し、データの伝送
が発生したか調べる。
３、　３．　３．　２．　５　　パラレル　バイプライ
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、ＭＡＮＳＣ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　チェックと同時に開
始される。トランザクション速度はパイプライン連結さ
れたプロセス内の最も長いステップに依存するが、ある
任意のトランザクションに対する応答時間（要求から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− 全ての小さなメツセージを検証するためのＣＮｅ　を及
びこのノードに対する高コストのハードウェア、メツセ
ージ　ビット、及び時間のかが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はメツセージ
が失墜することなく到達し、正常に扱われたことを、外
部から逆の証拠が到達するまで想定する。監査及びクロ
スチェックは疑う理由が存在するときにのみ起動される
。末端ユーザ、ＮＩＭ及びＭＩＮＴは、ＭＡＮＳあるい
はそのコントロール複合体内の欠陥を直に発見し、関与
するＭＡＮＳポートのサブセットを同定する。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Ｍ　Ａ　Ｎ　Ｓ　Ｃに対して、これ
らモードはコマンドＡＣＫ及びエコーの使用を要求する
。特別のメツセージ、例えば、クロスポイント監査メツ
セージがＣＮｅｔ内をパスされる。これはユーザ　トラ
ヒックの軽い負荷を運んでいる状態において遂行される
べきである。
これら内部自己テストに取りかかる（あるいはこれらを
完全に除去する）前に、ＭＡＮはＭＩＮＴ、ＩＬ、及び
ＭＩＮを用いて故障回路を同定するためにＭＡＮＳ上で
試験を行なう。例えば、任意のＩＬから送られた５ＵＷ
Ｕの７５％が任意の出口に通過する場合は、そのＩＬの
２つの最初の段の１つからの２つのリンクの１つが欠陥
をもっと結論することができる。（このテストは、決定
論的ＭＡＮＳＣが常に同一のリンクを選択しないように
、負荷下において遂行されなければならない）。
さらに試験を行なうことによって故障リンクを同定する
ことが可能である。しかし、複数の旧ＮＴがテストされ
、いずれも特定の出口への伝送ができない場合は、その
出口は全てのＭＩＮＴに対して゛アウト　オブ　サービ
ス“°とマークされ、疑いはその第２の段及びそのＭＡ
ＮＳＣ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ＭＩＮＴ及びＭ
ＩＮを調整するためには、全てのＭＩＮＴ及びＭＩＮへ
の低バンド幅メツセージ　リンクを持つ中央知能が要求
される。ＭＩＮＴ間接続が与えられると（第１５図参照
）、必要とされるハードウェアをもつ任意のＭＩＮＴが
診断タスクを遂行できる。ＮＩＭはいずれにしてもテス
ト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Ｎ
ＩＭが他の全てのこのようなＮＩＭとメツセージを交換
することができる。
３．４ＭＡＮスインチ　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ＮＴＩＩ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ＭＡ
ＮＳＣ１４０と関連する第２の段のコントローラ１２４
に命令を送くる。
入力は入り口１３９から要求受入ポート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１７
０内に置かれる。出口マツプ１４０６が切断された出口
をアイドルとマークするように更新される。受取応答ユ
ニット１４０８は要求の受信にエラーがあったとき、接
続要求がビジーの出口に対して行なわれたとき、あるい
は該当する待行列１５０あるいは１５２が満杯であると
きは、否定的受取通知を送くる。受取応答はコントロー
ル網１３５を介して要求ＭＩＮＴＩＩに分配器１３８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１月４０６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ずべきかを知るために調べ
られる。これらリンクをアイドルにするための命令は第
１の段のスイッチに第１の段のスイッチ　オーダー　ポ
ート１４２８から送くられ、第２の段のスイッチへの命
令は第２の段のスイッチ　オーダー　ポート１４３０か
ら送くられる。切断要求に対しては、静的マツプ１４２
２が要求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１
４２６がこの経路が設定されたことを示すために更新さ
れ、これによってその後切断オーダーがきたとき該当す
るリンクをアイドルにすることが可能となる。
これらの動作の全てはサービス　コントロール１４２０
の制御下において遂行される。
コントローラ１４２０及び１４０４は単一のコントロー
ラであっても、別個のコントローラであっても良く、ま
たプログラム制御することも、あるいは逐次論理にて制
御することもできる。これらコントローラは、高スルー
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ｍ１３０（第７図）は出力１
３７をデータ集信器１３６から取り、接続あるいは切断
要求を表わすこれら出力をＭＡＮスイッヂ　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
要求は次にバス１３２上に置かれるが、この出力は一時
的に中間レジスタ１４１内に置かれる。バスアクセス　
コントローラ１３１は次にレジスタ１４１からの出力を
ＭＡＮスイッチ　コントローラ１４０の該当する１つに
リンク１３９を介してレジスタ１４１の出力をリンク１
３９に接続されたハス１４２上に置くことによって送く
る。この動作は３つのフェーズによって達成される。第
１のフェーズにおいて、レジスタ１３３の出力がバス１
３２上に１かれ、ここからレジスタ１４１にゲートされ
る。第２のフェーズにおいて、レジスタ１４１の出力が
バス１４２上に置かれ、ＭＡＮスイッチ　コントローラ
１４０に配達される。第３のフェーズにおいて、ＭＡＮ
スイッチ　コントローラは発信レジスタ１３３にコント
ローラが要求を受信したか否かを通知する。受信した場
合は、発信レジスタ１３３は制御データ集信器１３６か
ら新たの入力を受け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。
コア）ｏ−ル網１３４及び１３５はコントロール′ｆ！
４１３０と類似の方式にて動作する。
３．６　要約 ＭＡＮＳに対する大きなバンド幅及びトランザクション
　スルー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　スイッチ組織は、この低ブロッキン
グ確率がパラレルのパイプライン連結された分散スイッ
チ　コントロール複合体（ＳＣＣ）を可能とすることか
ら選択された２段すチャーズ網である。このＳＣＣは第
１及び第２段の全てのスイッチ内のＸＰＣ１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ＭＩＮＴにリンクする
ＣＮｅｔを含む。
４、メモリ　びインタフェース　モジュールメモリ及び
インタフェース　モジュール（ＭＩＮＴ）は外部光ファ
イバ　リンクのための受信インタフェース、バッファ　
メモリ、ルーティング及びリンク　プロトコールのため
のコントロール、及び集められたデータをこのリンクを
通じてＭＡＮスイッチに送くるための送信機を提供する
。説明の設計においては、個々のＭＩＮＴは４つの網イ
ンタフエース　モジュール（Ｎ　Ｉ　Ｍ）　ヲ処理シ、
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。
↓−１ｇ、ｔ、艮旗 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ットを収容
するためのバッファ　メモリ。
４、″ｆＩ４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！ＩＩ？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般的
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
パケット　サイズは最大サイズパケット以下のトランザ
クションに対してメモリを浪費する。リンクは外部リン
ク　ハンドラ１６（ＸＬＨ）に終端するが、これは、こ
れがパケット全体をそのバッファ　メモリ内に置くとき
、必要な見出し欄のコピーを保持する。この見出し情報
が次に、バッファ　メモリ　アドレス及び長さとともに
中央コントロール２０にバスされる。中央コントロール
は宛先ＮＩＭをアドレスから決定し、このブロックをこ
の同一宛先への伝送を待つブロックのリスト（存在する
場合）に加える。中央コントロールはまた未処理の要求
が既に存在しない場合は、このスイッチ　コントローラ
に接続要求を送くる。中央コントロールがスイッチ　コ
ントローラから接続要求が満されたことを示す受取通知
を受信すると、中央コントロールはメモリブロックのリ
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ＸＬＨによって使
用が可能な空きブロックのリンクに加えられるように通
知する。
４．３　　メモリ　モジュール ＭＩＮＴＩＩのバッファ　メモリ１日（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。
↓−３，１１衣 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量様式にて編成される。典型的な
門ΔＮ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バイトである。こ
の数はオーバーロード状態におけるフローコントロール
のアプリケーションの速度に敏感である。
４．３．２．　　　タイム　スロット割当タイム　スロ
ット割当器２０３１．　、　、．２０４（ＴＳＡ）は従
来のＳＲＡＭコントローラと専用８−チャネルＤＭＡコ
ントローラの機能を結合する。個々はデータ伝送リング
１９（セクシジン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
るようなセン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
、及び診断コントロール　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、
（１）　Ｘ　Ｌ　Ｈによって受信されたデータに対する
°゛書込°゛要求（２）　Ｉ　Ｌ　Ｈに対する“読出し
°゛要求（３）　Ｘ　Ｌ　ＨあるいはＩＬＨによって発
行される“新アドレス”コマンド、及び（４）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、ＸＬ）
（が現ブロックがオーバーフローされる前に新たなアド
レスを提供するため安全チェックとしてのみ使用される
。
゛読み出し“動作に対しては、ＴＳＡ２０３は最初にこ
のＩＬＨに対するチャネルがアクティブであるか否かチ
ェックしなければならない。これがアクティブである場
合は、ＴＳＡはこのＩＬＨ１７に対するレジスタからの
アドレスを使用してメモリ読出しサイクルを遂行し、こ
のデータをリング　インタフェース論理に提供する。こ
れはまたアドレス　レジスタを増分し、カウント　レジ
スタを減分する。いずれの場合も、ＴＳＡはインタフェ
ース論理に２つの“タグ°ビットを提供するが、これは
、（１）データがない、（２）データがある、（３）パ
ケットの最初の語がある、あるいは（４）パケットの最
後の語があることを示す。ケース（４）に対しては、Ｔ
ＳＡ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
ＬＨ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−ピント　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。
Ｉ　Ｌ　Ｈ１７の場合は、ＴＳＡはチャネルがアクティ
ブであるか否かチェックしなければならない。アクティ
ブでない場合は、通常のアドレス２１４及びカウント２
１３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　ピットがバ
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・ノドサイズを可能にする。これに
加えて、ＩＬＨ１７はこれを読み出すときパケットの実
際の長さを提供する必要がなく、中央コントロール２０
によるこの情報のＩＬＨへの送信の必要性を排除する。
４．４　データ伝゛　リング データ伝送リング１９のジョブはリンク　ハンドラ１６
．１７とメモリ　モジュール２０１、。
、、、２０２の間でコントロール　コマンド及び高速デ
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
タによって節単に決定できるためである。
↓−４，１Ｎ３引狂調世 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
ットが存在しなければならない。
２、個々の接続回路は適当な規則的間隔にて出現するデ
ータ　タイム　スロットを持たなければならない。具体
的には、個々の回路はデータ　タイム　スロット間にあ
る最小期間を持たなければならない。
３、　個々のリンク　ハンドラはメモリ　モジュール番
号による数値順のデータ　タイム　スロットを持たなけ
ればならない。（これはリンク　ハンドラが５１２−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。
４、　４．　３　　タイム　スロット　サイクルテーブ
ルＩ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ＸＬＨから受信し、またその間
にそれが個々のＩＬＨに対するメモリから読み出された
データを供給することを要求されるスロットを示す。５
つおきに来るスロットはコントロール　タイム　スロッ
トであり、この間に、示されるリンク　ハンドラはコン
トロール　オーダーを全てのＴＳＡに回報通信する。こ
のテーブルにおいては、ＸＬＨ及びＩＬＨには番号０−
３が与えられ、そしてＴＳＡには番号０−１５が与えら
れる。例えば、ＴＳＡＯはタイム　スロット０において
ＸＬＨＯ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、Ｔ
ＳＡＯはＸＬＨ２及びＩＬ１１２に対して類似の動作を
遂行する。スロット４６はＸＬＨ１及びＩＬＨＩに対し
て使用され、そしてスロット６３はＸＬＨ３及びＩＬＨ
３に対して使用される。ＸＬＨはメモリからの読出しは
決して行なわず、またＩＬＨは決して書込みを行なわな
いため、同一タイム　スロットの読出し及び書込みに対
する再使用が許され、これによって、リングのデータ幅
が実効的に倍にされる。
コントロール　タイム　スロットは、順に、４つのＸＬ
Ｈ１４つのＴＬＨｌ及び中央コントロール（ＣＣ）に割
り当てられる。これら９個の実体がコントロール　タイ
ム　スロットを共有し、コントロール　フレームは４５
タイム　スロット長となる。８０−スロットのデータ　
フレームと４５−スロットのコントロール　フレームが
７２０タイム　スロットに一度整合する。この周期がス
ーパーフレームであり、スーパーフレーム同期（８号に
よってマークされる。
ＩＬＨ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ＩＬＨに対して特別の“語Ｏｎ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（そのコントロール　
タイム　スロット）においてＩＬＨＯによって新たなア
ドレスが送られるものとする。ここで、ＩＬＨＯに対し
て５から１５の番号を与えられたＴＳＡから読み出すた
めのデータ　タイムスロットがタイム　スロット２４の
直後に来る場合でも、ＴＳＡ番号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 は異なる。
スロットとで テーブルＩ リング タイム　スロットわりあて ＬＩＩＯ ＸＬＨ１１ ＸＬＨ２ ＸＬＨ３ ＬＩＩＯ ＸＬＨ１１ Ｌ１１２ ＩＬ）１３ Ｃ ＬＩＩＯ ＬＨＬ ＸＬ）１２ Ｘ　１．　＋１３ ｌＯ ６９１ＬＨＯ ７４’　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　ＩＬＨＩ７９　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　１ＬＨ２４，４，３，１データ　タ
イム　スロットデータ　タイム　スロットは自身のＸＬ
Ｈの所で発生するとみなすことができる。データ　タイ
ム　スロットは入りデータをその割り当てられたメモリ
　モジュールに運び、このポイントで、これは出データ
を対応するＩＨＬに運ぶために再使用される。ＸＬＨは
決してデータ　タイム　スロットから情報を受信しない
ため、リングはＩＬＨとＸＬＨの間で（データ　タイム
　スロットに対してのみ）論理的に破られているものと
みなすことができる。
２つのタグ　ピントはデータ　タイム　スロットの内容
を以下のように同定する。
１１空 ｌＯ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０に
よってのみ、これがパケットの最初の語をＩＬＨに送く
るとき送信される。”パケットの最後の語°”の指標は
メモリ　モジュール１５によってのみ、これがパケット
の終端をＩＬＨに送くるとき送信される。
４．４．３．２　　コントロール　タイム　スロット コントロール　タイム　スロットはリング上の中央コン
トロール２０のステーションの所で発生及び終端する。
リンク　ハンドラはこれらの割り当てられたコントロー
ル　スロットをＴＳＡにオーダーを回報通信するために
のみ使用する。ＣＣは９個のコントロール　タイム　ス
ロットごとに割り当てられる。ＴＳＡは全てのコントロ
ールタイム　スロットからオーダーを受信し、応答をＣ
Ｃコントロール　タイム　スロット上のＣＣに送くる。
２つのタグ　ピットはコントロール　タイムスロットの
内容を以下のように同定する。
１１空 １０　データ（ＣＣへあるいはＣＣから）０１　オーダ
ー ００　アドレス及びカウント（リンク　ハンドラから） ４．５．外部リンク　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バッファ　メモリ
内に置き、そして、データが宛先に転送できるようにＭ
ＩＮＴの中央コントロール２０に必要な情報をバスする
ことである。これに加えて、ＸＬＨは光フアイバ上に多
重化される入り低速コントロール　チャネルを終端する
。低速コントロール　チャネルに割り当てられた幾つか
の機能には、ＮＩＭ状態の伝送及び網内のフローの制御
が含まれる。ＸＬＨはＮＩＭからの入りファイバのみを
終端することに注意する。ＮＩＭへの伝送は内部リンク
　ハンドラ及び後に説明される位相整合及びスクランブ
ラ回路によって扱われる。ＸＬＨはＭＩＮＴ中央コント
ロール２０のハードウェアにインタフェースするために
オンボード　プロセッサ２６８を使用する。このプロセ
ッサから来る４つの２０Ｍビット／秒リンクはＭＩＮＴ
（７）中央コントロール　セクションへの接続ヲ提供す
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（Ｆ　Ｉ　ＦＯ）待
行列２５８を通じてデータ　ステアリング回路２６０に
向う。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　インタフェース２６２
に送くる。
４．５．２　　リンク　インタフェースリング　インタ
フェース２６２はリンク　インタフェース内のパケット
ＰＩＦ０２５８からＭＩＮＴのバッファ　メモリ内への
データの伝送を制御する。これは以下の機能を提供する
。
１、　リングのタイミング　サイクルとの同期の確立及
び保持。
２、　リンク　インタフェースＦＩＦＯから該当するリ
ング　タイム　スロットへのデータの伝送。
３、　パケットの終端に遭遇したときの新たなアドレス
のメモリＴＡＳへの送信。
リングの（ＸＬＨ当たり）１６語タイミングサイクルと
の再同期を刃ンク　インタフェースＦＩＦＯが一時的に
空になるたびにパケットの処理の際に遂行しなければな
らないことに注意する。
これはリングのバンド幅がリンクの伝送速度より高いた
め常時発生する。しかし、リング及びＴＡＳはこのデー
タ流内のギャップを収容するように設計されている。こ
うして、再同期は単にデータが来、またはリング　サイ
クルが正しい語ナンバーに戻どるのをまち、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、ＦＩＦＯ２５Ｂ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．Ｉ　　　　　Ｌ処 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、見出しチェッ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ＭＩＮＴの中
央コントロールとの対話には基本的に２つのみが存在す
る。ＸＬＨコントロールはその空ブロックのＦＩＦＯ２
７０をメモリ　マネジャーから得られるブロック　アド
レスにて満し、このブロックをその宛先に送くることが
できるように見出し情報及びメモリ　ブロック記述子を
中央コントロールにパスする。ブロック　アドレスはそ
の後リング１９上にリング　インタフェース２６２によ
ってコントロール　シーケンサ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（ＩＬＨ）（第１３図）は、分散
リンク　コントローラとみなすことができる第１の部分
である。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つ特定のＩＬＨ、スイッチ組織を
通じての１つの経路、及び１つの特定の位相整合及びス
クランブラ回路２９０　（ＰＡＳＣ）から構成される。
ＰＡＳＣについては、セクション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ＩＬＨから受信する。こ
のタイプの分散リンク　コントローラが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　フォーマットと互換性をもつフレ
ーム同期フォーマットにて伝送される。データはリンク
　インタフェース２８０から非同期的にリンクの平均速
度より幾分か高い速度にて受信されるため、リンク　イ
ンタフェースは速度の整合及びフレーム同期を提供する
ためのＰ　Ｉ　Ｆ０２８２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、ＦＴＰ０２８２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１０に送くられる。
４．６．２　　リング　インタフェースリング　インタ
フェース２８０論理はＭＩＮＴのバッファ　メモリから
リンク　インタフェース内のＦＩＦＯへのデータの伝送
を制御する。これは以下の機能を提供する。
１、　リングのタイミング　サイクルとの同期の確立及
び保持。
２．該当するリング　タイム　スロットにおけるリング
からリンク　インタフェースＦＩＦＯへのデータの伝送
。
３、パケット（メモリ　ブロック）最後の語が受信され
たときのコントロール　セクションへの連絡。
４、　パケットの最後の語が受信され、ＰＩＦ０２８２
の状態がこの新たなパケットがオーバーフローの原因と
ならないような場合におけるメモリＴＡＳ　　２０３．
、、、．２０４（第１０図）への新たなアドレス及びカ
ウント（存在する場合）の送出。
Ｘ　Ｌ　Ｈと異なり、Ｉ　Ｌ　ＨはＴＳＡにデータ語が
シーケンス順に受信され、ブロック内にギャップが存在
しないことを確保するのをＴＳＡに依存する。従って、
語同期の保持は、この場合、単に予期されない空のデー
タ　タイム　スロットを捜すことから成る。
４、　６．　３　　コントロール ＩＬＨのシーケンサ−２８３によって制御されるコント
ロール部分はリング　インタフェースにプロセッサ　リ
ンク　インタフェース２８４を介して中央コントロール
から受信され、ここからアドレスＰＩＦ０２８５内に格
納されたブロック記述子を提供し、中央コントロールに
プロセッサリンク　インタフェースを介してブロックが
メモリから取り出されたことを通知し、また中央コント
ロール２０に最後のブロックの伝送が完結したことを通
知する責務をもつ。
４．６．３．１　　中　コントロールとの対二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との対話 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ＩＬＨに次のアドレス及び
長さを保持するためのレジスタを！　供する。フロー　
コントロールはＩ　Ｌ　Ｈの任務であるが、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パケットＰＩＦ０２８２内に確
保されるまで送くられるべきではない。
４．７ＭＩＮＴ中　コントロール 第１４図はＭＩＮＴ中央コントロール２０のブロック図
である。この中央コントロールは、ＭＩＮＴの４つのＸ
ＬＨ１６、ＭＩＮＴの４つのＩＬＨ１７、スイッチ　コ
ントロール（第７図）のデータ集信器１３６及び分配器
２３８、及び第１５図に示されるＯＡ＆Ｍ中央コントロ
ール３５２に接続される。最初に、中央コントロール２
０と他のユニットとの関係が説明される。
ＭＩＮＴ中央コントロールはＸＬＨ１６と通信してＸＬ
Ｈによって入りデータをＭＩＮＴメモリ内に格納するた
めに使用されるメモリ　ブロックアドレスを提供する。
ＸＬＨ１６はＭＩＮＴ中央コントロールと通信してＭＩ
ＮＴメモリ内に格納されるべきパケットの見出し、及び
このパケットがどこに格納されるべきかを示すアドレス
を提供する。ＭＩＮＴ中央コントロール２０のメモリマ
ネジャーはＩＬＨｌ７と通信してそれらメモリ　ブロッ
ク内に格納されたメモリが既に配達されたメモリがＩＬ
Ｈによって開放されたことを示す情報を受信し、これに
より解放されたメモリが再使用される。
待行列マネジャー３１１が特定のＮＩＭに向かって到着
した最初の網ユニットがスイッチ　ユニット待行列３１
４内に置かれたことを確認すると、これは個々の可能な
宛先ＮＩＭに対するＦＩＦＯ待行列３１６を含むが、待
行列マネジャー３１１はスイッチ設定コントロール３１
３にそのＮＩＭへのＭＡＮスイッチ１０内の接続を要求
する要求信号を送くる。この要求はスイッチ設定コント
ロール３１３の待行列３１８（優先）及び３１２（普通
）のどちらかに格納される。スイッチ設定コントロール
３１３はこれら待行列をこれらの優先度に従って管理し
、要求をＭＡＮスイッチ１０゜より具体的には、スイッ
チ　コントロール　データ集信器１３６に送くる。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３１Ｂ
及び３１２は低優先のパケットの伝送を押さえ、優先パ
ケットの比較的はやい伝送を保持するための手段となる
。経験上、必要であれば、普通待行列からの要求を、そ
の宛先ＮＩＭに対する優先パケットが受信された場合に
その優先待行列に移すことも可能である。待行列３１８
及び３１２内に置かれた要求は、ＩＬ、ＩＬＨｌ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。ＩＬＨｌ７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、ＮＩＭ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ＩＬＨｌ７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。ＩＬＨ
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に人いるデータを処理する
ためにパラレルに動作し、ＭＩＮＴ中央コントロールの
総データ処理能力を上げる。
ＸＬＨに入いる個々のパケットに対する見出しがアドレ
スとともに送くられるが、ここで、このパケットは、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　チェックにパスした
場合は、関連するＸＬＨマネジャー３０５に直接に格納
される。ＣＲＣチェックに合格しなかったときは、その
バケツトはＸＬＨによって破棄され、ＸＬＨはこの割り
当てられたメモリ　ブロックを再利用する。ＸＬＨマネ
ジャーは見出し及びそのパケットに対して割り当てられ
たメモリの同定を発信元チエッカ−３０７にパスする。
ＸＬＨマネジャーは、発信元チエッカ−、ルータ−１あ
るいはＮＩＭ待行待行列シネジャーずれかがそのパケッ
トを宛先に伝送することが不可能であることを発見した
場合は、メモリ　ブロックのリサイクルを行なう。リサ
イクルされたメモリ　ブロックはメモリ　マネジャーに
よって割り当てられるメモリ　ブロックの前に使用され
る。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ェックする。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ＭＩ
ＮＴの４つのＸＬＨによって受信されるパケットを同定
及び連結するが、これらは１つの共通出力リンクに向け
られる。ＮＩＭ待行列への最初のパケットが受信された
後、ＮＩＭ待行待行列シネジャー３１１のＮＩＭへの接
続を要求するためにスイッチ設定要求をスイッチ設定コ
ントロール３１３に送くる。
ＮＩＭ待行待行列シネジャー３１１イッチ　ユニット待
行列３１４のＦＩＦＯ待行列３１６内のこれらパケット
を連結し、回路スイッチ１０内にスイッチ接続が確立さ
れたとき、これらパケット全てが一度にこの接続を通じ
て送くれるようにする。
スイッチ　コントロール２２の出力コントロール信号分
配器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にこのメツセージのデータを格納するために使用され
ていたメモリが現在新たなメツセージに対して可用とな
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ＸＬＨにメモリを割り当てるためのまざま
なＸＬＨマネジャー３０５に分配する。
発信元チエッカ−３０７はまた料金請求情報を動作、監
督及び保守（ＯＡ＆Ｍ）ＭＩＮＴプロセッサ３１５にパ
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　フローをチェックするための適
当な統計を集めるために使用される。この統計値は後に
ＭＡＮ網内の他の統計値と結合される。ルータ−３０９
はまた（ＯＡ＆Ｍ）Ｍ　Ｉ　ＮＴ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ＭＩ’ＮＴ　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７に送くられる
が、これはこの４つのＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロセッサ
によって集められたデータを要約し、後に、ＯＡ＆Ｍ中
央コントロール３５２（第１４図）に送くる。
ＭＩＮＴ　　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７はまたルータ−３０
９のデータをＯＡ＆Ｍ　　ＭＩＮＴプロセッサ３１５を
介して変更するためにＯＡ＆Ｍ中央コントロール３５２
から情報を受信する。これら変更は、網に加えられた追
加の端末、ある物理ポートから別のポートへの論理端末
（つまり、特定のユーザと関連する端末）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ＭＩＮＴｙ４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３
５２に接続される。これらＯＡ＆Ｍコントロールの個々
は複数のＭＩＮＴに接続され、そして個々のＭＩＮＴ内
において、ＭＩＮＴ中央コントロール２０のＭＩＮＴ　
　ＯＡ＆Ｍモニタ３１７に接続される。ＯＡ＆Ｍシステ
ム３５０からのメツセージの多くが全てのＭＩＮＴに分
配されなければならないため、これらさまざまなＯＡ＆
Ｍ中央コントロールはデータ　リングによって相互接続
される。このデータ　リングは網インタフエース　モジ
ュールの同定従って、網に加えられた個々の物理ポート
の出力リンクの同定を伝送し、この情報はＭＡＮハブ内
の個々のＭＩＮＴのルータ−プロセッサ３０９内に格納
される。
５、リンク ５．１　リンク要件 ＭＡＮシステム内のリンクはＥＵＳとＮＩＭの間（ＥＵ
ＳＬ）（リンク１４）、及びＮＩＭとＭＡＮハブの間（
ＸＬ）（リンク３）でデータを伝送するために使用され
る。これらリンク上に伝送されるデータの動作及び特性
は個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
トを同一にすることによって、共通のハードウェア及び
ソフトウェアを使用することが可能となる。
このリンク　フォーマットは以下の特徴を提供するよう
に設計されている。
１、　これは高データ速度のパケット　チャネルを提供
する。
２、　これは提唱されるメトロバス°’０３−１’”フ
ォーマットと互換性をもつ。
３、　語オリエンティッド同期フォーマットであるため
インタフェースが簡単である。
４、　これは”パケット′がいかに区切られるべきか定
義する。
５、　これは”パケット“全体に対するＣＲＣ（及び見
出しに対する別のＣＲＣ）を含む。
６、　このフォーマットは”′パケット°内のデータの
トランスバレンシーを保証する。
７、　このフォーマットはフロー　コントロール信号法
に対する低バンド幅チャネルを提供する。
８、　追加の低バンド幅チャネルを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　　　び 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。
０ＤＬ−２００送信機及び受信機の使用はリンク速度の
上限を約２００Ｍビット／秒のオーダーにのせる。ＭＡ
Ｎアーキテクチャ−の点からは、リンクの具体的なデー
タ速度しま、ＭＡＮが同期交換を行なわないため重要で
はない。ＭＡＮリンクに対するデータ速度は、メトロバ
ス光波システム゛ＯＳ　−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　
Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　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〔メトロバス光波網に対する同期光イ芸送ｙ４
（Ｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　０ｐｔｉｃａｌ　Ｔｒａｎ
ｓｍｉｓｓｉｏｎ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　ｆｏｒ　Ｍｅｔｒ
ｏｂｕｓ　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　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔ
ｉｏｎ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ　Ｃｏｒｐ、）によって指定
されるすンク層プロトコールである５ＯＮＥＴの仕様が
ある。
５．２．１　　レベル１リンク　フォーマットＭＡＮ網
はメトロバスの低レベル　リンク　フォーマットを使用
する。このリンク上の情報は連続的に反復される単純な
フレームによって運ばれる。このフレームは８Ｂ−１６
秒語から成る。最初の語はフレーミング　シーケンス及
び４つのパリティ　ビットを含む。この第１の語に加え
て、他の３つの語はオーバーヘッド語である。メトロバ
ス実現におけるノード間通信に使用されるこれらオーバ
ーヘッド語は、メトロバスの互換性のためにＭＡＮによ
っては使用されない。このプロトコールの語オリエンテ
ィッド特性のために、この使用が非常に単純となる。パ
ラレル　ロードの単純な１６ビツト桁送りレジスタが送
信のために使用でき、パラレル読出しの類似の桁送りレ
ジスタが受信のために使用できる。１４６．４３２Ｍビ
ット／秒リンク　データ速度において、１０９ナノ秒ご
とに１６ビット語が送信あるいは受信される。
このアプローチは多（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、リンクのバンド幅を１６ビット語のユニットで使用
することが必要である。
５．５．２　　レベル２リンク　フォーマットこのリン
クはＭＡＮの情報伝送の基本単位である゛°パケッＦ′
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’ＩＤＬＥ
”語の仕様を含む。
パケットが伝送されてない間、この’　ＩＤＬＥ”語は
基本チャネルバンド幅を構成する全ての語（他の目的に
対して予約されてない語）を満す。
パケットは先端５ＴＡＲＴ　　５ＹＮＣ，＆び後端ＥＮ
Ｄ　　５ＹＮＣ語によって区切られる。このスキームは
これら特別の意味をもつ語がパケット内のデータ内に含
まれないかぎり良く機能する。パケット内に送くること
ができるデータを制約することは好ましくない制約であ
るため、トランスバレント　データ伝送技術が使用され
なければならない。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、ＨＤＬＣのようなビット
挿入プロトコールに対して要求されるよりも単純で低速
度である。
この技術自体はＩＢＭのＢＩＳＹＮＣリンク内で使用さ
れる実証済みの技術に類似する。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°”Ｄ　Ｌ　Ｅ　”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Ｃ
ＲＣ１６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雑にみられることであるが、リ
ンク上に伝送される確率を小さくする。スクランブラ−
及びデスクランブラ−（例えば、第１２図のブロック２
５２）は当分野において周知である。デスクランブー設
計は自己同期式であり、これはデスクランブラ−を再ス
タートすることなく時折のビ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　コントロー
ル レベル１フオーマン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
オーマン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ＭＡＮ１４コン
トロールの目的に使用される。
基本データ　チャネル上に使用されるのと類似のパケッ
ト区画スキームがこれら低速度チャネル上で使用される
。低速度チャネルを構成する専用の語はさらに個々の低
バンド幅チャネル、例えば、フロー　コントロール　チ
ャネルに対する個別ビットに分割される。フロー　コン
トロール　チャネルは（ＥＵＳとＮＩＭの間の）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。パケット間の場合は、次のパケットはフロー　
コントロールが解除されるまで伝送されない。パケット
の真ん中でフロー　コントロールが実施された場合は、
データ伝送を直ちに停止し、”°スペシャルＦＩＬＬ（
Ｓｐｅｃｉａｌ　ＦＩＬＬ）”コード語の送信を開始す
ることが必要である。このコード語は、他の語と同様に
、これがパケットの本体内に現れごとき”ＤＬＥ″゛コ
ード語によってエスケープされる。
６、システム　クロッキング ＭＡＮスインチは、セクション３において説明のごとく
、非常に高速のセットアンプ　コントローラを持つ非同
期空間スイッチ組織（ａｓｙｎｃｈｒｏｎ。
ｕｓ　５ｐａｃｅ　５ｗ１ｔｃｈ　ｆａｂｒｉｃ）であ
る。このスイッチのデータ＆１１織（ｄａｔａ　ｆａｂ
ｒｉｃ）はＤＣから２００Ｍビット／秒を超えるデータ
速度にてデジタル信号を高信顛度にて伝搬するように設
計されている。
この組織を通じての多くの経路が同時に存在できるため
、ＭＡＮハブの総バンド幅要件はこの組織によって簡単
に満すことができる。ただし、この単純なデータ組織は
全く欠陥をもたないわけではない。この組織を実現する
ための機械的及び電気的な制約のために、このスイッチ
を通じての全ての経路が同一量の遅延を受けるというわ
けにはいかない。さまざまな経路間の経路遅延の変動が
この全てを通るデータのビット時間よりもかなり大きな
ため、同期交換を行なうことは不可能である。
ＭＩＮＴ内の特定のＩＬＨからスイッチの出力ポートへ
の経路が確立される任意の時間において、この経路を通
じて伝送されるデータがスイッチを通じてのその前の経
路上を伝送されるデータと同一の相対位相を持つ保証は
ない。この高バンド幅スイッチを使用するためには、従
って、スイッチポートから出てくるデータをＮＩＭへの
同期リンクのために使用されるクロックに非常に速く同
期することが必要である。
６１　位相整合及びスクランブラ−回路（ＰＡＳＣ） スイッチから出てくるデータの同門を行ない、またＮＩ
Ｍへの出リンクをドラ・イハするユニントは位相整合及
びスクランプ−回路（Ｐｈａｓｅ　ＡｌｉｇｎｍｅｎＬ
　ａｎｄ　Ｓｃｒａｍｂｌｅｒ　Ｃ１ｒｃｕｉｔ　、　
Ｐ　Ａ　Ｓ　Ｃ）と呼ばれる（ブロフク２９０、第１３
図）、ｌＬＨ及びＰＡＳＣ回路はＭＡＮは全部ＭＡＮハ
ブの部分であるため、同一のマスク　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人いらないことが保証できる。こ
れはＰＡＳＣ内の大きなＦＩＦＯ及び精巧な弾性メモリ
　コントローラの必要性を排除する。ＰＡＳＣに入いる
全てのデータのビット速度が完全に同一であるという事
実は、同期を楽にする。
ＩＬＨ及びＰ、ＡＳＣ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（ｄｉｓｔｒ
ｉｂｕｔｅｄ　１ｉｎｋ　ｈａｎｄｌｅｒ）であると考
えることができる。ＩＬＨはデータがこれに挿入される
基本フレーミング　パターンを生成し、これをこの組織
を通じてＰＡＳＣに送くる。ＰＡＳＣはこのフレーミン
グ　パターンを自体のフレーミングパターンと整合し、
低速度コントロール　チャネルに併合し、次に伝送のた
めにデータをスクランブルする ＰＡＳＣは入りデータを適当な量の遅延をデータ経路内
に挿入することによって基準クロックに同期させる。こ
れを成功させるためには、ＩＬＨは個々のフレームをＰ
ＡＳＣによって使用される基準クロックより少しアドバ
ンスした基準クロックにて送信しなければならない。Ｉ
ＬＨが要求するアドバンスのビット時間の数はＩＬＨか
らＰＡＳＣに送る間に受ける実際の最小遅延によって決
定される。ＰＡＳＣがデータ経路内に挿入するのが可能
な遅延の量はスイッチを通じての異なるさまざまな経路
に対して起こる経路遅延の可能な変動に依存する。
第２３図は本発明の一例としての実施態様のブロック図
である。未整合のデータはタップド遅延ライン１００１
に入（Ｙる。遅延ラインのさまざまなタップは、基準ク
ロック（ＲＥＦＣＬＫ）に対して１８０度位相がずれた
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　ラッチの出力は、選択論理
ユニット１００７に供給されるが、ユニット１００７の
出力は下に説明のセレクタ１０１３を制御するのに使用
される。選択論理１００７はラッチ１００３．、、、．
１００５の状態を反復するためのセットの内部ラッチを
含む。選択論理は、論理＋＋１＋＋を運ぶ最高ランクの
オーダー入力を選択するためのこれら内部ラッチに接続
された優先回路を含む。この出力はこの接続された入力
のコード化された同定である。この選択論理１００７は
２つのゲーティング信号、つまり、１つの解除信号及び
選択論理のグループの内部ラッチの全てからの１つの信
号をもつ。２つのデータ流の間にに、解除信号がゼロの
状態となり、すると内部ラッチは新たな入力を受ける。
データ流の最初のパルスに応答してエツジ　サンプリン
グ　ラッチ１００３、、、、．１００５から最初のパ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。
タップラド遅延ラインの出力はまた一連のデータ　ラッ
チ１００９．、、．１０１１に人いる。
このデータ　ラッチへの入力は基準クロックによってク
ロックされる。データ　ラッチ１００９゜、、、、１０
１１はセレクタ回路１０１３への入力であり、これらデ
ータ　ラッチの１つの出力をセレクション論理１００７
から入力に基づいて選択し、この出力をセレクタ１０１
３の出力に接続するが、これは第２３図に命名されるよ
うなビット整合されたデータ流である。
ビットが整合されると、これらはタップラド出力ととも
にドライバＸＬ３に供給するために桁送りレジスタ（図
示なし）内に供給される。これはデータ流が１６ビツト
境界にて開始して同期して伝送できるようにするためで
ある。この桁送りレジスタ及び補助回路の動作は、タッ
プラド遅延ライン構成の動作と実質的に同一である。
セレクション論理は市販の優先セレクション回路にて実
現される。セレクタは単にセレクション論理の出力によ
って制御される８択セレクタである。１６沢を使用する
微細な整合回路が必要である場合は、これは同一の原理
を用いて簡単に実現できる。ここに説明の構成は、１つ
の共通ソースクロツタが存在し、個々のデータ流の長さ
が限定されているような場合、特に魅力的である。共通
ソース　クロックはクロックが入り信号から派生されな
いため必要とされ、実際、入り信号を正しくゲートする
ために使用される。クロックの長さの制限は、特定のゲ
ート選択がブロック全体に対して保持され、ブロックが
長すぎる場合、ある程度の位相それが起ると、同期が失
われ、ビットが落される原因となるために要求される。
この実施態様においては、信号がタップラド遅延ライン
を通じてバスされ、クロック及び反転クロックによって
サンプリングされるが、クロックをタップラド遅延ライ
ンを通じてパスし、遅延クロックを用いて信号をサンプ
リングする方法を使用することもアプリケーションによ
って可能である。
６．２　クロック　配 ＭＡＮハブの動作はシステム内のＩＬＨ及びＰＡＳＣユ
ニットの全てについて単一のマスク基準クロックの使用
に非常に依存する。マスタ　クロックは全てのユニット
に正確にまちがいなく分配されなければならない。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人いる単一クロック
分配リンク（ファイバあるいはよ′す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。この情報は電気及び／あるい
は光領域で分割し、必要なだけの宛先に伝送できる。全
てのクロック分配器上の情報の位相を完全に保つことは
、ＩＬＨ及びＰＡＳＣがその原因がかかわらずこれら位
相差を修正する能力を持つため試みられない。伝送され
る情報は２つの例外を除いて単に交互する１と０である
。
行内の２個の１の発生はアドバンス　フレームパルスを
示し、行内の２個の０の発生は普通のフレーム　パルス
を示す。これらクロック分配リンクの１つの終端する個
々のボードはクロック回復モジュールを含む。このクロ
ック回復モジュールはリンク自体のために使用されるモ
ジュールと同一である。クロック回復モジュールは非常
に安定したビット　クロックを提供し、一方、追加の論
理は、データ自体から工亥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
はピン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（ｅｎ
ｄ　ｕｓｅｒ　ｓｙｓｔｅｌｍｌｉｎｋｓ　、　ＢＵＳ
　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Ｍ　Ａ　Ｎ　４Ｊｉ１１
本体の境界を与えＮＩＭは精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。
本セクションにおいては、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。
７．２　基本機能 ＮＩＭは以下の基本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：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、ＮＩ
ＭからＵＩＭへのリンク）は、ＮＩＭ入カパッファが満
杯になったとき上流リンクのフロー　コントロールをす
るためにＮＩＭによって使用されるデータ　チャネル及
びアウトオブ　ハンド　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Ｕ
ＩＭによってチェックされる。
外部リンク　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Ｄ
Ｃ３のチェック及び生成を持たない。
これは、エラーを含むが、しかし、潜在的に有効なデー
タをＵＩＭに配達することを可能にする。
下流ＸＬ上に到着する網トラザクジョン　ユニット内の
宛先ポート番号がＮＩＭによってチエ’７りされ、不当
な値があった場合は、データが破棄される。
集信及びデマルチプレキシングｎＥＵＳＬ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３亥当する
Ｅ　Ｕ　Ｓ　Ｌ、にルーティングされる。
発信ポート同定：発信ｔＪ　Ｉ　Ｍのポート番号が上流
に行り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ＶＡＮアドレス
に対してチェックされる。
７．３．Ｎ１Ｍアーキテクチャ−び　作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の動作が節単に説明される。
７．３．１　　上流動作 入り網トランザクション　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、ＰＩＦＯバッファ９４内に蓄積される。個
々のＥＵＳＬインタフェースはＮＩＭ送信ハス９５に接
続されるが、このバスはパラレル　データ経路、及びバ
ス仲裁及びクロッキングのための各種の信号から成る。
網トランザクション　ユニットが緩衝されると、ＥＵＳ
Ｌインタフェース４００は送信バス９５へのアクセスを
仲裁する。この仲裁はバス上のデータ伝送と平行して行
なわれる。現データ伝送が完結すると、バス　アービッ
タ−（ｂｕｓ　ａｒｂｉｔｅｒ）は競合スるＥＵＳＬイ
ンタフェースの１つにバスの使用潅を与える。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　クロツタを提供
し、パラレルからシリアルへの変換４４２を遂行し、そ
して上流ＸＬａ上にデータを伝送する。
７．３．２　　下ゝ１，１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
バス４３０に接続される。この受信ハスは、送信バスと
類似するが、これとは独立する。また、受信ハスにはパ
ラレル／シリアル　コンバータ４０Ｂを介してＥ　Ｕ　
Ｓ　Ｌ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　
クロツタを提供し、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Ｅ
ＵＳＬポート番号を復号し、必要であれば、巳Ｕ　Ｓ　
Ｌ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、回報
通信あるいは多重放送動作として、データを伝送できる
。個々の復号器４０９は、ポート番号が伝送されている
とき、受信バス４３０をチェックし、続くパケットがこ
のＥＵＳ　Ｌ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。
８、ＭＡＮへのインタフェース ８．１　概要 ユーザ　インタフェース　モジュール（ＵＩＭ）は１つ
あるいは複数の末端ユーザ　システム（巳ＵＳ）、ロー
カル　エリア網（ＬＡＭ）　、あるいは専用のポイント
　ツー　ポイント　リンクを単一のＶＡＮ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、これら網末端ユーザ　
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、ＥｔｌＳ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ＵＩＭ機能を実現する
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ＥｔＪＳが専用の外部リンクに固有の性能を要求
するわけではない。ＮＩＭ（セクション７において説明
）によって行なわれる集信は、厳しい応答時間要件、並
びにフルＭＡＮデータ速度を効率的に活用するために必
要な瞬間Ｉ１０バンド幅を持ち、ＸＬを効率的にロード
するのに必要なトラヒンク量を生成しない複数のＥＵＳ
へのアクセスを提供するには適当な方法である。同様に
、数個のＥＵＳあるいはＬＡＮを幾つかの中間リンク（
あるいはＬＡＭ自体）を介して同一のＵＩＭに接続する
こともできる。このシナリオにおいては、ＵＩＭはマル
チプレクサ−として機能し、１つの網インタフエースと
平行する複数のＥｔＪＳ（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
システムハ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Ｅｔ
ＪＳ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Ｕ　Ｉ　Ｍの所で提供し、ＭＡＮはさらに多
重化あるいは集信をＮＩＭの所で提供する。
このセクションにおいては、ＵＩＭの網インタフエース
及びＥＵＳインタフェースの両方のアーキテクチャ−に
ついて述べる。綱インタフェ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。ＭＡ
Ｎ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−網インタフエース ０１Ｍ網インタフエースは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　　ＥＵＳ
Ｌに接続する。
主＝主−上−閃木枚旗 ０１Ｍ網インタフエースは以下の機能を遂行しなければ
ならない。
ＥＵＳリンク　インタフェース：　ＥＵＳリンクへのイ
ンタフェースには、光学送信機及び受信機、並びに、Ｅ
ＵＳＬによって要求されるリンク　レベル機能（例えば
、ＣＲＣの生成及びチェック、データのフォーマット化
等）を遂行するのに必要なハードウェアを含む。
データの衝撃：出網トランザクション　ユニット（つま
り、パケット及び５ＵＷＵ）はこれらがギャップなしに
高速網リンク上に伝送されるようにバッファすることが
必要とされる。入り網トランザクション　ユニットは速
度の調節及びレベル３（及びこれ以上）のプロトコール
処理の目的で緩衝される。
バッファ　メモリの１皿：ある１つのＬＵＷＩＪのパケ
ットが受信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ｌ、Ｕ　Ｗ　ｔＪの
ごの同時受信をサポートするために、網インタフエース
はこの受信バッファ　メモリを動的に管理し、入りパケ
ットをこれらが到達したらただちに連結しＬＵＷＵにで
きるようにしなければならない。
フ」已」ニジ二二±汐シ理、：出ＬＵＷＵは網内に伝送
するためにパケットに断片化されなければならない。
同様に、入りパケットはＥＵＳ内の受信プロセスに配達
するためにＬＵＷＵに再結合されなければならない。
８．８．２　　アーキテクチャ−上からのオプション 明らかに、上のサブセクションにおいて列挙された機能
の全てが任意のＥＵＳをＭＡＮＥＵＳＬにインタフェー
スするために遂行されなければならない。ただし、これ
ら機能がどこで遂行されるべきか、つまり、これらがホ
スト内で遂行されるべきか、あるいは外部で遂行される
かに関してのアーキテクチャ−上の選択が必要となる。
最初の２つの機能は、異なる理由ではあるが、ホストの
外側に位置することが要求される。最初の最も低いレベ
ルの機能であるＭＡＮ　　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網インタ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パケットあるい
は折り返しｓｕｗｕをフル網データ速度（１５０Ｍビッ
ト／秒）にて緩衝することが要求される。このデータ速
度は、通常、入りパケットをＥＵＳメモリに直接に置く
ことは不可能な速度である。照像のバンド幅制約が、パ
ケット及び５ＵＷＵ伝送にも適用するが、これはこれら
が完全に緩衝され、その後、フル速度の１５０Ｍビット
／秒にて伝送されなければならないためである。
これら制約はＥＵＳの外側に必要なバッファ　メモリを
提供することを要求する。ＦＩＦＯは伝送のためのに必
要とされる速度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、並びに受信パ
ケットが挟まれてくることから、受信バッファ　メモリ
として大きな容量のランダム　アクセス　メモリを提供
することが必要となる。ＭＡＮに対しては、受信バッフ
ァメモＩＩのサイズは、２５６キロハイトから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　ラフ１−ウェアによって許され
る最大サイズＬＵＷｔＪ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パケットが折り返しに到着する
可能に起因する。ただし、これはあらかじめメモリの数
ブロックを害すリ当てるごとによって（適当なバースト
サイズの場合は）緩和できる。従って、ホス）・　プロ
センサが受信パケット　バッファを管理することは可能
である。同様に、ホスト　プロセンサは、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がパケット　バッ
ファ　メモリの管理及びＭＡＮプロトコール処理の責務
を引き受ける場合は（゛°コロ−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パ
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（ｆｒ
ｏｎｔｅｎｄ　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ＬＵＷＵ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け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）ＣＰＵから解
放し、また高しベルＥＵＳインタフェースを提供するこ
とによって、網動作の詳細をホストから隠くす。ＦＥＰ
が提供される場合は、ホストＬＵＷＵに関してのみ関知
し、これらの伝送及び受信をより高いＣＰＵの集中のな
いレ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
　Ａ　Ｎ　）Ｊｌ’ｌの普通のユーザである高性能Ｅ（
）Ｓによって要求されることを特徴とするＦＦ、Ｐ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、ＩＥＴｌｌＦ、ＩでＮ　ｌ
−５’「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１−二１
−ル処理を提供する゛ボストＣＩ）　Ｕ　”は存在しな
い。
８．２．３Ｎ４・インタフェース　アーキテクチャＵＩ
Ｍｙ４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、ＵＩＭＩイ
ンタインターリーブを而単に説明する。ここでは、ＦＥ
Ｐタイプのアーキテクチャ−が採用される。つまり、受
信バッファメモリの管理及びＭＡＮネットワーク層プロ
トコールの処理はＥＵＳのホストＣＰＵの外で遂行され
る。
８．２，３．１　　データの伝送 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からのメツセージがＥＵＳインタフェ
ースに送られ、網インタフエース処理装置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
ロトコール処理機能も実現する。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ＦＩＦＯ１５内に書
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　　ＥＬＪＳ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Ｎ
１Ｍ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ＦＩＦＯ１５
はパケットの伝送が最大速度にて行なわれるように２つ
の最大長パケットに対する空間をもつ。ユーザは、伝送
が完結したとき、ＥＵＳインタフェース４５１を介して
通知を受ける。
８、　２．　３．　２　　データの受信入りデータ受信
機４５８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４６４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の網インタフエース処理装置４５０によってバ
ッファ　メモリコントローラ４５６を介して提供される
。バッファ　メモリ　コントローラ４５６は、折り返し
５ＵＷＵによって課せられる厳しい待時間要件を緩和す
るために少数のアドレスをハードウェア内に緩衝する。
ブロック４５０は、第１９図に示されるブロック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バックアメモリ内
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
網インタフエース処理装置４５０によってＥＵＳインタ
フェースを介して知らされる。ＥＵＳにいかにしてデー
タが配布されるかの詳細は、採用される特定のＥＬＪＳ
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。
二のセクションではＥＵＳに依存する網インタフエース
の半分について説明する。ＥＵＳインタフェースの基本
的機能は、ＥＵＳメモリＵＩＭＩインタフェースの間で
両方向にデータを伝送することである。個々の特定のＥ
ＵＳインタフェースが伝送を実行するプロトコール、デ
ータ及びコントロール　メツセージのフォーマット、及
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ＥｔＪ
ｓ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 前置プロセッサ（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　バスをもつ専用化されたＥＵＳアーキテクチャ−に
て綱リンクから直接に綱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　メッセージを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ハス性能をもつ場合
は、網インタフエースのＥｔＪＳ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、：！：ＥＵ
Ｓ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
サ及びハスを持つ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　ｌ−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Ｅ
ＵＳ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。
Ｅ　ｔＪ　Ｓ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Ｉ１０とＤＭＡの間の選択が決定される。プログラム
ドＩ１０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
。ＤＭＡアプローチにおいては、ＥＵＳインタフェース
　プロトコール内のコントロール情報を伝送するための
ある種の共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プロセッササイクルを使用
することなく　ＥｔＪＳシステム　バスを通じてバッフ
ァ　メモリとＥｔＪＳメモリの間でデータを伝送するた
めにＤＭＡコントローラが使用される。
網データに対するＥＵＳ緩衝の位置に対しては数個の代
替が存在する。データは自体のプライベート　メモリを
もつ前置プロセッサ網コントローラ回路基板上に緩衝す
ることもできる。このメモリはＥＵＳにＤＭＡ伝送を使
用するバスを用いてＥＵＳに接続することも、バスを介
してアクセスされるシュアル　ポート　メモリに接続す
ることも、あるいはプライベート　バスを使用するバス
のＣＰＵ側に位置するシュアル　ポート　メモリに接続
することもできる。このアプリケーションはここでデー
タへのアクセスを必要とする。さまざまな技術が使用で
きるが、ある技術では、末端ユーザのワークスペースが
直接にこのデータを格納するためにＵＩＭによって使用
されるアドレススペースにマツピングされる。また幾つ
かの技術は、オペレーティング　システムがさらにデー
タを緩衝し、これをユーザのプライベート　アドレス　
スペースに再コピーすることも要求する。
インタフェース上をコントロール及びデータ情報を伝送
する任務をもつＥＵＳ内のドライバ　レベル　ソフトウ
ェアの設計にも幾つかのオプションが存在する。このド
ライバもまた、ＥＵＳインタフェース　プロトコール処
理を実現させることも、あるいは単にインタフェース上
をビットを伝送させることもできる。ドライバが効率良
くランするためには、ドライバ内のプロトコール処理が
フレキシブルでなさすぎる場合もある。特定のアプリケ
ーションに基づくフレキシビリティ−を大きくするため
に、ＥＵＳインタフェース　プロトコール処理をより高
いレベルに移すこともできる。
アプリケーションに接近すればするほど、ＥＵＳ処理時
間の犠牲において、インタフェース決定により多くの知
能が与えられる。ＥＵＳは網にデータを伝送するため、
あるいはこれからデータを受信するために、さまざまな
インタフェース　プロトコール　アプローチ、例えば、
優先、あるいは特潅等を実現することができる。このよ
うなフレキシビリティを必要としない網アプリケーショ
ンでは、ドライバ及び網へのより直接的なインタフェー
スを使用することができる。
上かられかるように、システム内のさまざまなレベルに
おいてハードウェア及びソフトウェアの両面においてさ
まざまな選択が許される。
インタフェースの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
インタフェースは、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
このシステムバスに直接に接続することを可能にする。
ＵＩＭハードウェアはＶＭＥバス　システム　バスにプ
ラグされる単一回路基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、及ヒ新りな及び現存の綱アプリ
ケーション　ソフトウェアへの接続の設計における選択
について説明される。
ＶＭＥバス構造に基づくサン−３のＩ１０アーキテクチ
ャ−及びこのメモリ管理ユニット（ｍｅｍｏｒｙ　ｍａ
ｎａｇｅｍｅｎｔ　ｕｉｎｔ、　ＭＭ　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
ＤＶＭＡ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
ＤＭＡすることを許す。これは、システムバス上のデバ
イスが殻と通信するために使用するアドレスが、ＣＰＵ
が使用するのに類似する仮想アドレスであることから“
仮想゛°と呼ばれる。ＤＶＭＡアプローチはこのバス上
のデバイスによって使用される全てのアドレスがＭＭＵ
によって、これらがあたかもＣＰＵによって生成された
仮想アドレスであるかのように処理されることも確保す
る。従属復号器５１２（第１８図）は、ＶＭＥバス　ア
ドレス　スペースの最も低いメガバイト（３２ビットＶ
ＭＥアドレス　スペース内の０ｘ００００　００００→
０ｘＯＯＯｆ　　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　スペース内の０ｘｆｆ０
　００００→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、そのデバイスがハス上に置くアドレ
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Ｖ、ＭＥババス０４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５
０４及びバッファ５０８を含むオン　ボード　メモリ５
０６に接続される。
ＶＭＥバスはＤＭＡデバイス５１０と交信する。
他のオン　ボード　バス　マスター、例えば、ＥＴ　Ｈ
Ｅ　ＲＮ　Ｅ　Ｔアクセス　チップもＭＭＵ５０２を介
してメモリ５０Ｂ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ＤＶＭ
Ａスペースとして予約されたメモリ　ハソファ内でのみ
ＤＶＭＡ伝送を行なうことができる。ただし、殻は物理
メモリ　ページへの複数の仮想アドレスへの冗長マツピ
ングをサポ−卜する。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ＤＶＭＡをサポートする酸ページ　マツプをセット
　アップするためのｍ　ｂ　ｓ　ｅ　ｔ　ｕ　ｐ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
とする巳ＵＳ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。０１Ｍ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にバスを通じてデータを伝送す
るためのＤＭＡコントローラ９５が存在し、またホスト
インタフェース　プロトコール内の制御情報を伝送する
ための共有メモリ　インタフェースも考えられる。前１
プロセツサ（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綱アプリケー
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、殻バッ
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、伝送プロセス
全体を通じて、これがスワツピングのために使用できな
くなる。これは、１つのトレードオフである。つまり、
これはマシン内の資源を拘束するが、ただし、殻内の他
のバッファからのコピー動作が回避できる場合は、より
効率的である。
サン　システムは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ＭＡ
Ｎ上でランし、しかも、ＭＡＮの拡張された能力を使用
する新たなアプリケーションの可能性を開いておくため
には、さまざまな網アプリケーションを同時に扱うこと
ができるフレキシブルな巳ＵＳ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、ｔＪＩＭ、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？
］雑な他の末端ユーザシステムにも通用する。最初に、
ＭＩＮＴからＮＩＭ及びＵＩＭを介してＥＵＳに向う方
向について考える。第４図に示されるように、ＭＩＮＴ
ｌｌからリンク３を通じて受信されるデータは、複数の
ＵＩＭの１つにリンク１４を介して分配され、これらＵ
ＩＭの受信バッファ　メモリ９０内に格納され、データ
はここからバイブ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ＥＵ
Ｓに伝送される。
このデータの伝送が達成するため一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
ＭＩＮＴ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　
　Ｌ　Ｈ）５２０はメトロバス物理層プロトコールの異
種をサポートする。ＮＩＭからＵＩＭへのリンク　ハン
ドラ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
トすることも可能である。開−Ｎ１Ｍ上に異なるプロト
コールが共存する可能性もある。Ｎ／Ｕ　　Ｌ該２４の
出力はリンク１４を通じてＵＩＭ１３に送られ、ここで
これはＮｔＭ／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。パケット受け取りの状態がＮ／Ｕ　　Ｌ
該５２によって得られるが、これは見出し及びデータを
通じてチェックサムを計算及び検証し、この状態情報を
受信パケットハンドラ５５６に出力する。受信パケット
　ハンドラ５５６はこの状態情報をメモリ　マネジャー
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。
受信されたパケットに関する情報は次に受信待行列マネ
ジャー５５８に送られる。受信待行列マネジャー５５８
はパケット情報をＬＵＷＵ及び５ＵＷＵ毎に待行列内に
アセンブルし、また、それに関してＥＵＳがまだ通知を
受けてないＬＵＷＵ及び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５ＵＷＵに
関する情報についてＥＵＳからＥＵＳ／ＵＩＭリンク　
ハンドラ（Ｅ／Ｕ　　ＬＨ）５４０を介して問い合わせ
を受け、これに応答して、ＵＩＭ／ＥＵＳリンク　ハン
ドラ（Ｕ／Ｅ　　ＬＨ）５６２を介して通知メツセージ
を送る。ＥＵＳに５ＵＷＵの受け取りを通知するメツセ
ージにはｓｕｗｕに対するデータも含まれるが、この通
知によって受信プロセスが完結する。ただし、ＬＵＷＵ
の場合は、ＥＵＳはそのメモリを受信のために割り当て
、受信要求をＥ／Ｕ　　Ｌ該４０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５
５４に送る。資源マネジャー５５４はハードウェアを制
御し、ＥＵＳバス９２（第４図）上をＤＭＡ装置を介し
て遂行されるデータの伝送を実行する。ＥＵＳからの受
信要求は必ずしもＬＵＷＵ内のデータの全量に対する必
要はないことに注意する。実際のところ、ＥＵＳがその
最初の受信要求を行なう時点においては、ＵＩＭＯ所に
まだデータの全ては到着してない。このＬＵＷＵに対す
るその後のデータが到着すると、ＥＵＳは再度通知を受
け、追加の受信要求を行なう機会をもつ。この方式によ
って、データの受信は待時間を少なくするために可能な
かぎりパイプライン連結される。データの伝送に続いて
、受信要求ハンドラ５６０はＵ／Ｅ　　Ｌ該６２を介し
てＥＵＳにこれを通知し、メモリ　マネジャー５５０に
ＬＵＷＵ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　　Ｌ該６２を介して送る。５ＵＷＵ
の場合は、この送信要求自体が伝送されるべきデータを
含み、送信要求ハンドラ５４２はこのデータを送信ワー
クリストに入れて資源マネジャー５５４に送る。資源マ
ネジャー５５４はパケット見出しを計算し、見出し及び
データの両方をバッファ１５（第４図）内に送リ、これ
はここからリンク１４上で効力をもつフロー　コントロ
ール　プロトコールによってそうすることが許可された
とき、ＵＩＭ／ＮＩＭリンク　ハンドラ５４６によって
Ｎ１Ｍ２に伝送される。このパケットはＮ１Ｍ２の所で
ＵＩＭ／ＮＩＭリンク　ハンドラ５３０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／ＭＩＮＴリンク　ハ
ンドラ５３４の制御下においてＭ　Ｉ　ＮＴ　１１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５４２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、この見出しをバンファ１５内に書き込み、
ハードウェアを制御してパケットデータのＥＵＳバス９
２を通じてのＤＭＡを介しての伝送を実行し、またＵ／
Ｎ　　Ｌ該４６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５ＵＷＵ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５
７０がＵ／Ｅ　　Ｌ該６２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網（Ｎｅｔｗｏｒｋ
　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡｄｖａｎｃｅｄＲｅｓｅａｒｃｈ　
　Ｐｒｏｊｅｃｔｓ　　Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉｏｎ
　　ｏｆ　　ｔｈｅ　　Ｕ、Ｓ。
Ｄｅｐａｒｔｍｅｎｔ　ｏｆ　Ｄｅｆｅｎｓｅ　、　Ａ
　ＲＰ　Ａ　ｎ　ｅ　ｔ　）のプロトコールに基づく実
現が示されるが、これには、ネット間プロトコール５８
０（レベル３）、伝送制御プロトコール（ＴＣＰ）及び
ユーザ　データグラム　プロトコール（ＵＤＰ）ブロッ
ク５７８（ＴＣＰはコネクション　オリエンティラド　
サーヒスニ使用すれ、ＵＤＰはコネクションレスサービ
スのために設計されている）が含まれる。
より高いレベルには、遠隔プロシージャ呼（ブロック５
７６）、ｍファイル　サーバ（ブロック５７４）及びユ
ーザ　プログラム５７２が存在する。別の方法として、
ＭＡＮ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インタフェース機送信ＥＵＳ
インタフェースの主な機能部分は、ＥＵＳとのコントロ
ール　インタフェース、及びＥＵＳと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ＤＭＡ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５ＵＷＵを記述する情報及びデ
ータが駐在するＥＵＳバッファに関する情報が受信され
る。ＥＵＳからのこのコントロール情報には、宛先ＭＡ
Ｎのアドレス、宛先グループ（仮想網）、ＬＵＷＵ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５ＵＷＵ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　コントロールに対する多重未決要求
、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　ｌ−ランザクジョンのどれだけの量が到達した
かに関する現在の情報を送る。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、実験された多くのシ
ステムに対して効率的である。
８．３．３．４．１　　現存の網ソフトウェア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 （Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　ｏｆ　Ｃａ１ｉｆｏｒｎｉａ
　ａｔ　Ｂｅｒｋｅｌｙ）によって開発された４、２Ｂ
ＳＤ　　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、ＡＲＰ
Ａｎｅｔプロトコールの実現、つまり、ネット間のプロ
トコール（ＩＰ）、ＩＰの上部のコネクション　オリエ
ンティラド　サービスに対する伝送制御プロトコール（
ＴＣＰ）、及びＩＰの上部のコネクションレス　サービ
スに対するユーザ　データグラム　プロトコール（ＵＤ
Ｐ）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ベシフインク　サブ層である
。これは、現在、スペシフィック網ハードウェア接続に
インターフェースするドライバ　レベル　ソフトウェア
、つまり、ＥＴＨＥＲＮＥＴコントローラから成り、こ
こにリンク層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ＭＡＮ網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ＭＡＮ￥ｉＭ
インタフェースに対するソフトウェアはドライバ　レベ
ル　ソフトウェアであることが考えられる。
ＭＮＡ綱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。
現存の網サービスはＭ　Ａ　Ｎ　′ｆＭ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Ｉ、ｕｗｕ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　パスを通じて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ｔ、ｕｗｕ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。ＵＩＭはこのコントロール情報を
用いてパケット見出しを形成し、ＬＵＷＵデータをＥＵ
Ｓメモリから送出する。
受信においては、ドライバはボール／応答プロＩ〜コー
ルをＥＵＳに入りデータを通知するＵＩＭにて実現する
。このポ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、このポール応答がユーザ　メツセージ全
体を含むこともできる）。ドライバ自体はタイプ欄に基
づいてこのメツセージをどのように受信し、どのより高
いレベルの実体にこれを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パ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、ＵＩＭ
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、ＭＡＮＩ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。
９、　　　ＭＡＮプロトコール 旦−」−」暖！ ＭＡＮプロトコールは発信ＵＩＭから網を横断しての宛
先ＵＩＭへのユーザ　データの配達を行なう。このプロ
トコールは、コネクションレスであり、受信及び送信に
対して非対称であり、エラー検出はするが修正は行なわ
ず、また高性能を達成するために層の純度を放棄する。
９．２　メツセージ　シナリオ ＥＵＳはＬＵＷＵと呼ばれるデータグラム　トランザク
ションを網内に送る。ＵＥＳから来るデータはＥＵＳメ
モリ内に駐在する。ＥＵＳからの制ＪＢメツセージはＵ
ＩＭに対してデータの長さ、このＬＵＷＵに対する宛先
アドレス、宛先グループ、及びユーザ　プロトコール及
び要求されるサービスの網クラスなどの情報を含むタイ
プ欄を指定する。−緒になって、このデータ及び制御情
報はＬＵＷＵを形成する。ＥＵＳインタフェースのタイ
プによって、このデータ及び制御情報はＵＩＭに異なる
方法にてパスされるが、ただし、データはＤＭＡ伝送に
てパスされる可能性が大きい。
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ＮＩＭの所で集信され、これらパケットはＵＩＭから
ＮＴＭへのリンク（ＥＵＳＬ）に送られる。あるＵＩＭ
からのパケットは、ＮＩＭからＭＩＮＴへのリンク（Ｘ
Ｌ）上で他のＥＵＳからのパケットと要求多重化（ｄｅ
ｍａｎｄ　ｍｕｌｔｉｐｌｅｘ）される。遅延は、ＥＵ
ＳのどれもがＭＩＮＴへのリンクを共有する別のＥＵＳ
からの長いＬＵＷＵの伝送の終了を待つ必要がないとい
う理由から低減される。ＵＩＭは個々のパケットに対し
て元のＬＵＷＵＩ−ランザクジョンから情報を含む見出
しを生成するが、これによって、個々のパケットは網を
通じて発信ＵＩＭから宛先υＩＭにバスされ、そして、
発信ＥＵＳによって網にバ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ＶＡＮ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Ｎ１Ｍ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ェックは、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
しチェックを挿入あるいはチェックするように知らせる
ために要求される。ＮＩＭは受信されたパケットをＮＩ
Ｍ／ＭＩＮＴ見出しく菌内の全てのポートに回報通信す
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　チェック　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ェックシーケンス
はリンク　レベルにおいて遂行される。
ただし、ここでは、修正動作が行なわれるかわりに、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　チェックシーケンスにエラー
があった場合は、単に管理の目的でエラー　カウントが
増分され、メツセージの伝送は継続される。別個の見出
しチェック　シーケンスがＵＩＭ内のハードウェア内で
計算される。ＭＩＮＴコントロールによって見出しチェ
ック　シーケンス　エラーが検出されると、結果として
メツセージは破棄され、エラー　カウントが管理の目的
で増分される。宛先ＵＩＭにおいて、見出しチェック　
シーケンスにエラーがあった場合も、このメツセージは
破棄される。データ　チェック　シーケンスの結果はＬ
ＵＷＵ到達通知の一部として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、処理オーバヘッドが性能を低
下させない低速度リンクに対しては耐えられ、高いエラ
ー率をもつリンクの信頼性を向上させる。ただし、この
網内の光ファイバ　リンクの低ビ・ントエラー率によっ
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ＭＩＮＴ及び０１Ｍ内の非常に大きな量のバッファメ
モリのため、フロー　コントロール　メツセージは必要
である、あるいは効果的でないと考えられる。
発信ＵＩＭを出て宛先ＵＩＭ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Ｎ
ＩＭへのルーティング、 一宛先ＮＩＭの所での正しいＵＩＭ／ＥＵＳポートへの
ルーティング、 可変長メツセージ（例えば、５ＵＷＵ、パケット、ｎ個
のパケット）のＭＩＮＴ伝送、宛先ＵＩＭの渋滞コント
ロール及び到着通知、−メツセージ見出しエラーの検出
及び処理、−網内メツセージに対する綱実体のアドレシ
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。ＭＡＮ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見出しにメンセージを断片化
するためのＥＵＳかにＥ　ｔＪ　Ｓへの見出し６３０が
続く。この見出しはＬＵＷＵ識別子６３２、ＬｔＪＷＵ
長インジケインジケータ６３４ト　シーケンス番号６３
６、ユーザ　データ６４０の見出しであるＥＵＳ内プロ
トコールの内容を同定するためのプロトコール識別子６
３８、及びＬＵＷＵの全情報内のこのパケットのデータ
の最初のバイト数３６９を含む。そして最後に、宛先ポ
ートの同定６４２及び発信ポートの同定６４４に続いて
、適当なユーザ　プロトコールに対するユーザ　データ
６４０が送られる。この欄は３２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、これは見出しチェック　シーケンスと呼ばれる。
リンク　レベルにおいては、エラー検査がメツセージの
全体に対して行なわれ、これがメツセージ　チェック　
シーケンス６３４である。
完結の目的で、図面内には（後に説明される）ＭＩ　Ｎ
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はどの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。ＶＡＮア
ドレスは３２ビツト長であり、網に接続されたＥＵＳを
Ｉ旨定するフラット　アドレスである。（ＭｆＩ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。ＥＩＪＳが１多動した
場合は、周知のルーティング認証サーバーにて署名し、
そのＭＡＮアドレスとそれが位置する物理ポートとの間
の対応を更新することが必要である。勿論、ポート番号
はＮＩＭによって供給され、従って、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　　パケット長 パケット長欄６２２は１６ビツト長であり、このメソセ
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　シーケンス番号ここに説
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ｓｕｗ
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
ンス番号がランプ　アラウンドされる。（無限の長さの
ＬｔＪＷＵの説明に関しては、ＵＷＵ長、セクシヨン９
．３２．２．７を参照すること。） ９．３．２．２．５　　発信アドレス 発信アドレス６１４は３２ビツト長であり、これはその
メンセージを送った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
メツセージを送ったＥＵＳの網アドレスを知ることがで
きるように送られる。
９．３．２．２．６　　ＵＷＵ　　ＩＤＵＷｔＪ　　Ｉ
Ｄ６３２は宛先ＵＩＭによッテＵｗＵを再結合するため
に使用される３２ビット番号である。この再結合作業は
網内において断片の順番が変えられないためより節単に
できることに注意する。ＵＥＵ　　ＩＤは、発信及び宛
先アドレスとともに、同−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長 ＵＷＵ長６３４は３２ビツト長であり、ＵＷＵデータの
全体の長さをバイトにて示す。ＬＵＷＵの最初のパケッ
ト内においては、これは宛先ＵＩＭが渋滞コントロール
を行なうことを可能にし、ＬＵＷＵ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Ｌ　Ｕ　Ｗ　ｔＪ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Ｄ
ＭＡを制御するような場合には無限長ＬＵＷＵのみが意
味をなす。
９．３．２．２．８　　　出し検査シーケンス見出し検
査シーケンス６２６が存在するが、これは送信ＵＩＭに
よって見出し情報に対して計算され、これによってＭＩ
ＮＴ及び宛先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ＵＷＵ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。
９．３．３　　　ＮＩＭ　　ＭＩＮＴ層このプロトコー
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ＮＩＭ上のＥＵＳ接続に対する１対１
の対応を持ち、ＮＴＭによってブロック４０３（第１６
図）においてユーザがこの中に偽のデータを入れること
ができないように生成される。この見出しはパケットメ
ツセージの前に置かれ、オーバーロール　パケット　メ
ツセージ検査シーケンスによってはカバーされない。こ
れはこのエラー信頼性を向上させるために同−語内のパ
リティ　ビットのグループによってチェックされる。Ｍ
ＩＮＴ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ＮＩＭによる宛先
ＥＵＳへのデマルチプレキシフグ／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。
発信者チェッ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　許可データ　ベースの構築 第１５図はＭＡＮＩｌ１４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ＭＡＮＩに対しては、ＯＡ＆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１−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、ＭＡＮ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ＭＡ
Ｎ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（既ね同
一の権１ｆｆｌ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へのアクセ
スを許可されることを望む場合、このテーブルがこのグ
ループがテーブル３７０のリスト内にあるか知るために
チェックされ、リスト内に存在しない場合は、そのグル
ープに対してユーザを許可することに対するこの要求が
却下される。超ユーザが彼らのグループに対し、及びテ
ーブル３７０．３７５内の彼らのグループに対してデー
タを入力する権利をもつ。超ユーザはまた彼らのユーザ
かテーブル３７５からのグループをユーザ／グループ許
可テーブル３６０のグループのリスト３６３内に移動す
ることを許可する権利をもつ。
従って、あるユーザが外側のグループにアクセスするた
めには、両方のグループから超ユーザの両方がこのアク
セスを許可しなければならない。
１０．３　ログイど手１１ ０ゲインのとき、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ＭＡＮｌｉｌ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、ＭＡＮ網目体に向けられる。
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、
ＭＡＮ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（仮想網上）、及びパスワー
ドを含むログイン　データがログイン許可データ　ベー
ス３５１と比較され、この特定のユーザがそのユーザが
接続された物理ポートからのこの仮想網へのアクセスが
許可されるか否かチェックされる。（この物理ポートは
ＭＩＮＴによるログイン　パケットの受信の前にＮＩＭ
によって事前に未決にされる。）このユーザが、事実、
正当に許可されている場合は、発信チエッカ−３０７及
びルータ−３０９（第１４図）内のテーブルが更新され
る。このログイン　ユーザのポートを処理するチエッカ
−の発信チエッカ−テーブルのみが端末動作に対するロ
グインから更新される。ログイン要求が受信機能に対す
るものであるときは、全てのＭＩＮＴのルーティング　
テーブルが要求に応答するために他のＭＩＮＴに接続さ
れた同一グループの任意の許可された接続可能なユーザ
からのデータを発信者が受信できるように更新されなけ
ればならない。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１０を介してログインユーザに送り変えされる。Ｏ
Ａ＆Ｍシステム３５０はＭＩＮＴ中央コントロール２０
のＭＩＮＴメモリ１８へのアクセス１９を使用してログ
イン　ユーザに対するログイン通知を入力する。後続の
パケットに関しては、これらがＭＩＮＴ内に受信される
と、発信チエッカ−がポート番号、ＭＡＮ名及びＭＡＮ
グループ名を発信チエッカ−内の許可テーブルに対して
チェックし、この結果、そのパケットが処理されるべき
か否かが決定される。ルータ−は次に仮想網グループ名
及び宛先名をチェックすることによってその宛先がその
入力に対して許される宛先であるか調べる。結果として
、ユーザがいったんログインされると、ユーザはルーテ
ィング　テーブル内の全ての宛先にアクセスできる。つ
まり、読出し専用モードあるいは読出し／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、チェックが個々のパケットに
対して行なわれるが、これを個々のワーク　ユニット（
ＬＵＷＵあるいは５ＵＷＵ）に対して行ない、その元の
パケットが拒否されたＬＵＷＵのその後の全てのパケッ
トが拒否されるように指標を記録することも、あるいは
その元のパケットがユニット　システムの所に失われて
いる全てのＬＵＷＵを拒否するようにすることもできる
。
ログイン　データ　ベースの変更と関連する超ユーザ　
ログインは、これがＯＡ＆Ｍシステム３５０内において
ディスク３５１上に格納されたデータ　ベースを変更す
る権限をもつログイン要求として認識されることを除い
て従来のログインと同様にチェックされる。
超ユーザ　タイプ２及び３はＯＡ＆Ｍシステム３５０へ
のアクセスをＭＡＮのユーザ　ポートに接続されたコン
ピュータから得る。ＯＡ＆Ｍシステム３５０は料金請求
、使用、許可及び性能に関する統計を派生するが、これ
は、超ユーザによって彼らのコンピュータからアクセス
できる。
ＭＡＮＩはまた送信専用ユーザ及び受信専用ユーザのよ
うな特別なタイプのユーザに対してもサービスを提供で
きる。送信専用ユーザの一例として、フロートカスト　
ストック　クォーテーション　システム（ｂｒｏａｄｃ
ａｓｔ　５ｔｏｃｋ　ｑｕｏｔａｔｉｏｎ　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ェン
クされる。受信専用ユニット、例えば、プリンタあるい
はモニタ　デバイスはルーティング　テーブル内の項目
によって認可される。
１１、ＭＡＮの音声スイッチとしてのアプリケーション 第２２図は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
Ａ’Ｔ＆ＡｙＩシステム社（Ａ　Ｔ　＆　Ａ　　Ｎｅｔ
ｗｏｒｋ　Ｓｙｅｔｅｍｅ）によって製造される５ＥＳ
Ｓ　　スイッチが使用される。現存のスイッチを使用す
ることの長所は、これが非常に大きな開発労力を必要と
するローカル　スイッチを制御するためのプログラムを
開発する必要性を排除することである。現存のスイッチ
をＭＡＮと音声ユーザの間のインタフェースとして使用
することによって、この労力はほとんど完全に排除でき
る。第２２図には５ＥＳＳスイツチエ２００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　デジタル網（
ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ　５ｅｒｖｉｃｅ　ｄｉｇｉｔａ
ｌｎｅｔｗｏｒｋ　、　　Ｉ　Ｓ　ＤＮ）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１２０
９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１２１Ｌ
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
１Ｍ２とのインタフェースのためにバケット　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′！Ａ内で交換されるバケット信号との間のインタフ
ェースを行なうごとにある。スペシャル信号法チャネル
１２１５の機能はＰＡＤ　１２１７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網による交換
に要求される形式にするための処理を行なう。システム
を装置あるいは伝送施設の故障に耐えられるようにする
ため、この交換器はＭＡＮｌの２つの異なるＮ１Ｍ網に
接続される。デジタルＰＢＸ１２１９はまたバケット　
アセンブラディスアセンブラ−１２１７と直接にインタ
フェースする。ＰＡＤを後にグレード　アップしたい場
合は、５ＬＣ１２０３と直接に、あるいはデジタル音声
ビット流を直接に生成する統合サービスデジタル′ｆｔ
ｒ４（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、ＭＡＮ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。
音声バケットは、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（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
ように最も筒型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・ンプが取られる。
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ップ
時間がこのトラヒックを処理するには大きすぎる危険が
ある。音声トラヒックのみが交換されるような場合は、
高トラヒツク状況に対して回路セットアツプ動作を必要
としないパケット　スイッチが要求されることも考えら
れる。
このようなパケット　スイッチ１３００の１つの実施態
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ＭＡＮＳ　１０を通じて相互接続し、トラ
ヒックを故障したＭＩＮＴ１３１３を避けて通過させ、
この代わりに予備の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
ＡＮＳＩＯにスイッチすることができる。
この実施態様においては、ＭＡＮＳ　１０のデータパケ
ット出力がＭＡＮＳ　１０の出力を受信する出力ＭＩＮ
Ｔ１３１２内のデータ　スイッチ１３００の音声パケッ
ト出力と併合される。出力ＭＩＮＴ１３１２はＸＬ１６
（入力）側のＭＡＮＳ　１０及びデータ　スイッチ１３
００の出力を受信し、このＩＬ１７出力はＰＡＳＣ回路
２９０（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
１３図）を含まない。出力ＭＩＮＴ１３１２に対しては
、ＭＡＮＳ　１０からのＸＬへの入力は、この入力が異
なる遅延を挿入する回路経路を通して多くの異なるソー
スから来るため第２３図に示されるような位相整合回路
２９２（第１３図）にバスされる。
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にバスし、一方、回路スイッチ１０を
低優先度データ　パケットを交換するために保持するた
めに使用することもできる。
この構成においては、パケット　スイッチ１３００を音
声トラヒックを運ばない出力ＭＩＮＴ１３１２にバスす
る必要がなく、 この場合、 音声トラヒン クを運ばないＭｌ ＮＴへの高優先度バケッ トは回 路スイ ンチＭＡＮＳ ０に向けることが要求され る。
１２゜ Ｍヘベ匁閃？イトｔ７−ルへのＭ ■ Ｎ′Ｆアク 第２１図はＭＩＮＴＩＩのＭＮ交換コントロール２２へ
のアクセスを制御するための構成を示す。
個々のＭＩＮＴは１つの関連するアクセス　コントロー
ラ１１２０を持つ。データ　リング１１０２．１１０４
．１１０６は個々のアクセス　コントローラの個々の論
理及びカウント回路１１００への出力リンクの空き状態
を示すデータを分配する。
個々のアクセス　コントローラ１１２０はそれにデータ
を送信することを望む出力リンク、例えば、１１１２の
リスト１１１０を保持し、個々のリンクは関連する優先
インジケータ１１１４を含む。
ＭＩＮＴはこのリストの出力リンクをそのリンクをリン
グ１１０２内において使用中とマークし、ＭＡＮ交換コ
ントロール２２にこのＭＩＮＴのＩＬ　Ｈ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１
１０２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、制御ＭＩＮＴの
アクセス　コントローラ１１２０によ、てそのコントロ
ーラの論理及びカウント回路１１００がその出力リンク
が使用中になったとき（レディー　ビット＝０）クロー
ズされ、このコントローラがこの出力リンクが空きであ
る　（レディー　ビット＝１）ことを検出したとき、オ
ープンされる。
アクセス　コントローラのリンク捕捉動作は以下の通り
である。リンクが使用中であり（レディビット＝０）、
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
スる制御ＭＩＮＴのアクセス　コントローラの動作は単
純である。つまり、このコントローラは単にレディー　
ビットの値をウィンドウ　ビット内にコピーする。
レディー及びウィンドウ　ビットに加えて、フレーム　
ビットがリング１１０６内に資源使用状態データのフレ
ームの開始を定義し、従って、個々の解除及びウィンド
ウ　ビットと関連するリンクを同定するためのカウント
を定義するために巡回される。３つのリング１１０２．
１１０４及び１１０６上のデータはシリアルにそして同
期して個々のＭＩＮＴの論理及びカウント回路１１００
内を巡回する。
このタイプの動作の結果として、１つの出力リンクを捕
捉することを試み、そして、最初にこの出力リンクを捕
捉することに成功したユニットとウィンドウ　ビットを
制御するアクセス　コントローラとの間に位置するアク
セス　コントローラは優先権を与えられ、その後、この
特定の出力リンクを捕捉する要求を行なった他のコント
ローラの前に処理される。結果として、全てのＭＩＮＴ
による全ての出力リンクへの概ね公平なアクセスの分配
が達成される。
ＭＡＮＳＣ２２へのＭＩＮＴＩＩアクセス　コントロー
ルを制御するためのこの代替アプローチが使用された場
合は、優先ＭＩＮＴから制御される。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（他の多くの構成が設計できることは明らかであり、
本発明は装置請求の範囲によってのみ限定されるもので
ある。
ユニエム□□□ユ入上 第１段コントローラ 第２段コントローラ 通知応答 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 ＳＣ ＳＣ ＣＫ ＲＰ ＲＱ ＮＡＫ Ｃ ＮＡＫ ＣＮｃむ ＲＣ Ｎｅｔ ＲＡＭ ＶＭＡ ＵＳ Ｅ、ＵＳＬ ＥＰ ＩＦＯ ＮＡＫ Ｌ ＬＨ Ｐ ＡＮ ＵＷＵ ＡＮ コントロールの否定的応答 コントロール網 巡回冗長チェックあるいはコード データ網 動的ランダム　アクセス　メモリ 直接仮想メモリ　アクセス 末端ユーザ　システム 末端ユーザ　リンク（ＮＩＭとＵＩ Ｍを接続） 前置プロセッサ 先入れ先出し 組、織ブロッキング否定的通知 内部リンク（ＭＩＮＴとＭＡＮＳを 接続） 内部リンク　ハンドラー 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 ＭＡＮＳ ＭＡＮＳＣ ＭＩＮＴ ＭＵ ＡＫ ０１Ｍ ＯＡ＆Ｍ ＡＳ　Ｃ ＣＣ ＵＷＵ ＰＣ ＳＡ ＤＰ ０１Ｍ ＷＭ ＬＳ　　１ ＭＥ 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 メモリ管理ユニント 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 類ユーザ　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 ユーザ　インタフェース　モジュー ル ユーザ　ワーク　ユニット 大規模集積回路 バス　１つのＩＥＥＥ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ＭＡＮ回路スイッチ及びこの関連するコントロ
ール網の一例としての実施態様のブロック図であり； 第８図及び第９図はハブのデータ分配段からハブの回路
スイッチのコントローラへの要求のフローを示す流れ図
であり； 第１Ｏ図はハブの１つのデータ分配スイッチのブロック
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・−・−網インターフエースモジュール１０−・・・
−Ｍ　Ａ　Ｎスイッチ １１−−−−−・−インターフェースモジュール１２−
・−内部リンク

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １、複数の入力からのデータパケットを別の交換網への
    接続が可能な複数の出力に交換するためのデータ分配手
    段において、該手段が：該複数の入力の個々からのデー
    タをメモリに同時にロードし、また該メモリからデータ
    を該複数の出力の個々にアンロードするため一のメモリ
    制御手段；及び 処理手段を含み； 該メモリ制御手段が該メモリに該複数の入力をパラレル
    にロードし、また該メモリからパラレルに該複数の出力
    にアンロードし； 該処理手段が該別の交換網の共通の出力にアドレスされ
    たグループのデータパケットを連結するための手段を含
    み；そして 該処理手段が該グループの連鎖されたデータパケットの
    個々のアンロードであって１シーケンスによる該複数の
    出力の１つへのアンロードを制御するための手段を含む
    ことを特徴とするデータ分配手段。 ２、請求項１に記載の装置において、該もう１つの交換
    網が回路接続をセットアップするための回路交換手段で
    あり、そして該処理手段がさらに： 該回路交換手段内の接続であって該データ分配手段の１
    つの出力から該回路交換手段の１つの出力への接続を要
    求する手段；及び 該メモリから該データ分配手段の該出力への１つの連鎖
    されたグループのデータパケットの伝送を該回路交換手
    段を通じて該回路交換手段の該出力に接続するための制
    御するための手段を含むことを特徴とする装置。 ３、請求項１に記載の装置において、該処理手段がさら
    に該個々のデータパケットによって指定される宛先への
    個々のデータパケットの伝送の権利をチェックするため
    の手段を含むことを特徴とする装置。 ４、複数の入力から複数の出力にデータパケットを交換
    するための高速データ分配モジュールにおいて、該モジ
    ュールが： 複数のメモリモジュール； 個々が該複数の入力の１つからの入力を受け入れる複数
    の第１のデータリンクハンドラー； 個々がデータを該複数の出力の１つに伝送する複数の第
    ２のデータリンクハンドラ該第１の複数のリンクハンド
    ラーから該複数のメモリモジュールにデータを伝送し、
    また該複数のメモリモジュールから該第２の複数のデー
    タリンクハンドラーの１つにデータを伝送するためのデ
    ータ伝送リング；及び 該複数の第１のデータリンクハンドラー及び該複数の第
    ２のデータリンクハンドラーに接続された、該第１のデ
    ータリンクハンドラーによって受信されるデータに対し
    て受信されたデータを格納するためのメモリを割り当て
    、また該受信されたデータの伝送であって該複数のメモ
    リモジュールから該第２の複数のデータリンクハンドラ
    ーへの伝送を制御するための中央コントロールを含むこ
    とを特徴とする装置。 ５、請求項４に記載の装置において、該装置が回路スイ
    ッチに交換可能であり、該中央コントロールがさらにプ
    ログラムによって、該回路スイッチの共通の出力に向け
    られた該回路スイッチ内の接続の要求、及びパケットの
    連結のために制御され、これによって該第２の複数のデ
    ータリンクハンドラーの１つから該回路スイッチへのパ
    ケットの１つのシーケンスでの伝送が達成されることを
    特徴とする装置。 ６、請求項５に記載の装置において、 該データパケットがソース末端ユーザ及びソース末端ユ
    ーザポート番号、グループ番号及び宛先末端ユーザを同
    定する見出し情報を含み、該中央コントロールが： 該ソース末端ユーザ及び該ソース末端ユーザポート及び
    該グループ番号がパケットを伝送することを許可された
    組合せであるかチェックするための手段； 該宛先末端ユーザ及び該グループが該網からパケットを
    受信することを許可された宛先を表わし、また該宛先末
    端ユーザに対するデータパケットを受信するためのポー
    トを同定するか確認するための手段；及び データベースシステムへのアクセスに対するログイン要
    求に応答して該ログイン要求を送っているユーザが許可
    されるべきか検証するための手段を含むことを特徴とす
    る装置。 ７、データ交換手段内においてデータパケットを処理す
    るための方法において、 該方法が：個々の受信されたデータパケットを同時に複
    数のメモリモジュールに格納するステップ； 共通の宛先をもつグループのデータパケットを連結する
    ステップ；及び 該複数のメモリモジュールから個々の連結されたグルー
    プの個々のパケットを順番に同時にアンロードするステ
    ップを含むことを特徴とする方法。 ８、複数の入り口及び出口を持ち、個々が宛先情報を含
    む受信されたデータパケットを少なくとも１つの入力か
    ら少なくとも１つの出力に交換するためのデータ交換手
    段を含むデータ網において、コントロール手段が： 該受信されたデータパケットの個々のメモリ手段への格
    納を制御するための複数の第１のプロセッサ；及び 該受信されたデータパケットの該宛先情報に応答して、
    個々のデータパケットの該宛先情報によって指定される
    宛先に到達する１つの出口の同定を確保し、また、該網
    の個個の出口に対して該個々の出口を介してその宛先に
    到達するデータパケットを該メモリ手段内のメモリ位置
    に連結するための複数の第２のプロセッサを含むことを
    特徴とするコントロール手段。 ９、請求項８に記載のコントロール手段において、該デ
    ータ交換手段の少なくとも１つから該出口の１つへの該
    出口に接続された交換網による接続を要求するための手
    段がさらに含まれることを特徴とするコントロール手段
    。 １０、請求項８に記載のコントロール手段において、該
    個々のパケットがさらにソース情報を含み、該第２の複
    数のプロセッサが少なくとも１つのパケットの該ソース
    情報によって同定されるソースの該パケットを伝送する
    権利を検証するためのプロセッサを含むことを特徴とす
    るコントロール手段。 １１、請求項１０に記載のコントロール手段において、
    個々のパケットが該パケットを伝送するポートの同定を
    含み、該少なくとも１つのソースの権利を検証するため
    のプロセッサがさらに該権利を該ポート同定をチェック
    することによって検証するための手段を含むことを特徴
    とするコントロール手段。 １２、請求項１１に記載のコントロール手段において、
    該第２のプロセッサがパケットを先入れ先出しの順に連
    結するための手段を含むことを特徴とするコントロール
    手段。 １３、データ網のデータ交換モジュールに対するコント
    ロール手段において、該コントロール手段が； 受信されたデータパケットをメモリ内に格納するための
    複数の第１のプロセッサ； 該第１のプロセッサに対して該パケットが格納されるべ
    きメモリ内のアドレスを割り当てるためのメモリ管理プ
    ロセッサ； 該第１のプロセッサと該第１のプロセッサからの該受信
    されたデータパケットの見出しデータの受信及び該第１
    のプロセッサへの該メモリ管理プロセッサによって割り
    当てられたメモリアドレスの送信を含む通信を行なう複
    数の第２のプロセッサ； 該メモリ管理プロセッサによって割り当てられた該アド
    レスを該第２のプロセッサに送くるためのメモリ分配プ
    ロセッサ； 該第２のプロセッサから受信された該見出しデータに応
    答して該ソースチェッカープロセッサのデーブルのデー
    タを該見出しデータ内のソース名が該網を通じてデータ
    を送信することを許可されているかチェックするための
    複数のソースチェッカープロセッサ； 個々の該パケットに対して宛先を決定するための複数の
    ルーティングプロセッサを含み；該メモリ管理プロセッ
    サが該第３の複数のプロセッサからの信号に応答してメ
    モリを該メモリ分配プロセッサによる分配のために解放
    することを特徴とするコントロール手段。 １４、請求項１３に記載のコントロール手段において、
    回路スイッチを介して該データ交換モジュールにアクセ
    ス可能な個々のデータ伝送設備に伝送されるべきパケッ
    トを連結するための待行列管理プロセッサ； 該メモリ内に格納されたデータパケットの該回路スイッ
    チへの伝送を制御するための複数の第３のプロセッサ； 該回路スイッチに接続が可能であって該待行列管理プロ
    セッサからの信号に応答して該スイッチ内の接続を要求
    するためのスイッチセットアップ制御プロセッサ；及び 該ソースチェッカープロセッサからの信号に応答して、
    データベースと通信して、認証データを受信し、またこ
    の認証データを該ソースチェッカープロセッサ及び該ル
    ータ−プロセッサに分配するための複数の第４のプロセ
    ッサ； 該スイッチセットアップ制御プロセッサが該スイッチか
    らの信号に応答して、該複数の第３のプロセッサの１つ
    にデータを該スイッチに送るように指令し； 該スイッチセットアップ制御プロセッサが該複数の第３
    のプロセッサからの出力信号に応答して、該スイッチに
    よる切断を要求することを特徴とするコントロール手段
    。 １５、請求項１４に記載のコントロール手段において、 該複数の第４のプロセッサからの信号に応答して該デー
    タベースにアクセスするための動作、管理及び保守モニ
    タプロセッサがさらに含まれ； 該ソースチェッカープロセッサが該見出しデータ内に含
    まれるソースポート、ソース名及びグループ番号の組合
    せの認可をチェックし； 該ルーティングプロセッサが該見出しデータ内に含まれ
    る宛先名及びグループ番号の組合せがパケットを受信す
    る権利をもつかチェックすることを特徴とするコントロ
    ール手段。１６、データ交換手段内において受信された
    データパケットを処理するための方法において、該方法
    が： 該受信されたデータパケットを格納するステップ； 個々の格納されたデータパケットに対する宛先を決定す
    るステップ；及び 共通の宛先をもつグループのデータパケットを連結する
    ステップを含むことを特徴とする方法。 １７、個々が１つのメモリコントローラ及び少なくとも
    １つのデータリンクコントローラを持つ複数のメモリモ
    ジュール間で同期データリングを通じて通信するための
    方法において、該方法が： メモリコントローラ及びデータリンクコントローラの個
    々のペアに対して、該メモリコントローラと該少なくと
    も１つのデータリンクコントローラを相互接続する少な
    くとも１つの該同期データリングのタイムスロットを割
    り当てるステップ；及び メモリコントローラとデータリンクコントローラの間で
    該ペアに対して指定されるタイムスロットにおいてデー
    タ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１７に記載の方法において、該メモリコン
    トローラを伝送されるべき語のアドレス及び語数のカウ
    ントにて該アドレスから開始して初期化するステップが
    さらに含まれることを特徴とする方法。 １９、請求項１８に記載の方法において、該初期化ステ
    ップが制御語を該データリンクコントローラから該メモ
    リコントローラに伝送するステップを含むことを特徴と
    する方法。２０、請求項１７に記載の方法において、 単一のタイムスロットが該データリンクコントローラの
    １つから該複数のメモリコントローラの１つへのデータ
    の伝送、及び該１つのメモリコントローラから該データ
    リンクコントローラの１つへのデータの伝送に対して割
    り当てられることを特徴とする方法。 ２１、複数の入力データリンクハンドラー、複数のメモ
    リモジュール、及び複数の出力データリンクハンドラー
    の間での通信のための装置において、該装置が： 入力データリンクコントローラとメモリモジュールの個
    々のペアに対するこのメモリモジュールと１つの出力デ
    ータリンクコントローラとの間の通信のために使用され
    る１つのタイムスロット、及び該複数の入力データリン
    クコントローラ及び該複数の出力データリンクコントロ
    ーラの個々から全てのメモリモジュールに制御信号を伝
    送するための複数のタイムスロットをもつ同期データリ
    ングを含み； 該メモリモジュールの個々が該同期リングから関連する
    メモリモジュールのメモリアレイ内に格納するためのデ
    ータを取り出し、また該関連するメモリモジュールの該
    メモリアレイからデータを該同期データリングに読み出
    すための直接メモリアクセスユニットを持ち、 該複数の入力データリンクコントローラの個々が制御ア
    ドレスを該直接アクセスユニットの全てに対して該個々
    のデータリンクコントローラから受信されたデータを該
    関連するメモリアレイ内の該制御アドレスから開始され
    るアドレスの所に格納するために送り； 該複数の出力データリンクコントローラの個々が別の制
    御語を該直接メモリアクセスユニットの全てに、該メモ
    リアレイからデータを読み出し、これを該同期データリ
    ングによって該別の制御語を送った出力データリンクコ
    ントローラに送るために、 送ることを特徴とする装置。 ２２、請求項２１に記載の装置において、 該データリンクコントローラにアドレスを供給するため
    の中央コントロール手段がさらに含まれ、該中央コント
    ロール手段が該メモリモジュール内のデータにアクセス
    するためのタイムスロットにおいて該同期データリング
    にアクセスすることを特徴とする装置。 ２３、複数のメモリモジュールと少なくとも１つのデー
    タリンクコントローラの間でデータ通信を行なうための
    装置において、 該装置が： 個々が該メモリモジュールの１つを制御するための複数
    のメモリアクセスコントローラ；及び 該少なくとも１つのデータリンクコントローラと該複数
    のメモリアクセスコントローラを相互接続するための同
    期データリングを含み； 該メモリアクセスコントローラの１つと該少なくとも１
    つのデータリンクコントローラの１つの個々のペアに、
    該１つのデータリンクコントローラと該１つのメモリア
    クセスコントローラとの間のデータの伝送のための反復
    時間フレームの１つのタイムスロットが割り当てられる
    ことを特徴とする装置。
JP7868189A 1988-03-31 1989-03-31 集中電気通信パケット トラヒックを交換するための装置 Expired - Lifetime JP2594640B2 (ja)

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US07/175,542 US4899333A (en) 1988-03-31 1988-03-31 Architecture of the control of a high performance packet switching distribution network
US07/175,541 US4875206A (en) 1988-03-31 1988-03-31 High bandwidth interleaved buffer memory and control
US175,698 1988-03-31
US175,541 1988-03-31
US07/175,698 US4893302A (en) 1988-03-31 1988-03-31 Arrangement for switching concentrated telecommunications packet traffic
US175,542 1988-03-31

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SG43795A1 (en) 1997-11-14
EP0336598A3 (en) 1992-05-20
EP0336598A2 (en) 1989-10-11
JP2594640B2 (ja) 1997-03-26
EP0336598B1 (en) 1996-03-06
HK145696A (en) 1996-08-09
DE68925830D1 (de) 1996-04-11
DE68925830T2 (de) 1996-10-17

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