JPH04227356A

JPH04227356A - 近接間転送モードを有するテレコミュニケーションネットワーク

Info

Publication number: JPH04227356A
Application number: JP3173502A
Authority: JP
Inventors: Fred R Goldstein; フレッド　アール　ゴールドスタイン
Original assignee: Digital Equipment Corp
Current assignee: Digital Equipment Corp
Priority date: 1990-04-13
Filing date: 1991-04-15
Publication date: 1992-08-17
Also published as: CA2040355A1; AU7438791A; AU639088B2; US5446734A; EP0452223A2; EP0452223A3

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】

【産業上の利用分野】本発明は、テレコミュニケーショ
ンネットワーク、更に言えば、タイムスロットされ、プ
リアロケートされた、長い伝搬遅延を実行するネットワ
ーク内の高速リンクに関する。

【従来の技術】ブロードバンドＩＳＤＮ（集積サービス
デジタルネットワーク）システムには、中間ノードにお
けるバッファオーバフロー問題が存在するものである。したがってデータは再送されなければならず、システム
の信頼性や容量が減少してしまう。これらの損失は密集
損失（ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　　ｌｏｓｓ）と呼ばれる
が、これはネットワーク技術が到らなかったことによる
ものではなく、このタイプの密集は、非同期（パケット
化された）情報転送におけるデータの必然的な蓋然性及
びバースティ（ｂｕｒｓｔｙ）特性から生じたものであ
る。バンド幅が狭いパケットネットワークにおいては、
フィードバック制御メカニズムはトラフィックロードを
管理し、バッファオーバフローをほぼ防げるよう、また
少なくとも操縦可能となるようにすることができる。例
えば、いわゆるＸ．２５プロトコルに基づくネットワー
クでは、２階級のフローコントロールを提供する。一方
は、物理リンクを交差する全てのトラフィックを制御す
るものであり、もう一方の層は、１つのバーチャルサー
キットを交差するトラフィックを制御するものである。これら各々のレイヤーのプロトコルは共に、ウインドウ
ベースフローマネジャ及び、ｓｔｏｐ／ｇｏ機構の両方
を備えている。即ち、送信すべきデータを有するノード
は、コンティニューの許可を与えられる前は、既定量の
データだけを送信することを許されいるだけであり、更
に、そのノードは、容量が全てアロケートされている場
合の時間の間はシャットオフ（ｓｈｕｔ　　ｏｆｆ）さ
れることが出来る。ＤＥＣネットやＤＤＮインターネッ
トコントロールを用いているコネクションネットワーク
は、Ｘ．２５におけるような正確な制御は有しておらず
、一定のフィードバック機構を与える。例えば、「イン
プリシット」フィードバック機構は、パケットにシーケ
ンス番号を付し、もしパケットがドロップした場合には
（肯定応答シケーンス番号におけるギャップから推理す
ることがも可能である）、密集しすぎのため、送り手は
大幅にその送信速度を減少させる。（ウインドウサイズ
を減少させることにより）。また「イクスプリシット」
機構は、初期に密集の警告を与えるので、送り手は常に
パケットが喪失されてしまう前にそれらの速度を減少さ
せることが可能である。このように、いまだにフィード
バックが存在するが、データ端末装置はそれに対してよ
り応答しやすくなる。ブロードバンド非同期転送モード
（ＡＴＭ）ネットワークは、かなりの距離、多くの場合
数千マイル、に渡るリンクを有することがある。このよ
うなネットワークでは、伝搬遅延があまりに長すぎるた
めに、フィードバックでは効果的ではない。パケットが
送信された時間から目的地でそれが受け取られた時間ま
での遅延は、密集により、バッファが中間ノードにおい
てフィルにされ、その結果データが喪失されてしまい得
る間の時間よりもかなり長い。この時間によって損失が
知覚され、フィードバック信号が送り手に送信されるが
、送信速度を変えたり、あるいは現在の密集への入力を
変えるのには余りに遅すぎるのである。クレジットマネ
ジャ、ウインドウ等を含む一般のフィードバックスキー
ムを使用しても、長い遅延をもつＡＴＭネットワークに
おいては十分ではない。これらの技術のいくつかは、シ
ョートホール（ｓｈｏｒｔ−ｈａｕｌ）ＡＴＭアプリケ
ーションにとってはかなり十分なものであるが、バッフ
ァフィル時間（ｂｕｆｆｅｒ　　ｆｉｌｌ　　ｔｉｍｅ
）がリンクにおける伝搬遅延よりかなり落ち込んだ時は
、その効果も消滅してしまう。フィードバック遅延が許
容不可能なものとなる正確な時点はトラフィックのバー
スティネス（ｂｕｒｓｔｉｎｅｓｓ）の割合によるもの
であり、もしトラフィックのバルクが一定の場合には、
損失が発生する前にいくらか長めの遅延が容認される。高バースティトラフィックではさらに反応しやすい。そ
れゆえ、一般的なネットワークでは、２タイプのアロケ
ーションが要求される。単一のクレジットベースバッフ
ァアロケーションスキームは、短い伝搬遅延を有するリ
ンクである、あるアプリケーションにとってはかなり適
当なものである。個々のリンクの受信端は、個々のバー
チャルパス及び／またはバーチャルチャンネルが利用可
能であるかどうかを監視し、送信端にクレジットを与え
る。これは、バーチャルパスの数がかなり大きい場合に
は、いくらか厄介なものであるが、それらのクレジット
は実際には、ノードの外に向かうリンクのためのバッフ
ァの可用性に基づいて、個々のバーチャルパスやチャン
ネルにアロケートし直される。受信バッファのうちのい
くらかは、出力リンクに異種のバッファフィル状態が存
在する場合でも、入力リンクに到達する全てのトラッフ
ィックをノードが受け入れられるようにするのに有用で
ある。それにもかかわらず、この転送規律は、従来のホ
ップバイホップマネジャの簡単な形態であり、従来のコ
ネクションオリエントバケットネットワークにおいて発
見されたものと異ならない。これらのリンクは、以下に
述べるように更に複雑なスキームを必要としない。ネッ
トワークの規模により伝搬遅延が許容可能なフィードバ
ック時間より長くなった場合には、より複雑な規律が必
要とされる。密集損失には、集中（ｆｕｎｎｅｌｉｎｇ
）及び非整合（ｍｉｓｍａｔｃｈ）といった２つのケー
スが存在する。パケット交換型のネットワークは、バッ
ファがオーバーフローする時間より十分に長い時間、あ
るいづれかの時点での到達速度が発信速度を超過した場
合には、そのプロトコルデータユニット（セル、フレー
ム、あるいはパケット）を損失し得る。これは２つの別
個のあるいは同一の理由によって引き起こされるもので
ある。集中損失は、幾つかの異なるパスが単一のバッフ
ァに集中した場合に発生し、そしてトラフィックバース
トがあまり時間をおかずに到達し、その結果オーバーフ
ローが発生する。集中は一般に一時的なものである。非
整合は、ある所定の設備に一般に要求されるものがその
容量を超過した場合、例えば、高速リンクが低速リンク
と出会った場合や、付加的なバーチャル回路が多忙な設
備に作り出された場合に発生する。密集マネジメントス
キームは、非整合及び集中の両方を処理できなければな
らない。しかしながら、異なる技術がそれらの一方ある
いは他方にとって効果的となってきた。厳格なネットワ
ークワイド資源アロケーションやオーバーサブスクリプ
ション（ｏｖｅｒｓｕｂｓｃｒｉｐｒｉｏｎ）の最小値
と結合されたアドミッションコントロールポリシーによ
り、非整合は最小にされ得る。非接続ネットワークでは
、非整合損失を制御することが必要であり、たとえある
としても、レイトに基づいたコントロールはめったに提
供しない。従来のパケットネットワークでは大抵、集中
損失には寛大である。時折ドロップするパケットは修復
可能である。しかしながらＡＴＭネットワークは、損失
を増加させるようなプロトコルを使用するかもしれない
。もしフレームに基づいた回復が用いられていれば、１
つのドロップセルが、全てのパケットをだめにしてしま
い得る。回路エミュレーションのようなあるＡＴＭアプ
リケーションでは、どんなセル損失をも許されない。こ
のように、集中影響は、ＡＴＭ状況ではさらに深刻であ
り、解決が困難なものである。全てのチャンネルの総計
バンド幅がいづれかのトランク設備の横断面サイズを超
過しないよう、ユーザがＡＴＭネットワーク中へのデー
タを送信することが出来る速度を制限（つまりアクセス
制御）することにより、密集は発生しないであろうと考
えられている。しかしながら、トラフィックがバーステ
ィの場合には、これは本当ではない。ＡＴＭネットワーク内のバーストには、個々にサイズ及
び速度に制限が課されているであろうが、たとえ平均値
は過度でなくても、ある時点においてある所定バッファ
に到達するトラッフィックの量が、そのバッファの容量
を超過するという可能性はある。集中影響は、多くの小
さなバーチャルチャンネルが与えられた場合に特に深刻
である。もしバーチャルチャンネルがバッファ内のセル
数を超過した場合には、それらの多くは統計学上、バー
スティが所定のバッファに到達するような、バッファが
オーバフローする時間に十分に近接した時間で、それら
のセルを送信し得る。ＡＴＭネットワーク内の総計「イ
ベントホライズン」は、バッファ時間を含む最長のラウ
ンド・トリップ遅延よりは長くない。このように、６４
ｋｂｐｓの「保持された」スループットクラス（アクセ
スを強要されている）を有するイーブン回路は、６ｍｓ
．毎に１つのセル（４８ｏｃｔｅｔ　　ペイロードで）
を発行することを許されており、それらのセルをどこに
でも６ｍｓウインドウ以内に送信することが出来、それ
らの送信者はより大きなバースティがより少ない頻度で
送信されてもよいようにそれらのクレジットを蓄積する
ことを許されるような傾向がある。それゆえ、アクセス
制御スキームでは、バッファオーバフローを正確に防ぐ
ことが出来ないということが示された。もしＡＴＭネッ
トワークが損失感知プロトコルを使用するとすれば、セ
ル損失を防ぐために異なったメカニズムが必要とされる
。そのようなメカニズムは、ピークバッファ占有を減少
させ、そうしてオーバフローの機会を減少させるため、
ＡＴＭトラフィックのバースティ特性を活発に阻止しな
ければならない。連続的なビット速度サービスはこの点
で可変ビット速度サービスとは少々異なる。なぜなら、
一般的な可変ビット速度ユーザ変化は速度の点で、サブ
ミリ秒ビット速度と比べるとかなり長い時間間隔上で発
生するからである。可変ビット速度はこのように、連続
するビット速度の特別な場合として取り扱うことによっ
て処理されるのであり、そこではビット速度が時折変化
させられる。殆どのバースティデータアプリケーション
は１００ｍｓ幅の遅延は許容出来る。もしバンド幅のリ
アロケーションがこれを長くとれば、アプリケーション
やユーザは一般には気が付かない。回路交換型のデジタ
ルネットワークでは一般的に、トランク設備上にバンド
幅をアロケートするため、個々のチャンネルがストリー
ム内でそれらの位置によって分割されるといった方法で
同期時分割多重を使用する。いくつかのバンド幅には、
パーパスを構成することが要求されるが、個々のチャン
ネルはそれら自身のオーバヘッドは有していない。非同期転送モード（ＡＴＭ）は、実際には、「非同期時
分割多重」であり、個々のチャンネルがストリーム内の
位置ではなくラベルによって認識される。非同期転送モ
ードはこのように、実施中はパケットモードにとても似
ているのであるが、それはデータリンク層の下で動作し
、そして幅の狭いバンドパケットネットワークとは異な
るサービスを与える。重くロードされた（しかしオーバ
ーサブスクライブされる必要はないが）ネットワークで
は、ＡＴＭのバースティ特性が、長い遅延物理設備によ
ってバッファオーバフローを必ず生じるので、バッファ
マンジメント（つまり、密集防御）は問題を再定義する
ことを必要とする。

【発明の概要】本発明の特徴によれば、本明細書に記述
されている技術は非同期転送モードと相互変換可能であ
り、ＡＴＭタイプ型ラベルセルを使用し、同様のサービ
スを与えるが、完全に非同期というわけでない。本明細
書ではこの技術を近接間転送モードまたはＰＴＭと呼ぶ
。この転送モードは、連続ビット速度アプリケーション
及び可変ビット速度アプリケーションの両方に適用可能
である。この近接間転送モードは、非同期転送モードと
似たようなサービスを提供するが、セル損失の可能性は
かなり低い（それにもかかわらず０ではない）ものであ
る。このモードは、ＡＴＭネットワーク内の長い遅延リ
ンク上で使用されるものであろう。この近接間転送モー
ドは、非同期転送モードと似たようなセルを使用するが
、プリアロケートするバンド幅によって、バッファオー
バフローを防ぐものである。同期時分割多重と同様に、
タイムスロットが使用されるが、ここではそれらのスロ
ットは１セル幅のものであって、セルヘッダで示される
。スロッティングはこのように、バッファ管理及び密集
制御メカニズムとして単独で用いられる。近接間転送モ
ードリンクの動作は、位相ロックループのそれと同様の
ものであり、個々のＰＴＭリンクは一定の周波数（周期
性）で動作する。個々のＰＴＭリンクでは、各々がＡＴ
Ｍセルを運ぶ一定数のスロットが与えられる。個々のバ
ーチャルチャンネルには、要求されたバンド幅に基づい
てスロットが割り当てられている。動作は近接間（同期
に近い）であり、同期型ではないので、バッファリング
はまだに要求される。本発明の実施例によれば、長い遅
延リンクを有するタイプのテレコミュニケーションネッ
トワークは、小さな、一定長の情報のブロック（セル）
が高速で転送される非同期転送モードを使用する。ネッ
トワーク内の個々の長いホールホップは、一定間隔に位
相ロックされ、そして１つのセルの粒状のタイムスロッ
トがバーチャル回路内にプリアロケートされる。このネ
ットワークは、同期に近い（近接間）方法で動作する。所定の時間に発生している個々のホップ−ホップループ
が、１つまたはそれ以上のバーチャル回路に割り当てら
れ、その各々は、このデータを運ぶセルのためのヘッダ
によって認識される。プリアロケートしたセルにより、
個々の受信ノードが次のホップに向けることが出来るよ
うになるよりも早い速度でそれらのセルが到達しないよ
うにすることを確実にされるであろう。重いトラフィッ
クのバーストが発生した時は、バッファオーバフローに
よって中間ノードにおいてデータが喪失してまうのでは
なく、そのネットワークはバッファリングしたり、ある
いはアクセスを限定したりする（つまり、ソースに割り
当てられたウインドウを狭くする）ことによって応答す
る。

【実施例】図１を参照すると、１１と１２の組みの間に
通信リンク１０を有している通信ネットワークが示され
ている。リンク１０はトランク設備であり、リンク１０
はリンク１４によってノード１１に結合された多数のノ
ード１３と、リンク１６によってノード１２に結合され
た多数のノード１５の間のトラフィックを運ばなくては
ならない。ノード１３及び１５は、他のノード１７及び
１８に結合されている。このように、ノード１１及び１
２への多数のノードのファンインのために、リンク１０
は、例えばノード１３と１７の間のリンク１９よりもよ
り大きな容量を有しなければならない。リンク１０は、
サテライトリンクであっても、あるいはファイバオプテ
ィックリンクであってもよく、それは１００あるいは１
０００マイルに広げることも出来、そしてそのスピード
、つまりバンド幅は、多分１５０あるいは６００Ｍｂｉ
ｔ／ｓｅｃであろう。しかしながら、ノード１１、１３
、１７（あるいは１２、１５、１８）の間のリンクは、
多分１５０あるいは６００Ｍｂｐｓあるいは他のスピー
ドで動作するブロードバンド設備であるか、狭いバンド
幅設備、つまり６４０００ｂｐｓであるかもしれない。図１のネットワークは、デジタルフォーマットをした音
声メッセージを有する音声、及びデータの両方を運ぶこ
とも出来、そのネットワークはＩＳＤＮであっても、あ
るいは集積サービスデジタルネットワーク型であっても
よい。ボイスチャンネルは、６４００ｂｐｓという一定
のビット速度転送により、あるいは他のスピードによっ
て、あるいはより低いバンド幅でサイレンスによって分
割された情報のバーストによって、特徴づけられる。こ
のように、多数のチャンネルが図１のリンク１０のよう
にブロードバンドトランク設備中に集中される。デジタルチャンネルは、一定のビット速度で、あるいは
連続ではなくバーストでデータを送信する。リンク１０
はブロードバンドであるが、それにも係わらず、処理で
きるトラフッィクの量には限界があり、ノードによるア
クセスを制御する幾つかの型が課されていなければなら
ない。制御の１つの方法は、所定時間における全ネット
ワーク内のノード数を決定し、利用可能なバンド幅を等
しく分割するというものである（もし必要ならば従来技
術を参照）。しかしながら、この方法では共有データパ
ス固有の統計学ゲインは利用しておらず、ノードの殆ど
は、所定時間においてそれらに割り当てられたバンド幅
を使用してはいないので、ネットワーク容量の多くは、
重いメッセージトラフィックを必要としているいくつか
のノードがその動作を遅延させられている間は、アイド
ルのままである。しかしながら、この統計学ゲインを利
用するためにオーバーサブクライブする結果、重いトラ
フック密集が何度も発生し、中間ノードにおけるバッフ
ァフィルアップにより、データが損失してしまう。図１
に示されたタイプのネットワーク内の非同期転送モード
（ＡＴＭ）を使用する利点が明かとなった。即ち、リン
ク１０内のデータ流れは、ノード１１及び１２において
バッファされ、それらの送信は元のノード１７あるいは
１８と同期される必要はない。ノード１７からの９６０
０ｂｐｓデータのブロックは、ノード１１にとってそう
することが便利な場合には（ノード１３にデータを送信
するためにノード１７によって、あるいはノード１１に
データを送信するためにノード１３によって用いられた
クロックとは関係なく）、ノード１１においてバッファ
され、そしてノード１２に１５０あるいは６００Ｍｂｐ
ｓ（ネットワークの構成に因る）で送信されるが、トラ
ンク設備のデータ速度がとても高いので、元のノード１
７における遅延はない。リンク１０に固有のタイム遅延
は余りに長いため、受信状態に関して、ノード１１から
ノード１２へのフィードバックは意味のないものとなる
。リンク１０がファイバオプティックの場合、送信のス
ピードは、及び２００ｋｍ／ｍｓｅｃであり、したがっ
てその広がりを横切るリンクは、フィードバックが効果
を有するにはあまりに長い多数のミリ秒の遅延を作り出
す。もしノード１１が外部ポート１４の各々に対して１
５０セルの大きさのバッファを持てば、例えばここで各
セルが４２４ｂｉｔ（５３ｏｃｔｅｓ）長で、リンク１
０が１５０Ｍｂｐｓのペイロードを持っているとすれば
、もし２−１非整合が１つのバッファ（ポートリンク１
４のうちの１つ）において発生した場合、このバッファ
はおよそ（１５０×４２４）／（１．５×１０５）＝０
．４２４ミリ秒内にエンピティからフルとなるであろう
。このように、トラフッィクフローを制御するためのフ
ィードバックスキームは、ミリ秒で測定された伝搬時間
遅延が広く行き渡っている場合には、不適当なものとな
るであろう。制御理論の基本的なルールは、フィードバ
ックが効果的に、応答が適時のものとなるのに十分に早
く受け取られなければならないというものであり、あま
りに遅延しすぎると、フィードバックは所望の効果をな
さないであろう。非同期転送モードを使用するブロード
バンド通信ネットワークでは、図１を参照して述べたよ
うに、幅広いエリアトポロジー上で作動し、制御されて
いるイベント（目的地あるいはいくつかの中間点におけ
るフィルアップしているバッファ）は、フィードバック
（光のスピードで、あるいは信号スピードで問題となっ
ている媒体内を進んでいる）がソースノード（制御され
るべきポイント）に到達する前に発生し得る。このよう
に、図１のリンク間における伝搬遅延の非常に大きな差
に起因して、ここで述べた近接間転送モードが、長い遅
延であるリンク１０のために用いられ、一方、クレジッ
トに基づいたＡＴＭ（つまりシャッタ、即ち「ルースウ
インドウ」）は、例えば短い遅延リンク１４あるいは１
６に用いられる。図２を参照すると、ノード１１あるい
はノード１２のうちのいづれかの一般的な構成が示され
ており、ノード１３及び１５も同様に構成されているだ
ろう。しかし、図１あるいは図２のノード１１は、外部
及び内部部分として３つのリンク１４と１つのリンク１
０を有しているように示されているが、ノード１１は、
４つ以上の部分を持つことも出来る。リンク１０は転送
ライン２０と分割受信ライン２１を有しており、これら
はトランスミッタ２２及びレシーバ２３にノード１１に
おいてそれぞれ結合されている。同様に、リンク１４の
１つ１つはそれぞれ、転送ライン２４及び分割受信ライ
ン２５を有しており、またこれらは各々、トランスミッ
ト２６あるいはレシーバ２７に結合されている。かなら
ずしもそうではないが、この例ではリンク１０はリンク
１４よりもバンド幅が広い（転送速度がより高い）ので
、トラフッィクはいくつかのリンク１４からリンク１０
中へ集中される。レシーバ２３あるいは２７の働きは、
ライン２１あるいは２５上の信号を検出し、そしてデモ
ジューレートし、クロックを回復し、ライン上の直列デ
ータをレシーババッファ中へロードするために並列デー
タに変換することである。トランスミッタ２２あるいは
２６の働きは、平行形態でバッファからデータを移動し
、データを平行から直列に変換し、キャリアを直列デー
タでモジュレートし、そしてそのデータ信号を転送ライ
ン２０あるいは２４に送り出すということである。リンク１４のための部分のそれぞれは、コントローラー
２８によって作動され、そしてリンク１０のための部分
はコントローラー２９によって作動される。これらのコ
ントローラーは大抵は、ローカルメモリ内に記憶された
コードを実行するプロセッサであり、また状態マシーン
あるいは同様のロジックでもよい。レーシババッファ３
０には、個々のリンク１４のためのライン２５からの入
力データが与えられ、同様に、リンク１０のライン２１
上の入力データがバッファ３１内にバッファされる。転
送バッファ３２もまた、リンク１０の外部に向かうライ
ン２０のための転送バッファ３３と同様に、ライン２４
上の外部に向かうデータのために与えられる。コントロ
ーラー２８あるいは２９は、他の部分のうちの１つに転
送されるべき受信データをルートすると同様に、入力ラ
イン２５あるいは２１上の信号、セル、あるいはパケッ
ト内のデコードされたコマンド情報に応答し、レシーバ
２７あるいは２３をアクティベイトし、それぞれバッフ
ァ３０あるいは３１に入力データをロードし始める。図
３を参照すれば、情報がノード１３からノード１１へ運
ばれるであろうセル３４が示されている。このセル３４
は基礎的なサービス、あるいはヘッダ内の幾つかの要素
（つまりヘッダチェックサム）によって描かれている。セルは、バーチャルチャンネル識別子３６、制御エリア
３７、及びヘッダやフレーミングが完全であることを証
明するためのヘッダチェックサム３８を含むヘッダ３５
で開始する。ペイロードフィールド３９がセル３４の主
要部である。リンク１４へのポートに対するコントロー
ラー２８は、バーチャルチャンネル識別子３６に応答し
、交換ネットワーク４３中の入力セルのルーティングを
制御し、ソースと目的地の間のバーチャルチャンネルを
もたらすために１つのポートから他の部分へセルを通過
させようとする。この交換ネットワーク４３は、マルチ
プレクサ４４を含むこともでき、１つ以上のリンク１４
をリンク１０中に集中することが出来、同様に、マルチ
プレクサ４５により、リンク１０から１つ以上のリンク
１４へデータを同時に配達することが出来る。同様に、
リンク１４のためのポートは、マルチプレクサ４６及び
４７を持つこともでき、多重部分からのあるいは多重部
分へのデータがインターリーブされることも出来る。ま
た、データは、交換回路４３を通じて、一時に１つある
いはそれ以上のワードをバッファ３０〜３３の間で読み
取り及び書き込みだけで、インタリーブされることも出
来る。どうであろうと、メッセージフレームは、例えば
コントローラー２９によって転送バッファ３３内で作り
出され、しかもこのフレームは、多くの異なる端末装置
１８に向かう異なる端末装置１７からのインタリーブさ
れたパケットあるいはセルを含むことも出来る。図４を参照すれば、リンク１０上で転送のために使用さ
れたメッセージフレーム５０は、固定長５１であり、多
数のスロットセル５２から作られている。実施例では、
スロットセル５２は個々に、５３ｏｃｔｅｔｓ（４２４
ｂｉｔｓ）を含み、フレーム５０内には６ミリ秒長さ５
１の２１１９個のセルが存在し、凡そ１５０Ｍｂｐｓの
割合で転送される。スロットセル５２は、４８ｏｃｔｅ
ｔｓのデータフィールド５３と、５ｏｃｔｅｔｓのヘッ
ダ５４を含む。このヘッダは、ソースノードから目的地
ノードへの特定の転送と関連したチェンネル識別番号を
含む。フレーム５０の最初の２つのセルは、同期セル５
５であり、これら同期セルはループ制御間隔の間に送信
された個々のフレーム５０の限界を定める。少なくとも
２つの同期セル５５が各フレームの初めに送信される。同期セルは特定ヘッダアドレスによって識別され、そし
て個々の同期セルには、同期及びスリップセルの後に続
く制御間隔内の第１のスロットへのポインタ（つまり、
フレーム内の最初のデータセル５２）が含まれている。（第２の同期セルには、第１の同期セルより１つ低いポ
インタの値が含まれる。）少なくとも１つのスリップセ
ル５６が、同期セルの後に続いている。スリップセルは
、それをスリップセルと認識するためのヘッダアドレス
以外は情報を含んでいない。これらのスリップセルは、
付加されるかあるいは無視されるものであって、必要と
された時、ループの２つの側（例えばノード１１及びノ
ード１２）が同じスピードで実行していない場合に、そ
れらを同期するためだけに存在する。一般に、スリップ
セル５６の１つは、同期セル５５の後に送信されるが、
第２のものは必要に応じて付加され、また消去されるで
あろう。スロットセル５２は、スロットされたトラフィ
ックを運ぶために割り当てられているものであり、それ
ぞれのスロットセルは、そのヘッダ５４内に有効バーチ
ャルチャンネル識別子を有している。それらのスロット
セルは、フリーセル上の優先権上で運ばれ、制御セルを
用いることによってアロケートされる。フリーセル５７
はアロケートされていないセルであり、エンピティであ
ってもよく、この場合、そのヘッダはエンピティセルの
ためのバーチャルチャンネル識別子を運び、またスロッ
トが割り当てられていないトラフィックを運ぶことも出
来る。このアロケートされていないトラフッィクは最善
を尽くして運ばれ、アロケートされたトラフィックが現
れた場合にスロットセルのために放棄されることも出来
る。最後に制御セル５８は、例えばノード１１からノー
ド１２へといった、ループの２端の間の情報（制御信号
、コマンド等）を運ぶものである。制御セル５８は、ヘ
ッダ５９内の特定のバーチャルチャンネル識別子（局部
的に割り当てられている）によって認識される。制御セ
ルは、フレーム５０の基本的な制御間隔内の所定のタイ
ムスロットが、所定のバーチャルチャンネルのためにト
ラフィックを運ぶように割り当てられていることや、フ
リーであることを示すメッセージを運ぶ。プロトコルは
制御セル内のこれらのメッセージを送信するために認識
され、そしてコントローラー２９はトランスミッタ２２
を経由して送信するためにこれらのセルを発生する。こ
れらのフレーム５０は、個々のノード１１あるいは１２
内の分割クロック６０によって時間調整される。これら
のクロックは、リンク１０の各端部におけるフレーム５
０の繰り返しを十分正確に同期し続ける安定水晶発信器
である。フレーム５０の時間間隔５１は、いくつかの多
数の６ミリ秒であるため、正確さのレベルは、現在利用
可能な水晶発信器、あるいは安定時間基準を確立する他
の方法の時間内でよい。およそ１５０Ｍｂｐｓ（システ
ムによっては６００Ｍｂｐｓ）のビット速度が発信器６
０によって確立され、そしてオクテット、セル及びフレ
ーム速度は、ビット速度クロックから、あるいは外部同
期ソース、つまりネットワークマスタクロックからカウ
ントダウンすることによって得られる。図５を参照すれ
ば、接続確立の例が示されており、そこではｓｅｖｅｎ
−ｈｏｐ接続（２つのローカルループを含む）が、この
例ではＹ及びＺと印された２つの端末装置１７及び１８
の間に示されている。ノード１１、１１ａ、１２は、リ
ンク１０及び１０ａ内の図４のフレーミングループを使
用する図１及び図２に示された型のものであり、リンク
１０は１１ｍｓの一方通行の伝搬遅延を有すると仮定す
れば、フレーム５０内の８１９２スロット５２で、４つ
の基本間隔、即ち２４ｍｓで同期され、一方、リンク１
０ａは、２ｍｓの一方通行伝搬遅延を有するものと仮定
すれば、２０４８スロットで、６ｍｓの１つの基本間隔
で同期される。バンド幅が対照であるということは仮定
されておらず、ＺからＹへのトラフィックに関係なく、
トラフッィクはＹからＺ（それぞれ別々に取り扱われる
）へ送られるべきである。接続が端末装置Ｙによって要
求された場合、ネットワークコントローラはまず初めに
ＹからＺへのパスを認識し、ここではパスをＹ→Ａ→Ｂ
→Ｃ→Ｄ→Ｅ→Ｚとなるべきであることを決定する。リ
ンクＡ〜Ｂ、及びＤ〜ＥはＹ〜Ａ及びＥ〜Ｚと同様に、
ローカルなものあって、従来のクレジットマネジメント
技術を用いることによって、許容可能な低い損失割合に
保持することが出来る。リンクＢ〜Ｃ、及びＣ〜Ｄは（
図１のリンク１０と同様のものである）、より長いもの
であって、お互いに、またネットワークマスタクロック
（即ち、ローカル同期クロック６０）に対して位相ロッ
クされている。ノードＢ、Ｃ、Ｄはこのように、位相比
較器機能をそれらの近接間転送モードリンク上で実行し
ているので、図４のフレーム５０を使用することによっ
て隣接したリンク内のスロット間における固定マッピン
グが可能となる。一旦ＹからＺへのパスが認識されると
、ネットワークコントローラー（つまりコントローラー
２９の中の１つ）は、適当なバンド幅を各リンクに沿っ
てアロケートする。Ａ〜Ｂ及びＤ〜Ｅのような非同期リ
ンクは、利用可能なバンド幅を全て有しなければならな
いことは滅多にない。位相ロックされたリンクＢ〜Ｃ、
及びＣ〜Ｄは、バーチャルチャンネルＹ〜Ｚに対してア
ロケートされたスロット５２を有する。それらのスロッ
トは、ループ間隔５１内で集中影響が最小となるよう、
可能な限り離されて割り当てられる。各リンク内のアロ
ケートされた多数のスロットは、要求されたバンド幅に
基づいている。ループ制御間隔が６ミリ秒という基本制
御間隔よりも大きなリンクは、基本制御間隔の多重の実
例を有するもとしして取り扱われる。このようにこの例
では、もしチャンネルＹ〜Ｚが２５６ｋｂｐｓを必要と
した場合には、４つのスロットがリンクＣ〜Ｄ内（６ｍ
ｓのフレーム間隔で動作している）に割り当てられ、各
スロットでは、その１つ前のものの後に、５１２スロッ
トが理想的には続く。しかしながら、リンクＢ〜Ｃ（２
４ｍｓのフレーム間隔で動作している）は１６スロット
を割り当てられることを要求しているので、理想的には
再び５１２スロットが離される。もしリンクが高速で動
作している場合には、スロット間の間隔は、やがて一定
に保持され、そしてフレーム毎に多数のスロットにスケ
ールされる。例えば、もしＢ〜Ｃが６２０Ｍｂｐｓリン
クである場合には、それは３２７６８スロットを有し、
そして半分の回路Ｙ→Ｚ内の１６個のスロットが２０４
６スロットの部分に分離される。スロットがネットワー
クコントローラーによってアロケートされた後、そのネ
ットワークコントローラーは、トラフックを受け入れる
準備が整ったコントロールパケットあるいはセルにより
、Ｙへ信号を送る。アクセスノードＡは、クレジットを
Ｙに与え、Ｂから十分なクレジットを受け取った時に、
Ｙから受けたセルを、Ｂ上へと送る。Ｂはそれらのセル
を、現在ＢによってリンクＢ〜Ｃ上に送信されているフ
レーム５０内の適当なタイムスロット中に挿入する。Ｃ
は同様に、それらをＤに中継する。しかしながら、リン
クＤ〜Ｅは、単一のクレジットメカニズムによって制御
されているので、ＤはＥが必要なクレジットを与えるま
でそれらのセルをバッファし、その時点でそれはそれら
をＥへと向け、Ｅはそれらを非同期的にＺに中継する。図６を参照すれば、例えばノード１１ａからノード１２
へとリンク１０ａ上に送られたデータストリームは、フ
レーム５０ａ、５０ｂ、５０ｃ等のシーケンスの連続で
あり、これらの各フレームは、図４のフォーマットをし
ている。ノード１１ａと１２の間のリンク１０ａにおけ
る実際の伝搬遅延は、各フレーム５０ａ、５０ｂ等の長
さ５１よりも小さい。ノード１２内のレシーバは、その
クロック６０によって同期され、時間６２の最初のフレ
ーム５０ａを、そして間隔５１に渡る時間６３において
その後のフレームを、連続するシーケンスで受け取る。もしクロック６０がドリフトしたり、またその伝搬遅延
が周囲の要因によってドリフトした場合には、そのよう
な差異を補償するため、受信データバッファ内のなんら
かの順応性がおき、一方、セル長のドリフトには、スリ
ップセル５６を付加したりあるいは消去したりすること
が補償されている。ビット速度（１５０あるいは６００
）Ｍｂｐｓの大きさのオーダあるいはオクテット速度（
１８．７５あるいは７５Ｍ／ｓｅｃ）のドリフトは、受
信回路の順応性のために補償される。「位相ロッキング
」とは、スロットレベルやフレームレベルでの転送及び
受信フレーム間に属する。それらのスロットあるいはセルは、ネットワーク内の様
々なセル間で位相ロックされ、そしてそれらのフレーム
はノードの転送受信対の間で位相ロックされるが、フレ
ーム５０はリンク１０ａ内のフレームと比較してリンク
１０内で異なった長さのものであってもよいことに注意
して頂きたい。ここに出願された、ＤｉｇｉｔａｌＥｑ
ｕｉｐｍｅｎｔ　　Ｃｏｒｐｏｒａｔｉｏに譲渡された
継続中のシリアル番号５０９，６０５の出願に記述され
た本発明によれば、異なるアロケーション方法がバース
ティトラフィックのために用いられることが出来る。バ
ースティ（可変ビット速度）トラフィックのためだけに
用いられるこの第２の手続きは、「高速回路」交換の形
態を使用し、そこでは、提供されたロードにおける変化
を処理するため、バーチャルチャンネルの大きさを変化
させる。図５のノードＡのようなアクセスノードや端末
装置は、それが到達した時にトラフィックをバッファす
ることを要求されているが、バッファがフィルになり始
めると、この元のノードＡは、それ自身をエンピティに
するのに十分なバンド幅を一時的に増加するよう要求す
るであろう。チャンネルＹ→Ｚのような全てのバーチャ
ルチャンネルは、いつでも利用可能な残余バンド幅（Ｂ
Ｒｅｓ）を有している。上の例で言えば、残余バンド幅
は５１２スロットにつき１スロットであり、要求がなさ
れた場合には、ノード１１とノード１２の間でなんの信
号交換もなく、自動的にネットワークコントローラーに
よってアロケートされる。所定のバーチャルチャンネル
のための付加的なバンド幅は、図７に見られるようなメ
ッセージパケットあるいはセル６４であるバンド幅要求
記述子により、例えばノード１３からノード１１に送信
するよう要求される。この要求記述子メッセージには勿
論、パスが決定されることが可能となるよう、ソースノ
ード及び目的地ノード（あるいはチャンネル番号）を認
識するためのフィールド６５が含まれており、更に、３
つの要素、ＢＷｅｘｔフィールド６６、ＢＷｑｕｏフィ
ールド６７及び、継続時間フィールド６８を有している
。ＢＷｅｘｔフィールド６６は、要求されたバンド幅拡
張を特定するものであり、ネットワークが記述子の継続
時間に与えるであろう最大を示す値である。ネットワー
ク制御設備は、その時のネットワーク形態によって、端
末装置に割り当てられるであろう最大バンド幅はどれ位
であるかを判断し、そしてこの値を全てのノードに送信
する。ＢＷｅｘｔフィールド６６は、創作者によってネ
ットワーク内に送信された時にはメッセージ６４内にあ
る。ＢＷｑｕｏフィールド６７は、ネットワークが実際
に与える量であるバンド幅拡張クォートである。この値
は初めに、ＢＷｅｘｔフィールドと等しくなるよう創作
者端末装置１３によってセットされるが、ネットワーク
により創作者に戻ってくる前に、中間ノード１１、１１
ａ、１２等のいづれかによって、低下させられるであろ
う。継続時間フィールド６８は、記述子が効果的に残存
するであろう時間量であり、理想的にはセル数として表
現される。タイムベース記述子を使用可能な間、もしリ
クエストＢＷｅｘｔがより低いＢＷｑｕｏに減少させら
れた場合には、ネットワークによってそれは拡張されな
ければならないであろう。なぜなら、そのペンディング
なトラフィックを送信するために、より長い時間がかか
るからである。図５のようなネットワーク内の１つ１つ
のノードはまた、接続確立において、ネットワークとリ
ンク内のそれ自身の相対位置（つまり各エンドから何ｍ
ｓであるか）との間の総計エンド・ツー・エンド運搬遅
延を決定しなければならない。バンド幅要求記述子６４
が発行されると、この手続きは以下を行う。（１）創作
者（例えばノード１３）は、バンド幅記述子６４を、目
的地端末装置Ｚに向けてリンクを通じて送信する。この
セル６４は、ユーザ・ネットワークセルであることがそ
のヘッダ６２によって認識される。（２）セル６４がそ
の目的地に向かって移動（例えば図５のトランスポート
メカニズムを使用することにより）すると、各ノード１
１、１１ａ、１２等は、そこからワンラウンドトリップ
間隔を正確に与えることが出来るＢＷｅｘｔで要求され
たバンド幅の大きさはどの位であるかを決定する。もし
それが少なくともフィールド６７内の現在のＢＷｑｕｏ
（記述子６４として書き留められているものがその目的
地に向かって移動する）と同じくらいのものを与えるこ
とが出来なければ、それは新しい値をＢＷｑｕｏフィー
ルド６７内に入れる。いづれのノードも、セル６４がネ
ットワークを通過するときには、ＢＷｑｕｏフィールド
６７内の値を増加させないであろう。（３）外へ出るノ
ード（図５のＥ）では、記述子６４はそれが到達したの
と同様のパスに沿ってリターンされる。リターンパス上
の各ノード（１２、１１ａ、１１等）は、ＢＷｑｕｏフ
ィールド６７の残り（書き留められている）の値を控え
るが、さらに変更を行うことはない。この値は、現在の
全てのトラフッィクのテーブル内に記憶され、フィール
ド６５内のチャンネル数によって認識され、そうしてこ
のコントローラー２９は連続するスロットセルを有効で
あるかをチェックし、そして後に続く要求６４のために
アロケーションを行う時に、アロケートされた容量の記
録を残すことも出来る。（４）記述子６４がその創作者
ノード１３に戻った時、ＢＷｑｕｏフィールド６７内に
記述されたバンド幅は、継続時間フィールド６８の時間
間隔の間、端末装置Ｙによって直に使用可能となる。ノードの複雑さを減らすため、バーチャルチャンネルの
代わりにバーチャルパスの概念を用いることも出来る。ネットワーク内のＹ及びＺといったいづれか２つのノー
ド間のバーチャルチャンネルの総数は、例えば１つ以上
のメッセージがペンディングした場合には、何度も超過
しがちである。バーチャルチャンネルの代わりにバーチ
ャルパスにスロットをアロケートすることにより、ある
労力の節約がなされる。２つのノードＹ及びＺの間には
、たった１つのバーチャルパスしか存在しなくてもよい
。この場合、バーチャルパスは、それ自身が多重ユーザ
チャンネルを含んでいる特定のチャンネル形態である。ネットワーク内のバーチャルパスの総数はこのように、
ユーザによって要求されたバーチャルチャンネルの数に
関係なく、ノード数の２乗に限られる。アクセスノード
は、個々のバーチャルチャンネルを適当なバーチャルパ
ス中にマップすることが出来、中間ノードは、パーチャ
ルパスの記録を残すだけでよい（局部的に終了したバー
チャルチャンネルと同様に）。図８を参照すれば、例え
ば１つのリンク１０内にアロケートされたチャートは時
間の関数として、リモートのノードから要求されたアロ
ケーションの数が、ライン７１をたどるアロケートされ
たトラフィックレベルを変えるものとしてとして示され
ている。ライン７２は、物理的な構造、ソフトウエア等
によって決定されたリンクの容量によって課された限界
を示している。トラフィックがピークの間、リモートの
端末装置から要求されたアロケーションがライン７３を
たどり限界７２を超過しがちの時は、コントローラーは
全てのリモート上に減少させた（要求する代わりに）ア
ロケーションを課すので、実際のトラフィックはライン
７３の代わりに限界７２下方のライン７４をたどる。全
ての遅延要求が調整された時にライン７６がその要求曲
線を再び結合させるまで、全てのネットワークトラフィ
ックは時間間隔７５の間に要求されたものより低いレベ
ルとなっている。この方法では、ピーク間隔７５の間の
ネットワーク密集がメッセージのシーケンスの再転送を
要求しているデータの損失というよりは、単にネットワ
ークの応答を遅くしているものとしてしか、リモート端
末装置には示されていない。再転送の発生は、端末装置
の立場からは、ネットワークのスピードを著しく減少さ
せるということだけでなく、ネットワークの実際の容量
をも減少させる。なぜなら、トラフィックは１度以上転
送するからである。

【図面の簡単な説明】

【図１】図１は、本発明の実施例が利用されている通信
ネットワークのブロック形態をした電気図である。

【図２】図２は、図１のネットワークのノードのうちの
１つのブロック形態をした電気図である。

【図３】図３は、図１のネットワークの幾つかのリンク
に使用することが出来るパケット形態の図である。

【図４】図４は、図１のネットワークの長い遅延リンク
に使用することが出来るフレームあるいは同期ループの
形態のタイミング図である。

【図５】２つの長い遅延リンクを有しているネットワー
ク部分の図１と同様の図である。

【図６】図５の１つのノードによって転送され他のノー
ドによって受け取られた図４の連続するフレームのタイ
ミング図である。

【図７】ここに出願された継続中のシリアル番号５０９
，６０５の技術にしたがって、図１あるいは５のネット
ワークで用いられるアロケーション要求メッセージのタ
イミング図である。

【図８】図１あるいは５のシステム内の時間関数である
メッセージトラフィックの図である。

【符号の説明】

１０　　多重通信リンク（トランクライン）１１　　中
間ノード１２　　中間ノード１７　　端末装置１８　　端末装置

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】　　ノード間に複数のデータリンクを有す
る通信ネットワークにおいて、前記リンクの１つに反復
するデータフレームを送信するトランスミッタと、前記
反復するデータフレームを受信するレシーバとを備え、
前記トランスミッタは、前記データフレームが、前記１
つのリンク上の伝搬遅延の間隔によって決定された前記
間隔よりも大きい固定長であって、その各々がバーチャ
ルチャンネルの認識と前記バーチャルチャンネルのため
に転送されたメッセージのためのデータを含む多数のデ
ータセルを含んでいるようなトランスミッタであり、前
記レシーバは、前記トランスミッタからの前記データフ
レームで位相ロックされたセルを有し、そして前記バー
チャルチャンネルの前記認識にしたがって前記データリ
ンクの他のものに進めるための前記データフレーム内の
データを受け取るフレーム形態をした前記データフレー
ムに応答するレシーバであることを特徴とする通信ネッ
トワーク。
【請求項２】　　請求項１記載のネットワークにおいて
、前記固定長は、前記リンクの前記１つにおけるラウン
ドトリップのための前記伝搬遅延以上に表されている基
本制御間隔の整数倍であるネットワーク。
【請求項３】　　請求項１記載のネットワークにおいて
、前記１つのリンクの各端部におけるノードはバッファ
を有しており、前記伝搬遅延が前記リンクの転送速度に
おける前記バッファのフィルタイムよりも長くてもよい
ネットワーク。
【請求項４】　　請求項１記載のネットワークにおいて
、前記リンクはシリアルファイバオプチックリンクであ
るネットワーク。
【請求項５】　　請求項１記載のネットワークにおいて
、前記トランスミッタは前記多数のノードから前記リン
ク中にメッセージを集中するネットワーク。
【請求項６】　　ノード間に複数のリンクを有する通信
ネットワークにおいて、前記１つのリンク上の伝搬遅延
に関連する固定長であって、各々がバーチャルチャンネ
ルの認識及び前記バーチャルチャンネルに転送されたメ
ッセージのための情報を含む多数のセルを含んでいる反
復するフレームを前記リンクの１つに送信するトランス
ミッタと、前記多数のセルに対応する複数のセルを有し
ており、前記反復するフレームの前記セルで位相ロック
され、前記バーチャルチャンネルの前記認識にしたがっ
て前記リンクの他のものに進めるための前記セル内の情
報を受け取る前記レシーバの前記データフレームフォー
マットをした前記反復するフレームを前記トランスミッ
タから受信するレシーバとを備え、各々が別個の前記ト
ランスミッタ及び別個の前記レシーバを有する少なくと
も２つの前記リンクが存在し、前記少なくとも２つのリ
ンクの各々が、基本固定長の整数倍である固定長のデー
タフレームを有することを特徴とする通信ネットワーク
。
【請求項７】　　請求項１記載のネットワークにおいて
、固定長の個々の前記フレームは、前記バーチャルチャ
ンネルのために複数の前記セルを含むネットワーク。
【請求項８】　　請求項１記載のネットワークにおいて
、前記フレームは、前記レシーバの前記フレームを前記
トラスミッタの前記フレームで同期するための時間間隔
を付加したり、あるいは除いたりするためのスリップセ
ルを含むネットワーク。
【請求項９】　　請求項１記載のネットワークにおいて
、個々の前記反復するフレームの前記多数のセルの選択
された部分が、転送されたバーチャルチャンネルの数に
従って個々の前記バーチャルチャンネルに割り当てられ
るネットワーク。
【請求項１０】　　端末装置の第１のグループからのメ
ッセージが、時分割多重を用いることにより、第１及び
第２中間ノードを通じて端末装置の第２のグループに集
中される情報転送方法において、ａ）第１中間ノードからの同期された転送と前記第１か
ら前記第２の中間ノードへの信号の伝搬時間に関連する
フレーム間隔を有する反復するメッセージフレームの前
記第２の中間ノードにおける受信を保持し、ｂ）前記第
１中間ノードにおいてメッセージの認識を有する前記メ
ッセージフレーム内のタイムスロット内に前記メッセー
ジからセルを挿入し、ｃ）転送されるべき前記動作中のメッセージの数に依存
している前記タイムスロットを前記メッセージにアロケ
ートする段階を備えることを特徴とする方法。
【請求項１１】　　請求項１２記載の方法において、前
記第２の中間ノードにおけるレシーバを前記第２の中間
ノードにおけるクロックによる前記フレーム間隔で同期
する段階を含む方法。
【請求項１２】　　時分割多重を用いて、第１の端末装
置のグループからのメッセージが第１及び第２中間ノー
ドを通じて第２の端末装置のグループへ集中されるデー
タ転送方ａ）前記第１中間ノードからの同期された転送と前記第
１から第２の中間ノードへの信号の伝搬時間に関連した
、前記第１から第２中間ノードへの前記伝搬時間の２倍
以上で表されている基本間隔の整数倍であるフレーム間
隔を有する反復するメッセージフレームの前記第２の中
間ノードにおける受信を保ち、、ｂ）前記第１中間ノードにおいて前記メッセージの認識
を有するメッセージフレーム内のタイムスロット内の前
記メッセージからデータセルを挿入し、ｃ）転送される
べき前記動作中のメッセージの数に依存している前記タ
イムスロットを前記メッセージにアロケートする段階を
備えることを特徴とする方法。
【請求項１３】　　　　請求項１０記載の方法において
、前記第１及び第２の中間ノードはバッファを有し、そ
して前記伝搬の時間は前記フレームの転送速度における
前記バッファのフィルタイムよりも長い方法。
【請求項１４】　　第３の中間ノードを含む請求項１０
記載の方法において、前記第２の中間ノードからの同期
された転送と前記フレーム間隔の整数倍であるタイム間
隔を有する反復するメッセージフレームの前記第３の中
間ノードにおける受信を保持し、前記第２の中間ノード
において前記メッセージフレーム内のタイムスロット内
に前記メッセージからのセルを挿入する段階を含む方法
。
【請求項１５】　　請求項１０記載の方法において、固
定長の個々の前記メッセージフレームは、前記メッセー
ジの所定の１つのための複数の前記セルを含む方法。
【請求項１６】　　請求項１０記載の方法において、前
記転送はシリアルリンクによる方法。
【請求項１７】　　請求項１６記載の方法において、前
記シリアルリンクはファイバオプチックスリンクである
方法。
【請求項１８】　　データ転送方法において、ａ）　　
第１と第２の中間ノード間の転送に使用するための多数
のタイムスロットを有し、前記第１から第２のノードへ
の転送と前記第１のノードへのリターンのためのラウン
ドトリップタイムに関連する長さを有し、前記ラウンド
トリップタイム以上を表す基本間隔の整数倍である間隔
を有する反復するメッセージフレームを作り出し、ｂ）　　前記第１と第２の中間ノードの各々において前
記開始点と前記反復するメッセージフレームの前記スロ
ットを同期し、ｃ）リモート端末装置から前記第１の中間ノードを経由
して他のリモート端末装置に進めるための前記第２の中
間ノードに送信されるメッセージのための前記スロット
データ内に挿入し、ｄ）データが前記スロットに挿入されたメッセージの認
識を有する個々の前記スロットをラベリングし、ｅ）前
記メッセージの数にしたがって個々の前記メッセージ内
に多数の前記スロットをアロットする段階を備えること
を特徴とする方法。
【請求項１９】　　データ転送方法において、ａ）　　
第１と第２の中間ノード間の転送に使用するための多数
のタイムスロットを有し、前記第１から第２のノードへ
の転送と前記第１のノードへのリターンのためのラウン
ドトリップタイムに関連する長さを有する反復するメッ
セージフレームを作り出し、ｂ）　　前記第１と第２の中間ノードの各々において前
記開始点と前記反復するメッセージフレームの前記スロ
ットを同期し、ｃ）リモート端末装置から前記第１の中間ノードを経由
して他のリモート端末装置に進めるための前記第２の中
間ノードに送信されるメッセージのための前記スロット
データ内に挿入し、ｄ）データが前記スロットに挿入されたメッセージの認
識を有する個々の前記スロットをラベリングし、ｅ）前
記メッセージの数にしたがって個々の前記メッセージ内
に多数の前記スロットをアロットする段階を備え、前記
第１と第２の中間ノードはデータバッファを有し、前記
ラウンドトリップタイムは前記メッセージフレームの転
送速度における前記データバッファのフィルタイムより
もより長いことことを特徴とする方法。