JPH05153163A

JPH05153163A - メツセージのルーテイング方法およびネツトワーク

Info

Publication number: JPH05153163A
Application number: JP31024191A
Authority: JP
Inventors: Steven F Nugent; ステイーブン・エフ・ヌージエント
Original assignee: Intel Corp
Current assignee: Intel Corp
Priority date: 1990-12-27
Filing date: 1991-10-30
Publication date: 1993-06-18
Also published as: GB2251356A; GB9118652D0; HK56495A; US5175733A; GB2251356B; SG10695G

Abstract

(57)【要約】【目的】多次元ネットワークにおいて、各ノードでの
メッセージ・パケットのバッファリングを必要とせず
に、メッセージの受け渡し待ち時間を低減した並列処理
コンピュータ・システムを提供することである。【構成】多次元ネットワークＡにおいて、情報を処理
する処理装置とメッセージをルーチングするルータとか
ら成る複数の処理ノードが接続している。ネットワーク
Ａには、ルータの同じまたは冗長メッセージ受け渡し多
次元ネットワークＢが接続している。各ルータは、メッ
セージを受け渡しする４つのタイプのチャネル、すなわ
ち、１）ルータとルータに接続したプロセッサの間で情
報を転送するチャネルと、２）Ｘ方向に情報を転送する
チャネルと、３）Ｙ方向のチャネルと、４）Ｚ方向のチ
ャネルから成っている。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、多次元コンピュータ・
ネットワークの分野に関し、更に詳しくは、多次元ネッ
トワーク・トポロジにおける適応メッセージ・ルーティ
ング方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】多くの並列処理コンピュータ・システム
やメッセージのルーティング技術は従来技術において周
知である。一般に、このような並列処理システムでは、
数多くのプロセッサがネットワークにおいて相互接続さ
れている。また、このようなネットワークでは、各プロ
セッサは、命令を並列に実行しかつネットワークにおけ
る他のプロセッサにメッセージを転送することができ
る。発明者ヒリスによる米国特許第 4,598,400号には、
ノード・アレイが２つ以上の次元のパターンで相互接続
されているｎ−次元並列処理コンピュータ・システムが
示されている。ここではノード間の通信は、ノードの変
位を示すアドレスによって管理される。上記特許は、ｎ
−次元ネットワークにおけるあるノードから他のノード
にメッセージ・パケットをルートするシステムについて
特に述べている。このメッセージ・パケットは、相対ア
ドレス情報とノード間で通信される情報から成ってい
る。

【０００３】多くの周知の並列処理コンピュータ・シス
テムは、あるノードから他のノードにメッセージを通信
するための蓄積交換機構を用いている。上記特許は、こ
のような蓄積交換機構について述べている。このような
蓄積交換機構については、コンピュータ・ネットワー
ク，Vol.3,1979年の第２６７〜２８６頁に記載のカルマ
ニ他による「パルビッツカルマニおよびレオナルドク
ラインロックのバーチャル・カット・スルー(Virtual C
ut-Through）：新しいコンピュータ通信交換技術」にお
いてより詳細に示されている。ここでは、蓄積交換方式
を回線交換方式とは区別している。特に、回線交換方式
は、通信が開始する前に２つのノード間で通信するため
の完全ルートを供給する方式として示されている。した
がって、２つのノード間で通信している期間中、通信ル
ートは不通になる。一方、蓄積（またはメッセージ）交
換方式では、メッセージは、前もってルートを確立する
ことなくデスティネーション・ノードにルートされる。
このようなシステムでは、通常、ルートは、メッセージ
のアドレス情報に基いてメッセージの通信中に動的に確
立される。一般に、メッセージは、選択された次のノー
ドに送られる前に中間ノードに記憶される。上記カルマ
ニ他による論文は、パケット交換システムの概念につい
ても述べている。パケット交換システムにより、資源の
利用が改善され、かつメッセージをパケットと呼ばれる
さらに小さい単位に分割することにより、ネットワーク
・システムにおけるネットワーク遅延を低減することが
できる。このようなシステムでは、（メッセージの代り
に）各パケットは、それ自身のアドレシング情報を有し
ている。

【０００４】上記カルマニ他による論文に示すように、
周知のシステムでは、メッセージが完全に受信される前
にはあるノードから次のノードにメッセージ（またはパ
ケット）を送ることが許されないので、余分な遅延を生
じてしまう。したがって、上記カルマニ他による論文に
おいて、通信ルートを確立するための“バーチャル・カ
ット・スルー”と呼ばれている概念が示されている。バ
ーチャル・カット・スルー・システムとは、メッセージ
が、メッセージ・パケットのルーティング情報を受け取
ると出力チャネルにおける伝送と出力チャネルの選択を
開始するという回線交換およびパケット交換の混成技術
である。このシステムでは、全中間チャネルがビジーで
ある場合、蓄積交換システムの場合と全く同じスループ
ット期間になってしまう。全中間チャネルがアイドルの
場合には、このシステムは、回線交換システムと同じく
らいのスループット期間になる。しかし、上記カルマニ
他による技術のシステムは、全チャネルがビジーの場
合、全メッセージを各ノードに記憶することができるの
に十分なバッファリングをなおも必要としている。

【０００５】１９８６年３月のカリフォルニア技術学会
におけるコンピュータ・サイエンス部門テクニカル・リ
ポート５２０９、ダブリュ．ジェイ．デイリによる論文
「並行データ構造に関するＶＬＳＩアーキテクチャ」に
は、メッセージの受渡し待ち時間を減少するためのメッ
セージ受渡し並行アーキテクチャが示されている。ま
た、この論文の第３章は、平衡バイナリｎ−キューブ・
アーキテクチャについて述べている。第５章は、メッセ
ージの待ち時間を減少するアプリケーションについて述
べている。一般に、ここには、蓄積交換方法ではなく、
ウォームホール（wormhole）ルーティング方法の使用が
示されている。ウォームホール・ルーティング方法の特
徴は、次のノードへの伝送を開始する前に全パケットの
次の到着を待つのではなく、メッセージのバイトが到着
すると、ノードがメッセージの各バイトを次のノードに
送り始めることである。したがって、ウォームホール・
ルーティングのメッセージ待ち時間は、一方はメッセー
ジの長さＬにより決まり、他方は通過する通信チャネル
の数Ｄにより決まる２つの期間の合計になる。蓄積交換
ルーティングの待ち時間は、上記ＬおよびＤの積により
決まる（上記論文の第１５３頁参照）。ウォームホール
・ルーティング方法の別の利点は、通信により中間ノー
ドの使用可能メモリを使い切ってしまうことがないこと
である。上記デイリのシステムでは、パケットは、ルー
トに沿った中間ノードのメモリまたはプロセッサとは影
響し合わないが、それらがそのデスティネーションに到
着するまで、ルーティング・チップ・ネットワーク中に
しっかりと保持される。さらに、上記デイリの論文の第
１５４〜１５７頁には、相対ＸおよびＹアドレス・フィ
ールドから成るメッセージ・パケットについて述べてい
る。大きさを変えることができるデータ・フィールド
は、複数の非ゼロ・データ・バイトとテイル・バイトか
ら成る。ウォームホール・ルーティング方法だけが、デ
ッドロックのないルーティング・システムをもたらすも
のではない。上記論文に示されているｅ3 アルゴリズム
は、デッドロックのないルーティングを提供するが、上
記論文の技術では、適応ルーティング・システムは得ら
れない。

【０００６】過酷にロードされる多次元ネットワークに
おいて特有の過密状態を緩和しかつノード間でさらに有
効的にチャネルを使用することができるようにするた
め、適応ルーティング技術を開発する研究が重ねられて
きた。適応ルーティングは、マルチプロセッサまたは並
列処理コンピュータ・システムにおいて、あるレベルの
障害許容力を得るため様々のプロセッサを利用すること
もできる。これら適応ルーティング技術により、メッセ
ージは、ビジーまたは非動作チャネルに出会った場合に
は、別のルートを動的にとることができるが、代表的に
は、デッドロックおよびライブロックの両方を避けるた
め、中間ルーティング・エレメントにはメッセージ・パ
ケット・バッファが必要である。しかし、これらバッフ
ァにより、インプレメンテーションがかなり複雑にな
る。本発明の適応ルーティング技術は、中間ルーティン
グ・エレメントにパケット・バッファリングを必要とす
ることなく、デッドロックおよびライブロックの両方を
なくすことができる。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、多次
元ネットワークにおけるノード間の通信方法を改善する
ことである。本発明の他の目的は、メッセージの受渡し
待ち時間を低減した並列処理コンピュータ・システムを
提供することである。本発明のさらに別の目的は、各ノ
ードにおけるメッセージ・パケットのバッファリングを
必要とすることなく、有効にしかも適応してメッセージ
を受渡しするシステムを提供することである。

【０００８】

【課題を解決するための手段】本発明は、離散したマル
チプロセシング・システムを接続する多くの多次元ネッ
トワーク・トポロジにおける適応ルーティング技術を具
現する装置および方法を提供する。本発明の実施例にお
ける第１多次元ルーティング・ネットワークＡは複数の
処理ノードから成っている。各ノードは、情報を処理す
る処理装置と、ネットワークにおけるノード間で情報
（たとえばメッセージ）をルーティングするルータから
成る。ネットワークＡにおけるメッセージ受渡し構造の
効率を改善するため、ルータの第２多次元ルーティング
ネットワークＢがネットワークＡに接続されている。本
実施例では、各ルータは、各ネットワークにおいてＸ座
標とＹ座標を有している。ネットワークＡの特定の座標
におけるルータは、Ｚ−チャネルを介してネットワーク
Ｂの対応する座標においてルータに接続している。

【０００９】本発明の実施例では、ネットワークＡおよ
びＢは、ノードの２次元デユアル・メッシュ接続で配置
されている。各ノードは、情報を通信するための４つの
タイプのチャネルから成るルータを含んでいる。第１チ
ャネルは、ルータとルータに接続したプロセッサ間で情
報を転送するのに使用される。第２チャネルは、Ｘ方向
においてルータ間で情報を転送するのに使用される。第
３チャネルは、Ｙ方向においてルータ間で情報を転送す
るのに使用される。第４チャネルは、Ｚ方向においてル
ータ間で情報を転送するのに使用される。ルートされて
いるメッセージが完全アドレシング情報を含んでいるか
または不完全アドレシング情報を含んでいるかによっ
て、Ｚチャネル接続には２つのケースが生じる。完全ア
ドレシングを含んでいるメッセージの場合、冗長ネット
ワークに完全に渡されるアドレス情報は、メッセージが
そのルートを経由した範囲を示している。絶対アドレシ
ングの場合には、この完全アドレス情報は、メッセージ
がそのルートを経由した範囲を意味している。不完全ア
ドレシング情報を含んでいるメッセージの場合、メッセ
ージがそのルートを経由した範囲を決定するため、メッ
セージとともに不十分な情報が冗長ネットワークに送ら
れる。

【００１０】完全すなわち絶対メッセージ・アドレシン
グを用いた場合、各ルータは、冗長ネットワークに接続
した入力および出力Ｚチャネルを有している。不完全ア
ドレシングの場合、２つの出力および２つの入力Ｚチャ
ネル、すなわちＸルーティングに関する１対とＹルーテ
ィングに関する他の対が、冗長ネットワークに接続して
いる。この接続により、ネットワークＡにおけるノード
間で、ネットワークＢにおけるルータ間で、またはルー
タを介してネットワークＡおよびネットワークＢ間でメ
ッセージを受渡すことができる。ルータは、処理装置か
らアドレス情報を受取り、起点ノードからデスティネー
ション・ノードへの情報の通信ルートを確立するようノ
ードからノードへアドレス情報を通信する。メッセージ
は、アドレシング情報とデータを含んでいる。情報通信
が完了すると、ルートは解放され、このルートにより使
用されたチャネルは、他のノード間の通信に使用できる
ようになる。

【００１１】メッセージは、各メッセージに含まれてい
るルーティング情報を用いて従来技術のルーティング方
法と同様に先ずＸ次元において次にＹ次元においてルー
ティングすることによりネットワークＡおよびネットワ
ークＢにおいてルートされる。従来技術のルーティング
と同様に、ＸおよびＹ次元における２つのノード間のル
ートが唯一のルートとなる。しかし、従来技術とは異な
り、本発明は、ＸまたはＹ方向において使用不能なチャ
ネルに出会うと、適切な“Ｚ”チャネルが使用可能であ
るならば、ネットワーク間で移る。使用不能なチャネル
とは、ビジーか、欠如しているか、または誤動作してい
るチャネルである。したがって、本発明では、メッセー
ジに含まれているルーティング情報は、ＸおよびＹ次元
における唯一のルートを定義するためだけに使用され
る。Ｚ次元のルーティングは、変えることができで、ネ
ットワークにおいて出会う使用不能チャネルにより決ま
る。

【００１２】ＸおよびＹ次元においてメッセージを転送
中に、あるチャネルがすぐには許可されない場合、Ｚチ
ャネルに対して要求が出される。ＸまたはＹチャネルに
対する要求とＺチャネルに対する要求は、一方の要求が
許可されるまで続けられる。その後、メッセージは、許
可されたチャネルにルートされ、他の要求は取下げられ
る。要求された（ＸまたはＹ）チャネルと要求された
“Ｚ”チャネルが両方ともビジーの場合、メッセージは
止められ、“Ｚ”チャネルにルートされない。ルータ
は、一方が使用可能になるまでチャネルのルーティング
を“コミット”しない。ノーマル・ルーティング・アド
レス・ヘッダは、Ｚ次元を経由することにより変更され
ることはない。メッセージがデスティネーション・ルー
タに到着すると、メッセージはそれに関連したルータに
よりデスティネーション・プロセッサに供給される。こ
の適応ルーティング技術では、メッセージがデスティネ
ーション・ノードに到着したかどうかを決定するため、
ルータはルーティング・アドレスを調べなければならな
い。この調査はメッセージがＺ次元を通過する度に行な
われる。第１ネットワークから第２ネットワークに移
り、かつ第２ネットワークの目標のチャネルが全て使用
不能な場合、メッセージは止められ、かつＺチャネルで
第１ネットワークにルート・バックしない。

【００１３】

【実施例】本発明は、多次元コンピュータ・ネットワー
クにおけるメッセージの適応ルーティング装置および方
法を提供する。以下の説明における様々な特定の記載
は、本発明の理解を助けるためのものであって、本発明
はこれら記載に限定されない。また、周知の技術につい
ての詳細な説明は、本発明を不明瞭にしないため省略す
る。本発明の実施例における第１多次元ルーティング・
ネットワークは、複数の処理ノードから成る。図１は、
ネットワークＡとして構成されたノード１０を示してい
る。図２は、ネットワークＡにおけるこれらノードの代
表的な構成を示している。ネットワークＡの各ノード
は、情報を処理する処理装置１１とネットワークにおけ
るノード間で情報（たとえばメッセージ）をルーティン
グするルータ１２から成っている。メッセージは、完全
アドレシング方法または不完全アドレシング方法のいず
れかを用いて、図２のネットワークにおいてルートされ
る。不完全アドレシングを用いた場合、メッセージに関
するデスティネーション・ノードは、メッセージがルー
ティングされている現在のノードからのＸ，Ｙ変位によ
って定義される。特定の次元に関するデスティネーショ
ン変位の部分は、その次元のルーティングが完了した時
にメッセージから除去される。完全アドレシングを用い
た場合、デスティネーション・ノードの各次元における
絶対アドレス（または相対アドレス）は、それがデステ
ィネーション・ノードにルートされる時、メッセージに
関して保持される。なお、図１および２に示したノード
およびネットワークの構造や、完全および不完全アドレ
シングを用いてノード間でメッセージを受渡す方法は、
当業者には周知の概念である。

【００１４】図１および２に示したネットワークＡのメ
ッセージ受渡し機構の能力を改善するため、本発明は第
２多次元ルーティング・ネットワークＢを提供する。ネ
ットワークＢは、図３に示すようにネットワークＡに接
続したルータの同じまたは冗長メッセージ受渡し多次元
ネットワークである。ネットワークＢは、ネットワーク
Ａと同様のトポロジと次元に構成されている。本発明の
実施例では、第１ネットワークＡと第２ネットワークＢ
は、Ｘ次元とＹ次元を有するノードの２次元デュアル・
メッシュ接続で構成されている。接続されたネットワー
ク３００の各ルータは、その各ネットワークにおいて関
連したＸおよびＹ座標を有している。ネットワークＡと
ネットワークＢの各ノードは、Ｘ方向にメッセージをル
ートするＸチャネルとＹ方向にメッセージをルートする
Ｙチャネルを有しているルータを含んでいる。Ａネット
ワークにおいて、ルータは、ＸおよびＹ方向のチャネル
（第１ネット・ワークチャネル）を介して相互接続して
いる。同様に、Ｂネットワークにおいても、ルータは、
ＸおよびＹ方向のチャネル（第２ネットワーク・チャネ
ル）を介して相互接続している。ネットワークＡの特定
の座標におけるルータは、Ｚチャネルを介してネットワ
ークＢの対応する座標におけるルータに接続している。

【００１５】図３は、本実施例のデュアル・メッシュ・
ネットワーク配列３００を示している。ネットワークＡ
３０１とネットワークＢ３０２は、図示のように配置さ
れ相互に接続している。たとえば、ノード３１０は、ネ
ットワークＡにおけるＹチャネルを介して隣りのノード
３１１に接続しかつＸチャネルを介してノード３１２に
接続している。さらに、ノード３１０は、Ｚチャネルを
介してネットワークＢ３０２のルータ３２０にも接続し
ている。本発明の実施例において、ＡおよびＢネットワ
ークの各ルータは、情報を通信する４つのタイプのチャ
ネルから成っている。これらルータのチャネルは、完全
アドレシングを用いたシステムに関しては図４に、不完
全アドレシングを用いたシステムに関しては図５に示さ
れている。図４において、第１チャネル（ＰinおよびＰ
out ）は、ルータとルータに接続したプロセッサ装置と
の間で情報を転送するのに使用される。この第１チャネ
ルは、ＡネットワークのルータをＢネットワークの対応
するルータに接続するのにも使用される。第２チャネル
（±Ｘinおよび±Ｘout ）は、ルータ間でＸ方向に情報
を転送するのに使用される。第３チャネル（±Ｙinおよ
び±Ｙout ）は、ルータ間でＹ方向に情報を転送するの
に使用される。第４チャネル（±Ｚinおよび±Ｚout ）
は、ルータ間でＺ方向に情報を転送するのに使用され
る。

【００１６】図４に示すように完全ノード・アドレシン
グを使用する場合、各ルータは、入力（Ｚin）チャネル
と冗長Ｂネットワークに接続する出力（Ｚout ）チャネ
ルを有している。あるネットワークにおいてこれまで行
なわれていたルーティングのエクステントを定義する完
全情報は、メッセージ・ヘッダに含まれている情報によ
って冗長ネットワークに送られる。ルーティングの範囲
を定義する情報は、絶対デスティネーション・ノード・
アドレス、または各次元に関する相対ルーティング情報
が保持されている相対デスティネーション・ノード・ア
ドレスの形態をとっている。完全ルーティング情報はこ
の形のアドレシングに関してメッセージとともに送られ
るので、単一のＺinチャネルおよびＺout チャネルは、
ネットワークの全次元に対して適切に動作することがで
きる。何らかの形の相対アドレシングが使用された場
合、各次元に関する完全ルーティング情報は、メッセー
ジ・ヘッダにおいてメッセージと一緒には送られない。
これらタイプの不完全アドレシング・システムでは、特
定の次元に関するルーティング情報の範囲は、その特定
の次元におけるルーティングが完了するとともに、メッ
セージ・ヘッダから取り除かれる。この場合、２つの冗
長ネットワーク間でルーティング情報の範囲を転送する
ためには、各次元に関して別々のＺチャネルが必要とさ
れる。本実施例では、図５に示すように各ルータは、２
つの出力（Ｚ［Ｘ］out およびＺ［Ｙ］out ）および２
つの入力（Ｚ［Ｘ］inおよびＺ［Ｙ］in）チャネルを有
している。Ｚ［Ｘ］チャネルは、Ｘルーティング用で、
Ｚ［Ｙ］チャネルは、冗長ＢネットワークとのＹルーテ
ィング用である。

【００１７】図６は、完全アドレシングを使用した本発
明のネットワークにおける２つのノードに関するチャネ
ル結合配置を示している。第１プロセッサ６０１は、Ａ
ネットワークのルータ６１０とＢネットワークのルータ
６１１に接続している。図示のように、プロセッサは、
チャネルＰin６０２を介してルータ６１０にメッセージ
を供給することによって、メッセージ源すなわちオリジ
ネータとして動作する。Ｘチャネル６０３，６０４また
はＹチャネル６０５，６０６を用いてメッセージをネッ
トワークＡにルートすることができる。メッセージがル
ータ６１０のＺout チャネル６０８からルータ６１１の
Ｚinチャネル６１８に転送された後、Ｘチャネル６１
３，６１４またはＹチャネル６１５，６１６を用いてメ
ッセージをネットワークＢにルートすることもできる。
ＸまたはＹチャネルがＡネットワークにおいて使用不能
な場合、Ｚout チャネル６０８を用いてＺ次元において
メッセージをＢネットワークにルートすることができ
る。したがって、メッセージをルータ６１０のＺout チ
ャネル６０８からルータ６１１のＺinチャネル６１８に
ルートすることができる。同様に、ＸまたはＹチャネル
がＢネットワークにおいて使用不能な場合、ルータ６１
１のＺout チャネル６１９を用いてＺ次元においてメッ
セージをＡネットワークにルートすることができる。こ
のように、ルータ６１１のＺout チャネル６１９からル
ータ６１０のＺinチャネル６０９にメッセージをルート
することができる。しかし、通過した前のチャネルがＺ
チャネルであった場合、メッセージは、Ｚチャネルにル
ート・バックされない。必要とされるＸまたはＹチャネ
ルが使用不能なので、メッセージがＺチャネルを介して
冗長ネットワークにルートされる場合、メッセージは、
冗長ネットワークにおける必要なチャネルも使用不能な
らば、冗長ネットワーク・ルータで止められる。

【００１８】メッセージがデスティネーション・ノード
に到達すると、メッセージはＰoutチャネルによりデス
ティネーション・プロセッサにルートされる。図６に示
すように、メッセージがＡネットワークのデスティネー
ション・ノードに到達すると、メッセージはＰout ポー
ト６０７を介してＢネットワークにルートされる。Ｂネ
ットワークのルータ６１１は、Ｐinポート６１２でメッ
セージを受け取り、メッセージをＰout ポート６３０を
介してプロセッサ６０１にルートする。別の実施例で
は、ルータ６１０，６１１のＰout ポートはプロセッサ
６０１に直結している。このようにして、別のネットワ
ークを通過しなくても、メッセージをデスティネーショ
ン・プロセッサに直接的にルートすることができる。不
完全アドレシングを用いている別の実施例では、Ｚ方向
においてＡおよびＢネットワークの間でメッセージを転
送するのに、２つのＺチャネルが必要である。図７は、
この実施例に関するチャネル結合配置を示している。図
７に示すように、このチャネル結合配置は、不完全アド
レシングを用いて両方向にＡおよびＢネットワークの間
でメッセージを転送するために、Ｚ［Ｘ］チャネル（７
０８，７０９）およびＺ［Ｙ］チャネル（７１８，７１
９）がルータ７１０に設けられていることを除けば、図
６に示した配置と同じである。不完全アドレシングを用
いているさらに別の実施例では、冗長ネットワーク間で
のメッセージのルーティングを共用するため、各ルータ
のＰin／Ｐout ポートが使用される。この実施例では、
１つのネットワークにおいてメッセージのルーティング
の一部を実行することができる。その後、メッセージ
は、Ｐin／Ｐout ポートを介して別のネットワークに移
される。そして、メッセージは別のネットワークのデス
ティネーションに続く。

【００１９】図６および７の実施例に示すように、この
チャネル構造とノード接続により、ルータを介してネッ
トワークＡおよびネットワークＢ間でメッセージを受渡
しすることができる。ルータは、メッセージに関するソ
ース・ノードとデスティネーション・ノード間に経路を
供給するため、各メッセージに含まれているルーティン
グ情報（たとえば、ルーティング・アドレス・ヘッダ）
を使用する。デッドロックを阻止するため、メッセージ
は、最初Ｘ次元に、次にＹ次元にルーティングすること
によりネットワークＡおよびＢにルートされる。デッド
・ロックは、２つのノードが、他のノードにより予約さ
れたチャネルを待機している時に生じる誤り状態であ
る。最初Ｘ次元に、次にＹ次元にルーティングすること
により、ＸおよびＹ次元における２つのノード間の経路
が唯一のものとなる。ソースおよびデスティネーション
・ノード間の経路は、最初Ｘ方向で次にＹ方向でソース
・ノードからデスティネーション・ノードにメッセージ
をルーティングするのに必要なチャネル・セットとして
定義される。ＸまたはＹ方向において必要とされるチャ
ネルに関しコンテンションが生じた場合、それに対応す
るＺチャネルが使用可能である場合、ＡおよびＢネット
ワーク間で移動が行なわれる。したがって、ルートされ
ているメッセージのヘッダに含まれるルーティング情報
は、ＸおよびＹ次元における唯一のルートを定めるため
だけに使用される。メッセージ・ルーティング情報は、
Ｚ次元ルーティング情報を含まなくてもいい。したがっ
て、各メッセージに関して記憶された現ルーティング情
報を変更しないで、冗長Ｂネットワークを現Ａネットワ
ークに加えることができる。Ｚ次元のルーティングは変
えることができ、適応性があり、しかもＡおよびＢまた
はその一方のネットワークにおける過密状態しだいであ
る。

【００２０】ある従来技術のネットワークは、特定の方
向のルーティングが終了するとルーティング情報の一部
が取り除かれるという、メッセージ・ルーティングに関
する相対アドレシング形式を使用している。しかし、こ
れら不完全メッセージ・アドレシング・システムでは、
完全相対ルーティング情報なしでメッセージが単一Ｚチ
ャネルを通過することができる場合に問題が生じる。こ
れは、完全ＸおよびＹ変位情報が一方のネットワークか
ら他のネットワークに移動する場合、それはメッセージ
の一部でなければならないからである。別のネットワー
クのルータは、完全アドレス・ヘッダから部分相対アド
レス・ヘッダを区別することができない。他のネットワ
ークは、絶対アドレシング能力を用いている。アドレス
・ヘッダにおいてメッセージとともにＸおよびＹ変位を
送る代りに、デスティネーション・ノードの絶対アドレ
スがメッセージとともに送られる。ルータがメッセージ
を受け取ると、ルータはメッセージにおけるデスティネ
ーション・ノード・アドレスをルータ自身のアドレスに
比較する。この比較にしたがって、ルータは、メッセー
ジを次のルータに整列して転送する時にどのポート（チ
ャネル）を使用したらよいかを決定する。このように、
絶対アドレシングは、各ルータがネットワークにおいて
そのアドレスに気づく要件を発生する。これは、相対ア
ドレシングに関する場合とは異なる。＄絶対アドレシ
ングを使用する時のアドレス・フォーマットは、ネット
ワークが２次元の場合には（Ｘ，Ｙ）、ネットワークが
３次元の場合には（Ｘ，Ｙ，Ｚ）になる。Ｘ，Ｙは、ア
ドレス可能ルーティング・ネットワーク中のノードを指
定する直交座標に対応する。メッセージを受け取ると、
ルータは、その内部に記憶された絶対アドレスと、メッ
セージを伴なう絶対アドレスとを比較しなければならな
い。アドレスが同じである場合には、メッセージは、ル
ータのＰout ポートからノード・プロセッサに送られ
る。アドレスが一致していない場合、ＸおよびＹ座標間
の差がそれぞれ計算される。各計算結果の符号は、ルー
タのどのチャネルが出ていくのか決定するのに使用され
る。第１の例では、ノードの絶対アドレスが（４，６）
で、メッセージとともに到着するアドレスが（２，８）
の場合、座標間の差は次のように計算される。Ｘ座標に
関して２−４＝−２で、Ｙ座標に関して８−６＝＋２と
なる。全ＸルーティングはＹルーティングの前に行なわ
れなければならないので、これら結果は、メッセージが
−Ｘ方向にルートされなければならないことを示してい
る。この場合、Ｘ座標間の差はゼロではない。第２の例
では、ノードの絶対アドレスが（４，６）で、メッセー
ジとともに到着するアドレスが（４，８）の場合、計算
された差は（０，２）である。これは、Ｘ結果がゼロで
あるので、メッセージは＋Ｙ方向にルートされなければ
ならないことを示している。完全アドレシングを用いて
いるシステムでは、メッセージとともに送られるアドレ
スは、ルーティング中にルータによって取り除かれたり
または変更されたりしない。

【００２１】第３図は、本発明のメッセージ・ルーティ
ング方法の一例を示している。ノード３１０は、メッセ
ージが発生されるアービタリ・ソース・ノードとして選
択される。ノード３０３は、メッセージ・ルーティング
が終結するデスティネーション・ノードとして選択され
る。最初、メッセージは、経路３３０に沿ってＸ方向で
ノード３１２にルートされる。メッセージは、経路が使
用可能である限りＸ方向に隣のノードに移動し続ける。
一旦、メッセージがデスティネーション・ノードのＸ座
標と同じＸ座標に到達すると、メッセージは、デスティ
ネーションに到達するまで、Ｙ方向に移動し始める。デ
スティネーション・ルータに到達すると、メッセージは
ルータのＰout チャネルからルートされ、デスティネー
ション・ノードのプロセッサによって受信される。しか
し、Ｘ，Ｙチャネルが、ルータによって要求された時す
ぐには許可されない場合（たとえば、チャネルが他の要
求に応じていてビジーであるか、または経路が誤動作し
ている）、要求が、対応するＺ−チャネルに対して行な
われる。ＸまたはＹチャネル要求およびＺチャネル要求
は両方とも、一方の要求が許可されるまで保持される。
ルータは、チャネル要求が許可されるまで、特定チャネ
ルのルーティングをコミットしない。その後、メッセー
ジは、許可されたチャネルでルートされ、他のチャネル
要求は取り下られる。

【００２２】図３において、ノード３１２からのＸチャ
ネル３３１は、ビジーで、メッセージがノード３１３に
ルートされるのを阻止している。従来のネットワークで
は、メッセージは、経路３３１が使用可能になるまで止
められる。しかし、本発明では、ノード３１２のルータ
は、Ｘチャネル３３１に関する要求を、続いてＺチャネ
ルに関する要求を行なっている。図３に示した例のよう
に、Ｚチャネルが使用可能であるならば、メッセージは
経路３３２に沿ってＺ方向でＢネットワークのルータ３
２２にルートされる。そしてＸチャネルに関する要求は
取り下られる。なお、メッセージに含まれているノーマ
ル・ルーティング・アドレス・ヘッダは、Ｚ次元の通過
により変更されることはない。したがって、メッセージ
は、デスティネーション・ノードへの移動を継続するこ
とができるが、一方、従来のネットワークでのメッセー
ジ・ルーティングはノード３１２で停止する。

【００２３】Ｂネットワークにルートした後、メッセー
ジは、メッセージがまだＡネットワークでルートしてい
るかのように、Ｘ方向にルートされ続ける。ルーティン
グ・アドレス・ヘッダは、ＸおよびＹ次元のルーティン
グ情報を供給し続ける。メッセージは、メッセージがデ
スティネーション・ノードに対応するＸ座標に到達する
まで、Ｘ方向にルートされる。図３の例において、ノー
ド３２４は、デスティネーション・ノード３０３と同じ
Ｘ座標に位置している。したがって、一旦、メッセージ
がノード３２４に到達すると、Ｘルーティングは終結
し、Ｙルーティングが開始する。要求された冗長Ｘまた
はＹチャネルがビジーであることを発見するだけのため
に、Ｚチャネルにおいてルータがメッセージを受取る
と、メッセージは止められ、要求されたＸまたはＹチャ
ネルを待たなければならない。この場合、メッセージを
Ｚチャネルでルート・バックすることはできない。図３
に示すように、メッセージは、ノード３２４から延びた
ビジーなＹチャネル３３５に出会う。この場合、ノード
３２４から延びるＺチャネル３３６に対する要求が行な
われ、一方、Ｙチャネル３３５に対する要求は未決のま
まである。Ｙチャネルの要求またはＺチャネルの要求の
いずれかが許可されると、メッセージは許可されたチャ
ネルに続く。図３では、Ｚチャネル３３６は最初許可さ
れているものとして示されている。この場合、Ｙチャネ
ル３３５の要求は取り下られ、メッセージはネットワー
クＡのノード３１４にルートされる。再び、メッセージ
は、Ｙ方向でデスティネーション・ノードに向けてルー
トされる。メッセージが他のビジーＹチャネル（たとえ
ば、経路３４０）に出会うと、メッセージは、デスティ
ネーション・ルータに最終的に到達するまで、再びＺ方
向にルートされる。ルーティング・アドレスがデスティ
ネーション・ノード・アドレスに一致する、すなわち相
対次元変位がゼロの場合、メッセージはデスティネーシ
ョン・ルータのＰout ポートから出る。

【００２４】実施例のルーティング論理装置本発明の適応ルータのルーティング論理装置は、ルーテ
ィング・オートマタを用いて具現化される。これらオー
トマタは、スイッチング、デクレメンティングおよび決
定エレメントを含んでいるハードウェア・エレメントで
ある。図８および９図は、ルータを介して流れているメ
ッセージに作用するルーティング・オートマタを示して
いる。図８は、相対変位を伴なう完全アドレシングを用
いている２次元ルータに関するルーティング論理装置を
示している。図９は、相対変位を伴なう不完全アドレシ
ングを用いている２次元ルータに関するルーティング論
理装置を示している。図１０は、図８および図９の各実
施例に示すように、メッセージがマルチプレクサに移動
する時、接続点でメッセージの流れを制御するのに使用
されるアービタレーション論理装置の作用を示してい
る。

【００２５】図８は、相対変位をともなう完全アドレシ
ングを用いている２次元ルータに関するルーティング論
理装置を示している。図８および図９に示した２つの各
実施例において、ルータは、６つの各入力チャネル：−
Ｘin，＋Ｘin，−Ｙin，＋Ｙin，Ｐin，Ｚin（図９の不
完全アドレシング例に関し、Ｚ入力はＺ（Ｘ）inおよび
Ｚ（Ｙ）inである）でメッセージを受け取る。これら各
チャネルでのルーティングは並列に行なわれる。これら
２次元例の各メッセージに関し、デスティネーションか
らのメッセージの相対変位は、メッセージにより２つの
部分で送られる。第１の部分（Ｘ disp.）はＸ方向の変
位を表し、第２の部分（Ｙ disp.）はＹ方向の変位を表
している。図８に示した−Ｘinチャネルで受取ったメッ
セージに関し、Ｘ変位はゼロと比較される（決定コンポ
ーネント８０４）。Ｘ変位がゼロの場合（経路８０
５）、このメッセージに関してＸ方向の移動は必要な
い。この場合、メッセージは、図８に示された決定コン
ポーネント８８４に移動する。決定コンポーネント８８
４は、Ｙ方向のメッセージの移動を処理する。絶対アド
レシング・ネットワーク・システムまたは別のタイプの
完全相対アドレシング・システムに関し、ルーティング
・アドレス・ヘッダは、この移動中、変更されない。

【００２６】図８において、Ｘ変位が非ゼロの場合（経
路８０６）、メッセージはアービタレーション接続８０
８に移動する。アービタレーション接続部８０８は、図
８および図９において使用されているアービタレーショ
ン・プロセスの第１例である。２つの実施例における各
アービタレーション接続部では、同様のアービタレーシ
ョン過程が実施される。わかりやすくするため、図８お
よび図９には、アービタレーション・プロセスを具現す
るハードウェアは示されていない。アービタレーション
・プロセスの作用は、使用可能チャネルのアクセスを得
ることである。各アービタレーション接続部は、入力経
路（この第１のケースでは経路８０６）と、２つの出力
経路（このケースでは経路８８５と経路８８６）を有し
ている。一方の出力経路は一次経路（経路８８５）とし
て設計され、他方の出力経路は二次経路（経路８８６）
として設計されている。図１０は、各アービタレーショ
ン接続部において実施される過程を示している。

【００２７】最初に、一次経路が要求される（過程８１
１）。特定のチャネルを要求する方法は、当分野におい
ては周知である。一次経路に関する要求が許可されない
（経路８１４）場合、一次経路は、ビジーか、誤動作し
ているか、または何らかの理由で使用不能であるかのい
ずれかである。この場合、Ｚ経路は、冗長ネットワーク
にメッセージを転送するよう要求される（過程８１
７）。本発明がない場合には、メッセージはそこで止ま
り、ビジーな一次経路が使用可能になるのを待つ。Ｚ経
路の要求も許可されない場合（経路８１９）、メッセー
ジは、要求されたチャネルの一方が許可されるまで、ア
ービタレーション接続部に留まる。この留められた状態
は、図１０の過程８１２に戻る経路８１９によって示さ
れ、ここで一次経路が使用可能かどうかテストされる。
アービタレーション・プロセスのこの時点では、２つの
チャネル要求すなわち一次経路およびＺ経路は、未決の
ままである。メッセージは、一次経路およびＺ経路がビ
ジーである限り、アービタレーション接続部に止められ
たままである。なお、メッセージは、これらチャネルの
一方が使用可能になるまで一次経路またはＺ経路のいず
れかをとるかコミットしない。

【００２８】最初、一次経路が使用可能である場合、経
路８１３は過程８１５に進む。過程８１５において、Ｚ
経路の要求は取り下げられる。次に、一次経路に接続し
たマルチプレクサは一次経路に切り替えられ（過程８３
３）、メッセージは一次経路に沿ってルートされる。図
１０の過程８１８において、一次経路の前にＺ経路が使
用可能になると、経路８２０は過程８２１に進む。過程
８２１において、一次経路の要求は取り下げられる。次
に、Ｚ経路に接続したマルチプレクサはＺ経路に切り替
えられ（過程８３２）、メッセージはＺ経路に沿ってル
ートされる。図８および図９の２つの実施例の設計にお
いて、アービタレーション接続部に出会う度に、前述し
たアービタレーション・プロセスと同様のプロセス過程
が実施される。図８のアービタレーション接続部８０８
において、一次経路８８５またはＺ経路８８６に関する
アービタレーションが行なわれる。一次経路８８５が得
られた場合、ルーティングはＸ方向でマルチプレクサ８
８７におよびデクレメンティング・コンポーネント８８
９に続く。デクレメンティング・コンポーネント８８
９、メッセージ・アドレスのＸ変位をデクレメントし、
それによりこのルータを介したルーティングが完了した
ことを示す。その後、メッセージは経路８９０において
ルータの−Ｘout ポートから出ていく。一次経路８８５
が得られないが、Ｚチャネルが得られた場合（経路８８
６）、ルーティングは図８の丸Ａに進む。丸Ａは経路８
８６をマルチプレクサ1000の入力に接続し、マルチプレ
クサ1000においてＺout チャネルからのルーティングが
行なわれる。決定コンポーネント８０４においてＸ変位
がゼロの場合、経路８０５に進む。この場合、メッセー
ジは、経路８０５を介して決定コンポーネント８８４に
進む。決定コンポーネント８８４は、Ｙ方向のメッセー
ジの移動を処理する。決定コンポーネント８８４におい
て、メッセージのＹ変位はゼロに比較される。Ｙ変位が
ゼロより小さいと（経路８９１）、メッセージは経路８
９１によりアービタレーション接続部８９７にルートさ
れる。一次経路が使用可能な場合（経路９０３）、メッ
セージはマルチプレクサ８９８を介しデクレメンティン
グ・コンポーネント９０１にルートされる。デクレメン
ティング・コンポーネント９０１は、メッセージ・アド
レスのＹ変位をデクレメントし、それによってこのルー
タを介したルーティングが完了したことを示す。その
後、メッセージは、経路９０５で−Ｙout ポートからル
ータを出る。

【００２９】アービタレーション接続部８９７におい
て、一次経路９０３を得ることができないが、Ｚチャネ
ルを得ることができる場合（経路９０４）、ルーティン
グは図８の丸Ｆに続く。丸Ｆは、経路９０４をマルチプ
レクサ1000の入力に接続し、マルチプレクサ1000におい
て、Ｚout チャネルからのルーティングが行なわれる。
決定コンポーネント８８４において、メッセージのＹ変
位がゼロよりも大きい（経路８９２）場合、メッセージ
は経路８９２によりアービタレーション接続部８９６に
ルートされる。一次経路が使用可能な場合（経路９０
６）、メッセージはマルチプレクサ９００を介しデクレ
メンティング・コンポーネント９０２にルートされる。
デクレメンティング・コンポーネント９０２は、メッセ
ージ・アドレスのＹ変位をデクレメントし、それによっ
てこのルータを介したルーティングが完了したことを示
す。その後、メッセージは、経路９０２で＋Ｙout ポー
トからルータを出る。アービタレーション接続部８９６
において、一次経路９０６を得ることはできないが、Ｚ
チャネルを得ることができる場合（経路９０７）、ルー
ティングは図８の丸Ｍに続く。丸Ｍは、経路９０７をマ
ルチプレクサ1000の入力に接続し、マルチプレクサ1000
において、Ｚout チャネルからのルーティングが行なわ
れる。決定コンポーネント８８４において、メッセージ
のＹ変位がゼロの場合（経路８９３）、メッセージはマ
ルチプレクサ８９９にルートされる。ＸおよびＹ次元の
両方におけるルーティングが完了したので、メッセージ
は経路９１０でＰoutポートからネットワークを出る。
図８に示した＋Ｘinチャネルで受取ったメッセージに関
する処理は、−Ｘinチャネルに関して述べた処理と同様
である。最初、Ｘ変位がゼロに比較される（決定コンポ
ーネント８１４）。Ｘ変位がゼロの場合（経路８１
５）、このメッセージに関してはＸ方向の移動は必要と
されない。この場合、メッセージは決定コンポーネント
８７４に移動する。決定コンポーネント８７４は、Ｙ方
向のメッセージ移動を処理する。このコンポーネントに
ついては後述する。絶対アドレシング・ネットワーク・
システムまたは他のタイプの完全相対アドレシング・シ
ステムに関し、ルーティング・アドレス・ヘッダは変更
されない。図８の決定コンポーネント８１４において、
メッセージは、Ｘ変位がゼロでない場合（経路８１
６）、アービタレーション接続部８１８に移動する。ア
ービタレーション接続部８１８は、本発明において使用
されるアービタレーション・プロセスの他の例である。
アービタレーション接続部８１８において実施される過
程は、図１０に示したアービタレーション接続部８０８
において実施される過程と同様である。

【００３０】図８のアービタレーション接続部８１８に
おいて、一次経路８７５またはＺ経路８７６に関するア
ービタレーションが行なわれる。一次経路８７５が得ら
れる場合、ルーティングはＸ方向でマルチプレクサ８７
７におよびデクレメンティング・コンポーネント８７９
に続く。デクレメンティング・コンポーネント８７９は
メッセージ・アドレスのＸ変位をデクレメントし、それ
によりこのルータを介したルーティングが完了したこと
を示す。その後、メッセージは経路８８０においてルー
タの＋Ｘout ポートから出ていく。一次経路８７５を得
ることができないが、Ｚチャネルを得ることができる場
合（経路８７６）、ルーティングは図８の丸Ｄに続く。
丸Ｄは、経路８７６をマルチプレクサ1000の入力に接続
し、マルチプレクサ1000において、Ｚout チャネルから
のルーティングが行なわれる。決定コンポーネント８１
４において、Ｘ移動がゼロの場合経路８１５に進む。こ
の場合、経路８１５はメッセージを決定コンポーネント
８７４にルートする。決定コンポーネント８７４は、Ｙ
方向のメッセージ移動を処理する。決定コンポーネント
８７４において、メッセージのＹ変位はゼロに比較され
る。Ｙ移動がゼロより小さいと（経路８５１）、メッセ
ージは経路８５１によりアービタレーション接続部８５
７にルートされる。一次経路が使用可能な場合（経路８
６３）、メッセージはマルチプレクサ８９８を介しデク
レメンティング・コンポーネント９０１にルートされ
る。デクレメンティング・コンポーネント９０１は、メ
ッセージ・アドレスのＹ変位をデクレメントし、それに
よってこのルータを介したルーティングが完了したこと
を示す。その後、メッセージは、経路９０５で−Ｙout
ポートからルータを出る。

【００３１】アービタレーション接続部８５７におい
て、一次経路８６３を得ることができないが、Ｚチャネ
ルを得ることができる場合（経路８６４）、ルーティン
グは図８の丸Ｋに続く。丸Ｋは、経路８６４をマルチプ
レクサ1000の入力に接続し、マルチプレクサ1000におい
て、Ｚout チャネルからのルーティングが行なわれる。

【００３２】決定コンポーネント８７４において、メッ
セージのＹ移動がゼロよりも大きい場合（経路８５
２）、メッセージは経路８５２によりアービタレーショ
ン接続部８５６にルートされる。一次経路が使用可能な
場合（経路８６６）、メッセージはマルチプレクサ９０
０を介しデクレメンティング・コンポーネント９０２に
ルートされる。デクレメンティング・コンポーネント９
０２は、メッセージ・アドレスのＹ変位をデクレメント
し、それによって、このルータを介したルーティングが
完了したことを示す。その後、メッセージは、＋Ｙout
ポートからルータを出る。アービタレーション接続部８
５６において、一次経路８６６を得ることができない
が、Ｚチャネルを得ることができる場合（経路８６
７）、ルーティングは図８の丸Ｐに続く。丸Ｐは、経路
８６７をマルチプレクサ1000の入力に接続し、マルチプ
レクサ1000において、Ｚout チャネルからのルーティン
グが行なわれる。決定コンポーネント８７４において、
メッセージのＹ変位がゼロの場合（経路８５３）、メッ
セージはマルチプレクサ８９９にルートされる。Ｘおよ
びＹ次元の両方におけるルーティングが完了したので、
メッセージは経路９１０でＰoutポートからネットワー
クを出る。

【００３３】このように、−Ｘおよび＋Ｘチャネルにお
いてメッセージ入力を受取るルータによるメッセージ・
ルーティングについて述べてきた。−Ｙおよび＋Ｙチャ
ネルにおいて受取ったメッセージのルーティングは、Ｘ
チャネルに関して述べてきた方法と同様に行なわれる。
主な違いは、Ｘ次元のルーティングが既に完了したこと
をＹ次元のルーティングが意味していることである。し
たがって、Ｙルーティングは図８の真ん中に示すように
決定コンポーネント８４０（−Ｙin）および８４１（＋
Ｙin）で開始する。Ｘルーティングと同様に、Ｙ変位
は、決定コンポーネント８４０（−Ｙin）および８４１
（＋Ｙin）においてゼロと比較される。Ｙ変位がゼロで
はなく（経路８４２，８４６）、Ｙout チャネルが使用
可能である場合、メッセージは、マルチプレクサ８９８
または９００を介してＹout チャネルにルートされる。
Ｙ変位がゼロではなく（経路８４２，８４６）、しかも
Ｙout チャネルが使用可能でない場合、メッセージは、
丸ＥとＱを介してＺout チャネルおよびマルチプレクサ
1000を介してＹout チャネルにルートされる。

【００３４】決定コンポーネント８４０（−Ｙin）およ
び８４１（＋Ｙin）において、Ｙ変位がゼロの場合（経
路８４７，８４３）、ＸおよびＹ次元のメッセージ・ル
ーティングは完了している。したがって、メッセージ
は、マルチプレクサ８９９と、Ｐout チャネルが使用可
能であるならば、Ｐout チャネルとを介して決定プロセ
スにルートされる。メッセージを発生するプロセッサ
は、Ｐinチャネルを介してそのルータにメッセージを送
ることにより、メッセージをネットワーク・システムに
受け渡す。たった１つのネットワークがデスティネーシ
ョン・プロセスに直接的にＰout 接続しているならば、
Ｐinチャネルは、１つのネットワークのＰout チャネル
と冗長ネットワークのＰout チャネルの間の経路を終結
するのにも使用される。Ｐinチャネルにおいてルータが
メッセージを受信すると、Ｘ変位を最初にテストするの
に決定コンポーネント４１０が使用される。メッセージ
のＸ変位がゼロより小さい場合（経路４１１）、メッセ
ージは、アービタレーション接続部４１２、マルチプレ
クサ８８７、デクレメンタ・コンポーネント８８９を介
して−Ｘ方向にルートされる。メッセージは、アービタ
レーション接続部４１２の一次チャネルが使用不能な場
合、丸Ｂとマルチプレクサ1000を介して冗長ネットワー
クに進む。メッセージのＸ変位がゼロより大きいと（経
路４１３）、メッセージは、アービタレーション接続部
４１４、マルチプレクサ８７７、デクレメンタ・コンポ
ーネント８７９を介して＋Ｘ方向にルートされる。メッ
セージは、アービタレーション接続部４１４の一次チャ
ネルが使用不能な場合、丸Ｃとマルチプレクサ1000を介
して冗長ネットワークに進む。メッセージのＸ変位がゼ
ロの場合（経路４２５）、Ｘ方向のルーティングは必要
でない。したがって、メッセージは、Ｙ変位をテストす
る決定コンポーネント４２０にルートされる。

【００３５】決定コンポーネント４２０において、メッ
セージのＹ変位はゼロに比較される。Ｙ変位がゼロより
小さいと、メッセージはアービタレーション接続部８９
５にルートされる。一次経路が使用可能な場合、メッセ
ージはマルチプレクサ８９８を介してデクレメンティン
グ・コンポーネント９０１にルートされる。デクレメン
ティング・コンポーネント９０１は、メッセージ・アド
レスのＹ変位をデクレメントし、それによりこの経路を
介したルーティングが完了したことを示す。その後、メ
ッセージは経路９０５で−Ｙout ポートからルータを出
る。

【００３６】アービタレーション接続部８９５におい
て、一次経路を得ることができないがＺチャネルを得る
ことができる場合、ルーティングは図８の丸Ｈに続く。
丸Ｈは、経路をマルチプレクサ1000の入力に接続し、マ
ルチプレクサ1000においてＺout チャネルからのルーテ
ィングが行なわれる。決定コンポーネント４２０におい
て、メッセージのＹ変位がゼロよりも大きく、Ｙチャネ
ルが使用可能な場合、メッセージはマルチプレクサ９０
０を介してデクレメンティング・コンポーネント９０２
にルートされ、最終的には＋Ｙout チャネルから出る。
メッセージのＹ変位がゼロよりも大きく、Ｙチャネルが
使用不能であるが、Ｚチャネルが得られる場合には、ル
ーティングは図８の丸Ｎに続く。丸Ｎは、経路をマルチ
プレクサ1000の入力に接続し、マルチプレクサ1000にお
いて、Ｚout チャネルからのルーティングが行なわれ
る。決定コンポーネント４２０において、メッセージの
Ｙ変位がゼロの場合、メッセージはマルチプレクサ８９
９にルートされる。ＸおよびＹ次元の両方におけるルー
ティングが完了したので、メッセージは経路９１０でＰ
out ポートからネットワークを出る。最後に、図８は、
Ｚinチャネルでルータにより受信されたメッセージに関
するルーティングを示している。Ｚinチャネルで受信さ
れたメッセージのＸ変位は、決定コンポーネント４３１
においてゼロとテストされる。メッセージのＸ変位がゼ
ロより小さい場合（経路４３２）、メッセージはマルチ
プレクサ８８７とデクレメンタ・コンポーネント８８９
を介して−Ｘ方向にルートされる。メッセージのＸ変位
がゼロより大きい場合（経路４３３）、メッセージはマ
ルチプレクサ８７７とデクレメンタ・コンポーネント８
７９を介して＋Ｘ方向にルートされる。メッセージのＸ
変位がゼロの場合（経路４３７）、Ｘ次元のルーティン
グは必要とされない。したがって、メッセージは、Ｙ変
位がテストされる決定コンポーネント４３０にルートさ
れる。決定コンポーネント４３０において、メッセージ
のＹ変位は、ゼロに比較される。Ｙ変位がゼロより小さ
い場合（経路４３４）、メッセージはマルチプレクサ８
９８を介してデクレメンティング・コンポーネント９０
１にルートされる。デクレメンティング・コンポーネン
ト９０１は、メッセージ・アドレスのＹ変位をデクレメ
ントし、それによりこの経路を介したルーティングが完
了したことを示す。その後、メッセージは、経路９０５
で−Ｙout ポートからルータを出る。決定コンポーネン
ト４３０において、メッセージのＹ変位がゼロよりも大
きい場合（経路４３５）、メッセージはマルチプレクサ
９００を介してデクレメンティング・コンポーネント９
０２にルートされ、最終的には＋Ｙout チャネルから出
る。決定コンポーネント４３０において、メッセージの
Ｙ変位がゼロの場合、メッセージはマルチプレクサ８９
９にルートされる。ＸおよびＹ次元の両方におけるルー
ティングが完了したので、メッセージは経路９１０でＰ
out ポートからネットワークを出る。

【００３７】このように、図８は、本発明の完全アドレ
シングのメッセージ・ルーティング論理装置を示してい
る。図９は、不完全アドレシングを用いているルーティ
ング・システムの別の実施例を示している。なお、アー
キテクチャは、ストリッピング・コンポーネント２００
〜２０３の付加とマルチプレクサ1000を２つのマルチプ
レクサ1001，1002に置換えていること以外は同様であ
る。図９に示すように、メッセージは、完全アドレシン
グの単一Ｚinチャネルの代りに、２つのＺチャネル（Ｚ
（Ｘ）とＺ（Ｙ））でルータにより受信される。

【００３８】図９の不完全アドレシングにおいて、決定
コンポーネント４３１はＺ（Ｘ）in入力を受信し、決定
コンポーネント４３０はＺ（Ｙ）in入力を受信する。Ｘ
方向のルーティングが完了した後、メッセージのルーテ
ィング・アドレスのＸ変位を除去するため、ストリッピ
ング・コンポーネント２００〜２０２が設けられてい
る。ストリッピング・コンポーネント２０３は、Ｙ方向
のルーティングが完了した後、メッセージのルーティン
グ・アドレスのＹ変位を除去するため設けられている。
マルチプレクサ1000は、ここでは２つの別のマルチプレ
クサに分けられている。第１のマルチプレクサ1001は、
Ｚ（Ｘ）out チャネルに関する入力を集める。第２のマ
ルチプレクサ1002は、Ｚ（Ｙ）out チャネルに関する入
力を集める。以上のように、本発明は、多次元ネットワ
ークにおいてメッセージを転送するのに有効的なルーテ
ィング装置および方法を提供する。

【００３９】

【発明の効果】このように構成することにより、ネット
ワークＡ中のノード間、ネットワークＢ中のルータ間、
またはルータを介して受渡しすることによりネットワー
クＡおよびネットワークＢ間でメッセージを受渡しする
ことができる。メッセージは、最初、Ｘ次元で、次にＹ
次元でルーティングすることによりネットワークＡおよ
びＢにおいてルートされる。本発明は、適切なＺチャネ
ルが使用可能であるならば、コンテンションがＸまたは
Ｙ方向に生じた場合、ＡおよびＢネットワーク間での移
行が行なわれる。ＸまたはＹチャネルがすぐには許可さ
れない場合、Ｚチャネルに対して要求が出される。Ｘま
たはＹチャネルに対する要求とＺチャネルに対する要求
は、一方が許可されるまで続く。その後、メッセージ
は、許可されたチャネルにルートされ、他の要求は取り
下げられる。ルータは、一方のチャネルが使用可能にな
るまで特定のチャネルのルーティングをコミットしな
い。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来技術のネットワークにおけるノードの概
要図である。

【図２】従来技術の２次元ネットワーク・アーキテク
チャの概要図である。

【図３】本発明の実施例の２次元デュアル・メッシュ
・ネットワーク・アーキテクチャの概要図である。

【図４】完全アドレシングを用いた本発明のルータの
概要図である。

【図５】不完全アドレシングを用いた本発明のルータ
の概要図である。

【図６】完全アドレシングを用いた本発明の２つのノ
ード間のチャネル接続の概要図である。

【図７】不完全アドレシングを用いた本発明の２つの
ノード間のチャネル接続の概要図である。

【図８】相対移動を伴なう完全アドレシングを用いた
２次元ルータのルーティング論理装置である。

【図９】相対移動を伴なう不完全アドレシングを用い
た２次元ルータのルーティング論理装置である。

【図１０】図８および図９に示した各実施例のマルチ
プレクサへのメッセージの流れを制御するのに使用され
るアービタレーション論理のフローチャートである。

【符号の説明】

１０ノード１１，６０１，６０２プロセッサ１２ルータ３００デュアル・メッシュ・ネットワーク３０１ネットワークＡ３０２ネットワークＢ３１０ノード３１１〃３１２〃３２０，６１０，７１０ルータ４２０，４３０，８１４，８４０，８４１，８７４，８
８４決定コンポーネント８７７，８８７，８９８，８９９，９００，1000，100
1，1002 マルチプレクサ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】それぞれルータを有している複数のノー
ドを有し、上記ノードはノード間でメッセージをルーテ
ィングする第１ネットワーク・チャネルにより相互に接
続されている第１ネットワークと、それぞれルータを有している複数のノードを有し、上記
ノードはノード間でメッセージをルーティングするため
の第２ネットワーク・チャネルにより相互に接続され、
かつ上記各ルータは各ネットワークのノード間でメッセ
ージをルーティングするＺチャネルにより上記第１ネッ
トワークの少なくとも１つのルータに接続している、上
記第１ネットワークと同じ次元である第２ネットワーク
と、上記第１ネットワークおよび第２ネットワークの上記各
ルータ中に配置され、上記第１ネットワーク・チャネル
と上記第２ネットワーク・チャネルを介してソース・ノ
ードからデスティネーション・ノードにメッセージをル
ーティングし、かつ必要とされる第１ネットワーク・チ
ャネルまたは必要とされる第２ネットワーク・チャネル
が使用不能な場合、上記Ｚチャネルにより上記第１ネッ
トワークと上記第２ネットワーク間とでメッセージをル
ーティングするメッセージ・ルーティング装置と、から成ることを特徴とするメッセージのルーティング・
ネットワーク。
【請求項２】それぞれルータを有している複数のノー
ドを有し、上記ノードはノード間でメッセージをルーテ
ィングする第１ネットワーク・チャネルにより相互に接
続されている第１ネットワークと、それぞれルータを有
している複数のノードを有し、上記ノードはノード間で
メッセージをルーティングするための第２ネットワーク
・チャネルにより相互に接続され、かつ上記各ルータは
各ネットワークのノード間でメッセージをルーティング
するＺチャネルにより上記第１ネットワークの少なくと
も１つのルータに接続している、上記第１ネットワーク
と同じ次元である第２ネットワークとから成るネットワ
ークにおけるメッセージのルーティング方法において、上記第１ネットワーク・チャネルと上記第２ネットワー
ク・チャネルを介してソース・ノードからデスティネー
ション・ノードにメッセージをルーティングする過程か
ら成り、上記メッセージは、必要とされる第１ネットワ
ーク・チャネルまたは必要とされる第２ネットワーク・
チャネルが使用不能な場合、上記Ｚチャネルにより上記
第１ネットワークと上記第２ネットワーク間でルートさ
れることを特徴とするメッセージのルーティング方法。