JPH06214965A

JPH06214965A - ディジタル・コンピュータ

Info

Publication number: JPH06214965A
Application number: JP5224763A
Authority: JP
Inventors: Howard T Olnowich; ハワード・トマス・オルノウィッチ; Wayland Doodson Michael; マイケル・ウェイランド・ドットソン; William Feeney James; ジェームズ・ウィリアム・フィーニー; Robert F Lusch; ロバート・フランシス・ルシュ; A Maniguet Michael; マイケル・アンソニー・マニケット
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1992-09-17
Filing date: 1993-09-09
Publication date: 1994-08-05
Also published as: US5922063A

Abstract

(57)【要約】（修正有）【目的】並列システムにおけるメッセージ転送のソフ
トウェア・オーバヘッドを軽減する。【構成】プロセッサは、ＨＢＭチャネルにメッセージ
を送る前に、データバス１０４上で入出力アドレス・レ
ジスタをアドレスし、入出力レジスタ１１１〜１１５を
ロードする。アドレス認識ブロック１０６は、プロセッ
サ・アドレス・バス１０２上の入出力アドレスがレジス
タ１１０のアドレス範囲に合致する場合、バス１０４上
で送られたデータをレジスタ１１１〜１１５にロード
し、プロセッサはＨＢＭメッセージの送信を開始する。
バス１０２上の入出力アドレスが、レジスタ１１１に合
致する場合、論理ブロック１０８はＨＢＭの処理を開始
する。ハードウェア・メッセージ・ヘッダ・ワードが、
宛先フィールド、発信元フィールド等を含むようにな
り、ハードウェア作成メッセージ・ヘッダ・ワードを接
頭部として付加されたメッセージ１２５が生成される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数または多数のコン
ピューティング要素または入出力要素あるいはその両方
から成るディジタル・コンピュータ・システムと、多段
交換相互接続ネットワーク上で相互に並列に高速で待ち
時間の少ない通信を前記個々の要素が実行できる能力に
関する。

【０００２】本発明はまた、ディジタル・コンピュータ
・システムと、ユニプロセッサとして機能するように設
計されたパーソナル・コンピュータおよびワークステー
ション・システムを、マルチプロセッサとして、すなわ
ちメッセージ転送並列システムの個々のノードとして効
果的に機能するように適応させることのできる能力とに
関する。

【０００３】用語集代替経路多段ネットワークにおける送信側ノードと受信側ノード
の間に接続を形成するために使用できる複数の接続経路
の１つ。

【０００４】回線交換ネットワークネットワークを構成する個々の交換要素が、データ・メ
ッセージをバッファリングせずに、入力から出力への直
接接続としてただちに転送する、ネットワーク。

【０００５】接続経路送信側ノードを受信側ノードに接続するために使用され
る、多段ネットワークにおける経路。

【０００６】データ・メッセージ循環冗長コーディング方式を使用して情報が正確かどう
かを検査する追加の能力を組み込んだ、並列システムの
ノード間で情報を送信するためのフォーマット。

【０００７】データデータ・メッセージを表す別の用語。

【０００８】遊休状態交換インタフェースが現在、２つのノードを接続するプ
ロセスに関与していない状態。

【０００９】メッセージデータ・メッセージを表す別の用語。

【００１０】メッセージ・ヘッダ各データ・メッセージに接頭部として付加され、メッセ
ージを制御し、交換ネットワークを通って選択された受
信側ノードにメッセージを経路指定するために使用され
る制御情報。

【００１１】ノードネットワークによって相互接続された１つまたは複数の
プロセッサまたは入出力装置から構成される、システム
の機能要素。

【００１２】ノード要素ノードを表す別の用語。意味は同じである。

【００１３】ＮＲＺ非ゼロ復帰（non-return to zero）を表す略語。

【００１４】ポート交換ネットワークの単一両方向入口出口点。

【００１５】受信側ノードネットワーク上に送られたデータを受信する機能要素。

【００１６】送信側ノードネットワーク上にデータを送信する機能要素。

【００１７】

【従来の技術】多段交換ネットワークは、現代のディジ
タル・コンピューティング・システム内で複数の装置を
相互接続するための手段として受け入れられるようにな
ってきた。特に、並列システムでは、多段交換ネットワ
ークを使用してｎ個のシステム要素を相互接続する方法
が一般的である。ここで、ｎは数個または数千個のプロ
セッサ、あるいはプロセッサとその他のシステム要素の
組合せとすることができる。しかし、大部分の最新のプ
ロセッサは、ユニプロセッサとして機能するように設計
されており、マルチプロセッサとして効果的に機能する
のに通常必要な機能を実施しない。したがって、ユニプ
ロセッサ・パーソナル・コンピュータおよびワークステ
ーション・システムをマルチプロセッサ環境で機能する
ように効果的に適応させる方法が問題になる。

【００１８】並列処理の分野が進歩するにつれて、既存
の低コストの発売済みユニプロセッサを拡張することが
重要になってくる。そうすれば、費用効果が高くタイム
リーな並列製品を市場で入手することが可能になる。そ
うするために必要なのは、既存のユニプロセッサを、複
雑さおよびコストが最低の並列プロセッサとして機能す
るように変換するための効率的な方法である。これによ
って、顧客はすでに所有している遊休プロセッサをより
効率的に使用し、モジュール式に拡張可能な形で並列シ
ステムに追加することができるようになる。ユニプロセ
ッサを並列処理システムのノードとして使用できるよう
にする上で重要な１つの因子は、メッセージ転送概念で
ある。ユニプロセッサは、この概念を使用し、高速の相
互接続手段を介して１つのプロセッサから別のプロセッ
サへとデータ・メッセージを送信して相互に通信する。
相互接続手段が交換機ネットワークである場合、複数の
ユニプロセッサが高帯域幅および短待ち時間で同時に通
信することができる。メッセージ転送概念は、各ユニプ
ロセッサにそれ自体のキャッシュ・コヒーレンシの責任
を持たせることによって、並列ユニプロセッサ間のキャ
ッシュ・コヒーレンシの問題を解決する。プロセッサが
メッセージを送信または受信する際、各プロセッサは、
ローカル・キャッシュ・コヒーレンシ動作を処理しなけ
ればならない。しかし、他のプロセッサは、プロセッサ
のローカル・メモリを読み取ることも該メモリに書き込
むこともできず、共用メモリ技術ではなくメッセージに
よって通信しなければならない。したがって、大域的キ
ャッシュ操作の問題はない。

【００１９】メッセージ転送技術にはいくつか問題があ
る。並列処理の分野が進歩するにつれて、メッセージ転
送手段をより適切に実行する方法が最も重要になる。新
しい高性能交換機およびネットワークは、メッセージ転
送ソフトウェアがそれについていくのが難しくなってき
ており、また該ソフトウェアによって発生するボトルネ
ックを強調するようになってきている。たとえば、米国
特許出願第０７／６７７５４３号で開示されたＡＬＬＮ
ＯＤＥ交換機などの新型の高速交換機は、数百ナノ秒で
メッセージを転送することができるが、メッセージを送
受信するためのソフトウェア時間は、数マイクロ秒から
３００マイクロ秒以上までの範囲にわたる。したがっ
て、ソフトウェア・オーバヘッドと、ソフトウェアがメ
ッセージ転送システムに対して発生するボトルネックを
軽減するための新しい革新的な方法を見つけることが課
題である。

【００２０】メッセージ転送ソフトウェアの問題は、比
較的低速の多重パーソナル・コンピュータおよびワーク
ステーション用の最新の相互接続解決策では顕著でな
い。この相互接続手段には、直列式で待ち時間の長いト
ークン・リング接続およびイーサネット接続が使用され
るが、これらの接続手段は、現代の相互接続システムに
必要な並列特性および短待ち時間概念を提供しない。必
要な特性としては、要素の相互接続が動的かつ迅速に確
立および切断でき、それを１つのチップ内で低コストで
容易に行え、数千個の要素まで拡張可能であり、任意の
長さの未較正の相互接続ワイヤ長が許容でき、分散クロ
ッキング問題を解決でき、将来の周波数の増加が可能で
あり、Ｎ個の交換経路を同時に並列に確立し、それを介
してデータを伝送することができる能力がある。

【００２１】プロセッサ間のディジタル通信用に最も一
般的に使用されているネットワークには、イーサネット
ＬＡＮネットワークまたはトークンリングＬＡＮネット
ワークがある。"Ethernet: Distributed Packet Switch
ing for Local Computer Networks"、Communications o
f the ＡＣＭ、１９７６年７月、第１９巻、第７号、p
p.３９３〜４０４と"Token-Ring Local-Area Networks
and Their Performance"、Proceedings of the ＩＥＥ
Ｅ、第７７巻、第２号、１９８９年２月、pp.２３８〜
２５６が、この種のネットワークについて記載した代表
的な論文であり、１つのノードがある時点で別のノード
にメッセージを送信するために使用する直列共用媒体を
提示する。本発明は、これらのイーサネット・ネットワ
ークおよびトークンリング・ネットワークに取って代わ
るものであり、多重同時伝送が可能な並列媒体をサポー
トする。

【００２２】米国特許第４８０３４８５号は、本発明が
取って代わろうとする１つのＬＡＮ手法を表している。
この特許は、本発明と類似しているが、トークンリング
やＬＡＮのようなリング構造中に複数の伝送媒体セグメ
ントを有する通信システムに各種のバス・プロトコルを
適応させるための媒体変換アダプタについて記載してい
る。本発明は、待ち時間がＬＡＮのミリ秒範囲でなくサ
ブマイクロ秒範囲となる非バッファ式多段並列転送構成
において複数の伝送セグメントを適応させる点でそれと
異なる。この違いは、将来重要になる。

【００２３】イーサネットＬＡＮネットワークまたはト
ークンリングＬＡＮネットワーク上で大幅に改良された
相互接続特性を提供するために本発明で使用する分散型
完全並列交換機は、米国特許出願第０７／６７７５４３
号に開示されたＡＬＬＮＯＤＥ交換機（非同期短待ち時
間ノード間交換機）である。この交換機は、変換された
バス・インタフェースの切換えを短い待ち時間および高
い帯域幅で実行できるように本発明によって適応され
る。ＡＬＬＮＯＤＥ交換機は、高帯域幅で回線交換機能
を提供し、各交換機内に個別に分散型交換機経路接続確
立および切断制御機構を含む。したがって、並行して接
続を確立することができ、待ち時間が短く、中央点の故
障がない。ＡＬＬＮＯＤＥ交換機および本発明を使用し
て、バスに基づくプロセッサ相互接続の問題を効果的に
解決できる方法については、後で詳しく説明する。

【００２４】

【発明が解決しようとする課題および課題を解決するた
めの手段】本発明の目的は、並列システムにおけるメッ
セージ転送のソフトウェア・オーバヘッドを軽減するた
めの方法および装置を提供することである。この軽減
は、相互接続ネットワークを通じてネットワークに接続
された複数のプロセッサのいずれかに送信される各デー
タ・メッセージの構築を支援する専用ハードウェアを提
供することによって実現される。一般に、メッセージ転
送システムでは、あらゆるメッセージに、メッセージの
主要制御パラメータを記述するメッセージ・ヘッダを接
頭部として付加する必要がある。メッセージ・ヘッダ
は、交換ネットワーク上でメッセージを伝送するために
送信側機能および受信側機能が知らなければならないす
べての可変情報を定義する。

【００２５】通常、あらゆるメッセージのメッセージ・
ヘッダを個別に作成し、かつあらゆるメッセージに接頭
部として付加されたヘッダを最初に伝送するのは、ソフ
トウェアの責務である。本明細書に開示する発明は、メ
ッセージ・ヘッダを作成する責務からソフトウェアを解
放し、専用ハードウェアを使用してそのジョブを従来よ
りもはるかに高速かつ効率的に実行する。これによっ
て、きわめて高速のメッセージ送信モードが提供され
る。ソフトウェアは、あらゆるメッセージのメッセージ
・ヘッダを作成する責務から解放され、プロセッサ・バ
ス上でメッセージごとにハードウェアにメッセージ・ヘ
ッダを伝送するのに貴重なサイクル時間を費やす必要も
なくなる。この特殊高速モードをハードウェア作成メッ
セージ・ヘッダ（ＨＢＭ）モードと呼ぶ。

【００２６】本明細書に開示する高速メッセージ・モー
ドを最大限に利用する交換ネットワークを実施するため
の好ましい交換手段は、米国特許出願第０７／６７７５
４３号に開示された基本ディジタル非同期非バッファ式
交換の概念である。ＡＬＬＮＯＤＥ交換装置は、簡単に
実施できるという特徴をもち、いかなる種類のデータ・
バッファリングやデータ変換も必要としない交換ネット
ワーク通信構造を提供する。この装置は、瞬時に接続を
確立または切断するので、動的に変更可能であり、応答
時間が非常に短い。また、並列接続の確立を求める要求
を解決する能力をもち、ｎ個の接続を同時に確立または
切断することが可能である（ｎ＝交換ネットワークを介
して通信するシステムの要素の数）。したがって、同時
に確立または切断できる接続の数は、システムのサイズ
に比例する。この能力により、本発明の装置は、多数の
短いメッセージを非常に効率的に処理することができ
る。また、この新しい装置には、同期要件やワイヤ長の
制限がない。さらに、新しい技術による速度の向上に追
従し、本発明の装置を実施するのに使用される技術の発
展に合わせて性能を向上することもできる。また、ＡＬ
ＬＮＯＤＥ交換装置を他の同一の装置とカスケード式に
連結して、任意の数のシステム要素またはノード間に相
互接続ネットワークを形成することができる。このネッ
トワークは、完全に並列な相互接続という特徴をもつこ
とになる。

【００２７】

【実施例】本発明は、並列システムにおけるメッセージ
転送のソフトウェア・オーバヘッドを軽減するための方
法および装置である。通常、あらゆるメッセージのメッ
セージ・ヘッダを個別に作成し、かつあらゆるメッセー
ジに接頭部として付加されたヘッダを最初に伝送するの
は、ソフトウェアの責務である。本発明は、メッセージ
・ヘッダを作成する責務からソフトウェアを解放し、専
用ハードウェアを使用してそのジョブを従来よりもはる
かに高速にかつ効率的に実行する。本発明は、多段交換
ネットワークによって相互接続された複数の並列ノード
間における高性能メッセージ転送モードの実施に適用で
きる。

【００２８】本明細書に開示する高速メッセージ・モー
ドを最大限に利用する交換ネットワークを実施するため
の好ましい交換手段は、米国特許出願第０７／６７７５
４３号に開示された基本ディジタル非同期非バッファ式
交換の概念である。図１は、前記出願のＡＬＬＮＯＤＥ
交換機の入力ポートおよび出力ポートを通じて４つのノ
ードを相互接続する基本ＡＬＬＮＯＤＥ交換装置１０ｍ
の概略図である。

【００２９】図２を参照すると、交換機要素を使用し
て、多段相互接続ネットワーク３０を介して並列システ
ムのｎ個のノードを相互接続するための好ましい実施例
が示されている。多段相互接続ネットワーク３０の好ま
しい交換要素は、米国特許出願第０７／６７７５４３号
で開示され、本発明によって、キャンプオンおよび優先
割込み特性を組み込むように修正された、基本的な非バ
ッファ非同期式ＡＬＬＮＯＤＥ交換機の概念である。Ａ
ＬＬＮＯＤＥ交換装置は、簡単に実施できるという特徴
をもち、いかなる種類のデータ・バッファリングやデー
タ変換も必要としない交換ネットワーク通信構造を提供
する。この装置は、瞬時に接続を確立または切断するの
で、動的に変更可能であり、応答時間が非常に短い。ま
た、並列接続の確立を求める要求を解決する能力をも
ち、ｎ個の接続を同時に接続または切断することができ
る（ｎ＝交換ネットワークを介して通信するシステムの
要素の数）。したがって、同時に確立または切断できる
接続の数は、システムのサイズに比例する。この能力に
より、本発明の装置は、複数の短いメッセージを非常に
効率的に処理することができる。また、この新しい装置
には、同期要件やワイヤ長の制限がない。さらに、新し
い技術による速度の向上に追従し、本発明の装置を実施
するのに使用される技術の発展に合わせて性能を向上す
ることもできる。また、ＡＬＬＮＯＤＥ交換装置を他の
同一の装置とカスケード式に連結して、任意の数のシス
テム要素またはノード間で相互接続ネットワークを形成
することができる。前記多段相互接続ネットワーク３０
は、完全並列相互接続の特徴を有する。

【００３０】好ましい実施例で１方向インタフェースし
か使用せず、したがって図２には、２組の１方向線から
成る交換インタフェース７０を示してある。１組の線
は、データをノード１Ａから交換ネットワークまで搬送
し、もう１組の線は、データを交換ネットワークからノ
ード１Ａまで搬送する。

【００３１】図１および３ないし図９は、前述の米国特
許出願第０７／６７７５４３号と共通する図である。図
１および３ないし図９は、ＡＬＬＮＯＤＥ交換機の４×
４クロスバー実施態様であり、交換概念の原則および速
度を例示している。

【００３２】図３を参照すると、好ましい実施例は４×
４交換装置１２である。ここで、本発明の機能は、４組
のディジタル入力、アナログ入力、または光入力のいず
れかを相互に排他的に、未使用の４つの出力ポートのい
ずれかに接続する手段を提供することである。４×４交
換装置１２は、任意の時間に最大４つの接続を同時にサ
ポートすることができる。たとえば、入力１を出力３
に、入力２を出力４に、入力３を出力２に、入力４を出
力１に接続することができる。

【００３３】本発明の交換装置１２は１方向装置であ
る。すなわち、データは前記交換装置１２中をその入力
ポートから出力ポートへと１方向にだけ流れる。交換装
置１２のインタフェースは、図３で詳細に定義されてい
る。交換装置１２への各入力ポートにおける１組の線３
１、３２、３３、３４は、各出力ポートにおける１組の
線４１、４２、４３、４４と番号および機能が同じであ
る。各入出力ポートへのこの２組のインタフェース線
は、７つの独自の信号を含む。これらの線とは、４本の
ディジタル・データ線と３本のディジタル制御線（ＶＡ
ＬＩＤ、ＲＥＪＥＣＴ、ＡＣＣＥＰＴ）である。各ポー
トにおける信号は、関連するポート（Ｘ）の方向および
番号を示すＩＮＸ−またはＯＵＴＸ−という接頭部で区
別される。４本のディジタル・データ線および１本のＶ
ＡＬＩＤ線では、交換装置１２中をその入力から出力に
向かう方向に信号が流れ、ディジタルＲＥＪＥＣＴ制御
線およびディジタルＡＣＣＥＰＴ制御線では反対方向に
信号が流れる。

【００３４】図３に示すように、各１方向交換インタフ
ェース・セットは、多段相互接続ネットワーク３０中を
制御信号およびデータを伝送するために７つの信号しか
必要としない。ディジタル・データおよび制御信号の転
送幅は１度に１／２バイト（４ビット）である。必要な
信号は、次のとおりである。

【００３５】ＤＡＴＡ：交換接続を指令し、ディジタル
・データ・メッセージまたはディジタル制御ヘッダを伝
送するために使用される４つの並列信号。

【００３６】ＶＡＬＩＤ：活動状態のときは、ディジタ
ル・メッセージ、制御ヘッダ、またはアナログ波形が伝
送中であることを示す。非活動状態のときは、ＲＥＳＥ
Ｔコマンドを示し、すべての交換機をＩＤＬＥ状態にリ
セットさせる。

【００３７】ＲＥＪＥＣＴ：信号の流れが、ＤＡＴＡ信
号およびＶＡＬＩＤ信号と反対方向である。活動状態の
ときは、ＲＥＪＥＣＴ条件またはエラー条件が検出され
たことを示す。

【００３８】ＡＣＣＥＰＴ：信号の流れが、ＲＥＪＥＣ
Ｔ信号と同じ方向である。ロー状態のときは、メッセー
ジを受信し、正確かどうかを検査中であることを示す。
活動状態のときは、メッセージを正しく受信したことを
示す。

【００３９】図４に示すように、複数の入力ポートおよ
び出力ポートを有する、ノード用のＡＬＬＮＯＤＥ交換
装置が設けられ、Ｉ個の入力のどれをもＺ個の出力のど
れにも接続できるように、各入力ポート用の接続制御回
路と各出力ポート用のマルチプレクサ制御回路を備えて
いる。ここで、ＩおよびＺは、２以上の任意の独自の値
をとることができる。

【００４０】図４は、４×４クロスバーＡＬＬＮＯＤＥ
交換装置を示している。ここで、ＡＬＬＮＯＤＥ交換装
置１０は１方向装置である。すなわち、データは前記交
換装置１０中をその入力ポートから出力ポートへと１方
向だけに流れる。前記交換装置１０は１方向装置である
が、４×４ＡＬＬＮＯＤＥ交換装置１０を図３に示す
ように接続すると、４つのノード（１Ａ、１Ｂ、１Ｃ、
１Ｄ）間の２方向通信がサポートできる。各ノード１
Ａ、１Ｂ、１Ｃ、１Ｄは２組の１方向相互接続線を有
し、１組は交換機１０に向かい、１組は交換機１０から
くる。交換装置１０の内部の破線は、前記交換装置の機
能が、INPUT PORT 1などの入力ポートを４つの可能な出
力ポートの１つに接続することであることを示してい
る。交換装置１０は、各入力ポートに対してまったく同
じ機能を提供し、各ポートをどの未使用出力ポートにも
接続できるようにする。

【００４１】図５を参照すると、８つの交換装置１０ブ
ロックをカスケード式に連結することによって、システ
ムにおけるノードの数を増す方法が示されている。８つ
のカスケード連結された交換機を１０Ａないし１０Ｈで
表して、それらが交換装置１０の同一のコピーであっ
て、入力ポートおよび出力ポートの配線だけが異なるこ
とを示す。１６個のノードのどれも、２つの交換装置１
０ブロックを通過する接続を介して他のどのノードとも
通信できることに留意されたい。たとえば、ノード５
は、交換機１０Ｂおよび交換機１０Ｈを通過してノード
１５にメッセージを送信することができる。すべての接
続は２つの交換装置１０ブロックを通って確立されるの
で、８つの交換装置１０ブロックから成るネットワーク
を２段交換ネットワークと呼ぶ。３つの段、４つの段な
どを使用することによって、同様に交換装置１２ブロッ
クから他の多段ネットワークを構成することができる。

【００４２】図６を参照すると、ＡＬＬＮＯＤＥ交換装
置１０を通る単純なデータの流れの機能図が示されてい
る。図６では、分かりやすくするために、各入力ポー
ト、交換機内部、および各出力ポートにおける、ＶＡＬ
ＩＤ線および４本のデータ線を１本の線で示してある。
たとえば、IN PORT 1において交換機１０に入るＶＡＬ
ＩＤ線および４本のデータ線は、交換装置１０の５つの
内部機能ブロック、すなわちブロック５０Ａ、６０Ａ、
６０Ｂ、６０Ｃ、６０Ｄに向かう。ブロック５０Ａは、
４つの可能な出力ポートのうちのどれを入力ポート１と
接続するかについて判断を下す。各入力ポートからのＶ
ＡＬＩＤ線および４本のデータ線は、各出力マルチプレ
クサ・ブロック（６０Ａ、６０Ｂ、６０Ｃ、６０Ｄ）に
向かう。これによって、任意の入力ポートを任意の出力
ポートに接続することが可能になる。４つの出力マルチ
プレクサ・ブロック（６０Ａ、６０Ｂ、６０Ｃ、６０
Ｄ）はそれぞれ、４本の可能な入力ポート線の組のうち
のどれを各出力ポートに接続するかについて、各制御ブ
ロック（５０Ａ、５０Ｂ、５０Ｃ、５０Ｄ）から独自に
指令を受ける。たとえば、制御ブロック５０Ａは、入力
ポート１を出力ポート３に接続するようにマルチプレク
サ６０Ｃに指令することができる。制御ブロック５０Ｂ
は、入力ポート２を出力ポート１に接続するようにマル
チプレクサ６０Ａに指令することができる。制御ブロッ
ク５０Ｃは、入力ポート３を出力ポート２および出力ポ
ート４にマルチキャスト式に接続するようにマルチプレ
クサ６０Ｂおよび６０Ｄに指令することができる。３つ
の接続をすべて同時にまたは異なる時間に確立すること
が可能である。マルチプレクサ６０Ａないし６０Ｄが、
入力ポートから出力ポートへと１方向に信号が流れる、
交換機１２中をＶＡＬＩＤ信号およびデータ信号が移動
する接続を形成するのと同時に、マルチプレクサ６１Ｄ
およびＡＮＤゲート６３Ｄが、出力ポートから入力ポー
トへと反対方向に信号が流れる、ＲＥＪＥＣＴ信号およ
びＡＣＣＥＰＴ信号用の信号接続をそれぞれ形成する
（典型的な実施態様をブロック６１Ｄおよび６３Ｄで示
す。同様なブロックが各入力ポートに結合されてい
る）。このＲＥＪＥＣＴ信号およびＡＣＣＥＰＴ信号
は、カスケード式ネットワークにおける以後の交換機１
０の各段によってまたはＶＡＬＩＤ信号および４つのデ
ータ信号を受信し解釈する装置によって取られたアクシ
ョンの肯定フィードバック指示を交換機１０に提供す
る。ＶＡＬＩＤ信号の制御下で４つのデータ信号にわた
って交換装置１０を通って伝送される制御ヘッダまたは
ディジタル・メッセージは、指令された接続を確立でき
ない場合は任意のネットワーク段によって、またその時
点でメッセージを受信できない場合または伝送中にエラ
ーを検出した場合は受信側装置によって拒絶することが
できる。受信側装置はまた、ＡＣＣＥＰＴ信号をパルス
発信することによって、コマンドまたはメッセージが
（エラーが検出されずに）正しく到着したかどうかを確
認することができる。ＲＥＪＥＣＴ信号およびＡＣＣＥ
ＰＴ信号はデータの流れと反対方向に進むので、試みら
れた伝送が正しく受信されたかそれとも拒絶されたかに
ついての肯定指示を送信側に報告する手段となる。

【００４３】図７を参照すると、ブロック５６、５２、
５４は、交換装置１２の一部分である交換装置１４へと
またそれを通って伝送できるメッセージの形の多重線
（並列）／直列ディジタル・データを生成するための典
型的な方法を示している。交換装置１２への他の各入力
ポートでも、ブロック５６、５２、５４で提供されるの
と同様の並列／直列データ生成論理回路が使用できる。
入力データ線の各組は、４つのシフト・レジスタ５４に
よって同じクロックに対して同期化された所与の入力ポ
ートに、４本の直列データ線を提供する。シフト・レジ
スタ５４は、同一のクロッキング信号（図６の１００Ｍ
Ｈｚ）で制御される４本のデータ同期線３１をシフトす
ることによって並列／直列データを作成する。しかし、
交換装置１４の４つの異なる入力ポート・ソース（図３
の３１、３２、３３、３４）は、異なる非同期１００Ｍ
Ｈｚクロッキング信号に基づき、相互に非同期にするこ
とができる。

【００４４】交換装置１４を通って並列／直列メッセー
ジを送信するためのプロセスは、伝送すべきデータ・メ
ッセージを累積するＦＩＦＯ５６を伴う。次に伝送す
るメッセージ全体が、バッファ５２に移される。バッフ
ァ５２に格納されたメッセージは、伝送の準備としてシ
フト・レジスタ５４に移され、データ・ビット０をシフ
ト・レジスタ１の第１ビットに、データ・ビット１をシ
フト・レジスタ２の第１ビットに、データ・ビット２を
シフト・レジスタ３の第１ビットに、データ・ビット３
をシフト・レジスタ４の第１ビットに、データ・ビット
４をシフト・レジスタ１の第２ビットに等々入れること
によって、データが４つのシフト・レジスタ５４に拡散
される。そうすると、シフト・レジスタ５４は、メッセ
ージ全体が伝送されるまで並列／直列データが連続的に
流れるような形で、４つの同期データ線を介して交換装
置１４に直列データを送信し始める。交換装置１４は、
（インタフェース３１を介してシフト・レジスタ５４か
ら交換装置１４に入る直列データの最初の２クロック・
サイクルに）最初に伝送された８つのビットを使用し
て、交換装置１４を通る接続経路を選択し確立する。図
７の例では、交換装置が、インタフェース３１における
８本の個々の線がそれぞれインタフェース４２における
対応する各線に独自にかつ直接に接続されるような形
で、入力ポート１（３１）と出力ポート２（４２）の一
時的接続を確立する様子を破線で示す。

【００４５】図８を参照すると、交換装置１４の入力ポ
ートと出力ポートの典型的な直列波形が示されている。
交換機は、シフト・レジスタ５４によって送信された直
列伝送の最初の８ビットを削除し、それらを使用して、
インタフェース３１からインタフェース４２への接続な
どの接続を確立し保持する。この例における直列メッセ
ージの残り部分は、インタフェース３１からインタフェ
ース４２に直接に転送されるので、インタフェース４２
には、インタフェース３１が受信するメッセージとまっ
たく同じメッセージから最初の８ビットを削除したもの
が見える。この部分は、直列データが交換装置１４を通
過する際に発生する回線遅延だけ遅延されている。交換
装置１４は、インタフェース３１を介して入ってくる直
列データを、いかなる形でもバッファリングまたは再ク
ロックしない。交換装置１４は、インタフェース３１を
介して受信した入力波形を、最初の８ビットをはぎ取る
以外はいかなる形でも変更せず、可能なかぎり迅速に出
力インタフェース４２に反射するだけである。

【００４６】インタフェース（３１など）を介して交換
機１４の入力ポートに、進行中の転送がないことを示す
ための規約は、４本のデータ線で示される連続したＩＤ
ＬＥコマンドを発行することであり、ＶＡＬＩＤ制御線
は論理０に保持される。いずれかの入力線で論理１が検
出された場合は、ＩＤＬＥ状態から離れたことを示し、
選択および転送が開始していることを交換機に示す。同
様に、進行中のアクティブな転送がないときは、交換機
からの出力線がＩＤＬＥ状態に（すべて０に）保持され
る。

【００４７】一般に、（入力ポートから出力ポートへ
の）どの接続を確立すべきかをすべての交換機に指令す
る経路選択方式が必要である。交換装置１０の場合、経
路選択コマンドは、データが転送されるインタフェース
と同じインタフェース、すなわち各入力ポートと結合さ
れた４本のデータ線を介して交換機に伝送される。選択
情報は、指令された相互接続が確立でき、データが指令
された宛先に流れることができるように、データより前
に転送しておかなければならない。選択情報は、入力ポ
ート番号（１ないし４）を識別する必要はない。なぜな
ら、入力ポート番号は特定の入力を介して交換機に達す
るが、交換機はどの入力ポート上でデータを受信するか
をすでに知っているからである。したがって、選択情報
は、交換装置１０の４つの出力ポートのうちの接続すべ
き出力ポートの番号（１ないし４）を指定するだけでよ
い。ここで推奨される経路選択方式は、ゼロ復帰を伴う
Ｎ−１コード化である（DEAD FIELDと呼ばれる）。

【００４８】図９を参照すると、交換装置１０に制御情
報およびディジタル・データ情報を送信するための厳密
な直列ビット・パターンおよび制御信号活動化の典型的
な例が示されている。この例では、図５に示したカスケ
ード連結２段交換ネットワークを参照し、ネットワーク
を通ってノード１から交換装置１０Ａおよび１０Ｆを通
りノード７にデータを送信する。この接続を確立するに
は、入力ポート１を、第１段交換装置１０Ａの出力ポー
ト２と、第２段交換装置１０Ｆの出力ポート３に接続し
なければならない。入力ポート１に送信され、交換装置
１０Ａおよび１０Ｆにおいて所望の接続を発生させる信
号シーケンスは、図５に示されている。１および０の信
号シーケンスでは、時間が左から右へ経過するので、ク
ロック時間−２に見える値が最初に交換機１０Ａに到達
し、クロック時間−１における値が次に到達し、以下同
様である。IN1-DATA線およびIN1-VALID線の値はすべて
ゼロであり、それらの値はＩＤＬＥを示すので、時間−
２から時間−１までの間に交換機１０Ａで何も起こらな
い。クロック時間０に、IN1-VALID線が論理１になる。
これによって、入力ポート１がデータを受信することが
できるようになり、交換機１０Ａの準備が行われるが、
この時点では、交換機１０Ａで接続やアクションは発生
しない。IN1-VALID制御線は基本的に、対応する交換機
入力ポートを使用可能にする。IN1-VALIDが論理０のと
き、交換機１０Ａは接続を確立することも、入力ポート
１からデータを受信することもできない。入力ポート１
はＲＥＳＥＴに保持されている。最後に、クロック時間
１に、交換機１０Ａは、どの出力ポートに接続するかに
ついてのコマンドを受信する。このコマンドは、完全に
クロック時間１の間に受信される。

【００４９】クロック時間１に送信されたコマンド・ビ
ット・パターンは、交換機１０Ａが出力ポートへの接続
を確立するために使用する。このプロセスは、経路選択
動作と呼ばれ、完全に交換機１０Ａの内部で発生する。
このＡＬＬＮＯＤＥ交換機の発明で実施される経路選択
手法は、４つのIN1-DATA線にそれぞれ、選択すべき交換
機１０Ａの一義的出力を定義させることである。たとえ
ば、時間１に論理１になるIN1-DATA1信号は、交換機１
０Ａに出力ポート１に接続するよう指令し、IN1-DATA2
は出力ポート２への接続を指令する。この例では、クロ
ック時間１にIN1-DATA2が論理１になるので、それによ
って、交換機１０Ａは出力ポート２に接続するよう指令
を受ける。言い換えると、接続アルゴリズムは、入力ポ
ートが使用可能になった後に最初に論理１になるデータ
入力線が、その入力ポートが確立すべき接続を定義する
ということである。これは相互に排他的なプロセスであ
り、通常の場合、クロック時間１に論理１となることが
できるデータ線は１本だけである。他の３本のデータ線
は０でなければならない。選択情報の１ビットは論理１
であることが保証されるので、交換機１０Ａは、転送が
開始することを示す追加のビットを必要とせずに、伝送
の開始を認識することができることに留意されたい。交
換機１０Ａは、データ線から４つのビットを除去し、図
８の制御ブロック５０Ａの選択レジスタにそれを格納す
ることによって、指令された接続を確立する。クロック
時間１に伝送されたビットは交換機１０Ａを通過して交
換機１０Ｆに送られず、その代わり、交換機１０Ａは、
クロック時間２に対応する次の４ビットを次の交換機１
０Ｆに渡し始める。しかし、図８に示すように、選択コ
マンドに続く情報ビット（この例では、クロック時間２
に４本のデータ線によって伝送される情報ビット）は常
にすべて０でなければならない（DEAD FIELD）。その目
的については、後で説明する。

【００５０】クロック時間２に、交換機１０Ａの入力ポ
ート１から出力ポート２への接続が確立され、この接続
によって、クロック時間２に信号シーケンスが交換機１
０Ａと相互接続線を介して交換機１０Ｆの入力ポート１
に伝送される。この時点以降、交換機１０Ａは単に、後
続のデータをただちに交換機１０Ｆの入力ポート１に送
るだけである。交換機１０Ａは、その入力ポート１のイ
ンタフェースを介して交換機１０Ａに提示される他のデ
ータ・パターンを検査せず、また該データ・パターンに
対して何らアクションを取らない。交換機１０Ａは、入
力ポート１を介して受信したすべてのデータ・パターン
をただちに出力ポート２および交換機１０Ｆに渡すだけ
である。したがって、クロック時間２に、交換機１０Ａ
とそれに結合されたケーブルにおける遅延がゼロである
と仮定すると、交換機１０Ｆの入力ポート１には、ＶＡ
ＬＩＤ信号が立ち上がり、４本のデータ線上のすべてゼ
ロのDEAD FIELDが交換機１０Ｆの入力ポート１に入って
くるのが見える。このようにして、時間２に、交換機１
０Ｆの入力ポート１は、以前に時間０に交換機１０Ａの
入力ポート１が使用可能になったのと同じ方式で使用可
能になる。

【００５１】この例では、クロック時間３にIN1-DATA3
が論理１になり、それによって交換機１０Ｆは、交換機
１０Ａがクロック時間１に入力ポート１を出力ポート２
に接続するよう指令を受けたのと同様に、入力ポート１
を出力ポート３に接続するよう指令を受ける。交換機１
０Ｆは、指令された接続を確立する際、クロック時間３
にデータ線から４ビットを除去し、図５の制御ブロック
５０Ａの一部である選択レジスタにそれを格納する。ク
ロック時間３に伝送されたビットは、交換機１０Ｆを通
ってノード７に渡されず、その代わりに、交換機１０Ｆ
は、クロック時間４に対応するデータの次の４ビットを
ノード７に渡し始める。しかし、図８に示すように、選
択コマンドに続く情報ビット（この例では、クロック時
間４に４本のデータ線によって伝送される情報ビット）
は常にすべて０でなければならない（DEAD FIELD）。し
たがって、クロック時間４までに、交換機１０Ａおよび
１０Ｆは、ノード１からノード７に直接データを転送す
るための接続経路を確立し終えている。クロック時間５
までノード７にはＩＤＬＥコマンドしか見ない。ノード
７は、時間４に交換機１０ＦからのOUT3-VALID線がアク
ティブになることを知り、時間５に使用可能になってデ
ータの受信を開始する。時間５以降、ノード７は交換機
１０Ｆからの４本のOUT3-DATA線を介してノード１から
のデータを受信することができる。実際のデータが伝送
されるプロトコルは、マンチェスタ・コード化、プリア
ンブル付き８／１０ビット・コード化など通常のフォー
マットのどれでもよい。しかし、図８に示す好ましい実
施例は、時間５にすべて１の同期化フィールドと、それ
に続くＮＲＺデータ・メッセージである。このデータ・
メッセージは、転送のワード・カウント長を指定するこ
とができる。すべて１の同期化フィールドを実際のデー
タ・メッセージの接頭部として使用する目的は、受信側
ノード７が１クロック時間で送信側ノード１と同期化で
きるようにすることである。その際に、データ転送に関
与する２つのノードが、相互に非同期のクロッキング・
システムを持つが、指定された許容差の範囲内で同じ周
波数で動作するものと仮定されている。

【００５２】好ましい実施例では、クロック時間６およ
びクロック時間７に、まずメッセージのワード・カウン
ト長が送られる。ノード７は次に、長さのカウントを減
分し、転送がいつ完了するかを検出することができる。
ノード７は次に、選択されたエラー検出方式（パリテ
ィ、ＥＣＣ、またはＣＲＣ）を使用してメッセージが正
確かどうか検査することができる。メッセージを正しく
受信しなかった場合、ノード７はそれに応答して、クロ
ック時間ｎ＋１およびｎ＋２に、交換機１０Ｆに戻るＡ
ＣＣＥＰＴインタフェース線を活動化する。交換機１０
Ｆは交換機１０ＡにＡＣＣＥＰＴ指示を返し、交換機１
０Ａはこの指示をただちにノード１に返す。これは、ノ
ード１に対して、転送が首尾よく完了したことを示し、
ノード１は交換機１０ＡへのＶＡＬＩＤ線および４本の
データ線をゼロにリセットする。これによってデータ転
送は完了し、ＩＤＬＥ状態に戻る。交換機１０ＡへのIN
1-VALID入力線が時間ｎ＋３にゼロになると、交換機１
０Ａの入力ポート１は、出力ポート２への接続を切断
し、ＩＤＬＥ状態に戻る。交換機１０Ｆはただちに、IN
1-VALID入力線がゼロになるのを知り、出力ポート３へ
の接続を切断し、ＩＤＬＥ状態に戻る。したがって、わ
ずか１クロック時間で、接続を切断し、交換機がＩＤＬ
Ｅ状態に戻ることができる。伝送すべき別のメッセージ
がノード１にある場合、ノード１は次のメッセージをバ
ッファ５２およびシフト・レジスタ５４にロードし（図
７）、時間ｎ＋４にノード７またはその他のノードへの
伝送を開始することができる。唯一の制限は、ある転送
の終了を別の転送が始まる前に示すため、ノード１で生
成されるＶＡＬＩＤ信号が、最短の１クロック時間（時
間ｎ＋３）でゼロに戻らなければならないことである。

【００５３】ノード７は、ワード・カウントがクロック
時間ｎにゼロになった後に受信したメッセージ中でエラ
ーを見つけた場合、それに応答して、交換機１０Ｆに戻
る（ＡＣＣＥＰＴではなく）ＲＥＪＥＣＴインタフェー
ス線を活動化する。交換機１０Ｆは、ノード７からの着
信ＲＥＪＥＣＴ信号を使用してノード７への接続を切断
し、ＩＤＬＥ状態に戻り、交換機１０ＡにＲＥＪＥＣＴ
指示を転送する。交換機１０Ａは、接続を切断してＩＤ
ＬＥに戻った後、ただちにノード１にＲＥＪＥＣＴ指示
を返す。ノード１は次に、転送が拒絶されたことを示
し、交換機１０ＡへのＶＡＬＩＤ線および４本のデータ
線をゼロにリセットすることによってＩＤＬＥ状態に戻
る。その後、ノード１はバッファ５２からシフト・レジ
スタ５４を再ロードし、伝送を最初（クロック時間−
１）からやり直すことによって、伝送を再び試みること
ができる。再伝送は、前に拒絶された伝送と同じ経路を
介して行うことができる。ネットワークを通る代替経路
が実施されている場合は、別の経路を試みることもでき
る。同一のメッセージに対して、指定された回数のＲＥ
ＪＥＣＴが発生するなど、連続してＲＥＪＥＣＴに出会
った場合は、エラー報告機構を呼び出すことができる。

【００５４】また、ネットワーク経路におけるどの交換
機１０も、メッセージを拒絶することができる。これ
は、次の２つの場合のいずれかで可能である。

【００５５】１）ＢＵＳＹ（ビジー）−交換機がそれに
接続するよう指令を受ける出力ポートがＢＵＳＹである
（すなわち、以前に確立された接続によって出力ポート
が使用されている）場合、直前のネットワーク段または
送信側（ネットワークの第１段でＢＵＳＹを検出した場
合）に戻るＲＥＪＥＣＴ線を活動化することによって、
コマンドを発行している入力ポートにこの条件を示す。
たとえば、図８に示す例では、１０Ａがクロック時間−
２に、入力ポート４を出力ポート２に接続するコマンド
を受信していた場合、入力ポート１がクロック時間１に
出力ポート２への接続を要求したとき、その接続は活動
状態になっていたはずである。この場合、出力ポート２
はクロック時間１にＢＵＳＹであり、交換機１０Ａはノ
ード１へのIN1-REJECT線を活動化する。上述のように、
送信側は、拒絶されたメッセージがあればそれを再試行
することができる。

【００５６】同様に、交換機１０Ａにおいても首尾よく
接続を確立することができるが、クロック時間３に交換
機１０Ｆの出力ポート３がＢＵＳＹになり、それによっ
て交換機１０Ｆが交換機１０ＡにＲＥＪＥＣＴ信号を発
行することができる。それによって、交換機１０Ａは、
接続を切断してＩＤＬＥに戻った後、ただちにノード１
にＲＥＪＥＣＴを返す。

【００５７】２）同時ＣＯＮＴＥＮＴＩＯＮ（競合）−
上述のように、入力ポート４がクロック時間−２に交換
機１０Ａの出力ポート２への接続を（クロック時間１に
入力ポート１からそのコマンドが発行される前に）確立
するのでなく、複数の入力ポートがほぼ同時に同じ出力
ポートへの接続を試みることが可能である。これを、利
用可能な出力ポートに対するＣＯＮＴＥＮＴＩＯＮ（競
合）と呼ぶ。たとえば、入力ポート１と入力ポート４が
共にクロック時間１に同時にコマンドを送って、出力ポ
ート２への接続を要求したものとする。本発明では、ま
ず競合している入力ポート１および入力ポート４の両方
を出力ポート２に接続することによってこの競合を解決
する。その正味の効果は、２つの入力ポートが出力ポー
ト２に電気的に接続されることであり、出力ポート２
は、両方のソースからの信号の論理和をとる。クロック
時間２に、２つの入力ポートの論理和によってエラーが
発生することはない。なぜなら、入力ポート１上と入力
ポート４上に存在する値は同じだからである。各入力ポ
ートのＶＡＬＩＤ線は論理１であり、各入力ポートのデ
ータ線はDEAD FIELD（論理０）を含んでいる。しかし、
クロック時間３には各ソースからの信号が異なる可能性
があり、クロック時間３以降に２つの入力ポートが共に
接続されたままである場合は、エラーが発生する可能性
がある。言い換えると、交換機１０Ａは、複数の入力を
同一の出力に接続するというそれ自体が下した判断を１
サイクル時間（クロック時間２）の間に訂正する。交換
機１０Ａはクロック時間２に、複数の入力が所与の出力
に接続されていることを検出することによってこの処置
をとる。交換機１０Ａは次に、それらの複数の接続のう
ち１つを除くすべてをリセットする処置をとり、クロッ
ク時間３が発生する前にそれを行う。どの接続をリセッ
トしどの接続を維持するかの判断は、優先順位に基づい
て下される。好ましい実施例では、次のような単純な優
先順位方式が使用される。入力ポート１が競合している
場合、該ポートが接続の権利を得る。入力ポート１が競
合しておらず、入力ポート２が競合している場合は、入
力ポート２が接続の権利を得る。入力ポート１および２
が競合しておらず、入力ポート３が競合している場合
は、入力ポート３が接続の権利を得る。入力ポート４が
接続の権利を得るのは、他の入力ポートが接続を要求し
ていない場合だけである。この例に優先順位選択を適用
すると、入力ポート１は出力ポート２への接続を維持す
ることができるが、入力ポート４から出力ポート２への
接続はクロック時間２にリセットされる。その結果、Ｒ
ＥＪＥＣＴ信号が交換機１０Ａから入力ポート４に通常
の方式で発行される。

【００５８】したがって、本発明におけるDEAD FIELDの
目的は、１交換機段当たり１クロック時間で同時競合を
解決できるようにすることである。DEAD FIELDの第２の
目的は、前のクロック時間に活動状態であった選択ビッ
トを立ち下げ、直列選択データをカスケード連結された
交換機へと運ぶ４本のデータ線の両端間に存在する可能
性のあるタイミング・スキューを補償することである。
交換機に接続の確立を指令するデータ・ビットの立上り
と立下りの両方によって、非クロッキング交換機に２つ
のクロック・エッジ（立上りおよび立下り）が与えら
れ、そのとき、トリガし判断を下すことができる。これ
が、ＡＬＬＮＯＤＥ交換機で利用可能なただ２つの意志
決定時間である。

【００５９】図１０を参照すると、基本４ビット幅ＡＬ
ＬＮＯＤＥ交換機１０ｍを拡張したものが示されてい
る。交換機１０への相互接続経路をバイト幅実施態様に
拡張するために、１ポート当たりデータ線４本からデー
タ線８本に拡張してある。このバイト幅実施態様は、本
発明と併せて使用するＡＬＬＮＯＤＥ交換機の好ましい
実施例である。

【００６０】図１１には、多段相互接続ネットワーク３
０の好ましい実施例で使用されるメッセージ・フォーマ
ットが示されている。多段相互接続ネットワーク３０で
は、処理ノードによって生成されるあらゆるデータ・メ
ッセージが、ブロック５５０に示すような、２つの３２
ビット・ワードからなるメッセージ・ヘッダを持つ必要
がある。メッセージ・ヘッダのワード１は、宛先ノード
番号（ＤＩＤ値）を含み、どのノードがＶＡＬＩＤメッ
セージを受信するかと、メッセージのタイプおよびその
他のメッセージ制御パラメータとを定義するコマンド・
フィールドを定義する。メッセージ・ヘッダのワード２
は、データ・メッセージを生成する発信元ノード番号
（ＳＩＤ値）と、（２つのメッセージ・ヘッダ・ワード
を除く）実メッセージ・データのワード・カウントとを
含む。ブロック５５０に示す、データ・メッセージおよ
びヘッダの３２ビット・フォーマットは、好ましいバイ
ト幅ＡＬＬＮＯＤＥ交換機から成るネットワーク中を伝
送するために、バイト幅フォーマットに変換される。多
段相互接続ネットワーク３０中を送られるメッセージの
バイト幅内容がブロック５５２に示されている。ブロッ
ク５５２に示すように、ネットワーク・ヘッダは、宛先
フィールドから生成され、メッセージに接頭部として付
加される。ネットワーク・ヘッダは、多段相互接続ネッ
トワーク３０が、ＶＡＬＩＤメッセージを適切な宛先に
経路指定し、データの到着時に受信側ノードを同期化す
る際に使用する。多段相互接続ネットワーク３０は、Ｖ
ＡＬＩＤメッセージがネットワークが通過する際に該メ
ッセージからネットワーク・ヘッダを削除する。受信側
ノードは、着信メッセージと同期化された後にRECEIVER
SYNCフィールドを削除する。したがって、ネットワー
ク３０上を送信側ノードから受信側ノードまで実際に移
動するＶＡＬＩＤメッセージは、ブロック５５２に示す
メッセージ・フォーマットのメッセージ・ヘッダおよび
メッセージ・データの部分である。ブロック５５２のメ
ッセージ・ヘッダ部分は、ブロック５５０に示す２ワー
ド・ヘッダとまったく同じであり、多段相互接続ネット
ワーク３０上で伝送するために個々のバイトに分割され
ているだけである。ブロック５５２のメッセージ・デー
タ部分は、実メッセージのデータ・ワードであり、多段
相互接続ネットワーク３０上で伝送するために個々のバ
イトに分割されている。ブロック５５２の最後の部分は
ＣＲＣフィールドであり、最後に送信され、ＶＡＬＩＤ
メッセージが正確かどうか検査するために使用される。

【００６１】次に、多段相互接続ネットワーク３０を通
じて送られるメッセージの作成においてソフトウェアを
支援する特殊ハードウェアを提供することによってメッ
セージ転送のソフトウェア・オーバヘッド問題を軽減す
る、好ましい解決策について説明する。図１０に示すよ
うな好ましいメッセージ転送システムでは、あらゆるメ
ッセージに、メッセージの主要制御パラメータを記述し
たメッセージ・ヘッダを接頭部として付加する必要があ
る。通常、あらゆるメッセージのメッセージ・ヘッダを
個別に作成し、かつあらゆるメッセージの前にまずヘッ
ダを伝送するのは、ソフトウェアの責務である。本明細
書に開示する発明は、メッセージ・ヘッダを作成する責
務からソフトウェアを解放し、専用ハードウェアを使用
してあるタイプのメッセージについてそのジョブを従来
よりも高速かつ効率的に実行する。この特殊高速モード
をハードウェア作成メッセージ・ヘッダ（ＨＢＭ）モー
ドと呼ぶ。

【００６２】ＨＢＭモードの好ましい実施例では、図１
２のブロック図に示す機能を使ってメッセージ・ヘッダ
を作成する。ＨＢＭは、宛先フィールドを除くすべての
フィールドが一定に保持される、２つの固定ヘッダ・ワ
ードを使用するメッセージ・ヘッダと共に受信される、
すべてのデータに接頭部として使用される。ヘッダの固
定部分は、固定ワード・カウント、コマンド・フィール
ド、および固定発信元ノード・フィールドを定義するた
め、事前に初期設定され継続して再使用される入出力レ
ジスタの内容に基づいて、ハードウェアによって作成さ
れる。宛先フィールドは通常、唯一の可変ヘッダ・フィ
ールドであり、メッセージ・データ転送を開始するプロ
セッサ・バス動作のアドレス・フィールドの一部として
割り当てることができる。宛先フィールドを指定するた
めの２つの典型的な方法は次の通りである。

【表１】

【００６３】この２つの典型的な宛先アドレス割当てに
より、ＨＢＭは、５１２ノード・オプションと４０９６
ノード・オプションという２つのモードのいずれかで動
作することが可能になる。５１２モードでは、最大５１
２個の宛先ノードを指定することができ、１６ビットの
プロセッサ・バス・アドレスを使って、（入出力レジス
タによって事前に定義された）この特定のアドレス空間
が、プロセッサがハードウェアにメッセージ・ヘッダを
作成させたい場合に書き込まなければならないアドレス
空間にマップされる。追加のアドレス空間を、プロセッ
サがハードウェアにメッセージ・ヘッダを作成させたい
場合に書き込まなければならないアドレス空間として割
り当てることもできることに留意されたい。したがっ
て、ハードウェアで支援されソフトウェアで作成された
ヘッダは共存することができ、動的に混合することがで
きる。４０９６モードでは、最大４０９６個の宛先ノー
ドを指定することができ、１３ビットのプロセッサ・バ
ス・アドレスの認識が必要である。

【００６４】ＨＢＭを使用する前に、ハードウェア支援
論理機構における入出力レジスタにＨＢＭアドレス空間
定義、ＨＢＭコマンド・フィールド、ワード・カウン
ト、およびＨＢＭ使用可能制御ビットの各パラメータを
書き込むことによって、ハードウェア作成メッセージ・
ヘッダ・オプションを使用可能にしておかなければなら
ない。ハードウェア作成ヘッダは、ＨＢＭアドレス範囲
に送られるあらゆるメッセージに接頭部を付加するため
に使用され、この動作は、ＨＢＭ入出力レジスタがロー
ドされ使用可能になった後、ハードウェアによって自動
的に実行される。ＨＢＭメモリ空間に送られるあらゆる
メッセージに対して同じハードウェア作成ヘッダが連続
的に発行され、宛先フィールドだけがプロセッサ・バス
・アドレスの最下位ビットに基づいて変化する。アドレ
スの最下位７ビットは、一般に無視され、任意のワード
位置合せ値をとり、任意の順序で到着することができ
る。メッセージ・データは、アドレス順序とは無関係
に、ハードウェア作成ヘッダの接頭部によって指定され
た時間順にネットワーク上を送られる。ただし、７つの
最下位ビットがゼロと等しいアドレスは常に、新しいメ
ッセージの始めを示すためだけに使用すべきである。こ
れは、プロセッサとハードウェア支援論理機構の同期化
チェックとして機能する。「同期外れ」状態があれば検
出され、プロセッサにエラーとして報告される。

【００６５】ＨＢＭ機能を使用して、同じサイズおよび
コマンドのメッセージを非常に迅速かつ効率的に送信で
きることに留意されたい。プロセッサが主として同じサ
イズおよびタイプのメッセージを送信する場合、これは
きわめて有用である。このサイズおよびタイプでない例
外的なメッセージについては、プロセッサはソフトウェ
ア作成ヘッダを使用し、それを任意の方式でハードウェ
ア作成ヘッダと混合することができる。様々なサイズお
よびタイプのＨＢＭを送信する際の柔軟性を高めるため
に、ハードウェア支援論理機構は、それぞれ異なるサイ
ズおよびタイプを有する複数のＨＢＭチャネルを実施す
ることができる。ソフトウェアは、プロセッサ・バス上
の１６ビットの異なる高位アドレス空間の認識に基づい
て、各ＨＢＭチャネルを個別に選択することになる。

【００６６】図１２には、１つのＨＢＭチャネルの５１
２メッセージ・ヘッダ生成論理機構の典型的なレイアウ
トが示されている。プロセッサ（並列処理システムの１
つのノード）が、プロセッサ・アドレス・バス１０２お
よびデータ・バス１０４を介してＨＢＭチャネルにメッ
セージを送る。プロセッサは、メッセージを送る前に、
データ・バス１０４上で入出力アドレス・レジスタを個
別にアドレスすることによって、入出力レジスタ１１１
ないし１１５をロードする。アドレス認識ブロック１０
６は、プロセッサ・アドレス・バス１０２上に置かれた
あらゆる入出力アドレスを比較して、そのアドレスがレ
ジスタ１１０中で定義されたアドレス範囲に合致するか
どうか判定する。合致する場合、アドレス認識ブロック
１０６は合致を検出し、データ・バス１０４上で送られ
たデータを適切な入出力レジスタ１１１ないし１１５に
ロードする。入出力レジスタがロードされ、ＨＢＭがレ
ジスタ１１４を介して使用可能になると、プロセッサ
は、レジスタ１１１によって定義されたアドレス空間へ
のＨＢＭメッセージの送信を開始することができる。ア
ドレス認識ブロック１０６は次に、プロセッサ・アドレ
ス・バス１０２上に置かれたあらゆる入出力アドレスを
比較し、そのアドレスが、レジスタ１１０中で定義され
たアドレス範囲と、レジスタ１１１中で定義されたＨＢ
Ｍチャネル１用のアドレス空間のどちらに合致するかを
判定する。レジスタ１１１に合致する場合、アドレス認
識ブロック１０６は、タイミング論理ブロック１０８を
活動化することによって、ＨＢＭの処理を開始する。タ
イミング論理ブロック１０８は、図１１のハードウェア
・メッセージ・ヘッダ・ワード１が、マルチプレクサ１
２０を最初に通過し、プロセッサ・アドレス・バス１０
２によって定義された宛先フィールドとレジスタ１１２
によって定義されたコマンドおよびフィールドを含むよ
うに、マルチプレクサ１２０を制御する。次に、図１１
のハードウェア・メッセージ・ヘッダ・ワード２が、マ
ルチプレクサ１２０を通過し、レジスタ１１５によって
定義された発信元ノード・フィールドとレジスタ１１３
によって定義されたワード・カウント・フィールドを含
むようになる。最後に、バス１０４上で受信されたメッ
セージ・データ・ワードがマルチプレクサ１２０を通過
する。最終的には、ハードウェア作成メッセージ・ヘッ
ダ・ワードを接頭部として付加されたメッセージ１２５
が生成される。

【図面の簡単な説明】

【図１】高速メッセージ転送通信を生成する本発明をサ
ポートする交換ネットワークを構成するのに使用される
交換装置の好ましい実施例の概略図である。

【図２】交換ネットワークを使用して並列システムの複
数のノードを相互接続するのに使用される方法を全般的
に示す図である。

【図３】非同期的に動作し、開示された改良を提供する
ように修正することのできる、親出願の４入力４出力
（４×４）クロスバー交換装置を示す図である。

【図４】４入力４出力（４×４）クロスバー交換装置が
４つのノード間に完全な相互接続を提供するために必要
な相互接続を示す図である。

【図５】４つを越えるノードをもつ並列システムに対応
できるように、４×４非同期交換装置をカスケード式に
連結するための典型的な方法を示す図である。

【図６】ディジタル・データを転送するために最大４つ
のシステム・ノードを相互接続するための完全に並列な
交換手段を提供できるように本発明によって修正できる
４×４非同期交換装置の単純なディジタル・データ・フ
ローおよび制御経路の実施の概略ブロック図である。

【図７】４本の同期データ線上で本発明の交換装置の元
の４×４実施例に送られる並列制御情報および多重線直
列ディジタル・データ情報を生成するための典型的な方
法を示す図である。

【図８】本発明の交換装置の元の４×４実施例の１つの
入力ポートに着信するディジタル・インタフェース信号
を１つの出力ポートに経路指定するための典型的なタイ
ミング図である。

【図９】ディジタル・データをあるノードから別のノー
ドに送信する目的で、本発明の交換装置から構成される
ネットワークを通る伝送経路を選択し確立するための典
型的な方法を示す図である。

【図１０】基本４ビット幅ＡＬＬＮＯＤＥ交換機相互接
続経路をバイト幅実施態様に拡張したものを示す図であ
る。

【図１１】ソフトウェアによって生成されるフォーマッ
トならびに交換機ネットワークを通じて送信されるフォ
ーマットによる、ＡＬＬＮＯＤＥ交換機ネットワーク上
で使用される典型的なデータ・メッセージおよびメッセ
ージ・ヘッダを示す図である。

【図１２】高速メッセージ転送モードを実施するための
メッセージ・ヘッダの生成においてソフトウェアを支援
する専用ハードウェアを使用する、本発明のハードウェ
ア実施態様の詳細を示す図である。

【符号の説明】

１０交換装置２０ラッチ３０多段相互接続ネットワーク３１インタフェース５０制御ブロック５２バッファ５４シフト・レジスタ５６ＦＩＦＯ６０マルチプレクサ７０交換インタフェース

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁵ 識別記号庁内整理番号ＦＩ技術表示箇所Ｈ０４Ｌ 12/50 (72)発明者マイケル・ウェイランド・ドットソンアメリカ合衆国13901、ニューヨーク州ビンガムトン、カルガリ・レーン 19 (72)発明者ジェームズ・ウィリアム・フィーニーアメリカ合衆国13760、ニューヨーク州エンディコット、エヌ・ワイ・ルート 38ビー 384 (72)発明者ロバート・フランシス・ルシュアメリカ合衆国13850、ニューヨーク州ヴェスタル、コートランド・ドライブ 3100 (72)発明者マイケル・アンソニー・マニケットアメリカ合衆国13827、ニューヨーク州オウェゴ、ホリスター・ロード 223

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】個々の交換装置における入力ポートから出
力ポートへの接続によって複数のノードを結合するため
の複数の交換装置を有する交換機相互接続ネットワーク
手段と、並列システムのノードとして機能し、且つ前記ネットワ
ークと情報を送受信することのできる、複数のプロセッ
サおよび入出力機能要素と、データを送信するノードが送信側ノードとして機能し、
データを受信するノードが受信側ノードとして機能し、
前記データ・ネットワークを介して前記複数のノード間
で、データと前記データの接頭部であるヘッダとを有す
るデータ・メッセージを伝送するデータ・メッセージ手
段と、メッセージ・ヘッダおよびデータから成り、メッセージ
・ヘッダがデータの接頭部である、前記データ・ネット
ワークを介し前記複数のノード間で情報を伝送するため
のデータ・メッセージ手段と、１つまたは複数の前記交換装置において接続を確立し、
前記ネットワークを介して前記送信側ノードから前記受
信側ノードへの接続経路を形成するための、前記送信側
ノードによって開始される接続要求手段と、前記プロセッサ・アドレス・バス、データ・バス、およ
び前記交換機ネットワークとのインタフェースが提供さ
れたメッセージ・ヘッダ生成手段とを含むことを特徴と
する、メッセージ・ヘッダ生成装置。