JPH0659052B2 - 自己ルーテイング交換方式 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

本発明はシステムが複数の段を持つ交換ネツトワークを
含み、各段は相互接続されたスイツチノードを含み、ま
た各々のコントローラが個々のデイジタルデータユニツ
トをスイツチノードのひとつに接続し、コントローラの
各々はパケツトのひとつと回線交換情報の開始に応動し
てスイツチノードに対してアドレス信号を送信するよう
になつたシステム中での故障を検出するための複数のデ
イジタルデータユニツトからのパケツトおよび回線交換
情報を交換するための自己ルーテイング交換システムに
関する。 背景技術 バツフアなしのバンセン交換ノードを使用したような自
己ルーテイングパケツト交換ネツトワークはパケツトの
伝送の前に交換ネツトワークを通して伝送されるアドレ
ス情報によつて交換ネツトワークを通してパケツトを通
信する。このような交換ネツトワークはネツトワークの
各々の入力および出力対の間に一義的なひとつだけの経
路を有する。ひとつだけの一義的経路しか存在しないこ
との問題はネツトワークに対して不平衡なトラヒツク条
件が与えられたときと、ネツトワーク内の交換ノードの
故障の影響である。トラヒツク条件の不平衡あるいはノ
ード故障の結果によつて、ネツトワークの入出力対の与
えられた集合の間を通してパケツト伝送することができ
なくなる。保守の観点からすれば、各々の入出力対の間
でひとつの一義的経路しか存在しなければ、ネツトワー
クの任意の選択された経路を通してテストパケツトを送
ることができるから、スイツチノードの故障検出が容易
になる。 自己ルーテイングネツトワークにおける信頼性とトラヒ
ツクの問題を軽減するひとつの既知の方法はボルトベラ
ネクニユーマン社のレポート４０９３（１９７９年８
月）の“音声フアネラルシステムの開発”と題するレポ
ートに述べられている。これでは、自己ルーテイングネ
ツトワークの入力に追加のバンヤンスイツチノードを使
用して上述した問題を解決している。このレポートでは
この余分の段をネツトワークの他の段と同様にすること
を提案し、これを交換ネツトワークを通つてルーテイン
グされる各パケツトのアドレスフイールドに対してアド
レシングのための余分のビツトを用いて利用している。
交換のためのこの余分の段はネツトワークの第１のルー
テイング段の前にある。余分のアドレスビツトは交換ネ
ツトワークの外のハードウエア／ソフトウエアによつて
制御され、交換ネツトワークを通る経路を決定する。ハ
ードウエア／ソフトウエアはこのビツトを使用して故障
したあるいは大トラヒツクを受けているノードを避け
る。 本発明に従えば、この問題は１段のスイツチノードの各
々が次に続く段の交換ノードの集合に接続されており、
スイツチノードの各々はアドレス信号とマルチパス信号
の受信に応動して次に続く段のスイツチノードの集合の
部分集合のひとつを経由して経路を設定するか、あるい
はスイツチノードの各々はアドレス信号あるいはユニパ
ス信号の受信に応動してスイツチノードの集合の内の予
め定められたものを通して次に続く段に対して経路を設
定する。 発明の要約 本発明の原理はスイツチノードは外部信号に応動して受
信されたアドレスによつて指定された多数の経路のひと
つを選択して不平衡あるいは故障条件を持つている後段
のスイツチノードをバイパスし、さらに他の外部信号に
応動して受信されたアドレス情報によつて指定された予
め定められた経路を選択して、そのスイツチノードが含
まれている交換ネツトワークにおける保守ができるよう
にする。 有利なことに、スイツチノードは集合にグループ化され
ており、これが複数の段に構成されて、交換ネツトワー
クを形成する。ある段のスイツチノードの与えられた集
合はリンクを経由して前の段のスイツチノードの特定の
集合に接続されており、この集合のスイツチノードの各
々は前の段から送られたアドレス情報とマルチパス信号
に応動して次に続く段に対して複数の経路の内のひとつ
を設定し、前の段から送られたアドレス情報とユニパス
信号に応動して次に続く段に対して予め定められた経路
を設定する。 さらにスイツチノードの各々はアドレス信号の受信に応
動して集合中の他のスイツチノードに対してアドレスが
受信されたリンクがそのスイッチノードによって取り扱
われており、その集合の他のスイッチノードが指定され
たリンクに関して不動作状態に入るべきことを示すリン
ク塞り信号を伝送する。 詳細な説明 第２図は本発明の焦点である図示のパケット交換ネット
ワークを示している。第３段のセクション３のような特
定の段の中のセクション中の相互接続は、その特定の段
のすべてのセクション内のすべての相互接続を表わす。
対をなす２つのノードの間でなされる相互接続法はノー
ド１０４−０と１０４−１について詳細に例示されてい
る。理解を容易にするため、３００番台を除くすべての
符号は第１図と同じもので相互接続と交換ノード位置を
示すようにしている。トランクコントローラ２０７−０
のパケットをトランクコントローラ２０３−１に転送す
るリンクのみが第２図に例示されている。第６段を除く
第２図の各段内において、各交換ノードはマルチパス又
はユニパスかのいずれかであるデカップル導線例えばＤ
Ｃ２を経由して受信された情報に応答して多重経路ネッ
トワーク又は単一経路ネットワークのいずれかの機能を
する。もしデカップル又はユニパス信号がデカップル導
線に存在していれば、段内の各ノードは第１図に例示の
ネットワークにおけるノードと同一の機能を果す。もし
デカップル信号がデカップル導線に存在していないなら
ば、各交換ノードは別な交換ノードと対になり、ノード
対の入力の一方で受信されたパケットは交換ノード対と
関連した４つの出力のいずれかから転送され得る。 第２図の交換ネットワークを通る経路は、データ情報の
送信の前にネットワークを通してアドレス情報を転送す
るトランクコントローラ２０７−０によって設定され
る。もしデカップル信号が存在していないとすると、こ
のアドレス情報は所与の段内の交換ノードの各対により
使用され交換ノードのその対と関連する４つの出力のど
の２つが後続の段にパケットを通信するのに使用され得
るかが決定される。もしデカップル信号が存在するなら
ば、このアドレス情報はアドレス情報を受信する交換ノ
ードにより使用され受信ノードの２つの出力のどちらが
後続の段にパケットを通信するためアドレス情報により
指定されるかを決定する。もし指定出力が空きでないな
らば、パケットを後続の段に通信することはできない。
トランクコントローラは後のある時点で経路を設定する
ことを試みなければならないだろう。もし出力の両方が
空きであるならば、出力の所定のものの１つが用いられ
るが、もし１つだけの出力が利用できる場合はその出力
がパケットを後続の段に通信するために用いられる。一
度交換ネットワークを通して経路が設定されてしまう
と、経路は終了フラッグが経路の各ノードによりデータ
通信において検出される迄維持される。経路は終了フラ
ッグが受信される迄その設定が維持されるから、ネット
ワークはパケット交換伝送と回線交換伝送の両方に関し
て使用され得る。 第２図に図示するようにスイッチノードを対とするのに
使用される方法は次のように規定される（ｍはネットワ
ーク中の段の数ｎはノード番号、ｉは段番号として） 〔P_m-1・・P₂ P₁〕▲ⁿ _i▼ を第ｉ段のノードのｎの任意の２進表示であるとしよ
う。各Ｐは２進の１ビットを表わす。また 〔P_m-1・・P₂ P₁ P₀〕▲¹ _i▼ で第ｉ段のノードのリンク１の２進表示を示すノード 〔P_m-1・・P_i・・P₁〕ｎ の相手の２進表示はｉｍ／２のとき 〔P_m-1…_ｉ…P₁〕▲ⁿ _i▼ であり、ｉ＞ｍ／２のとき 〔P_m-1…P_i…_ｉ〕▲ⁿ _i▼ である。例えば、第３段のスイツチノード１０３−０は

〔０００００〕▲⁰ ₃▼ で表わされ、その相手は 〔００００〕▲⁴ ₃▼ であり、これはまた 〔００１００〕▲⁴ ₃▼ と書くことができる。 スイツチノードを対とする他の方法は次のように規定す
ることができる。ノードｎの位置とリンク番号を先に述
べたように定義しよう。 ノード 〔P_m-1…P_i…P₁〕▲ⁿ ₁▼ の相手の２進表示は、ｉ〉ｍ／２のとき であり、ｉ＞ｍ／２のとき 〔P_m-1…P_i…_１〕▲ⁿ _i▼ である。第２図に図示したパケツト交換ネツトワークの
全体の機能を説明するために、トランクコントローラ２
０７−０からトランクコントローラ２０８−１への第４
図に図示したパケツトのルーテイングについて考えよ
う。もし段のいずれもデカツプル信号を受信していない
ならば、第２図に図示したリンクは第４図に図示したパ
ケツトをトランクコントローラ２０８−１に交換するた
めに利用できる経路のすべてである。経路はトランクコ
ントローラ２０７−０によつて、まず第４図に図示した
パケツトのアドレスフィールドを送信し、入力リンク２
００−０を経由して交換ネツトワークに対して経路設定
時間の間にセットアップ信号を送信することによって設
定される。もし全ての段がデカップル信号を受信してい
るならば、トランクコントローラ２０７−０と２０８−
１との間の経路はノード１００−０、１０１−０、１０
２−０、１０３−０、１０４−０及び１０５−０を経由
してのみ設定され得る。経路の設定時間はシステムのタ
イミング発生器６５によって決定される。各スイッチノ
ードはアドレス情報と設定信号に応動して、それが受信
したアドレス情報の最上位のビットを除去する。例え
ば、第１段のスイッチノードは６ビットのアドレスビッ
トＡ０〜Ａ５の全てを受信し、Ａ５ビットを削除し、第
２段に対してビットＡ０乃至Ａ４と設定信号を再送す
る。このプロセスはアドレスフィールドと設定信号が第
６段に達して、ここでスイッチノードがＡ０だけを受信
するまで継続される。 ここで段のいずれもデカップル信号を受信していないと
きのトランクコントローラ２０７−０からトランクコン
トローラ２０８−１への経路の決定について詳細に考え
よう。スイッチノード１００−０は入力リンク２００−
０上のアドレス情報に応動してこの情報と設定信号をリ
ンク２０１−０を経由してノード１０１−０へ送るか、
あるいはケーブル３００−０、ノード１００−１および
リンク２０１−２を経由してノード１０１−１へ送る。
ノード１００−０はアドレス情報に応動して直接にリン
ク２０１−０が空きかどうかをしらべ、またリンク２０
１−２が空きかどうかをノード１００−１とケーブル３
００−０を経由して調べることによつてこの転送を実行
する。もしアドレス情報と設定信号がリンク２０１−０
を通して第２段のセクシヨン２のノード１０１−０に達
すれば、これは次にノード１０１−０を通してかあるい
はノード１０１−２とケーブル３０１−０を通して第３
段のセクシヨン４に通知することができる。同様にもし
アドレス情報と設定信号がリンク２０１−２を通してセ
クシヨン２に運ばれれば、スイツチノード１０１−１あ
るいはスイツチノード１０１−３を使用してアドレス情
報と設定信号が第３段のセクシヨン４に通知される。 第２段のセクシヨン２中のノードが一度アドレス情報の
転送に指定されると、そのノードは待ち状態に入つて、
経路がトランクコントローラ２０８−１に対して完成さ
れるのを待つことになる。この情報を受信したあと、ノ
ードは塞り状態に入り、パケツト中に終了フラグが検出
されるまでパケツトの引き続くデータ情報を選択された
出力リンクに転送する。これが一度生ずると、ノードは
空き状態になる。 以上の説明では第２図の第２段と第３段の間でアドレス
情報、設定信号およびパケツトの残りを転送するのに４
本のリンクだけが利用できることを示しており、これに
対して第１図ではパケツトがトランクコントローラ２０
７−０からトランクコントローラ２０８−１に交換ネツ
トワークを通して転送されるときに、１本のリンクしか
利用することができない。ケーブル３００−０のような
ケーブル上のパケツトの転送は双方向的であり、パケツ
トはスイツチノード１００−１がスイツチノード１００
−０にケーブル３００−０を通して転送でき、その逆も
可となつていることに注意していただきたい。 先の説明から、アドレス情報と設定信号はリンク２０２
−０、２０２−２、２０２−４、２０２−６を通して第
３段のセクシヨン４に転送され、セクシヨン４を形成す
るスイツチノード１０２−０乃至１０２−７は先に述べ
たリンクのひとつの上のアドレス情報に応動して、アド
レス情報と設定信号をリンク２０３−０、２０３−２、
２０３−４、２０３−６、２０３−８、２０３−１０、
２０３−１２あるいは２０３−１４を通して第４段に転
送することがわかる。この場合にも再び、第１図と比較
すれば、第２図の第３段はトランクコントローラ２０７
−０からトランクコントローラ２０８−１へのアドレス
情報、設定信号および引き続くパケツトを転送するのに
８個の可能な出力リンクがあるが、これに対して第１図
にはひとつのリンクしかないことになる。 第２図の残りの段、すなわち、第４、５および６は適切
な出力導体に対してパケツトをルーテイングすることに
関しており、このためにこれは単に隣接したスイツチノ
ードと対になつている。第４段の中では、ノード１０３
−０と１０３−１はリンク２０３−０、２０３−２、２
０３−８あるいは２０３−１０上のアドレス情報の受信
に応動してアドレス情報と設定信号をリンク２０４−０
および２０４−４あるいはリンク２０４−２および２０
４−６を通して、それぞれ第５段のノード１０４−０あ
るいは１０４−１に伝える。ノード１０４−０と１０４
−１はアドレス情報に応動して、アドレス情報をリンク
２０５−１あるいは２０５−３を経由してノード１０５
−１に伝える。ノード１０５−０はアドレス情報に応動
して設定信号をトランクコントローラ２０８−１に伝え
る。 トランクコントローラ２０８−１はノード１０５−０か
らの設定信号の受信に応動して確認信号をノード１０５
−０に返送する。ノード１０５−０は確認信号に応動し
て、経路設定動作の間に選択されていたリンクを経由し
て確認信号を第５段に再送する。確認信号は先に設定さ
れた経路を経由してトランクコントローラ２０７−０に
次々に伝えられる。確認信号がトランクコントローラ２
０７−０によつて受信されたとき、これは第４図に図示
されたパケツトの送信を開始する。先に選択された経路
の各ノードが先のノードから確認信号を受信したとき、
確認信号を受信したそのノードは塞り状態に入り、パケ
ツトデータに終了フラグが受信されるまでネツトワーク
を通した経路を閉塞する。もしノードが待ち状態にある
間に確認信号を受信しなければ、これは経路信号による
次の経路設定時に強制的に空き状態にされる。 一般に、第２図そのアーキテクチャを図示したｎ段のバ
ンセンネットワークでは、もし段のいずれもデカップル
信号を受信していないならばその中段で▲√▼本の代
替出力リンクが得られる。この代替出力リンクの追加さ
れた数によって、トラヒックの不平衡の問題は大幅に軽
減される。 ノード１０２−０及び１０２−４を第５図に詳細に図示
する。各ノードはリンクコントローラ５００のような２
本のリンク制御回路から成る。ノード１０２−２、１０
２−４は部分ケーブル５０４乃至５０８から成るケーブ
ル３０２−０を通して相互に通信する。リンク制御回路
はデカップル信号ＤＣ２に応答してケーブル３０２−０
上に伝送される全ての情報を無視する。リンク制御５０
０を図示する第６図及び第７図の説明で詳細に図示する
ように、各リンク制御回路は４状態、空き、設定、待ち
及び塞りを持つ。リンク制御回路が空き状態のときに
は、これはリンクを経由して受信された設定信号に応動
して設定状態に配流。設定状態ではリンク制御回路５０
０乃至５０３は部分ケーブル５０４乃至５０７を監視し
てアドレス情報を求める。もし受信されたアドレス情報
の最上位のビットが“０”であれば、リンク制御回路５
００及び５０２は“０”である最上位のビットに応動し
て、それぞれリンク２０３−０或は２０３−８を通る経
路を設定する。リンク制御回路５００は、ケーブル６６
を通して、システムのタイミング発生器６５から受信さ
れたタイミング情報を利用してリンク制御５０２とは異
なる時点でこの通信路を設定することによって、ぶつか
りを防止する。アドレス情報の最上位のビットが“１”
であれば、リンク制御回路５０１及び５０３はそれぞれ
リンク２０３−１及び２０３−９を通して通信路を設定
するように試る。そしてもし最上位ビットが“０”であ
れば、リンク制御回路５０２と５０３はリンク２０３−
０と２０３−８を通して通信路を設定するよう試る。リ
ンク制御回路が経路を設定することができるかどうか
は、接続されたリンクが空きかどうかによる。もしリン
ク制御回路が経路を設定すれば、これは次に待ち状態に
入り、そのときこれは部分ケーブルを通して受信された
アドレス情報の残りのアドレスビツトを次の段に通信し
続ける。 リンク制御回路が次の段から返送された確認信号を受信
したときに、これは塞り状態に入る。リンク制御がもし
次の設定パルスの伝送の前に確認信号を受信せず、経路
が設定されなかつたことが示されると、リンク制御は次
の設定信号によつて空き状態に入る。リンク制御回路が
一度確認信号を受信すれば、これは塞り状態に入り、終
了フラグが受信されるまで、塞り状態に留る。 ＤＣ２信号を受信しているときリンク制御回路はまた部
分ケーブル５０８を通して、それが２０２−０のような
与えられた入来リンクについて設定された経路をそのと
き持つているかを示す情報を伝える。部分ケーブル５０
８を使用して伝えられるこの情報の目的は、他のリンク
制御回路がパケツトのデータビツトをアドレス情報およ
び設定信号であるとして解釈するのを防止することであ
る。 リンク制御回路５００は第６図および第７図に詳細に図
示されている。リンク制御５０２は同一の設計である
が、リンク制御回路５０１と５０３はゲート６１６乃至
６１９の下位の入力について異なつており、これらのリ
ンク制御回路は“１”であるアドレスビツトに応動しな
いので、負の入力を持つている。 第６図および第７図に図示するように、各リンクは２本
の導体を含み、例えば、リンク２０２−０は導体６００
および６０１を有している。先に述べたように、ノード
内の４本のリンク制御回路は独立に４つの状態：空き、
設定、待ちおよび塞りの内のひとつをとる。リンク制御
回路が塞り状態のときには、各リンクの２本の導体の両
者はデータ情報をリンク制御回路に転送する機能を持
つ。塞り状態の間には、一方の導体（偶導体）はＤ０の
ようなすべての偶数のデータビツトを伝え、他方の導体
（奇導体）はＤ１のようなすべての奇のデータビツトを
伝える。しかし、空き、設定および待ち状態の間は、与
えられたリンク中のこれらの２本の導体は他の目的に使
用され、偶および奇導体として指定される。例えば、リ
ンク２０２−０の中では、導体６００はＩ００（偶導
体）として指定され、導体６０１はＩ０１（奇導体）と
して指定される。 リンク２０２−１６は導体６０２（Ｉ１０、偶導体）と
導体６０３（Ｉ１１、奇導体）から成り、リンク２０２
−８は導体６０４（Ｉ２０、偶導体）、と導体６０５
（Ｉ２１、奇導体）から成り、リンク２０２−１８は導
体６０６（Ｉ３０、偶導体）と導体６０７（Ｉ３１、奇
導体）から成る。設定状態の間では、発信トランクコン
トローラは６システムクロック信号の間偶導体に設定信
号を送信し、同じ期間の間奇導体にアドレス情報を送信
する。 第８図は経路設定時に奇導体と偶導体上を６段の間で生
ずる伝送を図示している。線８１３上に図示されるよう
に、システムクロツクは６段のスイツチノードのための
基本的タイミングを提供し、線８３０上の経路信号は経
路設定の開始を規定する。まず、トランクコントローラ
２０７−０はリンク２００−０上の奇および偶導体を通
して、それぞれスイツチノード１００−０に対して線８
００および８０１で示した情報を送る。時間８２２の間
に、ノード１００−０のアドレス検出回路は線８００上
の設定信号に応動してＡ５のアドレスビツト“０”をし
らべ、これは奇導体を通して受信され、線８０１上の第
１段の入力として示されている。スイツチノード１００
−０はこの情報に適切に応動して、奇および偶導体上で
トランク２０７から受信されたこのあとの情報が、時間
８２３からあと第２段の選択されたノードにゆくように
する。設定パルスとアドレスビツトは線８０２乃至８１
２で図示されるように各段を通して転送される。 後に詳述するように、各段において、ノードは最上位の
アドレスビツトを除去する。例えば、第１段はＡ５のア
ドレスビツトを除く。第１段でＡ５のアドレスビツトが
除去されているから、第２段の受信ノードは線８０２で
図示される設定信号の受信と同時に、線８０３上に図示
したＡ４のアドレスビツトを受信する。線８１２で図示
されるように奇および偶導体上の情報を受信した第６段
のノードは、これを時間８２４でトランクコントローラ
２０８−１に転送する。トランクコントローラ２０８−
１は設定信号に応動して、奇導体を通して確認信号を返
送する。次に確認信号は線８１５乃至８２１で図示する
ように、すべての交換段を通してトランクコントローラ
２０７−０に転送される。トランクコントローラ２０７
−０が第１段を通して確認信号を受信したとき、これは
次にパケツトデータの送信を開始する。 第６図および第７図に図示するような第５図のリンク制
御５００について、次に考えよう。リンク制御回路５０
１乃至５０３は同様の設計によるものであるが、その差
については以下の説明で明らかにする。コントローラ６
２１はリンク制御のための制御機能を実行する。アドレ
ス検出ブロック６４６は設定状態の間に及びＤＣ２信号
のない状態において動作して、接続されたリンクのひと
つから受信されたアドレスビットの発生を検出して、ノ
ードの対の他のリンク制御は、どれもその特定のリンク
についてそのときデータを交換していないことを確認す
る。アドレス検出ブロック６４６は“０”であるＤＣ２
信号を受信していると、アドレス検出ブロックはＤＣ２
信号がアンドゲート６１３と６１５の先のリンク上のア
ドレス情報への応答を不能にしているからリンク２０２
−２４と２０２−１６に受信される情報に応答しない。
更に、アドレス検出ブロック６４６はコントローラ６１
２に対して待ち状態になるように知らせるために設定状
態の終了を検出する。アドレス検出ブロック６４６はそ
れがもはや設定信号を受信していなければ、設定状態が
終了したことを判定する。 データ選択ブロック６４７は情報を選択されたリンクか
ら、リンク制御５００中の出力リンク２０３−０に転送
するのに利用される。 データ選択６４７はアドレス情報の第１ビツトが復号さ
れたあと、設定状態の間に動作し、リンク制御５００が
アドレス情報の残りと設定信号をリンク２０３−０に通
信するべきことを判定する。データ選択ブロツク６４７
はまた塞り状態の間に、情報データを選択された入力リ
ンクからリンク２０３−０に転送するように動作する。
しかし、待ち状態の間には、データ選択ブロックは不動
作であり、リンク２０３−０上にはビツトを転送しな
い。待ち状態の間には、リンク制御５００はリンク２０
３−０の導体６５２を経由して第４段から確認番号を待
つている。 フラグ検出器６３６は情報データ中の終了フラグが信号
コントローラ６２１に受信されたことに応動して空き状
態に入る。確認送信ブロック６６０はコントローラ６２
１によつて第４段から受信された確認信号を第２段に返
送するのに使用される。 上の例で述べたように、第８図の線８０４で示された情
報がリンク２０２−０の導体６００（偶導体）で受信さ
れ、第８図の線８０５上に示された情報が導体６０１
（奇導体）上で受信されているものと仮定しよう。さら
に、リンク制御回路５００は空き状態にあるものと仮定
する。リンク制御５００は時間８２５の間に導体６００
および６０１上のこの情報に応動し、リンク制御５０２
は時間８２６の間に応動する。応答時間のこの差によつ
て、リンク制御回路の間の競合が防止される。いずれか
の他のリンク制御が情報データあるいは経路設定情報に
応答しているかどうかを判定するために、アドレス検出
ブロツク６４６のゲート６０８は他の三つのリンク制御
回路からの信号を監視して、これらの回路がそのときパ
ケツトデータあるいは経路設定情報をリンク２０２−０
上に現在受信していないことを確認する。監視はラツチ
６２２に類似したラツチからケーブル５０８を経由して
ゲート６０８に転送されるリンク制御５０１、５０２お
よび５０３の状態Ｇ０ビツトに応動する。ＯＲゲート６
０８によつて実行される。もしＯＲゲート６０８の出力
が“０”であれば、これはパケツトデータあるいはノー
ド対の他のリンク制御回路の経路設定情報についてリン
クがアクテイブでないことを示す。導体６０１上のアド
レスビツトは“０”（第８図の線８０５上に示すＡ３）
であるから、ゲート６１６の出力は調停回路６２０に対
して“１”を受信する。リンク制御５０１および５０３
中のゲート６１６と同様のゲートが“１”であるアドレ
スビツトＡ３に応動する。調停回路６２０の出力Ｊ０乃
至Ｊ３はこの入力Ｋ０乃至Ｋ３に次の式で示すように応
動する。 Ｊ０＝Ｋ０ Ｊ１＝▲▼ Ｋ１ Ｊ２＝▲▼ ▲▼ Ｋ２ Ｊ３＝▲▼ ▲▼ Ｋ２ Ｋ３ 調停回路６２０はそのＫ０入力ゲート６１６上に受信さ
れた“１”に応動して導体６６１を経由してコントロー
ラ６２１に対して“１”を送信する。コントローラ６２
１は導体６６１上の“１”に応動して、空き状態を脱
し、設定状態に入り、ラツチ６２２のＧ０ビツト位置が
セツトされたとき、導体６５０を通してゲート６２３お
よび６２７に対して“１”が送信され、ゲート６２３と
６７７は出力リンク２０３−０の導体であり導体６５１
および６５２に対して、導体６００および６０１で受信
された続く情報をゲート６３１、ゲート６３２、フリツ
プフロツプ６３３およびフリツプフロツプ６３４プラス
ゲート６３５を経由して転送するように付勢される。さ
らに、ラツチ６２２にＧ０ビツトがセツトされたという
ことは、部分ケーブル５０８を通してリンク制御回路５
０１、５０２および５０３に送られて、リンク２０２−
０がリンク制御回路５００によつて選択されたことを知
らせる。 データ選択ブロツク６４７による次の情報の伝送は時刻
８２７まで継続する。この時点で、アドレス検出ブロツ
ク６４６のゲート６４５はリンク制御回路５００がもは
や導体６００上に設定信号を受信していないことを検出
し、導体６６２を経由して、コントローラ６２１に対し
てこの事実を示すために“０”信号を送出する。コント
ローラ６２１は導体６００上の“０”の受信に応動し
て、待ち状態に入る。この状態に入つたとき、コントロ
ーラ６２１はリンク制御５００を準備して第４段からの
確認信号を受信する。コントローラ６２１は遅延６７０
および導体６５３を経由してOPENd信号を送出し、これ
はゲート６３５が導体６５２に送信しないように消勢
し、またフリツプフロツプ６３７をリセツトする。 時刻８２８で第４段から確認信号が受信されたとき、フ
リツプフロツプ６３７がセツトされ、Ｑ出力はコントロ
ーラ６２１に対して導体６５４を経由して“１”を送出
する。導体６５４上の“１”に応動して、コントローラ
６２１は第２段に対して確認信号を再送して、塞り状態
に入る。コントローラ６２１はゲート６４１乃至６４４
に対して、導体６５５を経由して“１”を送ることによ
つて、第２段に対して確認信号を再送する。Ｇ０出力は
“１”であり、この事実は導体６５０に伝送されるか
ら、ゲート６４１は導体６０１を通して、確認パルスを
第２段に送る。さらに、OPENd信号はデータ選択ブロツ
ク６４７を動作して、ゲート６３５を付勢することによ
つて、データを導体６５２に送出する。 第８図の線８３０に示されるように、時刻８３２の前
に、導体６５２を経由して、リンク制御回路５００が第
４段から確認信号を受信しなければ、コントローラ６２
１はゲート６３９による経路信号の受信したとき、ＯＲ
ゲート６４０とＡＮＤゲート６３９から信号を受信によ
つて強制的に空き状態に入る。確認信号が第４段から受
信されないことの一つの理由は、トランクコントローラ
２０８−１への経路を設定することが不可能であつたと
いうことである。経路信号によつて、ＯＲゲート６４０
とＡＮＤゲート６３９を経由してコントローラ６２１を
空き状態に強制的に変えることによつて、コントローラ
６２１が無限に待ち状態に留まらないようにする。 塞り状態の間は、コントローラ６２１は導体６００およ
び６０１上を受信された引き続くデータをそれぞれ導体
６５１および６５２に転送し、一方転送されているデー
タを監視して終了フラグを検出する。フラグ検出器６３
６によつて終了フラグが検出されたとき（これは塞り信
号によつて付勢される）、この事実を示す信号がＯＲゲ
ート６４０を経由してコントローラ６２１に送信され
る。コントローラ６２１は終了フラグの表示の受信に応
動して、空き状態に入る。 第９図はコントローラ６２１と状態表を図示している。
状態表は図示のように、コントローラ６２１の全体の動
作を詳細に規定している。 トランクコントローラ２０７−０は第１０図に図示され
ている。トランクコントローラ２０７−０データ顧客か
ら受信されたデータに応動して、このデータを第２図に
図示するような交換ネツトワークに送信する。データ顧
客が伝送すべきデータを持つているときには、データ顧
客は線１０１３を経由して制御１００４に対してスター
トを送る。制御１００４はスタート信号に応動してデー
タ顧客に対して、導体１０１４を通してホールド信号を
送信し、データ顧客によつて送信された次のデータをケ
ーブル１０１２を経由し、データ同期回路１００２、並
直列変換器１００３およびデータセレクタ１００５を経
由してシフトレジスタ１００６に送る。制御１００４は
導体１０１５、１０１６および１０１７を通して適切な
信号を送ることによつてこの経路を初期化する。また制
御１００４はカウンタ１０１１をスタートして６ビツト
時間を計数し、これはシフトレジスタ１００６に転送さ
れるデータ顧客から受信される６ビツトのアドレスビツ
トに対応している。６ビツトのアドレスビツトがシフト
レジスタ１００６に記憶されたあとで、制御１００４は
導体１０１４を経由してデータ顧客に対してホールド信
号を送信する。導体１０１９上の制御１００４に対する
カウンタ１０１１による“１”の伝送によつて、制御１
００４に対して、シフトレジスタ１００６に６個のアド
レスビツトが記憶されたことが知らされる。この時点に
おいて、システムのタイミング発生器６５が経路信号を
発生するまで、制御１００４は待ち状態になる。経路信
号の受信によつて、制御１００４はデータセレクタ１０
０７と１００８を動作してその“０”入力からデータを
受理し、ゲート１００９と導体１００１を経由してシフ
トレジスタ１００６中に記憶されたアドレスビツトをデ
ータセレクタ１００８を通して、リンク２００−０に与
える。これと同時に、データセレクタ１００７はその
“０”入力を選択しているので“１”信号が導体１００
０に送出される。この信号は先に述べた設定信号であ
る。 カウンタ１０１１によつて決定されるように、６個のア
ドレスパルスが送出されたあと、制御１００４はゲート
１００９を消勢し、これはフリツプフロツプ１０１０を
付勢して、導体１００１上の確認パルスの応答を待つ。 確認パルスの受信によつて、制御１００４は導体１０１
４を経由して信号を送り、データ顧客に対してデータの
伝送を継続できることを知らせる。スタート信号の不在
に応動して、制御１００４は、導体１０２４を経由して
フラグ発生器１０２４に対して信号を送り、これによつ
てフラグ発生器１０２３はそれぞれデータセレクタ１０
０７、１００８と導体１０００、１００１を通して終了
フラグビツトを送出する。 第３図のアーキテクチヤを大規模集積回路（ＶＬＳＩ）
で利用するのに適合させるためには、第２図に図示した
アーキテクチヤにトポロジー的な変換を行なつて、スイ
ツチノードのスイツチノードのすべての対が相互に隣接
した物理的位置を占めるようにする。第２図のトポロジ
ー的変換は第１１図に図示されており、この図ではノー
ドの対が単一のエレメントとして図示されている。この
図はこれらのエレメントの番号が第３図の第１のスイツ
チノードの最下位の番号に対応するようになつている。
例えば、第２図の第３段においてはスイツチノード対１
０２−０と１０２−４は第１１図では１１０２−０とし
て示されており、第２図の第２段においてはスイツチノ
ード対１０１−１と１０１−３は第１１図で１１０１−
１として示されている。このトポジー的変換は形式的に
は次のように規定される。ネツトワークはトラヒツクを
分担する二つのスイツチノードが一体となるように変換
されているから、第２図の第ｉ段のノードに対してこの
操作を実行するシヤフリング関数Ｓｉは、リンク〔P_n-1
…P_iP_i-1…P₂P₁P₀〕の新しい位置をシヤフルしたあとで S_i〔〔P_n-1…P_i+1P_iP_i-1…P₂P₁P₀〕＝〔P_n-1…P_i+1P_i-1
…P₂P₁P_iP₀〕 となるように規定される。ここでｉ＝２、３…n/2であ
る。 S_iの逆関数をS_i ^-1とすれば S_i ^-1〔〔P_n-1…P_i+1P_iP_i-1…P₂P₁P₀〕〕＝〔P_n-1…P_i+1
P₁P_i-1…P₂P₀〕 である。 T_iを次のように定義する。 T_i〔〔P_n-1…P_i+1P_iP_i-1……P₂P₁P₀〕〕＝〔P_n-1……P
_i+1P₀P_i-1……P₂P₁P_i〕 D_iは第ｉ段のノードが第（ｉ＋１）段のノードに接続さ
れるためのリンクを規定するトポロジー的な記述規則で
あり、D_i＝T_n-iである。第２図のトポロジーでは S_i+1D_iS_i ^-1となつている。 以上の例は本発明の原理の単なる例示にすぎないことが
理解されるであろう。本発明の精神と範囲を逸脱するこ
となく、当業者には多くの他の実施例を工夫することが
できる。特に、当業者はｉ＞ｍ／２のとき（ｍはネツト
ワークの段数、ｉは段番号）、与えられた第ｉ段のセク
シヨン中のノードは任意の方法で対にできることが理解
できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来技術の自己ルーテイングパケツト交換ネツ
トワークのブロツク図； 第２図は本発明の主題であるパケツト交換ネツトワーク
のブロツク図； 第３図は図面の内のあるものを組合わせる方法を示す
図； 第４図は第２図に図示した交換ネツトワークを通しての
パケツトの設定とルーテイングの間にトランクコントロ
ーラによつて送信される情報を示す図； 第５図は第２図のスイツチノード１０２−０の詳細なブ
ロツク図； 第６図および第７図はスイツチノード１０２−０のリン
クコントローラを詳細に示す図； 第８図は第２図に図示した交換ネツトワークを直して経
路を設定する間に利用される信号を図示するタイミング
図； 第９図はスイツチノード１０２−０を通しての情報のル
ーテイングの間に第６図のリンクコントローラ６２１に
よつて実行される状態図； 第１０図は第２図のトランクコントローラ２０７−０の
ブロツク図； 第１１図は第２図に図示したネツトワークの再構成を示
すブロツク図である。 〔主要部分の符号の説明〕 ノード……１００−０ リンク……２０１−０ リンク制御回路……５００、５０１

───────────────────────────────────────────────────── 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 Ｈ０４Ｍ 11/06 7470−5Ｋ

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】システム中の故障を検出するために複数の
   デイジタルデータユニツトからのパケツトおよび回線交
   換情報を交換する自己ルーテイング交換方式であつて、
   システムは 複数の段を持ち、各段は相互接続されたスイツチノード
   を含む交換ネツトワークと； 各コントローラが個々のデイジタルデータユニツトをス
   イツチノードのひとつに接続する複数の分散したコント
   ローラを含み、 コントローラの各々はパケツトのひとつと回線交換情報
   のスタートの受信に応動してアドレス信号をスイツチノ
   ードに伝送するようになつた自己ルーテイング交換方式
   において； ある段のスイツチノードの各々は、次に続く段のスイツ
   チノードの集合に接続されており； スイツチノードの各々はアドレス信号とマルチパス信号
   の受信に応動して次に続く段のスイツチノードの集合中
   の部分集合の任意のものを通して経路を設定し； スイツチノードの各々はアドレス信号とユニパス信号の
   受信に応動して、次に続く段のスイツチノードの集合の
   内の予め定められたものを通して経路を設定する ことを特徴とする自己ルーテイング交換方式。
2. 【請求項２】特許請求の範囲第１項に記載の方式におい
   て、 スイツチノードの各々はさらに 複数のリンク制御を含み、リンク制御の各々は アドレス情報とマルチパス信号とに応動して次に続く段
   のスイツチノードの部分集合のひとつを特定するコント
   ローラと、 ノードの部分集合の内の指定されたものに対して通信要
   求信号を送信するためのデータ選択回路とを含み コントローラは通信利用不可信号に応動して空き状態に
   入り、 コントローラは通信利用不可信号に応動してその前の段
   に対して通信利用可の信号を送らない ようになつていることを特徴とする自己ルーテイング交
   換方式。
3. 【請求項３】特許請求の範囲第２項に記載の方式におい
   て、 スイツチノードの各々はさらに アドレス情報の受信に応動して、受信スイツチノードに
   接続された受信スイツチノードを含む段のスイツチノー
   ドに対して入力リンク塞り信号を送信するラツチ を含むことを特徴とする自己ルーテイング交換方式。
4. 【請求項４】特許請求の範囲第３項に記載の方式におい
   て、 アドレス情報はアドレス信号を含み、 コントローラはアドレス情報の受信に応動してアドレス
   信号の最上位のビツトを除去し、次に続く段に対して残
   りのアドレス信号を再送信する ことを特徴とする自己ルーテイング交換方式。