JPH08507623A - ノードの任意トポロジー集合体を非サイクル有向グラフに変換する方法及び装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 バス又はネットワークに沿ったノードの任意に組立てられた集合体を取り上げ且つルートノードが唯一つしかない最適化された階層ツリー構造を課すシステム及び方法を説明する。親ノードと子ノードの双方を有するノードはブランチノードと考えられ、一方、親ノードのみを有するノードはリーフノードである。物理トポロジー中のループ又はサイクルを非サイクルであり且つ有向である論理トポロジーに変更する。ノードがオンボード通信用ハードウェアを介して全ての接続ノードへ信号を発し且つ階層関係が成立するまで相応して応答するような信号方式が開発されている。サイクルは、非サイクルグラフを得るためにリンクを知的に破断することによって変更される。ルートノードとして単一のノードが確定されるまで各ノードが接続ノードに関してその親子状態を認識することにより、方向は確定される。

Description

【発明の詳細な説明】 ノードの任意トポロジー集合体を非サイクル有向グラフ に変換する方法及び装置 発明の背景 関連出願 本出願は、本出願の譲受人にそれぞれ譲渡されており且つ本出願と同時にそれ ぞれ出願された名称「Ｍｅｔｈｏｄ ａｎｄ Ａｐｐａｒａｔｕｓ ｆｏｒ Ｕ ｎｉｑｕｅ Ａｄｄｒｅｓｓ Ａｓｓｉｇｕｍｅｎｔ，Ｎｏｄｅ Ｓｅｌｆ−Ｉ ｄｅｎｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ ａｎｄ Ｔｏｐｏｌｏｇｙ Ｍａｐｐｉｎｇ ｆ ｏｒ a Ｄｉｒｅｃｔｅｄ Ａｃｙｃｌｉｃ Ｇｒａｐｈ」の出願Ｓｅｒｉａ ｌ Ｎｏ．０７／９９４，４０２、名称「Ｍｅｔｈｏｄ ａｎｄ Ａｐｐａｒａ ｔｕｓ ｆｏｒ Ａｒｂｉｔｒａｔｉｎｇ ｏｎ ａｎ Ａｃｙｃｌｉｃ Ｄｉ ｒｅｃｔｅｄ Ｇｒａｐｈ」の出願Ｓｅｒｉａｌ Ｎｏ．０７／９９４，９８３ 及び名称「Ｍｅｔｈｏｄ ａｎｄ Ａｐｐａｒａｔｕｓ ｆｏｒ Ｔｒａｎｓｆ ｏｒｍｉｎｇ ａｎ Ａｒｂｉｔｒａｒｙ Ａｃｙｃｌｉｃ Ｔｏｐｏｌｏｇｙ Ｃｏｌｌｅｃｔｉｏｎ ｏｆ Ｎｏｄｅｓ ｉｎｔｏ ａｎ Ａｃｙｃｌｉｃ Ｄｅｒｅｃｔｅｄ Ｇｒａｐｈ」の出願Ｓｅｒｉａｌ Ｎｏ．０７／９９４， １１７に関連している。発明の分野 本発明はコンピュータシステムに関する。さらに特定すれば、本発明は、コン ピュータシステムの複数の任意に組立てられた要素の間に通信方式を確立し且つ それを利用する方法及び装置に関する。背景 所定のコンピュータシステムの内部の構成要素は、それらの要素自体の間で信 号を搬送する能力を必要とする。非常に単純なシステムでは、システムの各要素 をシステムのその他の全ての部品に直接ワイヤリングさせることが可能である。 しかし、現実には、コンピュータを拡張自在にし、且つ未知の数のシステム部品 に対応するために、コンピュータ設計者はずっと以前に通信バスの概念を開発し た。 バスは、コンピュータシステム全体を通って走る１本又は複数本のワイヤなど の通信経路である。システムの各構成要素は、システム中のその他の構成要素の 各々に理論上接続されるべきバスにプラグインされるだけで良い。構成要素間に は単一の通信チャネルしか存在しえないので、各構成要素が他の構成要素と同時 に通信できないことは言うまでもない。通信バスを利用する場合、１つの構成要 素からの重要な情報部分をバスアクセスを待機しながらの係属状態に放置するこ とのない効率良い方式で他の構成要素と通信するために各構成要素がバスを使用 できるように、何らかの形態で共用構造を確定することが必要である。バス上の 構成要素がバスを共用するための方法を一般にバスアービトレーション方式とい う。 重要な情報の流れを最大にするようにバスアービトレーション方式を最適化す るという重大な要求に加えて、柔軟性をできる限り残しつつシステム遅延を最小 にするために、バス自体の物理的（及び論理的／電気的）構成を最適化でき、ま た、そのようにすべきである。 バスに付随する他の構成要素と通信するためには、各構成要素はそのバスに関 して実現された通信規約と一致する送受信回路などのハードウェアを具備しなけ ればならない。そのような通信規格の１つは、付録Ａとして添付されている表題 「Ｈｉｇｈ Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ Ｓｅｒｉａｌ Ｂｕｓ」のＩＥＥＥ規格 文書Ｐ１３９４の中に記載されている。Ｐ１３９４に記載されている規格は同じ バックプレーン上のカード、他のバックプレーン上のカード及び外部周辺機器の 間で低コストで相互接続を実行しようとするものである。 従来の技術のバス又はネットワークは、どれをどこにプラグ接続すべきかを知 ることを要求していた。たとえば、多くのコンピュータの背面には、特定の周辺 機器に対応する指定ポートがある。コンピュータの中には、マウス及びキーボー ドなどの構成要素に対してＡＤＢと呼ばれるバスを使用し、他の周辺機器に対し てはＳＣＳＩバスを使用するＭａｃｉｎｔｏｓｈのようにいくつかのバスを実現 するものもある。これらの型のバスは、ディジーチェーン要素を一体に構成する が、その接続のトポロジーは限られている。他に知られているバス／ネットワー クは、ネットワークのノードをリングとして、すなわち、動作するためには閉成 されなければならないループに配列することを要求する。最後に、星状配列、す なわち、ハブ・スポーク配列は各ノードを中央マスタに直接リンクすることを必 要としていた。従来の技術のシステムの各々には、望ましい程度の柔軟性が欠け ている。 コンピュータの要素を１つのバスに任意に取り付けることが可能であり、それ に際して、任意トポロジーをシステムにより構成要素の所定の配列を要求するこ となく機能システムに変更できることが望ましいであろうし、従って、それが本 発明の目的である。発明の概要 本発明の目的は、物理的トポロジーとは関係なく様々なシステム構成要素が通 信するための方法を最適化することにより、コンピュータシステムの性能を向上 させることである。 本発明の別の目的は、単一サイクルもしくは多重サイクルを有するアービティ ングトポロジーグラフを非サイクルグラフに変換する方法を提供することである 。 本発明の別の目的は、非サイクルグラフを非サイクル有向グラフに変換する方 法を提供することである。 本発明のさらに別の目的は、何らかの任意トポロジーグラフをコンピュータシ ステムバスとネットワークの通信方式を実現するのに有用である非サイクル有向 グラフに変換する方法を提供することである。 本発明のこれらの目的及びその他の目的は、バス又はネットワークに沿った任 意に組立てられたノードの集合体を取り上げ且つルートノードが唯一つしかない 最適化された階層ツリー構造を課するシステム及び方法により提供される。親ノ ードと子ノードの双方を有するノードはブランチノードであると考え、一方、親 ノードしかもたないノードはリーフノードである。物理的トポロジーの中のルー プ又はサイクルは、非サイクルであり且つ有向である論理的トポロジーへと変更 される。ノードがオンボード通信用ハードウェアを介して、全ての接続ノードを 信号により報知し、階層関係が成立するまで相応して応答するという信号方式が 開発されている。サイクルは非サイクルグラフを得るためにリンクを知的に破断 することによって変更される。方向は、各ノードが接続するノードに関するその 親子状態をルートノードとして単一のノードが確定されるまで認識することによ り確定される。 図面の簡単な説明 本発明の目的、特徴及び利点は以下の詳細な説明から明白になるであろう。そ の中で： 図１は、本発明に従って利用されるハードウェア層実現のブロック線図を示す 。 図２（ａ）〜図２（ｂ）は、ノードの任意の組立てられた集合体を示し、その 一方は非サイクルであり、他方は複数のサイクルを含む。 図３（ａ）は、本発明に従ったグラフ変換プロセスを受ける図２（ａ）のノー ドの任意に組立てられた集合体である。 図３（ｂ）〜図３（ｄ）は、本発明を実現するに際してのノード間の代替通信 交換を示す。 図３（ｅ）は、図２（ａ）のノードの任意に組立てられたネットワークから得 られる有向グラフを図式的に示す。 図４は、ルート競合を変更することを要求する対称グラフ配列を示す。 図５（ａ）〜図５（ｄ）は、サイクル変更手続きの様々な過程を経て処理され て行く複数のノードを示す。 図６（ａ）〜図６（ｆ）は、本発明の好ましい実施例に従ってグラフ変換手続 きを実行するためのプロセスの流れを示す。 図７は、可能な固有アドレス割当て順序を指示した非サイクル有向グラフを示 す。 発明の詳細な説明 任意のトポロジーを有するバスを利用する方法及び装置を説明する。以下の説 明中、本発明を完全に理解させるために様々なコンピュータ素子などの数多くの 特定の詳細な事項を述べる。しかしながら、そのような特定の詳細な事項がなく とも本発明を実施しうることは当業者には自明であろう。別の場合には、本発明 を無用にわかりにくくしないために周知の制御構造やコード化技法を詳細には説 明しなかった。 この詳細な説明を通して、説明に比喩による明確性を与えるために数多くの描 写用語を導入している。たとえば、所定のトポロジーの中におけるノード間の親 子関係という表現がしばしば見られる。この目的は、最終的に導出されるグラフ に至る「方向」の概念を表わすことである。以下に説明するように、任意のトポ ロジーが非サイクル有向グラフに変化されたならば、１つのノードは「ルート」 ノードとして識別されることになる。ルートノードは親ノードをもたず、ルート ノードに論理の上ですぐ隣接している全てのノードはそのルートの子ノードであ る。「ツリー」の比喩は「ブランチ（枝）」及び「リーフ（葉）」と呼ばれるノ ードを取り入れることによって完成する。 ここで説明するバスアーキテクチャは単一のコンピュータに関わる素子に関連 して説明されるのであるが、一般に、より広い範囲を有する。本発明は、バスト ポロジーを定義するに際して、装置のネットワークにおけるように一体にリンク されたノードの任意に組立てられたどのような集合体にも適用可能である。注意 しなければならない１点は、ノードと物理的コンピュータ素子とを区別する必要 があるということである。バスに常駐すべき各素子に関連して、少なくとも１つ のノード物理層制御装置がある。状況によっては、所定の１つの素子を複数のノ ードと関連させると有利であろうが、通常の場合には、バスにある装置又は素子 と、ノードとの間には１対１の対応がある。 そこで図１を参照すると、ノード１０のブロック線図が示されている。ノード を物理的にいかに実現するかは多少は任意である。本発明の好ましい実施例の実 現形態では、ノードは付録Ａとして添付したＩＥＥＥ Ｐ１３９４ ＨｉｇｈＰ ｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ Ｓｅｒｉａｌ Ｂｕｓ 通信規約に準拠するように設計さ れている。ノード１０はアービトレーション状態機械論理１１を含む。このアー ビトレーション状態論理機械論理は、ここで説明すべき技法及びアルゴリズムを 実行するためのあらゆる論理回路を取り入れている。この回路はプログラマブル ロジックアレイ（ＰＬＡ）から構成されていても良く、あるいはここで説明する 機能を実行するように独自に設計されていても良い。ノード論理により実行され るべき機能を説明したならば、当業者はむやみに説明を加えなくとも本発明を実 現することができるであろう。ノードは、その論理によって、バス初期設定、ツ リー識別、自己識別及びバスアービトレーションの機能を含む最小限のアービ トレーションプロトコルを実現するが、それら全ての機能については以下にさら に詳細に説明する。 図１に示すノード１０は送信側マルチプレクサ１２及び１３と、データ送信器 、受信器及び再同期装置１４とをさらに含む。図１に示すノードは局所ホスト１ ５に結合している。局所ホスト１５は、システム中の他の構成要素と通信するこ とが必要であるディスクドライブ、ＣＰＵ、キーボード又は他の何らかの構成要 素などの、バスに付属させたい何らかの装置であれば良い。ノード１０は通信リ ンクを介して他のノードと通信する。リンクは２つのポートの間の接続であって 、直接的、実用的な用語でいえばケーブルセグメントであるが、通常は何らかの 物理通信チャネルとして実現されれば良い。リンクは、最低でも、それが接続す る２つのポートの間に半二重通信チャネルを構成することが可能であるべきであ ろう。ポートはノードとリンクとの間のインタフェースである。本発明に従えば 、ポートはデータ及びアービトレーション信号を送受信する能力を有していなけ ればならない。ポートは、それがリンクを介して別のポートに接続しているか否 かを判定することもできなければならない。これを容易にする１つの方法は、接 続しているポートによってリンクを介して、リンクの他端にあるポートにより検 出可能であるバイアス電圧を印加させるというものである。すなわち、１つのポ ートに、他端でポートに接続していないリンク、裸リンクが付属している場合に は、そのポートは接続ポートではないと判定するのである。図１では、図示され ているノード１０は接続リンク１７，１８及び１９をそれぞれ有する３つの外部 ポート２１，２２及び２３を有する。 本発明を実現するためのノードに関わる実現規則のいくつかは、１つのノード が１つ又は複数のポートを有していて良いということである。ノードはそのポー トのいずれか１つでデータを送受信可能であるべきであろう。ノードは一度にイ ネーブルされているポートのうち唯一つのポートでデータを受信可能であり且つ 残る全てのイネーブルされたポートではこのデータを送信可能であるべきであろ う。ノードはそのポートの全てを介して信号メッセージを同時に且つ独立して送 受信可能であるべきであろう。ノードのポートごとに別個の信号トランシーバ、 エンコーダ及びデコーダが要求される。最低限の実現ノードは局所ホスト装置を 必要としない。たとえば、そのようなノードはケーブル延長として機能しても良 い。これ以降、装置及び局所ホストを無視し、バストポロジーを言うときには、 常に、ノードや様々なポートを介するバス接続に関連させて説明する。グラフ変換 図２（ａ）及び図２（ｂ）は、任意に組立てられたノードの集合体を示す。こ れ以降、ノードを単に円として示すが、ノードは、それぞれ、図１に関して説明 した素子と等価の素子を含むものと思われる。ただし、各ノードはその図に示し た３つより多い数又は少ない数の外部ポートを有していても良いということに注 意する。それぞれのノードを結合する図示されている線は、リンクを示すための 方法である。ポートは図示されていないが、暗黙のうちに、リンクとノードを接 続するインタフェースである。 ここで説明するバスアービトレーション技法は、任意のトポロジーを非サイク ル有向グラフへと変更することを要求する。任意トポロジーグラフにおいては、 ノードとリンクの集合体は１つのサイクルを形成しても良い。グラフ中の特定の ノードから始まって、リンクを２度通ることをせずにリンクとノードを通過する ことによって同じノードに戻れる場合に、サイクルは成立する。図２（ａ）は、 図示されているノードはいずれもループの中に接続していないことから、非サイ クルグラフを示している。ところが、図２（ｂ）は、境界規定ボックス２５の中 の領域が複数のサイクルを形成するノード４０〜４７の集合体を含んでいるため に非サイクルグラフではない。説明すべきバスアービトレーション技法はサイク ルが存在しないことを要求するので、ここではサイクルを変更するためのユーザ 介入の方法についてもさらに説明する。 グラフを非サイクルしないという必要条件に加えて、グラフは有向グラフでな ければならない。有向グラフは、隣接ノードの間に階層構造が成立しているよう なグラフである。当初は、ノード間に親子関係は成立していない。すなわち、た とえば、ノード３１はノード３４に対して「親ノード」であっても良く、あるい はノード３４に対して「子ノード」であっても良い。従って、所定の任意トポロ ジーグラフを取り上げて、それを非サイクル有向グラフに変換することが必要で ある。ここで説明する方法は、ノードの数、あるいはノードが物理的にどのよう にリンクしているかということとは無関係に且つリンクに沿った信号伝搬時間に は関係なく、どのような所定の任意トポロジーに対してもこの変換を実行するよ うに働く。ノード通信 まず、非サイクル任意トポロジーグラフを有向グラフに変換するプロセスを説 明する。次に、サイクル変更が要求されるケースを説明する。図３（ａ）は、ノ ードとリンクが状態ラベルを有し且つ通信される信号はグラフを有向にするため のグラフ変換プロセスを表して指示されているような図２（ａ）の任意グラフを 示す。この時点で、ノード間の信号通信を説明しておくと有益である。図３（ｂ ）は、リンク５２によって結合された２つのノード５０及び５１（以下、それぞ れノードＡと、ノードＢ）を示す。説明した通り、リンクは図１に関連して先に 説明したように各々のノードのトランシーバポートを結合する通信チャネルであ る。グラフ変換プロセスの間、ノードは隣接するノードとの間に親子関係を成立 させることが必要になる。第１のノードのポートと第２のノードのポートとの間 に少なくとも１つのリンクが接続していれば、それら２つのノードは隣接ノード であるという。図３（ｂ）〜図３（ｄ）では、変更されるべき関係はノードＢが ノードＡの親であるということであり且つノードはその関係を成立させることが 適切であると仮定する。 方向を設定するのに先立って、ノードＡがノードＢをその親として成立させる ことが適切になったとき、ノードＡはリンク５２が結合しているポートから信号 「Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｐａｒｅｎｔ」（ＹＡＭＰ）を送信する。このメッセ ージは、ノードＡがＹＡＭＰ信号を発生していることをわかり且つノードＢは受 信したメッセージがＹＡＭＰであることを理解できるのであれば、どのような形 態をとっていても良い。ＹＡＭＰ信号５３がノードＢにより受信されると、ノー ドＢは「Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｈｉｌｄ」（ＹＡＭＣ）をリンク５２を介し てノードＡへ送信することによってノードＡに応答する。ノードＡのアービトレ ーション状態機械論理１１はＹＡＭＰ信号５３の送信と、ＹＡＭＣ信号５４の受 信との間の時間遅延を追跡し続ける。測定される時間は、ノードＡとノードＢと の間の伝搬遅延の２倍を指定する。ＹＡＭＣ信号を受信すると、ノードＡは「Ｙ ｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｈｉｌｄ Ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅｄ」（ＹＡＭＣＡ） 信号５５をもって応答する。これは、ノード間の伝搬時間遅延がＹＡＭＣの送信 と、ＹＡＭＣＡの受信との間の時間遅延と等しいことをも確定する能力をノード Ｂに与える。半二重通信リンクの場合、ＹＡＭＣＡメッセージは通信チャネルを 適正に方向付けする効果をも有する。 全二重通信リンクの場合には、３つの論理メッセージＹＡＭＰ、ＹＡＭＣ及び ＹＡＭＣＡを代わりに２回の信号送信のみによって中継することができる。図３ （ｃ）にはこの状況が示されており、ノードＡは戻りＹＡＭＣ信号５７を受信す るまでＹＡＭＰ信号５６を加え続ける。ＹＡＭＣＡ信号は、論理上は、ＹＡＭＰ 信号が到着しなくなったと検出されたときにノードＢへ送信される。 説明したこの三重非同期メッセージ交換の使用により、メッセージ交換に関わ る双方のノードがリンクを介する伝搬時間遅延を確定できるようなメカニズムが 構成される。この遅延値は以下にさらに説明する競合事象を変更するとき、並び にバス性能を最適化するための正規のバスアービトレーションの間に使用される 。このパラメータの動的抽出は必須である。その代わりに、最適のバス性能は得 られなくとも最大伝搬時間遅延を演繹的に規定することができる。 ノードＡ及びＢがノードＢはノードＡの親であることを意味するメッセージを 交換した後には、リンクは有向になったと言うことができる。ノードＡはその論 理によって、リンク５２が結合しているポートを親ポート（親ノードに話し掛け る）とラベル付けし、また、ノードＢはリンク５２が結合しているポートを子ポ ート（子ノードに話し掛ける）とラベル付けする。以下に説明する方法は所定の 時点でノード及びポートに割当てられるラベルによって説明されるため、ポート が得るラベルを維持することは大切である。図３（ｄ）には速記図式表記が示さ れており、図中の方向矢印５８はノードＢがノードＡの親として設定されており 且つリンクは有向であることを指示している。方向確定 ここで図３（ａ）に戻ると共に、図６（ａ）〜図６（ｆ）のプロセスを参照し て、任意トポロジー全体を方向づけするプロセスを説明する。トポロジー変換プ ロセスの説明を助けるためには、若干多彩な定義を導入することが必要である。 第１に、「リーフ」ノードは１つのポートしか接続していないノードとして定義 される。パワーアップ後又は他のバス初期設定後に初期設定されると、直ちにノ ードはその状態をリーフノードとして認識する。「ブランチ」ノードは少なくと も２つの接続するポートを有するノードである。１つを除く全ての接続ポートを 介して、ブランチノードはＹＡＭＰ信号を受信しており且つそれに応答している 。残るポートを介して、ブランチノードはＹＡＭＰ信号を送信しており、それに より、ノードが親ノードであることを確定する。ノードは、１つの親を有してお り（ノードは親ノードを１つしかもつことができない）且つ他の全てのポートは 子ノードに接続していることを確定するまで、ブランチ状態には到達しない。ブ ランチ状態に達するのに先立って、ノードがブランチであると確定されるまでノ ードが方向の設定を不可能にするサイクルの一部である可能性は存在しているの で、ノードは「サイクル」ノードと考えられる。 グラフ変換手続きは、ステップ６０で、バス初期設定（パワーアップ又は誘導 ）のときに始まり、この時点で任意トポロジーの中のリーフノードはステップ６ １で認識し、決定ボックス６６でそれらのノードが接続するポートを唯一つしか もたないことを判定することによって、ステップ６８でそれら自身をリーフノー ドとしてラベル付けする。図３（ａ）に示すグラフにおいては、ノード３３，３ ５，３６及び３７は、初期設定後、ステップ６９で各々がＹＡＭＰ信号を唯一の 接続ポートを介して隣接するノードへ送信するリーフノードである。それらの信 号を受信するノードは、次に、ステップ７０でＹＡＭＣ信号をリーフノードへ伝 搬して戻すことにより、ＹＡＭＣＡ通信が完了したときにはそれぞれの親子ペア の間の所定のリンクについて１つの方向が確定する。ステップ７１では、各リー フノードは１つの接続ポートを親ポートとしてラベル付けし、親ノードにある各 受信ポートは子ポートとしてラベル付けされる。 当初はリーフノードでないグラフ上のノードは、初め、先に述べた理由によっ て「サイクルノード」と考えられ、サイクルノード手続き６３に従って進行する 。接続するポートのうち１つを除いて全てのポートを子ポートとしてラベル付け しているサイクルノードは、いずれも、後のステップ８５で、残ったラベル付け されていないポートからＹＡＭＰ信号を伝搬する。リンクについてその方向が設 定 されたとき、そこでサイクルノードはブランチノードとラベル付けされるように なる。すなわち、リーフノード３７がそのノード３４を親として確定した後は、 ノード３４は唯一つのラベルなしポートを有するので（ノード３７に至るリンク 接続を子ポートを介するものとしてラベル付けしている）、ノード３４はＹＡＭ Ｐ信号をノード３１へ同報通信し、その結果、ノード３４はブランチノードにな る。同様に、ノード３１がノード３３及び３４はその子ノードであると識別した ならば、ノード３１はＹＡＭＰ信号をノード３０へ同報通信する。１つのノード が決定ボックス７５でその全てのポートを介してＹＡＭＰ信号を受信していたと き、そのノードはルートノードになる。図３（ａ）で、ノード３０がノード３１ 及び３２からＹＡＭＰ信号を受信した後、そのラベルはサイクルノードからルー トノードであると変わる。図３（ａ）のグラフにおいては、必ずしもノード３０ がルートになる必要はないであろう。ツリー中のリンクのうちいくつかが長い伝 搬遅延を生じさせるのであれば、ノード３０は１つのポートでＹＡＭＰ信号を受 信しており、次に別のポートを介してＹＡＭＰ信号を送信していたかもしれない ノードのいずれもルート、さらにはリーフになって良く、リーフは適正に手続き をとる。図３（ｅ）は、図３（ａ）に示す通信信号に応答して、その結果得られ た有向グラフを示し、各ノードはラベル付けされており且つ方向は黒の矢印によ って指示されている。ルート競合 状況によっては、ルート競合状態が起こりうる。これは、たとえば、任意トポ ロジーが図４に示す任意トポロジーに対し対称の配列を有するような場合に起こ るであろう。図４に示す任意グラフでは、ノード１６０及び１６１はそれが結合 している２つのリーフノードに対して親であることをそれぞれ確定している。次 に、各ノードはＹＡＭＰ信号をほぼ同時に他方へ伝搬している。ルート競合状態 は決定ボックス８６において関連する双方のノードにより認識される。各ノード はそれを親として指定する信号を受信しており、その一方で同じ信号を同じポー トを介して送信している。競合しているノードの各々はステップ９１でＹＡＭＣ 信号によって他方に応答し、それにより、各ノードはノード間の伝搬時間の２倍 に等しい「決定時限」を確定できる。 ルート競合状態は、各ノードの各々の任意状態機械論理装置１１に組込まれて いるランダム決定メカニズムを利用することによって変更される。「決定時限」 が経過するたびに、各ノードは、ステップ９２で、再び他方へＹＡＭＰ信号を送 信すべきか否かを無作為に（５０％の確率をもって）決定する。ほぼ確実に限ら れた数のサイクルの中で、一方のノードはその一方が往復することなく他方を親 として指定することを決定する。親と指定されたほうはステップ９５でルートに なる。あるいは、ノードに所定の選択基準値を割当て、その大きいほう又は小さ いほうの値が競合事象でどちらが優勢であるかを判定するようにしても良い。「 決定時限」の動的確定は最適の性能を与えるものではあるが、本発明を実現する 上で不可欠ではない。その代わりに、このアルゴリズムを使用するどのようなバ スにおいても生じうる最悪の場合のリンク伝搬より長くありさえすれば、演繹的 に定義された「決定時限」を使用しても良い。ルート競合を変更するために使用 するのと同じ方法が、以下にさらに説明する他の競合事象を変更するためにも使 用される。ルート割当て 先に説明した通り、グラフ変換プロセスの結果はグラフ中の唯一つのノードへ のルート属性の割当てである。ルートノードは後述するバスアービトレーション 方式における最終的な決定を有し、従って、特別の優先順位時間間隔を使用せず に最大の優先順位をもってバスをアクセスすることができる。多くの場合、所定 のシステムを最適化するために、ノードが製造されるときに、もしくは動的に（ ランタイム中に）所定のノードにルート特性を割当てることが可能であるのが望 ましい。所定のバスは、等時性データ転送を要求するノードを含んでいるかもし れない。等時性データは、所定の時間に何らかの値をもつように伝送されなけれ ばならないデータである。たとえば、コンパクトディスクから発する音楽は、断 片的に転送され、必ずしも順序通りではないデータファイルとは異なり、聴取す べき順序で、大きな遅れなく転送され且つ出力される必要がある。 ルート指定に関してノードを３つのカテゴリに分類することができる。それら の指定は、製造中、装置への指定のハードワイヤリング、アービトレーション状 態機械論理のプログラミング又は決定を実行するより高いレベルのソフトウェア の使用と、その後のその決定を維持したままの再ブートの開始によって適用され れば良い。ルートを指定されるのに関してノードが割当てられうる３つの指定は ：ルートとなることを望まないノードと、ルートになりうる（なるべき）ノード と、ルートになるであろうノードである。ステップ８１及び８３では、それらの 指定を試験する。第１のカテゴリに指定されるノードは、指示されたときに直ち にグラフ変換手続きを開始する。これは、通常、バス初期設定手続きの完了の直 後である。第２のカテゴリのノードは、ステップ８４でグラフ変換手続きを開始 することを指示された後に、そのプロセスの開始を所定の長さの時間だけ遅延さ せる。この遅延によって、ノードはルートになる機会を増す。（ＹＡＭＰ信号は その遅延によりそのノードまでより伝搬しやすい。）遅延の追加にもかかわらず 、「ルートになりうる」ノードがルートと指定されることで終わらない可能性は 依然としてある。これは与えられたトポロジーと、メッセージ伝搬遅延とによっ て決まる。遅延の量は、設計中、相当に複雑なグラフを通るときの最悪の場合の 妥当な伝搬遅延より多くなるように定義できる。 ルート指定の可能性のうち第３のカテゴリに入るノードは、グラフを既に変換 し終わり且つ全てのノードはそれ自体を識別した後にルートにならなければなら ないということを認識するのみであろう。アービトレーション状態機能論理がこ の確定を実行しても良く、ホストシステムでランするソフトウェアであっても良 い。これが起こると、ルートにならなければならないノードはバスに沿った他の 全てのノードと、それが唯一のルートになろうとしていることを承諾し、以下で さらに説明する割込形バス初期設定信号を発信することによってグラフ変換プロ セスを再開する。次に、ノードは、ステップ８２で、ルートになるのを待ち、そ の全てのポートでＹＡＭＰ信号を受信するまでグラフ変換に参加せず、それによ り、そのノードは必然的にルートと指定されることになる。 ルートが確定されたならば、グラフは有向であるということができる。グラフ 上の全ての隣接ノードの間に定義された関係が存在している。サイクル変更 先に説明したグラフを有向にする手続きは非サイクルグラフについてのみ働く 。任意トポロジーの中にサイクルがあれば、ステップ８０で始まる手続きによっ て サイクルを破断しなければならない。所定のリンクが接続されていないかのよう に、これらのリンクを知的に処理することにより、上述の動作が行われる。ステ ップ７９で、所定の時間切れ周期が経過した後に、ノードが依然としてリーフ、 ブランチ又はルートではなく、サイクルノードとラベル付けされているとき、サ イクルの存在は検出される。「サイクル検出」タイミングはバス初期設定機能の 終了の直後に始まる。時間切れ周期は最悪の場合のグラフ変換プロセスの持続時 間（「ルートになりうる」ノード及び起こりうるルート競合事象に関しての遅延 時間の追加）より長くなってはならない。 あらゆるメッセージ交換は非同期事象であるので、「サイクル検出」時間切れ 事象はグラフの全てのノードに対して同時に起こる必要はない。そのため、「サ イクル検出」時間切れ事象にまだ到達していないノードがサイクル変更は進行中 であることを指示するメッセージを受信することは可能である。そのようなノー ドはそのサイクル検出時間切れ間隔を終了し、適切なサイクル変更プロセスを開 始する。 サイクル変更の方法は、グラフトポロジーに応じて、異なる繰り返しプロセス を要求することもある。本質的には、単一サイクルと多重サイクルという２種類 のサイクルがある。多重サイクルは、多重サイクルノードの定義に適合するノー ドが存在する場合に存在する。多重サイクルノードは、ＹＡＭＰ信号を受信しな かったポートが少なくとも３つ接続しているようなサイクルノードである。多重 サイクルノードは少なくとも３つの隣接サイクルノードを有する。それは少なく とも２つの明確に異なるグラフサイクルに属するか、又は少なくとも１つのグラ フサイクルと、「ルートになるであろう」指定を有する１つのノード（従って、 ＹＡＭＰ信号を伝搬しなかったノード）があるブランチとに属するかのいずれか である。それらのポートはノードによりサイクルポートとしてラベル付けされる 。サイクル変更プロセスの間には、１つのノードを多重サイクルノードと考える だけで良い。これとは対照的に、単一サイクルノードは、まだＹＡＭＰ信号を受 信していない接続ポートが２つしかないノードである。多重サイクル変更 サイクルの変更中、ステップ１００で多重サイクルノードが存在するならば、 多重サイクル変更プロセス１００を実行しなければならない。図５（ａ）は、図 ２（ｂ）に示す任意トポロジーの部分２５をさらに詳細に示す。この図の中では 、３つ以上の他のサイクルノードにリンクされている２つのノード４３及び４７ があるので、ノード４０〜４７は多重サイクルを形成する。図６（ｆ）は、多重 サイクル変更のためのプロセスの流れを示す。 サイクル検出時間切れ周期が終了すると、ステップ１０６で全ての多重サイク ルノードはそれらの全てのサイクルポートを介して、「Ｙｏｕ Ａｒｅ ＭｙＣ ｙｃｌｅ Ｐａｒｅｎｔ」を指示する信号（ＹＡＭＣＰ）を送信する。ＹＡＭＣ Ｐ信号が「Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｙｃｌｅ Ｃｈｉｌｄ」（ＹＡＭＣＣ）の メッセージを伝達する応答を発生するのであれば、ノードはステップ１０８で「 Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｙｃｌｅ Ｃｈｉｌｄ Ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅｄ」 （ＹＡＭＣＣＡ）をもって応答し、対応するポートをサイクル親ポートとラベル 付けする。 ＹＡＭＣＰ信号を送信したノードが送信ポートでＹＡＭＣＣ信号より前でＹＡ ＭＣＰ信号を受信したならば、ノード４３とノード４７との間の状況のようなサ イクル競合事象が起こっている。サイクル競合事象は、「決定時限」ごとに競合 するノードが、それぞれ、関連する２つのポートのうち一方がサイクル親ポート になる一方で、他方のポートはその状態をサイクル子ポートとして認識するまで 、ＹＡＭＣＰ信号を無作為に（５０％の確率）送信するか又は送信しないという 点で、ルート競合事象と同じ方法で変更される。単一サイクルノードは、そのポ ートの中の１つ又は複数を介してＹＡＭＣＰ信号を受信すると、ＹＡＭＣＣ信号 をもって応答し且つＹＡＭＣＣＡの戻りを待つ。これらの変換の後、ポートはサ イクル子ポートとラベル付けされる。 単一サイクルノードがその２つのサイクルポートの一方をサイクル子ポートと ラベル付けしたとき、そのノードはステップ１０９で残るサイクルポートを介し てＹＡＭＣＰ信号を搬送する。ＹＡＭＣＣ信号が妨害なく応答として受信される のであれば、ノードはＹＡＭＣＣＡを送信し且つポートをサイクル親ポートとラ ベル付けする。これに対し、ＹＡＭＣＰ信号を送信した後にその信号を受信した ノードについて競合状況が起こる場合には、ステップ１１０で、先に説明した２ つのノードの間の別の競合が変更される方式と全く同じようにサイクル競合事象 を変更する。 単一サイクルノードがそのポートの両方をサイクル子ポートとラベル付けして 終わるのであれば、ステップ１１１で、そのノードに至る２つのリンクの一方を 再び方向付けしなければならない。これは一般的な状況であり、単一サイクルノ ードがノード４１の場合と同様に論理の上で２つの多重サイクルノードの間に位 置している場合に起こる。単一サイクルノードは、演繹的に定義された基準に基 づいて、接続されている２つのサイクル子ポートのうち一方を選択し、ＹＡＭＣ Ｐ信号を送信する。競合事象は存在せず、受信側ポートはＹＡＭＣＣをもって応 答し、それに対し選択されたポートはＹＡＭＣＣＡを応答し且つサイクル子ポー トであったポートをサイクル親ポートと再ラベル付けする。サイクル変更プロセ スにおいては、どの単一サイクルノードも最終的にはサイクル子ポートとラベル 付けされるポートを唯一つしかもたない。 単一サイクルノードは、先にはサイクル親ポートとラベル付けされていたポー トを介してＹＡＭＣＰ信号を受信すると、ＹＡＭＣＣをもって応答すると共に、 ＹＡＭＣＣＡを待ち、ＹＡＭＣＣＡの時点でポートはサイクル子ポートと再ラベ ル付けされる。そこで、その単一サイクルノードの双方のサイクルポートはサイ クル子ポートとラベル付けされていることになる。次に、ノードは古いほうのサ イクル子ポートラベルを有するポートを選択し、ＹＡＭＣＰ信号を送信すること により、そのポートに至るリンクの方向を反転させる。このプロセスは、全ての 単一サイクルノードが１つのサイクル親ノードと、１つのサイクル子ノードとを 有するようになるまで続く。ポートの再ラベル付けに使用される基準は２つの規 則のうち一方に従うべきであるということを強調すべきである。単一サイクルノ ードのポートが同じ時間単位の中でサイクル子ポートとラベル付けされる場合、 どのような演繹的に定義された基準でも許容される（常にポートＹではなく、ポ ートＸを選択するなど）。ポートが異なる時点でラベル付けされているのであれ ば、再ラベル付けプロセスは最も早い時点でサイクル子ポートとラベル付けされ ていたポートを常に含むべきである。優先基準選択の方法は論理的、すなわち、 １つのノードにおけるポートのハードワイヤード順序付けといえるであろう。た とえば、各ノードはポート１をポート２より高い優先順位とし、ポート２をポー ト３より高い優先順位とし…等々としても良いであろう。ノードは１つのポート ではなく別のポートを選択する規則を必要とするだけであり且つその規則を首尾 一貫して適用することを必要とするだけである。 全ての単一サイクルノードがそれぞれ１つのサイクル親ポートと、１つの子ポ ートとを有するようになったとき、別の多重サイクルポートとの競合の結果とし て、あるいは再ラベル付けメッセージ交換の結果として、少なくとも１つの多重 サイクルノードのポートのうち少なくとも１つはサイクル子ポートとラベル付け されていることになる。グラフ中のサイクルの数に応じて、多重サイクルノード は、上記の過程の結果として得られる全てのサイクルリンクの方向を示す図５（ ｂ）のノード４３のように、サイクル子ポートとラベル付けされた２つ以上のサ イクルポートをもって終わることもある。これが起こったときには、多重サイク ルノードはそのサイクル子ポートのうち１つを除く全てを選択し、それを介して 「リンクディスエーブルド」（ＬＤ）メッセージを送信する。「リンクディスエ ーブルド完了」（ＬＤＣ）応答信号を受信すると、ポートは各々のノードにより ディスエーブル済子ポートとラベル付けされ、論理バスから除去される。サイク ルノード（単一又は多重）は、サイクル親ポートとラベル付けされているポート 中の１つでＬＤ信号を受信すると、ＬＤＣ信号をもって応答し、そのポートをデ ィスエーブル済親ポートとラベル付けし且つそのポートを論理バスから除去する 。すなわち、１本の物理ケーブルが２つのノードを接続しても、それは２つのノ ードの間の通信を目的とするリンクとして無視される。図５（ｃ）では、ノード ４２とノード４３との間又はノード４３とノード４７との間のリンクがディスエ ーブルされて、多重サイクルを単純サイクルへと変更する。どのリンクをディス エーブルすべきかを選択する方法は、伝搬再方向づけを選択するために先に説明 したように演繹的に定義されても良い。４７−４６−４５−４４−４３のチェー ンをたどるリンクの方向が反転されたならば、４３に至るリンクの２つの破断は 同様に単純サイクルをも排除したであろう。 依然としてサイクルノード属性を有しているダングリング中の「ルートになる べきであろう」ノードが存在している場合、そのノードはサイクル親メッセージ に関して先に説明したように応答する。この時点で、考慮に入れた破断リンクを 伴って残留している多重サイクルはない。図５（ｂ）に示す例に関わる上記の多 重サイクルの破断はサイクルを全く残留させないか、あるいは、全てのサイクル ノードが単一サイクルノードであるサイクルの単純サイクルを１つ残留させる。単純サイクル変更 存在している多重サイクルの変更後、単純サイクルが残留しているかもしれな い。それらは常に単純サイクルであったサイクル、あるいは多重のサイクルの破 断の結果として得られるサイクルのいずれかである。多重サイクルの破断の結果 として得られる単純サイクルから成るノードは、既に、隣接サイクルノードに関 して方向づけられている。常に単純サイクルの一部であった単純サイクルの中の ノードは、サイクルを破断できるようになる前に隣接サイクルノードに関して方 向づけられなければならない。 決定ボックス１０１でラベル付けされたサイクルポートをまだ有していない単 一サイクルノードについては、隣接サイクルノードに関して方向を確定するため にステップ１０３で次の手続きを実行すべきである。単一サイクル変更プロセス の初めに、サイクルノードは先に定義された「決定時限」と同等である期間だけ 待機する。次に、演繹的に任意に定義された基準に基づいて、サイクルノードは その２つのサイクルポートの一方でＹＡＭＣＰ信号を送信する。この結果、隣接 するサイクルノードとの何らかの競合が起こるのであれば、その競合は他の競合 を変更するための先に説明したのと全く同じ方式で変更される。ノードが独自の 送信を開始する前にＹＡＭＣＰ信号を受信すると、ノードは独自の送信を放棄し 、ＹＡＭＣＣ信号をもって応答する。応答ＹＡＭＣＣＡ信号を受信すると、ノー ドはポートをサイクル子ポートとラベル付けし、次に残るポートを介してＹＡＭ ＣＰ信号を送信する。このように、いずれかのサイクルノードが２つ以上のサイ クル親ポートをもつ時間はない。サイクルノードが２つのサイクル子ポートをも って終われば、そのノードは古いほうのラベル付けられたポートを選択し、それ をラベルなしにし且つそのポートを介してＹＡＭＣＰ信号を送信する。このプロ セスの終結時には、全てのサイクルポートはサイクル親又はサイクル子のいずれ かとラベル付けされており、それにより、ループ中のリンクに至る方向を与える 。 多重サイクル除去によって全てのサイクルが変更されるという特殊なケースが 存在することに注意すべきである。図５（ｄ）は、単一サイクルグラフがダング リング中の「ルートになるべきであろう」ノード、ノード５を有するようなこの ケースを示す。これは単一サイクルグラフであるが、ノード３はそれが多重サイ クルノードであると考え、多重サイクル変更プロセスを開始する。多重サイクル 変更プロセスの終了時には、そのサイクルは除去される。１つのノードは唯一の サイクルポートを伴って残されるため、決定ボックス１０２の試験はサイクル変 更プロセスを終了させて、そのノードはブランチノードになる。サイクル除去 図５（ｃ）は、ノード４２とノード４３との間のリンクを論理の上では存在し ないものとして表わしつつ、ノード４０〜４７を示す。ノード４３〜４７を包含 する残留有向ループも指示されている。 先の節で説明した通りに、あるいは多重サイクル変更の結果として、サイクル について方向が確定したならば、サイクルを破断するために「ルートサイクルノ ード」を識別することが必要である。ループ中の各ノードはそのサイクル親ポー トを介して２つのメッセージのうちいずれか一方を送信することを無作為に決定 する。可能なメッセージの数は少なくとも２つでなければならないが、それより 多くても良い。唯一の条件は、可能な全てのメッセージの間で順序関係を定義し 且つこの関係を全てのノードに知らせることである。それらのメッセージの内容 は識別可能であり且つ一方を他方より高い優先順位をもつものとして指定される 以外は重要ではない。例示の便宜上、これを「サイクルメッセージＡ」（ＣＭＡ ）及び「サイクルメッセージＢ」（ＣＭＢ）と記述する。各ノードはそれが無作 為に選択したメッセージを１つ又は複数の親へ送信すると共に、その子から子が 無作為に選択したメッセージを受信するか又は子が送り出しノードである場合に はその子によって送り出されたメッセージを受信する。ＣＭＢ信号を送信するこ とを選択したが、ＣＭＡ信号を受信するサイクルノードは、いずれも、それ自体 をルートサイクルノードになるための競争から排除されたと考え、それ以降、変 換をトリガしたＣＭＡメッセージを含む受信メッセージを送り出すだけである。 まだ送り出しノードではないノードによって生成され且つ送信される連続メッセ ージの間の時間遅延は、設計の時点で定義されたシステムパラメータである。そ の値は実際の実現可能サイクルを介するときの最大伝搬遅延より大きくあるべき である。 送り出しノードにならないノードは、同様に設計の時点で定義されたシステム パラメータである事前定義済の数のメッセージを出力する。この数は、このプロ セスの終了時にサイクル中の唯一つのノードが非送り出しノードのままであると いう所望のレベルの確信度をもって、確率的に保証するために十分に大きくある べきである。この残ったノードは、その後、ルートサイクルノードと考えられる 。次に、ルートサイクルノードはステップ１０４で先に説明した方式で子ポート を介してＬＤ信号を送信し、それにより、ルートサイクルノードとその子との間 のリンクを論理の上で破断する。従って、これでサイクルは破断し、全てのサイ クルが破断されたとき、グラフ全体は非サイクルである。 ルートサイクルノードがその子ノードとのリンクを破断する理由は、ルートサ イクルノードに待機中の「ルートになるべきであろう」ノードが付随していると いう可能性に対処するためである。サイクルが有向サイクルになれば、サイクル ノードは単一のサイクル子しかもたないが（待機中の「ルートになるべきであろ う」ノードの場合のように）２つ以上のサイクル親を有していても良いことに注 意すべきである。ルートになるべきであろうダングリング中の１つのノード又は ノードのチェーンはルートサイクルノードに対してサイクル親ノードであるとい う属性を有し、それに至るリンクは破断されるべきでない。ループの各々が破断 され且つサイクルが全く残留していないのであれば、先の節で説明したようなグ ラフを変換するための手続きは、グラフ全体が非サイクルであり且つ有向である ようになるまで進行しても良い。固有物理アドレスの割当て 元の任意トポロジーから非サイクル有向グラフを確定したならば、グラフの各 ノードに固有の物理アドレスを割当てることが可能である。このプロセスは、全 てのリーフノードがその単一の接続ポートを介してバス要求（ＢＲ）信号を送信 することによりバスを要求することをもって始まる。その信号を受信した親ノー ドは、その子ポートの全てからＢＲ信号を受信し終わるまで待機し、次にＢＲ信 号をその親に伝搬する。ＢＲ信号は、ルートがその子の全てからＢＲ信号を受信 し終わるまでグラフを通って伝搬する。ルートがその子ポートの全てを介してバ ス要求を受信したならば、ルートはバスを１つのポートを介して許可し且つその 残る子ポートを介してバス拒否（ＢＤ）信号を伝搬するための決定を実行する。 どのバス要求を許可すべきかを選択する方法は、先に、たとえば、ポートを左か ら右へと又はポート番号づけに基づいて選択する場合などについて説明したよう な演繹的決定であっても良い。バス許可（ＢＧ）信号はルートからそれが要求し ている子へ送信される。その要求中の子が、それ自体、その子のうち１つからバ ス要求を伝搬した親ノードである場合には、その子ノードはその子ポートの１つ を除く全てのポートを介して先に説明したのと同じ所定の方式でバス拒否信号を 送信する。最終的には１つのリーフノードがバス許可信号を受信し、そのノード はバス許可確認（ＢＧＡ）信号によって応答し、ＢＧＡ信号はルートノードへと 伝搬されて戻る。ＢＤ信号とＢＧＡ信号の伝搬は半二重通信チャネルの場合に必 要になるであろう通信リンクの方向を定める働きをする。そこで、拒否された全 てのノードは最終的にＢＧ信号を受信するノードによるアクティビティを待つ。 最終的にバスに対するアクセスを許可されるノードはアドレス割当てパケット を送信する。ノードはこのパケットをバスを介して送信し、パケットは他の全て のノードにより受信されて、それらのノードは、それぞれ、受信するアドレスパ ケットの数をカウントする。送信されるアドレスパケットは何らかの任意の情報 を有していても良い。ノードの固有物理アドレスは、ノードがアドレスパケット を送信する前にカウントしたアドレスパケットの数に基づいている。すなわち、 前もってアドレス情報は割当てられていないにもかかわらず、２つのノードが同 じ物理アドレスを獲得することはない。アドレスパケットの実際の組成は任意で あって、システムにより効率良く利用可能な何らかのビットストリームであれば 良い。物理アドレス割当てパケットを送信した後、ノードは「子ＩＤ完了」信号 （ＣＩＣ）信号を送信する。子ポートでこれを受信した親ノードは、次に、「子 識別完了確認」（ＣＩＣＡ）信号を送信し、ポートを識別済子ポートとしてラベ ル付けする。次のＢＲ信号の伝搬に応答して、自身を識別したばかりであるノー ドの親は物理アドレスパケットを送信すべき次の子を選択する。１つの親ノード の子ノードの全てが自身を識別したならば、親ノードはバスを要求し、バスを許 可したとき、その物理アドレス割当てパケットを伝搬する。この手続きは、所定 の選択基準に従って、全てのノードがカウント動作によって固有物理アドレス割 当てを確定するまで続く。図７は、左から右への事前定義済選択基準が実現され ている図３（ｅ）のグラフを示す。ノードは固有のアドレスを割当てられ、ノー ド３３は第１のアドレスを受信し、前述のように、ルートノード３０は第８の、 そして最後のアドレスを受信する。 この手続きが完了すると、グラフ中の各ノードは固有物理アドレスを有するこ とになり、そのアドレスは前もって確定されている必要はなく、システム管理又 はその他の目的のために利用されれば良い。ノードの自己識別 ノード自己識別プロセスは本質的には先に説明した物理アドレス割当て手続き と同一のルーチンに従う。各ノードがその物理アドレス割当てパケットを送信す るとき、そのパケットはノードに関連する局所ホストのＩＤ、それがどれほどの 量の電力を必要とするか、さらに、たとえば、「ソフトパワーオン」属性を支援 するか否か等々の別の情報を含んでいても良い。事実、ノード自己識別情報は、 どの情報を送信するにしても、それは固有物理アドレスを獲得するためのカウン トの基礎となることから、物理アドレス割当てパケットとして働くのである。 ノード自己識別パケットに関しては、ノードに関する特定の情報は告知してい るノードの性質によって影響を受けるノードにより「聴取」されるだけで良い。 先の場合と同様に、この手続きは全ノードがそのノード自己識別情報を送信し終 わるまで進んで行く。トポロジーマッピング トポロジーマッピングの方法は、物理アドレス割当て及びノード自己識別と同 じラインに沿って流れる。すなわち、この手続きでは、各ノードがアドレス割当 て又はノード自己識別のプロセスを経過しているとき、そのノードに、ノードが 有している子ポートの数及びディスエーブルされたポートを有しているか否かな どの全てのポートに関する情報をさらに送信する。ディスエーブルされたポート に関しては、どこからディスエーブルされるかを識別できるように、ディスエー ブルしようとしているポートの相互間に通信規約を実現することが望ましいであ ろう。従って、ポートがディスエーブルされたポートを識別するとき、ポートは それ独自のＩＤを指示する識別子並びにディスエーブルされる元になったポート ＩＤを与える。 トポロジーマッピング手続きの間に受信する全てのポートに関わるあらゆるト ポロジー情報を組立てることにより、ホスト又は何らかのソフトウェアレベルア プリケーションは変更したバストポロジーを論理的に再構成できるであろう。こ れは、リンクが予想外に故障した場合に、先にディスエーブルしたリンクがどの ノードに対しても通信チャネルの損失を阻止するように働ける冗長性を実現する ことを含む数多くの目的のために有用である。公正バスアクセスアービトレーション トポロジーマッピング、ノード自己識別又は物理アドレス割当てのルーチンが 完了したならば、バスが起動し、ラン中であると考えることができる。本発明に 従って実現される１つのアービトレーション方式は、正当なバスアクセスのアー ビトレーション方式である。バスに対するアクセスを望むとき、ノードはその親 ポートを介して（それがルートでない限り）バス要求（ＢＲ）信号を送信する。 親は、１つの子からＢＲ信号を受信すると、他の全ての子ポートを介してバス拒 否信号（ＢＤ）を送信する。そこで、親はＢＲ信号をその親を通って、その信号 がルートに到達するまで上方へと伝搬する。ルートはそれが受信する第１のＢＲ 信号に応答してバス許可信号（ＢＧ）を発行すると共に、その他の全ての子ポー トを介してＢＤ信号を送信し、ＢＤ信号は下方へと伝搬することにより、リンク の方向を定める。ＢＧ信号は要求している側のノードに到達するまでグラフを通 って下方へと伝搬し、そのノードは、次に、バス確認（ＢＡ）信号を送信し、そ れに続くのはノードがバスへ送信することを必要とした情報のパケットである。 パケットが完了したとき、全てのノードはアイドル状態に戻るか、又はアイドル 状態に入る。 ルートがバスに対するほぼ同時の要求を受信する場合、ノードのうち１つにバ スアクセスを許可するために、ルートノードに関わる所定の選択基準を使用する ことができる。これは先に説明したのと同じ所定の優先順位選択基準であっても 良い。 公正バスアクセスアービトレーションの別の一面は、親ノードがその子に対し て優先権をもつことである。すなわち、親ノードは、バスを要求するときに、Ｂ Ｄ信号をその子ポートの全てを介して送信し、次にＢＲ信号をルートに向かって 上方へと伝搬する。このメカニズムに伴って起こりうる１つの問題は、親がバス を介して送信すべき大量の情報を有している場合に、子ノードが適切なバスアク セスを獲得するのに障害を生じるかもしれないということである。従って、当該 技術では広く使用され且つ良く知られているギャップシステムが導入されている 。ノードはバスを利用した後に、再びバスを要求できるようになる前にギャップ 周期１つ分待機しなければならない。これにより、バス上におけるノードのトポ ロジー配列にかかわらず、バスに沿ったどのノードにもバスを許可される均等な 機会が与えられるのである。公正アービトレーションプロトコルを保証するため には、ギャップの長さはバスを通過するときの最悪の場合の信号伝搬遅延より大 きくなければならない。ギャップ値をあらかじめ確定して、ノード論理にハード ワイヤリングすることができるが、そのような方式は、結果として、最も極端な ケースを除くあらゆる場合においてバスを最適に近い形で利用できる。トポロジ ーマッピング能力は、グラフ変換段階の間に実行される隣接ノード間の伝搬遅延 の測定とあいまって、どの特定の実現形態に対してもバス性能を最適化する最適 公正ギャップの計算を可能にする。優先バスアービトレーション 上述の公正バスアクセスアービトレーションに従って実現されるバスアービト レーション方式においては、ルートは常にバス優先権を有していることが望まし いであろう。これが実現されるとき、ルートノードはそれ自身にいつでもバスを 許可して良い。これは、まず、ＢＤ信号をグラフ中の全てのノードを通して下方 へと送信することによって実行される。ルートに関わる優先バスアクセスは、等 時性データ転送を実行するためにルートノードが要求されるような場合に非常に 有用である。トークンパッシングバスアービトレーション 先に説明した公正バスアクセスアービトレーション方式及び優先バスアクセス アービトレーション方式の代わりに、トークンパッシングバスアービトレーショ ン方式を実現するに際して本発明を利用しても良い。比喩的にいえば、トークン パッシングバスアクセスは、バスがノード間を渡されているトークンを所有して いるときにノードはバスを介して通信して良いという概念を表わす。各ノードが サイクル中の所定のポイントでバスを受けるように、トークンはノードからノー ドへとサイクル方式で渡されて行く。本発明においては、トークンパッシングは 先に説明した物理アドレス割当てルーチンと同じ方式に従って実現される。実現 される所定の選択メカニズムを使用して、トークンをノードからノードへと渡し て行く順序を選択する。この順序は、固有アドレス割当ての順序を指示する図７ に示すような順序に類似している。各ノードは、トークンを割当てられたとき、 残るノードが聴取している間にバスに沿ってその情報パケットを伝搬する。次に 、ノードは、先に説明したような所定の順序づけ方法に基づいてトークンを次の 論理ノードに渡す。プレエンプティブバス初期設定 本発明に従って実現しうる重要な特徴は、プレエンプティブバス初期設定の概 念である。各ノードに組込まれている状態機械論理は、いくつかの条件に対して ノードからその全てのポートを介して伝搬されるべきバス初期設定（ＢＩ）信号 をトリガすることができる。ノードがバス初期設定条件を信号で報知する必要が あると確定したとき、ノードはＢＩ信号をその全てのポートを介して、全ての隣 接ノードがその信号を受信し、次に変更するように保証するのに十分な長さの時 間だけ伝搬する。そこで、ノードはその後に先に説明した手続きの中でグラフ変 換プロセスに至る開始手続きに入る。 プレエンプティブバス初期設定をトリガすることを必要にするか又は望ましく するであろういくつかの状況がある。第１に、これは予期せぬ誤りに対するノー ド応答であっても良い。加えて、ホストレベルでは、異なるノードがルート属性 、たとえば、等時性データ転送ノードを獲得すべきであることを確定しても良い 。この割当てはバス初期設定ルーチンを通して維持されるので、所望のノードは ルート指定を受信するまで変換手続きの間は待機することになる。プレエンプテ ィブバス初期設定に至る別の条件はリンクの破断であろうが、その場合、付属す る ノードについて新たな非サイクル有向グラフを計算することが必要であろう。最 後にプレエンプティブバス初期設定が起こるべき重要な状況は、周辺機器の「ホ ットアディション」と呼ばれるような、装置がネットワークに追加されるときで ある。新たな装置が接続されるポートは新たなノードの有無を検出し、システム のユーザに対しては透明であるが、たとえば、遮断と再給電の必要なく周辺機器 の増減を可能にするバス初期設定をトリガする。追加されたノードの存在を含む 新たな非サイクル有向グラフを計算する。いくつかのノードを取り除いたとき、 バス初期設定をトリガする必要はなくなる、たとえば、リーフノードを取り除い たときには、ネットワークに害はないということはありうる。しかしながら、動 作中のバスからブランチノードが指定される場合には、グラフを再構成する必要 がありそうである。 本発明を好ましい実施例によって説明したが、当業者により本発明の趣旨から 逸脱せずに様々な変形や変更を実施しうることは理解されるであろう。従って、 本発明は続く請求の範囲によって判断されるべきである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，Ｍ Ｃ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ， ＴＤ，ＴＧ)，ＡＴ，ＡＵ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ， ＣＡ，ＣＨ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，Ｈ Ｕ，ＪＰ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＧ ，ＭＮ，ＭＷ，ＮＬ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ， ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＫ，ＵＡ，ＵＺ，ＶＮ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．複数の個別の構成要素を具備し、各構成要素は少なくとも１つの外部ポー トを有する少なくとも第１の通信ノードを有し、前記複数の構成要素は複数の通 信リンクによって接続された任意トポロジーを成して相互接続されており、前記 通信リンクの各々は１対のノードを前記１対の相互接続されたノードの各々にあ る外部ポートの１つを介して結合し、前記通信ノードの各々は別のノードへの接 続を検出することができると共に、隣接ノードと共に信号を通信リンクを介して 伝搬し且つ応答することができ、前記任意に相互接続された複数の個別の構成要 素はノードの任意トポロジー集合体を構成している電子システムにあって、前記 ノードの任意トポロジー集合体を非サイクル有向グラフを特徴とする論理バスに 変換する方法において、 グラフからサイクルを除去することにより、前記ノードの任意トポロジー集合 体を非サイクルグラフに変更する過程と； 隣接ノードが通信リンクによって直接互いに結合されるノードであるように、 隣接ノード間で方向指示信号を伝搬することにより、非サイクルグラフ上のノー ドの間の関係を階層的に方向指示する過程とから成る方法。 ２．前記変更する過程は、 グラフ中の所定のノードから始まり、リンクを２度通過することなくリンク及 びノードを通過した後にそのノードに戻ることが可能である場合にサイクルが存 在するものとして、サイクルが存在するか否かを検出する過程と； １つのサイクルの一部である３つ以上の接続するリンクを有するノードがある 場合に多重サイクルが存在するものとして、多重サイクルを除去する過程と； 結果として得られるグラフが非サイクルトポロジーを有するように単一サイク ルを除去する過程とから成る請求項１記載の方法。 ３．前記検出する過程は、所定の期間が経過した後に前記複数の通信ノードの うちいくつかは隣接ノードとの階層関係を指示する方向指示信号を受信しなかっ たことを確定することから成る請求項２記載の方法。 ４．多重サイクルでは、少なくとも２つのノードが多重サイクルノードとして 特徴づけられており、多重サイクルノードは、１つのサイクルの一部である３つ 以上の接続するリンクを有するノードであって、サイクルの残るノードは単一サ イクルノードであり、多重サイクルごとに、多重サイクルを除去する過程は、 サイクル中の全ての多重サイクルノードは「Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｙｃｌ ｅ Ｐａｒｅｎｔ」（ＹＡＭＣＰ）信号を伝搬し、その信号に対し応答するノー ドは「Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｙｃｌｅ Ｃｈｉｌｄ」（ＹＡＭＣＣ）信号を 戻し、前記単一サイクルノードは、１つの隣接ノードをサイクル親ノードを識別 すると、他方の隣接ノードをサイクル子ノードとして識別するようにして、多重 サイクルのノードを階層的に方向指示し、前記方向指示する過程は、全ての単一 サイクルノードが、それぞれ、隣接ノードを１つのサイクル親ノード及び１つの サイクル子ノードとして識別し終わるまで継続し、識別した時点で前記多重サイ クルノードの少なくとも１つはサイクル子ノードと識別された隣接するノードを 有する過程と； グラフから多重サイクルを除去するように選択されたリンクを論理の上でディ スエーブルする過程とから成る請求項２記載の方法。 ５．前記論理の上でディスエーブルする過程は、前記隣接サイクル子ノードに 対してサイクル子ノードと識別される隣接ノードを有する多重サイクルノードか ら「リンクディスエーブルド」（ＬＤ）信号を伝搬する過程から成り、前記隣接 サイクル子ノードは「リンクディスエーブルド完了」（ＬＤＣ）信号をもって応 答し、その時点で、２つの関連するノードの間のリンクは変更すべき論理バスに は存在しないものとして処理される請求項４記載の方法。 ６．前記方向指示する過程は、互いに親ノードとして識別しようとする隣接ノ ードの間のコンフリクトを、コンフリクト中のノードの一方が他方に関して親ノ ード状態を得るまでそれらのノードに他方のノードを周期的に無作為に親ノード と識別させる又は識別させないことによって変更する過程をさらに含む請求項４ 記載の方法。 ７．単一サイクルを除去する前記過程は、単一サイクルごとに、 単一サイクル中の各ノードがその２つの隣接ノードの一方をサイクル親ノード として識別し且つ他方の隣接ノードをサイクル子ノードとして識別しているよう に、多重サイクルを変更する結果としてサイクルのリンクが先に方向指示されて いなければ、リンクを方向づけする過程と； 論理の上でディスエーブルすべきサイクル中の１つの通信リンクを選択する過 程と； 選択された通信リンクを論理の上でディスエーブルする過程とから成る請求項 ２記載の方法。 ８．論理の上でディスエーブルすべき１つのリンクを選択する前記過程は、 ルートサイクルノードになるべきサイクルの１つのノードを確定する過程と； ルートサイクルノードからその隣接ノードの一方へＬＤ信号を伝搬する過程と ； ルートサイクルノードとその隣接ノードのうち前記一方との間のリンクを変更 すべき論理バスから論理の上で除去する過程とから成る請求項７記載の方法。 ９．ルートサイクルノードとなるべき１つのノードを確定する前記過程は、 ルートサイクルノードになるための競合に唯一つのノードが残るまで、 各ノードがそのサイクル親ノードと識別された隣接ノードへ、無作為に確定 されている第１の優先信号又は第２の優先信号を伝搬する過程と； 前記第２の優先信号を伝搬することを選択した前記ノードの各々はそれ自体 をルートサイクルノードになるための競合から排除し、その後、そのサイクル子 ノードからその親ノードへ受信した前記第１の優先信号又は第２の優先信号のい ずれかを送り出す過程とを繰り返す過程から成る請求項８記載の方法。 １０．非サイクルグラフ上のノードの間の関係を階層的に方向づける前記過程 は、 全ての隣接ノードの間に親子関係を成立させる過程と； グラフ上の１つのノードをルートノードと指定し、他の全てのノードはグラフ 上に隣接ノードを１つしかもたないノードとして特徴づけられるリーフノード又 はブランチノードのいずれかである過程とから成る請求項１記載の方法。 １１．隣接ノードの間に親子関係を成立させる過程は、 各リーフノードから「Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｐａｒｅｎｔ」（ＹＡＭＰ）信 号をその唯一の隣接ノードへ伝搬し、前記ＹＡＭＰ信号に応答して、前記隣接ノ ードは前記隣接するリーフノードへ「Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｈｉｌｄ」（Ｙ ＡＭＣ）信号を伝搬し、それにより、各リーフノードとその隣接ノードとの間に 親子関係を成立させる過程と； 各ブランチノードは、その隣接ノードのうち１つを除く全てのノードからのＹ ＡＭＰ信号を受信し且つ確認すると、ＹＡＭＰ信号を残っている隣接ノードへ伝 搬し、全てのブランチノードが１つのブランチノードをもつ隣接ノードへ前記Ｙ ＡＭＰ信号を伝搬し終わるまでその過程を継続し、全ての隣接ノードからＹＡＭ Ｂ信号を最後に受信することになるノードがグラフのルートノードになる状態を 獲得する過程とから成る請求項１０記載の方法。 １２．互いに親ノードとして識別しようとする隣接ノードの間のルート競合を 、コンフリクトしているノードの一方が他方に関して親ノード状態を獲得し、そ のノードがルートノードとなるまで、コンフリクトしているノードに他方を周期 的に無作為に識別させるか又は識別させないことによって変更する過程をさらに 含む請求項１１記載の方法。 １３．１つのノードを「ルートになるべきであろう」ノードとして指定する過 程をさらに含み、前記ノードは前記ＹＡＭＰ信号を隣接ノードへ伝搬する前に所 定の期間だけ待機し、それにより、そのノードがルートノードになるという結果 に終わる機会を増す請求項１１記載の方法。 １４．１つのノードを「ルートにならなければならない」ノードとして指定す る過程をさらに含み、前記ノードはどの隣接ノードへも前記ＹＡＭＰ信号を伝搬 せず、それにより、前記ノードを確実にルートノードにさせる請求項１１記載の 方法。 １５．複数の通信リンクによって相互接続されている複数の構成要素を具備し 、前記複数の構成要素の各々は前記通信リンクを結合しうる少なくとも第１のポ ートをもつ通信ノードを有し、前記相互接続された複数の構成要素はノードの任 意トポロジーを形成しているコンピュータシステムでの前記任意トポロジーを非 サイクルグラフに変換する方法において、 グラフ中の所定の１つのノードから始めて、どのリンクも２度通過することな くリンク及びノードを通過した後にそのノードに戻ることが可能である場合にサ イクルは存在するものとして、任意トポロジーの中にサイクルが存在するか否か を検出する過程と； １つのサイクルの一部である３つ以上の接続されたリンクを有するノードが存 在する場合に多重サイクルが存在するものとして、多重サイクルをいずれも除去 する過程と； 単一サイクルをいずれも除去し、それにより、その結果得られるグラフは非サ イクルトポロジーを有するようになる過程とから成る方法。 １６．前記検出する過程は、所定の期間が経過した後に、前記複数の通信ノー ドのうちいくつかが隣接ノードとの階層関係を指示する方向指示信号を受信しな かったことを確定することから成る請求項１５記載の方法。 １７．多重サイクルでは、少なくとも２つのノードが多重サイクルノードとし て特徴づけられており、それらは１つのサイクルの一部である３つ以上の接続さ れたリンクを有するノードであり、サイクルの残りのノードは単一サイクルノー ドであり、多重サイクルを除去する過程は、多重サイクルごとに、 サイクル中の全ての多重サイクルノードが「Ｙｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｙｃｌ ｅ Ｐａｒｅｎｔ」（ＹＡＭＣＰ）信号を伝搬し、それに応答するノードは「Ｙ ｏｕ Ａｒｅ Ｍｙ Ｃｙｃｌｅ Ｃｈｉｌｄ」（ＹＡＭＣＣ）信号を戻し、前 記単一サイクルノードは、一方の隣接ノードをサイクル親ノードと識別すると、 その他方の隣接ノードをサイクル子ノードとして識別し、全ての単一サイクルノ ードがそれぞれ１つのサイクル親ノード及び１つのサイクル子ノードと識別され た隣接ノードを有するようになるまでその過程を継続し、識別した時点で前記多 重サイクルノードのうち少なくとも１つはサイクル子ノードとして識別される隣 接ノードを有するようにして、多重サイクルのノードを階層的に方向指示する過 程と； 多重サイクルをグラフから除去するように選択されたリンクを論理の上でディ スエーブルする過程とから成る請求項１５記載の方法。 １８．前記論理の上でディスエーブルする過程は、サイクル子ノードと識別さ れる隣接ノードを有する多重サイクルノードから前記隣接サイクル子ノードへ「 リンクディスエーブルド」（ＬＤ）信号を伝搬する過程から成り、前記隣接サイ クル子ノードは「リンクディスエーブルド完了」（ＬＤＣ）信号をもって応答し 、 その時点で２つの関連するノードの間のリンクは変更すべき論理バスには存在し ないものとして処理される請求項１７記載の方法。 １９．前記方向指示する過程は、互いを親ノードを識別しようとする隣接ノー ドの間のコンフリクトを、コンフリクトしているノードの一方が他方に関して親 ノード状態を獲得するまでコンフリクトしているノードに他方のノードを周期的 に無作為に親ノードとして識別させるか又は識別させないことによって変更する 過程から成る請求項１７記載の方法。 ２０．単一サイクルを除去する前記過程は、単一サイクルごとに、 単一サイクルの中の各ノードがその２つの隣接ノードの一方をサイクル親ノー ドとして識別し且つ他方の隣接ノードをサイクル子ノードとして識別しているよ うに多重サイクルを変更する結果としてサイクルのリンクが先に方向指示されて いないならば、そのサイクルのリンクを方向指示する過程と； 論理の上でディスエーブルすべきサイクル中の１つの通信リンクを選択する過 程と； 選択された通信リンクを論理の上でディスエーブルする過程とから成る請求項 １５記載の方法。 ２１．論理の上でディスエーブルすべき１つのリンクを選択する前記過程は、 ルートサイクルノードになるべきサイクルの１つのノードを確定する過程と； ルートサイクルノードからその隣接ノードの一方へＬＤ信号を伝搬する過程と ； ルートサイクルノードと、その隣接ノードのうちの前記一方との間のリンクを 変更すべき論理バスから論理の上で除去する過程とから成る請求項２０記載の方 法。 ２２．ルートサイクルノードになるべき１つのノードを確定する前記過程は、 ルートサイクルノードになるための競合に唯一つのノードが残るまで、 各ノードがそのサイクル親ノードとして識別された隣接ノードへ、無作為に 確定される第１の優先信号又は第２の優先信号のいずれかを伝搬する過程と； 前記第２の優先信号を伝搬することを選択した前記ノードの各々はそれ自体 をルートサイクルノードになるための競合から排除し、その後、そのサイクル 子ノードからその親ノードへ受信した前記第１又は第２の優先信号のいずれをも 送り出す過程とを繰り返す過程から成る請求項２１記載の方法。