JPH10307685A - ブリッジによってセグメント化された記憶装置ネットワーク上にミラー化されたファイルシステムからの階層形記憶装置の管理 - Google Patents

ブリッジによってセグメント化された記憶装置ネットワーク上にミラー化されたファイルシステムからの階層形記憶装置の管理

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JPH10307685A
JPH10307685A JP10086643A JP8664398A JPH10307685A JP H10307685 A JPH10307685 A JP H10307685A JP 10086643 A JP10086643 A JP 10086643A JP 8664398 A JP8664398 A JP 8664398A JP H10307685 A JPH10307685 A JP H10307685A
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 階層形記憶装置の管理機能を高性能のオンラ
イントランザクション処理システムにおいてシステム性
能を過度に犠牲にする事無く実施することを目的とす
る。 【解決手段】 高速で大容量のファイバチャネルの裁定
されたループの環境においての階層形記憶装置の管理と
透明なデータバックアップのためのシステムで、１番目
と２番目のファイバチャネルの裁定されたループから成
り、１番目のファイバチャネルの裁定されたループがト
ランザクションサーバを高速ディスクドライブに結合
し、２番目のファイバチャネルの裁定されたループがミ
ラー化された高速ディスクドライブに結合するシステ
ム。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、クレジットカード
取り引き処理センターのような大規模データ記憶装置や
処理施設におけるファイバチャネルローカルエリアネッ
トワーク等の、トランザクションの処理能力が高く、デ
ータを常時提供できるネットワークにおけるバックアッ
プシステムの分野に関する。
【０００２】
【従来の技術分野】トランザクションの処理能力が高
く、データを常時提供できる一般のネットワークは、フ
ァイバチャネルの裁定されたループ（以降FC−ALまたは
主ループ）によってJBODと呼ばれるオンラインの記憶装
置ディスクドライブの巨大なバンクへと結合された１つ
あるいはそれ以上のトランザクションサーバから成る。
トランザクションが処理され、データはこのディスクド
ライブへ書き込まれ、そしてこのディスクドライブから
読み取られる。往々にしてこうした読み取りや書き込み
のトランザクションによって主ループは常時忙しい状態
にある。しかし、ディスクドライブの故障の頻度と、デ
ータによる読み取りの必要性の頻度のばらつきによっ
て、こうしたシステムにおいて、データの古さによって
記憶装置を使い分けたり、使用の邪魔する事無く自動的
にバックアップをしたりと言った、階層形記憶装置の管
理の機能が必要になる。
【０００３】当出願者の知るところの１つのミラー化さ
れたシステムには、ビンカ(Vinca)の販売するミラー化
された記憶装置システムがある。このシステムにおいて
は、１つのトランザクションサーバがSCSIバスによって
JBOD、RAIDまたは他のハードディスク装置に結合されて
いる。このサーバは特別な高速リンクによってもう１つ
のサーバに繋がれている。この２番目のサーバは別のSC
SIバスによってミラー化されたJBOD、RAIDまたは他のハ
ードディスク装置に結合されている。このシステムで
は、１つ目のサーバが自分のディスクにデータを書き込
む度に、同じデータをSCSIフォーマットから変換し、特
別な高速リンク上での送信のためにパケット化し、この
特別な高速リンク上で使用されているプロトコルを使っ
て２番目のサーバへと送信されなければならない。２番
目のサーバがこのパケットを受信すると、データをパケ
ットから出し、運ばれたデータをSCSIフォーマットのデ
ータへ変換し、それから２番目のサーバに結合されてい
るハードディスクアレイへデータを書き込むSCSI書き込
みトランザクションを開始する。こうして、データをミ
ラー化するためには、２度のSCSI書き込みトランザクシ
ョンと、特別な高速リンクのフォーマットへのパケット
化と特別な高速リンクのフォーマットのパケットからの
データの取り出し、特別な高速リンク上の送信と言った
オーバーヘッドになるものを実行しなければならない。
オーバーヘッドの増加はサーバの処理の負荷を増やし、
それぞれのトランザクションのCPU 使用時間によるコス
トの増加をもたらす。SCSIとサーバを繋ぐ特別な高速リ
ンクとのプロトコルの変換のために、サーバが擬似ラウ
タ(router)として二重の役割を果たすことになる。
【０００４】市販されている他のバックアップ用のソフ
トはカリフォルニア州にあるスタック電子(Stac Electr
onics)のレプリカ(Replica) バックアップソフトのよう
なものである。この製品は、高速の主ループのデバイス
をバックアップのデバイスから切り離して使わず、ミラ
ー化された記憶装置がないので、FC−AL上での読み取り
トランザクションを高速化する本発明なら解決できる問
題を一切解決する事はしない。この事は、主記憶装置か
らバックアップ記憶装置へのバックアップトランザクシ
ョンが完結するまで、主記憶装置へのトランザクション
は開始できない事を意味する。
【０００５】階層形記憶装置の管理を要求する事は、シ
ステムの性能とコストにおいて対立を生じさせる。階層
形記憶装置の管理の機能は一般的に低性能で低コストの
デバイスを使って実現するが、オンラインのトランザク
ション処理は高性能で高コストのデバイスを使って実現
する。同一のFC−AL上で階層形記憶装置の管理デバイス
と高性能で高速のオンラインのトランザクション処理デ
バイスとを混交すると、オンラインのトランザクション
処理性能の全体的な低下をもたらす。理由は、高性能な
デバイスは、低性能な階層形記憶装置の管理デバイスが
タスクを終えてからでないと、自分の仕事を継続できな
いからである。一組のデバイスのみしかファイバーチャ
ネルの裁定されたループを同時にコントロールできない
からで、階層形記憶装置の管理サーバがバックアップデ
ィスクドライブへの書き込みトランザクションを実行す
るためにFC-AL のコントロールをしている時は、高速ト
ランザクションプロセッサはJBODドライブへの読み取り
や書き込みトランザクションを実行するために同時にこ
のFC-AL を使うことはできない。これはオンライントラ
ンザクション処理システムがテラバイトの容量を持った
記憶装置に拡張するにあたり困った問題となり、時間が
経つにつれすでに大きなデータ構造に更に画像とか音声
とかビデオとかの巨大なデータか加えられるので、ます
ます深刻な問題になる。
【０００６】従って、階層形記憶装置の管理機能をこう
した高性能のオンライントランザクション処理システム
においてシステム性能を過度に犠牲にする事無く実施す
る方法の必要となった。
【０００７】
【課題を解決するための手段】この発明の教えるところ
によるブリッジを介してのミラー化によって、こうした
問題の解決方法がもたらされる。ブリッジはFC-AL を２
つのFC-AL か他の任意の種類の２つのLAN にセグメント
化する。これらのLAN の中の１つが、トランザクション
サーバと、通常高性能JBODか他の高速記憶装置から成る
主メモリとの間の、高速で、データを常時得られるオン
ライントランザクション処理のトラフィックを運ぶ。こ
の１つ目のLAN つまりローカルエリアネットワークは以
降、主ループまたは主FC−ALと呼ぶ。２番目のLAN また
はFC−ALは以降、従ループまたは従FC−ALと呼ぶ。これ
は、階層形記憶装置の管理（以降HSM ）のバックアップ
サーバと、通常これもまた高性能のJBODか他の高速記憶
装置のミラー化されたメモリとの間のHSM トラフィック
を運ぶ。また従ループは、ミラー化されたメモリと、テ
ープドライブやWORMドライブといったバックアップ／ア
ーカイブ記憶装置との間でデータを運ぶ。ここで主ルー
プ、従ループと呼んでいるものは好ましくはFC―ALであ
るが、しかしイーサーネット、高速イーサーネット、AT
M といった他の種類のローカルエリアネットワークでも
よい。
【０００８】このシステムは下記のごとく動作する。高
速トランザクションプロセッサから主ループを介して高
性能JBODへのすべての書き込みトランザクションに対し
ては、もう１つの書き込み動作がブリッジと従ループを
介してミラー化された記憶装置のHSM ディスクドライブ
へと、実行される。主ループのディスクドライブに記憶
されているデータをミラー化するための従ループ上のミ
ラー化されたディスクドライブ装置やデバイスへの書き
込みトランザクションは主ループの処理を減速したりは
しない。これは、ブリッジがあるからである。もしもブ
リッジがなければ、ミラー化されたバックアップディス
クドライブ等のバックアップ記憶装置への書き込みトラ
ンザクションは、バックアップ記憶装置のトランザクシ
ョンが完結するまでは、主ループの高速記憶装置の以降
のトランザクションはまったく止まってしまう。しか
し、ミラー化されたディスクドライブは高速デバイスな
ので、データがブリッジを渡らなければならないが、書
き込みトランザクションは大変速い。こうして、主ルー
プの以降のトランザクションは、従ループのミラー化さ
れたディスクドライブへの書き込みトランザクションに
よって過度には減速されない。以降、従ループのミラー
化されたディスクドライブのデータは従ループのHSM サ
ーバによってストリーミングなテープパックアップドラ
イブやWORM等の遅いバックアップデバイスへと移動され
る。この二義的なバックアップ作業に関する全てのノー
ドは主ループからブリッジによって別々にされている従
ループ上に存在するので、二義的なバックアップのHSM
トランザクションは主ループをまったく束縛しない。
【０００９】一方、ブリッジのない従来のFC−ALネット
ワークでは、HSM サーバがデータをミラー化された記憶
装置からストリーミングなテープやWORMドライブ等のよ
うなパックアップデバイスへと動かす時は、いつも、ト
ランザクションプロセッサと主ディスクドライブの間の
トランザクションは起きなかった。これは、全てのノー
ドが結合されたただ１つのFC−ALループがバックアップ
デバイスへのHSM トランザクションによって拘束される
からである。本発明の教えるところによる構成によれ
ば、ブリッジが存在するおかげで、従ループのバックア
ップデバイス間の二義的なHSM トランザクションが隔離
される事になるので、主ループはループの遅延によって
拘束されず、トランザクションサーバと主ループディス
クドライブ間の同時トランザクションを自由に実行でき
る。
【００１０】ブリッジが主ループの範囲だけで読み取り
動作をできるようにし、主ループでの読み取りトランザ
クションの結果として従ループ上のループ遅延を発生さ
せないので、高性能FC-AL セグメント上の読み取り動作
は影響を受けない。多くの設備において、主ループ上の
読み取り動作が書き込み動作の回数を９：１の割合で上
回るので、この事は重要な利点となる。かくして、主ル
ープ上のトランザクションプロセッサとディスクドライ
ブ間のこれらの読み取りトランザクションが非常に高速
で主ループ上で行われ、従ループ上で起きる遅いHSM ト
ランザクションによってスピードを落とされる心配がな
い。つまり、HSM のFC-AL セグメント上のHSM トランザ
クションは、すべて従ループに結合されたバックアップ
記憶装置とHSM サーバとミラー化されたディスク記憶装
置の間で実行され、ブリッジによって高速の主FC-AL セ
グメントに入ってこないようにされている。こうして、
１６時間から２４時間かかるバックアップや一晩かかる
バックアップも主ループ上のシステム動作には何もイン
パクトを与えない。読み取りトランザクションを加速す
るにおいての代償としての唯一の時間的犠牲は、ブリッ
ジがデータの宛先のアドレスを宛先テーブルの中から調
べたり、宛先のノードの場所を調べ、主ループ上のトラ
フィックのままにしておくことを判断する間に、主ルー
プ上のトランザクションサーバと宛先のノードとの間で
の書き込みトランザクションの度にブリッジにおいて小
さな遅れが生じる事である。この小さな時間的犠牲は、
主ループ上の処理のスピードに悪影響を及ぼす事無く、
読み取りトランザクション処理スピードの大幅な改善、
データのバックアップや他のHSM 機能をもっと頻繁にで
きる事による大幅なセキュリティーの改善をはかれる事
により、充分に埋め合わされる。
【００１１】更に、もしブリッジが存在しなければ、主
ループ上の全てのトランザクションのどんなプリミティ
ブなフレームでもデータフレームでも、この発明の教え
るところによるアーキテクチャに存在する従ループ上に
位置する全てのノードを通らなければならない。これ
は、もしブリッジが存在しなければ、こうしたノードが
主ループに配置されるからである。このようにして、FC
−ALプロトコル送信における全てのプリミティブなフレ
ームでもデータフレームでも、バックアップ装置のノー
ドは何も主トランザクションに寄与していないにもかか
わらず、それぞれのノードで６ワード分の遅延を被る。
【００１２】この発明の教えるところによるアーキテク
チャとプロトコルは、HSM の構成要素を組み込んだ、セ
グメント化されていない高速オンライントランザクショ
ン処理FC−ALネットワークに比べて、全体としてより高
性能になっている。これは、本願発明者の知るところの
情報によると、一般のオンライントランザクション処理
センターでは、読み取り動作が書き込みトランザクショ
ンの何倍もあるからである。FC−ALネットワークはSCSI
バスネットワークよりも速いので（しばしば５倍も速
い）、一般にFC−ALネットワークはより高性能になる。
SCSIバスの特性曲線によると、毎秒当たりのI/O トラン
ザクション数はあるレベルまでは、SCSIバスによってト
ランザクションサーバへ結合されたディスクドライブの
数が増えるに連れて直線的に増加する。このあるレベル
以上になると、デバイスの数が増えても性能は高まら
ず、更にもっとSCSIバスによってトランザクションサー
バへ結合されたディスクドライブの数が増えると性能は
かえって落ちてしまう。この性能の悪化の理由は、SCSI
バスのトランザクションは、１つ１つのI/O トランザク
ションを設定するのにかなりの量のオーバーヘッド処理
が絡んでくるからである。デバイスの数とバスの数が増
えるに連れて、オーバーヘッド処理量が増加する。つい
には、数々のドライブとのトランザクションを設定する
オーバーヘッドが増えすぎ、ドライブの数を増やす事に
よる性能の改善を上回るようになる。この現象により、
性能が究極的には落ちてしまうのである。
【００１３】ファイバチャネルの裁定されたループはSC
SIバスよりもかなり速いので、データ記憶装置の産業界
では、SCSIバスからFC-AL ネットワークへと移行する動
きがある。FC-AL ネットワークでは、性能の低下が起こ
さず付け加えられるドライブの数が、SCSIバスの場合よ
りも多い。これは、FC-AL ネットワークがより高速だか
らである。このようにして、FC-AL ネットワークおいて
は性能を犠牲にせずに１テラバイトの記憶装置を付け加
える事は、SCSIバスネットワークの場合よりも簡単であ
る。
【００１４】更に、殆どの今日のトランザクションサー
バは内部でPCI バスを使用する。最大で３つのSCSIバス
が１つのPCI バスに結合できる。３つ以上のSCSIバスが
１つのPCI バスに結合されるとPCI バスの寄生容量が増
えすぎてスピードが落ちるからである。このようにし
て、SCSIバスにおいて１テラバイトの記憶装置のシステ
ムを達成するのには、１つのPCI バスに結合できるSCSI
バスの数が限られているので、FC−ALネットワークの場
合よりも多くのトランザクションサーバを使用しなけれ
ばならない。１テラバイトの記憶装置のシステムを達成
するために必要なJBODとRAIDアレーに繋がるSCSIバスの
数が多くなるので、より数多くのトランザクションサー
バが使用されなければならず、全体のコストが増え、シ
ステムが複雑になってしまう。
【００１５】更に、本発明の教えるところに従って構築
されたネットワークにおいてはプロトコル変換が必要な
いので、従ループ上のミラー化された記憶装置のディス
クドライブへ全ての書き込みデータを写すのに必要なCP
U 時間のオーバーヘッドは、ビンカ(Vinca) による従来
方法におけるよりもはるかに小さくなる。ビンカにおい
ては、SCSIプロトコルを主サーバとHSM サーバとの間の
特別な高速データリンクのプロトコルへと変換しなげれ
ばならない。更に、本発明の教えるところに従うシステ
ムにおけるトランザクションサーバとHSM サーバは、ビ
ンカの従来例では必要だった種類のプロトコル変換や擬
似ラウタ機能を果たす事のできるソフトウエアは必要と
しない。
【００１６】ブリッジとオンライン記憶装置のJBODへの
同時書き込みを支援するためのハードウエアの拡張と、
ブリッジと1 つあるいはそれ以上の他のノードへのマル
チキャストを支援するファイバチャネルの裁定されたル
ープのプロトコルへの拡張は、HSM の機能を失う事な
く、さらに性能を向上できる。
【００１７】
【発明の実施の形態】図１は、本発明の教示する事を取
り入れたシステムの構成を示す。高速の主トランザクシ
ョン処理ファイバチャネルの裁定されたループ（FC−A
L）１０は、ハードディスクドライブの１番目のバンク
１２とハードディスクドライブの２番目のバンク１４と
から成るハードディスクドライブの主記憶装置バンク
を、高速トランザクションサーバ１６に結合する。従FC
−AL２６は、ブリッジ２８を介して主ループへ結合さ
れ、更にミラー化されたディスクドライブ３２と３４、
およびバックアップとHSM サーバ３０に結合されてい
る。
【００１８】もし主ループ１０と従ループ２６にファイ
バチャネルの裁定されたループが使用されるなら、主ル
ープ１０上のハードディスクドライブ１２と１４は、そ
れぞれのミラーである従ループ２６上のドライブ３２と
３４と、双方のサーバと共に、ファイバチャネルの裁定
されたループのプロトコルとの適合性がなければならな
い。シーゲート(Seagate) のバラクーダ(Barracuda) は
FC−ALと適合性を持ったディスクドライブの１つの例で
ある。
【００１９】トランザクションサーバ１６は１０Base−
T の撚り線対１８のようなローカルエリアネットワーク
のリンクと介してイーサーネット(Ethernet TM) バプ(h
ub)のようなネットワークのハブ２０へと結合されてい
る。ハブ２０はワークステーション２２と２４のような
複数のワークステーションへ１つ１つのネットワーク結
合ライン２１と２３をもってして繋がれている。これら
のワークステーションはハードディスクドライブのバン
ク１２や１４からデータを読み取ったり、書き込んだり
する事を時に応じて必要とするトランザクションの処理
を実行する。これらのI ／O トランザクションは、トラ
ンザクションサーバ１６によって読み取り書き込みトラ
ンザクションをファイバチャネルの裁定されたループの
プロトコルに従って実行する事によって行われる。実施
例の幾つかにおいては高速FC−AL１０は本願に参考文献
として上げられる、共に出願中の米国特許０８／６９
５、２９０、出願日８／８／９６、名称“Accelerated
Fibre Channel Hub and Protocol" において開示される
方法と装置を使用したスピードの速いプロトコルを使っ
て実施する事ができる。このような実施例においてFC-A
L １０は上記の特許出願“Accelerated Fibre Channel
Hub and Protocol" において記述される種類のスピード
の速いハブをもってして実施される。
【００２０】高速トランザクション処理FC-AL １０（以
降、高速ループと呼ぶ）は学習ブリッジ２８によって従
階層化記憶装置管理ファイバチャネルの裁定されたルー
プ２６へと結合される。学習ブリッジ２８は、本願に参
考文献として上げられ、更に後程記述される、共に出願
中の米国特許ｘｘｘｘｘｘ、出願日１／２３／９７、名
称“Fibre Channel Learning Bridge、 and Protocol"に
おいて開示されるブリッジの構成をもってしてもよい。
上記のように従ループ２６はブリッジをバックアップと
階層化記憶装置管理サーバ３０（以降、HSM サーバと呼
ぶ）とミラー化された記憶装置のハードディスクドライ
ブのバンク３２と３４へと結合する。HSM サーバ３０は
更にSCSIバス３６を介して２つのオンライン低速データ
記憶装置３８と４０へと結合されている。オンライン低
速データ記憶装置３８と４０はアーカイブのバックアッ
プとあまり頻繁に使われないか最近使われていないデー
タを記憶するのに使われる。 図１に示す実施例において
は低速データ記憶装置３８はCDを使った１度だけ書き込
め何度も読めるWORM（write once read many、 ）であ
り、低速データ記憶装置４０はテープを使ったバックア
ップシステムである。
【００２１】図１のシステムは、ブリッジを介して高速
ループ内の書き込みトランザクションをミラー化する事
によって働く。つまり、 トランザクションサーバ１６が
書き込みトランザクションを実行する度に高速ループに
対して裁定をし、コントロールする権利を取れた時には
（１つ以上のトランザクション処理サーバが高速ループ
１０上に存在し得る）、データを書き込みたいバンク１
２かバンク１４内の特定のディスクドライブへオープン
( 以降、OPN)プリミティブを伝達する。アドレスされた
高速ループ上のディスクドライブはRRDYプリミティブの
返事をし、その後トランザクションサーバはそのディス
クドライブにデータフレームを書き込む。この処理は全
ての記憶されるべきデータが伝達し終わるか、トランザ
クションサーバ１６かディスクドライブのどちらかがこ
のトランザクションの間にはもうデータを送ってはいけ
ないかデータを受領できない旨クローズ(CLS) プリミテ
ィブを送信するまで、RRDYとデータフレームを交換しな
がら続けられる。クローズ(CLS) プリミティブを送信す
るのは、ディスクドライブのバッファが一杯に成るか、
何かの理由でトランザクションサーバがこの時全てのデ
ータの送信を完了できない時にあり得る。もし全てのデ
ータが送信し終わる前にトランザクションが中断された
ら、トランザクションサーバは後に接続を再開しデータ
送信を完結する。
【００２２】データ記憶トランザクションが完結する
と、次にトランザクションサーバは同じデータのミラー
化された記憶装置のハードディスクドライブ３２と３４
へのミラー化のための書き込みトランザクションを行う
処理を開始する。これを行うために、トランザクション
サーバ１６はバックアップおよびHSM のサーバ３０か直
接バンク３２と３４内のミラー化された記憶装置のハー
ドディスクドライブの内の１つに向けてアドレスされた
ＯＰＮプリミティブを生成する。好ましい実施例では主
ループのハードディスクドライブのそれぞれに対して従
ループ上にミラー化されたハードディスクドライブが存
在し、主ループと従ループ上の対応するドライブは同一
の容量を持つ。従って、従ループのハードディスクドラ
イブは殆ど全ての間、主ループのハードディスクドライ
ブと同じ内容のデータを持ち、主ループのディスクが故
障した後の復元はミラー化されたドライブ３２と３４の
データを主ループの入れ替えたドライブに写すだけであ
る。ミラー化されたドライブ３２と３４が主ドライブと
同じ容量を持つ時は、トランザクションサーバ１６はミ
ラー化されたドライブへ直接ＯＰＮプリミティブをアド
レスできる。この発明の範囲内のある種類の例において
は、ミラー化されたドライブ３２と３４はシステムのコ
ストを減らすために主ドライブ１２と１４よりも小さい
容量にしてもよい。これらの種類の例においてはミラー
化された書き込みトランザクションのOPN はトランザク
ションサーバ１６によってHSM サーバ３０へとアドレス
され、HSM サーバ３０はその後“ミラー化された" つま
りバックアップのドライブ３２と３４上の空いたスペー
スを見つけ、従ループの適切なディスクドライブへとデ
ータを送る。これらの実施例においてはHSM サーバはデ
ータをバックアップディスクドライブ３２と３４の使用
できる部分へ書き込み、後でこれらのバックアップドラ
イブからデータを集積し従バックアップ装置３８と４０
に記録し、トランザクションサーバからのデータを更に
書き込めるようにバックアップドライブのスペースを空
ける。全ての実施例においては従ループがバックアップ
ドライブから従バックアップ装置３８か４０へとデータ
を写すような他の局所的なトランザクションによって忙
しいので、HSM サーバ３０かバックアップディスクドラ
イブ３２と３４への書き込む試みが失敗した時には、後
に再びHSM サーバ３０かバックアップディスクドライブ
３２と３４への書き込みを試みるような機構をトランザ
クションサーバ１６は持つ。トランザクションサーバに
おける、この“また後で試みる" 機構はこの発明にとっ
て無ければならないものではない。従ループが忙しい事
を検出しバックアップドライブに後でデータを書き込む
試みのスケジュールをする方法ならばどんなものでもこ
の発明を実施するに足る。
【００２３】以降の議論はミラー化された書き込みトラ
ンザクションのOPN がミラー化されたディスクドライブ
に直接向けられているような場合を仮定する。OPN プリ
ミティブがブリッジ２８に到着する時、宛先のアドレス
はブリッジによって従ループ上に存在すると判断され、
従ループが局所的なトランザクションで忙しくない限り
は、OPN プリミティブは従ループへ転送される。もし主
ループ１０と従ループ２６上に競合するOPN が存在する
時には、ブリッジ２８が下記のような先制的なCLS をト
ランザクションサーバ１６へ送り返す事を含む方法で競
合を解決する。もしトランザクションサーバが従ループ
への書き込みを完結する前にCLS を受信した場合は、ト
ランザクションサーバ内の“また後で試みる" ソフトウ
エアルーチンが、試みを後でもう一度計画するように手
配する。
【００２４】競合するOPN の状況が起きていないと仮定
して、トランザクションサーバ１６からのOPN が従ルー
プへと転送されていると仮定すると、以下の事が起き
る。従ループ上ではOPN プリミティブが宛先のディスク
ドライブへと伝達してゆく。宛先のディスクドライブは
RRDYプリミティブかCLS プリミティブの返事をし、返事
のRRDYプリミティブかCLS プリミティブは従ループ２６
を通って伝達しブリッジ２８に到着する。ブリッジ２８
は従ループから戻ってきたRRDYプリミティブかCLS プリ
ミティブを見ると、発信源は主ループ上であり、宛先は
従ループ上であると結論する。そこで、ブリッジは主ル
ープと従ループを１つの大きなループとして接続する。
RRDYプリミティブかCLS プリミティブはこうしてトラン
ザクションサーバ１６へと伝送され、データ書き込みト
ランザクションは、主ループ上のディスクドライブへの
元々の書き込みトランザクションが完結したのと同じよ
うに完了される。こうして、主ループ上のディスクドラ
イブに書き込まれたのと同じデータが従ループ上のミラ
ー化されたディスクドライブへも書き込まれる。このト
ランザクションが完了した後、ループ遅延は無くなり、
ブリッジ２８は主ループと従ループを再び切り離し、純
粋に局所的なトラフィックはそれぞれのループ上に留め
るようにし、主ループと従ループそれぞれの純粋に局所
的なループ上のデータは同時に共存できるようにする。
【００２５】バックアップおよびHSM サーバ３０は、従
ループがトランザクションサーバ１６のループの借用で
ふさがっていない時はいつでも従ループ２６を自由に使
える。HSM サーバ３０はブリッジ２８が存在するおかげ
で、主ループを遅くする事なしに階層化記憶装置管理の
任務を履行するために従ループを使える。従ループの裁
定はトランザクションサーバの優先権が高いので、トラ
ンザクションサーバとHSM サーバ３０の間では、常にト
ランザクションサーバ１６が勝つようになる。こうし
て、HSM サーバとトランザクションサーバ双方が従ルー
プのコントロールの裁定を求める時は、トランザクショ
ンサーバ１６が勝ち、HSM サーバ３０が従ループ２６の
使用を含む記憶装置管理の機能を継続する前に、トラン
ザクションサーバ１６がトランザクションを完了でき
る。典型的なHSM トランザクションとしては、予め定め
られた期間使用されていなかったり、予め定められた以
上に古いデータのアーカイブへの移動がある。これは、
一般にはアーカイブすべきデータをミラー化された記憶
装置のドライブから読み取り、CD WORM ドライブ３８や
テープドライブ４０への書き込みトランザクションを実
行する事によって行われる。
【００２６】ブリッジ２８は普通次のように働く。トラ
ンザクションサーバによって出されたOPN プリミティブ
は開かれるべき特定のハードディスクドライブのアドレ
スを指定する宛先アドレスを持っている。この宛先アド
レスはOPN プリミティブのデータ構造の１部である。フ
ァイバチャネルの裁定されたループの学習するブリッジ
２８はループのトラフィック内の全てのOPN プリミティ
ブの宛先アドレスを監視し、OPN プリミティブに起因す
る他のプリミティブも監視し、それぞれのノードが主ル
ープ１０上か従ループ２６上かに関しての判断をする。
この仮定は下にさらに詳しく説明する。ノードの位置は
ブリッジ２８内のメモリに記憶された転送テーブルに記
憶されている。トランザクションサーバ１６かHSM サー
バ３０（あるいは、どのループ上のどのノード）によっ
て出されたOPN プリミティブのそれぞれの宛先アドレス
は、転送テーブル内のその宛先アドレスに対する記入事
項に照らし合わせる。従ループから受け取ったOPN の宛
先アドレスがテーブル中に発見され、宛先アドレスが主
ループ１０上に存在する事をテーブルが示す場合は、ブ
リッジはOPN プリミティブを主ループ１０へ転送する。
同様にして、OPN プリミティブが主ループから到着し、
転送テーブルがノードは従ループ上に存在する事を示す
時は、OPN プリミティブはブリッジの従ループ側に転送
される。OPNプリミティブを転送した後、宛先のデバイ
スはOPN プリミティブ内に自分の宛先アドレスを見出
し、RRDYプリミティブかCLS プリミティブをもって返事
をする。返事のRRDYプリミティブかCLS プリミティブに
よって、ブリッジは発信源のノードと宛先のノードがそ
れぞれブリッジの反対側に位置する事を結論し、主ルー
プと従ループを１つのループとして結合すべく接続スイ
ッチを切り替える。その後データ転送処理は普通のファ
イバチャネルプロトコルの決まりに従って完了される。
もしOPN の宛先アドレスが発信先と同じループ上にある
とブリッジ２８が判断すると、OPN は転送されず、トラ
ンザクションは純粋に局所的に完結され、宛先ノードで
も発信先ノードでもないループ上のノードはパイパスさ
れる。全ブリッジ２８と、全ブリッジを構成する半ブリ
ッジの構造と動作の詳しい説明が以下に展開される。
【００２７】[ 半ブリッジの動作]図２は、本発明の１
つの代替の実施例に従った半ブリッジの構造を示す。こ
の半ブリッジでは、TXポートが学習の過程にメモリ内の
データを設定する。図２は１つの半ブリッジを使って、
如何に１つのファイバチャネルの裁定されたループを２
つのループのセグメントに、つまり局所ループセグメン
ト５２と遠隔ループセグメント５４に、分けられるかを
示す。ただし、半ブリッジはこの目的のために１つだけ
で使われる事はなく、常にもう１つの半ブリッジと一緒
に使用される。遠隔ループセグメントは、２つのセグメ
ントから成る。左の半ブリッジのRXポートを右の半ブリ
ッジのTXポートへ結合するTXセグメントつまり送信セグ
メントと、左の半ブリッジのTXポートを右の半ブリッジ
のRXポートへ結合するRXセグメントつまり受信セグメン
トである。本発明の教示に従って１つの半ブリッジが如
何に動作するかを図示する目的で、図２はもう一方の半
ブリッジは図示せず、遠隔ループセグメント５４によっ
てもう一方の半ブリッジを現わす。半ブリッジは、もう
１つの半ブリッジと一緒に全ブリッジを形成する時、半
ブリッジが局部ループセグメント上のノードのアドレス
を学習するので、全ブリッジを介して遠隔ループセグメ
ントへと局部ループのトラフィックを伝達する事を防
ぐ。
【００２８】半ブリッジは状態装置（図示せず）へと結
合された内部端子１、２、３を持つTXポート５６を含
む。状態装置は半ブリッジの切り替えの規則の一部を実
施する。同様に、半ブリッジは状態装置（図示せず）へ
と結合された内部端子１、２、３を持つRXポート５８を
含む。この状態装置は半ブリッジの切り替えの他の規則
を実施する。TXポートとRXポートの詳細の内部構造は本
発明に取ってそれ程重要ではない。例えば、TXポートと
RXポートとの間に流れる制御信号の適切な変更をもっ
て、好まれる実施例のために以降に述べられる構造も使
用する事ができる。あるいは、他のRXポートとRXポート
の構造としては、本願にて解説される学習およびスイッ
チの規則を実施する既製のFC-AL 用のチップセットによ
るプログラムできる装置を使っての制御のようなものを
利用してもよい。図２のTXポートとRXポートは、スイッ
チの規則、学習、ARB フィルのワードとRRDYプリミティ
ブ、およびOPN が同時にかち合う状態の解決に関して
は、一般に図６と図７のTXポート１００とRXポート１０
２と同じように働く。図２の実施例と図５の好ましい実
施例との主な違いはTXポートとRXポートが如何にメモリ
７８を制御し使うかにある。従って、このような共通し
た動作の議論の殆どは図６と図７の議論まで待つ。図６
と図７のTXポートとRXポートの実施に関する詳細の議論
に読者が埋没する前に、図２の半ブリッジの一般的な動
作の説明は、FC−ALのブリッジ機能の基本原則を理解す
る上で有意義である。
【００２９】TXポート５６の端子３はループの局部ルー
プセグメントの外に向かってデータの流れるセグメント
へと結合されていて、TXポートの端子１はFC−ALの遠隔
ループのセグメント５４の内部へ向かってデータが流れ
るセグメントへ結合されている。TXポートの端子１は局
部帰線セグメントライン６０へ結合され、局部帰線セグ
メントライン６０はまた、RXポート５８の端子３へも結
合されている。局部帰線セグメントライン６０は、局部
セグメント５２上のノードから発信され、局部セグメン
ト上の他のノードへと送られるプリミティブやデータを
RXポートから直接TXポートに戻すように流す。こうした
プリミティブやデータは、遠隔セグメント５４を通って
伝達する必要はない。また、RXポート５８はラッチ（こ
こでは図示せず。図５ではラッチ２００として図示。）
を含み、このラッチは、局部RXポート、つまり、局部ル
ープのセグメント５２の内部へ向かってデータが流れる
部分へ結合されているRXポート５８のピン１において受
信されるOPN プリミティブの発信源アドレスと宛先アド
レスを記憶できるように成っている。同じように、ま
た、TXポート５６はラッチ（ここでは図示せず。図５で
はラッチ２０２として図示。）を含み、このラッチは、
遠隔RXポート、つまり、遠隔ループのセグメント５４の
内部へ向かってデータが流れる部分へ結合されているTX
ポート５６のピン２において受信されるOPN プリミティ
ブを記憶できるように成っている。同時に生じるOPN の
様々な場合の解決を支援するこれらのラッチの動作は更
に以降において説明する。
【００３０】半ブリッジ５０は学習ブリッジで、結合さ
れたループのセグメント上のトラフィックを監視し、OP
N プリミティブの宛先アドレスを、続いて入ってくるRR
DYプリミティブとCLS プリミティブと、到着する端子と
共に使い、特定のアドレスを持つノードが局部セグメン
ト上にあるのか、遠隔セグメント上にあるのか結論を出
す。これが如何に行われるかはさらに詳細に後に説明す
るが、ここにおける完結性を謀るために簡単に説明する
と、半ブリッジはメモリ７８に転送テーブルを持ち、新
しいOPN プリミティブが到着する度にこれを参照する。
半ブリッジはOPN プリミティブの宛先アドレスをメモリ
７８内に記憶された転送テーブルへの索引として使用
し、OPN プリミティブの宛先アドレスを持つノードが局
部セグメント５２上にあるのか、遠隔セグメント５４上
にあるのかを示すデータを得る。
【００３１】半ブリッジはデータフレームとプリミティ
ブを局部セグメント５２の局部セグメント帰線６０を介
してのみ伝達できるが、遠隔セグメント５４に対しては
できない。遠隔セグメント５４上を伝達するデータフレ
ームとプリミティブは、TXポート５６に到着し、まるで
半ブリッジが存在しないかのごとく、局部セグメントを
回ってRXポート５８を介して伝達する。しかし、遠隔セ
グメント５４上を伝達するプリミティブとコマンドは半
ブリッジによって伝達できず、たとえ、宛先ノードが遠
隔セグメント上にあっても、局部セグメント５２を回っ
て伝達しなければならない。
【００３２】半ブリッジが存在する理由は、局部ループ
のセグメント化と速度の向上を可能にする事であり、更
に、２つの別々のノードの集合がある場合で、それぞれ
の集合が可成の距離離れている時には特に有用である。
このような場合は図４に例を示してあるが、１番目のノ
ードの集合は、６２の番号のついたセグメント１のFC−
ALによって結合され、１つめの半ブリッジ６６に繋がれ
ている。２番目のノードの集合は、６４の番号のついた
セグメント２のFC−ALによって結合され、２つめの半ブ
リッジ６８に繋がれている。この状況はファイバ７０と
ファイバ７２によって表わされる長距離の光ファイバの
リンクの使用を要求する。ファイバ７０は半ブリッジ６
６のRXポートを半ブリッジ６８のTXポートに結合し、フ
ァイバ７２は半ブリッジ６８のRXポートを半ブリッジ６
６のTXポートに結合する。この構成の２つの半ブリッジ
は共同で１つの全ブリッジを成し、この全ブリッジはル
ープ上のトラフィックを観察する事によって１番目と２
番目のセグメントのFC−AL上のそれぞれのノードの位置
を学習する。半ブリッジ６６が学習を積むにつれて１番
目のセグメント６２上のノード間のより多くのトラフィ
ックがブリッジの局部帰線セグメントを回って半ブリッ
ジ６６内で短絡される。これは、ループのセグメント６
２上の純粋に局部的なトラフィックが、１番目のセグメ
ント上の宛先ノードへ戻るための、光ファイバのリンク
７０と７２を介しての伝達に特有の伝達遅延を生じさせ
る事と、２番目のセグメント６４上のそれぞれのノード
の遅延を防ぐ。同じように、半ブリッジ６８が学習を積
むにつれて２番目のセグメント６４上のノード間のより
多くのトラフィックがブリッジの局部帰線セグメントを
回って半ブリッジ６８内で伝達し、半ブリッジ６６が純
粋に局部的な１番目のセグメント６２上の動作を加速す
るのと同じに、純粋に局部的な２番目のセグメント６４
上の動作を加速する。
【００３３】図２の半ブリッジが機能する方法は、次の
ように可能なところでトランザクションを加速するため
に、学習過程を実行し切り替えを行う事である。メモリ
７８が転送テーブルを記憶する。転送テーブルは１０２
４ｘ１のメモリで、OPN プリミティブの１０ビットのAL
_PD 宛先アドレスを使って生成し得る１０２４個の異な
る存在し得る宛先アドレスのそれぞれに対して１つのメ
モリ位置を持つ。読者は、１０２４個の異なる宛先アド
レスが１０ビットを使って生成できるが、ファイバチャ
ネルの裁定されたループのプロトコルは、確保してある
０、Ｆ０(hex)、Ｆ７(hex) 、とＦ８(hex) の宛先アド
レス数でもって１２６個の異なる宛先アドレスのみを許
す事において、明らかな矛盾に気づくであろう。１２６
個の異なる可能な宛先アドレスは実際には、確保してあ
るアドレスＦ０と０を取り除いた後、７ビットのアドレ
スでもって可能な使用できる１２８個のアドレスを現わ
す。確保してあるアドレスＦ７とＦ８は、半二重のOPN
ｇが重複するさいに、引き分けを先制して解決する方法
として使われる。ファイバチャネルの裁定されたループ
は8b/10b符号化と復号化を使用する。
【００３４】動作においては、TXポート状態装置とRXポ
ート状態装置の取る状態、そこから実行されるスイッチ
または他の処理の状態には、何通りかの異なる可能性が
ある。どのような状況であれ状態装置によって実際に実
行されるスイッチや他の処理は、局部ループセグメント
と遠隔ループセグメント上の発信源のノードと宛先のノ
ードの相対的位置関係に基づく。
【００３５】図２のTXポート５６とRXポート５８によっ
て実行される状態遷移、スイッチに関する規則、および
他の処理で、競合するOPN の処理以外の場合のものは以
下の通りである。競合するOPN の処理のスイッチの規則
は本発明の要旨において上記でなされた通りである。競
合するOPN を処理するこれらの規則を履行し、ここに記
載するスイッチ動作をするための回路とプログラムの詳
細は、本発明にとって重要ではない。
【００３６】TXポートとRXポートはそれぞれ初期化を
し、TXポートは端子２と端子３の間で２―３結合をし、
RXポートは１―２結合をし、遠隔ループのセグメント５
４と局部ループのセグメント５２は一緒に結合されて初
期化条件と協調して１つの大きなループとされ、全ての
宛先ノードは遠隔ループセグメント上にあるとされる。
メモリ７８は全てをリセットする信号線５００を使って
全部０にクリアする（１＝局部、０＝遠隔）。２―３結
合という用語は、端子２と端子３の間の結合をするとい
う意味の短縮型として使い、他の端子の組も同じ意味で
ある。TXポート５６がOPN プリミティブを端子２におい
て受け取るとしよう。半ブリッジのTXポートは、内部の
ラッチ（図示しないが、図５のラッチ２０２のようなも
の）内のOPN プリミティブに含まれるAL_PD （宛先のア
ドレス）をラッチし、この宛先アドレスをアドレスのバ
ス１８に出し、OPN プリミティブを局部ループセグメン
ト５２へと転送する。その後、TXポート５６は、ライン
５２上の武装(Arm) 信号を作動させて、RXポート５８を
武装させる。こうする事により、局部ループセグメント
５２からRXポートの端子１にCLS プリミティブかRRDYプ
リミティブが到着すると、ある処理が起きるような状態
にRXポートを設定する。RXポートを武装する様子は、図
２のライン６５上の信号を作動させる事によって図２に
図示してある。しかし、好ましい実施例では、TXポート
５６内とRXポート５８内の状態装置は同じ状態装置であ
る。従って、図２に示すTXポートとRXポート間の全ての
制御信号は必要ではない。これは、これらの制御信号に
よって運ばれるデータは、状態装置の状態自体と状態間
の遷移から知られるからである。他の実施例において
は、TXポートの状態装置は、RXポートの状態装置とは別
の状態装置でもよい。一般にこのような実施例において
は、図２や図５に示されるように、TXポートとRXポート
間を伝わる制御信号を使い、TXポートとRXポートが遭遇
している状態を２つの別々の状態装置が認知するように
している。
【００３７】もし、TXポート５６が端子１上で局部セグ
メント帰線６０からOPN プリミティブを受信すると、宛
先ノードが局部ループセグメント５２にある場合は、自
動的に１−３結合をしOPN プリミティブをそこへ転送す
る。
【００３８】もし、RXポート５８が端子１上で局部ルー
プセグメント５２からOPN プリミティブを受信すると、
すでに武装されていたかどうかを先ず判断し、それに基
づいて何をすべきか判断する。もし、RXポート５８がす
でに武装されていた場合は、OPN は遠隔ループセグメン
トから来たのであり、宛先ノードは局部ループセグメン
ト５２上には無い事が分かる。これは、もし局部のもの
であれば、宛先ノードはOPN をRXポートの端子１への送
信にあたってRRDYかCLS に変換していたはずだからであ
る。このようにして、RXポートはOPN は遠隔ループセグ
メントへ戻し転送しなければならないと知り、１−２結
合をし、OPN プリミティブを遠隔ループセグメント５４
へと転送する。その後、RXポートは、この特定の宛先は
その局部セグメントには存在しない事を示すために、ア
ドレスバス１０８上に現在ラッチしている転送テーブル
アドレスに論理値０を書き込む。
【００３９】OPN プリミティブが端子１に到着した時に
図２のRXポートが既に武装されていなかったとすると、
このOPN は局部ノードの中の１つによって生成された事
が分かるが、宛先ノードの位置が以前に転送テーブルに
記録されているかどうかわ分からない。この状態におい
て、RXポートはOPN プリミティブの宛先アドレスをラッ
チし、宛先アドレスをアドレスバス１０８上に出す。そ
れから、RXポートはライン６７上の読み取り信号を作動
させて、その宛先アドレスへ写像されたメモリの位置を
読み取る。そのメモリの位置に記憶されているデータは
何であれメモリ７８によってデータバス１１２上に出力
され、これによりRXポートの状態装置は取り得る２つの
状態の内の１つを取る。メモリが送り返したデータが論
理値の１なら、宛先ノードは局部である。この場合は、
RXポートは１−３結合をし、OPNプリミティブを局部セ
グメント帰線６０上に送り出す。また、それから、RXポ
ートはライン７１上の論理信号を作動させ、TXポートの
状態装置に１−３結合をするように伝え、トラフィック
を局部に留めるようにし、遠隔ループセグメント上のノ
ードによって課される遅延を迂回するようにさせる。転
送テーブルから帰ってきたデータが論理値の０なら宛先
は局部ではなく、RXポート５８は１−２結合をし、OPN
プリミティブを遠隔ループセグメント５４上に転送す
る。その後、RXポートはライン７１上の局部信号の作動
を止め、TXポート５６が初期状態の２−３結合に戻るよ
うにする。
【００４０】RXポート５８はOPN プリミティブを端子１
上で受信せず、CLS プリミティブかRRDYプリミティブが
局部セグメントから端子１に到着するのを観測すると、
宛先ノードは局部ループセグメント５２上に存在する事
が分かる。従って、RXポートは、１を書き込む信号をラ
イン７３上で作動し、TXポートがライン７５上で設定信
号を作動するようにし、遠隔ループセグメントからTXポ
ートによって以前に受信したOPN プリミティブの宛先ア
ドレスへと写像されたメモリ位置を論理値１に設定す
る。次に、RXポートは前に武装状態にされていたかどう
かを判断する。武装状態になっていたなら、以前に遠隔
ループセグメントからTXポートによって受信されたOPN
プリミティブが、局部ループセグメント５２へ転送され
た事をRXポートは分かる。よってまた、RXポートはOPN
開始信号が局部のものではない事を知り、１−２結合を
実行し、端子１において受信されたRRDYプリミティブか
CLSプリミティブを遠隔ループセグメント上の発信源の
ノードへ転送する。また、RXポート５８はライン７１上
の局部信号の作動を解除し、TXポート５６が２−３結合
をするか、２−３結合してあるならそのままでいるよう
にする。TXポート５６によるこの結合は発信源のノード
から端子２に到着するどんなデータフレームでも、局部
ループセグメント５２上の局部の宛先ノードへと伝達で
きるようにし、データ転送が完了するようにさせる。TX
ポートの状態装置とRXポートの状態装置が１つの装置と
して結合されている実施例においては、１つの状態装置
が、この発信源が遠隔で、宛先が局部にある場合に取ら
れる１つの状態のみを持ち、自動的にRXポートに１−２
結合をし、TXポートに２−３結合をする。
【００４１】RXポート５８が端子１においてRRDYプリミ
ティブかCLS プリミティブを受信した時に武装状態にな
かった場合は、発信源のノードと宛先のノードは両方と
も局部ループセグメント上にあるが、発信源のノードは
宛先のノードよりもRXポートに近く、発信源のノードに
よって出されたOPN プリミティブがRXポート５８に到着
する前に宛先のノードに届いた事を意味する。この時宛
先のノードはRRDYプリミティブかCLS プリミティブで返
事をし、これをRXポートは武装できていない状態(unarm
ed) で見る事に成る。この場合は、RXポート５８は１−
３結合をし、ライン１７上の局部信号を作動し、TXポー
トが１−３結合をするようにさせる。TXポートの状態装
置とRXポートの状態装置が１つの装置として結合されて
いる実施例においては、１つの状態装置が、発信源が局
部で宛先が遠隔にある場合に取られる１つの状態のみを
持ち、自動的にRXポートは１−３結合をし、TXポートは
１−３結合をする。遠隔ループセグメントと局部ループ
セグメント両方からのOPNが半ブリッジに同時か、ほぼ
同時に到着する、致命的な“抱き合わせ" の場合を取り
扱う特別な規則は以降の“同時のOPN"という部分でより
詳細に説明する。
【００４２】[ 好ましい半ブリッジ、TXポート、RXポー
トの構造]図５は、好ましい実施例による半ブリッジの
ブロックダイアグラムを示す。図５の実施例において
は、RXポート１００はメモリのセットとリセットをす
る。システムの初期化の時やLIP 初期化プリミティブの
時にTXポートが転送テーブルのメモリ位置を論理値１に
セットしたり、RXポートが論理値０にリセットする図２
の実施例とはこの点で異なる。図２の実施例と同じに、
LIP プリミティブはRXポート１００とTXポート１０２が
デフォルトの結合、つまり、それぞれ１−２と２−３の
結合をするように仕向ける。図５の実施例においては、
図２の部分と同じ番号を持つ部分は同じ目的を果たす。
【００４３】図２と同じく、好ましい半ブリッジはTXポ
ート１０２とRXポート１００から成り、双方は局部セグ
メント帰線６０で結合され、また双方はメモリ７８に結
合され、メモリはそれぞれのFC−ALノードのアドレスに
対する位置データをノードに対する位置が局部か遠隔か
学習するにつれて記憶する。図５の半ブリッジは、OPN
が併発する状況を解決するためにOPN の発信源のアドレ
スと宛先のアドレスを比べる比較器４０２を含む。これ
らの全ての回路は複数の異なる制御信号によって結合さ
れ、それぞれの機能と作動条件はスイッチ動作と学習動
作を記述するフローチャートの議論をするにつれて明ら
かになるが、こうした機能と作動条件はTXポートとRXポ
ートによって実施される。
【００４４】図６は半ブリッジのTXポート１０２の好ま
しい内部構造を示す図である。TXポートはスイッチ動作
とOPN が共存する時の解決をする規則を実施する論理を
提供し、RRDYを数え、スイッチ６０８と挿入／代替／削
除FIFO回路６１０を制御しフローチャートに詳説される
動作を行う機能を果す状態装置６０２（これはプログラ
ムされたマイクロプロセッサでもよい）；OPN の発信源
と宛先のアドレスを記憶し、全ての半二重のOPN の発信
源のアドレスへ１６進法のF ７かF ８を自動的に代替す
る機能を果すAL＿PAラッチ２０２；遠隔半ブリッジから
ピン２に到着するプリミティブを認識し、状態装置６０
２に助言する機能を果す遠隔復号回路６０４；局部迂回
を介してピン１へ到着するプリミティブを認識し、状態
装置６０２に助言する機能を果す局部復号回路６０６；
遠隔半ブリッジからピン２か局部迂回を介してピン１へ
到着するプリミティブとデータをピン３に結合された局
部ループセグメント５２へと送る事を制御するスイッチ
６０８；併発するOPN の状況を解決するまでOPN と後続
するRRDYをブロックし、勝ったOPN を再生して転送し、
OPN に後続するRRDYを再生して転送し、先制するCLS を
生成し送信し、局部ループのコントロールのために裁定
するARB(0)のようなフィルのワードを生成し、裁定の過
程において入ってくるフィルのワードに対してARB(0)を
代替するかTXポートが裁定をしていない時は変更せずに
転送し、入ってくるデータフレームとプリミティブが変
更無しに通される透明モードに入る機能を果す挿入／代
替／削除FIFO回路６１０；から成る。
【００４５】図7 はRXポート１００の好ましい構造のブ
ロックダイアグラムである。RXポートは、様々な制御信
号を受信し送信するとともに、メモリ７８、スイッチ６
１４、挿入／代替FIFO回路６１６を制御し、以降で説明
されるスイッチ動作と共存するOPN の解決規則を実施す
る機能を果す状態装置６１２（これはプログラムされた
マイクロプロセッサでもよい）；局部ループセグメント
５２から入ってくる局部OPN の発信源アドレスと宛先ア
ドレスをラッチし、OPN が生成された時には、挿入／代
替／削除FIFO回路のデータ入力へとバス２０１を介して
AL＿PAアドレスを供給するAL＿PAラッチ２００；半二重
のOPN が何時到着するか認識すると共に、局部ループセ
グメント５２上に到着する様々なプリミティブを認識
し、状態装置に助言を行い、状態装置がラッチ２００に
おいて変換を生じさせ擬似全二重OPN とする機能を果す
復号回路６２０；起こり得る先制の状況が解決されるま
でOPN と後続するRRDYをブロックし、状態装置６１２の
コントロールの基にピン2 を介して遠隔半ブリッジへと
OPN 、先制CLS とRRDYを生成し送信し、入ってくるデー
タフレームとプリミティブが変更無しに通された時は透
明モードに入る役目を果たす挿入／代替FIFO回路６１
６；ピン１において入ってくるプリミティブとデータ
と、挿入代替FIFO回路６１６によって生成されるプリミ
ティブをピン２上で遠隔半ブリッジへと、または、ピン
３上で局部迂回へと送る役目を果たすスイッチ６１４；
から成る。
【００４６】半ブリッジに対する好ましい実施例の詳細
の動作を議論する前に、全ブリッジの動作の短い説明を
し、半ブリッジの処理のフローチャートの議論に対する
背景を設定する。
【００４７】[ 全ブリッジの動作]図3 は、図２の実施
例による２つの半ブリッジを使って形成された１つの全
ブリッジを示す図である。図１５は、図５の実施例によ
る２つの半ブリッジを使って形成された１つの全ブリッ
ジを示す図である。この全ブリッジは、図５の半ブリッ
ジの構造を持ち、図８−図１４のフローチャートで記述
されるように機能する半ブリッジ２つから成る。図３の
全ブリッジは２つの半ブリッジが結合されたもので、２
つのループセグメント５２Ａと５２Ｂからのトラフィッ
クをフィルタし、２つ事象が同時にループに存在できる
ように、つまり２つの局部トランザクションが同時に起
き得るようにする。図３の実施例に示される２つの半ブ
リッジ１４９と１５１は図２の半ブリッジの実施例の上
記の説明と同じ構造を持ち、同じに動作する。
【００４８】図３か図１５のブリッジにおいては、それ
ぞれの半ブリッジのTXポートの端子２上に到着するトラ
フィックは最小限にされる。つまり、学習過程の後、１
つの半ブリッジに繋がれた局部セグメント上ではないノ
ードへ宛てられたOPN のみがもう１つの半ブリッジへと
転送される。例えば、図１５の実施例においては、もし
発信源のノードがノード１５３で、宛先ノードがノード
１５５とすると、この２つのノードの間を流れる全ての
データフレームは局部帰線セグメント６０Ｂを介して繋
がれ、左の半ブリッジ１６１にはまったく送られない。
同じく、もし発信源のノードがノード１０４で、宛先ノ
ードがノード１０６とすると、この２つのノードの間を
流れる全てのデータフレームは局部帰線セグメント６０
Ａを介して繋がれ、右の半ブリッジ１６３にはまったく
送られない。この構造の有利な点は、１５３と１５５の
ノード間で１つの対話が、そして１０６と１０４のノー
ド間でもう１つの対話が、同時に共存できる事である。
しかし、もし発信源のノードが１５３で、宛先ノードが
ノード１０６とすると、ノード１５３からのOPN プリミ
ティブはライン５４Ｂ上でRXポート１００Ｂの端子２か
らTXポート１０２Ａの端子２へ、上記にて定められるス
イッチ動作の規則に従って転送される。TXポート１０２
ＡがARB(0)をもって裁定に勝った後、OPN は宛先ノード
１０６へ送られ、宛先ノード１０６はRRDYプリミティブ
かCLS プリミティブをもって返事をする。返事のプリミ
ティブはRXポート１００Ａの端子１に到着し、１−２結
合とライン５４Ａを介してRXポート１００Ａの端子２か
らTXポート１０２Ｂの端子２へ転送され、そこで発信源
ノード１５３へ伝わる。
【００４９】同様に図4 に示されるとおり、２つの半ブ
リッジを使って長距離にわたって物理的に離れている２
つの組のノードを結合できる。２つの半ブリッジ６６と
６８は図２の構成でも図5 の構成でもよく、本発明の教
示の範囲であればどんな他の構成でもよい。２つの半ブ
リッジは長い光ファイバのセグメント７０と７２によっ
て結合されている。光ファイバを伝達する光の速さは約
５ナノ秒／メートルなので、２つのループセグメント間
の２００メートルの全二重リンク線のファイバ７０と７
２では、５ナノ秒／メートルｘ（２ｘ２００）＝２マイ
クロ秒の遅延を短距離のリンク上で更に加える。これ
は、リンク上の９個のノードと同等である（FCワード毎
に４０ビット、ノード毎に６FCワード、１. ０６２５Ｇ
ｂ／秒でビット当り９４１ピコ秒）。
【００５０】従来のループにおいては、全ての転送がこ
の９ノード分の余分な遅延を被る。さらに光ファイバの
リンクが２００メートル長ければ、更に余分な遅延が生
じる。例えば２つの２００メートルのリンクがあれば、
余分な遅延は１８ノード分となり、３つのリンクだと２
７ノード分となる。図４に示すようなブリッジを持つセ
グメントだと、ブリッジを超えて伝わってゆくトラフィ
ックだけがこの余分な遅延を生じる。
【００５１】図５の半ブリッジの実施例の動作と、図６
と図７のTXポートとRXポートの動作は図８から図１４ま
での図８においてのフローチャートを参考にして説明す
る。
【００５２】共存する半二重OPN は困難な共存OPN の解
決すべき問題を呈する。以降に記す普通の先制の規則が
当てはまらないからである。半二重OPN は２つの宛先ア
ドレスだけで発信源アドレスを持たないため、同じOPN
かどうか（同じ発信源アドレスと同じ宛先アドレスを持
つ）曖昧さがあるからである。これは次のように解決す
る。まず、半二重OPN は絶対に１つの半ブリッジからも
う１つの半ブリッジへ転送してはいけないという規則を
取り入れる。そのかわり、RXポートにおいて受信された
全ての半二重のOPN はラッチ２００に記憶される時に、
次のように認識され自動的に擬似全二重OPN へ変換され
る。発信源アドレスのない半二重OPN においては、半ブ
リッジのRXポートの復号回路６２０がピン１において半
二重OPNの到着を認識し、半二重制御信号を作動し状態
装置６１２に警告を出す。状態装置６１２はその後RX変
換を行使しラッチ回路２００が１６進法のＦ７かＦ８
を、元々そこにあった宛先アドレスの代わりにAL＿PAラ
ッチ２００の発信源のアドレスとして挿入する。Ｆ７に
するかＦ８にするかはブリッジが備え付けの時にどう構
成されたかによる。こうして、同じAL＿PDを持つOPN が
共存する時のここに記された全二重の規則を使って簡単
な先制解決が為し得る。以降に記す先制プロセスを使っ
てOPN は比べられ、どちらかが優先される。全二重か擬
似全二重のOPNの内の１つが勝ち残りそれを受信した半
ブリッジのRXポートによってもう１方の半ブリッジへか
局部パイバス路を介して転送される。勝ち残ったOPN が
RXポートによって遠隔半ブリッジへ転送される時、もし
それが元々半二重のOPN だったなら、それは元の半二重
の形には戻されない。勝ち残ったOPN がRXポートによっ
て局部バイパスを介して転送される時、それは状態装置
６１２によってRX逆変換信号の行使により元の半二重OP
N の形に戻される。これにより、挿入／代替回路６１６
は発信源アドレスの欄にあるＦ７かＦ８をOPN のAL＿PD
と入れ替える。勝ち残るOPN がTXポートによって局部ル
ープへと転送される時は、もしそれが元々半二重OPN で
あった場合は、TXポートの状態装置６０２による逆変換
信号での行使によって元々の半二重の形に戻される。こ
れにより挿入／代替／削除FIFO回路６１０が発信源アド
レスのＦ７かＦ８をOPN のAL＿PDと入れ替え、元々の形
に戻す。
【００５３】[ 図５の半ブリッジの好ましい実施例のTX
ポートとRXポートに対するスイッチ動作の規則と状態]
図５の実施例におけるRXポート１００とTXポート１０２
の状態装置によって履行されるポートの状態装置の状態
遷移とスイッチ動作の規則を以降に与える。規則はフロ
ーチャートの形で与える。この仕様の“半ブリッジと全
ブリッジ双方によるARB プリミティブの取り扱いの規
則" と題する部分は、図２と図５における実施例のRXポ
ートとTXポート双方に対する裁定をプリミティブの取り
扱いの規則を含み、以降のポートの状態遷移とスイッチ
動作の規則に参考として取り入れられている。
【００５４】[ 半ブリッジと全ブリッジ双方によるARB
プリミティブの取り扱いの規則]ARB プリミティブは送
信の前にループのコントロールを得ようとするどのノー
ドからでも、TXポートからでも、RXポートからでも出力
される。ARB プリミティブは、出力したノードか、TXポ
ートか、RXポートの優先権を示す優先権指標を含む。AR
B プリミティブのフィルワードを受信するそれぞれのノ
ードか、TXポートか。RXポートはその優先権を検査す
る。もしそのノードか、TXポートか、RXポートが送信し
たいのなら、自分の優先権が入ってくるARB プリミティ
ブの優先権よりも高いのなら、入ってくるARB のARB 優
先権指標をそのノードか、TXポートか、RXポートの優先
権指標に変え、ARB は転送される。もし入ってくるARB
の優先権が送信しようとするノードか、TXポートか、RX
ポートの優先権よりも高いのなら、入ってくるARB は変
更無しで転送される。もしそのノードか、TXポートか、
RXポートが自分自身のARB が戻ってくるのを探知した場
合は、自分が裁定に勝った事を知り送信する許可を得
る。そのノードか、TXポートか、RXポートが自分自身の
ARB が戻ってくるのを探知した後は、そのノードか、TX
ポートか、RXポートがループを手放すまで、以降入って
くる全てのARB を優先権指標を最も高い優先権のアドレ
スＦ０に入れ替える事によって、優先権に関わらず“飲
み込む" 。手放した段階で、ノードが自分のARB が戻っ
てくるのを見る前の上記に定められたARB 取り扱いの規
則がまた取り入れられる。
【００５５】TXポート１０２が遠隔OPN をピン２上で受
信する場合は、それは局部ループセグメントのコントロ
ールを求めて裁定を始める。局部ループセグメント上の
ノードが送信する必要があると判断する事が起き得る。
この局部ノードも局部ループセグメントを求めて裁定を
開始する。もし、局部ノードのARB が遠隔OPN が到着す
る前に戻ってくると、TXポートのARB は全て飲み込ま
れ、TXポートは遠隔OPNが局部ループへと送信されるの
を防ぎ、発信源のアドレスと宛先のアドレスをラッチす
る。一方、局部ノードはOPN を生成し、このOPN は局部
RXポート１００のピン１に到着する。これにより上記
の、どちらのOPN を先制して止めるか判断する先制規則
の引き金が引かれる。TXポートが裁定された後、局部ル
ープのセグメントを求めて局部ノードが裁定し始めて、
局部ループのコントロールを勝ち取ったなら、先制の状
況は起きない。局部ノードのARB がTXポートによって飲
み込まれるので、局部ループのセグメントのコントロー
ルを得る事がなく、RXポートへ局部OPN を送信する事も
なく、OPN が共存する状況が生じないからである。
【００５６】半ブリッジ上では、局部ノードから局部RX
ポートに到着するARB は全て局部のままであり、つま
り、RXポートのピン３からTXポートのピン１へと送信さ
れる。その後、TXポートはARB プリミティブを局部TXポ
ートのピン３上にて転送する。全ブリッジにおいても同
じ事が起きる。特に、RXポートの局部RXポートに到着す
るARB プリミティブはもう１方の半ブリッジには転送せ
ず、ARB プリミティブを受信した半ブリッジのTXポート
へのみ送られる。結果として、全ブリッジにおいては、
ARB は１つの半ブリッジへ結合された局部ループセグメ
ントと遠隔ループセグメントの間ではまったく流れな
い。代わりに、ARB は局部RXポートへ到着し局部TXポー
トの端子１へ転送され、局部RXポート（図３参照）の端
子２上で遠隔ループセグメントへと送信される事は全く
ない。
【００５７】半ブリッジは１つだけでは機能できない。
局部的にもう１つの半ブリッジへ結合されるか、図４の
構成のように遠隔的にもう１つの半ブリッジへ結合され
て全ブリッジを成さなければならない。
【００５８】図８は図８、図９等幾つもフローチャート
から成るが、全ブリッジのそれぞれの半ブリッジにおけ
るTXポート１０２とRXポート１００によって同時に履行
される半−擬似全二重変換過程、学習、先制とスイッチ
動作の規則を図示するフローチャートを示す。回路要素
と制御信号の作動の間の機能と関係を十分に理解するた
めには、読者は図８のフローチャートを図５、図６、図
７と一緒に読むべきである。以下に６つの可能な場合の
例を示すが、その内には先制(preemption)を必要とする
ものも、しないものもある。それぞれの例の過程は図８
のフローチャートで枝わかれするところで、適宜示して
ある。
【００５９】例１： 左の半ブリッジでの局部OPN は右
の半ブリッジへ転送され、続いて左の半ブリッジにおい
て異なる遠隔OPN を受信する。この場合、競合するOPN
は１つのOPN の先制を必要とする。先制の判断は競合す
るOPN のアドレスの比較に基づいく。先制のアドレス比
較が行われる前に、半二重OPN は擬似全二重OPN へ変換
される。もしアドレスの比較が左の半ブリッジの局部OP
N が左の半ブリッジにおいて受信された遠隔OPN よりも
高い優先権を持っていると示す時は、遠隔OPNは左の半
ブリッジによって捨てられ、右の半ブリッジは先制のCL
S を送り、優先権の低い方の遠隔OPN を生成した発信源
のノードを閉める。それから、左の半ブリッジはARB(0)
を使って左の半ブリッジの局部ループのコントロールの
ための裁定する。この過程の間は、右の半ブリッジから
来る全てのARB フィルワードは左の半ブリッジによって
ARB(0)へ変換される。ARB(0)が戻ってくるのを見る時、
裁定は左の半ブリッジが勝つ。左の半ブリッジが裁定に
勝つ時、遠隔OPN は左の半ブリッジによって左の半ブリ
ッジの局部ループへと伝送される。右の半ブリッジは独
自の比較をし、左の半ブリッジから転送されて来た優先
権の低いOPN は捨てなければならないと結論する。
【００６０】例２： 左の半ブリッジに対する局部OPN
が局部バイパスを介して左の半ブリッジのTXポートへ転
送されるが、以後異なる遠隔OPN が左の半ブリッジのTX
ポートに到着する。この状況は、局部ループが忙しいの
で、左の半ブリッジが先制のCLS を右の半ブリッジへ送
る事による遠隔OPN の自動的な先制によって解決さる。
【００６１】例３： 遠隔OPN が左の半ブリッジにおい
て、局部OPN の左の半ブリッジにおける受信と同時に受
信される。この状況では、２つのOPN のアドレスを調
べ、先制のCLS を送り、優先権の低いOPN の発信源のノ
ードを閉める。先制のCLS は優先権の低いOPN の発信源
のノードへ結合された局部ループへ繋がれた半ブリッジ
によって送信される。先制に続いて、局部OPN の優先権
が高ければメモリをアクセスして、勝った局部OPN の宛
先のアドレスが局部か遠隔かを判断し、局部OPNは適切
な道筋を介して宛先へと転送される。
【００６２】例４： 遠隔OPN が左の半ブリッジによっ
て受信され、続いて異なる局部OPNが受信される。遠隔O
PN が受信される時、TXポートは局部ループに対して裁
定を始める。もしTXポートが裁定に勝つ前に局部OPN が
受信されたら、遠隔OPN は遅すぎる事になる。これは、
局部OPN を生成した発信源のノードが裁定に勝つとすぐ
に局部ループは忙しくなると見なされるからである。従
って、遠隔OPN は左の半ブリッジから右の半ブリッジへ
の先制のCLS の送信によって先制され、その後左の半ブ
リッジは遠隔OPN を捨てる。
【００６３】例５（先制は必要ない）： 局部OPN が左
の半ブリッジにおいて受信され、右の半ブリッジへ転送
され、そこから左の半ブリッジへ戻される。局部OPN が
右の半ブリッジから戻された時、左の半ブリッジは今受
信されたばかりの遠隔OPN は右の半ブリッジへ以前転送
した局部OPN と同じOPN である事実を見出さねばならな
い。例５が起きる時は、戻ってくる遠隔OPN は裁定無し
に局部ループへと透明的に転送され、後に続く全てのト
ラフィックは左の半ブリッジによって局部ループへと透
明的に転送される。これは、ループの借用が終了し新し
い局部OPN か遠隔OPN が検出されるまで続く。
【００６４】例６（先制は必要ない）： 遠隔OPN が受
信され、局部的に転送され、戻ってくる。同一のOPN が
検出されると、左の半ブリッジのTXポートによって開始
された裁定の過程は止められ、左の半ブリッジは透明モ
ードに入り、右の半ブリッジから来る全てのフィルワー
ド、データ、プリミティブは局部ループを通じて透明的
に流され、右の半ブリッジへと転送して戻され、そこか
ら宛先のノードに届けられるか、発信源のノードへ転送
される。もし宛先のノードが右の半ブリッジの局部ルー
プ上に存在するなら、それはRRDYかCLS でもって返事を
し、その返事は同じ局部ループ上の発信源のノードへ転
送される。もしRRDYが送られたら、発信源のノードはデ
ータのフレームを返事として送り、それは左の半ブリッ
ジへ転送され、そこを透明的に通り、左の半ブリッジの
局部ループを流れ、右の半ブリッジへ戻る。そこで、そ
れは透明的に宛先のノードへ転送される。この過程は、
ループの借用が完了するまで続く。右の半ブリッジは宛
先のノードの位置を学習し、次回には右の半ブリッジは
同じ宛先ノードを開こうと試み、局部のバイパス路が使
われ、左の半ブリッジはループの借用から除かれる。
【００６５】図８の処理はブロック１０１から始まる。
そこで、次の初期化の動作を実行してシステムは初期化
される。ループが初期化する時は（ループ初期化プリミ
ティブつまりLIP が半ブリッジのTXポートかRXポートに
よって検出される）、半ブリッジは双方の局部ループセ
グメントを１つの大きなループとして結合する。結果と
して、TXポート１０２は２−３結合をし、RXポート１０
０は１−２結合をする。これは、TXポートの状態装置６
０２がライン６２０上のスイッチ制御信号の状態を設定
しスイッチ６０８がピン２とぴん３を繋ぐようにし、同
じくライン６２２上のスイッチ制御信号がRXポートの状
態装置６１２によって生成される事によって行われる。
また、メモリ７８はクリアされ、全て論理値０になり、
局部ポートが無い事を示し、全てのトラフィックは双方
のブリッジを通って流れるべき事を示す。これは、RXポ
ートの状態装置６１２がライン１２０上で全てをクリア
する信号を行使する事によって為される。
【００６６】初期化の後にテスト１０３が行われ、TXポ
ートが遠隔OPN プリミティブを遠隔RXポートの端子２に
おいて受信したかどうかを判断する。受信されていなけ
れば処理はステップ８１８へと進み、RXポートが局部OP
N をピン１にて受信したかどうかを判断する。受信して
いなければ処理はブロック９９の開始に戻る。
【００６７】もしRXポートが局部OPN を受信すると、処
理はステップ８２２へと進み、そこで、図７の復号回路
６２０がライン６５４上のOPN 信号を作動し、RXポート
の状態装置にOPN が到着した事を知らせる。また、復号
回路６２０はライン６４４上でTX武装信号を作動し、TX
ポートにOPN が受信された事を告げる。更に、復号回路
６２０はライン６５６上のラッチ[ ０：１] 信号を作動
し、局部OPN のAL＿PAアドレスがラッチ２００に記憶さ
れるようにする。ライン６５４上のOPN 信号の作動に対
する反応として、RXポートの状態装置はライン７２７上
のOPN 削除信号を作動し、挿入／代替／削除FIFO回路６
１６がOPN とヘッダーの最初の２０ビットをFIFOパイプ
ラインから削除し、状態装置が転送を許す時が来るま
で、局部OPN が遠隔半ブリッジへか、局部セグメント帰
線６０上へ転送されるのを防ぐ。もしRRDYが１つでも後
続して受信されたら、図７の復号回路６２０も受信され
たRRDY１つ１つに対して１度ずつライン７３０上でRRDY
信号を作動する。こうしてRXポートの状態装置６１２の
RRDYカウンタが、受信されたRRDY１つ１つに対して１つ
ずつ増数される。更に、状態装置６１２は受信されたRR
DY１つ１つに対して１度ずつ図７のライン８５８上でRR
DY削除信号を作動する。これによりFIFO回路６１６が送
信をブロックするためRRDYをFIFOパイプラインから削除
する。後でOPNとRRDY双方とも、ライン７７４上のOPN
挿入信号とライン７８６上のRRDY挿入信号を作動する事
により、状態装置によって復元し転送され得る。ステッ
プ８２２において様々な信号を作動する事によってAL＿
PAを記憶し、OPN とその後に続く全てのRRDYを転送され
ないようにブロックするこれらの過程はステップ８２４
に示してある。また、RXポートの状態装置はライン６３
８上の比較可能化信号を作動し、局部OPN のAL＿PAアド
レスとTXポートのラッチ２０２に記憶されているデフォ
ルトのAL＿PAアドレスとを比較する（デフォルトのAL＿
PAアドレスは、CLRがRXポートかRXポートにおいて受信
された時はいつでもラッチ２００とラッチ２０２双方に
記憶される）。
【００６８】また、ステップ８２２は入ってくる局部OP
N が半二重かどうか検出し、もし半二重なら擬似全二重
に変換するプロセスを現わす。このプロセスはライン６
５４上のOPN 信号が作動された時に、復号回路６２０が
ライン６５８上の半二重信号を作動したなら、RXポート
によって実行される。これは、RXポートの状態装置が図
７のライン６６０上でRX変換信号を作動するようにし、
半ブリッジの構成データに基づいてAL＿PAラッチ回路２
００が発信源のアドレスを１６進法のＦ７かＦ８と入れ
替えるようにする。
【００６９】もし遠隔OPN が局部OPN の後に到着する
と、例1 、例2 、例3 の先制のプロセスの説明のおいて
以降に記されるアドレス比較と先制のプロセスが実行さ
れる。ステップ８１８、８２２等の目的はRXポートに局
部OPN だけが到着する時に行われるプロセスを単に記述
する事である。
【００７０】図８のステップ８２２の議論を続けるが、
もし局部OPN が半二重なら、復号回路６２０は図７のラ
イン６５８上の半二重信号を作動する。これは、RXポー
トの状態装置がライン６６０上でRX変換信号を作動する
ようにし、半ブリッジの構成データに基づいてラッチ回
路２００に記憶された発信源のアドレスを１６進法のＦ
７かＦ８に変更するようにさせる。
【００７１】更に、もし局部OPN に続いてRRDYがあれ
ば、復号回路６２０は１つ１つのRRDYに対してRRDY信号
を作動する。RRDYが作動される度に、RXポートの状態装
置のRRDYカウンタがインクリメントされる。
【００７２】最後に、ステップ８２４の後、プロセスは
８２０にそって図１２のステップ８１６へと進む。
【００７３】図８のステップ１０３の考察へ戻るが、遠
隔OPN の到着は遠隔復号回路６０４によって検出され
る。遠隔復号回路６０４は図６のピン２へライン６３０
によって結合されている。ＴＸポートが遠隔OPN を受信
すると直ぐに、遠隔復号回路６０４はライン６３２上で
OPN 制御信号を作動する。これは遠隔OPN が到着した事
を状態装置へ伝える。以降に説明するように、これが起
きた時はステップ１１１が行われ、RXポートが武装され
学習プロセスにおける援助をする。TXポートの状態装置
はライン６３４上にRX武装信号を作動して、RXポートを
武装する。また、ステップ１１１は遠隔復号回路６０４
がライン６３２上にOPN 信号を作動するプロセスを示
す。ライン６３２上のOPN 信号はTXポートの状態装置が
図６のライン６９１上のOPN 削除信号を作動するように
させる。これは、挿入／代替／削除FIFO回路６１０がFI
FOパイプラインからOPN を取り除く様にする事によっ
て、ブロック１０５により示されるOPN の更なる送信を
ブロックするようにさせる。また、遠隔復号回路６０４
はライン６３６上のラッチ［０：１］信号を作動させ、
ブロック１０５によって示されるが如く、AL＿PAラッチ
２０２が今受信されたOPNのAL＿PAアドレスをラッチす
るようにさせる。もしRRDYがOPN に続いて来れば、遠隔
復号回路６０４はライン６９６上のRRDY信号を１つ１つ
のRRDYに対して作動する。この１つ１つの作動は、TXポ
ートの状態装置６０２が、RRDY計数をインクリメント
し、ライン６９６上の１つ１つのRRDY信号の作動に対し
てライン８５６上のRRDY削除信号を作動するようにさせ
る。こうして、FIFOパイプラインのRRDYは取り除かれ、
RRDYの送信がブロックされる。もし今受信されたOPN が
AL＿PA比較に勝てば、ライン６８６上のRRDY挿入信号を
作動する事によって、これらのRRDYは復元され送信され
る。このOPN と後続するRRDYがFIFOを介して送信される
事をブロックするプロセスは、OPN がそれだけで受信さ
れた時かOPN が続いてくるRRDYと一緒に受信された時は
いつでも左の半ブリッジと右の半ブリッジのTXポートと
RXポートによって実行され、図８等のフローチャートに
よってOPN とRRDYの更なる送信がブロックされる必要が
ある時はいつでも実行されるプロセスである、として理
解されるべきである。
【００７４】また、もし受信されたOPN が擬似全二重な
らば、図６のライン７１０上の擬似全二重信号は遠隔復
号回路６０４によって作動される。これは、もしOPN が
局部ループへと転送されたらライン７１２上の逆変換信
号を作動すべき事を、状態装置６０２に知らせる。これ
は、挿入／代替／削除FIFOが１６進法のＦ７かＦ８の発
信源のアドレスを宛先アドレスの写しで入れ替えて擬似
全二重OPN を局部ループセグメントへと転送する前に、
半二重に戻す。
【００７５】遠隔復号回路６０４によるライン６３８上
の比較可能化の作動は、ラッチ２０２からの遠隔OPN の
AL＿PAを、RXポートのラッチ２００内にラッチされたAL
＿PAアドレスと比べるアドレス比較を起こさせる。競合
するOPN が無ければ、ラッチ２００は遠隔OPN のAL＿PA
に常に負けるAL＿PAを記憶する。図８等によって示され
るプロセスのステップにおいては、比較可能化信号の作
動を必要とするステップは全て既に可能化されていない
場合のみにこの信号を可能化する事に注意してほしい。
【００７６】RXポートを武装した後ステップ１０５が実
行され、遠隔OPN の発信源アドレスと宛先アドレスをラ
ッチする。宛先アドレスと発信源アドレスがピン２に到
着する時に次々にライン６３６上のラッチ［０：１］制
御信号を遠隔復号回路６０４が作動する事の結果とし
て、ステップ１０５は達成される。この信号は宛先アド
レスが到着すると１度作動され、ラッチ２０２に１０ビ
ットの宛先アドレスをラッチし、その後、AL＿PSアドレ
スが到着するともう１度作動し、ラッチ２０２に１０ビ
ットの発信源アドレスをラッチする。また、ステップ１
０５は、宛先がはっきりし競合するOPN が無い事が明ら
かになるまで、遠隔OPN の送信を阻止する。この遠隔OP
N の阻止は、図６の遠隔復号回路６０４がOPN を認識
し、ライン６３２上のOPN 信号を作動するに連れ自動的
に達成される。上記のように、これによりTXポートの状
態装置６０２はライン６９１上のOPN 削除信号を作動す
る。OPN 削除信号により、挿入／代替／削除FIFO回路６
１０はヘッダーとOPN プリミティブを構成する２０ビッ
トを取り去る。OPN は、局部ループへと転送する必要が
あるなら、ライン６９４上のOPN 挿入信号を行使する事
によって復元できる。
【００７７】テスト１０３は、実質的にはライン６３２
上のOPN 信号の連続的な測定でもよく、あるいは、ライ
ン６３２上のOPN 信号が状態を変える時に単にTXポート
の状態装置６０２の状態を変えるのでもよい。
【００７８】もしテスト１０３が遠隔OPN が受信された
と判断すると、発信源のノードは遠隔ループセグメント
５４上のどこかにある事を意味するのかもしれない。し
かし、これは発信源のノードと宛先のノードが共に局部
ループセグメント５２上にあるが、発信源のノードが宛
先のノードよりもRXポート１００へ近く、宛先のノード
の位置がまだ分からず、結果としてOPN がRXポート１０
０によって遠隔ループセグメント５４へと転送されてい
るのかもしれず、結局そこから遠隔RXポートへと、そし
て遠隔ループセグメント１６７を介してTXポートの端子
２へ戻っているのかもしれない。これが理由でRXポート
はステップ１１１で武装されるのである。RXポートを武
装する事によって、半ブリッジは、遠隔OPN を受信する
結果として局部RXポートに生じるトラフィックを監視す
る事によって、遠隔OPN の宛先ノードの位置を知る事が
できる。例えば、もし発信源ノード図５のノード１０４
で宛先ノードが１０６なら、発信源ノード１０４はOPN
プリミティブをＲＸポート１００の端子１へ送信でき、
もし、ノード１―６が局部ループセグメント５２上にあ
る事を知らないなら、そこからOPN プリミティブを１−
２結合をする事によって転送できる。このOPN は遠隔ル
ープセグメントを回って伝達し、TXポートの端子２へと
戻る。TXポート１０２は、OPN プリミティブの到着に対
し、OPN アドレスをラッチ２０２に記憶し、ラッチ２０
２にラッチされた遠隔OPN のアドレス欄をRXポートのラ
ッチ２００に記憶されているラッチされた局部OPN のア
ドレス欄と比べる事によって反応する。この比較は、図
５のライン６３８上の比較可能化信号の作動と、RXポー
トにラッチされたOPN のAL＿PAアドレス欄の２０ビット
のデータバス１０８を介しての比較器４０２への送信
と、TXポート１０２にラッチされたOPN のAL＿PAアドレ
ス欄２０ビットのデータバス１０９を介しての比較器４
０２への送信とによって実行される。もし遠隔OPN が局
部OPN と同じなら、比較器４０２はライン６４０上の等
価信号を作動し、等価信号はTXポートとRXポート双方が
透明モードに入るようにし、このモードにおいて全ての
プリミティブとデータは変効無しに通過させる。どんな
局部半二重OPN （３番目と４番目のアドレスの文字が同
じである事を特徴とする）でも他方の半ブリッジへ送信
する前にRXポートのラッチにおいて擬似全二重OPN へと
変換され、もし上記の状況が局部半二重OPN が遠隔半ブ
リッジへ転送されて戻って来た時に起きたなら、擬似全
二重OPN に対して比較が為され、等価信号が作動され透
明モードに入る。全ての局部半二重OPN の擬似全二重OP
N への変換は、半ブリッジがシステムの備え付けの時に
優先権の高い半ブリッジとして構成したか優先権の低い
半ブリッジとして構成したかによってAL＿PS（発信源ア
ドレス）欄をＦ７かＦ８に設定する事によって実行され
る。この変換は、アドレス欄がTXポートかRXポートの内
部OPN ラッチにおいてラッチされる前か、ラッチのプロ
セスの後でバス１０８上でOPN をRXポートから比較器４
０２へ送るプロセスの前で比較プロセスの前に起きる。
もしRXポートによって受信された局部OPN と同じ半ブリ
ッジのTXポートによって受信された遠隔OPN と双方が擬
似全二重であるなら、局部OPN と遠隔OPN のそれぞれの
発信源アドレスはどちらも半ブリッジのRXポートがどち
らに構成されたかによってＦ７かＦ８に変更されるはず
である。しかし、通常の場合は擬似全二重である遠隔OP
N が到着する時はＦ７かＦ８の発信源のアドレスは取り
去られ、OPN は局部ループへ送信される前に半二重に戻
される。もし遠隔擬似全二重OPN が先制比較に携わって
いて、もし勝ったOPN が遠隔擬似全二重OPN であるな
ら、それは局部ループセグメントへ転送される前に半二
重に戻される。もし勝ったOPN が局部全二重OPN か局部
擬似全二重OPN であれば、遠隔半ブリッジへの送信の前
に全二重OPN か擬似全二重OPN への変更は為されない。
【００７９】ステップ１０５において発信源アドレスと
宛先アドレスをラッチした後、プロセスは図９のテスト
６５２へと道筋６４２を介して進む。このテストは図５
のライン６４４上のTX武装信号を調べ、それが最近作動
されたかどうかを判断する。TX武装信号は、図７の復号
器６２０がピン１において局部OPN を検出した時はいつ
でもRXポートによって作動される。TXポートの状態装置
はこの事実に気付き、ステップ６６２に達した時にどの
先制プロセスの状態が必要か判断するために検査できる
内部のフラッグを立てるか、ある内部状態に入る。
【００８０】図７のピン１において局部OPN を受信した
時は、復号器２０はライン６５４上のOPN 信号を作動
し、RXポートの状態装置がTX武装信号をメモリアクセス
に必要な１つのクロック周期の間作動し、その後次のク
ロック周期でTX武装信号をリセットするようにさせる。
ライン６５４上のOPN の作動は、また、RXポートの状態
装置がライン６５６上のラッチ［０：１］信号を作動す
るようにし、ラッチ［０：１］信号は局部OPN のアドレ
スをラッチ２００に記憶させる。もし局部OPN が半二重
ならば、復号器６２０はこれを検出し、ライン６５８上
の半二重信号を作動する。これにより、RXポートの状態
装置はライン６６０上のRX変換信号を作動し、AL＿PAラ
ッチ回路２００は局部OPN の発信源アドレスをRXポート
の構成データに基づいて１６進法のＦ７かＦ８に変換す
る。
【００８１】もし、局部OPN が取り扱われている間かそ
れが転送されたばかりの時に共存する遠隔OPN が到着す
るなら、競合が解決され得るようにTX武装の作動が実行
される。TX武装信号は局部OPN が検出されると直ぐに作
動され、１つのクロック周期の間作動されたままでい
る。この１つのクロック周期の間にメモリ７８が調べら
れ、局部OPN の宛先アドレスから局部OPN をどこへ送る
べきか判断する。局部OPN が受信されるクロック周期の
間にそのアドレスはラッチされ、宛先アドレスはメモリ
をアクセスするのに使われ、もしそれが半二重ならば発
信源アドレスはアドレスラッチ２００において１６進法
のＦ７かＦ８に変換される。TX武装信号はメモリがアク
セスされる１つのクロック周期の間は作動された論理的
真の状態に保たれ、自動的に次のクロック周期にリセッ
トされる。
【００８２】遠隔OPN が到着した時にTX武装が作動され
ていると図９のテスト６５２が判断したなら、それはも
しかしたら競合するOPN の状況が生じているかもしれな
い事を意味する。上記の発明の要旨にて詳説された先制
の規則の処理における例１から例４までは、局部OPN
が、もし何処かへだとしたら何処へ送られるかによって
の結果として生じる。どの先制の例の処理が必要かを判
断するために、ステップ６６２が実行され、局部OPN が
どこへ送られたのか、あるいは局部OPN と遠隔OPN が同
時に検出されたかを判断する。これはTX武装が未だに作
動されているか、あるいは論理的虚の状態にあるかを判
断する事によって実行される。もしTX武装が論理的虚で
あるが、つい最近作動されたのであれば、ステップ６６
２は図５のライン６６４上のRXスイッチ位置信号の状態
を調べる。この信号はRXポートの状態装置によって設定
され、この信号の論理状態はメモリアクセスが完了し局
部OPN を宛先へ転送するのに必要な位置へとスイッチが
動いた後にTX武装信号が作動を解除された時のスイッチ
６１４の位置に対応する。
【００８３】例２は遠隔OPN が到着する時間の前に局部
OPN が局部バイパス上でTXポートへと転送されたとステ
ップ６６２が判断した時に生じる。TXポートはTX武装信
号が未だに論理的真であるかどうかを判断する事によっ
て、また、そうでなければライン６６４上のRXスイッチ
位置信号の状態を調べ図７のスイッチ６１４が１−３の
位置に設定されているかどうかを検出する事によって、
局部OPN が局部バイパスを通ってどこに送られたかを判
断する。TX武装信号が論理的虚の時はメモリアクセスが
完了した事を意味し、RXスイッチ位置信号は局部OPN が
局部バイパス上で送られたかあるいは遠隔半ブリッジへ
転送されたかを示す。
【００８４】例２の先制の状況が起きた時は、ステップ
６６６が実行され最初に来たものを最初に扱う先制を自
動的に実施する。例２では遠隔OPN が到着する時に局部
ループが忙しい状況にある。遠隔OPN が到着する時に局
部OPN が既に局部バイパス上で転送された事をステップ
６６２が発見する時は、この例が当てはまる。ステップ
６６６は、RXポートの状態装置が図５のライン６４６上
の自動先制信号を作動する事によってこの自動的な先制
を実行する。これによりRXポートの状態装置は図７のラ
イン６２２上のスイッチ制御信号を設定し、このスイッ
チ制御信号はスイッチ６１４を１−２結合させ、図７の
ライン６５０上のCLS 挿入信号を作動させる。これによ
り挿入／代替FIFO回路６１６はCLS プリミティブを生成
し、遠隔半ブリッジへと送り出し、遠隔半ブリッジでは
それを遠隔OPN を生成した発信源ノードへ転送し、こう
して遠隔OPN は閉まる。
【００８５】もしステップ６６２が受信されたばかりの
局部OPN は遠隔OPN が到着した時に遠隔半ブリッジへと
以前転送されたものであると判断すると、例１の先制の
状況が生じた事になる。この場合はステップ６６８が実
行され、TXポート状態装置は図５のライン６３８上の比
較可能化信号を作動する。これにより比較器４０２はラ
ッチ２００とラッチ２０２にラッチされた局部OPN と遠
隔OPN のAL＿PAアドレスを比較し、ライン６７０上の局
部発信源先制信号か、ライン６７２上の遠隔発信源先制
信号を作動する。
【００８６】次にステップ６７４が実行され、比較器か
らのこれら２つの結果信号のうちどちらが作動されたか
を判断する。全ブリッジを構成する２つの半ブリッジは
それぞれ同時に図８等に示されるフローチャートに例示
されるプロセスを実行する。しかし、これらのフローチ
ャートにて例示されているプロセスは左の半ブリッジを
局部半ブリッジとして生じるものとして見立て、右の半
ブリッジを遠隔半ブリッジとして呼ぶ場合もある。そう
述べた上ではあるが、ステップ６７４の道筋６７６は、
左の半ブリッジのTXポートのピン２における遠隔OPN が
アドレスの優先権の比較に勝った時に取られる選択を示
す。道筋６７８は左の半ブリッジの遠隔OPN が勝った時
に取られる選択を表わす。
【００８７】図１０においては道筋６７８に沿っての処
理が記述されている。左の半ブリッジの局部OPN が勝ち
右の半ブリッジへ既に転送された時は（内容に関しては
図３参照）、右の半ブリッジは左の半ブリッジから受信
した局部OPN を局部ループへと送信する前に、自分の局
部ループセグメント上の発信源ノードを閉めなければな
らない。これは図１０のステップ６８８によって実行さ
れる。このステップにおいては、右の半ブリッジは先ず
ピン２において受信される遠隔OPN をブロックする（左
の半ブリッジから受信する転送された局部OPN ）。こう
してブロックする事は右の半ブリッジ（左の半ブリッジ
と同じ回路は同じ番号で呼ばれる）の遠隔復号回路６０
４（図６参照）がピン２において遠隔OPN を検出し、ラ
イン６３２上のOPN 信号を作動する時に実行される。こ
れはライン６３６上のラッチ［０：１］信号が作動され
るようにし、ラッチ［０：１］信号の作動はAL＿PAラッ
チが発信源アドレスと宛先アドレスをラッチするように
させる。また、ライン６３２上のOPN 信号の作動はTXポ
ートの状態装置が左の半ブリッジのTXポートがOPNを受
信する時に行うのと同じプロセスに従うようにする。該
プロセスは図８等のフローチャートによって説明されて
いる。この場合は右の半ブリッジによって実行されたス
テップ６５２は、TX武装信号が最近右の半ブリッジの局
部OPN が受信され左の半ブリッジへと転送された時に作
動された事を発見するので、プロセスはステップ６６２
からステップ６６８、さらに次へと進む。このプロセス
はライン６３８上の比較可能化信号の作動を結果として
生じさせ、比較可能化信号の作動はアドレス比較を開始
させ、状態装置をして図６のライン６９１上のOPN 削除
信号を同時に作動させる。OPN 削除信号の作動は、挿入
／代替／削除FIFO回路６９１をして、OPN プリミティブ
の２０ビットを取り去る。
【００８８】右の半ブリッジの比較器４０２における比
較は、以前にバス１０８上で左の半ブリッジへと送信さ
れた右の半ブリッジの局部OPN （そこでは遠隔OPN で優
先権が低いと判断された）のアドレスと、バス１０９上
で左の半ブリッジから受信した遠隔OPN のアドレスとの
間で行われる。この比較は左の半ブリッジにおいてと同
じ結果を生じる。つまり、右の半ブリッジの遠隔OPN は
優先権が高いと示される。これは左の半ブリッジによっ
て受信した遠隔OPN を生成した局部発信源は閉められな
ければならない事を意味する。右の半ブリッジの比較器
４０２はライン６７０上の局部発信源先制信号を作動す
る。これは右の半ブリッジのTXポートの状態装置をして
ライン６８４上のCLS 挿入信号を作動させ、CLS 挿入信
号の作動は局部ループセグメント上のCLS を生成し送り
出す。これは左の半ブリッジにおいて負けた遠隔OPN を
生成した局部ループの発信源ノードを閉じる。
【００８９】次に右の半ブリッジは遠隔OPN と全てのRR
DYを転送しなければならない。つまり遠隔OPN と全ての
RRDYをブロックする事を止めなければならない。それを
実行できる前に、局部ループのセグメントのコントロー
ルに対する裁定を実行し、勝たなければならない。ステ
ップ６９０はこのプロセスを現わす。先ず右の半ブリッ
ジのTXポートの状態装置はライン７００上のARB 開始信
号を作動する。これはFIFO回路６１０をして全ての入っ
てくるCFW をARB(0)に変更させ、局部ループセグメント
へと送らせる。負けたOPN を生成した局部ノードは閉じ
られているはずであるから、最早ARB は飲み込まない。
ARB(0)がそれぞれのノードに到着する時は、それぞれの
ノードによって優先権が最も高いARB として転送され
る。究極的にはARB(0)は右の半ブリッジのRXポート１０
０のピン1 に到着し、復号回路６２０によって認識さ
れ、復号回路６２０はそれから図７のライン７０２上の
ARB(0)制御信号を作動し、この事によりTXポートが今裁
定に勝った事をRXポートの状態装置６１２に告げる。そ
うするとRXポートの状態装置はライン７０４上のARB 勝
利信号を作動する。この事実はTXポートの状態装置６０
２によって検出され、TXポートの状態装置６０２は続い
て図６のライン７０６上のARB 停止信号を作動する。こ
れは挿入／代替／削除FIFO回路６１０をして、入ってく
るARB CFW に対してARB(0)を代替する事を停止させる。
その後、右の半ブリッジのTXポートの状態装置はライン
６９４上のOPN 挿入信号を作動し、OPN 挿入信号はFIFO
回路６１０をしてOPN プリミティブを生成し送信させ
る。これに続いて、挿入／代替／削除FIFO回路はAL＿PA
ラッチ２０２にラッチされたアドレスを送信する。これ
らのアドレスは常にバス１０９上でFIFO回路に入り、自
動的にピン3 からOPN の生成に続いて順番に送信され
る。
【００９０】もし、右の半ブリッジのピン2 における遠
隔OPN にRRDYが続けば、どんなRRDYであれ左の半ブリッ
ジの局部ループ上の発信源ノードがバッファのクレジッ
トを発行している事を意味し、それぞれのRRDYは遠隔復
号回路６０４によって検出され、ライン６９６上のRRDY
信号の作動を生じさせる。RRDYが何回作動されたかは右
の半ブリッジのTXポートの状態装置の内部RRDY計数器に
よって計数される。状態装置がライン６９４上でOPN 挿
入信号を作動しアドレスを順番に送り出す時、ライン６
８６上のRRDY挿入信号を受信されたRRDYの数だけ作動
し、内部RRDY計数器をそれぞれのRRDYが送り出される度
にデクリメントする。これは、FIFO回路６１０をして左
の半ブリッジから受信されたRRDYの数と同じ数のRRDYプ
リミティブをOPN の送信の後に生成し送らせる。右の半
ブリッジによる遠隔OPN と全てのRRDYのこの送信は、図
１０のステップ６９０によって描かれている。
【００９１】もし右の半ブリッジのTXポートのピン2 に
おいて到着する勝った遠隔OPN が擬似全二重のOPN であ
ると、右の半ブリッジの図6 の遠隔復号回路６０４はＦ
７かＦ８の発信源のアドレスを検出し、ライン７１０上
の擬似全二重制御信号を作動する。これは右の半ブリッ
ジのTXポートの状態装置をして、ライン６９４上のOPN
挿入信号を作動する時にライン７１２上の逆変換信号を
作動させる。これは右の半ブリッジの挿入／代替／削除
FIFO回路６１０をしてＦ７かＦ８の発信源のアドレスを
削除せしめ、宛先アドレスを発信源アドレスの欄へ写さ
しめ、局部ループへ転送する前に擬似全二重OPN をその
元の半二重の状態に戻す。
【００９２】右の半ブリッジの負けた局部OPN は自動的
に左の半ブリッジによって捨てられる事に注意してほし
い。これは双方の半ブリッジは自動的にOPN のAL＿PAア
ドレスを記憶するが、OPN プリミティブは装着する時に
削除するからである。その後で優先権の比較に勝った
後、転送されなければならないと分かったらOPN を再び
生成する。負けたOPN の記憶されたアドレスは次にもう
1 つのOPN が来ると単に上書きされてしまう。
【００９３】最後にステップ６９９とステップ７０１に
よって表されるように、左と右の半ブリッジのTXポート
とRXポートは、ループの借用が終了した事を示すCLS が
受信されるまで透明モードに入る。透明モードとは本願
の他所にて説明されるが、基本的にはプリミティブ、フ
ィルワードとデータフレームをTXポートとRXポートを介
して変更せずに通す事である。透明モードは直ぐ直前に
OPN を持たないRRDY、データフレームまたはCLS が受信
された時に、TXポートかRXポートの状態装置によって自
動的に始められる。これらの出来事は遠隔復号回路６０
４、TXポートの局部復号回路６０６、RXポートの復号回
路６２０によって認識される。これらの復号器は状態装
置に何が受信されたかを告げる信号を作動し、状態装置
をして、データがそこを通して流れる時に何も変更が成
されないようにFIFOへの制御信号を作動する事を怠る事
によって透明モードへ入らしめ、スイッチ６１４とスイ
ッチ６０８の状態を適切なデータの通り道が作られるよ
うに設定せしめる。ステップ７０１の終了の後、処理は
図８の始めのブロック９９に戻る。
【００９４】図９のステップ６７４の考察に戻るが、左
の半ブリッジの遠隔OPN がアドレスの優先権の比較に勝
ったとする。この場合は、道筋６７６が図１０のステッ
プ６９８へと取られる。ステップ６９８は、先制のCLS
が生成され送られる迄遠隔OPN をブロックし、裁定に勝
った後に勝った遠隔OPN と共に受信されるRRDYと共に局
部ループへと遠隔OPN を送り出すプロセスを表わす。も
っと詳しく言うとこのプロセスは次のごとくである。TX
ポートのピン２に到着する遠隔OPN は、遠隔復号回路６
０４がOPN を検出しライン６３２上のOPN 人号を作動す
る時ブロックされ、ライン６３６上のラッチ［０：１］
信号を作動する。OPN 信号はTXポートの状態装置６０２
をしてライン６９１上のOPN 削除信号を作動せしめ、OP
N 削除信号は挿入／代替／削除FIFO回路６１０をしてOP
N を成す２０ビットを取り去らせしめる。ラッチ［０：
１］信号はAL＿PAラッチ２０２をして発信源アドレスと
宛先アドレスを記憶せしめる。次にTXポートの状態装置
はライン６８４上のCLS 挿入信号を作動し、CLS 挿入信
号は挿入／代替／削除FIFO回路６１０をしてCLS プリミ
ティブを生成し局部ループセグメントへと送信せしめ、
負けたOPN を生成した発信源ノードを閉めさせる。続い
てTXポートの状態装置はライン７００上のARB 開始信号
を作動し、ARB 開始信号は挿入／代替／削除FIFO回路６
１０をしてループのコントロールを得るためにどんなCF
W でも入ってくるCFW はARB(0)と入れ替え始めさせる。
ARB(0) CFWがRXポートに到着する時、復号回路６２０は
それを検出しライン７０２上のARB(0)を作動する。これ
はRXポートの状態装置６１２をしてライン７０４上のAR
B 勝利信号を作動せしめ、ARB 勝利信号はTXポートの状
態装置をしてライン７０６上のARB 停止信号を作動せし
める。これは挿入／代替／削除FIFO回路６１０をしてAR
B(0)の代替を停止せしめる。TXポートの状態装置はその
後、ライン６９４上のOPN 挿入信号を作動しOPN を生成
しピン3 を介して局部ループへと送り出す。このOPN に
ラッチ２０２からのAL＿PAアドレスが続く。もしTXポー
トの状態装置のRRDY計数器が遠隔OPN の後から到着す全
てのRRDYを計数する時は、RRDY挿入信号が作動され、RR
DY計数はデクリメントされ、この過程はRRDY計数が０に
なるまで繰り返される。
【００９５】もしTXポートのピン2 に到着する勝った遠
隔OPN が擬似全二重OPN であると、図６の遠隔復号回路
６０４はＦ７かＦ８の発信源アドレスを検出し、ライン
７１０上の擬似全二重制御信号を作動する。これはTXポ
ートの状態装置をして、ライン６９４上のOPN 挿入信号
を作動する時に、ライン７１２上の逆変換信号を作動せ
しめる。これは挿入／代替／削除FIFO回路６１０をして
Ｆ７かＦ８の発信源アドレスを削除せしめ、宛先アドレ
スを発信源アドレス欄に写し、局部ループへ転送する前
に、擬似全二重OPN を元の半二重の状態に逆変換せしめ
る。
【００９６】左の半ブリッジの負けた局部OPN は自動的
に右の半ブリッジによって捨てられる。何故なら双方の
半ブリッジは自動的にOPN のAL_PA アドレスを記憶する
が、OPN プリミティブは到着する時に削除され、転送す
る必要があると判明するとOPN を再生成するからであ
る。負けたOPN の記憶されたアドレスは次に他のOPN が
到着すると単に上書きされてしまう。
【００９７】図９のステップ６６２の考察に戻るが、ス
テップ７１４は例３の先制の状況が生じた事を検出する
過程を表わす。この状況はライン６４４上のTX武装信号
とライン６３４上のRX武装信号双方が同じクロック周期
の間にアクティブであるという事実によって検出され
る。これらの武装信号の１つ１つはOPN が到着するクロ
ック周期の間は作動されていて、それから次のクロック
周期にはリセットされる。たった１つのクロック周期し
かアドレスの比較かメモリアクセスあるいは両方のため
には必要ではない。例３の先制の状況が生じる時は、ア
ドレスの比較が実行され、勝つOPN が決められ、負けた
OPN を生成した発信源ノードは閉められ、もし勝ったOP
N が局部OPN ならば、メモリをアクセスして勝った局部
OPN を遠隔半ブリッジに転送するか、局部バイパスを介
して転送するか判断する。TXポートの状態装置６０２は
TX武装信号とRX武装信号の状態を調べて、例３の状況が
存在するかどうかを判断する。
【００９８】例３の状況が発見された時は局部OPN と遠
隔OPN は一時的にブロックされなければならず、アドレ
ス比較がステップ７１６において開始される。このプロ
セスはTXポートの状態装置がライン６３８上の比較可能
化信号を作動する事によって始まる。この信号はまたRX
ポートの状態装置へ結合されている。ライン６３８上の
比較可能化信号の作動は、TXポートの状態装置をして図
６のライン６９１上のOPN 削除信号を作動せしめ、これ
はFIFO回路６１０をして比較が終わるまで遠隔OPN の送
信をブロックせしめる。代替の実施例においては比較可
能化信号の作動はまた、RXポートの状態装置をしてライ
ン７２７上のOPN 削除信号を作動せしめ、これは図７の
FIFO６１６をしてOPN プリミティブのビットを取り去り
一時的にその送信をブロックせしめる。本願の他所にて
述べられるように好ましい実施例において局部OPN が到
着する時に、もし必要であれば局部OPN は自動的にブロ
ックされ、そのアドレスはラッチされ擬似全二重へと変
換される。
【００９９】比較可能化信号はまた比較器４０２をして
AL＿PAアドレスを比較せしめ、ライン６７０上の信号か
ライン６７２上の信号のどちらかを作動せしめる。ステ
ップ７１８は、RXポートの状態装置とTXポートの状態装
置によってこれらの比較の結果の信号を読み取り、もし
左の半ブリッジの局部OPN の優先権の方が高ければ道筋
６８０に沿って枝別れし、もし左の半ブリッジの局部OP
N の優先権の方が低ければ道筋６８２に沿って枝別れす
るプロセスを表わす。
【０１００】図１０においては、左の半ブリッジの局部
OPN が低い優先権を持っている状況に対する処理が記述
されている。先ず最初にされなければならない事は、負
けたOPN を生成した局部発信源ノードを閉める事であ
る。これはステップ７２０において実行され、左の半ブ
リッジのTXポートの状態装置がCLS 挿入信号とARB 開始
信号を作動する事によって局部発信源ノードを先制す
る。結果として、図６の挿入／代替／削除FIFO回路６１
０が先制のCLS を生成しピン３から送信し、負けたOPN
を生成したノードを閉める。勝った遠隔OPN を転送する
ために、左の半ブリッジはその局部ループに対して裁定
をしなければならない。こうしてARB 開始信号は、FIFO
回路６１０をしてピン２において入ってくるCFW をARB
(0)で代替し始める。
【０１０１】究極的には図１０のステップ７２４によっ
て示すように、これらのARB(0) CFWはRXポートに到着
し、ステップ７２２によって示すように復号回路６２０
によって認識される。これはライン７０２上のARB(0)信
号が作動されるようにし、このARB(0)信号はRXポートの
状態装置をしてライン７０４上のARB 勝利信号を作動せ
しめる。TXポートの状態装置はARB 勝利信号を見てライ
ン７０６上のARB 停止信号を作動し、ARB(0)の代替を停
止し、それからライン６９４上のOPN 挿入信号を作動
し、必要ならばライン７１２上の逆変換信号を作動す
る。もし遠隔OPN がピン2 に到着した時に擬似全二重
で、そのため遠隔復号回路６０４をしてライン６３２上
とライン６３６上のOPN 信号とラッチ［０：１］信号に
加えてライン７１０上の擬似全二重信号を作動せしめた
のであれば、逆変換信号は作動される。OPN 挿入信号と
逆変換信号の作動は、図６のFIFO回路６１０をしてOPN
を生成せしめ、ラッチ２０２からAL−PAアドレスが来る
そばから半二重へと逆変換せしめる。代わりに、アドレ
ス比較の後でOPN 挿入信号が作動される前に、状態装置
はどんな擬似全二重OPN でもＦ７かＦ８の発信源アドレ
スをラッチ２０２内の発信源アドレスのコピーに変える
事ができる。
【０１０２】OPN を転送し半二重へ変換し直した後、も
しTXポートの状態装置のRRDY計数器がゼロでなければ、
TXポート状態装置はライン６８６上のRRDY挿入信号を作
動し計数をデクリメントする。このプロセスはステップ
７２６によって例示されるよに、RRDY計数がゼロになる
まで繰り返される。それから道筋７２８が図１１のステ
ップ７４４へと取られ、透明モードに入る処理が開始さ
れる。
【０１０３】ステップ７４４において、左の半ブリッジ
の局部ループ上の宛先ノードは遠隔OPN を受信し、RDDY
かCLS でもって返事をする。これらのプリミティブのう
ちの１つが左の半ブリッジのRXポート１００のピン１へ
伝達する。
【０１０４】ステップ７４６は、透明モードの必要性を
認識して透明モードに入るプロセスを表わす。先ず図７
の復号回路６２０がOPN の先行しないRRDYプリミティブ
かCLS プリミティブを見て、ライン７３０上のRRDY信号
かライン７３２上のCLS 信号の適切な方を作動する。こ
れによりRXポートの状態装置はライン６２２上のスイッ
チ制御信号をコントロールし、スイッチ６１４を１−２
結合に設定する。挿入／代替／削除FIFO回路６１６への
信号は何も作動されていないので、透明なパイプライン
として働きRRDYやCLS を変効無しに通し、ピン１からピ
ン２へと流し、そこからライン５４上にて遠隔半ブリッ
ジへと送る。
【０１０５】ステップ７４８は、右の半ブリッジのRXポ
ートとTXポートが透明モードへ入りループの借用を支援
するプロセスの開始を表わす。ステップ７４８におい
て、左の半ブリッジから送られたRRDYプリミティブかCL
S プリミティブは、先行するOPN 無しに右の半ブリッジ
のTXポートへ到着する。遠隔復号回路６０４はRRDYかCL
S を認識し、ライン６９６上のRRDY信号かライン７３４
上のCLS 信号を作動する。これらの出来事のどちらが起
きても、TXポートの状態装置はスイッチ６０８の２−３
結合をさせ、図６のFIFO回路を制御してRRDYかCLS がピ
ン２からピン３へ、そして右の半ブリッジの局部ループ
へと伝わる時に変更されないようにする。勝ったOPN の
元である発信源ノードはRRDYかCLS を見て、データフレ
ームをもって反応するかループの借用を手放す。
【０１０６】もしもデータフレームが送られると、右の
半ブリッジのRXポート１００の復号回路６２０はデータ
フレームを認識し、ライン７５２上のデータフレーム信
号を作動する。これはRXポートの状態装置をしてスイッ
チ６１４が１−２結合をするように設定する。この理由
は、それ以降他のOPN が受信されなかった事から、以前
に左の半ブリッジに送ったOPN が結果としてループの借
用にをもたらした事を知るからである。RXポートの状態
装置は、また、FIFO回路６１６を制御し全てのデータと
プリミティブを変更無しに通す。
【０１０７】データ、RRDYプリミティブ、またはCLS プ
リミティブは、右の半ブリッジのRXポートを通り、左の
半ブリッジのTXポートのピン２に到着する。もし到着す
るビットがデータフレームならば、遠隔復号回路６０４
はライン７５６上のデータフレーム信号を作動する。も
し到着するビットがRRDYかCLS ならば、認識されて、対
応する制御信号が遠隔復号回路６０４によって作動され
る。これらのどの出来事にもOPN は先行せず、左の半ブ
リッジのTXポートの状態装置をしてスイッチ６０８を制
御して２−３結合をさせ、FIFO６１０を制御して透明モ
ードに入らせる。FIFO回路６１０と６１６の全ては、FI
FOへの制御信号の１つが対応する状態装置によって作動
されていなければ、入力のビット全てを変更せずに出力
ビットとして通す。ループの借用を支援して右の半ブリ
ッジのRXポートと左の半ブリッジのTXポートが透明にな
るプロセスは、図１１のステップ７５８によって示され
る。上で説明された（本願の発明の要旨にて要約され
た）６つの先制の規則の例において、そして共存するOP
N は生じないが通常のループの借用が２つの半ブリッジ
に渡って確定する全ての例においてOPN が転送されルー
プの借用が確定した時はいつでも、ステップ７４４、７
４６、７４８、および７５８に関して上で述べれられた
RXポートとTXポートが透明になるプロセスは起きる。
【０１０８】同様な透明モードに入るプロセスは、OPN
が純粋に局部的な借用を確定する時に起きる。このよう
な例においては、局部OPN が局部の宛先に転送された
後、宛先はRRDYかCLS かデータフレームで返事をし、局
部復号回路６０６は局部パイパスに結合された図６のピ
ン１上にRRDYかCLS かデータフレームを見て、導線を３
つ持つバス７６２上のRRDYかCLS かデータ信号の１つを
作動し、この１つの信号の作動はTXポート状態装置をし
て、スイッチ６０８を制御し１−３結合をせしめFIFO６
１０を制御し透明モードに入らしめる。左か右の半ブリ
ッジの、または双方のRXポートとTXポートの透明な状態
は、RXポートのピン１かTXポートのピン１か２でOPN が
もう１つ受信されるまで変更されない。
【０１０９】図１１のステップ７５８が完了した後は、
処理は図８の開始ブロック９９へ戻る。
【０１１０】図９のステップ７１８の考察にもどるが、
例えば、左の半ブリッジの局部OPNが高い優先権を持つ
と判断されたとしよう。この場合は遠隔の発信源を閉
め、勝った局部OPN の宛先ノードの位置を調べ、勝った
OPN が擬似全二重で宛先が局部ならば半二重に逆変換
し、勝ったOPN を適切な道筋を通して転送する事が必要
である。この過程は図１０のステップ７４０において開
始される。このステップは、図５のメモリ７８をアクセ
スして勝ったOPN の宛先ノードが局部か遠隔かを判断す
るプロセスを表わす。これはRXポートの状態装置によっ
て図７のライン１１０上の読み取り信号を作動する事に
よって実行される。局部OPN がRXポートのピン１に到着
した時、復号回路６２０はそれをOPN として認識し、ラ
イン６５４上のOPN 信号を作動し、ライン６５６上のラ
ッチ［０：１］信号を作動する。ラッチ［０：１］信号
はAL＿PAラッチ２００をして発信源アドレスと宛先アド
レスにラッチせしめる。もし入って来たOPN が半二重だ
ったなら、復号回路６２０は、また、ライン６５８上の
半二重信号を作動しする。OPN 信号と半二重信号の作動
はRXポート状態装置をしてライン６６０上のRX変換信号
を作動せしめる。これはAL＿PAラッチ回路２００をして
そこに記憶されたAL＿PAアドレスの発信源アドレスを１
６進法のＦ７かＦ８で代替せしめる。ラッチ２００に記
憶されたアドレスは図５のメモリ７８と比較器４０２双
方に対してバス１０８上にて出されている。ライン１１
０上の読み取り信号が作動される時、メモリ７８はバス
１０８上のAL＿PAアドレスの宛先アドレスに対応するメ
モリの位置をアクセスし、そこのデータをデータバス１
１２を介してRXポートの状態装置へと提供する。このデ
ータは宛先が局部であれば１で、宛先が遠隔であれば０
である。このデータはRXポートの状態装置をしてライン
６２２上のスイッチ制御信号を制御せしめ、図１０のス
テップ７４０から出る道筋７４２によって現わされるよ
うに、もしも宛先が局部なら１−３結合をするようにス
イッチ６１４を設定し、道筋７４４によって現わされる
ように、もしも宛先が遠隔であれば１−２結合をするよ
うにスイッチ６１４を設定する。
【０１１１】メモリアクセスのステップ７４０が勝った
左の半ブリッジの局部OPN が局部の宛先に向かうもので
あると結論したとしよう。このような場合は図１０の道
筋７４２は図１１のステップ７７０へと導く。このステ
ップは負けた遠隔OPN を出した例３の遠隔発信源ノード
を先制的に閉めるプロセスを現わす。これは、左の半ブ
リッジのRXポートの状態装置が、図７のライン６５０上
のCLS 挿入信号を作動する事によって達成される。これ
はFIFO６１６をしてCLS プリミティブを右の半ブリッジ
のTXポートへ送らしめる。右の半ブリッジのTXポートは
このCLS がOPNによって先行されていないのを見て、ス
テップ７４８の議論に関連して上において述べれられた
ように透明に成る。このCLS は遠隔発信源ノードへと伝
わり、そこでノードを閉め、遠隔発信源ノードをして入
ってくるARB フィルワードに対して自分のARB を代替す
る事を停止する事によって、遠隔ループセグメントを手
放させる。これは右の半ブリッジの局部ループセグメン
トを自由にし、左の半ブリッジの局部ループとともに共
存する局部ループの借用をできるようにする。図８のス
テップ１０５において成し遂げられた左の半ブリッジで
の遠隔OPN をブロックするステップは自動的に遠隔OPN
を削除するので、図１１のステップ７７０によって例示
される遠隔OPN の破棄のプロセスはただ単に左の半ブリ
ッジのTXポートの状態装置がOPN を再生成するライン６
９４上のOPN 挿入信号の作動をしない事である。
【０１１２】次にステップ７７２においてRXポートの状
態装置は、ライン６２２上のスイッチ制御信号をスイッ
チ６１４が１−３局部バイパス結合をするように設定す
る。今までにおいて議論されていないが、図７のピン１
に局部OPN が到着する時にそれが半二重であれば、局部
OPN はブロックされてAL＿PAはラッチされ自動的に擬似
全二重へと変換される。これは復号回路６２０がOPN を
認識しライン６５４上のOPN 信号とライン６５６上のラ
ッチ［０：１］信号を作動し、AL＿PAアドレスをラッチ
し、それが半二重であればライン６５８上の半二重信号
を作動する事によって実行される。これはRXポートの状
態装置をしてライン７２７上のOPN 削除信号を作動せし
め、OPN ビットを取り去り、もし到着した時に半二重で
あればライン６６０上のRX変換信号を作動して自動的に
OPN を擬似全二重へ変換せしめる。
【０１１３】擬似全二重OPN は局部的には送らない方が
好ましいので、ステップ７７６では、もし到着した時に
半二重であればOPN を半二重に戻すプロセスを行う。こ
れはRXポートの状態装置によってライン７７８上のRX逆
変換信号を行使して達成する。これは挿入／代替／削除
FIFO６１６をして再生成した時に擬似全二重OPN の１６
進法のＦ７かＦ８をAL＿PD宛先アドレスで代替せしめ
る。次にRXポートの状態装置はライン７７４上のOPN 挿
入信号を作動し、勝った局部OPN を再生成し、それを局
部セグメント帰線バイパスの道筋６０上で転送する。
【０１１４】図１１のステップ７８０によって図示され
るように、勝った局部OPN は局部セグメント帰線６０か
らTXポートのピン１へ到着し、TXポートを１−３結合す
るようにし、局部ループセグメント５２へ結合し、透明
モードに成るようにする。これはOPN の到着が局部復号
回路６０６をして、ライン７８２上の局部OPN 信号を作
動せしめるので起きる。局部OPN の作動はTXポートの状
態装置をしてスイッチ６０８が１−３結合をするように
制御せしめ、FIFO６１０への信号は何も作動させず、よ
って、透明モードにおいて全ての入力データを変更無し
で通させる。TXポートの状態装置は、局部OPN が作動さ
れた時は透明モードと１−３結合が必要な事は知ってい
る。何故ならこれは局部OPN が先制の比較に勝った時
か、局部OPN だけが競合するOPN 無しで到着した時で、
メモリアクセスの後に局部セグメント帰線６０上にて転
送された時に例３においてのみ起きるからである。例３
においては先制の比較が為され局部OPN が勝ち、メモリ
アクセスがされ、遠隔OPN が捨てられ局部OPN が局部セ
グメント帰線６０上で転送された後のみに、局部OPNは
作動される。
【０１１５】ステップ７８０はまた、左の半ブリッジが
透明モードへ入る過程を表わす。これは勝った局部OPN
が局部ループへ転送され、宛先ノードがRRDYかCLS の返
事をした時に起きる。RRDYやCLS はOPN によって先行さ
れる事なく左の半ブリッジのRXポートのピン１へ到着す
る。これはステップ７５８の議論に関連して以前に説明
されたプロセスと似たプロセスによって左の半ブリッジ
が透明モードに成るようにする。この透明モードはルー
プの借用が発信源ノードが閉められ入ってくるARB を自
分のARB で置き換える事を止め、もう１つのOPN がTXポ
ートがRXポートに到着するまで、左の半ブリッジのTXポ
ートとRXポートに対して続けられる。
【０１１６】図１０のステップ７４０の考察に戻るが、
道筋７４４を取ったとしよう。これは、遠隔OPN が受信
され、それから同じクロック周期の間に局部OPN が同時
に受信され、例３の状況が生じ、そして局部OPN がアド
レス比較に勝ち、メモリアクセスが局部OPN は遠隔の宛
先を持つ事を示す事を意味する。この場合ステップ７８
４が次に実行され、勝った局部OPN を右の半ブリッジへ
転送する。これは左の半ブリッジのRXポートがライン７
７４上のOPN 挿入信号を作動する事によって行われる。
もし勝った局部OPN が到着した時に半二重でラッチ２０
０において擬似全二重AL_PA へ変換されたなら、OPN が
転送されるにおいて何も変更はされない。もしRXポート
の状態装置のRRDY計数器がゼロでなければ、状態装置６
１２はライン７８６上のRRDY挿入信号を作動し、OPN に
続いてRRDYを送り出す。それからRRDY計数器はインクリ
メントされ、この過程はステップ７８８によって図示さ
れるように計数がゼロに成る迄繰り返され、もっとRRDY
を送り出す。
【０１１７】ステップ７９０は、例３において左の半ブ
リッジから勝ったOPN を受信した後に右の半ブリッジに
よる処理の始まりを表わす。OPN が右の半ブリッジのピ
ン２に到着する時、遠隔復号回路６０４はライン６３２
上のOPN 信号とラッチ［０：１］信号を作動し、ラッチ
２０２にAL＿PAを記憶する。右の半ブリッジのTXポート
は、遠隔OPN が左の半ブリッジから到着する時に、左の
半ブリッジと同じ処理を実行する。そのプロセスは図８
と図９のステップ１０３、ステップ１１１、ステップ１
０５、ステップ６５２、ステップ６６２、ステップ６６
８で記述されていて、右の半ブリッジのTXポートでのア
ドレス比較の実行が結果として成される。右の半ブリッ
ジのRXポートのラッチ２００は、以前に右の半ブリッジ
から左の半ブリッジへと転送されたOPN のアドレスをま
だ記憶している。右の半ブリッジの比較器４０２によっ
て実行されるアドレス比較はラッチ２００とラッチ２０
２内のアドレスを比較し、左の半ブリッジの比較器４０
４によって実行されるアドレス比較と同じ結果をもたら
す。右の半ブリッジの比較器はライン６７０上の先制の
局部発信源信号を作動する。これはTXポートの状態装置
をしてライン６８４上のCLS 挿入信号を作動させしめ、
CLS 挿入信号は先制的なCLS を右の半ブリッジの局部ル
ープへと送る。これは負けたOPN を出した発信源ノード
を閉め、局部ループを手放し、入ってくるARB(0)を自分
のARB 代替する事を止める。次にTXポートの状態装置は
ライン７００上のARB 開始信号を作動し、FIFO回路６１
０をして入ってくるCFW をARB(0)で代替する事によって
局部ループのコントロールに対して裁定を開始せしめ
る。これらのARB(0)はRXポートに達し、復号回路６２０
によって認識され、復号回路６２０はARB(0)を作動し、
これは状態装置６１２をしてライン７０４上のArb 勝利
信号を作動せしめる。これはTXポートの状態装置をし
て、ライン７０６上のArb 停止信号とライン６９４上の
OPN 挿入信号を作動せしめ、OPN は転送され、ラッチ２
０２に記憶されたAL＿PAアドレスは送り出される。もし
入ってくる勝ったOPN が擬似全二重であれば、遠隔復号
回路６０４はライン７１０上の擬似全二重信号を作動す
る。これは状態装置６０２をしてライン７１２上の逆変
換信号を作動せしめ、擬似全二重AL＿PAがOPN と共に転
送される時に半二重へと戻す変換をする。
【０１１８】ステップ７０４は、右の半ブリッジのTXポ
ートにおいてライン６８６上のRRDY挿入信号の作動を何
度も行い、右の半ブリッジの局部ループ上に同じ数のRR
DYを送信し、RRDY計数をゼロまで減らすプロセスを表わ
す。
【０１１９】図１２では、ステップ７９６は勝ったOPN
が右の半ブリッジの局部ループ上の宛先ノードによって
受信された時に起きるプロセスを表わす。宛先ノードは
OPNを受信する時RRDYかCLS で返事をする。もしRRDYがO
PN に続いたら、宛先ノードはデータフレームでもって
答えてもよい。RRDYか、CLS か、データフレームがRXポ
ートに到着する時は、復号回路６２０は事象を認識し、
ライン７５２、か、７３０か、７３２上の適切な信号を
作動する。これは、右の半ブリッジのRXポートの状態装
置をして、図１２のステップ７９８によって図示される
如く、ループの借用が開始され透明モードに入る事を認
識させる。透明モードはFIFO回路６１６へどの信号も作
動しない事と、スイッチ６１４が１−２結合をする事に
よって入るが、これは、それ自身のアドレス比較によっ
て遠隔発信源のノードのOPN が優先権の判断に勝ち、宛
先ノードが局部ループ上にあり、２つの局部ループが１
つの大きなループとして結合されなければならない事が
分かっているからである。透明モードは宛先ノードから
のRRDY、CLS 、あるいはデータフレームを右の半ブリッ
ジのRXポートから左の半ブリッジのTXポートへと転送で
きるようにする。そこで、RRDY、CLS 、あるいはデータ
フレームは同じような事象を起こさせ、左の半ブリッジ
のTXポートを透明モードに入らせる。RRDY、CLS あるい
はデータフレームが発信源ノードに到着する時、発信源
ノードはもう１つのRRDY、CLS あるいはデータフレーム
でもって返事をする。これらは右の半ブリッジのRXポー
トによって受信され、上記と同じようなプロセスでもっ
て透明モードにする。
【０１２０】どのTXポートあるいはRXポートによってCL
S が受信されても、ポートは透明モードになりCLS を転
送するが、これはまたループの借用が終了し次にポート
で起きる事はもう１つのOPN の受信である事をも伝え
る。新しいOPN が受信された時に、自動的に以前のルー
プ借用からのOPN の古いAL＿PAアドレスとアドレス比較
を実行しない事を確かにするために、CLS を受信するど
のTXポートあるいはRXポートも、TXポートの場合はライ
ン８００上のクリア信号を、RXポートの場合はライン８
０２上のクリア信号を作動する。こうしてどのRXポート
あるいはTXポートであろうと、OPN が到着した時はいつ
でも、誤った結果を恐れる事無く、競合するOPN がたと
えなくとも、アドレス比較が実行できる。
【０１２１】図９のステップ６５２の考察に戻るが、TX
武装信号が最近作動されていないとこのテストが判断し
たとする。これは、遠隔OPN がブリッジにおいて受信さ
れたが局部OPN はまだ受信されていない事を意味する。
これは、例４か例６の先制解決の状況か、受信されたOP
N が遠隔OPN だけである競合の無い状況へと導く。この
ような場合は、道筋８０６を図１２のステップ８０８へ
と辿る。ステップ８０８は、遠隔OPN が受信され裁定が
始まった直ぐ後にライン６４４上のTX武装信号が作動さ
れたかを判断するテストである。もしそうであれば、RX
ポートが局部OPN を受信したばかりである事を意味し、
TXポートのARB(0)が局部ループをずっと回ってRXポート
まで届く前に局部ノードが裁定に勝ったばかりである事
を意味する。これは局部ループが忙しい事を意味し、遠
隔OPN は先制されなければならない。この遠隔半ブリッ
ジの局部ループ上の発信源を閉めるプロセスはステップ
８１０によって成し遂げられる。左の半ブリッジのRXポ
ートの状態装置はライン６５０上のCLS 挿入信号を作動
し、スイッチ６１４が１−２結合に設定されている事を
確かめる。これにより、CLS プリミティブを右の半ブリ
ッジのTXポートへ送信する。ステップ８１２によって現
わされるように、直ぐ前にOPN を持たないこのCLS プリ
ミティブは、右の半ブリッジのTXポートを透明モードに
し、こうしてCLS を遠隔発信源ノードへと送り、それを
閉めさせ、右の半ブリッジの局部ループを共有ループ借
用のために出させる。CLS はまた右の半ブリッジのTXポ
ートをして、システムの実際の全てのノードのAL＿PAと
比べても常に負けるAL＿PAアドレスへとAL＿PAラッチ２
０２の内容をリセットせしめる。このシステムの実際の
全てのノードのAL＿PAと比べても常に負けるAL＿PAアド
レスは以降デフォルトAL＿PAと呼ぶ。TXポート１０２が
直前にOPN の先行しない先制のCLS を受信する時、それ
はまた、図６のライン８５４上のクリアRXラッチ信号を
作動する。この信号の作動は、図７のRXポートの状態装
置６１２をして、ライン８０２上のクリア信号の作動に
よってデフォルトAL＿PAへとラッチ２００をクリアせし
める。RXポートがCLS を受信する時はいつでもRXポート
の状態装置はライン８５６上のクリアTXラッチ信号を作
動し、TXポートに対してライン８００上のクリア信号の
作動によってラッチ２０２をデフォルトAL＿PAにクリア
するように告げる。直前にOPN の先行しないどんな先制
のCLS でも、同じものを受信する全てのRXポートあるい
はTXポートをしてAL＿PAラッチをデフォルトAL＿PAにク
リアせしめ、それのみで到着するOPN で競合するOPN の
状況にないものは全てそのAL＿PAをデフォルトAL＿PAと
比較され、常に勝つ。
【０１２２】ステップ８１６は、遠隔OPN とのアドレス
の優先権の比較に勝ったか、それだけでRXポートで受信
されラッチ２０２内のデフォルトAL＿PAと比較された局
部OPN を取り扱うRXポートによって実行されるプロセス
を表わす。ステップ８１６はラッチ２００に記憶された
局部OPN のAL＿PD宛先アドレスを使ってメモリ７８をア
クセスし、今受信されたばかりの局部OPN の宛先を判断
する。これはメモリ７８へバス１０８上でアドレスとし
てラッチされたAL＿PAを供給し、ライン１１０上の読み
取り信号を作動する事によって実行される。これはメモ
リ７８をしてバス１０８上のアドレスに対応するメモリ
位置を読み取らせ占め、そこに記憶されているデータを
データバス１１２上にて帰さしめる。帰されたデータは
RXポートの状態装置をして、適切なデータの道筋上でOP
N を転送できるようにステップ８２５か８２６において
適切にスイッチ６１４を設定せしめる。
【０１２３】もしステップ８１６によって判断されたと
ころによると局部OPN の宛先が遠隔であるなら、ステッ
プ８２５が実行される。ステップ８２５は、図７のRXポ
ートの状態装置によって実行されるプロセスを表わし、
このステップにおいては合成されるべきOPN を遠隔半ブ
リッジへと転送するためにスイッチ６１４が１−２結合
をするように制御する状態にライン６２２上のスイッチ
制御信号が成るようにする。それから、状態装置６１２
はライン７７４上のOPN 挿入信号を作動し、FIFO回路６
１６がOPN の最初の２０ビットを合成し右の半ブリッジ
へとピン２から送り出すようにさせる。OPN が送信され
た後、ラッチ２００に記憶されたアドレスがピン２から
送り出される。ラッチ２００に記憶されたアドレスがも
し擬似全二重であれば、半二重OPN は半ブリッジ間で送
信する事は許されないので、ステップ８２５において変
更はされない。もしＲＸポートの状態装置のRRDY計数器
がゼロではない計数であれば、図７のライン７８６上の
RRDY挿入信号だ１つ１つのRRDYに対して１度づつ作動さ
れる。これはRRDY挿入信号が１度作動されるたびにFIFO
回路６１６がピン２から送り出されるデータの列に１つ
のRRDYを挿入するようにさせる。RRDY挿入信号が１度作
動されるたびにRRDY計数は１つデクリメントされる。RR
DY挿入信号はRRDY計数がゼロになるまで繰り返し作動さ
れる。処理はその後図１３のステップ８５２へと道筋８
１４を介して進む。
【０１２４】図１３で、ステップ８５２はステップ８２
５において転送されたOPN が到着する時に右の半ブリッ
ジのTXポートによって実行されるプロセスを表わす。ス
テップ８５２において、転送されたOPN はFIFO回路６１
０によって更に送信するのを阻止され、そのAL＿PAアド
レスは以前に述べられた処理によってラッチ２０２に記
憶される。受信されたばかりのOPN のAL＿PAはまた、RX
ポートのラッチ２００に記憶されたAL＿PAと比較され
る。ラッチ２００はステップ８１２においてデフォルト
AL＿PAへとクリアされているので、左の半ブリッジから
受信したOPN のAL＿PAが比較に勝つ。結果として、比較
器は図５のライン６７２上の先制遠隔発信源信号を作動
し、左の半ブリッジから受信したOPN が比較に勝った事
を右の半ブリッジのRXポート１００に知らせる。RXポー
トの状態装置は先制遠隔発信源信号の作動を無視し、先
制的なCLS を生成しない。これは以前に自分のラッチ２
００がデフォルトAL＿PAへとクリアされているからで、
そういう状態は２つの競合するOPN が未だに争っている
先制の状況においては決して起きえないからである。先
制的なCLS が生成される必要がある時は、２つの競合す
るOPN が未だに争っている場合だけであるから、この場
合の先制遠隔発信源信号の作動は無視される。その後TX
ポート１０２は裁定を開始し、もし裁定に勝てば、必要
ならば半二重へと戻す変換をした後、局部ループのセグ
メントへとOPN を転送する。この全ては以前に記述され
た処理によって実行される。また、転送されたOPN に続
く全てのRRDYは、RRDY計数がゼロに達するまで以前に記
述された処理によって再生成され局部ループのセグメン
トへと送り出される。
【０１２５】この時点で幾つかの事が起き得る。右の半
ブリッジへ転送されたOPN の宛先ノードが未だに消され
ていなく、宛先ノードが左の半ブリッジの局部ループ上
に存在する事を示すデータがメモリ７８に何も無いので
OPN は転送されてしまったという事も可能である。もし
こうした状態が起きた場合は、OPN は左の半ブリッジか
ら右の半ブリッジへと転送されるが、OPN はそこで宛先
ノードを見付けられなくなる。こうした事が生じた場合
は、OPN は左の半ブリッジへ戻される。他の可能性とし
ては、宛先ノードが右の半ブリッジの局部ループ上に発
見される事が挙げられる。こうした事が生じた場合は、
もしOPN に続いて発信源のノードが発行したRRDYがあれ
ば、宛先ノードはRRDYかCLS かデータフレームでもって
返事をする。どの場合が存在するかは、図１３のステッ
プ８７０によって検出される。
【０１２６】ステップ８７０は、RRDYかCLS かデータフ
レームがRXポートによって受信されたのか、それともTX
ポートによって局部ループへと転送されたのと同じOPN
がRXポートによって受信されたのかを判断するプロセス
を示す。RRDYかCLS かデータフレームの受信は図７の復
号回路６２０によるライン７３０上のRRDY信号かライン
７３２上のCLS 信号かライン７５２上のデータフレーム
信号の作動によってそれぞれ検出される。TXポートによ
って転送されたのと同じOPN のRXポートにおける受信
は、復号回路６２０がライン６５４上のOPN 信号を作動
する時に判断される。もしこの信号が作動されていた
ら、TXポートが局部ループに対する裁定に勝った時、そ
の局部ループ上の他のノードはOPN を送る事は許されな
いから、OPNは以前に転送されたOPN と同じである。
【０１２７】もしRRDYかCLS かデータフレームがRXポー
トで受信されたら、ステップ８７２によって示されるプ
ロセスが実行される。このプロセスでは以前に述べられ
た処理によってRXポートが透明になる。これはRRDYかCL
S かデータフレームをRXポートを通して左の半ブリッジ
のTXポートへと転送する。もしCLS が受信されたら、RX
ポートは自分のラッチ２００をクリアしてデフォルトAL
＿PAにし、ライン８６０上のTXラッチクリア信号を作動
し、TXポートもまたラッチ２０２をクリアしデフォルト
AL＿PAにさせる。
【０１２８】RRDYかCLS かデータフレームが左の半ブリ
ッジのTXポートに到着する時は、図１３に示されるよう
にそのTXポートは透明になり、受信したものを局部ルー
プのセグメントへと転送する。もし左の半ブリッジのTX
ポートがCLS を受信すると、TXポートはCLS を転送し、
ライン８００上のクリア信号を作動し、ラッチ２０２を
デフォルトAL＿PAへとクリアする。またステップ８７４
は、図１２のステップ８２５において右の半ブリッジへ
と転送された局部OPN の宛先ノードの位置は遠隔である
事、つまり右の半ブリッジの局部ループ上に位置する事
を学習するプロセスをも表わす。RXポートが局部OPN を
受信した事を示す図７のライン６４４上のTX武装信号が
作動され、局部OPN が右の半ブリッジへ転送された事を
示すライン６６４上のRXスイッチ位置信号が作動される
時に、左の半ブリッジのTXポートはこの結論を導きだ
す。もしこの双方の条件が真で、左の半ブリッジのTXポ
ートが右の半ブリッジからピン２上でRRDYかCLS かデー
タフレームを受信すると、TXポートの状態装置は転送さ
れたばかりの局部OPN の宛先ノードは遠隔であると結論
する。TXポートによるRRDY、CLS 、データフレームの受
信は、それぞれライン６９６上のRRDY信号、ライン７３
４上のCLS 信号、ライン７５６上のデータフレーム信号
の作動によって検出される。上に定義される状況におい
てこれらの信号のうちの１つが作動される時は、RXポー
トの状態装置は図６のライン９６０上のメモリクリア信
号を作動する。メモリクリア信号の作動は、RXポートの
状態装置がライン９３０上のクリア信号を作動するよう
にさせる。これはバス１０８上のアドレスの宛先アドレ
スの部分に関連するメモリの位置をクリアする。ライン
９５０上のTX選択信号は作動されていないので、メモリ
７８内の内部マルチプレクサはデフォルトの状態にあ
り、バス９５０上のアドレスを図５のメモリ７８内のメ
モリアレーのアドレスポートへと繋いでいる。これは局
部OPN の宛先ノードと関連する転送テーブルの位置に論
理値０を書き込ませ、左の半ブリッジに対して遠隔であ
る事を示す。
【０１２９】図１３のステップ８７６によって示される
ように、左の半ブリッジのTXポートを通り過ぎたもの
が、発信源ノードをして、もう１つのRRDYか、データフ
レームか、CLS でもって返事をさせる。このRRDYか、デ
ータフレームか、CLS は左の半ブリッジに到着し、左の
半ブリッジを透明モードさせ、右の半ブリッジのTXポー
トへ入って来たものを通させる。そうすると右の半ブリ
ッジのTXポートは透明になり、受信したものを右の半ブ
リッジの局部ループセグメントへと通す。もちろん、発
信源ノードがCLS を受信すると、発信源ノードは入って
くるarb プリミティブに対して自分のarb プリミティブ
を代替する事を停止し、ループの借用を手放す。もし発
信源ノードがRRDYかCLS かデータフレームで返事をする
と、左の半ブリッジのRXポートがその返事を右の半ブリ
ッジのTXポートへ転送し、右の半ブリッジのTXポートは
以前に説明されたプロセスでもって透明になり、受信さ
れたものを宛先ノードへ転送する。このようにして発信
源のノードか宛先のノードがCLS を送信して発信源ノー
ドがループの借用を手放すまで、ループの借用は続く。
その後プロセスは図１４のステップ８７９へと道筋８７
７を介して進み、そこから図８の開始へ処理過程は戻
る。
【０１３０】図１３のステップ７８０の議論に戻るが、
局部OPN が左の半ブリッジから右の半ブリッジへと転送
し、右の半ブリッジの局部ループへと転送された後に右
の半ブリッジのRXポートがOPN を受信したのなら、例５
の状況が生じた事になる。例５の状況においては、局部
OPN が受信され、もう一方の半ブリッジへと転送され、
転送した半ブリッジに戻される。これは宛先ノードがOP
N が転送された先の半ブリッジの局部ループ上にはない
か、宛先ノードが存在しない事を意味する。この状況に
おいてはステップ８７０から処理はステップ８８０へと
進む。ステップ８８０は以前に記述され処理によって、
右の半ブリッジが透明になり、OPN を左の半ブリッジへ
と戻すために転送する処理を表わす。RXポートは受信し
たばかりのOPN は右の半ブリッジのTXポートが以前に受
信したOPN と同じである事を、ライン６５４上のOPN 信
号が作動された時に図７のライン６３４上のRX武装信号
の状態と図７のライン８５０上の同等信号の状態を確か
める事によって判断する。OPN がTXポートによって受信
された時は、そのAL＿PAアドレスはラッチ２０２へラッ
チされる。OPN がRXポートによって受信された時は、そ
のAL＿PAアドレスはラッチ２００へラッチされ、図７の
ライン６４４上のTX武装信号が作動される。これは、TX
ポートの状態装置をして、ライン６３８上の比較可能化
信号を作動せしめる。これは図５の比較器４０２をして
ラッチ２０２とラッチ２００内のアドレスを比較せし
め、ライン８５０上の同等信号を作動せしめる。ライン
６５４上のOPN 信号が作動する時、RX武装信号と同等信
号双方がアクティブである事をRXポートが発見すると、
受信したばかりのOPN はTXポートによって以前受信され
たOPN と同じAL＿PAを持ち、左の半ブリッジへ点そして
戻さなければならない事をRXポートは知る。この場合の
RXポートの状態装置は、図７のライン６５４上のOPN 信
号の作動に対する反応として図７のライン７２７上のOP
N 削除信号を作動しない事によって、必要とされる透明
性を実施する。これはOPN がFIFOパイプラインを通って
左の半ブリッジへと伝達して戻る事を許す。同じ事が全
ての続いてくるRRDYに対しても言える。
【０１３１】ステップ８８２は右の半ブリッジのRXポー
トによって転送されたOPN が左の半ブリッジに遠隔OPN
として到着する時に起きるプロセスを表わす。ステップ
８８２においては、左の半ブリッジのTXポートが遠隔OP
N の到着を検出しそのAL_PAをラッチ２０２に記憶し図
６のライン６９１上のOPN 削除信号を作動し可能な先制
の状況が解決されるまでOPN の送信を阻止する。可能な
先制の状況はライン６４４上のアクティブなTX武装信号
によって合図される。この信号は、右の半ブリッジへ転
送されその後戻された局部OPN が受信した時にRXポート
によって作動される。可能な先制の状況を解決するため
に、TXポートの状態装置は図６のライン６３８上の比較
可能化信号を作動する。これは、受信されたばかりでラ
ッチ２０２に記憶されたOPN のAL＿PAをラッチ２００に
記憶されたAL＿PAに対して比較させる。ラッチ２００に
記憶されたAL＿PAは、左の半ブリッジのRXポートから右
の半ブリッジへ以前に転送されたOPN のAL＿PAを表わ
す。この比較は図６のライン６４０上の同等信号の作動
を結果として起こす。これはTXポートの状態装置をし
て、受信されたばかりの遠隔OPN は右の半ブリッジへと
以前に転送された局部OPN と同じ遠隔OPN であると結論
せしめる。結果として、TXポートの状態装置はライン７
００上のArb 開始信号を作動する。これは挿入／代替／
削除FIFO回路６１０をして、入ってくるフィルワードを
ARB(0)と代替し始めせしめる。これは優先権の最も高い
arb プリミティブなので、左の半ブリッジの局部ループ
上の全てのノードを通って左の半ブリッジのRXポートへ
到着する。ARB(0)がRXポートに到着する時は、復号回路
６２０は図７のライン７０２上のARB(0)信号を作動す
る。これはRXポートの状態装置６１２をして、ライン７
０４上のArb 勝利信号を作動せしめる。これはTXポート
の状態装置６０２をして、ライン６９４上のOPN 挿入信
号を作動せしめ、こうしてOPN が生成され左の半ブリッ
ジの局部ループセグメントへと伝達されるようにする。
その後、TXポートの状態装置はライン６８６上のRRDY挿
入信号を何度も作動させ続いて受信されるRRDYが同じ数
だけ転送されRRDY計数がゼロに減るようにする。TXポー
トはまた、遠隔OPN が受信された時にRX武装信号を作動
しOPN が受信された事をRXポートに伝える。プロセスは
その後図１４のステップ８８６へと道筋８８４を介して
進む。
【０１３２】転送されたばかりのOPN の宛先ノードは左
の半ブリッジの局部ループ上にも存在しない可能性もあ
る。この場合は、左の半ブリッジのTXポートによって転
送されたOPN は左の半ブリッジの局部ループを通って伝
達し左の半ブリッジのRXポートへ到着する。ステップ８
８８はOPN がRXポートによって受信されたかどうかを判
断する。もしそうなら、RXポートの状態装置はライン６
４６上の自動先制信号を作動する。これはTXポートの状
態装置をしてライン６８４上のCLS 挿入信号を作動せし
める。これはCLS を左の半ブリッジの局部ループへと送
り出し、発信源ノードを閉め、ループの借用を手放させ
る。このプロセスは図１４のステップ900 によって示さ
れる。プロセスはその後図８の開始に戻る。
【０１３３】図１４のテスト８８６の考察に戻るが、宛
先ノードが左の半ブリッジの局部ループ上に位置してい
るとすると、TXポートによって転送されたOPN はこの宛
先ノードへ到着する。ステップ８８８によって現わされ
るように、宛先ノードはこのOPN と後に続く全てのRRDY
を受信し、RRDYかCLS かデータフレームを送信する事に
よって返事をする。ステップ８９０は、このRRDYかCLS
かデータフレームが到着する時に左の半ブリッジのRXポ
ートによって実行されるプロセスを示す。RXポートは図
７のライン７３０上のRRDY信号、ライン７３２上のCLS
信号、ライン７５２上のデータフレーム信号の内の１つ
の作動によりRRDYかCLS かデータフレームが到着した事
を認識する。RXポートの状態装置６１２がライン６４０
上の同等信号がアクティブで、ライン６３４上のRX武装
信号がアクティブなのと一緒にこれらの信号の内の１つ
が作動されるのを見る時、以前に右の半ブリッジへ転送
したOPN の宛先ノードは実は左の半ブリッジの局部ルー
プ上にあるに違いないと結論する。従ってステップ８９
０において、RXポートの状態装置はライン１１６上の設
定信号を作動し、TXポートによって受信したばかりのOP
N の宛先ノードのアドレスに対応する図５のメモリ７８
内のメモリ位置に、この宛先ノードは左の半ブリッジの
局部ループ上に存在する事を示すデータで書き込ませ
る。その後RXポートはスイッチ６１４を１−３結合へと
設定し、右の半ブリッジをパイバスして、透明モードに
入り、宛先ノードから受信したものは全て素通しする。
１−３結合を設定する事により、RXポートは宛先ノード
から受信したものをTXポートへ局部セグメント帰線６０
を介して通す。また、CLS が受信された時は、RXポート
はライン８０２上のクリア信号と、ライン８６０上のTX
ラッチクリア信号を作動し、ラッチ２０２とラッチ２０
０双方をクリアする。この後、プロセスは図８の開始へ
と戻る。
【０１３４】図１２の考察に戻るが、もしステップ８１
６が局部OPN の宛先が局部である事を発見した場合は、
図１２のステップ８２６が実行される。このステップ
は、RXポートの状態装置がスイッチ６１４をコントロー
ルして１−３結合をさせライン７７４上のOPN 挿入信号
を作動させるプロセスを示す。これにより、OPN が生成
され局部セグメント帰線６０上で送り出される。ラッチ
２００に記憶されたアドレスは、何であれ、OPN の後に
送り出される。RXポートの状態装置はまた、ライン１１
４上のバイパス信号を作動し、局部セグメント帰線６０
上で送り出しているOPN は局部ノードに向けられたもの
でTXポートは透明になるべきである事をTXポートに告げ
る。ラッチ２００に記憶されたアドレスが擬似全二重で
あれば、RXポートの状態装置はライン７７８上のRX逆変
換信号を作動する。これにより、挿入／代替／削除FIFO
回路６１６はラッチ２００から読み出されるAL＿PAを通
り過ぎる側から変えてゆき、１６進法のＦ７かＦ８の発
信源のアドレスをAL＿PD宛先アドレスの写しに変換し、
OPN を元の半二重の形に逆変換する。もしもRXポートの
状態装置のRRDY計数器がゼロではない数字を記憶してい
たら、状態装置６１２はRRDYを生成しOPN に続いて送り
出す。この過程はRRDY計数がゼロに成るまで繰り返され
る。
【０１３５】局部OPN が転送された後、プロセスは図１
３のステップ８３０へと道筋８１３を介して進む。この
ステップでは、TXポートは局部セグメント帰線上でOPN
を受信する。TXポートの状態装置は局部復号回路６０６
がOPN を検知しライン７８２上の局部OPN 信号を作動す
る時にこのOPN の到着を知る。こうして、TXポートの状
態装置は透明モードに入り、スイッチ６０８を制御して
１−３結合をさせ、裁定や送信の阻止する事無くOPN を
局部ループへと通す。代替の実施例においては、バイパ
ス信号は使われず、ライン７８２上の局部OPN 信号が作
動された時はいつでも、TXポートの状態装置はRXポート
が宛先が局部である事を確認たと仮定し透明モードにな
り１−３結合をする。
【０１３６】この時点において、OPN は宛先ノードに到
達し、宛先ノードはRRDYかデータフレームかCLS を発行
するかもしれない。加えるに、宛先ノードは繋がれてい
なかったり、故障しているかも知れなく、そのためにOP
N がRXポートのピン１へ戻されるかもしれない。更に、
宛先ノードはRRDYの返事をし、RRDYは局部ループセグメ
ントに沿って流れ、OPN を元々出した発信源のノードが
宛先ノードよりもRXポートに近いために発信源のノード
に到達していまうかもしれない。この発信源のノード自
体もCLS の返事をするかもしれない。テスト８３２はど
ちらであるかを決める。もしもRXポートがRRDYかCLS か
データフレームを受信するならば、プロセスはステップ
８３４へと進む。RRDYやCLS やデータフレームの受信は
復号回路６２０による図７のライン７３０上のRRDY信号
かライン７３２上のCLS 信号かライン７５２上のデータ
フレーム信号の作動によって検出される。
【０１３７】もしこれらの信号のどれかが作動される
と、ステップ８３４に象徴されるプロセスによって、RX
ポートは１−３結合により透明になり、プリミティブや
データを局部セグメント帰線６０へと素通りさせる。更
に、もしもCLS が受信されると、RXポートの状態装置は
ライン８０２上のクリア信号を作動する事によってラッ
チ２００をデフォルトAL＿PAへとクリアする。RRDYかCL
S かデータフレームの１つがTXポートへと通される。こ
れは局部復号器６０６によって検出され、局部復号器は
RRDY信号、CLS 信号、またはデータフレーム信号の内適
切なものを１つを３つ導線を持つバス７６２上において
作動する。TXポートはステップ８２０において透明モー
ドになったので、プリミティブまたはデータフレームは
宛先ノードへとまっすぐ進む。もしバス７６２上でCLS
信号が作動されるなら、ステップ８３６によって現わさ
れるが如く、TXポートの状態装置はライン８００上のク
リア信号を作動し、デフォルトAL＿PAアドレスへとラッ
チ２００をクリアする。最後に、プロセスは図８の開始
に戻る。
【０１３８】もしステップ８３２がRXポートがOPN を受
信したと判断すると、そのOPN は、以前に局部セグメン
ト帰線を介して左の半ブリッジのRXポートによって左の
半ブリッジのTXポートへと送信されたOPN と同じOPN で
しかあり得ない。どうしてかというと、右の半ブリッジ
からの遠隔OPN は以前に先制されていて、局部OPN を発
信した発信源ノードがループを手放すまでは、他のノー
ドは裁定に勝って送信する許可を得る事は出来ないから
である。RXポートによって局部バイパス６０上で以前に
転送されたものと同じOPN を受信する事はまた、宛先ノ
ードが左の半ブリッジの局部ループから取り除かれた
か、故障したか、あるいはメモリが間違ったデータを持
っていて宛先のノードは実際には局部にある事を意味す
る。これが正しいのは、メモリ７８内のデータが宛先は
局部である事を示さない限りは、RXポートは局部OPN を
局部セグメント帰線６０へと転送しなかったはずだから
である。RXポート１００は、同じOPN が戻って来たのを
受信した事を、OPN を局部セグメント帰線６０へと転送
した直ぐ後に図７のライン６５４上のOPN 信号が作動さ
れる事によって知る。代替の実施例においては、局部復
号器６０６ラッチ［０：１］信号に似た信号を作動で
き、AL＿PAラッチ２０２もまた局部セグメント帰線６０
へと結合され、局部セグメント帰線６０上で受信された
OPN のAL＿PAアドレスをラッチする。このような場合に
は、RXポートによるOPN の受信は比較器をして、図７の
ラッチ２００内のアドレスを図６のラッチ２０２内のア
ドレスと比較せしめる。この比較はライン８５０上の同
等信号を作動させ得る。RXポートにおいて同じ局部OPN
が戻って来て受信された時は、図１３のステップ８３８
が実行され、宛先ノードは今は最早局部ではなく、遠隔
かあるいはどこにあるか分からないという事実を反映す
るようにメモリを更新する。その後、左の半ブリッジの
RXポートはライン６５０上のCLS 挿入信号を作動し、CL
S を局部発信源ノードへ送って閉めさせループの借用を
抹消する。プロセスはその後図８の開始へ戻る。
【０１３９】図１２のステップ８０８の考察に戻るが、
遠隔OPN が検出された直ぐ後に、もしもTX武装信号が作
動されなかったら、道筋９１０がステップ９１２へと辿
られる。このステップにおいては、TXポートは入ってく
るarb フィルワードに対してARB(0)を入れ替え始め、局
部ループのコントロールを得ようとする。ARB(0)プリミ
ティブがRXポートに到着する時に裁定に勝った事にな
り、RXポートはライン７０４上のArb 勝利信号を作動す
る。これによりRXポートの状態装置はライン６９４上の
OPN 挿入信号を作動し、OPN を再生成し遠隔OPN のAL＿
PAをFIFO６１０に入れOPN に続いて局部ループセグメン
ト５２へと送信できるようにする。また、もしRRDY計数
がゼロでなければ、TXポートの状態装置は図６のライン
６８６上のRRDY挿入信号を十分な回数作動し、OPN に続
いて受信されるRRDYをこの回数分の数のだけ挿入し、RR
DY計数をゼロにまで減らす。
【０１４０】その後、OPN は局部ループを通って伝わ
り、宛先ノードを見つけるかもしれないし、見つけない
かもしれない。もし宛先ノードが見つけられたら、宛先
ノードはRRDYかCLS かデータフレームで返事をする。こ
の返事はRXポートへと伝達する。もし宛先ノードが見つ
けられなかったら、OPN がRXポートへと伝達する。テス
ト９１４はRXポートがOPN かRRDYかCLS あるいはまたデ
ータフレームのとれを受信したかを判断する。
【０１４１】もしテスト９１４がOPN を検出すると、例
６の状況が生じた事になる。つまり、遠隔OPN が到着
し、局部ループへと転送されRXポートへ戻ってくる。こ
の場合は、TXポートによって開始された裁定の過程は停
止されなければならないし、OPN は右の半ブリッジに転
送されなければならないし、左の半ブリッジのTXポート
とRXポートは透明モードにならなければならず、宛先ノ
ードが左の半ブリッジにとっては遠隔であるか、どこか
分からない事を示すようにメモリは更新されなければな
らない。従って、プロセスはステップ９１６へと向か
い、そこで、宛先ノードが遠隔であるか、どこか分から
ない事を示すようにメモリは更新される。これは、図７
のライン６５４上のOPN 信号とライン６４０上の同等信
号とライン６３４上のRX武装信号が全て作動されている
時に、RXポートの状態装置によって実行される。この結
果ライン９３０上のクリア信号が作動される。これは、
ラッチ２００内のOPN のアドレスに対応するメモリ７８
内のメモリ位置をクリアし、宛先アドレスが遠隔である
か知られていない事を示すようにする。幾つかの実施例
においては、RXポートによって受信されたOPN は、以前
に記述された処理によってステップ９１６において阻止
され、以降上記の全ての信号が作動された後に、右の半
ブリッジへと転送される。
【０１４２】プロセスはその後ステップ９１８へと進
み、OPN は右の半ブリッジへと転送され、左の半ブリッ
ジへは透明モードへと遷移する。好ましい実施例におい
ては、RXポートの状態装置は図７のライン６５４上のOP
N 信号とライン６４０上の同等信号とライン６３４上の
RX武装信号全ての作動を同じクロック周期の間に検出
し、自動的に透明モードへと遷移する。これらの信号が
全て作動している時には、左の半ブリッジのTXポートか
ら転送されたのと同じOPN が、宛先ノードを発見できず
にRXポートに到着した事を意味する。これは、OPN は右
の半ブリッジへと転送されなければならない事を意味す
る。こうして、RXポートの状態装置はスイッチ６１４が
１−２結合をするようにライン６２２上のスイッチ制御
信号を設定し、ライン７２７上のOPN 削除信号を作動す
る事に失敗するプロセスをステップ９１８は示す。これ
により、OPN はFIFO回路６１６を邪魔される事無く通り
過ぎ、右の半ブリッジへとピン2 から送り出される。こ
の状況においては、ステップ９１８は、RXポートの状態
装置によってライン９２２上の透明遷移信号を作動する
プロセスをも示す。この信号はTXポートの状態装置によ
って検出され、TXポートの状態装置は挿入／代替／削除
FIFO回路６１０に結合された信号を何も作動しないとい
う対応を示す。これは、TXポートへピン2 から進入する
全てのプリミティブかデータフレームがFIFOを何の障害
もなく通り過ぎるようにする。ステップ９１８はまた、
挿入／代替／削除FIFO回路６１０が入ってくるフィルワ
ードに対してARB(0)を代替する事をし続け、左の半ブリ
ッジの局部ループ上のノードが裁定に勝たないようにす
るプロセスをも示す。こうする事によって、発信源のノ
ードと宛先のノード双方がたとえ右の半ブリッジの局部
ループ上に存在したとしても、双方のノードの間のプリ
ミティブの通信の使用のために左の半ブリッジの局部ル
ープを独占できる。例６の状況が起き得る場合は1 つし
かない事に留意して頂きたい。この場合とは、発信源の
ノードと宛先のノードが右の半ブリッジの局部ループ上
に存在するが（あるいは、まるっきり状況が逆さの場合
は左の半ブリッジの局部ループ上に存在するが）、発信
源のノードが宛先のノードよりもRXポートに近く、未だ
に宛先ノードの位置の情報が消されていない時である。
【０１４３】例６における右の半ブリッジによるOPN の
転送の処理は、図８のステップ１０３、１１１および１
０５、そして、図９のステップ６５２、６６２、６６８
と６７４を実行する事によって開始される。テスト６７
４において、右の半ブリッジの図５の比較器４０２によ
る比較の結果として、ライン６４０上の同等信号が作動
される。これは結果としてプロセスを図１４のステップ
９３８へと道筋９３６を通って進める。
【０１４４】ステップ９３８は、右の半ブリッジのTXポ
ートが以前記述されたプロセスによって遠隔OPN と続い
てくる全てのRRDYを阻止する事において実行するプロセ
スを表わす。また、ステップ９３８は右の半ブリッジに
よって実行される、受信されたばかりの遠隔OPN が以前
にRXポートによって左の半ブリッジへと転送された局部
OPN と同じOPN である事を検出するプロセスも表わす。
この認識は、ライン６４４上のTX武装信号がアクティブ
である間に図６のライン６５４上のOPN がアクティブに
なり、ライン６４０上の同等信号の作動が後に続く時に
起きる。TXポートは遠隔OPN が到着する時に図６のライ
ン６３８上の比較可能化信号を自動的に作動する。これ
は、ラッチ２００とラッチ２０２内のAL＿PAアドレス間
の比較をさせ、RXポートのラッチが以前に左の半ブリッ
ジへ転送された局部OPN のAL＿PAを持っているので、比
較器によって同等信号が作動される。同等信号の作動に
よって、TXポートの状態装置はライン７００上のArb 開
始信号を作動する。これはFIFO回路６１０をして入って
くるフィルワードをARB(0)で置き代えせしめる。ARB(0)
が右の半ブリッジのRXポートに到着する時、 TX ポート
の状態装置は図７のライン７０２上のARB(0)の作動を見
て、ライン７０４上のArb 勝利信号を作動する。このAr
b 勝利信号の作動は、TXポートの状態装置をしてライン
７０６上のArb 停止信号を作動せしめ裁定プロセスを停
止させ、続いて、ライン６９４上のOPN 挿入信号とライ
ン６８６上のRRDY挿入信号を作動せしめ、OPN と後に続
く全てのRRDYを局部ループのセグメントへと転送させ
る。
【０１４５】次に、図１４のステップ９４０が実行され
る。このステップは宛先ノードが転送されたOPN と後に
続く全てのRRDYを受信し、RRDYかデータフレームかCLS
をもって返事をするプロセスを表わす。
【０１４６】ステップ９４２は発信源ノードがRRDYかCL
S かデータフレームを受信し適切に対応するプロセスを
表わす。発信源のノードはRRDYを受信するとデータフレ
ームを送信てもよいし、データフレームを受信しもう１
つのフレームを受信するに足るバッファがあれば、もう
１つのRRDYを送信してもよい。あるいは、発信源のノー
ドがCLS を受信すると、入ってくるフィルワードを自分
のarb フィルワードに入れ替える事を停止し、そうして
ループを手放す。RXポートはループが借用されている間
フィルワードを監視し、ループの借用が完了した事を示
すフィルワードの変更が生じた時には自分のAL＿PAラッ
チをデフォルトAL＿PAへとクリアし、次のOPN の受信と
OPN のAL＿PAをデフォルトAL＿PAか競合するOPN のAL＿
PAとの比較に備える。
【０１４７】もし発信源ノードがRRDYかデータフレーム
で持って返事をした場合は、RXポートは、復号回路６２
０によって図７のライン７３０上のRRDY信号が作動され
るか、ライン７５２上のデータフレーム信号が作動され
る時にステップ９４４においてこの事実を検出する。こ
の2 つの信号の内の１つがライン６３４上のRX武装信号
が作動さている時に作動され、Arb 勝利信号が以前に作
動されている時には、RXポートの状態装置は現在のルー
プを借用している発信源ノードと宛先ノードは双方とも
右の半ブリッジ上にあると判断する。そうすると、RXポ
ートの状態装置はライン１１６上の設定信号を作動し、
ラッチ２００に記憶されたOPN のAL＿PAに対応するメモ
リ７８内のメモリ位置に論理値１を書き込む事によっ
て、この事実を記憶するためにメモリ７８にデータを書
き込む。RXポートの状態装置は、その後、スイッチ６１
４を１−３結合の位置に設定してループ借用を局部のま
まにして、透明モードになり、入ってくるプリミティ
ブ、データフレーム及びフィルワードを素通りさせ、FI
FOによる遅延以外は遅れが無いようにする。また、RXポ
ートの状態装置は、その後、ステップ９４６にて象徴さ
れる如く、ライン９２２上の透明遷移信号とライン１１
４上のバイパス信号を作動し、TXポートをしてスイッチ
６０８を１−３結合をするように設定せしめ、局部セグ
メント帰線６０を局部ループセグメント５２に繋ぐよう
にし、また、透明モードに入らせしめる。プロセスはそ
の後図８の開始へと戻る。
【０１４８】ステップ９１８が実行された後は、プロセ
スは図８の開始へと戻る。
【０１４９】再び、図１２のテスト９１４へと議論が戻
るが、もしRXポートがRRDYかCLS かデータフレームを受
信すると、プロセスはステップ９４８へと向かう。遠隔
OPNが受信され、局部OPN はその前には受信されていな
く、TX武装信号が遠隔OPN が受信された直ぐ後でTXポー
トが局部OPN を受信した反応として裁定に勝つ前にアク
ティブにならない時に、プロセスはステップ９１４に達
する。この状況においては、遠隔OPN はステップ９１２
において局部ループセグメントへと転送され、RDDYかCL
S かデータフレームが受信された時はRXポートは遠隔OP
N の宛先ノードは局部ループ上に存在する事を知ってい
る。従って、ステップ９４８は遠隔OPNのAL＿PAに対応
する図５のメモリ７８のメモリ位置に宛先ノードが局部
である事を示すデータを書き込む事によって、遠隔OPN
の宛先ノードの位置が局部ループ上にある事を学習する
プロセスを表わす。これが実行される方法は、RX武装信
号がアクティブな時で、図７の復号回路６２０がライン
７３０上のRRDY信号かライン７３２上のCLS 信号かライ
ン７５２上のデータフレーム信号を作動する時はいつで
も、ライン９５０上のTX選択信号を作動する事による。
競合するOPN の先制比較、先制のCLS の生成、転送する
ための勝ったOPN の合成は１つのクロック周期しか掛か
らないので、TX武装信号は１つのクロック周期の間だけ
アクティブである。メモリ７８は、メモリアレー（図示
せず）のアドレスポートに結合された２つのインプット
と１とのアウトプットとを持つアドレスマルチプレクサ
を内部に持つ。インプットの内の１つはデフォルトのイ
ンプットで、バス１０８に結合されていて、TX選択信号
がアクティブでない時はいつでもAL＿PAアドレスをRXポ
ートのラッチ２００からマルチプレクサのアウトプット
へと供給する。もう一方のインプットはバス１０９に結
合されている。TX選択信号がアクティブな時は、バス１
０９上のTXポートのラッチ２０２からのアドレスは、マ
ルチプレクサのアウトプットとメモリアレーのアドレス
ポートへと結合される。ステップ９４８はTX選択信号を
作動しライン１１６上の設定信号を作動するプロセスを
表わす。こうして、バス１０９上の遠隔OPN のAL＿PAア
ドレスの宛先アドレスの部分に対応するメモリ位置は論
理値の１にセットされ、この宛先アドレスは局部である
事を示す。
【０１５０】次にプロセスはステップ９５２へと進む。
このステップはRXポートが透明モードになり、RRDYやCL
S を右の半ブリッジに転送するプロセスを示す。これは
RXポートの状態装置がFIFO回路６１６への制御信号を何
も作動しない事と、スイッチ６１４が１−２結合をする
ようにライン６２２上のスイッチ制御信号をコントロー
ルする事によって実施される。この２つの行為によっ
て、RXポートのピン1 に入ってくる全てのデータは何も
変更されずにFIFOを通り抜けピン2 から送り出される。
転送されたRRDYやCLS は右の半ブリッジのTXポートに先
行するOPN 無しで到着し、TXポートを透明モードにさ
せ、その事によりこれらのプリミティブは発信源ノード
へと転送され、発信源ノードはもう１つのRRDYかデータ
フレームかCLS をもって返事をする。発信源ノードによ
って送信されたデータやプリミティブはRXポートをして
透明モードにさせ、データやプリミティブを左の半ブリ
ッジのTXポートへ渡させ、左の半ブリッジのTXポートは
透明になり、それらを宛先ノードへと渡す。この過程は
CLS が送信され、CLS ループを手放させ、CLS が通り過
ぎるRXポートかTXポートのラッチをデフォルトAL＿PAへ
とクリアさせるまで続く。プロセスはその後ステップ９
５４にて図８の開始へと戻る。
【０１５１】図１６において、ミラー化された書き込み
トランザクションを実施するための、図１のトランザク
ションサーバ１６によって処理を制御するソフトウエア
の部分のフローチャートを示す。このソフトウエアに対
するトランザクションサーバのソフトウエアのアーキテ
クチャ内の場所がどこであるかは本発明にとって重要で
はない。例えば、図１６のソフトウエアは、高位のアプ
リケーションプログラムの一部でもあり得るし、トラン
ザクションサーバの処理回路をFC−ALメディア１０へと
結合するFC−ALのインターフェース回路を管理する制御
ソフトウエアの一部であってもよい。今度は、図１６と
図１を参照して頂きたい。図１６においては、テスト１
０００が図１のトランザクションサーバ１６を使って、
書き込み要求がディスクドライブ１２とディスクドライ
ブ１４の主バンクに対して為されたかどうかを判断す
る。そうでなければ、ステップ１００２にて示されるよ
うに、プロセスは図１６の処理を含むプログラムの主ル
ープへ戻り処理を続行する。テスト１０００はサブルー
チンとして周期的に実行されてもよいし、書き込みトラ
ンザクションが実行される時に実施されるハードウエア
かソフトウエアのインタラプトサービスルーチンに対す
る反応として実行されてもよい。
【０１５２】テスト１０００においてもしも書き込みト
ランザクションが検出されたら、ブロック１００４の処
理が実行される。この処理はディスクドライブの主バン
ク内の適切なハードディスクへ宛てたOPN を生成し、OP
N によって開始された結果として起こるループ借用期間
中にそこへ要求された書き込みトランザクションのデー
タを書き込む。次にブロック１００６のプロセスが実行
され、もう１つのOPNが生成され従ループ２６上の従デ
ィスクドライブバンク３２と３４（しばしば本願におい
てミラー化された記憶装置のディスクドライブと呼ぶ）
のミラー化されたハードディスクドライブへと宛てる。
このOPN の目的は、トランザクションサーバ１６とミラ
ー化されたディスクドライブ３２と３４の間のループ借
用をブリッジ２８を介して開始しようと試みる事であ
る。従ディスクドライブ３２／３４あるいはバックアッ
プ及びHSM サーバ３０へと宛てたOPN がブリッジ２８に
到着する時には、従ディスクドライブからアーカイブ記
憶装置３８か４０へとデータをバックアップする事に関
わったループの借用でもって従ループ２６が既に忙しい
のでなければ、従ループ２６へとそのOPN を転送する。
もしもトランザクションサーバ１６からのOPN がバック
アップ及びHSM サーバ３０からミラー化された記憶装置
のディスクドライブへ向かうOPN のような従ループ２６
上のOPN と同時にブリッジ２８に到着すると、ブリッジ
２８は先制のCLS を生成し、従ループ２６を回って送信
する事によって従ループ２６上のOPN を殺すようにプロ
グラムされている。その後、主ループ１０からのOPN は
従ループへと転送されミラー化された書き込みトランザ
クションのためのループの借用を開始する。この場合、
ブリッジ２８は主ループ10を従ループ２６へミラー化さ
れた書き込みのループ借用の間中結合し、１つのFC-AL
を構成する。バックアップ及びHSM サーバ３０はアーカ
イブや他のHSM トランザクションのためのOPN を後程再
度試みるようにプログラムされていてもよい。
【０１５３】もしもミラー化された記憶装置のディスク
ドライブ３２／３４へ向けたOPN が到着する時に既にル
ープ借用でもって従ループが忙しければ、ブリッジ２８
は先制のCLS を生成し、主ループ１０を通してトランザ
クションサーバ１６へ送る。この事実は図１６のテスト
１００８にとって検出される。テスト１００８は、ミラ
ー化された書き込みトランザクションのデータがミラー
化された記憶装置のディスクドライブ３２／３４上に上
手く記録される前に、トランザクションサーバによって
従ループへと送信されたOPN への返事としてCLS が帰っ
て来たのかどうかを判断する。CLS がトランザクション
サーバ１６へ戻って来たのは、トランザクションサーバ
からのOPN がブリッジ２８に到着した時に従ループが忙
しかったからかもしれないし、トランザクションサーバ
からのOPN が従ループへ転送されたが宛先ノードがデー
タを受け取るバッファの容量が無くCLS を発行したのか
のかもしれない。どちらにせよ、テスト１００８によっ
て課される質問に対する答えがイエスであれば、ブロッ
ク１０１０のプロセスが実行される。このブロックはデ
ータをバッファする過程とミラー化された書き込みトラ
ンザクションを後でもう１度試みる過程を表わす。この
プロセスはトランザクションサーバ１６かブリッジ２８
内にて実行できる。もしトランザクションサーバ内にて
実行するのなら、ミラー化された書き込みトランザクシ
ョンにて書き込まれるデータはどこかに記憶されてい
て、OPN が転送され、データがミラー化された記憶装置
のディスクドライブに完全に書き込まれ、ループの借用
が終結するまで、トランザクションサーバは一定の時間
置きか、時々にミラー化された記憶装置のディスクドラ
イブに宛てたOPN を生成し、主ループ上でブリッジ２８
へと送信する。もしこのプロセスがブリッジにおいて実
行されるのなら、ブリッジが先制のCLS を送りCLSがス
テップ１００８において検出される時は、トランザクシ
ョンサーバは、データを記憶しておき、従ループ２６の
ループ借用が完了したら直ぐにミラー化された記憶装置
のディスクドライブに書き込む旨の司令と共に、ミラー
化された書き込みトランザクションにおいて書き込まれ
るべきデータをブリッジに送る。この実施例において
は、ブリッジはノードとしての役割を果たし、ミラー化
されたデータを記憶しておけるだけの十分な記憶容量を
持ち、トランザクションサーバからのミラー化された書
き込みトランザクションを従ループが空いた途端に実行
する旨の指示を受け取り、復号し、実行するに足る十分
なインテリジェンスを持っている。
【０１５４】もしテスト１００８が、トランザクション
サーバによって生成されて従ループ上のノードに向けら
れたOPN に対する返事として、先制のCLS が直ぐに帰っ
てこなかったと判断すると、ブロック１０１２の処理が
実行される。このブロックは従ループからブリッジを介
してトランザクションサーバ１６へとRRDYが返って来る
のを待つプロセスを表わす。RRDYが到着する時には、ト
ランザクションサーバはブリッジが主ループを従ループ
へ結合した事を知り、自分自身とミラー化された記憶装
置のディスクドライブとの間の標準のループ借用を介し
てミラー化された書き込みトランザクションを実行す
る。以降、プロセスはブロック１０１４に象徴されるよ
うに主ループへと戻る。
【０１５５】図１７においては、本発明の教示するとこ
ろを取り入れているが、独立したブリッジを使用しない
もう１つの実施例のブロックダイアグラムを示す。この
実施例は図１の実施例に似ていて、図１内の番号と同じ
番号のついた部分は図１の部分と同じもので、同じ機能
を果たす。独立したブリッジを使用する代わりに、ブリ
ッジの役割は、トランザクションサーバ１２００とHSM
サーバ１２０２内のソフトウエアと、第３のファイバチ
ャネルの裁定されたループか他のローカルエリアネット
ワーク１２０４とによって実行される。図１７の実施例
においては、サーバ１２００とサーバ１２０２はそれぞ
れ２枚づつのファイバチャネルの裁定されたループ用イ
ンターフェースカード（以降FC-AL インターフェース）
を持つ。トランザクションサーバ１２００の場合は、１
枚のFC-AL インターフェースはサーバ１２００を主ルー
プ１０に結合し、もう１枚のFC-AL インターフェースは
トランザクションサーバ１２００を第３のFC-AL １２０
４へと結合する。
【０１５６】同様にHSM サーバ１２０２の２枚のFC-AL
インターフェースを持ち、１枚はHSM サーバ１２０２を
従ループ２６へ結合し、もう１枚はHSM サーバ１２０２
を第３のFC-AL １２０４へと結合する。
【０１５７】トランザクションサーバ１２００は以下の
ようにブリッジをする機能を実行するソフトウエアを含
む。通常の読み取りトランザクションの間は、トランザ
クションサーバ内のブリッジをするソフトウエアはディ
スクドライブ１２、１４へとOPN を送り、第３のループ
やHSM サーバ１２０２を参加させる必要の無い通常のSC
SIやIP読み取りトランザクションを実行する。書き込み
トランザクションにおいては、トランザクションサーバ
１２００内のブリッジソフトウエアがディスクドライブ
１２、１４に宛てられた従来のOPN を行い、それから、
こうしてオーブンされたディスクドライブへと従来のSC
SIやIP書き込みトランザクションを行う。次に、この書
き込みの完了した後に、ブリッジをするソフトウエアは
HSM サーバ１２０２かミラー化されたディスクドライブ
３２、３４へ宛てられたOPN を生成する。このOPN はブ
リッジをするソフトウエアによってトランザクションサ
ーバ１２００を第３のループ１２０４へ結合するFC-AL
インターフェースカードへと送り、このFC-AL インター
フェースカード１２０４はOPN を第３のループ上で送信
する。HSM サーバ１２０２内のブリッジをするソフトウ
エアは常時第３のループのトラフィックを監視する。HS
M サーバ１２０２か従ループ２６上の他のどんなノード
にでも宛てられたOPN を見ると、HSM サーバのブリッジ
をするソフトウエアは、必要な時にはトラフィックを従
ループ２６へとコピーする事によって、トラフィックを
適切なノードへとトランスファする。これは、１番目の
FC-ALインターフェースを使って第３のループ１２０４
からトラフィックをコピーし、２番目のFC-AL インター
フェースへと送り、従ループ２６上の宛先ノードへと送
信する事によって実行される。（トラフィックがHSM サ
ーバ自体に向けられているのでない限りは以上のように
なるが、トラフィックがHSM サーバ自体に向けられてい
る場合は、ブリッジ機能を果たすソフトウエアがトラフ
ィックの処理間のトランスファを行い、トラフィックを
受け取る必要がある他のHSM ソフトウエアへ渡す。）
【０１５８】同じように、トランザクションサーバ１２
００内のブリッジの機能を果たすソフトウエアは主ルー
プ１０上のノードへ宛てた第３ループ上のトラフィック
を常時監視する。こうしたトラフィックが発見された時
は、第３のループへ結合された２番目のFC-AL インター
フェース回路からそれをコピーし、主ループ１０へ結合
された１番目のFC-AL インターフェースへ移し、そこか
ら主ループ上を宛先ノードへと送信する。これらのイン
ターフェース回路間のトランスファの道筋は、ブリッジ
の機能を果たすソフトウエアが結合が最早必要とされな
い事を示すCLSプリミティブを発見するまで、ブリッジ
の機能を果たすソフトウエアによって維持される。一般
的に従ループ２６から主ループ１０へ伝わるトラフィッ
クは、HSM サーバ１２０２からの、ブロックとセクター
とトラックがアーカイブされて上書きのために使用でき
る状態である事を印す事によってファイルシステムを更
新するメッセージと、ファイルシステムの正確さを維持
するためにある環境においてファイルシステムのデータ
とアーカイブ記憶装置からトランザクションサーバによ
って読み取られたアーカイブデータのキャッシュ記憶を
フラッシュするためのメッセージしかない。
【０１５９】HSM サーバ１２０２は自分のHSM 機能を従
ループ２６のみを使って実行する。例外はトランザクシ
ョンサーバ１２００へ送られるメッセージのトラフィッ
クで、このメッセージは、トランザクションサーバ１２
００が、あるデータがアーカイブされた事実等を反映す
るように、ファイルシステムを適切に更新するようにさ
せる。HSM 機能を主ループを使わず従ループ２６のみを
使って実行する事によって、主ループ上の読み取りトラ
ンザクションの処理速度を犠牲にする事なく、トランザ
クションサーバ１２００による読み取り処理を継続する
のと同時に、全てのミラー化されたオンラインのバック
アップが達成できるという本発明の重要な利点が達成さ
れる。
【０１６０】図１８では、１つのトランザクションプロ
セッサ１２１０を使った図１のシステムのもう１つの実
施例を示す。この単体のトランザクションプロセッサは
１番目のFC−ALインターフェースカード１２１２を介し
て主ループ１０へ結合され、２番目のFC−ALインターフ
ェースカード１２１４を介して従ループ２６へ結合され
る。この１つのトランザクションプロセッサ１２１０は
トランザクションの処理とHSM 機能との双方を２つの並
列処理プロセッサ１２１６と１２１８を使って実行す
る。２つの独立したプロセッサを使う事によって、HSM
機能のために要求される処理によって通常の処理が遅く
なる事を防ぐ。トランザクションプロセッサ１２１０
は、イーサーネットか他のローカルエリアネットワーク
１８／２０／２１／２３と、ローカルエリアネットワー
ク１８をトランザクションプロセッサ１２１０の内部バ
ス１２２２へ結合する適切なインターフェースカード１
２２０を介して、複数のワークステーション２２と２４
に結合されている。同じように、トランザクションプロ
セッサはバックアップの記憶装置３８と４０にSCSIバス
３６と、SCSIバス３６を内部バス１２２２に結合する適
切なSCSIバスインターフェース回路１２２１を介して結
合されている。一般的に内部バス１２２２PCI パスであ
る。
【０１６１】２つのプロセッサ１２１６と１２１８上で
実行されるブリッジの機能を果たすソフトウエアは上記
の如く、主ループ１０と従ループ２６の間の全ての必要
なトラフィックの橋渡しをする動作をする。この２つの
ループの間のトラフィックは、ミラー化された記憶ディ
スクドライブ３２、３４へのミラー化された書き込みト
ランザクション、バックアップの記憶装置３８と４０か
らアーカイブしてあるデータを取り寄せる、あるいはHS
M ようのプロセッサ１２１８が古いデータやあまり使わ
れないデータをミラー化されたディスクドライブ３２、
３４からバックアップ／アーカイブ記憶装置３８と４０
へアーカイブする時に、トランザクションサーバにファ
イルシステムのデータ構造を更新するように伝える事を
実行するために必要なトラフィックである。以上の２つ
のループにまたがったトラフィック以外は、主ループと
従ループは、主ループ上の読み取りトランザクションと
従ループ上のHSM バックアップに関して独立して同時に
動作する。
【０１６２】トランザクションプロセッサ１２１０内の
内部揮発性メモリは図示されていないが、この分野の専
門家には解るとおり、こうしたメモリはシステムに実際
に存在し、これもまた、プロセッサ１２１０に対し内部
のものであれば、内部のPCIバス１２２２を共有する。
こうして、メモリに出入りする全ての内部トラフィッ
ク、プロセッサ１２１６と１番目のFC-AL インターフェ
ース１２１２との間の全てのトランザクション処理のト
ラフィック、プロセッサ１２１８と２番目のFC−ALイン
ターフェース１２１４との間と、インターフェース１２
２０と１２２１に出入りする全てのHSM トラフィックが
内部バス１２２２を共有しなければならないので、内部
バス１２２２がボトルネックに成り得る。であるから、
この実施例は全ての本願に開示された実施例の中で、最
も好ましくない。
【０１６３】本発明は本願において記述した好ましい実
施例と他の様々な実施例とによって開示されたが、主な
トランザクション処理から独立したローカルエリアネッ
トワーク上のHSM 処理を分離し、それぞれのネットワー
ク上で処理を実行するための１つまたは２つの独立した
プロセッサを使い、ブリッジかブリッジの機能を果たす
処理を使用して２つのネットワークを分離し、必要なネ
ットワーク間のクロストラフィックのためにだけ選択的
に２つのネットワークを結合する全ての装置とプロセス
は本発明の教示する範疇に含む。例えば、図１、図６、
図７の実施例の主ループと従ループはATM ネットワーク
か他のローカルエリアネットワークのトポロジーとプロ
トコルに置き換えられるし、高位のSCSI読み取り書き込
みプロトコルは、IPI やSCSIの標準が樹立される以前に
存在した従来技術の各社特有なプロトコルのようなディ
スクドライブやアーカイブバックアップの記憶装置が理
解できる他のプロトコルで置き換えられる。様々なもの
のうち、本発明の原理を形成する重要な概念は、ブリッ
ジかブリッジの機能を果たす処理を利用し、ミラー化さ
れた書き込みトランザクションを実行したり、２つのト
ランザクションプロセッサのファイルシステムを一貫し
ているように維持するために必要な時のみ選択的に２つ
のネットワークを繋げ、さもなければ、２つのネットワ
ークを分離したままにしておき、一方のネットワーク上
のHSM トランザクションが他方のネットワーク上のトラ
ンザクション処理を邪魔しないようにする事である。
【０１６４】他の二義的な実施例では、図１のシステム
を変えて、HSM サーバ３０を取り去りHSM サーバとバッ
クアップ機能をトランザクションサーバ上に載せてもよ
い。このような実施例では、従バックアップ装置３８と
４０は直接従FC−AL２６に繋がれる。更に、ミラー化さ
れた記憶装置のハードディスクドライブ３２と３４は、
コピーされるべきブロックを示すコピー命令をトランザ
クションサーバから受信し、ターゲットの従バックアッ
プ装置３８と４０に向けてOPN を送信する事と、示され
たブロックを従バックアップ装置へ送信する事によって
ループの借用を開始するに足る十分なインテリジェンス
を持つ。また、トランザクションサーバ１６はブリッジ
２８を介して管理及び制御メッセージを送る事によって
バックアップおよびHSM サーバ３０に情報を送り、トラ
ンザクションサーバ１６が故障した時にHSM サーバが予
備のトランザクションサーバとしての役も兼ねられるよ
うにしてもよい。このような管理及び制御メッセージ
は、ファイルが更新された時間と日付、このファイルが
開いているか等を示すファイルシステムの更新を示すメ
ッセージや、トランザクションサーバ１６が故障した時
にHSM サーバが助けに入り、トランザクションサーバと
しての役を引き継ぐために必要な全ての他のメッセージ
を含む。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の教示する事を取り入れたシステムの構
成を示す。
【図２】本発明の教示に従った半（half）ブリッジの１
つの実施例の構造を示す図である。
【図３】本発明の教示に従った１つ目の実施例による２
つの半ブリッジを内部で如何に結合させて１つの全（fu
ll）ブリッジにするかを示す図である。
【図４】本発明の教示によるいずれかの実施例に従って
構築された２つの半ブリッジを如何に結合させて、ファ
イバチャネルの裁定された２つのループをリンクし、２
つの半ブリッジでリンクされた２つの小さなFC-AL と同
じ数のノードを持った１つのFC-AL 上でスピードを改善
するかを示す図である。
【図５】本発明の好ましい実施例による半ブリッジの内
部構造を示す図である。
【図６】本発明の好ましい実施例による半ブリッジのTX
ポートの内部構造を示す図である。
【図７】本発明の好ましい実施例による半ブリッジのRX
ポートの内部構造を示す図である。
【図８】本発明の好ましい実施例に従ったフローチャー
トである。半ブリッジのTXとRXポートによって、ブリッ
ジの機能と、学習、競合するOPN 先制(Preemption, Pre
emptive 、 Preempt) の判断の処理を示す。
【図９】本発明の好ましい実施例に従ったフローチャー
トである。
【図１０】本発明の好ましい実施例に従ったフローチャ
ートである。
【図１１】本発明の好ましい実施例に従ったフローチャ
ートである。
【図１２】本発明の好ましい実施例に従ったフローチャ
ートである。
【図１３】本発明の好ましい実施例に従ったフローチャ
ートである。
【図１４】本発明の好ましい実施例に従ったフローチャ
ートである。
【図１５】本発明にかかるブロックダイアグラムであ
る。
【図１６】本発明の好ましい実施例に従ったフローチャ
ートである。
【図１７】本発明にかかるブロックダイアグラムであ
る。
【図１８】本発明にかかるブロックダイアグラムであ
る。
フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 ＦＩ Ｈ０４Ｌ 12/42 (72)発明者 カート・チャン アメリカ合衆国、カリフォルニア州 95746、ローズビル、ピューブロー・コー ト 6595

Claims (14)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 主記憶装置と、 ミラー化された記憶装置と、 バックアップ／アーカイブ記憶装置と、 および、１番目のローカルエリアネットワーク上で該主
    記憶装置との読み取り及び書き込みトランザクションを
    実行するための手段で、該主記憶装置への書き込みトラ
    ンザクション１つ１つに対して、該ミラー化された記憶
    装置へ２番目のローカルエリアネットワークを介して同
    じデータの書き込みトランザクションを実行し、該ミラ
    ー化された記憶装置と該バックアップ／アーカイブ記憶
    装置との間の読み取り及び書き込みトランザクションを
    １番目のローカルエリアネットワークを煩わす事無く２
    番目のローカルエリアネットワークを介して実行するた
    めの手段と、 から成る装置。
  2. 【請求項２】 主記憶装置と、 ミラー化された記憶装置と、 バックアップ／アーカイブ記憶装置と、 該主記憶装置に結合された主ローカルエリアネットワー
    クと、 該ミラー化された記憶装置と該バックアップ／アーカイ
    ブ記憶装置に結合された従ローカルエリアネットワーク
    と、 該主ローカルエリアネットワークを該従ローカルエリア
    ネットワークへ選択的に結合するためのブリッジ手段
    と、 該主ローカルエリアネットワークによって該ブリッジ手
    段と該主記憶装置に結合されたトランザクションプロセ
    ッサで、該主ローカルエリアネットワークを介して該主
    記憶装置と読み取り及び書き込みトランザクションを実
    行すべくプログラムされ、該主記憶装置への書き込みト
    ランザクション１つ１つに対して同じデータの書き込み
    トランザクションを該ミラー化された記憶装置へと該ブ
    リッジ手段と該従ローカルエリアネットワークを介して
    実行すべくプログラムされたトランザクションプロセッ
    サと、 該従ローカルエリアネットワークを介して該バックアッ
    プ／アーカイブ記憶装置と該ミラー化された記憶装置と
    該ブリッジ手段とに結合されたバックアップ及び階層形
    記憶装置管理プロセッサで、該ミラー化された記憶装置
    と該バックアップ／アーカイブ記憶装置との間の読み取
    り及び書き込みトランザクションを１番目のローカルエ
    リアネットワークを煩わす事無く２番目のローカルエリ
    アネットワークを介して実行すべくプログラムされたバ
    ックアップ及び階層形記憶装置管理プロセッサと、 から成る装置。
  3. 【請求項３】 主記憶装置と、 ミラー化された記憶装置と、 バックアップ／アーカイブ記憶装置と、 該主記憶装置に結合された主ローカルエリアネットワー
    クと、 該ミラー化された記憶装置に結合された従ローカルエリ
    アネットワークと、 該バックアップ／アーカイブ記憶装置に結合されたバス
    と、 第３のローカルエリアネットワークと、 該第３のローカルエリアネットワークを介して該主記憶
    装置に結合されたバックアップ及び階層形記憶装置管理
    プロセッサで、該バスを介して該バックアップ／アーカ
    イブ記憶装置に結合され、該従ローカルエリアネットワ
    ークを介して該ミラー化された記憶装置に結合され、該
    ミラー化された記憶装置と該バックアップ／アーカイブ
    記憶装置との間の読み取り及び書き込みトランザクショ
    ンを１番目のローカルエリアネットワークを煩わす事無
    く２番目のローカルエリアネットワークを介して実行す
    べくプログラムされたバックアップ及び階層形記憶装置
    管理プロセッサと、 該主ローカルエリアネットワークによって該主記憶装置
    に結合されたトランザクションプロセッサで、該第３の
    ローカルエリアネットワークを介して該バックアップ及
    び階層形記憶装置管理プロセッサに結合され、該主ロー
    カルエリアネットワークを介して該主記憶装置と読み取
    り及び書き込みトランザクションを実行すべくプログラ
    ムされ、該主記憶装置への書き込みトランザクション１
    つ１つに対して同じデータのミラー化された書き込みト
    ランザクションを該ミラー化された記憶装置へと実行す
    るにおいて、該主記憶装置への書き込まれた同じデータ
    を該第３のローカルエリアネットワークを介して該バッ
    クアップ及び階層形記憶装置管理プロセッサへと送る事
    によって実行すべくプログラムされたトランザクション
    プロセッサと、 から成る装置で、 しかるに、該バックアップ及び階層形記憶装置管理プロ
    セッサは、該ミラー化された書き込みトランザクション
    のデータ送信を受信し、該データを該従ローカルエリア
    ネットワークを介して該ミラー化された記憶装置に書き
    込むようにプログラムされている。
  4. 【請求項４】 主記憶装置と、 ミラー化された記憶装置と、 バックアップ／アーカイブ記憶装置と、 該主記憶装置に結合された主ローカルエリアネットワー
    クと、 該ミラー化された記憶装置に結合された従ローカルエリ
    アネットワークと、 該バックアップ／アーカイブ記憶装置に結合されたバス
    と、 該主ローカルエリアネットワークによって該主記憶装置
    に結合されたトランザクションプロセッサで、該バスを
    介して該バックアップ／アーカイブ記憶装置に結合さ
    れ、該従ローカルエリアネットワークを介して該ミラー
    化された記憶装置に結合され、該主ローカルエリアネッ
    トワークを介して該主記憶装置と読み取り及び書き込み
    トランザクションを実行すべくプログラムされ、該主記
    憶装置への書き込みトランザクション１つ１つに対して
    同じデータのミラー化された書き込みトランザクション
    を該ミラー化された記憶装置へと実行するにおいて、該
    主記憶装置への書き込まれた同じデータを該従ローカル
    エリアネットワークを介して該ミラー化された記憶装置
    へと送る事によって実行すべくプログラムされたトラン
    ザクションプロセッサで、更に、該ミラー化された記憶
    装置と該バックアップ／アーカイブ記憶装置との間のバ
    ックアップ及び階層形記憶装置管理機能の読み取り及び
    書き込みトランザクションを１番目のローカルエリアネ
    ットワークを煩わす事無く２番目のローカルエリアネッ
    トワークと該バスを使って実行すべくプログラムされた
    トランザクションプロセッサと、 から成る装置。
  5. 【請求項５】 ファイバチャネルの裁定されたループの
    ノードとなるトランザクションサーバコンピュータと、 ファイバチャネルの裁定されたループのノードとなる１
    つあるいはそれ以上のディスクドライブまたは他の記憶
    メディアの１番目のアレーと、 該トランザクションサーバコンピュータと該１つあるい
    はそれ以上のディスクドライブとを結合する１番目のフ
    ァイバチャネルの裁定されたループと、 ファイバチャネルの裁定されたループのノードとなるバ
    ックアップサーバコンピュータと、 該１つあるいはそれ以上のディスクドライブまたは他の
    記憶メディアの１番目のアレーの記憶容量をミラー化す
    る１つあるいはそれ以上のディスクドライブまたは他の
    記憶メディアの２番目のアレーで、ファイバチャネルの
    裁定されたループのノードとなる１つあるいはそれ以上
    のディスクドライブまたは他の記憶メディアの２番目の
    アレーと、 該バックアップサーバコンピュータを該１つあるいはそ
    れ以上のディスクドライブまたは他の記憶メディアの２
    番目のアレーへ結合する２番目のファイバチャネルの裁
    定されたループと、 ファイバチャネルの裁定されたループのプロトコルと適
    合するブリッジで、該１番目のファイバチャネルの裁定
    されたループを該２番目のファイバチャネルの裁定され
    たループに結合し、該ブリッジは、該１番目のファイバ
    チャネルの裁定されたループ上のノードから発信される
    OPN プリミティブを受信する手段で、該プリミティブの
    宛先ノードが該２番目のファイバチャネルの裁定された
    ループ上に存在すれば該プリミティブを該２番目のファ
    イバチャネルの裁定されたループへと転送する手段で、
    そうでなければ該プリミティブを該２番目のファイバチ
    ャネルの裁定されたループへと転送しない手段を含み、
    該ブリッジは、該２番目のファイバチャネルの裁定され
    たループ上のノードから発信されるOPN プリミティブを
    受信する手段で、該プリミティブの宛先ノードが該１番
    目のファイバチャネルの裁定されたループ上に存在すれ
    ば該プリミティブを該１番目のファイバチャネルの裁定
    されたループへと転送する手段で、そうでなければ該プ
    リミティブを該１番目のファイバチャネルの裁定された
    ループへと転送しない手段を含むブリッジと、 から成る装置。
  6. 【請求項６】 該トランザクションサーバコンピュータ
    が該１つあるいはそれ以上のディスクドライブまたは他
    の記憶メディアの１番目のアレーに対して書き込みを開
    始するたびに自動的に該１つあるいはそれ以上のディス
    クドライブまたは他の記憶メディアの２番目のアレーに
    対してミラー化された書き込みを開始するようにプログ
    ラムされた該トランザクションサーバコンピュータで、
    該ミラー化された書き込みは該１番目のアレーに書き込
    まれたのと同じデータで、該ミラー化された書き込み
    は、該１つあるいはそれ以上のディスクドライブまたは
    他の記憶メディアの２番目のアレーのノードアドレスを
    宛先アドレスとして持つ該１番目のファイバチャネルの
    裁定されたループ上にてOPN プリミティブを送信する事
    によって開始される、請求項５に記載の装置。
  7. 【請求項７】 更に、１つあるいはそれ以上のワークス
    テーションコンピュータから成る請求項５に記載の装置
    で、該トランザクションサーバコンピュータはローカル
    エリアネットワークによって１つあるいはそれ以上のワ
    ークステーションコンピュータに結合される、請求項５
    に記載の装置。
  8. 【請求項８】 更に、１つあるいはそれ以上のバックア
    ップ記憶装置から成る請求項５に記載の装置で、該バッ
    クアップサーバはローカルエリアネットワークかSCSIバ
    スによって該１つあるいはそれ以上のバックアップ記憶
    装置に結合される、請求項５に記載の装置。
  9. 【請求項９】 該バックアップサーバコンピュータは、
    該１つあるいはそれ以上のディスクドライブまたは他の
    記憶メディアの２番目のアレーへと宛てられた読み取り
    トランザクションを開始する事と、該読み取りトランザ
    クションの結果として受信されるデータを受け取る事
    と、該データを該バックアップデータ記憶装置へ書き込
    む事によって、データのバックアップ動作を実行するよ
    うにプログラムされている、請求項８に記載の装置。
  10. 【請求項１０】 該バックアップサーバコンピュータ
    は、該２番目のアレーの該１つあるいはそれ以上のディ
    スクドライブまたは他の記憶メディア上に記憶されたデ
    ータのファイル構造をスキャンする事と、該２番目のア
    レーの該１つあるいはそれ以上のディスクドライブまた
    は他の記憶メディア上に記憶された予め定められたデー
    タに対する選択的な読み取りトランザクションを開始す
    る事と、該選択的な読み取りトランザクションは１つあ
    るいはそれ以上のディスクドライブまたは他の記憶メデ
    ィアの該２番目のアレーに宛てられ、該読み取りトラン
    ザクションの結果として受信されたデータを受け取る事
    と、該データを該バックアップデータ記憶装置の内の予
    め定められた１つに書き込む事によって、階層形記憶装
    置の管理動作を実行するようにプログラムされている、
    請求項８に記載の装置。
  11. 【請求項１１】 １番目と２番目のファイバチャネルの
    裁定されたループと、 該１番目のファイバチャネルの裁定されたループ上のノ
    ードとして結合された１番目のディスクドライブのアレ
    ーと、 該２番目のファイバチャネルの裁定されたループ上のノ
    ードとして結合された２番目のディスクドライブのアレ
    ーと、 該１番目のディスクドライブのアレーに対して読み取り
    トランザクションを実行するためと、該１番目のディス
    クドライブのアレーと該２番目のディスクドライブのア
    レーに対して書き込みトランザクションを実行するため
    の１番目のトランザクション処理手段と、 該１番目のトランザクション処理手段が該２番目のディ
    スクドライブのアレーに対して書き込みトランザクショ
    ンを実行している時には該１番目と２番目のファイバチ
    ャネルの裁定されたループを結合するために該１番目と
    ２番目のファイバチャネルの裁定されたループへ結合さ
    れたブリッジ手段で、他の時には該１番目と２番目のフ
    ァイバチャネルの裁定されたループを分断しておくため
    に該１番目と２番目のファイバチャネルの裁定されたル
    ープへ結合されたブリッジ手段と、 から成る装置。
  12. 【請求項１２】 更に、該１番目のトランザクション処
    理手段が該２番目のディスクドライブのアレーに対して
    書き込みトランザクションを実行していない間は、該２
    番目のファイバチャネルの裁定されたループだけを使っ
    て、該２番目のディスクドライブのアレーに対して階層
    形記憶装置の管理機能とデータのバックアップトランザ
    クションを実行するために、該２番目のファイバチャネ
    ルの裁定されたループへ結合された記憶装置管理手段か
    ら成る請求項１１に記載の装置。
  13. 【請求項１３】 該ファイバチャネルの裁定されたルー
    プのネットワークをブリッジによって結合された１番目
    と２番目のファイバチャネルの裁定されたループのサブ
    ネットワークに分けるステップで、該１番目のサブネッ
    トワークは１番目のディスクアレーに結合され、２番目
    のサブネットワークは２番目のディスクアレーに結合さ
    れ、該１番目のサブネットワークはトランザクションプ
    ロセッサにも結合され、２番目のサブネットワークは階
    層形記憶装置の管理及びデータバックアッププロセッサ
    へ結合される特徴を持つサブネットワークに分けるステ
    ップと、 該トランザクションプロセッサを、該１番目のディスク
    アレーへの書き込みトランザクションを実行するために
    使うステップで、該１番目のディスクアレーへの書き込
    みトランザクションを実行する度に同じデータを該２番
    目のディスクアレーへ書き込むトランザクションを実行
    するために該トランザクションプロセッサ使うステップ
    と、 ディスクドライブの該２番目のアレーに対して階層形記
    憶装置の管理のトランザクションかデータバックアップ
    のトランザクション、あるいは双方のトランザクション
    を実行するために階層形記憶装置の管理及びデータバッ
    クアッププロセッサを使用するステップと、 から成る、ファイバチャネルの裁定されたループ上にお
    いて階層形記憶装置の管理とデータのバックアップ機能
    を実行する手段。
  14. 【請求項１４】 １番目のローカルエリアネットワーク
    を使って１番目の記憶装置に対してデータを書き込む事
    と、データを読み取る事と、 該１番目のローカルエリアネットワークを使って該１番
    目の記憶装置にデータを書き込む時はいつでも、該１番
    目のローカルエリアネットワークを２番目のローカルエ
    リアネットワークへ選択的に結合するブリッジを使って
    該２番目のローカルエリアネットワーク上に位置する２
    番目の記憶装置へ同じデータを書き込む事と、 該２番目のローカルエリアネットワークを該１番目のロ
    ーカルエリアネットワークから分離しておく傍ら、該２
    番目の記憶装置と３番目の記憶装置の間で該２番目のロ
    ーカルエリアネットワークを使ってバックアップの書き
    込みトランザクションを実行する事と、 から成る読み取りと書き込みの方法。
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