JPS5847397A - 閉塞交換網におけるパス再配置方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔技術分野〕 本発明は交換網において閉塞状態にめるバスをメークす
るためのパス再配置方法に係る。

〔背景技術〕

通信交換の分野においては、交換網の分は方として閉塞
交換網及び非閉塞交換網がめる。非閉塞交換網は、網内
におけるトラヒック・パターンとは無関係に常時任意の
入口（１ｎｌｅりを任意の出口（ｏｕｔｌｅｔ　）Ｋ接
続し得る交換網として定義さｎる。従って、こｎもよく
知られていることであるが、固定さ扛た数の入口及び出
口を有する非閉塞交換網を実現させるためには多数のク
ロスポイントを必要とす机交換網で必要なりロスポイン
トの数は当該交換網のコストに反映されるから、入口及
び出口の数を減らすことな（クロスポイントの数だけを
減らす試みがなされてきた。しかしながら、入口及び出
口の数をそのままにしてクロスポイントだけを減らすと
、交換網はもはや非閉塞ではなく、閉塞交換網になる。

即ちこのような交換網においては、接続ができない入口
及び出口の組が存在し得る。

交換網を簡略化する（クロスポイントの数を減らす）た
めの技法として、交換動作を３以上の階てい（ｓｔａｇ
ｅ）にわたって行わせるものが知られている。各階てい
は複数の同一交換マ）　ＩＪラックス構成され得る。例
えば、１次階てい、２次（中間１）階てい及び３次階て
いから成る３階てい交換網がある。１０２４個の入口を
同数の出口に接続する交換網を考えてみると、これが非
閉塞交換網の場合には、各々１６個の入口及び３１個の
出口を有する１２８個の１次マトリックス及び３次マト
リックスと、各々６４個の入口及び６４個の出口を有す
る５１個の２次マトリックスとを必要とする。各２次マ
トリックスは実際には、各々３２個の入口及び３２個の
出口を有する４個のマトリックスで構成され得る。市販
の集積回路を用いると、この交換網は２５２個のチップ
（マトリックス当り１個のチップ）で構成されることに
なる。

これに対して、同じ＜１０２４個の入口及び同数の出口
を有する閉塞交換網は、例えば、各々′５２個の入口及
び３２個の出口を有する１次マ）　Ｉ）クロス、２次マ
トリックス及び６次マトリックスを各々３２個ずつ用い
て構成できる。その場合、チップの総数は９６個に過ぎ
ず、非閉塞交換網に比べて約４０％の節約になる。

ただし、上述のような節約が何の犠牲もなしに達成され
るわけではなく、その当然の結果として交換網において
接続ができない入口及び出口がでてくる。このような接
続不可状態即ち閉塞状態は、例えば接続元の入口を有す
る１次マ）　ＩＪラックスび接続先の出口を有する３次
マトリックスに接続可能な自由リンクを持った２次マト
リックスがない場合に生じる。これは交換網中に十分な
数の自由リンクがないことを意味するものではない。閉
塞状態は、このような自由リンクが同じ２次マトリック
スに接続されない場合に生じる。１次マトリックス及び
３次マトリックスは同数の入口及び出口を有しているか
ら、交換網容量の上限に達しない限り、任意の１次マト
リックス又は６次マトリックスへの自由リンクを持った
２次マトリックスが少くとも１つある。従って、成る２
次マトリックスが所望の１次マトリックス及び３次マト
リックスへの自由リンクを持つように接続路乃至はパス
を再配置することができれば、閉塞状態の問題を解決で
きよう。

米国特許第３３５８２６９号明細書、同第３６３８１９
１号明細書及び同第４０７５６０８号明細書では、交換
網における接続再配置の問題が議論されているが、機械
で実施可能な再配置方法に関する記載は見当たらない。

更に米国特許第３６３８１９３号明細書の開示は、逆転
スイッチ（べ−タ）素子を用いた交換網に限定されてい
る。

〔本発明の目的〕

本発明の目的は、少なくとも３つの階ていを含む閉塞交
換網において、閉塞状態にあるパスをメークするために
新規なパス再配置方法を提供することにある。

〔本発明の要約〕

本発明のバス再配置方法は少なくとも３つの階てい、即
ち１次階てい、２次階てい及び３次階ていを含む閉塞交
換網に適用される。２次階ていは少なくとも２つの２次
マトリックスで構成され、各２次マトリックスの入口及
び出口の数は１次階ていの全入口数又は３次階ていの全
出口数よりも少ない。１次階ていは複数の１次出口を有
し、６次階ていは複数の３火入口を有する。これらの１
次出口及び３火入口はマトリックスの形で実現され得る
。

上述のような閉塞交換網にお〜・て、閉塞状態にあるパ
スをメークするための本発明のパス再配置方法は下記の
ステップ１〜ステツプ７から成っている。

ステップ１−閉塞状態にあるパスの接続要求が検出され
る。

ステップ２−要求されたパスに関連する１次出口への自
由な１次リンクを有する第１の２次マトリックス、及び
要求されたパスに関連する６火入口への自由な３次リン
クを有する第２の２次マトリックスが識別される。識別
された第１及び第２の２次マトリックスには、既にメー
クされている１以上のパスが存在しており、以下のステ
ップではこれらのパスを順に指名しそれに従って再配置
することによって、閉塞状態にあるパスがメークされる
。

ステップ３−要求されたパスに関連する１次出口又は３
火入口のところから始めて、上述の既にメークされてい
るパスが順次に追跡され識別される。これは再配置され
るべきパスを順に指名するためのもので、パスの追跡が
できな（なるまで、即ち自由リンクが見つかるまで続け
られる。メータされているパスの追跡が例えば関連する
１次出口のところから開始される場合、まずこの１次出
口から第２の２次マトリックスを介して特定の３火入口
に至るパスが追跡され、これが第１０）（スとして指名
される。次に、この特定の３火入口から第１の２次マト
リックスを介して特定の１次出口に至るパスが追跡され
、これが第２の）（スとし′　で指名される。次の追跡
はこの特定の１次出口から第２の２次マトリックスの方
向に行われる。以下同様にして、特定の１次出口と第２
の２次マトリックスとの間のリンク又は特定の、３火入
口と第１の２次マトリックスとの間のリンクが自由リン
クであることがわかるまで）くスの追跡が続けられる。

ステップ４−ステップ６での追跡及び識別によって順に
指名されたパスのうちの選択された１つのパスがブレー
クされ、次いでこのブレークによって解放された第１又
は第２の２次マトリックスを用いて上述の閉塞状態にあ
ったノくスがメークされる。

ステップ５−指名されたノくスのうちの選択された別の
パスがブレークされ、次いでこの別のパスよりも先に指
名されていたパスが他方の２次マトリックスの方へ切替
えられる。例えば、先に指名されていたパスが第１の２
次マトリックスを使用していた場合には１．第２の２次
マトリックスへの切替えが行われる。

ステップ６−ステップ４又は５そブレークされたパスが
メークされる。

ステップ７−指名された最後のパスに達するまでステッ
プ５及び６が繰返される。

本発明のパス再配置方法を使用する閉塞交換網が電話器
などの音声端末だけでなくディジタル・データ端末をも
収容している場合には、特別の考慮が必要になる。ディ
ジタル化された形で伝送される音声は最終的には人間に
よって理解されるべき〜ものであるから、交換動作にお
いて例えばミリ秒の範囲の短い乱れがあっても許される
。この程度の乱れを人間が知覚することは殆んどできな
いからである。従って、ディジタル化された音声のため
のパス再配置方法はミリ秒程度のパス・プレ−クを許容
し得るものでよい。

しかしながら他のディジタル番データの場合は、上述の
ようなブレークは許されない。例えば、１メガビツトの
パルス・レートにおいて１ミリ秒のブレークが生じると
、１０００ピツトの情報が失なわれてしまう。従って、
ディジタル・データのためのバス再配置においては、ブ
レークされるべきパスに代る代替バスを見つけると共に
、ブレーク時点よりも前にこの代替パスを使用可能にす
る必要がある。このため、後述の良好な実施例において
は、代替パスを与える呼再配置母線が１次階ていと３次
階ていとの間に設けられ、前述のステップ４又は５での
ブレークに先立って、選択されたパスのための代替パス
がこの呼再配置母線を介してメークされる。

上述とは別の問題として、ステップ３で指名されたパス
の数が多くなり過ぎることがある。パス再配置に要する
時間は、指名されたパス即ち再配置されるべきパスの数
が多くなるほど長くなるから、この数が予め決められた
値に達してもなお自由リンクが見つからながった場谷に
は、その時点でパスの指名を打切り、別のシーケレスに
切替えるのが望ましい。例えば、前述のステップ６が１
次出口のところから開始されていた場合には、それに代
って３医大口のところからステップ６が再び実行される
。

〔実施例の説明〕

′１次階てい、２次階てい及び３次階てぃがら成る簡単
な閉塞交換網の例を第１ａ図に示す。以下特にことわら
ない限り、交換網といえば閉塞交換網を意味するものと
する。図示の交換網の１次階ていは４個の１次マトリッ
クスＰ１〜Ｐ４（これらへの入口は図示していない）で
構成され、各１次マトリックスの出口は各々異なった２
次マトリックスに関連している。従って２次階てぃも複
数の２次マトリックスで構成されるが、第１ａ図にはそ
のうちの２個（Ｍｌ、Ｍ２）が示されている。

各１次マトリックスに関連する入口を有する各２次マト
リックスの入口及び出口の数は等しい。６次階てＬミは
１次マトリックスと同数の３次マトリシクスＴ１〜Ｔ４
で構成される。従って各２次マ）　ＩＪラックス出口は
各々異なった３次マトリックスに関連している（６次マ
トリックスの出口は図示していない）。

各マ（ＩＪソックス行列状に配列された複数のクロスポ
イント・スイッチを含むが、このような構成は周知であ
るから、ここでは触れないことにする。

第１ａ図に２次マトリックスが２個しか示されていない
理由は、所望の接続を完成させるための即ち所望のパス
をメークするための各再配置手順が、交換網のサイズと
は無関係に、２個の２次マトリックスを用いて遂行され
得るからである。以下の説明から明らかになるように、
本発明は３個以上の２次マトリックスを含む交換網にも
同様に適用され得る。

交換網でメークさ親るべき各パスは固定された端点、即
ち選択された１次マトリックス及び選択された３次マト
リックスを含む。各２次マトリックスは、各１次マトリ
ックス及び各３次マトリックスへのリンクを１つしか持
たない。交換網の容量を越えない限り、所望の１次マト
リックスへの自由なリンク（１次リンク）を持った２次
マトリックス、及び所望の３次マトリックスへの自由な
リンク（３次リンク）を持った２次マトリックスが必ら
ず存在するが、これらの２次マトリックスが異なってい
ると閉塞状態が生じる。再配置の目的は、これら２個の
２次マトリックスのうちの１個が自由な１次リンク及び
３次リンクを両方共持つようになるまで、これら２個の
２次マトリックスの間でパスを移すことである。このよ
うに、再配置手順で監視される２次マトリックスは２個
だけであるから、以下の説明（及び図面）で２次マトリ
ックスの数を２に限定しても一般性を失うことはない。

各々の１次マトリックスＰ１〜Ｐ４及び３次マトリック
スＴ１〜Ｔ４は同数の入口及び出口を有し、従って１次
階てい又は６次階ていで閉塞状態が生じることはない。

閉塞状態は、要求されたパスのための使用可能な入口及
び出口のうちの一方しか持たない特定の２次マトリック
スのところで生じる。本明細書において「パス」とは、
交換網の最初の１次階ていから最後のｎ次階ていまで延
びる接続路を意味し、各階てい間のバス部分を「リンク
」と呼ぶ。第１ａ図の場合、各パスは１次から３次まで
延び、１次−２次曲及び２次−３次間の２つのリンクを
含む。本発明はｎが４以上であっても同様に適用され得
るものである。

第１ａ図の交換網は、１次マ）　ＩＪツクスＰ１〜Ｐ４
及び３次マトリックスＴ１〜Ｔ４を選択的に相互接続す
るための一対の呼再配置母線ＣＲ１及びＣＲ２を含む。

呼再配置母線と１次マトリックス及び３次マトリックス
との間の選択的相互接続は各々の呼再配置スイッチＣＲ
ＩＰ１〜ＣＲ２Ｔ　　’４によって実現される。ＣＲＩ
ＸＸは１次（又は３次）マトリックスＸＸを呼再配置母
線ＣＲ１に接続するスイッチを表わし、ＣＲ２ＸＸはそ
れを呼再配置母線ＣＲ２に接続するスイッチを表わす。

従って、″例えば１次マトリックスＰ１から３次マトリ
ックスＴ４に至る迂回バスをメークする場合には、ＣＲ
ＩＰｌ及びＣＲＩＴ４（又はＣＨ２Ｆ２及びＣＲ２Ｔ４
　”）が閉じられる。

第１ａ図の交換網はディジタル音声以外のディジタル・
データを伝送するものとし、１つ既に６個のパス（）ゝ
ス１〜パス６）がメークされているものとする。この状
態でＰ４からＴ１への第７のパスが要求された場合を考
えてみる。第１ａ図の例では、２次マトリックスＭ１は
１次マトリックスＰ４への自由リンクを有しているが、
３次マトリックスＴ１へのリンクはパス１で使用中であ
り、また２次マトリックスＭ２はＴ１への自由リンクを
有しているが、Ｐ４へのリンクはパス６で使用中である
。従って輯１ａ図の交換網においては、Ｐ４からＴ１へ
のパス７は閉塞状態にある。パス７をメークするために
は、２次マトリックスＭ１及びＭ２の一方を解放してそ
れがＭ４及びＴ１への自由リンクを持つように、バス１
〜パス６の幾つかを再配置する必要がある。Ｍｌ及びＭ
２の何れが解放されるかは重要ではない。Ｐ４への自由
リンクを持つＭｌ及びＴ１への自由リンクを持つＭ２以
・外の２次マトリックス（図示せず）は再配置に関与し
ない。

再配置には複数のパスのブレーク及びメークが必要であ
るが、仮定されているディジタル・データ伝送はパスの
ブレークによって大きな影響を受ける。従って、成るパ
スが実際にブレークされる前に代替バスをメークして使
用可能にするため呼再配置母線ＣＲＩ及びＣＲ２が使用
される。

次に、上述のパス７をメークするための再配置手順を順
を追って説明する。

まず交換網の状態が第１ｂ図のように変えられる。即ち
、２次マトリックスＭ１を使用していたパス１が呼再配
置母線ＣＲ１の方へ切替えられる。・具体的に説明する
と、パス１がＭｌを使用している状態でスイッチＣＲＩ
Ｐ１及びＣＲＩＴｌが閉じられる。この結果、パス１は
Ｍｌ及びＣＲ１の両方に存在する。然る後、Ｐｌ、Ｍｌ
又はＴ１内のクロスポイント・スイッチを制御すること
によってパス１がＭｌから切離される。この切離しの結
果、３次マトリックスＴ１に関連するＭｌの出口が解放
されるので、Ｐ４からＭｌを介してＴ１に至るパス７を
メークできるようになる。

次のステップでは、第１ｃ図に示されているように、２
次マトリックスＭ１を使用してぃたパス６が呼再配置母
線ＣＲ２の方へ切替えられる。この切替えは上述のパス
１の切替えと同様にして行われる。

パス３の切替えが終ると、２次マトリックスＭ２を使用
していたパス４が同様にして２次マトリックスＭ１の方
へ切替えられる。即ち、Ｍ２を介するパス４がブレーク
される前に、Ｍｌを介する代替パスがメークされる。か
くして、第１ｄ図に示されているように、Ｍ２からＭｌ
へのパス４の切替えが完了する。

パス４の切替えが終った時点においては、２次マトリッ
クスＭ２がＰｌ及びＴ１への自由リンクを持っている。

従って、呼再配置母線ＣＲ１の方へ切替えられていたパ
ス１を再びＭ２の方へ切替えることができる。これはＰ
ｌ、Ｍ２及びＴ１を適切に制御することによってＭ２を
介する代替パスをメークした後、スイッチＣＲＩＰ１及
びＣＲ１Ｔ１を開放することによって達成される。かく
して、第１ｅ図に示されているように、呼再配置母線Ｃ
Ｒ１が再び使用可能になる。

次のステップは第１ｆ図の実現である。即ち、パス５が
２次マトリックスＭ２から２次マトリックスＭ１の方へ
切替えられる。Ｍｌはこの切替えに必要な自由リンクを
既に持っているから、パス５の切替えは、関連するマト
リックスを適切に制御することによってまずＭｌを介す
る代替パスをメークし、続いてＭ２を介する元のパス５
をブレークする′ことによって達成される。

第１ｆ図から明らかなように、ノぐス５の切替えが終る
と、１次マトリックスＰ３から呼再配置母線ＣＲ２を介
して３次マトリックスＴ４へ至るノくス３を再び２次マ
トリックスＭ２の方へ切替えることができる。従って再
配置手順の最後のステップでは、まずバス乙のためのＭ
２を介する代替ノくスがメークされ、続いてスイッチＣ
Ｒ２Ｐ３及びＣＲ２Ｔ４　（第１ｆ図で丸印が付されて
いるところ）が解放される。かくして、第１ｇ図に示さ
れているように、再配置されたノくス１〜ノ（スフは何
れも２次マトリックスＭ１又はＭ２を介するものになり
、呼再配置母線ＣＲ１及びＣＲ２は再び自由になる。

上述の再配置手順のキーは複数のパスの切替え順序乃至
は再配置順序にある。従って、再配置されるべき各パス
を適切に識別するための表が作成される。第１ａ図に示
されている交換網の初期状態を表の形で表わすと下記の
表１のようになる・表Ｉの縦方向の列は１次マトリック
スＰ１〜Ｐ４及び３次マトリックスＴ１〜Ｔ４を示し、
横方向の行は２次マトリックスＭ１及びＭ２を示してい
る。これらの行及び列の交点が特定のパス（パス１〜パ
ス６）を識別する。交点がハイフンになっているところ
は自由リンクである。例えば、Ｐｌ及びＴ１の列とＭｌ
の行との交点は各々パス１を識別しているが、これはパ
ス１がＰｌからＭｌを介してＴ１に至るものであること
を表わしている。再配置されるべきパスは、閉塞された
パスに含まれる１次出口又は３火入口のところから順に
指名される。上述の例では・Ｐ４からＴ１に至る閉塞さ
れたパス７の３火入口であるＴ１のところから各パスが
順に指名される。従って、Ｐｌ−Ｔ１間のパス１が最初
に＃１として指名される。次いで、最初に指名されたパ
スの他端（今の場合は１火入口であるＰｌ）に接続され
ている別Ωパス即ちＰ　１−７４間のパス４が＃２とし
て指名される。指名されたパス４の他端はＴ４であるか
ら、次に＃３として指名されるのはＴ４に接続されてい
るパス３である。同様にして、パス３の他端であるＰ３
に接続されているパス５が＃４として指名される。パス
５の他端であるＴ２へのもう一方のリンクは自由リンク
であるから（表■参照）、パスの指名はこの時点で終了
する。指名後の状態を下記の表■に示す。

表ＩＩにおいて再配置されるパスは＃１〜＃４だけであ
り、パス２及びパス６は使用されない。表ＩＩは交換網
の接続状態から直接作成できるから、本発明の実施にあ
たっては前記の表Ｉは不要である。

パスの氏名が終ると再配置を遂行することができる。最
初のステップでは、＃１が呼再配置母線ＣＲＩの方へ切
替えられる。この結果、閉塞されていたＴ１へのリンク
が自由になるから、Ｐ４−Ｔ１間の所望のパス７をメー
クすることができる。

第１ｂ図はパス７のメーク後の状態を示している。

次（・で、第１ｃ図に示されているように、＃３が呼再
配置母線ＣＲ２の方へ切替えられる。この結果、Ｍｌ−
７４間のリンクが自由リンクになるので、第１ｄ図に示
されているように、−１２６−Ｍ２からＭｌの方へ切替
えられる。この切替えはＰｌ−Ｍ２間のリンクを自由に
するので、第１ｅ図に示されているように、＃１をＣ１
ｌからＭ２の方へ切替えることができる。以下同様にし
て、パスを一方の２次マトリックスから他方の２次マト
リックスへ順次に切替えることにより、最終的には第１
ｇ図の状態になる。一般的に言うと、ステップｎ（ｎは
０がら始まる）においては、＃（２ｎ＋１）が使用可能
な呼再配置母線の方へ切替えられ、（＋ジステップ０）
、次いで＃（２ｎ）が一方の２次マトリックスから他方
の２次マトリックスの方へ切替えられる（サブステップ
１）。か（して、＃（２ｎ−１）を呼再配置母線の一方
から使用可能になった２次マドゞリックスの方へ切替え
ることができる（サブステップ２）。最後のステップに
おいては、最後のパスが偶数番号であればサブステップ
１及び２だけが遂行され、奇数番号であればサブステッ
プ２だけが遂行される。最後のステップが終了したとき
には、呼再配置母線ＣＲ１及びＣＲ２は共に自由になっ
ている。

上述の例では、Ｒ４−Ｔ１間の閉塞されていたパス（パ
ス７）がＭｌを介してメークされたが、パスの指名を１
武人口であるＲ４のところから始めると、パス７はＭ２
を介してメークされることになる。あとで詳述するが、
パス再配置手順は後者の方が短い。

更に、パスの再装置を＃１から始める代りに、＃２から
始めてもよい。その場合、まず＃２が使用可能な呼再配
置母線の一方（例えばＣＲ１）へ切替えられ、Ｍ２を介
する元の＃２がブレークされる（第２ｂ図）。然る後、
＃１がＭｌからＭ２の方へ切替えられる。この結果、Ｍ
ｌ−Ｔ１間のリンクが自由になるので、Ｍｌを介するＲ
４−Ｔ１間の所望のパス７をメークすることができる（
第２Ｃ図）。

以下のステップを一般的に説明すると、ｎ番目のステッ
プにおいては、最初のサブステップで＃（ｎ＋１）が自
由な即ち使用可能な呼再配置母線の方へ切替えられる。

このサブステップは、最後のパスがｎの場合（再配置が
完了している）には不要である。次のサブステップでは
、＃（ｎ）が一方の呼再配置母線からＭ　１　（ｎが偶
数）又はＭ２（ｎが奇数）の方へ切替えられる。

しかしながら、上述のシーケンスにおいては、Ｐｌ−７
４間の＃２がＣＲ１の方へ切替えられ、更にＲ３−Ｔ４
間の＃３がＣＲ２の方へ切替えられるので（第２ｄ図参
照）不都合が生じる。即ち、ＣＲ１及びＣＲ２を同時に
同じ３次マトリックス（今の場合１Ｔ４）へ接続するた
めには、各３次マトリックスに余分の入口を設けておか
なければならない。同様に、１次マトリックスＰ１〜Ｐ
４については余分の出口が必要である。これらの余分の
入口及び出口は、第１ａ図乃至第１ｇ図の再配置手順で
は不要のものである。

本発明においては、再配置されるべきパスの数に上限が
あり、自由リンクの数に応じて、パス再配置ステップの
数が最小の最適再配置手順が存在する。これを証明する
ため、選択された１次マ）　ＩＪラックスの自由リンク
を有する第１の２次マトリックス及び選択された３次マ
トリックスへの自由リンクを有する第２の２次マトリッ
クスが識別されたとする。各２次マトリックスの１次リ
ンク（１次マトリックスへのリンク）及び３次リンク（
６次マトリックスへのリンク）は対になっているから、
上述の自由１次リンクを有する第１の２次マトリックス
は少なくとも１つの自由６次リンクを有し、”上述の自
由３次リンクを有する第２の２次マトリックスは少なく
とも１つの自由１次リンクを有する（第１ａ図参照）。

前と同じく第１及び第２の２次マトリックスを各々Ｍ１
及びＭ２で表わし、それらの１次リンク及び３次リンク
を次の文字で表わす。

ａ　（ｉ）＝　Ｍ　１の１次リンク ｂ（＋）＝Ｍ１の３次リンク ｃ　（ｉ）＝　Ｍ　２の１次リンク ｄ（１）＝Ｍ２の３次リンク Ｍｌ及びＭ２が各々異なった１次マ）　ＩＪラックスび
３次マトリックスへのリンクを１つずつ含んでいるもの
とすると、上記の３％　ｂ、ｃ及びｄはリンク番号を表
わす。例えばＭｌ及びＭ２の１次リンク及び３次リンク
の数が各々１６であれば、ａ　％　ｄは１から１６まで
の範囲にある。インデックスｉは、以下で説明するリン
ク・シーケンス忙おけるリンクの位置を表わし、同じイ
ンデックスｉを有する２つのリンクが１つのパスを構成
している。Ｍｌ及びＭ２の自由１次リンク及び自由３次
リンクを大文字のＡ、Ｂ、Ｃ及びＤで各々表わすことに
すると、前述のパス指名に相当するリンク・シーケンス
には、所望の１次マトリックス（Ｐ４）に接続された自
由１次リンクＡから始まってＢ、Ｃ又はＤで終る第１シ
ーケンスと、所望の６次マトリックス（Ｔ１）に接続さ
れた自由３次リンクＤから始まってＡ、Ｂ又はＣで終る
第２シーケンスとがある。前記の表■は第２シーケンス
に従って作成されている。これらのリンク・シーケンス
の一意性は次の２つの定義によって保証される。

（１）　　ａ　（ｉ）　−ｂ（１）間及びｃ　（ｉ）　
−ｄ　（ｉ）間には各々１つのパスがある。

（２）ｃ（ｉ＋１）＝ａ（１）、ｂ（ｉ＋１）＝ｄ（ｉ
ｌ上記の（１）は、ａ　（ｉｔ及びｂ　（ｉ）に各々対
応するＭｌの入口及び出口、並びにＣ（ｉ）及びｄ　（
ｉ）に各々対応するＭ２の入口及び出口が接続されるこ
とを示し、（２）は、　（ｉ）又はｄ　（ｉ）を含むパ
スの次に指名されるべきパスのリンクがｅ（ｉ＋１）又
はｂ（ｊ＋１）であることを示している。

上述の第１シーケンス及び第２シーケンスを（１）及び
（２）に従って作成すると次のようになる。

第１シーケンス：Ａ、ｃ（１）、ｄ（１）、ｂ（２）、
ａ（２）、ｃ（６）、ｄ（３）、−・−ｃ（ｎ）、ｄ　
（ｎ）、ｂ　（ｎ＋１　）、ａ　（ｎ　＋　１　’）：
・”第２シーケンス：ｏ、ｂ（１）、ａ（１）、Ｃ（２
）、ｄ（２）、ｂ（３）、ａ（６）、−・−ｂ　（ｎ）
、ａ　（ｎ）、ｃ（ｎ＋１）、ｄ（ｎ＋１）、・・・・
・・第１シーケンスはＣ（ｎ）、ｄ　（ｎ）又はｂ（−
ｎ＋１）が自由リンクであることがわかったときに終了
し、第２シーケンスはｂ　（ｎ）、ａ　（ｎ）又はｃ　
（ｎ＋１　）が自由リンクであることがわかったときに
終了する。

シーケンス中の各要素（リンク）の隣接関係は上記の（
１）及び（２）によって一意的に定められているから、
各シーケンスに同じ要素が２度現われることはない。言
い換えれば、Ｘをａからｄまでの任意のリンクとした場
合、ｘ　Ｔｊ）　−ｘ　（１）が成立することはない。

これを背理法で証明するため、この関係の最初の生起を
ｘ　（ｎｌ　−ｘ　（ｋ）と仮定する。シーケンス中の
各要素は一意的な直前要素を持っているから、ｘ　（ｎ
）　＝　ｘ　（ｋｌが正しければ、直前要素についての
関係ｘ（ｎ−１）ｉｘ（ｋ−１）も正シくすければなら
ない。これは、ｘ　（ｎ）　＝　ｘ　（ｋ）が最初の生
起であるという仮定と矛盾する。従って、ｘ　（ｊ）＼
Ｘ（１）である。更に、第１シーケンス及び第２シーケ
ンスの途中に同じ要素が共通に現われることもない。そ
れらの開始要素である自由リンクが各々異なっているか
らである。

２次マトリックス当りの総リンク数をＮとすると、Ｍｌ
及びＭ２は全部で２Ｎ個のリンクを持っているから、第
１シーケ／ス及び第２シーヶ、パスの組合わされた長さ
の最大値は２Ｎである。これは、各シーケンスの長さの
最大値がＮであることを意味しない。例えば、第１シー
ケンスが最短のシーケンスであれば、最初及び最後の自
由リンクとその間の１つのパスだけを含む。各パスは２
つのリンクから成っているから、最短シーケンスの長さ
は４である。従って、もう一方の第２シーケンスの長さ
の最大値は２Ｎ−４になる。実際の２次マトリックスに
おけるＮの値はかなり大きいから、シーケンスが長くな
り過ぎると、シーケンスの作成に時間がかかるだけでな
く、作成されたシーケンスに基づくパス再配置にも時間
がかかる。

従って、シーケンスの長さの上限をＮに決めておき、第
１シーケンスの作成中にその長さがＮに達してもまだ自
由リンクが見つからなかった場合にはそこで打切って、
第２シーケンスの作成に切替えることにすれば、第２シ
ーケンスの長さはＮ以下であるから、最適のシーケンス
が得られる。最適シーケンスに含まれる使用中リンクの
数はＮ−２以下である。従って、再配置されるべきパス
の最大数は（Ｎ−２）／２になる。

シーケンスの作成前には、何れのシーケンスの方が短い
かはわからないから、以下の説明では、まず第１シーケ
ンスが作成され、その長さがＮに達してもまだ自由リン
クが見つからなかったときに第２シーケンスの作成に切
替えられるものとする。

シーケンスの作成は、交換網を制御する網制御装置又は
専用のパス再配置装置で行われる。本発明が既存の交換
網に適用されるのであれば、後者のパス再配置装置が必
要である。その場合、網制御装置は要求されたパスが閉
塞状態にあることがわかると、パス再配置装置を起動し
て一ヒ述の第１シーケンス又は第２シーケンスを作成さ
せ、それに基づいてパスの再配置を実行する。交換網が
これから新しく設計されるのであればパス再配置に必要
な機能をすべて網制御装置に組込んでおけばよい。網制
御装置としては、例えばｚ８０のようなマイクロプロセ
ッサを使用できる。

網制御装置は接続要求があった場合、まず接続の可否即
ち対応するパスが閉塞状態にあるか否かを調べる。これ
は、要求されたパスの入口端である１次マトリックス及
び出口端である３次マトリックスに接続されている自由
リンクを調べればわかる。それらの自由リンクが同じ２
次マトリックスに接続されていれば要求されたパスをメ
ークすることができ、別々の２次マトリックスに接続さ
れていればどスは閉塞状態にある。本発明は閉塞状態に
あるパスをメークするためのパス再配置に係るものであ
るから、説明の都合上、要求されたパスは閉塞状態にあ
るものとする。網制御装置は１次マトリックスへの自由
１次リンクＡを持った第１の２次マトリックス、及び３
次マトリックスへの自由３次リンクＤを持った第２の２
次マトリックスを各々Ｍ１及びＭ２として識別する。か
くして、前述の第１シーケンス又は第２シーケンスの作
成及びそれに基づくパスの再配置を行うことができる。

第１ａ図から明らかなように、前記の表ＩＩは第２シー
ケンスに従って作成されている。その場合の第２シーケ
ンスの内容は次のとおりである。

Ｄ　　＝Ｍ２−ＴＩ Ｂ　　　＝Ｔ２−Ｍ１ これに対して、表ＩＩを第１シーケンスに従って作成す
ると次のようになる。

Ａ　　　、＝Ｍ１−Ｐ４ Ｃ＝Ｐ２−Ｍ２ パス再配置を第１シーケンスに基づいて行う場合、まず
Ｐ４−Ｔ３間のパス６がＣＲ１の方へ切替えられる。こ
の結果、Ｐ４−Ｍ２間のリンクが自由リンクになるので
、Ｐ４からＭ２を介してＴ１に至る所望のパス７をメー
クすることができる。

最後のパス２は偶数番号であるから、最後のステップで
は前述のサブステップ１及び２が遂行される。即ち、パ
ス２がＭｌからＭ２の方へ切替えられ、次いでパス６が
ＣＲ１からＭｌの方へ切替えられる。再配置手順として
は、こちらの方が簡単である。

Ｍｊ及びＭ２の識別を逆にしても同様なシーケンス作成
及びパス再配置を行える。その場合、所望の３次マトリ
ックスへの自由３次リンクを有する２次マトリックスが
Ｍｌとして識別され、所望の１次マトリックスへの自由
１次リンクを有する２次マトリックスがＭ２として識別
される。第１シーケンスはＭｌの自由３次リンクから始
まり、第２シーケンスはＭ２の自由１次リンクから始ま
る。Ｍｌ及びＭ２の識別を逆にした場合には、ａＯ）と
ｂ（１）及びＣ（ｉ）とｄ　（ｉ）も逆にしておくと、
前述の定義（１）及び（２）をそのまま使える。

Ｍｌ及びＭ２の識別を第１ａ図とは逆にした例につき、
第３ａ図、第３ｂ図及び第３Ｃ図を参照、しながら説明
する。

第３ａ図は複数の１次マトリックスＰ１〜Ｐｎ、Ｍｌ及
びＭ２を含む複数の２次マトリックス（Ｍｌ、Ｍ２以外
は図示せず）、並びに複数の３次マトリックスＴ１〜Ｔ
ｎから成る３階てい交換網を示しており、この交換網に
おいてＰｎ−７２間の接続が要求されたとする。説明の
便宜上、要求された接続は閉塞状態にあるものとする。

Ｐ　ｎ　−Ｍ２間のリンク及びＴ２−Ｍｌ間のリンクは
自由リンクであるから、網制御装置（図示せず）はまず
３以上の２次マトリックスの中から再配置に使用される
２次マトリックスとしてこれらの自由リンクを有するも
のを選択する。第３ａ図において、自由リンクは実線で
表わされており、使用中のリンクは破線で表わされてい
る。２次マトリックスの入力アドレス（入口）及び出力
アドレス（出口）は客々Ｍ　ｎ　（ｍ　）で識別される
。ｎは１又は２であり、ｍは入力アドレスの、場合は”
、’ｌｓ”などであり、出力アドレスの場合はａ、ｂ、
ｃなどである。

網制御装置は、所望の１次マ）　ＩＪツクスＰｎ及び３
次マトリックスＴ２への自由リンクを識別することによ
って、Ｐｎ−Ｔ２間のパスが閉塞されているか否かを調
べる。第３ａ図の例では、Ｐｎの自由リンクはＭ２に、
Ｔ２の自由リンクはＭｌに各々接続されているから、Ｐ
ｎ−Ｔ２間のパスが閉塞されていることがわかる。網制
御装置は更に、再配置されるべきパスを含む２つの２次
マトリックスをこれらの自由リンクによってＭｌ及びＭ
２として識別する。然る後、網制御装置はまず第１シｉ
ケンスに従うバス再配置表（以下テーブルと言う）を作
成するために第３ｂ図のルーチンを実行する。

第３ｂ図は機能別にブロック化されており、全部で１２
の機能Ｆ１〜Ｆ１２を含む。第３ｂ図のルーチンは、テ
ーブルの作成を第１シーケンスに従ってＭｌのところか
ら始めるときに実行される。

最初の機能Ｆ１は、使用される２次マトリックスＭ１及
びＭ２のアドレスを記憶させる。

機能Ｆ２は、ポインタ！Ｘをテーブルの開始アドレス（
ハイド・アドレス）ＰＲＴＡＢＬにセットする。

機能Ｆ３は、Ｍｌからの自由リンクのアドレスを得る。

第３ａ図の交換網においては、各マ）　ＩＪラックスＮ
個の入口及び出口を有し、各１次マトリックスの１番目
の出口はｉ番目の２次マトリックスに接続され、各２次
マトリックスのｊ番目の出口はｊ番目の３次マトリック
スに接続されている。従って、Ｍｌからの自由リンクが
識別されると、該リンクが接続されている６次マトリッ
クス（Ｔ２）も自動的に識別される。

機能Ｆ４は、ポインタＩＸを用いて、最初はＦ３で得ら
れた自由リンクのアドレスを最初のエントリとしてテー
ブルにロードする。

機能Ｆ５は、このリンクが自由であり且つ最初のエント
リでないか否かを調べる。最初のエントリは常に自由リ
ンクであるから、機能Ｆ５は実際には、テーブル中の２
番目以降のエントリが自由リンクか否かを調べるもので
ある。機能Ｆ４〜Ｆ１１は繰返しループを構成しており
、２番目の自由リンクが見つかるまで繰返し実行される
。従つて、最初は機能Ｆ５からＦ６に進む。

機能Ｆ６は、Ｆ３で識別された３次マ）　ＩＪラックス
らＭ２の方向にリンクを追跡する。追跡が可能であれば
、Ｍ２に接続された特定の１次マトリックスも自動的に
識別される。

機能Ｆ７は、このリンクのアドレスをテーブルの２番目
のエントリ位置にロードする。その際、テーブルのバイ
ト・アドレスを示すポインタＩＸＯ値に３が加算される
。第６ｂ図のルーチンによつだテーブルの作成が部分的
に完了すると、その各エントリが１つのパスを表わすよ
うにするため、このパスをメークする１次マトリックス
及び３次マトリックス中の適切なりロスポイント拳スイ
ッチに対応するアドレスが各エントリにロードされる。

これらのアドレスは再配置プロセスを速めるためのもの
であるが、ここでは無視することができる。何れにして
も本実施例では各パスを表わすのに６バイトを必要とす
るから、テーブルの各エントリは６バイト長である。従
って、機能Ｆ７においてテーブルの２番目のエントリの
最初のバイトなアドレス指定するためには、Ｆ４で使用
されたポインタＴＸの値に３を加算する必要がある。

機能Ｆ８は、Ｆ７でロードされたエントリに対応するリ
ンクが自由リンクか否かを調べる。このリンクは、機能
Ｆ６でのリンク追跡が可能であった場合には自由リンク
ではなく、リンク追跡が不成功に終っていた場合には自
由リンクとして識別される。ここでは、自由リンクでは
なく、従ってＦ８からＦ９へ進むものとする。

機能Ｆ９は、Ｆ６での追跡によって識別された１次→ト
リックスからＭｌの方向へリンクを追跡することによっ
てＭ１リンク及びそれに接続された３次マトリックスを
譜別する。

機能Ｆ１０は、ポインタＩＸを６だけ増分する。

ポインタＩＸは機能Ｆ２でテーブル開始アドレスＰＲＴ
ＡＢＬにセットされていたから、これを６だけ増分する
と、テーブルの３番目のエントリの最初のバイトをアド
レス指定できる。

機能Ｆ１１は、増分度のポインタＩＸが一定値Ｎを越え
たか否かを調べる。もしＩＸ）Ｎであれば、最適のパス
再配置シーケンスを決定できない程度までテーブルが大
きくなってしまっているので、メイン・プログラムへの
復帰が行われる。ＩＸ＜Ｎであれば、ＦｌｌからＦ４に
戻り、Ｆ９で得られたアドレスがテーブル中のポインタ
ＩＸによって指定される記憶位置にロードされる。以下
同様にして、機能Ｆ５又はＦ８で自由リンクが見つかる
か、又は機能Ｆ１１でオーバーフローが検出されるまで
、機能Ｆ４〜Ｆ１１のループが繰返し実行される。

機能Ｆ５又はＦ８で自由リンクが見つかると機能Ｆ１２
へ分岐し、標識をセットした後メイン・プログラムへ復
帰する。機能Ｆｊ１からメイン拳プログラムへの復帰の
場合には、この標識はセットされない。

復帰後、メイン・プログラムは一機能Ｆ１２でセットさ
れているはずの標識を検査する。もしセットされていれ
ば、テーブルの作成が完了している。

セットされていなければ、テーブルの作成が不成功に終
っており、従ってメイン・プログラムは第２シーケンス
に対応する第３Ｃ図の機能Ｆ１４へ分岐する。

機能Ｆ１４は第３ｂ図の機能Ｆ１と同じで、Ｍｌ及びＭ
２のアドレスを記憶させる。

機能Ｆ１５は、Ｍ２からの自由リンクのアドレスを得、
更にそれによって特定の１次マトリックスを識別する。

機能Ｆ１６はポインタＩＸをテーブルの開始アドレスｐ
ＱＴＡＢＬより３バイト分小さく・値にセットする。こ
れが終ると、第３ｂ図の機能Ｆ７への分岐が行われる。

機能Ｆ７は、第３Ｃ図の機能Ｆ１５で得られたアドレス
をテーブルの最初のエントリ位置にロードする。あとは
前述のループが繰返し実行される。

テーブルの各エントリの最初のバイト位置（）（イト１
）にロードされるリンク・アドレスが前述のＭ　ｎ　（
ｍ　）によって表わされるものとすると、ｔｉＸｓ　ａ
図の例では、テーブルのバイト１の内容は次のようにな
る。

表■ エントリ番号　　テーブルのバイト１ ０　　　　　　　　　　Ｍｌ（ａ）　　（自由リンク）
Ｉ　　　　　　　　　　　Ｍ　　２　（ｘ）、　Ｍ　２
−（ｂ）　　　　（１１）くス　）２　　　　　　　　
　　Ｍ　　１　（ｙ）、　Ｍ　　１　　（ｃ）　　　　
（＃　　２　）くス　）５　　　　　　　　　　Ｍ２（
ｄ）　　（自由リンク）前述のように・各エントリの２
番目及び３番目のバイト位置には、各パスを完全に指定
するのに必要な情報、例えば関連する１次マトリックス
及び３次マトリックスの入口及び出口のアドレスがあと
でロードされる。

テーブルが一旦作成されてしまうと、再配置のための実
際のスイッチングは比較的簡単に行える。

第３ａ図及び表■の例で説明すると、まずテーブルのエ
ントリ１によって指定されたノくス（Ｐ２からＭ２を介
してＴ２に至るもの）がブレークされ、次いで既に識別
されているＰ　ｎ　−Ｍ　２間の自由リンク及びブレー
クによって自由になったＭ２−７２間のリンクを用いて
所望のノ（スがメークされる。勿論、指定されたノくス
をブレークする前に、呼再配置スイッチをセットするこ
とによって代替パスをメークしておく必要がある。テー
ブルにはセットされるべき呼再配置スイッチを識別し得
る情報が書き込まれているから、代替、Ｃスのメークも
比較的簡単に行える。

指定された最初のパスが一方の呼再配置母線の方へ切替
えられ、ＰｎからＨ２を介してＴ２に至る所望のパスが
メークされると、テーブルによって指定される次のパス
が他方の呼再配置母線の方へ切替えられ、次いで一方の
呼再配置母線の方へ切替えられていた最初のノくスが元
の２次マ）　ＩＪラックスＨ２）とは異なる２次マトリ
ックス（Ｍｌ）の方へ切替えられる。このようにして、
テーブルで２番目の自由リンクが識別されるまで、指定
されたパスが順次に一方の２次マトリックスから他方の
２次マトリックスの方へ切替えられる。最後に２番目の
自由リンクが識別されると、そのとき呼再配置母線の方
へ切替えられていたノくスがこの自由リンクに関連する
２次マトリックスの方へ切替えられる。

２８０マイクロプロセツサで実行されるパス再配置プロ
グラムの一例を下記の表ＩＶに示す。表ＩＶの最初の欄
はプログラムシステートメントのライン番号を示し、２
番目の欄はプログラムの特定のセグメント乃至はサブル
ーチンを示し、６番目の欄は命令の′タイプを示し、４
番目の欄は同じラインにある命令で使用されるアドレス
その他のパラメータを示す。

創− ２ＪＰＣＺ、ＰＣＡＬＬ ３　　　　　　ＰＳＥＱＪ　　　ＣＡＬＬ　　　　ＰＳ
ＥＱ２４　　　　　　　　　　　　　　　　ＲＮＺ５　
　　　　　ＰＣＡＬＬ　　　ＣＡＬＬ　　　　ＡＴＱＣ
ＬＲ６ＣＡＬＬ　　　　　ＰＡＴＨ ７ＣＡＬＬ　　　　　ＲＥＶＳＥＴ ８　　　　　　　　　　　　　　　ＣＡＬＬ　　　　　
ＰＡＴＨ９ＲＥＴ ｌｏ　　　　　ＰＰＡＲＭ　　　ＬＤ　　　　　　　Ａ
、Ｄｌｌ　　　　　　　　　　　　　　　ＸＯＲＥ、４
２　　　　　　　　　　　　　　　ＡＮＤＩＭ　　　Ｘ
’０ＯＯ０００１１，’１３　　　　　　　　　　　　
　ＪＰＣＺ、ＰＢＣ１４ＬＤＭ　　　　　Ａ、（ＮＢＲ
Ｄ）１５　　　　　　　　　　　　８ＥＴ　　　　　　
６．Ａ１６　　　　　　　　　　　　　ＬＤＭ　　　　
　（ＮＢＲＤ）、Ａ１７　　　　　　ＰＢＣ、ＬＤＩＭ
＃　　　　ＩＹ、ＮＥＴＰＡＲＭ１８　　　　　　　　
　　　　、　　ＬＤ　　　　　　　Ａ、　　Ｄ１９　　
　　　　　　　　　　　　　ＣＡＬＬ　　　　　ＬＫＡ
ＤＤＲ２０ＬＤＭ　　　　　（ＴＳＬＡ）、Ａ２１　　
　　　　　　　　　　　　ＬＤ　　　　　　　Ａ、Ｅ２
２　　　　　　　　　　　　　　　ＣＡＬＬ　　　　　
ＬＫＡＤＤＲ２５ＩＤＭ　　　　　（ＰＳＬＡ）、Ａ２
４　　　　　　　　　　　　　　　　ＩＮＣＡ２５　　
　　　　　　　　　　　　　　ＲＥＴ２６　　　　　　
ＢＲＥＴ　　　　　ＸＯＲＡ２７　　　　　　　　　　
　　　　　　ＲＥＴ２８　　　　　　ＬＫＡＤＤＲＲＲ
Ｃ，Ａ２９　　　　　　　　　　　　　　　　ＲＲＣＡ
３０　　　　　　　　　　　　　　　ＡＮＤＩＭ　　　
　Ｂ’００００１１１１’３１　　　　　　　　　　　
　　　　　　ＲＥＴ３２　　　　　ＰＳＥＱＩ　　　Ｌ
ＤＭＰ　　　　（ｓＥｃＡＤｎＲ）、ＤＥ３４　　　　
　　　　　　　　　　ＬＤ　　　　　　　Ａ、Ｈ３５Ｌ
Ｄ　　　　　　　　Ｂ、Ｄ ５６　　　　　　　　　　　　　　　　　ＣＡＬＬ　　
　　　ＡＤＲＴＯＬＥＴ５７　　　　　　　　　　　　
　　　Ｘ　　　　　　　　　Ｘ、Ａ３８　　　　５ＥＱ
ＬＯＯＰ　　ＬＤ＠　　　　　（ＩＸ＋Ｏ）、Ｌ５９　
　　　　　　　　　　　　　　ＢＩＴ　　　　　　６．
Ｌ４０　　　　　　　　　　　　　　　ＪＰＣＮＺ、Ｐ
ＳＲＥＴＲ４１ＣＡＬＬ　　　　　ＳＥＴ、８１ ４２　　　　　　　　　　　　　　　ＬＤ　　　　　　
　　Ｂ、Ｄ４３　　　　　　　　　　　　　　　　　Ｃ
ＡＬＬ　　　　　ＴＲ０８４４ＳＥＴ　　　　　　５．
Ｈ ４５ＬＤ＠　　　　　（ＩＸ＋３　）、　Ｈ４６ＢＩＴ
　　　　　　６．Ｈ ４７ＪＰＣＮＺ、　　ＰＳＲＥＴＲ ４８ＣＡＬＬ　　　　　　ＳＥＴ　　　５Ｏ４９ＬＤ　
　　　　　　　Ｂ、Ｅ ５０　　　　　　　　　　　　　　　　　ＣＡＬＬ　　
　　　ＴＲｌ５５１　　　　　　　　　　　　　　　Ｌ
ＤＩＰ　　　　　ＢＣ，６５２ＡＤＤ＃　　　　　ＩＸ
、ＢＣ ５３ＢＩＴ＠　　　　７．（ｘｘ＋ｏ）５４　　　　　
　　　　　　　　　　　ＲＮＺ５５　　　　　　　　　
　　　　　ＪＰ　　　　　　　５ＥＱＬＯＯＰ５６　　
　　　　　ＰＳＲＥＴＲＸＯＲＡ５７　　　　　　　　
　　　　　　　　ＲＥＴｓｓ　　　　　ＰＳＥＱ２　　
　ＬＤＭ　　　　　ＨＬ、（、ＴＲＭＡＤＤＲ）５９　
　　　　　　　　　　　　ＬＤＭＰ　　　　ＤＥ、（Ｓ
ＥＣＡＤＤＲ）６０　　　　　　　　　　　　　　　Ｌ
Ｄ　　　　　　　　Ａ、Ｈ６１ＬＤ　　　　　　　　Ｂ
、　　Ｅ ６２　　　　　　　　　　　　　　　　ＣＡＬＬ　　　
　　ＡＤＲＴＯＬＥＴ６Ｓ　　　　　　　　　　　　　
　　　ＬＤ　　　　　　　　Ｈ，Ａ６４　　　　　　　
　　　　　　　　ＬＤＩＭ＃　　　　ＩＸ、ＰＲＴＡＢ
Ｌ−３６５Ｊ　Ｐ　　　　　　　　Ｓ　Ｑ　Ｌ　２メイ
ン働プログラムはライン０〜９から成り、残りのライン
はメイン・プログラムから呼出されるサブルーチンを構
成して〜・る。メイン・プログラム自体の呼出しは、閉
塞状態にあるパスの接続が要求されたときに行われる。

プログラムの最初の命令（ライン０）は、ライン１０〜
２７にあるサブルーチンＰＰＡＲＭを呼出す。プログラ
ムが実行されるとき、２８０マイクロプロセツサのＨレ
ジスタに入口アドレスがロードされ、Ｌレジスタに出口
アドレスがロードされ、Ｂレジスタにチップ・アドレス
がロードされる。表■ｖのプログラムは、マトリックス
を構成するチップが２枚のボード上に配置されているシ
ステムを想定して書かれている。従って、両ボード上の
チップが使用される場合、成る程度のアドレス変換が必
要である。

３次マトリックスへの自由り／りを有する２次マトリッ
クスのアドレス（ＴＳＥＣ）はＤレジスタに保持され、
１次マトリックスへの自由リンクを有する２次マトリッ
クスのアドレス（Ｐ′Ｓ−Ｅ’Ｃ’　＞はＥレジスタに
保持される。新しいパスはＨＬレジスタにある６次アド
レス（ＴＲＭＡＤＤＲ）及びＢＣレジスタにある１次ア
ドレス（ＰＲＴＡＤＤＲ）によって識別される。パラメ
ータＮＢＲＤはボードの枚数を表わす。即ち、ボードが
１枚のときはＮＢＲＤ−１であり、２枚のときはＮＢＲ
Ｄ＝２である。

サブルーチンＰＰＡＲＭは上述のＴＳＥＣ及びＰＳＥＣ
が同じボードにあるか異なったボードにあるかを調べる
。もし異なったボードにあれば、ＮＢＲＤが２にセット
され、さもなければライン１３のジャンプ命令によって
次の３つのライン１４〜１６がスキップされる。

ライン１７〜２５は、選択された２つの２次マトリック
スに接続されている１、１次リンク及び３次リンクのア
ドレスを決定する。これらのリンク・アドレスを実際に
導出するのは、ライン１９及び２２で呼出されるサブル
ーチンＬＫＡＤＤＲ（ライン２８〜３１）である。この
サブルーチンは、ＴＳＥＣ及びＰＳＥＣからライン５０
のマスク操作を用いてリンク・アドレスを導出する。

リンク・アドレスが導出されると・　メイン゛プログラ
ムはライフ５２以下のサブルーチンＰＳＥＱ１を呼び出
す。このサブルーチンは第３ｂ図に対応している。判断
機能のＦ５はライン４０で実行され、Ｆ８はライン４７
で実行され、Ｆｌｌはライン５４及び５５で実行される
。ライン５４がラメイン・プログラムへの復帰が行われ
た場合には、ライン２にあるジャンプ命令の条件が満た
されていないので次のライン６へ進み、第３ｃ図に対応
するサブルーチンｐｓＥｑ２（ライン５８〜６５）が呼
出される。ライン５７からメイン・プログラムへの復帰
が行われた場合には、ジャンプ命令の条件が満たされて
いるのでライン５へ進み、かくしてテーブルを用いたパ
ス再配置が実行される。

本発明を組込んだ交換網を実際に設計し、コンピュータ
の端末とコントローラのポートとの接続を行った。端末
及びポート間のデータ伝送は両方向であるから、各々の
端末及びポートを１次マトリックスの入口及び３次マト
リックスの出口の両方に接続した。端末からポートへの
順方向パスとポートから端末への逆方向パスとを儒像関
係にしたので、順方向パスについて作成したテーブル（
パス再配置表）を逆方向パスの再配置にも使用すること
ができた。

【図面の簡単な説明】

第１ａ図乃至第１ｇ図は本発明の第１実施例を示す交換
網のブロック図、第２ｂ図乃至第２ｄ図は第１ｂ図乃至
第１ｄ図に代る第２実施例を示す交換網のブロック図、
第３ａ図はテーブル作成を説明するための交換網のブロ
ック図、第３ｂ図及び第３Ｃ図はテーブルを作成するル
ーチンのフローチャートである。 Ｐ１〜Ｐ４・・・・１次マトリックス Ｍ１、Ｍ２・・・・２次マトリックス、Ｔ１〜Ｔ４・・
・・３次マトリックス、ＣＲ１、ＣＲ２・・・・パス再
配置母線。

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数の１次出口を有する１次階ていと複数の３火
   入口を有する３次階ていとの間に少なくとも２つの２次
   マトリックスで構成された２次階ていが配置されてなる
   閉塞交換網において、閉塞状態にあるパスをメークする
   ために下記（イ）乃至（ト）のステップを実行するパス
   再配置方法。 （イ）前記パスの接続要求を検出するステップ（ロ）前
   記パスに関連する１次出口への自由１次リンクを有する
   第１の２次マトリックス、及び前記パスに関連する３次
   出口への自由３次リン　−りを有する第２の２次マトリ
   ックスを識別するステップ。 （ハ）前記関連する１次出口又は前記関連する３火入口
   のところから始めて自由リンクが見つかるまで、前記第
   １及び第２の２次マトリックスを介して既にメークされ
   ているパスを順次に追跡して識別するステップ°。 に）前記（ハ）のステップで識別されたパスのうちの選
   択された１つのパスをブレークし、該ブレークによって
   解放された前記第１又は第２の２次マトリックスを介し
   て前記閉塞状態にあるパスをメークするステップ。 （ホ）゛前記（ハ）のステップで識別されたパスのうち
   の選択された別のパスをブレークし、前記（ハ）のステ
   ップで該別のパスよりも先に識別されていたパスを、前
   に使用、していた第１又は第２の２次マトリックスとは
   異なる第２又は第１の２次マトリックスの方へ切替える
   ステップ。 （へ）前記に）又は（ホ）のステップでブレークされた
   パスを前記第１又は第２の２次マ）　ＩＪソックス介し
   てメークするステップ。 （ト）　　前記（ハ）ノステップで識別された最後のパ
   スに達するまで前記（ホ）及び（へ）のステップを繰返
   すステップ。
2. （２）前記２次階ていを迂回して前記１次階てぃ及び前
   記３次階ていを選択的に相互接続するための再配置母線
   を設け、前記に）又は（ホ）のステップでブレークさ扛
   るべきバスを該ブレークに先立って該再配置母線の方へ
   切替える特許請求の範囲第（１）項に記載のバス再配置
   方法。
3. （３）前記（・つのステップで識別さｎたパスの数が予
   め決めらｔた値に達してもなお前記自由リンクが見つか
   らなかった場合には、開始点を変えて前記（ハ）のステ
   ップを最初から実行し直す特許請求の範囲第（１）項又
   は第（２）項に記載のパス再配電方法。