JPS63312750A - データ処理システム - 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】 本発明は限定的ではないが特に並列、汎用コンピュータ
システムに適用されるデータ処理システムに関連してい
る。

現代の多くの科学的、技術的適用におけるデータ処理能
力に対して絶えず拡大する要求は計算工学が並列コンピ
ュータと並列計算を考慮するようにしている。この考慮
の結果として、コンピュータシステムの性能を改善する
一般的アプローチはそれらを多数の同時に動作する処理
要素として設計し、かつアーキテクチャ−とプログラミ
ング原理への広く変化するアプローチを持っている。代
表的なそのようなシステムは複数の独立コンピュータ（
ｓｅｌｆ−ｃｏｎｔａｉｎｅｄ　ｃｏｍｐｕｔｅｒ）を
具え、その各々は中央処理ユニットあるいはデータ処理
ユニット（ＯＰ）、ローカルメモリおよび通信プロセッ
サ（ＣＰ）を有し、それらは直接パケット交換回線網（
ｄｉｒｅｃｔ　ｐａｃｋｅｔ　５ｗ１ｔｃｈｉ）；　ｎ
ｅｔｗｏｒｋ）で接続されている。

特定の回線網形態に従って接続され、かつ各々がそれ自
身その関連データ処理ユニッ）　（ＯＰ）に接続されて
いる通信プロセンサ（ｃｐ）の集合の機能は、ＤＰ　（
ソース）から固定長データパケットを受信し、パケット
で表示された宛先ＣＰに最短通路の１つに沿って相互に
協働してこれらを転送し、そのあとでこのＣＰはパケッ
トをそれ自身のＯＰに伝えることである。各ＣＰは他の
ものからそれを識別する独自のアイデンティティ（ｕｎ
ｉｑｕｅ　１ｄｅｎｔｉｔｙ）を有している。

この機能はそれ自体既知である。例えば宇宙空間（Ｃｏ
ｓｍｉｃ　Ｃｕｂｅ）　　において、シー・エル・ザイ
ッ（Ｃ，Ｌ、５ｅｉｔｚ）の［宇宙空間通信（Ｔｈｅ　
Ｃｏ５ｍ１ｃ　ＣｕｂｅＣｏｍｍ、　）　Ｊ　、ニーシ
ーエム（ＡＣＭ）　、第２８巻、第１号、１９８５年１
月、および枦イッから由来するイン゛チルのアイビーニ
スシー（ｔｈｅ　１Ｐｓｃ　ｏｆ　ＩＮ置）　を見られ
たい。こ５で機能は大部分、ソフトウェアで実現されて
いる。回線網とノード対ノード転送のみがハードウェア
で実現されている。中間ノードでは、叶は取るべき次の
通路の選択をソフトウェアで行なうようにされている。

インモス（Ｉｎｍｏｓ）のトランスピユータ（Ｔｒａｎ
ｓｐｕｔｅｒ）では、この機能はハードウェアとソフト
ウェアにわたる同じ分配で実現されている。グリ−とザ
イッについて、ダブリュー・リュー・グリ−（Ｗ、Ｊ、
　Ｄａｉｌｙ）とシー・エル・ザイッ（Ｃ几、５ｅｉｔ
ｚ）を見られたい。分散された計算である円環体ルーテ
ィングチップ（ＴｏｒｕｓＲｏｕｔｉｎｇ　Ｃｈｉｐ）
　　（１９８６）　１　：頁１８７〜１９６　はそ、れ
らの「円環体ルーチングチツブ」が宇宙空間で機能を完
全にハードウェアで実現するよう設計されている。ソフ
トウェアによる設計の実現とハードウェアによる設計の
実現との間の重要な差はそのようなパケット交換回線網
の通信遅延である。インテル、　ハイパーキューブ（Ｉ
ｎｔｅｌ　Ｈｙｐｅｒｃｕｂｅ）の実例によると、２つ
の近傍（ｎｅｉｇｈｂｏｕｒ）の間のソフトウェアによ
る通信ステップは１ミリ秒を必要とし、一方、ハードワ
イヤ化された通信プロセッサでは１０数ミリ秒ないし２
０ミリ秒のみが必要とされている。しかし直接パケット
交換回線網による問題はそれらが注意深く設計されかつ
動作されないならばデッドロック（ｄｅａｄ　１ｏｃｋ
）と望ましくないスターベーション（ｓｔａｒｖａｔｉ
ｏｎ）の傾向があることである。

本発明の目的は複数の独立コンピュータを具えるデータ
処理システムのスループットを改善することである。

本発明の１つの態様によると、接続回線網によって相互
接続されている複数のステーションを具えるコンピュー
タ情報パケット交換システムが備えられ、こ＼で各ステ
ーションが、少なくとも他の１つのステーションと通信
する手段、情報のパケッージの過渡的な蓄積（ｔｒａｎ
ｓｉｅｎｔ　ｓｔｏｒａｇｅ）の手段、および他のステ
ーションからそれ自身のステーションに情報パケットの
転送要求を発出する手段を有している。

データパケットの転送を開発する受信プロセッサによっ
て、もしパケットが１つ以上の近傍に送れるなら、隣接
通信プロセッサが「次の近傍（ｎｅｘｔｎｅｉｇｈｂｏ
ｕｒ）　Ｊである判定を送信プロセッサが延期すること
を可能にする。さらに入力サーバーがパケットの蓄積ユ
ニットを保留することを保証されるまでこの判定は延期
できる。それに反して、もし転送の開始が送信器によっ
て取られるなら、送信器におけるいくつかのパケットに
対して、近傍によってそれが受取られるかどうかを知る
こと無く、どの「次の近傍」にそれを送ることを（少な
くとも一時的に）判定すべきである。

本発明によるコンピュータパケット交換システムの一実
施例において、アンチ・デッドロックプロト：］　ル（
ａｎｔｉ−ｄｅａｄｌｏｃｋ　ｐｒｏｔｏｃｏｌ）が接
続回線網に重畳されている。このプロトコルは（０から
Ｎクラス−１の範囲にあり、Ｎクラスが利用可能なクラ
スの数である）クラスが回線網の各パケットに割当てら
れているようなものである。

各クラスに対して、非輪状有向グラフ（ａｃｙｃｌｉｃ
ｄｉｒｅｃｔｅｄ　ｇｒａｐｈ）が各物理的リンクに方
向を割当てることにより物理的回線網に重畳されている
。

そのクラスに関連する非輪状有向グラフの方向に従って
パケットが進行する限りパケットのクラスはそのまへ残
っているが、しかしその現在のクラス（ｃｕｒｒｅｎｔ
　ｃｌａｓｓ）　　に関連する非輪状有向グラフの方向
に逆からって（ａｇａｉｎｓｔ）パケットがホップする
度毎にパケットのクラスが１だけ増大している。

本発明の第２の態様によると、情報パケット交換システ
ムに使用するステーションが備えられ、上記のステーシ
ョンは、通信インターフェース、データプロセッサ、お
よび通信インターフェースとデータプロセッサを相互接
続するデータバスを具え、通信インターフェースは通信
プロセッサと、通信プロセッサをデータバスに結合する
インターフェースプロセッサを具え、こへて通信プロセ
ッサは、 −インターフェースプロセッサから、あるいはそれが接
続されている他のステーションの通信プロセッサの出力
サーバーからデータパケットを要求できる入力サーバー
であって、上記の各入力サーバーが以前に要求されたデ
ータパケットをまた受信できるもの、 −データパケットが一時的に蓄積できるパケット蓄積装
置（ｐａｃｋｅｔ　ｓｔｏｒａｇｅ）、−インターフェ
ースプロセッサから、あるいはそれが接続されている他
のステーションの通信プロセッサの入力サーバーからデ
ータパケットの要求を受信できる出力サーバーであって
、以前に要求を受信したデータパケットを上記の各出力
サーバーがまた送信できるもの、 一各宛先を表示する経路表（ｒｏｕｔｉｎｇ　ｔａｂｌ
ｅ）であって、その出力サーバーを介してその宛先を持
つパケットがインターフェースプロセッサあるいは隣接
ステーションのいずれかにその次のホップを行うもの、 −データパケットを要求するために入力サーバーに命令
できる中央管理（ｃｅｎｔｒａｌ　ａｄｍｉｎｉｓｔｒ
ａｔｉｏｎ）であって、上記の中央管理がその入力サー
バーからパケット蓄積装置に入力サーバーによって受信
されたデータパケットをまた移動でき、上記の中央管理
が要求を受信した出力サーバーにパケ７）蓄積装置から
データパケットをまた移動でき、経路表に従って上記の
データパケ７）が上記の出力サーバーを介して次のホッ
プを行うことを許されているものを具えている。

本発明によるデータ処理システムの一実施例において、
接続回線網は少なくともｄ＝１に等しい直径（ｄ）を有
している。２つのステーション間の各接続は一連の少な
くとも２つの接続から形成できるすべてのリングが非輪
状に向けられた好ましい方向を有するように好ましい方
向を有している。各ステーションにおけるパッケージ蓄
積装置は上昇順列（ａｓｃｅｎｄｉｎｇ　ｏｒｄｅｒ　
５ｅｒｉｅｓ）で配列されたクラスに分割された複数の
蓄積ユニットを具えティる。複数の蓄積ユニットの１つ
に局所的に形成された情報パケットを配分し、そしても
し入り回線網接続と出回線網接続の好ましい方向との間
に交替（ａｌｔｅｒｎａｔｉｏｎ）が存在しないなら以
前のステーンヨンに情報が配分されたＭ積ユニットと同
じクラスの蓄積ユニットに回線網を通して受信された情
報パケットを配分するが、しかしもし入り回線網接続と
出回線網接続の好ましい方向の間に交替が存在するなら
以前のステーションに情報パケットが配分された蓄積ユ
ニットのクラスに対して１だけ上昇されたクラスの蓄積
ユニットに回線網を通して受信された情報パケットを配
分する配分要素（ａｌｌｏｃａｔｉｏｎ　ｅｌｅｍｅｎ
ｔ）を各ステーンヨンが有している。

今後クラスクライミング（ｃｌａｓｓ　ｃｌｉｍｂｉｎ
’ｇ）として規定される方法によって本発明に従って行
なわれたデータ処理システムでデッドロックが回避され
ている。その上、クラスの公正な使用（ｆａｉｒｕｓａ
ｇｅ）とデータパケットの到着の時間的順序（ｔｅｍｐ
ｏｒａｌ　ｏｒｄｅｒ）の管理を保証することにより、
生起するスターベーションの危険性は回避される。

添付図面を参照し、実例によって本発明を説明する。

第１図Ｇ；！ＵＮＩＸ　ＶＡＸ　１１／７８５　（Ｄよ
うなホストコンピュータ１０を具えるデータ処理システ
ム全体を例示し、これに対して入力端子１２、プリンタ
のような出力デバイス１４、およびゲートウェー１６を
介して並列、汎用計算システム１８が接続されている。

汎用計算システム１８は複数のｉ並列接続ノードＮ。

・・・・Ｎｉ−＋を具ている。

ホストコンピュータ１０はシステム１８がディスクのよ
うな端子および／または蓄積装置を具えていないという
理由で編集（ｅｄｉｔｉｎｇ）　、コンバイリング（ｃ
ｏｍｐｉｌｉｎｇ）　、リンキング（Ｉ　ｉｎｋｉｎｇ
）　およびファイリングシステム（ｆｉｌｉｎｇ　ｓｙ
ｓｔｅｍ）　のようなソフトウェア展開（ｄｅｖｅｌｏ
ｐｍｅｎｔ）の機能を備えている。ゲートウェー１６は
次のような動作の実現を可能にしている。すなわちそれ
らは、システム１８にオペレーティングシステム（［］
Ｓ）をダウンロード（ｄｏｗｎ　１ｏａｄ）すること、
ルートオブジェクト（ｒｏｏｔｏｂｊｅｃｔ）をダウン
ロードすること、デマンド駆動並列オブジェクトオリエ
ンテノド言語（ｄｅｍａｎｄｄｒｉｖｅｒ　ｐａｒａｌ
ｌｅｌ　ｏｂｊｅｃｔ−ｏｒｉｅｎｔｅｄ　ｌａｎｇｕ
ａｇｅ）（ＰＯＯＬ）コードをダウンロードすること、
ｐｏｏｔニブログラムの入力と出力をファイルすること
、ＰＯＯＬプログラムを監視しデバッグすること、テス
トソフトウェアをダウンロードすること、およびオペレ
ーティングシステムとハードウェアの監視とデバッグを
行うことである。システム１８はメツセージ伝達によっ
て機能するポイント・ツー・ポイント通信回線網を具え
ている。

第２図は第１図に示されたノードＮの１つのデータ通路
のブロックを概略的に例示している。３２ピント幅のデ
ータバス２０はゲートヴエープロセッサＧＰ、メモリ！
、ｌＥ、データプロセッサＤＰ、タイマＴＩ。

およびインターフェースプロセッサＩＰと通信プロセッ
サＣＰを具える通信インターフェースＣＩに接続されて
いる。ゲートウェープロセッサＧＰはホストコンピュー
タ１０　（第１図）とノードの間の通信のハードウェア
支援（ｓｕｐｐｏｒｔ）を備え、またイーサネット制御
装置＜８ｔｈｅｒｎｅｔ　ｃｏｎｔｒｏｌＩｅｒ）　６
８５９０を含んでいる。メモリＭＥは４メガビットＲＡ
Ｍ　　（ランダムアクセスメモリ）とＦＲＯＭと共にモ
ートローラ（！、１ｏｔｏｒｏｌａ）　６８８５１のよ
うなメモリ制御ユニット（ｍｅｍｏｒｙ　ｍａｎａｇｅ
ｍｅｎｔ　ｕｎｉｔ）を具えている。メモリＭＥはオペ
レーティングシステムを支配し、かつコード、スタック
、およびデータと手順の総合ユニットである常駐情報パ
ケット（ｒｅｓｉｄｉｎｇ　ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎｐ
ａｃｋｅｔ）のメツセージキューを収容している。デー
タプロセッサＤＰは典型的にはモートローラ６８０２０
マイクロプロセツサと６８８８１浮動小数点コプロセッ
サを具えている。タイマＴＩはスケジューリングのタイ
ムアウトおよび監視、デバッグ、配分のストップウォッ
チの機能を備えている。通信インターフェースＣＩはノ
ード間の通信、特にデータプロセッサＯＰを含まないで
隣接ノードへの情報バケツ）　（２５６ビツト）の経路
決め（あるいは転送（ｆｏｒｗａｒｄｉｎｇ）　）に対
するハードウェア支援を備えている。並列に走るリンク
の数が４と１６の間であることが典型的である。動作に
際してデータプロセッサＤＰはメツセージを一括し、か
つ３２ビット部分で通信インターフェースＣＩのバッフ
ァ空間にパケットをコピーする。その宛先に到着したそ
れらのパケットは通信インターフェースＣＩでバッファ
され、かつデータプロセッサＤＰによってメモリＭＥに
コピーされる。まだその宛先に到着しないパケットは転
送されるために待っている間だけ通信インターフェース
Ｃ１にバッファーされる。通信インターフェースＣＩの
便宜的な実現はＶＬＳ１回路として行なわれている。

通信インターフェースのアーキテクチャ−は第３図に示
されている。インターフェースプロセッサＩＰはＦＩＦ
Ｏ（Ｆｉｒｓｔ　Ｉｎ、　Ｆｉｒｓｔ　０ｕｔ）蓄積装
置を具え、これはデータプロセッサＯＰと通信プロセン
サＣＰの間に双方向にキューを形成し、かつ実効的にこ
れらのプロセッサを分離している。入力ＰＩＦＯはＱｌ
と規定され、出力ＦＩＦＯはＱＯと規定されている。

通信プロセッサＣＰはインターフェースプロセッサＩＰ
と隣接通信プロセッサＣＰから到来するパケットの経路
決めを考慮する。各通信プロセッサＣＰは多数の並行に
走る入力■サーバーと出力０サーバー、および正確に１
パケツトを含む蓄積ユニットに基いてパケットがバッフ
ァーされている蓄積ユニットから構成されているパケッ
ト蓄積装置（ｐａｃｋｅｔｓｔｏｒａｇｅ）　ＰＳを含
んでいる。入力サーバービは入力ＦＩＦＯ０１からパケ
ットを受取り、出力サーバー０′は出力ＦＩＦＯＱＯに
パケットを供給する。

第４図は２つの隣接通信プロセッサＣＰｏとＣＰ。

を例示している。隣接通信プロセッサ間の接続は双方向
である。１つのサイドの１出カサ−バーと１入力サーバ
ーはそれぞれ他のサイドの１入力サーバーと１出カサ−
バーに接続されている。特に、１つのサイドの１入力サ
ーバーを他のサイドの１出カサ−バーにのみ接続するこ
とにより、一方向接続が設定できる。パケット転送方向
は常に出力サーバーから入力サーバーの方向である。１
つの通信プロセッサの入力サーバーと出力サーバーは全
く無関係に動作し、それらの唯一の相互作用は相互に唯
一のアクセス（ｍｕｔｕａｌｌｙ　ｅｘｃｌｕｓｉｖｅ
’ａｃｃｅｓｓ）を有するパケット蓄積装置ＰＳを介し
て行なわれている。中央管理（第４図に示されていない
）はその出力サーバーを介してパケットが送られるよう
管理し、かつデッドロックが起らぬようパケット蓄積装
置を処理する。

第５図は５つの通信プロセッサとそれらの関連データプ
ロセッサからなるパケット交換回線網を例示している。

各通信プロセッサＣＰはその対応データ処理要素ＤＰと
通信するその接続の１つを使用し、他のすべての接続は
他の通信プロセッサＣＰと通信するよう使用できる。通
信プロセッサの接続の最大数は設計自体に何らの影響を
持たない実行定数（ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ　ｃ
ｏｎｓｔａｎｔ）である。データ処理要素ＯＰが他のデ
ータ処理要素にメツセージを送ろうとすると、メツセー
ジは多数のパケットに分離され、各パケットはメツセー
ジ内容の一部分とその最終宛先のアドレスのようないく
つかの経路情報を含んでいる。通信プロセッサＣＰの回
線網は１ホツプあるいはそれ以上のホップでパケットを
その宛先に転送する。

入力サーバーと出力サーバーのアクティビティは微細な
動作（ａｔｏｍｉｃ　ａｃｔｉｏｎ）の無限に繰返され
た短いループからなっている。各微細な動作は、パケッ
ト蓄積装置にアクセスするか、あるいは同期および隣接
通信プロセッサで相補サーバー（ｃｏｍｐｌｅｍｅｕｔ
ａｒｙ　５ｅｒｖｅｒ）と共に行われる通信動作（ｃｏ
＋ｔｏ＋＋ｕｎｉｃａｔｉｏｎ　ａｃｔｉｏｎ）のいず
れかである。微細な動作のそれらのループは第６図およ
び第７図に示されている。作用（ａｃｔｉｏｎ）　「蓄
積ユニットを保留する（ｒｅｓｅｒｖｅ　５ｔｏｒａ）
Ｈｅ　ｕｎｉｔ）　Ｊ　Ｒ２Ｏと［パケットを蓄積する
（ｓｔｏｒｅ　ｐａｃｋｅｔ）　Ｊ　ＳＴＰは入力サー
バーｒに対応するパケット蓄積装置をアクセスする。

作用「パケットを探索する（ｒｅｔｒｉｅｖｅ　ｐａｃ
ｋｅｔ）　ＪＲＴＰは出力サーバー０に対応するパケッ
ト蓄積装置をアクセスする。作用「パケットを要求する
（ｒｅｑｕｅｓｔ　ｆｏｒ　ｐａｃｋｅｔ）　Ｊ　Ｒε
Ｐと大カサ−バーの「パケットを受信する（ｒｅｃｅｉ
ｖｅ　ｐａｃｋｅｔ）　」ＲＣＰは出力サーバーの作用
「要求を受信する（ｒｅｃｅｉｖｅｒｅｑｕｅｓｔ）　
Ｊ　ＲＣＲと［パケットを送る（ｓｅｎｄ　ｐａｃｋｅ
ｔ）　ＪＳＢＰそれぞれと同期している。

そのような一対の接続された相補サーバーに関する限り
のステップの連続は以下のように第６図から推定できる
。

一第１に、入力サーバー■はその通信プロセッサＣＰの
パケット蓄積装置に蓄積ユニツ）　Ｒ２Ｏを保留し、か
つ対応する要求を組立てる。

−２番目に、入力サーバー■は隣接通信プロセ、ソサの
出力サーバー〇に要求を送る。この動作は出力サーバー
による要求の受信と同期している。

−３番目に、出力サーバー〇は送出通信プロセッサのパ
ケット蓄積装置（ＲＴＰ）から要求に整合するパケット
を探索する。

一４番目に、入力サーバーによってパケットの受信と同
期して、出力サーバーは入力サーバーにパケットを送る
。

一５番目に、大カサ−バーは前に保留された蓄積ユニッ
トのパケット蓄積にバケツ）　ＳＴＰを蓄積する。

今や我々は出発した所に戻る。５ステツプのこのシーケ
ンスは無限に繰返される。

第７図はリンクプロトコルの１サイクルを示している。

並行に走る入力サーバーと出力サーバーは次の作用、す
なわち蓄積ユニットを保留するＲ２Ｏ、パケットを蓄積
するＳＴＰ　、およびパケットを探索するＲＴＰの間に
いくつかのパッケージ蓄積装置をアクセスする。動作シ
ーケンスが例えば既に保留された蓄積ユニットの別のパ
ケットの蓄積によって中断されることなく完了できるこ
とを保証するために、プロトコルは多重サーバーに対し
てパッケージ蓄積装置を同時にアクセスすることが許さ
れないように、すなわち相互に唯一のアクセスが保証さ
れるように配列される。作用Ｒ３ｔｌ、　ＳＴＰおよび
ＲＴＰがクリチカルであると見なされているから、それ
らは「ミューチフス（ｍｕｔｅｘ）　　Ｊと名付けられ
た信号（ｓｅｍａｐｈｏｒｅ）の使用によって実現され
ている。このようにして、Ｐ　（ｍｕｔｅｘ）　　は「
クリチカル部分に入る（Ｅｎｔｅｒ　ｃｒｉｔｉｃａｌ
　５ｅｃｔｉｏｎ）　」を意味し、もし必要ならばキュ
ーを結合し、戻りを待つ。Ｖ（ｍｕｔｅｘ）　　は「ク
リチカル部分を出る（Ｌｅａｖｅ　ｃｒｉｔｉｃａｌｓ
ｅｃｔｉｏｎ）　Ｊを意味し、そしてもしサーバーが待
っているなら、キューの先頭にあるサーバーを活性化す
る。

その結果、入力プロセスのアルゴリズムは次のように書
ける。

ｉＪ　ｄｏ　ｔｒｕｅ −＞　ｐ（ｍｕｔｅ：＜） ；　　ｒｅｓｅｒｖｅ　ａ　ｓｔｏｒａｇｅ　ｕｎｉｔ
；　　Ｖ　（ｍｕｔｅｘ） ；５ｅｎｄａ“５ｅｎｄ　ｐａｃｋｅｔ”　ｒｅｑｕｅ
ｓｔ　ｔｏ　０ｕｔｐｕｔ；　　ｒｅｃｅｉｖｅ　ｐａ
ｃｋｅｔ　５ｅｎｔ　ｂｙ　０ｕｔｐｕｔ；　　Ｐ（ｍ
ｕｔｅｘ） ；　　ｐｕｔ　ｐａｃｋｅｔ　ｉｎ　Ｐａｃｋｅｔ　Ｓ
ｔｏｒａｇｅ；　　Ｖ（ｍｕｔｅｘ） ｄ ］　ｌ そして出力プロセスに対して次のように書ける。

１［ｄｏ　ｔｒｕｅ −＞　ｒｅｃｅｉｖｅ“５ｅｎｄ　ｐａｃｋｅｔ”　ｒ
ｅｑｕｅｓｔ　５ｅｎｔ　ｂｙ　Ｉｎｐｕｔ；　　Ｐ（
ｍｕｔｅｘ） ；　　ｇｅｔ　ａ　ｐａｃｋｅｔ　ｆｒｏｍ　Ｐａｃｋ
ｅｔ　Ｓｔｏｒａｇｅ；　　Ｖ　（ｍｕｔｅｘ） ；　　５ｅｎｄ　ｐａｃｋｅｔ　ｔｏ　Ｉｎｐｕｔｄ ］　１ 第８図は通信プロセッサと蓄積ユニットの組織の一実施
例を例示している。入力サーバー１０からＩ３までと、
出力サーバー〇。から０３までがそれぞれ示されている
。矢印を持つ矩形は要求ＲとノマケソトＰの送受信を示
している。

経路表（示されていない）はパケ７）の各最終宛先に対
して出力サーバーのリストを含み、それを介してその宛
先を持つパケットはその通路でその最終宛先への次のス
テップを作ることができろ。

時間的順序管理は出力サーバーにおける待ち、ｚＨパケ
ットＦＩＦＯキューを形成するよう配列されている。

新しいパケットは経路表によって表わされたように各整
合キｓ　−（ｍａｔｃｈｉｎｇ　ｑｕｅｕｅｓ）の末尾
に置かれている。キューの１つにおいて、例えば出力サ
ーバー０１におけるパケット「６」のようなパケットが
まず取扱われ、そしてこのサーバーによって送出される
。同時にこのパケット「６」は例えば出力サーバー０２
におけるキューのようにその通信プロセッサの他のすべ
てのキューから取除かれる。

第８図の下側部分には、空き蓄積ユニッ）　（ｅｍｐｔ
ｙｓｔｏｒａｇｅ　ｕｎｉｔ）　ｅｓｕ　、保留蓄積ユ
ニット（ｒｅｓｅｒｖｅｄｓｔｏｒａｇｅ　ｕｎｉｔ）
　ｒｓｕ　、およびフル蓄積ユニット（ｆｕｌｌ　ｓｔ
ｏｒａｇｅ　ｕｎｉｔ）　ｆｓｕのスタックが示されて
いる。第８図の真中の丸はフリーな蓄積ユニット、すな
わち空き蓄積ユニットと保留蓄積ユニットの組のすべて
のアドレスを含んでいる。

パケットの転送の開始は送出通信プロセッサによって行
なわれるのではなく、受信プロセッサによって行なわれ
る。受信プロセッサによるこの開始は、もしパケットが
１つ以上の近傍に送出できるなら、どの隣接通信プロセ
ッサが「次の近傍」であるかの判定を送出プロセッサが
延期することを可能にする。この判定は入力サーバー■
がパケットの蓄積ユニットを保留することを保証するま
で延期することができる。もし転送の開始が送出器によ
って行なわれるべきであったなら、送出器のいくつかの
パケットに対して、それがその近傍によって受取られる
かあるいはそうでないかを知ること無く、どの「次の近
傍」にそれを送るべきかが判定されなくてはならない（
少・なくとも一時的に）。

送出器ではなくて受信器にパケットの転送の開始を与え
ることは別の結果を有しており、対応するパケット蓄積
装置が要求に整合するどんなパケットも持たない瞬間に
出力サーバーがその近傍からパケットに対する要求を受
信することがたまたま起ろう。そのような場合に、デッ
ドロック乏スターベーションのために出力サーバー〇は
適当なパケットがパケット蓄積装置に到着するまで無限
に長く待つことは許されない。その代り、出力サーバー
は限られた時間内で入力サーバーからの要求をキャンセ
ルしなければならず、それは第６図の作用「パケットを
送るＪ　（ＳＥＰ）の特殊ケースである。その結果、入
力サーバーは作用「パケットを蓄積するＪ　（ＳＴＰ）
の特殊なケースを実行し、それは以前に保留された蓄積
ユニットを充すのではなくフリーにしよう。

デンドロツクとスターベーションのために、パケット蓄
積装置をアクセスする作用の実現は望ましいほど簡単に
はできない。パケット蓄積装置がパケットによって占有
されずあるいはいくつかの入力サーバーによって保留さ
れない少なくとも１つの蓄積ユニットを有する限り、も
し作用［蓄積ユニットを保留する（ｒｅｓｅｒｖｅ　ｓ
ｔｏｒａｇｅ　ｕｎｉｔ）　Ｊ（Ｒ２Ｏ）　が許される
なら、デッドロックが生起できることが容易に示せる。

すると唯一可能な「次の近傍」として他の通信プロセッ
サを有するすべてのパケットを持つ２つの隣接通信プロ
セッサのパケット蓄積装置を充すことが可能となろう。

かくしてそれらがデッドロックであるという理由でこれ
ら２つの通信プロセッサの一層の進展を妨げること５な
ろう。

議論を完全にするために、通信プロセッサのアルゴリズ
ム記述が与えられよう。この記述は通信プロセッサに存
在する種々のデータ構造の議論により、そして通信プロ
セッサの望ましい機能を実′現するためにこれらのデー
タ構造の使用に対するアルゴリズムを提出することによ
り行なわれよう。

その上、クラスクライミングの原理および使用されたリ
ンクプロトコルが記述されよう。

本発明の理解を容易にするために、使用された表記法に
ついて説明する。第１に、アレイインデキシング（ａｒ
ｒａｙ　ｉｎｄｅｘｉｎｇ）、フィールド選択（ｆｉｅ
ｌｄｓｅｌｅｃｔ　１ｏｎ）等に対する共通記号として
挿入期間（１ｎｆｉｘ　ｐｅｒｉｏｄ）　（例えば保留
可能ｊ　　［Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ、　ｊ］　）が使用
され、括弧対（ｐａｒｅｎｔｈｅｓｉｓ　ｐａｉｒｓ）
　　（例えば整合（ａ、　　ｂ）　　［ｍａｔｃｈ　（
ａ、　ｂ）］）が多分サイド効果を有しかつ多分若干の
結果を戻すサブルーチンを示すため使用され、もちろん
括弧はまた副次表現（ｓｕｂ−ｅｘｐｒｅｓｓ　１ｏｎ
）のグループ化に使用されている。

さらに、イー・ダブりニー・ディヒクストラ（Ｅ、ｉｌ
ｌ、　Ｄｉｊｋｓｔｒａ）の「プログラムノ保護指令、
非決定性および形式的導出（Ｇｕａｒｄｅｄ　Ｃｏｍｍ
ａｎｄｓ。

〜ｏｎｃｌｅｔｅｒｍｉｎａｎｃｙ　ａｎｄ　Ｆｏｒｍ
ａｌ　Ｄｅｒｉｖａｔｉｏｎ　ｏｆＰｒｏｇｒａｍ）」
、ニーシーエム（ＡＣＭ）　１８（８）　、１９７５年
、頁４５３−４５７の通常の保護指令言語（ｕｓｕａｌ
　ｇｕａｒｄｅｄｃｏ＋ｎｍａｎｄ　ｌａｎｇｕａｇｅ
）　は並列記述（ｐａｒａｌｌｅｌ　ｓｔａｔｅｍｅｎ
ｔ）で拡張されている。

ｐａｒ　＜ｇｕａｒｄｅｄ　ｃｏｍｍａｎｄ　ｓｅｔ＞
　ｒａｐの形の並列記述において、真実の保護（ｔｒｕ
ｅ　ｇｕａｒｄ）を持つすべての保護リスト（ｇｕａｒ
ｄｅｄ　１ｉｓｔ）が選択され、かつそれらは並列に実
行されている。すべての保護リストが終了すると並列記
述は終了する。

その上、時には定量化が保護指令セ・７　ト（ｇｕａｒ
ｄｅｄ　ｃｏｍｍａｎｄ　５ｅｔ）を形成するために使
用されてし）る。例えば記法 （［ｉ　ｉ：　Ｑ＜ｉ＜＝３：　５ｔｕｆｆ、ｉ　）が ５ｔｕｆｆ、１　　［］　　５ｔｕｆｆ、２　　［］　
　５ｔｕｆｆ、３゜の簡略形（ｓｈｏｒｔｈａｎｄ）　
　として使用されている。

最後に、すべての通信プロセッサが同じデータ構造を持
っているから、通信プロセッサの名前がデータ構造の名
前の添字として時には加えられ（例えばｒＯｕｔＶ）、
これはその名前を持つデータ構造が特定の通信プロセッ
サに与えられることを意味する表示を強調するためであ
る。

隣接通信プロセッサに接続された相補サーバー間のデー
タトラヒックは入力サーバーＩから出力サーバーＯに送
られた要求および反対方向に送られたパケットからなっ
ている。これらの反対のデータストリームは時間的に交
替し、従ってサーバーペア毎にハーフデユープレックス
通信媒体のみが必要とされている。Ｎを通信プロセッサ
中のリンクの数であるとすると、リンクおよび対応入力
サーバーと出力サーバーは０からＮリンクー１まで番号
付けされる。入力サーバーコ　（Ｏ≦ｊ＜Ｎリンク）は
、そこから要求が送信されるシフトレジスタ１ｒｅｑ、
　ｊと、そこにパケットが受信されるシフトレジスタ１
ｐａｃｋ、、ｊを有している。出力サーバーｊはシフト
レジスタｏｒｅｑ、　ｊで要求を受信し、そしてシフト
レジスタｏｐａｃｋ、　ｊ　からパケットを送信する。

ｏｐａｃｋｖ、　ｊからの送信は破壊的（ｄｅｓｔｒｕ
ｃｔｉｖｅ）であり、通信プロセッサＶは送信のあとパ
ケット中に情報を必要としない。しかし１ｒｅｑ、、　
ｊからの送信は非破壊的（ｎｏｎ−ｄｅｓｔｒｕｃｔｉ
ｖｅ）でなくてはならない。要求の返答としてパケット
の受信を管理する場合に要求中の情報は通信プロセッサ
Ｖによって再び使用されよう。従って１ｒｅｑ、　Ｊが
循環シフトレジスタ（ｃｉｒｃｕｌａｒ　５ｈｉｆｔ　
ｒｅｇｉｓｔｅｒ）でなければならぬか、あるいはいく
つかの付加メモリが要求をセーブするために使用されね
ばならない。１ｒｅｑ、　ｊあるいは０ρａｃｋ、　ｊ
からの送信は送信すべき値がシフトレジスタに割当てら
れたすぐあとで開始される。ｏｒｅｑ、ｊの要求の受信
あるいは１ｐａｃｋ、、ｉ　のパケットの受信は真渣を
ブーリアンＮｅｅｄＪａｃｋｅｔ、　ｊあるいはＰａｃ
ｋｅｔ　Ｄｅｌ　１ｖｅｒｙ、　ｊそれぞれに割当てる
ことにより信号される。これらのプール操作（ｂｏｏｌ
ｅａｎ）　　はもっとあとで議論されよう。

各ｉｍ信プロセンサはパケットをバッファーする大量の
蓄積装置を有している。ｒｍｅｍｓｉｚｅ　４はバッフ
ァーできるパケットの数である。別々の蓄積ユニットは
ｓｕ、ｉ　（１＜　ｉ　＜　ｍｅｍｓｉｚｅ）　によっ
て表わされている。各蓄積ユニットは正確に１パケツト
を含むことができる。各パケットの２つの小さい部分は
通信プロセッサによって解釈されるべきもの（ｔｏ　ｂ
ｅ　１ｎｔｅｒｐｒｅｔｅｄ）　　と規定されており、
それらはｆｉｅｌｄ　ｓｕ、ｉ、　ｄｅｓｔおよびｆｉ
ｅｌｄ　ｓｕ、　ｉ、　　ｃｌａｓｓによって表わされ
ている。ｆｉｅｌｄ　ｓｕ、ｉ、　ｄｅｓｔはパケット
の最終宛先を含んでいる。ｆｉｅｌｄ　ｓｕ、　ｉ、　
ｃｌａｓｓはデッドロックフリー通信を保証するために
使用され、これについてはあとで説明されよう。

最終宛先を表示するフィールドを除いて、パケットはそ
れと共に経路情報を運ばない。パケットはソースと宛先
の間の予めプログラムされた１つの通路を介して伝えら
れる。たとえ−例として最短通信のみが使われていても
、一般に１以上のそのような通路が存在する。各通信プ
ロセッサはパケットの可能な各宛先に対して出力サーバ
ーを表示するブーリアンベクトルを含む経路表を有し、
それを介してその宛先を持つパケットはその経路上で宛
先への次のホップを行なう。経路者の内容はデータプロ
セッサによってプログラムできる。

通信プロセッサＶ上の経路者はｒｏｕｔ、によって表わ
され、宛先ｄと出力サーバーＪに対してｒｏｕｔｖ、　
ｄ、　ｊ　＜−＞　　宛先ｄを持つパケットは、ひとた
びＶに到着すると、出力 サーバー］を介して次のホラ プを行なう、 ようなブーリアンｒｏｕｔｖ、　ｄ’、　ｊとブーリア
ンベクトルｒｏｕｔｖ、　ｄを有している。

通信プロセッサの各出力サーバーに対して、経路者に従
ってその出力サーバーを介して次のホップを行なうよう
なパケットの到着の時間的順序を管理するデータ構造が
存在する。このデータ構造は２重に円状リンクされたリ
スト（ｄｏｕｂｌｅ　ｃｉｒｃｕｌａｒｌｙｌｉｎｋｅ
ｄ　ｌ’１ｓｔ）を形成し、通信プロセッサＶの出力サ
ーバー］に対してそれはｔｏａｖ、ｊ　（ｔｏａは時間
的順序管理を表わしている）によって表わされ、リンク
されたリストの要素はｔｏａｖ、　ｊ、　ｉ、　ｐ　（
０≦ｊ　＜　ｍｅｍｓｉｚｅ、　ｐ　ｌｌ　（ｐｒｅｖ
、　ｎｅｘｔ））によって表示される。経路者に従って
蓄積ユニッＦ　Ｓｕｖ、　ｌ中のパケットが出力サーバ
ーｊを介して次のホップを行ない、かつｔｏａｖ、　ｊ
、　ｉ、　ｎｅｘｔ　＝　ｎおよびｔｏａｖ、ｊ、　ｉ
。

ｐｒｅｖ＝ｐならば、 （１）　ｔｏａｖ、　ｊ、　ｎ、ｐｒｅＶ＝　ｉおよび
ｊｏａｖ、　Ｊ、ｐ、ｎｅＸｊ　＝１、（２）もしｎ＞
ＱならばＳＵＶ、　ｎは１つのパケットを含み、このパ
ケットはＳｕｖ、　ＩのパうットのあとでＶに到着しか
つ出力サーバーＪを介してその次のホップを行なう。も
しｎ＝ｏならばＳ　Ｕｖ。１は最も若いもの、すなわち
出力サーバーＪを介してその次のホップを行なう最後に
到着したパケットを含んでいる。

（３）もしｐ＞０ならばｓｕｖ、　ｐは１つのパケット
を含み、このパケットはｓｕｖ、ｉのパケットの前にＶ
に到着しかつ出力サーバーｊを介してその次のホップを
行なう。もしｐ＝０ならばＳｕＶ、　ｉは最も古いもの
、すなわち出力サーバーＪを介して次のホップを行なう
最初に到着した゛パケットを含んでいる。

パケットが通信プロセッサＶに到着し、かつＳＵｖ、ｉ
に蓄積される場合、ｆｉｅｌｄ　ＳＵ、、　ｉ　ｄｅｓ
ｔは経路者をインデクスするため使用され、かつパケッ
トの到着は、以下のアルゴリズムに従って、ゴーリアン
ベクトルｒｏｕｔｖ、（ｓｕｖ、ｉ、ｄｅｓｔ）によっ
て表示されたすべての出力サーバーの時間的順序管理で
並列に管理されている。

ａｄｄ　ｔｏ−ｔｏａ（ｉ） ｌ［１ｎｔｄ ；　ｄ　：＝　ｓｕ、ｉ、ｄｅｓｔ ；ｐａｒ（［］ｊ ：　　Ｑ　　＜＝　　ｊ　　＜　　Ｎ１１ｎｋｓ：　　
ｒｏｕｔ、ｄ、ｊ −＞　　１［ｉｎｔ　ｙｏｕｎｇｅｓｔ；　ｙｏｕｎｇ
ｅｓｔ　：＝　ｔｏａ、ｊ、Ｑ、ｐｒｅｖ；　　ｔｏａ
、　ｊ、　ｉ、　ｐｒｅＶ　：＝　ｙｏｕｎｇｅｓｔ；
　ｔｏａ、　Ｊ、ｌ、　ｎｅｘｔ　：＝　０；　　ｔｏ
ａ、ｊ、Ｑ、ｐｒｅｖ　：＝　ｉ；　　ｔｏａ、ｊ、ｙ
ｏｕｎｇｅｓｔ、ｎｅｘｔ　　：＝　　１］　１ ａｐ ［１ ！３ｕＶ、ｉ中のパケットが隣接通信プロセッサに伝送
されると、次のアルゴリズムに従ってそれは時間的順序
管理から並列に除かれる。

ｒｅ＋ｎｏｖｅ　ｆｒｏｍ　ｔｏａ（ｉ）１［１ｎｔｄ ；　ｄ　：＝　ｓｕ、ｉ、ｄｅｓｔ ；　　ｐａｒ　　（［コ　」 ：　Ｑ　＜＝　Ｊ＜　Ｎ１１ｎｋｓ ：　　ｒｏｕｔ、ｄ、ｊ −＞　　ｌ　　［ｉｎｔ　ｎ、　　ｐ ；　　ｎ　　：＝　ｔｏａ、ｊ、　ｉ、　ｎｅｘｔ；　
　ｐ　　：＝　　ｔｏａ、　ｊ、　ｉ、ｐｒｅＶ；　　
ｔＯａ、ｊ、ｎ、ｐｒｅＶ　　：＝　ｐ；　　ｔｏａ、
　ｊ、ｐ、ｎｅＸｔ　　：＝　ｎ］　１ ａｐ ］　１ 出力サーバーｊに対する時間的順序管理は、リンクＪが
接続されている隣接通信プロセッサから要求が受信され
る場合に使用される。次にリンクされたリストは（若し
あるなら）要求に整合する最も古いパケットを発見しよ
うとする。この瞬間に要求ｒとパケットｐの間の整合動
作はブーリアン関数ｍａｔｃｈ　（ｒ、　ｐ）によって
表示され、これはもし整合が成功するなら真である。後
はどこの整合は非常に簡単な数値比較であるように見え
るであろう。

要求を整合する最も古いパケットを見出すアルゴリズム
は以下のように与えられる。パケットが見出されると、
蓄積ユニッ）ＳＵ中に非零インデクスが与えられ、さも
なければ零が戻される。

ｉｎｔ　ｆｉｎ＋Ｌｐａｃｋｅｔ（ｊ、　ｒｅｑｕｅｓ
ｔ）Ｉ［ｉｎｔ　ｔｒｙ ；　ｔｒｙ　：＝　ｔｏａ、ｊ、０１ｎｅｘｔ；　ｄｏ
　ｔｒｙ　ＯＱ　ａｎｄ　ｎｏｔ　ｍａｔｃｈ（ｒｅｑ
ｕｅｓｔ、　ｓｕ、　ｔｒｙ）−＞　ｔｒｙ　：＝　ｔ
ｏａ、ｊ、　ｔｒｙ、　ｎｅｘｔｄ ；　ｒｅｔｕｒｎ　ｔｒｙ コ　１ 出力サーバー〇に対する時間的順序管理の一部分はまた
フリーな蓄積ユニットの単独にリンクされたリストを維
持するために使用される。付加的な可変フリーヘッド（
ｖａｒｉａｂｌｅ　ｆｒｅｅｈｅａｄ）がリストヘッダ
として使用されている。フリーな蓄積ユニットのインデ
クスが得られ、そして次のアルゴリズムによってフリー
なリストから除かれる。

ｉｎｔ　ｏｂｔａｉｎ　ｓｕ□ ｌ　　［ｉｎｔ　ｒｅｓｕｌｔ ；　ｒｅｓｕｌｔ　：＝　ｆｒｅｅｈｅａｄ；　ｆｒｅ
ｅｈｅａｄ　：＝　ｔｏａ、Ｑ、ｒｅｓｕｌｔ、ｎｅｘ
ｔ；　ｒｅｔｕｒｎ　ｒｅｓｕｌｔ ］　１ １がフリーなリストの最後の要素である場合、ｔｏａ、
　Ｑ、　ｉ、ｎｅＸｔ　＝　０であり、そしてフリーな
リストが空きである場合、ｆｒｅｅｈｅａｄ＝　０とな
る。しかし、フリーなリストが空いていないことを他の
管理が保証するなら、ｏｂｔａｉｎ−ｓｕ　□のみが呼
びだされるから、この必要性は決してチェックされない
。蓄積ユニットはそのインデクスを次のアルゴリズムの
引数（ａｒｇｕｍｅｎｔ）として与えることによりフリ
ーなリストに追加されている。

ｆ　ｒｅｅ−ｓｕ　（ｉ） １　　［ｔｏａ、Ｑ、　ｉ、ｎｅｘｔ　：＝　ｆｒｅｅ
ｈｅａｄ；　　ｆｒｅｅｈｅａｄ　：＝　ｉ ］　１ 本発明に従ってなされたデータ処理システムにおいて、
デッドロックとスターベーションは「クラスクライミン
グと呼ばれる技術によって回避される。その宛先に到着
してしまったパケ７）がインターフェースプロセッサに
よって回線網から除かれる限り通信回線網はデッドロッ
クからフリーに保たれ得ると数学的に示すことができる
。

通信プロセッサの種々のデータ構造を説明する前に、デ
ッドロックとスターベーションを回避するために通信プ
ロセッサで使用された戦略の原理を述べよう。

デッドロックを回避するために通信プロセッサで使用さ
れた主な戦略はこ＼でクラスクライミングとして規定さ
れているものである。この戦略は次のようなものである
。回線網中の各パケットに１つのクラスが割当てられ、
クラスはＯからＮクラス−１まで番号が付けられ、こ５
でＮクラスは利用できるクラスの数であり、同じクラス
が異なるパケットに割当てることができる。蓄積ユニッ
トＳｕｅ、　ｌ中のパケットのクラスはｆｉｅｌｄ　５
Ｌｌｖ、ｉ、　ｃｌａｓｓ中に見出される。さらに各ク
ラスに対して、各物理的リンクに方向を割当てることに
より非輪状有向グラフが物理的通信回線網に重畳されて
いる。パケットのクラスはそのクラスに関連する非輪状
有向グラフの方向に従ってパケットが進行する限り変化
されない。パケ７）がその現行のクラスに関連する非輪
状有向グラフに逆からってホップを行なう度毎にパケッ
トのクラスは１だけ増大される（従ってクラスクライミ
ングと名付けられる）。回線網の中に注入されたパケッ
トは充分低いクラスで始まり、かつ経路表はパケットの
クラスがＮクラス−１以上に決して増大する必要が無い
というようなものであることが仮定されている。

これは静的にチェックできる。「パケ７）ｐはｎ状態（
ｖ、ｃ）である（ｐａｃｋｅｔ　ｐ　ｉｓ　ｎ　５ｔａ
ｔｅ　（ｖ。

Ｃ））」はｐがクラスＣを有し、かつ通信プロセッサＶ
にあることを意味している。ｌ−ＣがクラスＣと関連す
る非輪状有向グラフに対応する関係とすると、下に規定
された関係１−はパケットのすべての許容された状態的
遷移を与える。

（Ｖｏ、Ｃｏ）　ｌ−（Ｖ、、Ｃ，）　＜＝＞　（ｖｏ
、ｖ＋）は物理的リンクである 八Ｃｏ　＜自＜　Ｃｏ　＋１ 八　　（ｃｏ　　　＝　　Ｃ，＜＝＞　　　ｖｏ　ｌ　
　　　ＣｏＶ＋）こ−でＡはアンド（ＡＮＤ）を表示し
ている。

明らかに状態遷移グラフは非輪状であり、そしてこのこ
とは非独自関数ナンバ（ｎｏｎ−ｕｎｉｑＵｅｆｕｎｃ
ｔｉｏｎ　Ｎｕｍｂｅｒ）が （ｖｏ、ｃｏ）　ｌ　−（Ｌ＋、Ｃ＋）　−＞　Ｎｕｍ
ｂｅｒ、　（ｖｏ、ｃｏ）　＞Ｎｕｍｂｅｒ、　（ｖ、
、　Ｃ＋） のようにすべての状態を１つづ５ナンバト・・・・Ｎ５
ｔａｔ　（Ｎｓｔａｔは状態の数である）にマツプする
ものと見出せることを含んでいる。

ナンバの逆関数はステート（Ｓｔａｔｅ）　　と呼ばれ
ている。ある条件の下でその状態の各パケットに進行（
ｐｒｏｇｒｅｓｓ）が保証されていることを各状態に与
えること（状態５ｔａｔｅ、　ｌから初めて回帰的に状
態５ｔａｔｅ、　２．　　・・・’、　５ｔａｔｅ、　
Ｎ５ｔａｔに進行する）により、通信回線網はスターベ
ーションからフリーであること（デッドロックからフリ
ーであることを意味している）を証明できる。しかし簡
単化の観点でこの証明はこ＼では行なわない。上述のク
ラスクライミングの原理に対して、種々のクラスと関連
する非輪状有向グラフ間に何らの特殊な関係が存在する
必要は無い。例えば、各クラスは池のクラスと関連する
すべての非輪状グラフから異なっている非輪状グラフを
有しているか、あるいはすべての非輪状グラフは同じで
あるか、あるいはすべての奇グラフが同じ非輪状グラフ
を有し、そしてすべての偶クラスが奇クラスのグラフか
ら異なっている同じ非輪状グラフを有するかである。

しかし現在説明されたデータ処理システムでは、２つの
異なる非輪状有向グラフのみが存在し、そしてそれらは
各物理的リンクに反対方向を割当てるよう向きがお互に
反対である。これらのグラフの１つはすべての偶クラス
に使用され、池の１つはすべでの奇クラスに使用されて
いる。この判定は重要な結果を有している。と言うのは
クラスＯに非輪状有向グラフを特定することにより、残
りが知られるからである。その基本グラフの方向に従っ
て進行するどのパケットも偶クラスを有するか、あるい
はそのクラスは奇から偶に丁度増大され、反対方向に進
行するパケットは奇クラスを有するか、あるいはそのク
ラスは偶から奇に丁度増大される。

クラスクライミングの簡単な例をこれから説明する。簡
単に言うと、考慮する本質的な点に次のようなものであ
る。

１）パケット蓄積ユニットはクラス（０，１，２０３、
・・・等）に分割され、かつクラス毎に少なくとも１つ
の蓄積ユニットが存在する。

２）パケットの長さはクラスフィールド（０，１゜２．
３．・・・等）の表示を含むことにより拡張される。パ
ケットのクラスは最初零である。

３）蓄積ユニットにパケットを蓄積するために、パケッ
トのクラスはパケットが蓄ｂ１されている蓄積ユニット
のクラスに等しいかあるいはそれより大きくなくてはな
らない。

４）非輪状有向グラフは回線網グラフに重畳される。

５）重畳された矢印を伴うリンクにわたって進行するパ
ケットのクラスは偶でなくてはならない。

６）重畳された矢印に逆からってリンクにわたり進行す
るパケットのクラスは奇でなくてはならない。

７）パケットのクラスはホップの間に同じま−であるか
あるいは１だけ増大する。このことは、パケットが１つ
の通信プロセッサから他の通信プロセッサに切替えられ
ている間にそれは同じクラスナンバを保持し、一方、重
畳された矢印に従っている（あるいは逆からっている）
がしかしすぐ前の方向に反対な方向でホップするや否や
クラスナンバは１だけ増大されることを意味している。

第９図はノードｌがノード（ｉ＋１）、　　（ｉ−１）
および（ｉ＋４）に結合されている８つのノードＮ　ｏ
　”””　Ｎ　７を例示している。

第１０図は第９図に示されたノードの回線網に重畳され
た非輪状有向グラフを例示している。矢先（ａｒｒｏｗ
　ｈｅａｄ）は重畳された矢印の方向を示し、そしてパ
ケットのクラスはこの方向に進行する場合に偶である。

第１０図はまたノード２で発生されたパケットが如何に
してノード３，４．０を介してノード７に進行するかの
一例を例示している。パケットはクラスの表示によって
拡張されている。

ノード２て発生されたパケットは最低クラス０を有して
いる。ノード３でそれはノード４に到着するために、重
畳された矢印に逆からって進行し、その結果、そのクラ
スは１だけ増大され、従って奇である値を有し、これは
本実施例において第１０図に示された非輪状有向グラフ
に反対である新しい非輪状有向グラフへのその転送を意
味している。

ノード４からノード０へのホップはまた重畳された矢印
の方向に逆からっており、従ってクラスは不変のま−で
ある。ノード０からノード７−１の最終ホップは重畳さ
れた矢印の方向であり、クラスは１だけ再び増大されて
２となり、これは偶であり、従って他の非輪状有向グラ
フに関連し、これは第１０図に描かれた非輪状有向グラ
フに等しい。

隣接通信プロセッサ間で要求とパケットを交換するリン
クプロトコルを説明しよう。直径ｄを持つ回線網におい
て、Ｎクラス２２９ｄとなるような少なくとも３”ｄク
ラスが要求される。クラスはＯからＮクラス−１まで番
号が付けられ、こ−でＮクラスは利用可能なクラスの総
数である。クラスは単一の物理的回線網として実現でき
るか、あるいは単一の物理的回線網を用いる２つあるい
はそれ以上のバーチャル回線網として実現できる。

例えばＮクラス−１６と仮定すると、パケットのクラス
は４ビツトで符号化される。クラスの導入はリンクプロ
トコルに次のように影響する。

１）作用「蓄積ユニットを保留する（ｒｅｓｅｒｖｅｓ
ｔｏｒａｇｅ　ｕｎｉｔ）　　」は事実クラスナンバく
である要求となる。クラスナンバｎを持つ要求の意味は
、蓄積ユニットが保留されたが、しかし少なくともｎの
クラスを持つパケットのみがその中に蓄積できる、 というものである。蓄積ユニットが豊富に利用可能であ
る大抵の時間で、要求はクラスナンバ零を含み、従って
任意のクラスのパケットが蓄積できる。

２）隣接通信プロセッサ上の対応出力サーバーにいくつ
かの入力サーバーから伝送された「パケットの要求（ｒ
ｅｑｕｅｓｔ　ｆｏｒ　ｐａｃｋｅｔ）　Ｊは、要求の
クラスナンバである４ビツトの情報を含んでいる。

３）作用「パケットを探索する（ｒｅｔｒｉｅｖｅ　ｐ
ａｃｋｅｔ）　」はパケットキューのヘッドによって表
示されたパケットを簡単に取ることができず、その代り
に要求に整合するパケットへの最も古い表示に対するキ
ューを調査せねばならない。この整合は簡単に、 パケットのクラスが少なくとも要求のクラスｎでなけれ
ばならぬ、 とはなっていない。その理由はパケットのクラスがそれ
が伝送される丁度前に時々は変化する（決定論的に）か
らである。もしホッピングの方向が第１０図を参照して
説明したように変化するならそのような変化は常に正確
に１だけの増大となろう。整合動作は次のように公式化
できる。

伝送のあとのパケットのクラスは（多分その現行のクラ
スより１だけ高い）少なくとも要求のクラスｎてなくて
はならない。

この結果は２つの面を有している。

ａ）パケット蓄積装置のパケットのクラスは通信プロセ
ッサＣＰによって時々調査されなくてはならない。

ｂ）パケットのクラスは時々通信プロセッサＣＰによっ
て変更されねばならぬが、しかしそれは伝送の丁度前の
みである。

接続された相補サーバー間のリンクプロトコルはこれと
同じように見える。すなわち、１）入力サーバーは出力
サーバーに要求（４ビツト）を送る。

２）出力サーバーは、 一キャンセルパケット　（１ビツト、例えば真）か、 −あるいは実（ｒｅａｌ）データパケット、すなわち、 それはキャンセルパケットでないこと を偽って表示する１ビツト、 クラスに対する４ビツト、 宛先に対する１０ビツト、 解訳されていないデータの２４６　ビット、を送ること
により反応する。

パケットの宛先ビットはパケットを正しいキューに置く
ために通信プロセッサＣＰによって解訳され、これらの
ビットは通信プロセッサＣＰによって決して変更されな
い。パケットのクラスビットは通信プロセッサＣＰによ
って解訳され、デッドロックを回避するため（伝送の丁
度前に）時々変更される。

２＊ｄクラス（こ〜でｄ＝８である）の１つの物理的回
線網を用いる２つのバーチャル回線網の一実施例が第１
１図に例示されている。クラス０から１５によって構成
された物理的回線網は、クラス０から７が下側バーチャ
ル回線網を含み、クラス８から１５が上側バーチャル回
線網を含むように分割されている。データ処理６０によ
って生成されたデータは先入れ先出しくＦＩＦＯ）バッ
ファを具えるインク−フェース６２によって下側バーチ
ャル回線網にそれがクラス７以上に増大せぬよう挿入さ
れて′ｌ）る。簡単のために、インターフェース６２は
クラスＯに接続されるよう示されている。パケットのそ
の最跨宛先への進行中、そのクラスは増大できる。パケ
ットはその宛先に蓄積され、すなわち、これまたＦＩＦ
Ｏを具える別のインターフェース６４によってそれは回
線網を出る。インターフェース６４にＭ　’ｔＸ１され
たデータは処理６６で消費（ｃｏｎｓｕｍｅ）　　され
なくてはならない。処理６６におけるデータの消費は無
条件に義務的（ｕｎｃｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ　ｏｂｌｉ
ｇａｔｉｏｎ）ではない。と言うのはそれはまた高いハ
ーチャル回線網のインターフェースであり、かつＰｉＦ
Ｏを具える別のインターフェース６８に蓄積されている
データを生成できるからである。このデータはクラス１
５以上に蓄積されないそのようなクラスに蓄積される。

図解を簡単にするために、インターフェース６８はクラ
ス８に接続されている。高い回線網のクラスの出力はＦ
ＩＦＯを具える第４インターフエース７０に供給されて
いる。インターフェース７０は消費データ処理（ｃｏｎ
ｓｕｍｉｎｇ　ｄａｔａ　ｐｒｏｃｅｓｓ）７４に結合
され、これはデータを消費する無条件義務を存している
。処理６０．６６、７０は１つあるいはそれ以上のプロ
セッサによって実行できる処理である。

１つ以上の処理が同一のプロセッサで実行されることは
可能である。バーチャル回線網の動作はお互に完全に独
立であり、従ってユーザーはそれぞれのバーチャル回線
網に対する各方向で１つである２つの入りＦＩＦＯキュ
ーと２つの出ＦＩＦＯキ二−を具ること−なろう。

各通信プロセッサＣＰはプール表Ａｒｒｏｗｈｅａｄ、
　ｊ（０＜ｊ＜Ｎリンク）を有し、これはそのリンクの
各々に対して基本非輪状有向グラフに従ってそのリンク
の方向を与えている。次の属性（ｐｒｅｄｉｃａｔｅ）
、ＡｒｒＯＷｈｅａｄｖ、Ｊ　＜＝＞　　出カサ−）４
−ｊを介して■によって送られたパケットは奇 クラスを有する、 Ａｒｒｏｗｈｅａｄｖ、　ｊ　＜＝＞　　入力サーバー
ｊを介してＶによって受信されたパケットは 偶クラスを有する、 が保持される。

出力サーバーの時間的順序管理中のいずれのパケットも
出力サーバーによって受信された要求に整合しない場合
、「キャンセル」と呼ばれる特殊メツセージが正規のパ
ケットの代りに送られる。

これをできる限り回避するため、要求は常にできる限り
低いクラスナンバを有さなければならない。

次に示す管理がこの実行に使用される。含まれたデータ
構造およびそれらの振舞を支配するいくかつの不変量が
与えられよう。スターベーションを回避するために使用
されたいくつかの付加データ構造の導入のあと、これら
すべてのデータ構造を使用するいくつかのアルゴリズム
が与えられよう。

クラス管理はカウンタＣｎｔ、ｉ　　（Ｑ＜ｉ＜’Ｎク
ラス）のアレイ、ｂｏｏｌｅａｎｓ　Ｒｅ５ｅｒｖａｂ
ｌｅ、　ｉ　　（ブーリアン・リザーバプル１）（０＜
ｉ＜Ｎクラス）、およびカウンタＲｅ５ｅｒｖａｂｌｅ
−ｚｅｒｏ　（リザーバブルー零）からなっている。ク
ラス管理の振舞を支配する不変量が与えることができる
前に、２つの規定が必要とされる。第１に、ＣｐＣ，、
ｉをクラスｉ、Ｑ＜ｉ＜Ｎクラスのパケットによって保
留されたあるいは充たされた通信プロセッサＶの蓄積ユ
ニットの数とする。ｃｐｃは［クラス毎のカウント（ｃ
ｏｕｎｔ　ｐｅｒ　ｃｌａｓｓ）　Ｊを表わしている。

第２に、Ｑ＜ｉ＜Ｎクラスに対するｄ、ｌ　が、ｄ、ｉ
　＝　Ｑ　　　　　　　　　　　ｉｆ　ｉ　＝　Ｎｃｌ
ａｓｓｄ、ｉ　＝　Ｑ　ｍａｘ　（ｄ、（ｉ　＋　ｌ）
　−１＋　ｃｐｃ、１）ｉｆ　Ｑ　＜＝　ｉ　＜　Ｎｃ
ｌａｓｓによって回帰的に規定されるとする。

さて次の属性は不変的に真である。

Ｃｎｔ、　ｉ　＝ｄ、ｉ　　　　　　　　ｆｏｒ　（１
＜　ｉ　＜　ＮｃｌａｓｓＲｅｓｅｒｖａｂｌｅ、ｉ　
＜＝＞　ｄ、　（ｉ　＋　１）　＝　ＯＡ　ｃｐｃ、　
ｉ　＝　０ｆｏｒ　Ｑ　＜　ｉ　＜　ＮｃｌａｓｓＲｅ
ｓｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ　＝　ｍｅｍｓｉｚｅ　＋
　１−　Ｎｃｌａｓｓ　−ｄ、　１−ｃｐｃ、Ｑ ｃｐｃ、　ｉの値は変数の値を完全に決定し、そして逆
に変数の値からｃｐｃ、　ｉの値は次のように推定でき
ることに注意する。

ｃｐｃ、ｉ　＝　ｉｆ　ｉ　＝　０ −＞　ｍｅｍｓＩｚｅ　＋ｌ　−Ｎｃｌａｓｓ　−Ｃｎ
ｔ、ｌ　−Ｒｅｓｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒ。

［コ　０　　＜　　ｉ　　＜　　Ｎｃｌａｓｓ−＞　ｉ
ｆ　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ、　ｉ−〉０ ［］　ｎｏｔ　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ、　ｉ−＞　Ｉｆ
　Ｑ　＜　ｌ　＜　Ｎｃｌａｓｓ　−１−＞　　Ｃｎｔ
、　ｉ　　　−Ｃｎｔ、　　（ｉ　　　＋　　　ｌ）　
　　＋　　１［］　ｉ　＝　Ｎｃｌａｓｓ　−１ −＞　Ｃｎｔ、　ｉ　＋　１ ｉ ｉ ｆｌ。

これはこれまで変数がｃｐｃ、　ｉ　の値の複雑なブッ
クキーピング（ｂｏｏｋｋｅｅｐｉｎｇ）以上の何もの
でもないことを意味している。デッドロックからフリー
である回線網に加えて、属性 ｄ、Ｑ　＜　ｍｅｍｓｉｚｅ　−Ｎｃｌａｓｓは不変的
に真であることを保持されねばならず、ｄ、０が規定さ
れているｃｐｃ、ｊの表現によってこの不変量をチェッ
クすることは全く複雑である。しかし導入された変数の
表現によってこの不変量をチェ７りすることは全く直接
的（ｓｔｒａｊｇｈｔｆｏｒｖａｒｄ）である。ｄ、Ｑ
の規定に従うと、この不変量は（ｍｅ＋ｒ＋５ｉｚｅ　
−Ｎｃｌａｓｓ　＞　０）　Ａ　（ｍｅ＋ｎ５ｉｚｅ　
＋１−Ｎｃｌａｓｓ　−ｄ、ｌ　−ｃｐｃ、Ｑ　＞　Ｑ
）に等価である。最初の不等号は設計上の制約（ｄｅｓ
ｉｇｎ　ｃｏｎｓｔｒａｉｎｔ）　　であり、Ｎｃｌａ
ｓｓとｍｅｍｓｉｚｅはクラス毎に少なくとも１つの蓄
積ユニットが存在するように選ばれねばならない。第２
の不等号は Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ　　ｚｅｒｏ　＞　　０に等価で
あり、これはチェックが全く簡単である。

それは ｄ、Ｏ≦ｍｅｍｓｉｚｅ　−Ｎｃｌａｓｓ　＝＞　（Ｓ
ｕｍ　ｊ：　Ｑ＜ｊ＜Ｎｃｌａｓｓ：　ｃｐｃ、　ｊ）
　＜　ｍｅｍｓｉｚｅであると示すことができ、従って
メモリサイズの物理的制限が適合される。Ｒｅ５ｅｒｖ
ａｂｌｅ−ｚｅｒｏの値に１つの簡単な制限のみが存在
するから、このクラス管理の他の２つの利点は容易に示
すことができる。第１に、Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅ
ｒｏが正である限り、蓄積ユニットはクラス０に対して
保留でき、そのような保留はｃｐｃ、　Ｑを増大し、単
にＲｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏを減少することによ
り管理され、それ以上ではない。第２に、Ｒｅ５ｅｒｖ
ａｂｌｅ、　ｉがＱ＜ｉ＜Ｎクラスであるｌに対して真
である場合、蓄積ユニットはクラス１に対して保留でき
、これはｃｐｃ、　ｉ　を増大し、Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌ
ｅ、　ｉを偽にすることにより管理されかつそれ以上で
ない。

この管理に基く他の動作は以下に示されるように更に複
雑である。いくつかのクラスｌに対する要求に基いて１
つのパケットがクラスｊ、ｉ＜ｊで伝送される場合に代
表的な例が起る。これはｃｐｃ、ｊを増大しｃｐｃ、　
ｉを減少し、多分管理に多数の変化を生じさせるが、し
かし不変１Ｒｅｓｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ＞Ｑに間係
しない。このことはクラスｌに対する要求に基いてｉよ
りも高いクラスを持つパケットが伝送されるプロトコル
を正当化する。

要求が常にできる限り低いクラスナンバを有すべきこと
は以前述べられていた。しかし、スターベーションを回
避するために、通信プロセッサはすべての要求を公平な
や方ですべてのその近傍にわたって分布しなければなら
ない。その故、いくつかのフェアネス管理（ｆａｉｒｎ
ｅｓｓ　ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉｏｎ）が各通信プロ
セッサに備えられる。この管理は２つの部分からなり、
それはクラス０に対する要求の公平な分布の一部分とす
べての非０クラスに対する一部分とである。最初、クラ
ス０に対する部分を参照する。クラス０に対してブーリ
アンアレイＦａｉｒ−ｚｅｒｏ　ｊ　（０＜　ｊ　＜　
Ｎリンク）およびラウンドロビンカウンタｒｏｕｎｄ　
ｒｏｂｉｎが使用される。

もし入力サーバーＪのクラス０に対する蓄積ユニットを
保留することが許されるならばブーリアンＦａｉｒ　ｚ
ｅｒｏは真である。次の属性、（Ｎ　ｊ：　０　＜　ｊ
　＜　Ｎ１１ｎｋｓ：　Ｆａｉｒ　ｚｅｒｏ、ｊ）＝　
Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ　ｍｉｎ　Ｎ１１ｎｋ
ｓは不変的に真を保持する。このことはＲｅ５ｅｒｖａ
ｂｌｅ−ｚｅｒｏ　＞Ｎ１１ｎｋｓである限り、すべて
のブーリアンＦａｉｒ−ｚｅｒｏ、　ｊが真であり、か
つクラス０に対する蓄積ユニットを保留する何の制限の
存在しないことを意味する。Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ　ｚ
ｅｒｏ＜Ｎ１１ｎｋｓの場合のみいくつかのブーリアン
Ｆａｉｒ　ｚｅｒｏ、ｊが偽であり、そのケースでＲｅ
５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏが増大される場合、カウン
タｒｏｕｎｄ　ｒｏｂｉｎはどの偽ブーリアンが真にさ
れるかを公平なやり方で決めるために使用される。ｒｏ
ｕｎ＋Ｌ　ｒｏｂ　ｉ　ｎの値は常にＦａｉｒ−ｚｅｒ
ｏ。

ｒｏｕｎ＋Ｌｒｏｂｉｎがこのやり方で真にされた最後
のブＩＪアンであるようになっている。以下のアルゴリ
ズムは、Ｒｅ５ｅｒｖａｂｉｅ　ｚｅｒｏが（引数とし
て与えられたいくつかの入力サーバーｊのために）減少
されねばならぬかあるいは増大されねばならぬかという
場合に、いかにフエアネス管理を調整するかを示してい
る。

ｄｅｃｒｅｍｅｎｔ　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ
（ｊ）ｌ　　［Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ　ｚｅｒｏ　：＝
　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ　ｚｅｒｏ　−ｉ；　ｉｆ　Ｒ
ｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ　＞＝　Ｎ１１ｎｋｓ−
＞　５ｋｉｐ ［］　Ｑ　＜＝　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ　ｚｅｒｏ　＜
　Ｎ１１ｎｋｓ−＞　Ｆａｉｒ　ｚｅｒｏ、　ｊ　：＝
　ｆａｌｓｅｉ ］　１ ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ　ｚｅｒｏ
ｏｌ［ｉｆ　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ　＞　Ｎ
１１ｎｋｓ−＞　５ｋｉｐ ［］　　Ｑ　　＜＝　　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒ
ｏ　　＜　　Ｎ１１ｎｋｓ−＞　　ｒｏｕｎｄ　　ｒｏ
ｂｉｎ　　：＝　　（ｒｏｕｎｄ　　ｒｏｂｉｎ　　＋
　　ｌ）　　ｍｏｄ　　Ｎ１１ｎｋｓ；　ｄｏ　Ｆａｉ
ｒ−ｚｅｒｏ、ｒｏｕｎｄ−ｒｏｂｉｎ−＞　ｒｏｕｎ
ｄ−ｒｏｂｉｎ　：＝　（ｒｏｕｎｄ　ｒｏｂｉｎ　＋
　ｌ）　ｎｏｄ　Ｎ１１ｎｋｓｄ ；　Ｆａｉｒ　ｚｅｒｏ、　ｒｏｕｎｄ　ｒｏｂｉｎ　
：＝　ｔｒｕｅ［１ ；　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ　：＝　Ｒｅ５ｅ
ｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ　＋　１他の２つのアルゴリズ
ムはクラス管理に対して特定できる。第１のものはクラ
スｔのパケットによって充たされたものあるいは保留さ
れた蓄積ユニットが解放される場合に管理すべきもので
ある。

第２のものは蓄積ユニットが保留されたクラスｔＯが可
能なもっと高いクラスｔ１で交換される場合に管理すべ
きものである。これは２つのケースで起る。第１のケー
スは入力サーバーに対して蓄積ユニットが偶（奇）クラ
スを保留し、かつ入力サーバーがプロトコルに従って奇
（偶）のクラスの要求を発生する場合である。第２のケ
ースはいくつかのクラスｔＱに対する要求が発出され、
かつ多分もっと高いクラスｔ１のパケ７）が受信される
場合である。

ｒｅｌｅａｓｅ　　（ｔＱ） １　　［ｉｎｔ　ｉ −＞　Ｃｎｔ、　ｉ　　：＝　Ｃｎｔ、　ｉ　−１；ｉ
：＝ｉ−１ ｄ ［］　　ｉ　　０　　Ｑ −＞　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ、　ｉ　　：＝　ｔｒｕｅ
［］ ］　ｌ ｅｘｃｈａｎｇｅ　（ｔＱ、　　ｔｌ）１　　［ｉｎｔ
　ｉ −＞　Ｃｎｔ、　ｉ　　：＝　Ｃｎｔ、ｉ　＋　ｌ；　
　ｉ　　：＝　　ｉ　　−１ ｄ ；　　ｉｆ　　ｉ　　ＯｔＱ −＞　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ、　ｉ　　：＝　ｆａｌｓ
ａｒｅｌｅａｓｅ　　（ｔＯ） ［］　ｉ　＝　ｔ。

−＞　５ｋｉｐ 双方のアルゴリズムは並列化できるループを含んでいる
。ルーチン解放（ｒｏｕｔｉｎｅ　ｒｅｌｅａｓｅ）　
（ｔｏ）のループに対して、 ｌ：＝　（Ｍａｘ　ｊ：　ｊ　＝　Ｑ　ｏｒ　（Ｑ　＜
　ｊ　＜＝　ｔＱ　ａｎｄＣｒ＋ｔ、ｊ　＝　０）：　
ｊ） ；ｐａｒ（［］ｊ ：　Ｑ　＜　ｊ　＜　Ｎｃｌａｓｓ ＋　　ｉ　　＜　　ｊ　　＜＝　　ｔＱ−＞　Ｃｎ（ｊ
　：＝　Ｃｎｔ、　ｊ　−１ａｐ であり、そしてルーチン交換（ｒｏｕｔｉｎｅ　ｅｘｃ
ｈａｎｇｅ）（ｔＯ，ｔｌ）のループは次のように変形
できる。

ｉ　　：＝　　（Ｍａｘ　　ｊ：　　ｊ　　＝　　ｔＱ
　　ｏｒ　　（ｔＯ＜　　ｊ　　＜＝　　ｔｌ　　ａｎ
ｄＲｅｓｅｒｖａｂｌｅ、ｊ）：　ｊ） ：　ｐａｒ　（［］　ｊ ：　Ｑ　＜　ｊ　＜　Ｎｃｌａｓｓ ：　　ｉ　　＜　　ｊ　　＜＝　　ｔｌ−＞　Ｃｎｔ、
　ｊ　　：＝　Ｃｎｔ、　ｊ　４−１ａｐ 非零クラスに対するフエアネス管理は２次元ブーリアン
アレイＦａｉｒ、　ｉ、　ｊ、、　０＜　ｉ　＜　Ｎｃ
ｌａｓｓ。

０≦ｊ　＜　Ｎ１１ｎｋｓからなっている。各非零クラ
ス１に対するＦａｉｒ、ｉ、　ｊが真である正確に１つ
の入力サーバーＪが常に存在する。Ｆａｉｒ、　ｉ、　
ｊｆｒ＜真である意味は入力サーバーｊのみがクラス１
の蓄積ユニットを保留する権利を有するということであ
る。

もちろんＲｅ５ｅｒｖａｂｌｅ、　ｉを真にすることに
よりクラス管理がこれを許す場合にのみ入力サーバー」
はそれを行なうであろう。入力サーバ〜Ｊがその特権（
ｐｒｉｖｉｌｅｇｅ）を使ってしまったあと、ｐａｉｒ
、　ｉ、ｊを（為、Ｆａｉｒ、　ｉ、　（（ｊ＋１）　
ｍａｄ　Ｎ１１ｎｋｓ）を真にすることによりそれは他
の大カサ−バーに伝えねばならない。従って次のアルゴ
リズムは入力サーバーＪに対する蓄積ユニットを保留で
きる。成功に基いて蓄積ユニットが保留されているクラ
スが戻され、失敗に基いて−１が戻される。

ｉｎｔ　ｒｅｓｅｒｖｅ、、−ｓｔｏｒａｇｅ　ｕｎｉ
ｔ（ｊ）ｌ［ｉｎｔ　ｒｅｓｕｌｔ ；　　ｉｆ　Ｆａｉｒ−ｚｅｒｏ、ｊ −＞　ｒｅｓｕｌｔ　　：＝　０ ；　ｄｅｃｒｅｍｅｎＬＲｅｓｅｒｖａｂｌｅ　ｚｅｒ
ｏ（ｊ）［］　ｎｏｔ　Ｆａｉｒ−ｚｅｒｏ、ｊ　ａｎ
ｄ　（Ｂ　ｉ：　０　＜　ｉ　＜Ｎｃｌａｓｓ：　Ｒｅ
５ｅｒｖａｂｌｅ、　ｉ　ａｎｄ　Ｆａｉｒ、　ｉ、　
ｊ）−＞　ｒｅｓｕｌｔ　：＝　（Ｍｉｎ　ｉ：　Ｑ　
＜　ｉ　＜　Ｎｃｌａｓｓ　ａｎｄＲｅｓｅｒｖａｂｌ
ｅ、ｉ　ａｎｄ　Ｆａｉｒ、　ｉ、　ｊ、　：　　ｌ）
；　Ｒｅ５ｅｒｖａｂｌｅ、ｒｅｓｕｌｔ　：＝　ｆａ
ｌｓｅ；　　Ｆａｉｒ、ｒｅｓｕｌｔ、ｊ　　：＝　ｆ
ａｌｓｅ；　Ｆａｉｒ、ｒｅｓｕｌｔ、（（ｊ＋１）　
ｍｏｄ　Ｎ１１ｎｋｓ）　　：＝　ｔｒｕｅ［］　ｎｏ
ｔ　Ｆａｉｒ−ｚｅｒｏ、　ｊ　ａｎｄ　ｎｏｔ　　（
Ｅ　ｉ：　０　＜　ｉ　＜Ｎｃｌａｓｓ：　　Ｒｅ５ｅ
ｒｖａｂｌｅ、　ｉ　ａｎｄ　Ｆａｉｒ、ｉ、ｊ）−＞
　ｒｅｓｕｌｔ　　：＝　−１ ｉ ；　　ｒｅｔｕｒｒ＋　ｒｅｓｕｌｔ ］　１ １つの通信プロセッサの異なる入力サーバーと出力サー
バーに対するアルゴリズムは完全に並列に実行できない
。これらのアルゴリズムはサーバーが相互に排他的にア
クセスしているいくつかの共有データ構造（ｓｈａｒｅ
ｄ　ｄａｔａ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ）を使用しており、
従ってこのアルゴリズムは適当なやり方で直列化されね
ばならない。通信プロセッサはこれを考慮するいくかつ
の管理を有している。それは３つのブーリアンアレイ、
すなわちＣｏｍｐｏｓｅ−Ｒｅｑｕｅｓｔ、　ｊ　、　
Ｎｅｅｄ、−Ｐａｃｋｅｔ、　ｊおよびＰａｃｋｅｔ−
Ｄｅｌｉｖｅｒｙ、ｊ、　　（０＜ｊ＜Ｎ１１ｎｋｓ）
　からなついる。これらのブーリアンの意味は以下の通
りである。

−Ｃｏｍｐｏｓｅ　Ｒｅｑｕｅｓｔ、、　ｊ　　入力サ
ーバーＪに対して要求は構成されなくてはなら ない。

ＮｅｅｄＪａｃｋｅｔ、　ｊ　　　　出力ｖ−バーＪは
要求を受信しかつ要求に整合するパ ケラトを必要とする。

Ｐａｃｋｅｔ−Ｄｅｌ　１ｖｅｒｙ、　ｊ　　入カサ−
）Ｘ　　Ｊはバケットを必要とし、それをパケン ト蓄積装置に送ろうとする。

この管理は適当な作用を実行するいわゆるスケジュラ−
と呼ばれる無限ループで走査される。これらの作用は５
ｔｏｒｅ、−ｐａｃｋｅｔ　（ｊ　）、ｅｍｉｔ　ｒｅ
ｑｕｅｓｔ（ｊ）およびｒｅｔｒｉｖｅ　ｐａｃｋｅｔ
（ｊ）と呼ばれ、そして以下に議論されよう。このスケ
ジュラ−は通信プロセッサの「主プログラム（ｍａｉｎ
　ｐｒｏｇｒａｍ）　Ｊと考えられる。

５ｃｈｅｄｕｌｅｒ　０ １［１ｎｔｊ ；ｊ：＝０ ；　ｄｏ　ｔｒｕｅ −＞　ｉｆ　Ｐａｃｋｅｔ　Ｄｅｌｉｖｅｒｙ、　ｊｓ
ｔｏｒｅ　Ｐａｃｋｅｔ（ｊ） ［］　ｎｏｔ　Ｐａｃｋｅｔ、−Ｄｅｌｉｖｅｒｙ、　
ｊ−＞　５ｋｉｐ ｉ ；　ｉｆ　Ｃｏｍｐｏｓｅ−Ｒｅｑｕｅｓｔ、ｊ−＞　
ｅｍｉｔ　ｒｅｑｕｅｓｔ（ｊ）［］　ｎｏｔ　Ｃｏｍ
ｐｏｓｅ−Ｒｅｑｕｅｓｔ、　ｊ−＞　５ｋｉｐ ｉ ；　ｉｆ　ＮｅｅｄＪａｃｋｅｔ、　ｊ−＞　ｒｅｔｒ
　１ｅｖｅＪａｃｋｅｔ　（ｊ）［］　ｎｏｔ　Ｎｅｅ
ｄ−Ｐａｃｋｅｔ、　ｊ−＞　５ｋｉｐ ；　ｊ　：＝　（ｊ　＋　ｌ）　ｍｏｄ　Ｎ１１ｎｋｓ
前にも述べたように、出力サーバーｊはＮｅｅｄ−ｐａ
ｃｋｅｔ、　ｊに真を割当てることによりｏｒｅｑ、ｊ
の要求の受信を示し、かつ入力サーバーｊはＰａｃｋｅ
ｔ−Ｄｅｌｉｖｅｒｙ、　ｊに真を割当てることにより
１ｐａｃｋ、　ｊ　のパケットの受信を信号する。それ
らのブーリアンは作用ｒｅｔｒｉｅｖｅ−ｐａｃｋｅｔ
（ｊ）および５ｔｏｒｅ−ｐａｃｋｅｔ（ｊ）　それぞ
れにより再び偽にリセットされる。ブーリアンＣｏｍｐ
ｏｓｅ−Ｒｅｑｕｅｓｔ、　ｊは作用５ｔｏｒｅ　ｐａ
ｃｋｅｔ（ｊ）により真にセットされ、かつ作用ｅｍｉ
ｔ　ｒｅｑｕｅｓｔ（ｊ）によって偽に多分リセットさ
れる。

Ｃｏｍｐｏｓｅ、−Ｒｅｑｕｅｓｔ、　ｊが真である場
合、スケジニラーは入力サーバーｊに対する適当な要求
を構成するためにルーチンｅｍｉｔ−ｒｅｑｕｅｓｔ（
ｊ）を実行する。

これは常に可能ではない。それが成功する場合、Ｃｏｍ
ｐｏｓｅ、−Ｒｅｑｕｅｓｔ、ｊ　は偽となり、それが
失敗する場合、Ｃｏｍｐｏｓｅ　Ｒｅｑｕｅｓｔ、　ｊ
　は真のま−であり、従ってスケジニラーの次のサイク
ルでそれは再び試みられる。ｅｍｉＬｒｅｑｕｅｓｔ（
ｊ）が失敗する２つのケースがある。第１のケースは、
ルーチンｒｅｓｅｒｖｅ−ｓｔｏｒａｇｅ　ｕｎｉｔ（
ｊ）　ｒｅｔｕｒｎｓ　−１がその瞬間に何も保留でき
ないことを示す場合に生じる。第２のケースは、ｒｅｓ
ｅｒｖｅ　ｓｔｏｒａｇｅ−ｕｎｉｔ（ｊ）が奇（偶）
である最大クラスナンバＮｃｌａｓｓ−１を戻す場合に
起り、こＮでブーリアンＡｒｒｏｗｈｅａｄ、　ｊ　は
構成すべき要求が偶（奇）であるべきことを示している
。

ｅｍｉＬｒｅｑｕｅｓｔ　（ｊ） ｌ［１ｎｔｃ ；　ｃ　：＝　ｒｅｓｅｒｖｅ　ｓｔｏｒａｇｅ　ｕｎ
ｉｔ（ｊ）；　　ｉｆ　　ｃ　　Ｏ−１ −＞　　ｉｆ　　ｉｓ　　ｅｖｅｎ（ｃ）　　＜＝＞　
　Ａｒｒｏｗｈｅａｄ、ｊ−＞　　１ｒｅｑ、　ｊ　　
：＝　ｃ ；　　Ｃｏｍｐｏｓｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ、ｊ　　：＝　
ｆａｌｓｅ［］　　ｉｓ　　ｏｄｄ（ｃ）　　＜＝＞　
　Ａｒｒｏｗｈｅａｄ、ｊ−＞　　ｉｆ　　ｃ　　＜＞
　　Ｎｃｌａｓｓ−１−＞　ｅｘｃｈａｎｇｅ（ｃ、　
　ｃ＋１）；　　１ｒｅｑ、Ｊ　　：＝　ｃ＋１ ；　Ｃｏｍｐｏｓｅ−Ｒｅｑｕｅｓｔ、　ｊ　　：＝　
ｆａｌｓｅ［］　ｃ　＝　Ｎｃｌａｓｓ−１ −＞　ｒｅｌｅａｓｅ（」） ［１ ［コ　Ｃ・　−１ −＞　ｓｋｉｐ このルーチンはｒｅｓｅｒｖｅ　ｓｔｏｒａｇｅ−ｕｎ
ｉ直」）に対するアルゴリズムにＣのすべてのテストを
直接挿入することによりかなり最適化できる。特にｅｘ
ｃｈａｎｇｅ（Ｃ，Ｃ＋１）の複雑性は著しく減少でき
る。

Ｎｅｅｄ−Ｐａｃｋｅｔ、ｊが真である場合、受信され
た要求に整合するパケットを出力サーバーＪに供給する
ためにスケジュラ−は作用ｒｅｔｒｉｅｖｅ　Ｐａｃｋ
ｅｔ（ｊ）を実行する。まずｆｉｎ＋１ｐａｃｋｅｔ（
ｊ）がパケットを選択するために呼出される。もし１つ
が見出されると、そのクラスを増大すべきかどうかヌ゛
チェックされる。次にこのパケットが出力サーバーＪに
供給され、最後に、前に規定されたルーチンがすべての
管理を調整するために実行される。

ｒｅｔｒｉｅｖｅ　ｐａｃｋｅｔ（ｊ）１［ｉｎｔ　ｉ
、　ｒｅｑｕｅｓｔ ：　ｒｅｑｕｅｓｔ　：＝　ｏｒｅｑ、ｊ；ド＝　ｆｉ
ｎｄ　ｐａｃｋｅｔ（ｊ、　ｒｅｑｕｅｓｔ）；ｉｆｉ
＜＞Ｑ −＞Ｉ［１ｎｔｃ ；　ｃ　：＝　ｓｕ、ｉ、ｃｌａｓｓ ；　ｉｆ　１ｓ−ｏｄｄ（ｃ）　＜＝＞　ｉｓ　ｏｄｄ
（ｒｅｑｕｅｓｔ）−＞　５ｋｉｐ ［］　　１ｓ−ｅｖｅｎ（ｃ）　　＜＝＞　　１ｓ−ｏ
ｄｄ（ｒｅｑｕｅｓｔ）−＞　ｓｕ、ｉ、　ｃｌａｓｓ
　：＝　ｃ＋１ｉ ；　ｏｐａｃｋ、　ｊ　：＝　ｓｕ、　ｉ；　ｒｅｌｅ
ａｓｅ（ｃ） ；　ｒｅｍｏｖｅゴｒａｍ−ｔｏａ（ｉ）；ｆｒｅｅ−
ｓｕ（ｉ） ］　１ ［］１＝０ −＞　ｏｐａｃｋ、　ｊ　：＝　ｃａｎｃｅｌｉ ；　Ｎｅｅｄ　Ｐａｃｋｅｔ、ｊ　：＝　ｆａｌｓｅＰ
ａｃｋｅｔ　Ｄｅｌｉｖｅｒｙ、　ｊが真である場合、
スケジュラ−は入力サーバーＪによって受信されたパケ
ットを取扱うためにルーチン５ｔｏｒｅＪａｃｋｅｔ　
（ｊ）を実行する。受信されたパケットがキャンセルパ
ケットである場合、保留された蓄積ユニットは解放され
る。さもなければ管理は調整され、フリーな蓄積ユニッ
トはパケットを蓄積するためにフリーなリストから得ら
れ、かつ時間的順序管理はアップデートされる。

５ｔｏｒｅ−ｐａｃｋｅｔ（ｊ） １［ｉｆ　１ｐａｃｋ、ｊ　＝　ｃａｎｃｅｌ−＞　ｒ
ｅｌｅａｓｅ（ｉｒｅｑ、ｊ）［］　１ｐａｃｋ、　ｊ
　＜＞　ｃａｎｃｅｌ−＞　ｅｘｃｈａｎｇｅ（ｉｒｅ
ｑ、　ｊ、　　１ｐａｃｋ、　ｊ、　ｃｌａｓｓ）；ｌ
［１ｎｔｉ ；　　ｉ　　：＝　ｏｂｔａｉｎ　ｓｕ□；　　ｓｕ、
　ｉ　　：＝　１ｐａｃｋ、ｊ；　ａｄｄ　ｔｏ　ｔｏ
ａ（ｉ） ］　１ ；　Ｐａｃｋｅｔ−Ｄｅｌｉｖｅｒｙ、　ｊ　　：＝　
ｆａｌｓｅ；　　Ｃｏｍｐｏｓｅ　Ｒｅｑｕｅｓｔ、ｊ
　　：＝　ｔｒｕｅ］　１ これは通信プロセッサのアルゴリズム的記載を完成する
。

通信プロセッサはＶＬＳ１回路として具体化でき、平面
配置図が第１２図に与えられている。

考察中の通信プロセッサのパラメータは次のような値を
有している。

Ｎ１１ｎｋｓ＝　９　　（隣接通信プロセッサ間のリン
クに対する８つの入力サーバーと出力サーバー、および
通信プロセッサと対応データ処理要素の間のリンクに対
する１つの入力サーバーと出力サーバー）、Ｎｃｌａｓ
ｓ＝１６、ｍｅｍｓｉｚｅ＝６４であって、そしてノく
ケラトの長さは２５６　ビットであり、その１０ビツト
は宛先に、４ビツトはクラスに対して使用されている。

入力サーバーと出力サーバーそれぞれの１ｐａｃｋンフ
トレジスタ２２とｏｐａｃｋ　シフトレジスタ２４はパ
ケット蓄積装置の６４Ｘ２５６　ビットメモリマトリク
ス（ｓｕ）　２６のまわりに非常にうまく組込まれてい
る。そのようなレイアウトはプロセッサの１メモリサイ
クル内で１ｐａｃｋ　２２からｓｕ　２６に、あるいは
ｓｕ　２６からｏｐａｃｋ　２４にパケットをコピーす
ることを可能にしており、これはパケットの遅延および
パケットのスループットならびにプロセッサの性能につ
いて魅力的である。チップの実質的部分は経路表（ｒｏ
ｕｔｅ）　２８である。１．０２４の９ビツトエントリ
からなるこの表は各々２５６Ｘ９ビツトの４つのメモリ
マトリクスとして実現され、それらは１ｐａｃｋ　２２
あるいはｓｕ　２６あるいはｏｐａｃｋ　２４に蓄積さ
れたパケットの宛先フィールドによってアドレスされる
。時間的順序管理（ｔｏａ）は平面配置図の領域３０に
よって構成されている。アクセスされた９ビツトベクト
ルはその出力サーバーを介してパケットが伝達できるこ
とを示し、かつそれによりどのｔｏａ、ｊがパケットの
到着および出発においてアップデートされねばならぬか
を決定する。各ｔｏａ、　ｊ　は２重にリンクされたリ
ストを実現している。２重にリンクされたリストの各セ
ルｔｏａ、ｊ、　ｉはｆｉｅｌｄ　ｎｅｘｔおよびｐｒ
ｅｖ、　　を含んでいる。これらのｆｉｅｌｄはどの値
ｉ（０＜ｉ＜６４）　　も取ることができ、そこでｔｏ
ａ、　ｊ　は６４Ｘ１２ビツトメモリマトリクスとして
実現できる。この典型的なレイアウトにおいて、シフト
レジスタ１ｐａｃｋ　と１ｎｅｑ　２２およびｏｐａｃ
ｋ　とｏｒｅｑ　２４のセルの大きさは、そこからｓｕ
、　ｒｏｕｔおよびｔｏａが構成される正規の方形メモ
リセルの大きさの４倍である。以下で説明されるレジス
タの大きさは現実の割合の寸法になっていない。

可変フリーヘッド（ｖａｒｉａｂｌｅ　ｆｒｅｅｈｅａ
ｄ）　３２は第１の７１Ｊ−な蓄積ユニットのアドレス
を含み、またｔｏａ、　Ｏで実現されたフリーなリスト
の第１要素と規定されている。それは値ｉ（０＜ｉ＜６
４）のいずれかを取ることができ、かつ６ビツトレジス
タとして実現されている。可変Ｃｎｔ、ｉ　　（０−≦
−ｉ＜６４）　３４およびＲｅ５ｅｒｖａｂｌｅ−ｚｅ
ｒｏ　３６は独立に動作する６ビツト順／逆カウンタ（
ｕｐ／ｄｏｗｎ　ｃｏｕｎｔｅｒ）として実現されてい
る。Ｒｏｕｎｄ−ｒｏｂｉｎ　３３とＦａｉｒ−ｚｅｒ
ｏ　４Ｑは簡単な９ビツトレジスタ（１リンク毎に１ビ
ツト）である。バッファ処理管理（ｂｕｆｆｅｒｍａｎ
ａｇｅｍｅｎｔ　ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉｏｎ）の残
りの部分は１５を含むクラス１以上のものまで取扱う。

２次元ブーリアンアレイＦａｉｒ　４２　はブーリアン
ベクトルＲｅ５ｅｒｖａｂｌｅ　４６と共にメモリセル
の１０Ｘ１５ビツトマトリクスとして実現でき、それは
ｂｉＬｓｅｔ。

ｂｉＬｒｅｓｅｔおよびｂｉｔ　ｍａｔｃｈのような特
殊動作を行うことができる。

可変Ａｒｒｏｗｈｅａｄ　４Ｂ、　Ｃｏｒｎｐｏｓｅ−
Ｒｅｑｕｅｓｔ　５０、Ｐａｃｋｅｔ−Ｄｅｌｉｖｅｒ
ｙ　５２およびＮｅｅｄ　Ｐａｃｋｅｔ　５４は９ビツ
トレジスタとして実現されている。

（要　約） データー処理システムが複数の相互接続されたノードを
具える並列、汎用計算システムにゲートウェーによって
リンクされたホストコンピュータを含んでいる。各ノー
ドはデータプロセッサと通信プロセッサを含んでいる。

１つの７−ドによって発生された情報パケットはそれが
その関連するデータプロセッサに通信プロセッサによっ
て転送されるその宛先に到達し、それによってそれをデ
ータ処理システムの通信回線網から取除くまで他のノー
ドに１つあるいはそれ以上のハードウェア結合された通
信プロセッサによって経路付けされている。デッドロッ
クとスターベーションはクラスクライミングと名付けら
れた技術によって回避されている。クラスクライミング
において非輪状有向グラフは物理的リンクの各々に方向
を割当てることによって物理的通信回線網に重畳されて
いる。

情報パケットのクラスは不変のままであり、一方、それ
はそのクラスに関連する非輪状有向グラフの方向に従っ
て進行する。しかし、パケットのクラスはそれがそのク
ラスに関連する非輪状有向グラフの方向に従って、ある
いはそれに逆からってその進行を変化する度毎に１だけ
増大される。

通信プロセッサ間の情報パケット交換の他の特徴は、情
報パケットを受信する通信プロセッサがその近傍から情
報パケットの伝達の要求を開始することであり、その逆
ではないことである。

【図面の簡単な説明】

第１図はデータ処理システムのブロック図であり、 第２図は第１図に示されたシステムで使用された代表的
ノードのブロック図であり、 第３図はインターフェースプロセッサと通信プロセッサ
のブロック図であり、 第４図は２つの隣接通信プロセッサを例示するブロック
図であり、 第５図は５つの通信プロセッサによって形成された５つ
のノードからなる代表的なパケット交換回線網の図であ
り、 第６図は入力サーバーと出力サーバーの微細な動作のル
ープを例示し、 第７図は微細な動作のループの１つを絵画的に示し、 第８図は通信プロセッサと蓄積ユニットの組織の一実施
例を例示し、 第９図はリンクされたノードの回線網を例示し、第１０
図は第９図に示された回線網に重畳された非輪状有向グ
ラフを例示し、 第１１図は１６クラスの１つの物理的回線網を用いて各
々が構成された８クラスの２つのバーチャル回線網を具
える通信プロセッサの平面配置図であり、 第１２図はＶＬＳ１回路として実現された通信プロセッ
サの平面配置図である。 １０・・・ホストコンピュータ　１２・・・入力端子１
４・・・出力デバイス　　　　１６・・・ゲートウェー
１８・・・計算システム　　　　２０・・・データバス
２２・・−１ｐａｃｋ、　１ｒｅｑシフトレジスタ２４
・−・ｏｐａｃｋ、ｏｒｅｑシフトレジスタ２６・・・
メモリマトリクス　（ＳＵ）２８・・・経路表（ｒｏｕ
ｔ）　　　　３Ｑ・・・領域３２・・・可変フリーヘッ
ド　　３４・・・可変［：ｎｔ、　１３６＝−Ｒｅｓｅ
ｒｖａｂｌｅ−ｚｅｒｏ　　　３８−・・Ｒｏｕｎｄ　
ｒｏｂｉｎ４Ｑ・・Ｆａｉｒ−ｚｅｒ。 ４２・・・２次元ブーリアンアレイＦａｉｒ４６−・・
ブーリアンベクトルＲｅ５ｅｒｖａｂｌｅ４８°゛可変
Ａｒｒｏｗｈｅａｄ　　　　　５Ｑ−・−Ｃｏｍｐｏｓ
ｅ−Ｒｅｑｕｅｓｔ５２°−Ｐａｃｋｅｔ　Ｄｅｌｉｖ
ｅｒｙ　　　５４・・・Ｎｅｅｄ　Ｐａｃｋｅｔ６０、
６６、７４・・・（データ）処理６２、　６４．　６８
．　７０・・・インターフェースＮ Ｃフ ロー ぐ゛　　　　　　　　　　Ｕつ Ｕ：″　　　ＦＩＩ３．ｉｏ ＦＩＧＩＩ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、接続回線網によって相互接続されている複数のステ
   ーションを具えるコンピュータ情報パケット交換システ
   ムであって、 各ステーションが、 少なくとも他の１つのステーションと通信する手段、 情報のパケットの過渡的な蓄積の手段、および 他のステーションからそれ自身のステーションに情報パ
   ケットの転送要求を発出する手段、 を有するシステム。 ２、接続回線網は少なくともｄ＝１に等しい直径（ｄ）
   を有すること、 ２つのステーション間の各接続は一連の少なくとも２つ
   の接続から形成できるすべてのリングが非輪状に向けら
   れた好ましい方向を有するように好ましい方向を有する
   こと、 各ステーションにおけるパケット蓄積装置が上昇順列で
   配列されたクラスに分割された複数の蓄積ユニットを具
   えること、 複数の蓄積ユニットの１つに局所的に形成された情報を
   配分し、そしてもし入り回線網接続と出回線網接続の好
   ましい方向の間に交替が存在しないなら以前のステーシ
   ョンに情報が配分された蓄積ユニットと同じクラスの蓄
   積ユニットに回線網を通して受信された情報パケットを
   配分するが、しかしもし入り回線網接続と出回線網接続
   の好ましい方向の間に交替が存在するなら以前のステー
   ションに情報パケットが配分された蓄積ユニットのクラ
   スに対して１だけ上昇されたクラスの蓄積ユニットに回
   線網を通して受信された情報パケットを配分する配分要
   素を各ステーションが有すること、 を特徴とする請求項１記載のシステム。 ３、各ステーションがパケット蓄積装置と複数の入力お
   よび出力サーバーの対を具えることを特徴とする請求項
   １もしくは２記載のシステム。 ４、各ステーションが入力および出力サーバーに対する
   時間的順序管理を与える手段を有することを特徴とする
   請求項３記載のシステム。 ５、ステーションの各蓄積ユニットが独自のアドレスを
   有し、各ステーションの上記の複数の蓄積ユニットがス
   テーションの入力サーバーのいずれの１つによっても保
   留可能な空き蓄積ユニット、ステーションの１つあるい
   はそれ以上の入力サーバーによって保留されている保留
   蓄積ユニット、およびステーションの入力サーバーによ
   って情報パケットで満たされた全蓄積ユニットによって
   形成され、かつ ステーションの時間的順序管理が蓄積ユニットの状態を
   追跡するよう配列されていること、 を特徴とする請求項４記載のシステム。 ６、各ステーションの中央管理がステーションの空きお
   よび保留蓄積ユニットのアドレスを蓄積し、かつステー
   ションの入力サーバーによって伝達された場合に情報パ
   ケットにアドレスを割当てる手段を有することを特徴と
   する請求項５記載のシステム。 ７、各ステーションが出力サーバーに蓄積情報パケット
   のアドレスのキューを形成する時間的順序管理を有し、
   別々に経路付けられた同じ情報パケットのアドレスが異
   なるキューに与えられ、かつ 情報パケットを送信する出力サーバーが同じ通信プロセ
   ッサのもう１つあるいは別のパケットキューから送信情
   報パケットの複製のアドレスを削除する手段を有するこ
   と、 を特徴とする請求項６記載のシステム。 ８、システムで宛先を有する入りパケットが出力サーバ
   ーの時間的順序管理に加えられなくてはならぬかどうか
   を各出力サーバーに表示するビットのリストを各宛先に
   含む経路表を各ステーションが含むことを特徴とする請
   求項７記載のシステム。 ９、アンチ・デッドロックプロトコルが接続回線網に重
   畳されていることを特徴とする請求項１記載のシステム
   。 １０、０からＮクラス−１の範囲にあり、Ｎクラスが利
   用可能なクラスの数であるクラスが各クラスに対する回
   線網の各パケットに割当てられ、非輪状有向グラフが各
   物理的リンクに方向を割当てることにより物理的回線網
   に重畳され、そのクラスに関連する非輪状有向グラフの
   方向に従ってパケットが進行する限りパケットのクラス
   がそのまま残り、かつその現在のクラスに関連する非輪
   状有向グラフの方向に逆からってパケットがホップする
   度毎にパケットのクラスが１だけ増大するようなアンチ
   ・デッドロックプロトコルを特徴と する請求項９記載のシステム。 １１、プロトコルが回線網の少なくとも１つの非輪状有
   向グラフの重畳を具えることを特徴とする請求項９記載
   のシステム。 １２、非輪状有向グラフが複数の有向リンクを具え、 かつここで各ステーションがクラスナンバをステーショ
   ンで発生した情報パケットに割当てるかあるいはステー
   ションによって受信された情報パケットのクラスナンバ
   を変化し、かつ他のステーションに伝送する手段を有し
   、それにより情報パケットがその割当てられたクラスナ
   ンバを保有し、同時にそれは有向リンクの方向でステー
   ション間でホップするがしかしホップあるいは連続する
   ホップの最初がそのクラスに関連する有向リンクの方向
   に逆からっている場合に増大したそのクラスナンバを有
   し、ホップあるいは連続するホップの最初が有向リンク
   の方向にある、等々であること、 を特徴とする請求項１１記載のシステム。 １３、過渡的蓄積手段が各クラスに対して少なくとも１
   つの蓄積ユニットを具えることを特徴とする請求項１０
   もしくは１２記載のシステム。 １４、過渡的蓄積手段が特定のクラスあるいはクラスの
   特定の範囲に情報パケットの一時的受入れを制限する手
   段を含むことを特徴とする請求項１０記載のシステム。 １５、他のステーションからそれ自身のステーションに
   情報パケットの転送を要求する上記の手段が少なくとも
   ＮであるがＮより少なくないクラスを持つパケットを自
   発的に受信する事実を表示するクラスナンバＮを要求の
   一部分として含むことを特徴とする請求項１記載のシス
   テム。 １６、データパケットの要求をキャンセルする信号を発
   生するために、データパケットの要求の受信に応答する
   が送信に適したデータパケットを有しない手段を各ステ
   ーションがさらに具えることを特徴とする請求項１５記
   載のシステム。 １７、各ステーションが要求されたクラスナンバより大
   きいクラスナンバを有するデータパケットを処理する管
   理手段をさらに具えることを特徴とする請求項１５もし
   くは１６記載のシステム。 １８、通信プロセッサと通信リンクの物理的回線網がス
   テーション間のデータパケットの転送を備えること、お
   よび 物理的回線網が少なくとも２つのバーチャル回線網とし
   てステーションに対して可視にされていること、 を特徴とする請求項１記載のシステム。 １９、バーチャル回線網が低から高に線形的に順序付け
   られていること、および デッドロックとスターベーションを避けるために、より
   高いあるいは最高のバーチャル回線網からの消費が無条
   件に義務的であり、かつ他のあるいは他のいずれかのバ
   ーチャル回線網がより高いすべてのバーチャル回線網に
   おいてデッドロックとスターベーションが無いという仮
   定の下で義務的であること、 を特徴とする請求項１８記載のシステム。 ２０、各ステーションの過渡的蓄積手段が複数の蓄積ユ
   ニットによって形成されたパケット蓄積装置、複数の入
   力および出力サーバー、入力サーバーによって伝達され
   た各情報パケットに蓄積ユニットのアドレスを与える手
   段、および各ルートを介してその宛先ステーションに情
   報パケットを伝達することのできる１つあるいはそれ以
   上の出力サーバーに上記のアドレスを伝える手段を具え
   ることを特徴とする請求項１あるいは請求項９から１８
   までのいずれか１つに記載のシステム。 ２１、同様にアドレスされた情報パケットがステーショ
   ンの１つあるいはそれ以上の出力サーバーにキューで蓄
   積され、かつ各ステーションの出力サーバーは出力サー
   バーの１つが関連情報パケットを送信する場合に２重に
   アドレスされた情報パケットを削除する手段を含むこと
   を特徴とする請求項２０項記載のシステム。 ２２、既に保留された蓄積ユニットを追跡しかつ全蓄積
   ユニットを追跡するために、入力サーバーが隣接ステー
   ションから情報パケットを要求する場合に各ステーショ
   ンが空き蓄積ユニットを保留する中央管理を有すること
   を特徴とする請求項２１記載のシステム。 ２３、各ステーションの中央管理が空きおよび保留蓄積
   ユニットのアドレスの一時的セットを形成すること、お
   よび 情報パケットを送信する出力サーバーが上記のセットに
   新らしく空になった蓄積ユニットのアドレスを戻すこと
   、 を特徴とする請求項２２記載のシステム。 ２４、各ステーションの上記の通信手段が通信プロセッ
   サを含み、かつ 各通信プロセッサが最低クラスを有する要求のフェア分
   布の第１部分と、最低クラスより高いクラスを有する要
   求のフェア分布の第２部分を具えるフェアネス管理を具
   えること、を特徴とする請求項１０に追加された請求項
   ２０記載のシステム。 ２５、第１部分が０＜＝ｊ＜Ｎリンクであるブーリアン
   アレイＦａｉｒ−ｚｅｒｏとラウンドロビンカウンタｒ
   ｏｕｎｄ−ｒｏｂｉｎを具え、かつ 第２部分が０＜ｉ＜Ｎクラスである２次元ブーリアンア
   レイＦａｉｒ　ｉ．Ｊ．を具え、ここで０＜＝ｊ＜Ｎリ
   ンクであり、ｉは非零クラスを表し、そしてｊは入力サ
   ーバーであること、 を特徴とする請求項２４記載のシステム。 ２６、情報パケット交換システムに使用するステーショ
   ンであって、上記のステーションが通信インターフェー
   ス、データプロセッサ、および通信インターフェースと
   データプロセッサを相互接続するデータバスを具え、通
   信インターフェースは通信プロセッサと、通信プロセッ
   サをデータバスに結合するインターフェースプロセッサ
   を具え、ここでこの通信プロセッサは、 −インターフェースプロセッサから、あるいは接続され
   ている他のステーションの通信プロセッサの出力サーバ
   ーからデータパケットを要求できる入力サーバーであっ
   て、上記の各入力サーバーが以前に要求されたデータパ
   ケットをまた受信できるもの、 −データパケットが一時的に蓄積できるパケット蓄積装
   置、 −インターフェースプロセッサから、あるいは接続され
   ている他のステーションの通信プロセッサの入力サーバ
   ーからデータパケットの要求を受信できる出力サーバー
   であって、以前に要求を受信したデータパケットを上記
   の各出力サーバーがまた送信できるもの、 −各宛先を表示する経路表であって、その出力サーバー
   を介してその宛先を持つパケットがインターフェースプ
   ロセッサあるいは隣接ステーションのいずれかにその次
   のホップを行うもの、 −データパケットを要求するために入力サーバーに命令
   できる中央管理であって、上記の中央管理がその入力サ
   ーバーからパケット蓄積装置に入力サーバーによって受
   信されたデータパケットをまた移動でき、上記の中央管
   理が要求を受信した出力サーバーにパケット蓄積装置か
   らデータパケットをまた移動でき、経路表に従って上記
   のデータパケットが上記の出力サーバーを介してその次
   のホップを行なうことを許されているもの、 を具えるステーション。 ２７、パケット蓄積装置が複数の蓄積ユニットを具え、
   かつ通信プロセッサが回線網の他のステーションからデ
   ータパケットを要求する通信プロセッサの準備として蓄
   積ユニットを保留する中央管理を具えることを特徴とす
   る請求項２６記載のステーション。 ２８、適当なデータパケットを有しない通信プロセッサ
   の場合に要求をキャンセルする信号を生成する手段をデ
   ータパケットの要求の受信に応じて通信プロセッサが有
   することを特徴とする請求項２７記載のステーション。 ２９、中央管理がパケット蓄積装置に入力サーバーある
   いは出力サーバーの排他的アクセスを保証する手段を具
   えることを特徴とする請求項２７もしくは２８記載のス
   テーション。 中央管理が空き、保留、およびフル蓄積ユニットの一時
   的記録を維持することを特徴とする請求項２７あるいは
   ２８あるいは２９記載のステーション。 通信プロセッサが出力サーバーの時間的順序管理（ｔｏ
   ａ）を具え、外側のサーバーがデータパケットに利用可
   能な多数の通路の１つによってデータパケットを中継で
   きることに基づいて上記のｔｏａが各出力サーバーに配
   分されたフル蓄積ユニットのアドレスのキューを形成す
   ること、 を特徴とする請求項２６ないし３０のいずれか１つに記
   載のステーション。 通信プロセッサのｔｏａが出力サーバーを介して通信プ
   ロセッサを出る最も古いパケットのアドレスを各出力サ
   ーバーに供給でき、ここでｔｏａがすべての出力サーバ
   ーのキューからそのアドレスを引続いて取除くことを特
   徴とする請求項３１記載のステーション。 ３３、蓄積ユニットがクラスの下降順序が分割され、ク
   ラスの各々に対して少なくとも１つの蓄積ユニットが存
   在することを特徴とする請求項２６ないし３２のいずれ
   か１つに記載のステーション。 ３４、クラスが少なくとも２つのバーチャル回線網に分
   割されることを特徴とする請求項３３記載のステーショ
   ン。 ３５、通信プロセッサがまずその伝送に先立ってデータ
   パケットのクラスを増大する手段を具えることを特徴と
   する請求項３３もしくは３４記載のステーション。