JPS63501396A - 通信ネットワ−ク - 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】 通信ネットワーク 〔技術分野〕 本発明は通信ネットワークに関する。特に、複数のノードが伝送リングにより接 続され、情報がリングを周回することによりノード間で伝達されるタイプの通信 ネットワークに関する。

〔背景技術〕

このタイプの通信ネットワークは、ローカル・エリア・ネットワークまたはワイ ド・エリア・ネットワークを形成するネットワークとして知られている。初期の システムは、トークン・パッシングまたはスロッテド・リングを基本とする公知 のプロトコルを使用して、１ないし１０メガビット／秒の速度、最近はそれ以上 の速度で動作するように設計されていた。スロッテド・リング・プロトコルの一 例は、１９７９年のプロシーデングス・オン・ザ・ローカル・エリア・コミュニ ケーション・ネットワーク・シンポジウムのためのウィルクス、ウィークの論文 、「ザ・ケンブリッジ・ディジタル・コミュニケーション・リング」　（”Ｔｈ ｅ　Ｃａｍｂｒｉｄｇｅ　ｄｉｇｉｔａｌ　ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｒｉＢ ″　ｂｙ　Ｍ、Ｗ、Ｗｉｌｋｅｓ　ａｎｄ　Ｄ、Ｊ、Ｗｈｅｅｌｅｒ　ｆｏｒ″ Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ　ｏｆ　ｔｈｅｌｏｃａｌ　ａｒｅａ　ｃｏｍｍｕｎｉ ｃａｔｉｏｎ　ｎｅｔｗｏｒｋ　ｓｙｍｐｏｓｉｕｍｌ′ｉｎ　１９７９）に説 明されている。これらの公知のシステムの伝送速度は、約１４０メガビツト／秒 である。

上述したタイプの従来の通信システムでは、しばしば非常に高速の伝送速度が必 要となる問題がある。高速伝送速度が要求される例としては、音声、ビデオ伝送 および混成トラヒックの応用が挙げられる。プロシーディンゲス・オン・インタ ナショナル・スイッチング・シンポジウムのタケウチ他の論文（ｂｙ　Ｔａｋｅ ｕｃｈｉ　ｅｔ　ａｌ　ｉｎ　ｐｒｏ−ｃｅｅｄｉｎｇｓ　ｏｆ　ｔｈｅ　Ｉｎ ｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｓｗｉｔｃｈｉｎｇ　Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ　Ｍａｙ　 １９８４）には、ノードが多数のリングに制限されずにアクセスする同期複合パ ケット交換の使用を示唆している。このプロトコルの問題点は、同期接続のため に非常に短い時間間隔（１２５マイクロ秒毎）に規則的にパケットを必要とする ことである。この制限のために、複合パケット音声しか処理できない。さらに、 同期接続によりスロットが連続的に再使用されるので、そのスロットを実効的に 保存するため、リングの障害が発生した場合には、このリングを使用する同期接 続が消失してしまう。

本発明は、上述のタイプの制限なしに高速で動作可能なネットワークを提供する ことを目的とする。

〔発明の開示〕

本発明は、音声その他の同期サービスおよびデータ・パケットの伝送に適した通 信ネットワークを提供するものであり、それぞれが少なくとも二つのリング（１ １’　、１１”　）に接続され、それぞれのリングに沿って一方向に情報伝送が 可能な複数のノード（１３）を備えた通信ネットワークにおいて、同期サービス に属するパケットにより示される最大アクセス遅延を制御する制御手段（２７） と、パケットを伝送するために最初に使用可能なリングに同期接続を割り当てる 選択手段とを備えたことを特徴とする。

情報は、あらかじめ定められたタイム・スロット内で伝送されるパケットにより 伝送することが望ましく、各パケットにはあらかじめ定められた数のディジット が含まれている。ノードが同時に二つのパケットを発生しようとすることを防止 するには、各物理リンクのタイム・スロットの位相を互いにずらしておく。しか し、リンクの位相関係が一度確立した後はこれをシフトさせないことが便利であ り、すべてのデータ・リンクが実質的に同じ長さで実質的に等しい遅延を生じ、 共通のクロックからすべてのデータ・リンクに時間信号を供給することが望まし い。

さらに本発明は、複数のメツセージ・リングに接続される複数の局を含む通信ネ ットワークを動作させる方法を提供するものであり、遅延の影響を受けやすいメ ツセージを不適当に遅延させることなしに伝送するために、必要なトラヒックに 応じて複数のメツセージ・スロットを各局に割り当て、それぞれの局では、下流 の局に伝送するためにメツセージのブロックが通過する経路を設定し、他の割り 当てを出力可能か否かを決定するためにそれぞれのリングに問い合わせることを 特徴とする。

以下に説明する本発明の実施例では、ネットワークが、本願出願人によるヨーロ ッパ特許出願第８５３０５０１７．７号（第ＥＰ　０１６８２６５号として公告 されている）および「プロシーディンゲス・オン・ジ・インタナショナル・セミ ナー・オン・コンピュータ・ネットワーキング・アンド・パーフォーマンス・エ バリユエーションＪ　東京１９８５年のためのファルコーナとアダムスの論文、 ［キャリインタ・インテグレーテド・サービス・オン・ジ・オーウェル・スロツ テド・リングＪ　（Ｒ，Ｍ、Ｆ４１ｃｏｎｅｒ　ａｎｄ　Ｊ、Ｌ、Ａｄａｍｓ　 Ｃａｒｒｙｉｎｇ　Ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ　５ｅｒｖｉｃｅｓｏｎ　ｔｈｅ　Ｏ ｒｗｅｌｌ　５ｌｏｔｔｅｄ　ｒｉｎｇ；’　ｆｏｒ　Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ 　ｏｆ　ｔｈｅ　Ｉｎｔｅｒ−ｎａｔｉｏｎ４１　Ｓｅｍ１ｎａｒ　ｏｎ　Ｃｏ ｍｐｕｔｅｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋｉｎｇ　ａｎｄ　ＰｅｒｆｏｒｍａｎｃｅＥｖａ ｌｕａｔｉｏｎ″、　Ｔｏｋｙｏ、１９８５＞に示されたプロトコルに従って動 作する。

また、ファルコーナ、アダムス、「オーウェルニア・プロトコル・フォー・イン テグレーテド・サービシズ・ローカル・ネットワーク」、ブリティッシュ・テレ コム・チクノロシイ・ジャーナル第３巻第４号１９８５年１０月　（’Ｏｒｗｅ ｌｌ　：　＠　ｐｒｏｔｏｃｏｌ　ｆｏｒ　ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ　５ｅｒ−ｖ ｉｃｅｓ　１ｏｃａｌ　ｎｅｔｗｏｒｋ’トｙ　Ｒ，）、ｔ、Ｆ）Ｉｃｏｎｅｒ 　ａｎｄ　Ｊ、Ｌ、Ａｄａｍｓ、　ＢｒｉｔｉｓｈＴｅｌｅｃｏｍ　Ｔｅｃｈｎ ｏｌｏｇｙ　Ｊｏｕｒｎａｌ　Ｖｏｌ、３　Ｎｏ、４．０ｃｔｏｔｉｅｒ　１９ ８５）にも説明されている。したがって、望ましい実施例では、送信ノードは、 あらかしめ定められた間隔にあらかじめ定められた数のパケットを越えて送信す ることは禁止される。

本発明の望ましい実施例について添付図面を参照して説明する。

〔図面の簡単な説明〕

第１図は本発明実施例のネットワークの一部を示す図であり、四つのリングを収 容している。

第２図は二つのリングが接続されたノードのためのアクセス制御を示す。

第３図はパケット選択制御を示す。

７ＩｆＪ４図はキュー制御のリセット動作のフローチャートを示す。

第５図はキュー制御の割り当て更新のフローチャートを示す。

第６図はパケット受信構造を示す。

第７図は三つのリングが相互接続されたネットワークを示す。

〔発明を実施するための最良の形態〕

第１図を参照すると、この図には、四つの並列に配置されたリング１１と、これ らのリング１１により相互に接続される複数のノード１３（図にはひとつだけを 示す）を備えたネットワークを示す。各ノードは、すべてのリングにアクセスで きる　（これについては以下で詳細に説明する）。リングはヌロツテド・リング であり、上述した文献に記載されたプロトコルに従って動作する。以下では、こ のようなプロトコルを「オーウェル」プロトコルという。

上述した文献で説明され図示された単一リング・システムと、ここで説明したリ ングの組と差異について以下に説明する。

すべてのリング１】のチャネル速度は同一であり、この例では１４０ｔ’ｉｔ／ ｓｅｃである。すべてのリングに対して、チャネル速度が主クロック　（図示せ ず）により維持される。また、リングの伝搬長はすべて同一である。それぞれの リングは、エラステインク・バッファを用いてバッファリングされ、伝搬長をす べてのリングに対して固定された一定数ビットに制御する。それぞれのリングは 等しい長さの同数のスロットを搬送するが、ひとつのリングにおけるスロットの 境界は他のすべてのリングと変位して配置され、二つのスロットが同時にひとつ のノードに到達することがない。例えば、四つのリングを用い、それぞれのスロ ットの長さが１６０ビツトであるとすると、それぞれのスロットの境界は隣接す るリングの境界と４０ビット変位しており、ひとつのリング上スロットの最初の ビットは、どのノードにも、隣接するリング上のスロットより４０ビット遅れ、 他の隣接するリング上のスロットより４０ビツト先に到達する。すべてのリング は、リングに対するスロットのシーケンスの開始を定義するフレーム・アライメ ント・フィールドを有する。

第２図を参照すると、この図は、二つの並列リング１１’　、１１”に接続され たノード１３′を示す。第２図ではリングが二つの構成を示し、第１図ではリン グか四つの構成を示したが、第２図では簡単化のためにリングが二つの例を示し ただけであり、二つの図面の例は同等である。

ノード１３′　はシステム内のすべてのノードの典型を示すものである。ノード は、上述した文献に説明された単一リング・システムのノードと同様に動作し、 二つのリングＩＩ’　、１１”の双方で空のスロットを満たすために各パケット を利用できるように、付加的な構成要素が設けられている。

ノード１３′は待機パケットのサービス待ち行列１５を多数蓄えており、パケッ トの順序は、単一リング・システムにおけるノードと同様に選択論理回路１７に より指定される。待ち行列から引き出された各パケットは、二つのＦＩＦＯバッ ファ１９．１９′の一方に蓄えられる。

バッファ１９．１９′にはそれぞれラッチ回路１９ａ〜１９ｄおよび１９ａ　’ 〜１９ｄ′が接続される。それぞれのバンファは、８個単位のパケット（オクテ ツト）をいずれかのリングに送出するためのバス回路を備えている。ノード１３ ′はさらにサブ・ノード２０．２０′を備え、これらの→ノブ・ノード２０．２ ０′は、「オーウェル」プロトコルに従って各リングへのアクセスを制御するた めのアクセス制御回路２７．２７′を含む。各ザブ・ノードは計数器を備え、こ の計数器は、ノード１３に割り当てられた数（ｄ〉、すなわち計数器がリセット されるまでにそのノードが送出できるパケットの最大数を保持する。パケットを 二つのリング１１′および１１”に送出できるので、二つのサブ・ノード２０． ２０’　に備えられた計数器は、パケットがいずれがのリングに引き出される毎 にデクリメントされなければならない。パケットがリングに送出されたときに双 方の計数器をデクリメントするために、相互接続制御線（図示せず）が設けられ ている。

このシステムの動作により、送出禁止となっていない（すなわち、割り当てられ たｒｄＪ個のパケットを使用して「体止（ボーズ）Ｊ状態になっているのではな い）どのノードでも、いずれがのリンクの空スロットを利用できる。どのノード が待機状態または「休止」状態になった場合でも、「オーウェル」法を用いて、 リセットの前に試験（を目ａｌ）を行い、双方のリングに同時に試験を行うこと ができる。

ノードがリセット・スロットを出力した場合には、他のリングに制御指示信号（ ｃｏｎｔｒｏｌ　１ｎｄｉｃａｔｉｏｎ）を送出して・他の試験スロット　（ｔ ｒｉａ！　５ｌｏｔ）がリセット・スロットに変化しないようにする。

これにより、トーラスにおけるリセットの頻度が実際の使用されていない容量を 反映するようになり、「ゴースト」リセットによる悪影響を防止する。「ゴース ト」リセットは、あるノードからのリセット・スロットが既にリング上に存在す るときに他のノードがリセット・スロットを出力した場合に生じる。したがって 、リセット・スロットを出力したノードは［未リセット（ＯＵＴＳＴＡＮＤＩＮ Ｇ　ＲＥＳＥＴ）　Ｊ状態となる。この状態のときには、いずれのリングでも、 例えば本願出願人により出願されたヨーロッパ特許出願第８５３０５０１７．７ および英国特許出願第８６１８１１８号に説明された方法により、連続する試験 スロットおよびリセット・スロットを未リセット状態として処理される。

ノードがリセット・スロットを受け取ったときには、アクセス論理回路が制御パ ルスを発生して中央の負荷モニタに送出し、負荷モニタではトーラス・リセット 周期を測定する。これと同時に、未リセット状態のノードがあるごときには、上 記制御パルスによりこの未リセット状態を解除する。リセットおよび試験を双方 のリングで行うので、システム全体の容量は個々のリングの総和となるだけであ るが、単一リング・システムに比較してリセット速度が高速となる傾向がある。

単一リング・システムと同様に、リセット速度はシステムの負荷により決定され る。制御パルスはまた、以下に説明するように、異なるサービス待ち行列（第２ 図参照）からパケット送出バッファに転送された混合パケットを制御するために 、選択論理回路において使用される。

第２図に示したリングが二つのシステムの動作についてさらに詳細に説明する。

バッファ１９が空で待ち行列１５にパケットが待機していると仮定する。パケッ トは選択論理回路１７により選択され、単一スロット量のパケット　（この例で は１６０パケツト）を収容できるバッファ１９に転送される。基本的には、それ ぞれの待ち行列は割り当てられた最大数のパケットを含み、これらのパケットが 、トーラスの繰り返しリセットの間に送出される。パケットは、最大割り当てを 使用し尽くしていない待ち行列から選択される。それぞれの割り当てを使用し尽 くしていない二以上の待ち行列があり、それぞれの待ち行列でパケットが待機し ているときには、最も遅延に厳密なサービス待ち行列から待機パケットを選択す る。

二つのリングの一方に空スロットが到達するまで、パケットはバッファ１９内に 停まる。空スロットの到達はアクセス制御回路２７．２７′により検出される。

バッファ１９’側のパケットがより長く待機している場合には、そのパケットを 送出用に選択し、バッファ１９のパケットについては次の空スロットまで待機さ せる。空スロットを検出すると、アクセス制御回路２７．２７′は、制御指示信 号（図示せず）を発生し、バッファ１９をイネーブルとしてオクテツトを適当な リングに送出できるようにする。この目的のため、アクセス制御回路２７．２７ ′　に対する制御指示信号が選択制御回路を経由して出力され、選択制御回路は 、最も長く待機しているパケットを選択し、これを正しいバスを経由してアクセ ス制御回路２７．２７′の一方に転送する。

サービス待ち行列からのパケットの選択について、第３図を参照してさらに詳し く説明する。

各待ち行列に関連していくつかの待ち行列制御回路３０が設けられ、（１）その 待ち行列のためのＦＩＦＯにパケットが待機し、（２）待ち行列の割り当て量が 残っている場合に、その待ち行列が「活性」状態であることを選択制御論理回路 １７に通知する。

パケット送出バッファに転送すべき次のパケットには、単純に、最も優先度の高 い活性待ち行列を選択する。

待ち行列制御回路３０は計数器を備え、この計数器には、負荷モニタから受け取 ったりセント毎に（後述するように、このリセットの速度は、トーラスのリセッ ト速度と同じでもよく異なっていてもよい）、最大割り当て量が設定される。待 ち行列からパケットが選択される毎に、計数器がデクリメントされる。計数器の 計数値が零になったときには、次にリセットされるまで、その待ち行列は活性状 態になることはできない。

したがって、待ち行列制御回路３０は、多数の入力制御信号、すなわち、 （ａ）　上述した割り当てリセット信号、（ｂ）　待ち行列からパケット送出バ ッファへのパケットの転送をそのパケットの待ち行列制御回路により初期化する 転送要求信号、（Ｃ）　トーラス上で過負荷状態になりかけているときに、ビッ ト速度可変の待ち行列の割り当てられた帯域を制限するために、負荷モニタを経 由して送出された過負荷信号、この信号を受信すると（一定ビツト速度の待ち行 列はこの信号を受信するようには接続されていない）、計数器に残っている割り 当て量が零に設定される、（ｄ）　呼制御機能を補助するプロセッサ（図示せず ）に接続され、これを介して待ち行列の割り当てを更新するデータ／制御バスに より動作する。

負荷モニタが負荷信号を送出する速度をトーラスからリセットを受け取る速度に 合わせるアルゴリズムについて説明する。

過負荷制御 ■、マスクド・リセット　□ｔａｓｋｅｄ　Ｒｅ５ｅｔ）ビット速度が可変の映 像信号を多量に伝送する場合には、このタイプの待ち行列にリセット周期毎に小 さい固定的な割り当てを与える方法は利用されない。本願出願人による上述した 特許出願に開示された背景割り当ての考え方は、データ・サービスで使用できる 小さいｒｄＪ値を各ノードに与えるものであった。この方法を用いることにより 、データ・ロードを大きく変化させることができる。それでいて、リングのリセ ット速度が高速のときには、データ・サービスに大量のリング帯域幅を使用する ことができる。この一方で、リセット速度がその最小値に低下したときには、そ のｒｄ」値を非常にゆっくりと小さくすることにより、非常に小さい割り当てし か得られないようにすることができる。

背景割り当ての考え方により負荷制御を行うことができ、これにより、過負荷が 生じたときに伝搬されるデータ負荷を削減する。この過負荷を処理するアプロー チは、可変ビット速度の映像信号に拡張するに適している。しかし、この待ち行 列に小さい固定割り当てしか与えないことは正しくない。固定された割り当てし か得られない場合には、多量の接続が確立されたノードが、少量の接続しか確立 していない他のノードと同じリング帯域幅しか受け取ることができない。

可変ビット速度の映像信号の待ち行列に割り当てるｒｄＪの値を調節する最良の 方法は、１２５　ミＩＪ秒毎に到来するパケ−／　）のピーク値の半分に等しい ｒｄ」値を割り当てることである。この値により、それぞれの接続にピークの帯 域幅かそれ以下の割り当てが得られ、トーラスのリセット速度が１２５　ミリ秒 毎に少なくとも２回のリセットとなる。このようなトーラスのリセット速度は、 満杯の負荷が到来した場合に対応する。したがって、ｒｄＪを調節するために選 択された値により、トーラスの容量を非能率に使用する必要なしに、それぞれの 接続から受り取ることのできる負荷のダイナミックレンジを高く保つことができ る。しかし、このような値は、過負荷を除去するために付加的な機構を必要とす る。付加的な負荷制御機構はいずれにしろ必要であり、例えばトーラスのひとつ のリングに突然にリング障害に対処するためにこのよう機構が必要である。

付加的な制御は、マスクド・リセット法により達成される。伝搬される付加を削 減するために待ち行列のｒｄＪ値を小さくするのではなく、マスクド・リセット 法では、可変ビット速度の待ち行列が現在の（たぶん大きな）割り当てを受け取 るためにリセットされる回数を制限する。したがって、過負荷が発生したときに は、トーラスからノードに到達するリセットの一部をマスクするくすなわち、可 変ビット速度の待ち行列に供給されない）。リセットがマスクされる速度をトー ラスからリセットを受け取る速度に合わせている場合を例にこの方法を説明する 。

この方法の原理は、リセット速度が１２５ミリ秒に「１１回というある値に低下 するまで、可変ビット速度の待ち行列に対してリセットをマスクしない。この速 度より低下したときに、トーラス速度に合わせた速度でリセットをマスクする。

リセットをマスクする速度が最大のときには、トーラスだけが１２５　ミリ秒に １回リセットされる。

これを達成するために、各ノードは二つの計数器Ｃａ、　Ｃｂを使用する。５０ ０マイクロ秒毎の周期の開始時には、計数器Ｃａに固定値、例えばＣａ＝＝８が ロードされる。リングからリセットを受け取る毎に計数器Ｃａがデクリメントさ れる。この後に、５００マイクロ秒の終了時に計数器Ｃａに残っている値を計数 器ｃｂに転送する。計数器ｃｂＯ値が正のときには、（最初のリセットを除いて ）次の５００マイクロ秒周期の可変ビット速度待ち行列からリセットをマスクす る。リセットがマスクされる毎に、計数器ｃｂＯ値から固定値を減算する（計数 器Ｃａの値が「８」のときには、計数器ｃｂから減算する固定値は「１」である ）。

ｒｒＪの値、すなわちこれ以下のときにマスキングが開始される速度をどのよう な値に選択した場合でも、以下の例では、計数器Ｃａにロードする適切な初期値 は「４「」であり、マスクされたリセット毎に計数器ｃｂから減算する固定値が ｒｒ−ＩＪである場合を示す。

したがって、ｒ＝２を選択すると、計数器Ｃａには「４ｒ」の値、すなわち「８ 」がロードされる。次の５００マイクロ秒に８回のリセットが行われると仮定す る（これは１２５マイクロ秒毎に２回リセットが行われることと等価である）。

このとき、５００マイクロ秒の終了時には計数器ｃｂにロードされる値は零であ り、マスクは行われない。

これに対して、５００マイクロ秒に４回しかりセットされなかった場合を考える （これは、１２５マイクロ秒毎にリセットが１回という最小許容速度と等価であ る）。このときには、計数器ｃｂ（こ転送される値は「４」であり、これにより 次の５００マイクロ秒には、マスクできる最大回数である４回のリセット（最初 を除く）がマスクされる。

各ノードで５００マイクロ秒のクロック周期が異なる時点で開始および終了する 場合には、すべてのノードでリセットをマスクする必要はない。したがって、時 間周期を四つの１２５　ミＩＪ秒クロック周期に分割し、四つの異なる位相のひ とつに各ノードを割り振ることができる。システムを初期化するために、初期化 の後にリングから受け取った最初のリセ７）パルスをすべてのノードの同期タイ ミングとして利用するこ止ができる。

この位相技術を使用することにより、トーラスの負荷をスムーズにする。これを さらに拡張して、リセットが通常に送出されたときには可変ビット速度の各待ち 行列に過負荷信号を送出することもできるが、そのかわりに、待ち行列からマス クされなければならない。

過負荷信号を用いるこきにより、可変ビット速度の待ち行列から、前のリセット から残って使用されていない割り当てを確実に除去できる。したがって、マスク されるべき最後のリセットを指定されたノードだけが、可変ビット速度の待ち行 列からパケットを送出できる。

この方法の効果は、トーラスのリセット速度が１２５マイクロ秒毎に「ｒ」回の 速度より低速のときには、システムのスナップショットを用い、あるノードだけ で、その可変ビア１−速度の待ち行列の割り当てを再活性化させることにある。

各リセットの後に、このようなノード群を変更する。一つの段階におけるノード 群の大きさは、トーラスのリセット速度に依存する。リセット速度が１２５マイ クロ秒に１回に制限されたときには、ノード群の大きさはノード総数の２５％に 低下する。これは、システムが過負荷に近づいたときに、トーラスが可変ビット 速度の待ち行列から搬送される負荷の約７５％を削減することを意味する。

２、　自動リセット　（Ａｕｔｏ−Ｒｅｓｅｔ）ひとつのノードである周期Ｔの 間にリセットがなかった場合には、トーラスからリセットスロットを受け取る必 要なしに、自分に割り当てられた値「ｄ」を自動的にリセットする。こ、のノー ドは、他のノードをリセットしようとはしない。そのかわりに、これらのノード は、自分がタイムアウト（こなったときにリセットされる。

自動リセットが、明らかに使用されていないトーラスの容量を大きくすることが ないように、負荷モニタではこれらのリセットを計数せず、計数器Ｃａまたはｃ ｂをデクリメントすることはない。これらのりセントは、待ち行列の割り当てを 更新するために、すべての一定ビツト速度の待ち行列に送り出され、計数器ｃｂ Ｏ値が零のときには、すべての可変ビット速度の待ち行列に送り出される。さも なければ、過負荷パルスが可変ビット速度の待ち行列に供給される。さらに、「 ゴースト」リセット・スロットが作られないようにするため、ノードのタイプ・ フラグ（上述した本願出願人による特許出願の明細書および図面に説明されてい る）を調節しないようにする必要がある。

タイムアウトの周期Ｔが１２５マイクロ秒に設定されたとする。これは、各ノー ドが少なくとも】２５マイクロ秒に１度リセットされることを意味する。これは 、二つの重要な場合における一定ビット速度接続を防止するものであり、その第 一は、リセット・スロットが衝突してすべてのノードがリセットされる場合であ り、その第二は、可変ビット速度の負荷が大きく変動した場合である。

後者の点を拡張し、可変ビット速度の接続による負荷が急激に増加した場合につ いて説明する。それぞれの接続にピークのビット速度の半分に等しい割り当てし か与えられていなくとも、大量の伝送すべきパケットが過剰に存在する。この結 果、リセットの間隔が長くなる。これが少なくとも５００マイクロ秒間続くと、 上述したマスクド・リセットの原理により過負荷を削減する。このようにして、 マスク機構が反応する時間が経過するまでに、自動リセット機構により、ノード のリセット速度を所望の最小値にする。

各リセットの後にパケット選択を実行し、可変ビット速度の待ち行列よりも、一 定ビツト速度の待ち行列から待機中のパケットを取り出してそのサービスを維持 する。

初期ロード後にリセットが増加する場合には、自動リセットが有利である。しか し、自動リセットでは計数器Ｃａがデクリメントされないので、マスク機構によ り素早く過負荷を削減するように調節する。この一方で、一定ビツト速度の待ち 行列に対するサービスは維持される。自動リセットとマスキングを組み合わせる ことにより、可変ビット速度の接続からの負荷の大きなインパルス状の変化を吸 収することができる。

これらの制御信号は、パケット送出バッファ選択論理回路から、および負荷モニ タから、すべての待ち行列のボードに分散させなければならない。さらに、可変 ビット速度の待ち行列ではリセットが受信されず、この一方で過負荷状態を続け るために、二つのリセット信号が負荷モニタにより出力される。第一の出力はす べての一定ビット速度の待ち行列に接続され、リセットを行う速度はトルラスか ら受け取った速度に等しい。第二の出力は、可変ビット速度の待ち行列に低速の リセット速度を供給する。これを［マスクド・リセット・サプライ　（ＩＪＡｓ ＫＥＤ　ＲＥＳＲＴ　５ＵＰＰＬＹ）Ｊという。

音声パケットのための待ち行列リセット動作ビット速度が１メガビット／秒以下 の場合のサービスのために、リセット周期毎にひとつのパケットの待ち行列割り 当てを複数の接続で利用し、この最小割り当てで１メガビット／秒とする。６４ キロビット／秒の音声信号の場合には、この割り当てを１６個の接続で分割して 利用することができる。

固定数の呼が進行中のときでも、音声パケットにより示される重要な特徴は、連 続する各２ミリ秒周期（すなわちパケット組立時間に対応する周期）では一定の 負荷であるが、短い周期（特に最大許容リセット周期、すなわち１２５マイクロ 秒）では負荷が非常に大きく変化することである。最悪の場合には、すべての接 続で同時にパケット組立が完了し、各２ミリ秒周期の特定の時点でトーラス容量 に対して大きな需要が生じる。

１７個の音声接続が確立された場合を例に説明する。最も簡単な手続きは、リセ ット周期毎に二つのパケットという最大割り当てで待ち行列を用意することであ る。これにより、必要以上に待ち行列に割り当てを与え、連続するりセット周期 の間に負荷の変動を分散させることができる。したがって、すべてのノードに対 する連結された音声パケットの負荷が非常に不均一に到達する場合には、各待ち 行列の過剰割り当ての全体としての効果が、トーラスのいくつかのリセット周期 を他のリセット周期より長くする。ノード数が多いときにはこの効果が大きくな る。トーラスの負荷がピークのときに許容できない長いリセット周期が生じるこ とを防止するために、これらの待ち行列に与えられる割り当てをその現在の必要 量に近づけなければならない。

これは、各待ち行列に接続された待ち行列制御回路により行われる。したがって 、・「ｎＪ個の呼が進行中で、「ｍ」がｎ／１Ｇのうちの整数の値であるとする と、待ち行列の連続するリセットにおいて、待ち行列制御回路は、最大割り当て 計数器に、ひとつの固定回数として「ｍ」の値を・ロードし、他の固定回数とし てｒｍ＋ＩＪの値をロードする。１６回のリセットについて、最初のｎ　−１６ ｍ回についてはｒｍ＋ＩＪＯ値を選択し、残りのリセットについては「ｍ」の値 を選択する。

第４図および第５図は、リセット・パルスを受け取ったときの待ち行列帯域幅を 更新する制御動作をまとめたものである。この図における整数ｒＣＡＬＬＲＥＧ 　Ｊはｒｎ−１６ｍＪから得たものであり、したがって、ｒｍ＋ＩＪの割り当て を選択した場合の回数を定義する。

ｒＣＡＬＬＲＥＧ　Ｊは、初期値が「１６」であり、それぞれの呼が呼制御機能 を行うプロセッサ（図示せず）からの制御線を経由して到来する毎にデクリメン トされる。その値が零になると、再び１６に戻される。

同様に、ｒＣＡＬＬＲＥＧ　Ｊの値は、それぞれの呼が中止されたときにはイン クリメントされる。この値が「１７」に達すると「ｌ」に戻される。整数ｒ　Ｐ ｔ１ＡＳＥＲＥＧ　Ｊは１６回のサイクルにおける連続するリセットを計数する 。したがって、ｒ　Ｐｔ１ＡＳＥＲＥＧ　Ｊはｒｍ＋ＩＪの各割り当てが与えら れた後にデクリメントされ、この一方で、ｒ　ＰＨＡＳＥＲＥＧＪはｒ［ＡＬＬ ＲＥＧ　Ｊ　ヨＦ）大きい。各ツートチ異なる値によりｒ　ＰＨＡＳＥＲＥＧＪ を初期化することにより、連続するリセット周期で可能な程度にトーラスの負荷 を維持する。

１２８キロビット／秒、１９２キロビット／秒その他のビット速度の一定ビット 速度サービスでも同様に、同じ待ち行列を分割して利用できる。その場合には、 新しい呼が加わると、ビット速度がｒＸ６４キロビット／秒のサービスについて ｒｃＡｌ、ＬＲＥＧ　ＪをｒｒＪ回デクリメントする。サービスのビット速度が ６４キロビット／秒の整数倍ではない場合には、「ｒ」の値として、そのサービ スの実際のビット速度より高速で６４キロビット／秒の整数倍に近い値を選択す る。さらに、「１６」または「１」のいずれかに設定された整数ｒｏＴＹＰＥ　 Ｊを用いることにより、同じ待ち行列制御回路をどのようなタイプの待ち行列に 対しても使用できる。ｒＯＴＹＰＥ　Ｊが「１」のときには、通常の動作に対応 し、最大割り当て計数器をリセット毎に同じ値に設定する。ｒｏＴＹＰＥ　Ｊが 「１６」のときには、上述のように割り当てを変化させる。

１メガビット／秒を越えるビット速度の一定ビット速度サービスでも、以上に説 明したトーラスの負荷をスムーズにする方法を利用することができ、特に、その ビット速度が１メガビット／秒の整数倍ではない場合でも利用することができる 。しかし、このパケット負荷は、音声パケットと混合すべきではない。この理由 は、音声パケット源から生じる負荷が一定ではないからである。このような混合 ハ、多数の音声パケットがすべての待ち行列割り当てをとることができるように し、これにより、許容できない遅延を他のサービスに生じさせる。新しい呼、例 えば２．１２８メガビット／秒の呼が付加されると、「ｍ」の値を２ずつ（２メ ガビット／秒に対応する）インクリメントする必要があり、ｒＣＡＬＬＲＥＧ　 Ｊを二倍（１２８キロビット／秒に対応する）にデクリメントしなければならな い。これは、すべてのサービス力月メガビット／秒以下である上述の待ち行列割 り当ての調整方法を拡張したものである。

第６図を参照すると、ノード１３′に番地付けされたパケットが、適当なリング 、例えばリング１１’上のアクセス制御回路により検出され、パケットが、制御 回路２７からザブ・ノード２ｏを経由してＰＩＦ’［受信バッファ２９（このＦ ＩＦＯ受信バッファ２９にはラッチ回路２９８〜２９ｄが接続されている）に引 き出される。パケットの順序が崩れないように、受信バッファは循環的な順番に より満たされ、その内容は同じ順序で読み出される。少なくともトーラス上のリ ングと同数の受信バッファが必要となる。これにより、各ノードは、トーラスか ら満スロットが到達できる最大速度でパケットを受け取ることができるようにな る。

受信バッファに接続された待ち行列選択制御部３１は、いずれかのリングから次 に到来するパケットが、正しい受信バッファに向かうようにする。どの受信バッ ファも、そのパケットをグループ・サービス待ち行列のひとつに高速に出力し、 各リングのスロットの長さと等しい間隔の後に、別のパケットを受け取ることが できる。待ち行列選択制御部３１は、どのサービス・待ち行列３３がパケットを 受け取るかを決定する。これにより、トーラスから高速に到来する速度にノード を維持する。いずれかひとつのグループ・サービス待ち行列をこの速度に維持で きないときには、パケットの損失を防ぐために付加的なバッファが必要である。

第７図に示すように、各受信バッファはバス回路に接続され、この回路を通して 、パケットがいずれかのグループ・サービス待ち行列に引き込まれる。特定の待 ち行列を選択するには、上述した本願出願人による特許出願に示したように、パ ケットのヘッダを解析して、優先度および非同期／同期識別子を含むパケットの 型を識別する。また、宛先アドレス・フィールドを選択し、そのノード宛のパケ ットを他のパケットと区別し、他のノード宛のパケットについては他のリングに 送出する。

すべてのノードが、このシステムのすべてのリングからパケットの送受信を行う ことができる。したがって、いずれかのリングの空スロットをどのノードでも使 用できる。上述の実施例では４リング・システムおよび２゛リング・システムに ついて説明したが、どのような便利な数のリングを用いても本発明を同様に実施 できる。第１図に示したように、リングが互いに並列であると考えることが便利 である。上述したように動作させるために、すべてのリングのチャネル速度を等 しくする。

上述したように１．どのノードにも二つのスロットが同時に到達しないように、 スロットをずらすことが必要である。

上述したように、すべてのリングは、その伝搬長が全体にわたって同一（同じビ ット数）である。しかし、二つの隣接するノードの間のケーブル長が同じである 必要はなく、スロットの境界が最小変位より小さいビットだけ異なるケーブル長 を用いる。したがって、スロットがずれたままとなり、そのための論理回路を含 む必要なしに、このプロトコルを上述のように動作させることができる。

また、上述したように、このリング・システムは、すべてのリングを同期させる 主クロックを備えている。クロック速度がすべのリングに対して同じであること が重要であるが、各リングに転送される同期パルスは位相が一致している必要は ない。

上述したシステムには種々の利点がある。第一に、高速動作が可能であり、典型 的には１ギガビット／秒を越える速度で動作できる。

１４０メガビット／秒で動作するリングが現在実施可能であり、ｎ個の並列なリ ンクによりｎ倍の速度で動作させることができる。ノードから見ると、このシス テムは単一の高速リングとして見える。しかし、各リングは低速で動作している 。すべてのリングを同時にリセットするので、リセットの速度は、このシステム の総負荷の情報を提供し、新しい呼を受け入れるか否かを決定するためにこの情 報を使用できる。別の利点は、各リングが大きく独立しており、ノードを接続し たままで、システムへのリングの付加またはシステムからのリングの除去を行う ことができる。リングに障害が発生した場合には、それに対応して性能が低下す るが、システムの残りの部分はそのまま動作する。所定量の冗長性をもたせるこ とにより、リングに障害が発生しても（例えばサブ・ノードまたはリング上のノ ード・アクセス制御回路に障害が発生しても）、満足できるレベルのサービスを 維持することができる。

トーラスの交換容量の１／Ｒ以上の損失を生じさせることなく、トーラスに新し いノードを付加することができる。この最小の損失は、最初にトーラスのひとつ のリングを取り外し、その点に新しいノードを接続するために必要な時間である 。残りのリングについては、そのときの接続を維持して利用できる。新しいノー ドを接続してリングの再初期化を行い、容量を再び交換の目的に利用できるよう になる。このプロセスを次のリングで繰り返し、さらにこれを繰り返す。

この手続きを低トラヒツク（例えば負荷がピークより少なくなる夜）の間に行っ てもよく、また、トーラスに過剰のリングを設けておき、通常は制限された容量 で利用してもよい。

この方法では、新しいノードをリングに付加すると、エラスティック・バッファ により補償しなければ、リングを周回する総遅延が増加することである。リング 遅延が増加すると、ノードに到達するスロットのパターンが分散し、二つのスロ ットが同時にひとつのノードに到達する可能性がある。これが生じた場合には、 リングからリングへの制御論理が十分に動作せず、プロトコルの誤動作が生じる 。

これを防止する最も簡単な解決方法は、各リングにエラスティック・バッフＴを 設け、新しいノードにより生じる付加的な遅延を相殺するこまである。これは、 新しいノードを付加したときに除去可能な遅延が生じるようにエラスティック・ バッファを設定することを意味する。例えば、新しいノードにより４０ビツトの 遅延が付加されるとすると、５０個のノードが接続されたリングで、２０００ビ ツトの遅延と、リングの長さによる少量の遅延とを加算した遅延が生じる。

したがって、トーラスの初期構成が、例えば３０ノードと、各リングに約２００ ０ビツトの総遅延を与えるエラスティック・バッファとを備える場合には、さら に２０ノードを付加することができる。

リングの再初期化時に、新しいノードに（上述した）　ｒｐＨＡｓＥＲＥＧ」内 の値を割り当てなければならず、ｒ　ＰＨＡＳＥＲＥＧＪの連続デクリメントを すべてのノードで同時に開始しなければならない。これを制御するために、再初 期化されたリングの最初のリセットでｒ　ＰＨＡＳＥＲＥＧＪのデクリメントの 開始を同期させる（すなわち、すべの他のリングのリセットは、再初期化された リングの最初のリセットを受け取るまでｒｐＨＡｓＥＲＥＧ」に影響しない）。

この動作は、明らかに、ひとつのリング（例えば、新しいノードに接続された最 初のリング）の性能だけを必要とする。後続のリングの初期化については、ｒＰ ＨＡｓＥＲＥＧＪ計数器を再初期化する動作を禁止する。

各ノードには、サービス待ち行列（１５）からの）＜ケ・ノドのためにバッファ 　（１９，１９′）が設けられ、このバッファの数はリングの数より少ない。こ れは、特にシステムが三辺上のリングを含む場合に、すべてのバッファが、リン グのそれぞれから同時に空スロットを引き出すことがないからである。

以上説明したシステムは、入力された音声パケットを搬送することをひとつのサ ービスとして使用者に提供でき、さらにデータ・、？ケラトを扱うこともできる 。

第７図に示したように、並列リングのシステムを相互に接続することもできる。

第７図は、それぞれが並列のリング東Ｉｆとノード１３とを含む三リング・シス テム１２を示す。それぞれのシステム１２は、ブロック１４に接続されるバスを 備え、このブロック１４は、それぞれ、リング上の種々のサービスのための別々 の待ち行列（例えば、音声の待ち行列およびデータの待ち行列）を含み、これら の待ち行列が、マルチプレクサ１８の制御により、マルチプレクサ・リンク１Ｇ のノマケットとして出力される。

ここで示した、相互に接続された東になったリングを含むシステムは、リングを リンク・マルチプレクサ１８に接続するバスが設けられ、低ブロッキングの交換 機、または完全にブロッキングの無い交換機を提供でき、十分に高速に動作する ことができる。負荷モニタ２２が設けられ、これにより、呼の経路が既に完全に 満たされるまで、呼を受け入れることができる。したがって、各リングですべて の可能な出力端子を利用して、比較的低コストで高速システムを提供できる。こ のシステムは容易に拡張できる。

国際調査報告 １ｍｅｍ＋ａ。１Ａ９．〜−ｔｔ４　ＰＣＴ／ＧＢ　８６１００６３８Ａ、’Ｊ ＮＥＸ　Ｔｏ　τＨＥ　ＩＮＴＥＲＮＡＴＩＯＮＡＬ　５ＥＡＲＣ五　ＲＥＰＯ ＲＴ　ＯＮ

Claims (17)

【特許請求の範囲】
1. １．それぞれが少なくとも二つのリング（１１′、１１′′）に接続され、それ ぞれのリングに沿って一方向に情報伝送が可能な複数のノード（１３）を備え、 音声その他の同期サービスおよびデータ・パケットの伝送に適した通信ネットワ ークにおいて、同期サービスに属するパケットにより生じる最大アクセス遅延を 制御する制御手段（２７）と、 パケットを伝送するために最初に使用可能なリングに同期接続を害り当てる選択 手段と を備えたことを特徴とする通信ネットワーク。
2. ２．制御手段（２７）は、複数のパケット（ｄ）を制御し、禁止状態ではないい ずれかのノードから、そのノードに接続されたリングのいずれに送出するかを割 り当てる構成である請求の範囲第１項に記載の通信ネットワーク。
3. ３．制御手段は、各ノードに、すべてのノードヘの複数のパケットを送出する権 利の再割り当てを独立に捜すための再割り当て素子を含む請求の範囲第１項また は第２項に記載の通信ネットワーク。
4. ４．異なるリングに送出されたパケットを送出された順序で受信するための手段 を備えた請求の範囲第１項ないし第３項のいずれかに記載の通信ネットワーク。
5. ５．受信するための手段は、リングによりタイムスロットをずらし、スロットの ための十分によく定義されて明瞭な時間順序を保持する主クロック装置を含む請 求の範囲第４項に記載の通信ネットワーク。
6. ６．受信するための手段は、フレーム配列フィールドと等しいビット時間のタイ ムスロットを出力する手段を含む請求の範囲第４項または第５項に記載の通信ネ ットワーク。
7. ７．受信するための手段は、伝搬長を制御して等化するエラスティック・バッフ ァを含む請求の範囲第４項ないし第６項のいずれかに記載の通信ネットワーク。
8. ８．複数の局またはノード（１３）を備え、それぞれの局が、局間の通信を行う ための複数のリング（１１′、１１′′）に接続され、 データ、音声または他の遅延の影響を受け易いメッセージを取り扱う通信ネット ワークにおいて、 遅延の影響を受け易いメッセージに望ましくない遅延が生じないように、トラヒ ックの要求に依存して、リングに接続されたそれぞれの局に複数のメッセージ・ スロットを割り当てる手段（２７）と、下流の局に送出するために利用できるリ ングヘのメッセージ・ブロックの通過路を設定する手段（１７）と、次の割り当 てを出力できるか否かを決定するために、問い合わせ情報をそれぞれの利用でき るリングに沿って通過させる手段（２７）と を備えたことを特徴とする通信ネットワーク。
9. ９．問い合わせ情報をそれぞれの利用できるリングに沿って通過させる手段（２ ７）は、いずれかの局で空スロットが使用できる時毎に初期化される構成である 請求の範囲第８項に記載の通信ネットワーク。
10. １０．問い合わせ情報が修正されることなくリングを通過して戻ったときに再初 期化手続きを行う構成である請求の範囲第９項に記載の通信ネットワーク。
11. １１．二つのメッセージ・スロットが同時にいずれかの局に到達しないように、 リング毎にメッセージ・スロットをずらす構成である請求の範囲第８項ないし第 １０項のいずれかに記載の通信ネットワーク。
12. １２．共通のクロックが、すべてのリングおよびそれに接続された局にタイミン グ信号を供給する構成である請求の範囲第１１項に記載の通信ネットワーク。
13. １３．すべてのリングは実質的に同じ長さであり、実質的に等しい遅延を導入す る構成である請求の範囲第１１項または第１２項に記載の通信ネットワーク。
14. １４．複数の局が、リングに加えて、付加的なメッセージ経路を許容する多重化 リンク（１６）に接続された請求の範囲第８項ないし第１３項のいずれかに記載 の通信ネットワーク。
15. １５．複数のメッセージ・リングに接続された複数の局を含む通信ネットワーク を動作させる方法において、遅延の影響を受け易いメッセージに望ましくない遅 延が生じないように、トラヒックの要求に依存して、それぞれの局に複数のメッ セージ・スロットを割り当て、 いずれかの局で、下流の局に送出するために利用できるリングにメッセージ・ブ ロックの通過路を設定し、次の割り当てを出力できるか否かを決定するために、 それぞれの利用できるリングに問い合わせを行う ことを特徴とする通信ネットワークの動作方法。
16. １６．それぞれの利用できるリングに対する問い合わせは、いずれかの局で空の メッセージが得られる毎に行う請求の範囲第１５項に記載の方法。
17. １７．問い合わせ情報が修正されることなくリングを通過して戻ったときには再 初期化手続きを行う請求の範囲第１５項または第１６項に記載の方法。