JPS6365278B2 - - Google Patents

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あるパスを
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、交換網の分け方と
して閉塞交換網及び非閉塞交換網がある。非閉塞
交換網は、網内におけるトラヒツク・パターンと
は無関係に常時任意の入口（inlet）を任意の出
口（outlet）に接続し得る交換棒として定義され
る。従つて、これもよく知られていることである
が、固定され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
トを必要とする。交換網で必要なクロスポイント
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くクロスポイント
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（stage）にわたつ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トリツクス
で構成され得る。例えば、１次階てい、２次（中
間）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次マトリツクス及び３次マトリツクス
と、各々64個の入口及び64個の出口を有する31個
の２次マトリツクスとを必要とする。各２次マト
リツクスは実際には、各々32個の入口及び32個の
出口を有する４個のマトリツクスで構成され得
る。市販の集積回路を用いると、この交換網は
252個のチツプ（マトリツクス当り１個のチツプ）
で構成されることになる。これに対して、同じく
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32個の入口及び32個の出口を有
する１次マトリツクス、２次マトリツクス及び３
次マトリツクスを各々32個ずつ用いて構成でき
る。その場合、チツプの総数は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、上述のように節約が何の犠性もなしに
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次マトリツク
ス及び接続先の出口を有する３次マトリツクスに
接続可能な自由リンクを持つた２次マトリツクス
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
次マトリツクスに接続されない場合に生じる。１
次マトリツクス及び３次マトリツクスは同数の入
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次マトリツクス又は３
次マトリツクスへの自由リンクを持つた２次マト
リツクスが少くとも１つある。従つて、或る２次
マトリツクスが所望の１次マトリツクス及び３次
マトリツ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3638193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、
逆転スイツチ（ベータ）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〕 本発明のパ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次マトリツクスで構成さ
れ、各２次マトリツ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、３次階ていは複数の３次入口を有する。これ
らの１次出口及び３次入口はマトリツクスの形で
実現され得る。 上述のような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の本発明のパス再配置
方法は下記のステツプ１〜ステツプ７から成つて
いる。 ステツプ１−閉塞状態にあるパスの接続要求が検
出される。 ステツプ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
リツクス、及び要求されたパスに関連する３次
入口への自由な３次リンクを有する第２の２次
マトリツクスが識別される。識別された第１及
び第２の２次マトリツクスには、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
ステツプではこれらのパスを順に指名しそれに
従つて再配置することによつて、閉塞状態にあ
るパスがメークされる。 ステツプ３−要求されたパスに関連する１次出口
又は３次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くなる
まで、即ち自由リンクが見つかるまで続けられ
る。メーク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次マトリツクスを
介して特定の３次入口に至るパスが追跡され、
これが第１のパスとして指名される。次に、こ
の特定の３次入口から第１の２次マトリツクス
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のパスとして指名される。次の
追跡はこの特定の１次出口から第２の２次マト
リツ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次マトリツクスとの
間のリンク又は特定の３次入口と第１の２次マ
トリツクスとの間のリンクが自由リンクである
ことがわかるまでパスの追跡が続けられる。 ステツプ４−ステツプ３での追跡及び識別によつ
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
よつて解放された第１又は第２の２次マトリツ
クスを用いて上述の閉塞状態にあつたパスがメ
ークされる。 ステツプ５−指名されたパ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
トリツ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次マトリツクス
を使用していた場合には、第２の２次マトリツ
クスへの切替えが行われる。 ステツプ６−ステツプ４又は５でブレークされた
パスがメークされる。 ステツプ７−指名された最後のパスに達するまで
ステツプ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、デイジタ
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。デイ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つて理解され
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つても許される。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。従つて、デイジタル化された音
声のためのパス再配置方法はミリ秒程度のパス・
ブレークを許容し得るものでよい。 しかしながら他のデイジタル・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ビツトの情報が
失なわれてしまう。従つて、デイジタル・データ
のためのパ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パ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
テツプ４又は５でのブレークに先立つて、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、ステツプ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かつた場合には、その時点
でパスの指名を打切り、別のシーケンスに切替え
るのが望ましい。例えば、前述のステツプ３が１
次出口のところから開始されていた場合には、そ
れに代つて３次入口のところからステツプ３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次階ていから成
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次マトリツクスＰ１〜Ｐ４（これ
らへの入口は図示していない）で構成され、各１
次マトリツクスの出口は各々異なつた２次マトリ
ツクスに関連している。従つて２次階ていも複数
の２次マトリツクスで構成されるが、第１ａ図に
はそのうちの２個Ｍ１，Ｍ２が示されている。各
１次マトリツクスに関連する入口を有する各２次
マトリツクスの入口及び出口の数は等しい。３次
階ていは１次マトリツクスと同数の３次マトリツ
クスＴ１〜Ｔ４で構成される。従つて各２次マト
リツクスの出口は各々異なつた３次マトリツクス
に関連している（３次マトリツクスの出口は図示
していない）。各マトリツクスは行列状に配列さ
れた複数のクロスポイント・スイツチを含むが、
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次マトリツクスが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
トリツ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次マトリツクスを含む交換網にも同様に
適用され得る。 交換網でメークされるべき各パスは固定された
端点、即ち選択された１次マトリツクス及び選択
された３次マトリツクスを含む。各２次マトリツ
クスは、各１次マトリツクス及び各３次マトリツ
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次マトリツクスへの
自由なリンク（１次リンク）を持つた２次マトリ
ツクス、及び所望の３次マトリツクスへの自由な
リンク（３次リンク）を持つた２次マトリツクス
が必らず存在するが、これらの２次マトリツクス
が異なつ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次マトリツクスのうちの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次マトリツク
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次マトリツクスは２個だ
けであるから、以下の説明（及び図面）で２次マ
トリツクスの数を２に限定しても一般性を失うこ
とはない。 各々の１次マトリツクスＰ１〜Ｐ４及び３次マ
トリツクスＴ１〜Ｔ４は同数の入口及び出口を有
し、従つて１次階てい又は３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次マトリツクスのところで
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、各階てい間のパス部分を
「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次間及び２次−３
次間の２つのリンクを含む。本発明はｎが４以上
であつ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次マトリツクスＰ１〜
Ｐ４及び３次マトリツクス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次マトリツク
ス及び３次マトリツクスとの間の選択的相互接続
は各々の呼再配置スイツチCR１Ｐ１〜CR２Ｔ４
によつて実現される。CR１XXは１次（又は３
次）マトリツクスXXを呼再配置母線CR１に接
続するスイツチを表わし、CR２XXはそれを呼
再配置母線CR２に接続するスイツチを表わす。
従つて、例えば１次マトリツクスＰ１から３次マ
トリツクスＴ４に至る迂回パスをメークする場合
には、CR１Ｐ１及びCR１Ｔ４（又はCR２Ｐ１
及びCR２Ｔ４）が閉じられる。 第１ａ図の交換網はデイジタル音声以外のデイ
ジタル・データを伝送するものとし、且つ既に６
個のパス（パス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次マトリツクスＭ１は１次マトリツク
スＰ４への自由リンクを有しているが、３次マト
リツクスＴ１へのリンクはパス１で使用中であ
り、また２次マトリツクス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。従つて第１ａ図の交換網において
は、Ｐ４からＴ１へのパスは閉塞状態にある。パ
ス７をメークするためには、２次マトリツクスＭ
１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、パス１〜パス６の
幾つかを再配置する必要がある。Ｍ１及びＭ２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Ｍ１及びＴ１への自由リンクを持
つＭ２以外の２次マトリツクス（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、仮定されているデイジタル・デー
タ伝送はパスのブレークによつて大きな影響を受
ける。従つて、或るパスが実際にブレークされる
前に代替パスをメークして使用可能にするため呼
再配置母線CR１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
手順を順を追つて説明する。 まず交換網の状態が第１ｂ図のように変えられ
る。即ち、２次マトリツクス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Ｍ１を使用してい
る状態でスイツチCR１Ｐ１及びCR１Ｔ１が閉じ
られる。この結果、パス１はＭ１及びCR１の両
方に存在する。然る後、Ｐ１，Ｍ１及びＴ１内の
クロスポイント・スイツチを制御することによつ
てパス１がＭ１から切離される。この切離しの結
果、３次マトリツクスＴ１に関連するＭ１の出口
が解放されるので、Ｐ４からＭ１を介してＴ１に
至るパス７をメークできるようになる。 次のステツプでは、第１ｃ図に示されているよ
うに、２次マトリツクスＭ１を使用していたパス
３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次マトリツクスＭ
２を使用していたパス４が同様にして２次マトリ
ツクス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、Ｍ１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Ｍ１へのパス４の
切替えが完了する。 パス４の切替えが終つた時点においては、２次
マトリツクスＭ２がＰ１及びＴ１への自由リンク
を持つている。従つて、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Ｐ１，Ｍ２及びＴ１を
適切に制御することによつてＭ２を介する代替パ
スをメークした後、スイツチCR１Ｐ１及びCR１
Ｔ１を開放することによつて達成される。かくし
て、第１ｅ図に示されているように、呼再配置母
線CR１が再び使用可能になる。 次のステツプは第１ｆ図の実現である。即ち、
パス５が２次マトリツクスＭ２から２次マトリツ
クスＭ１の方へ切替えられる。Ｍ１はこの切替え
に必要な自由リンクを既に持つているから、パス
５の切替えは、関連するマトリツクスを適切に制
御することによつてまずＭ１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
ークすることによつて達成される。 第１ｆ図から明らかなように、パス５の切替え
が終ると、１次マトリツクスＰ３から呼再配置母
線CR２を介して３次マトリツクスＴ４へ至るパ
ス３を再び２次マトリツクスＭ２の方へ切替える
ことができる。従つて再配置手順の最後のステツ
プでは、まずパス３のためのＭ２を介する代替パ
スがメークされ、続いてスイツチCR２Ｐ３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、再配置されたパス１〜パス７は何
れも２次マトリツクス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換え
順序乃至は再配置順序にある。従つて、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のようになる。

【表】 表の縦方向の列は１次マトリツクスＰ１〜Ｐ
４及び３次マトリツクスＴ１〜Ｔ４を示し、横方
向の行は２次マトリツクス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
つているところは自由リンクである。例えば、Ｐ
１及びＴ１の列とＭ１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Ｐ１からＭ１
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次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
開塞されたパス７の３次入口であるＴ１のところ
から各パスが順に指名される。従つて、Ｐ１〜Ｔ
１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次入口であるＰ１）に接続されている別のパス
即ちＰ１−Ｔ４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】 表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
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つては前記の表は不要であ
る。 パスの氏名が終ると再配置を遂行することがで
きる。最初のステツプでは、＃１が呼再配置母線
CR１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。 次いで、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、Ｍ１−Ｔ４間のリングが自由リンクになる
ので、第１ｄ図に示されているように、＃２がＭ
２からＭ１の方へ切替えられる。この切替えはＰ
１−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CR１からＭ２の
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次マトリツクスから他方の２次マトリ
ツクスへ順次に切替えることにより、最終的には
第１ｇ図の状態になる。一般的に言うと、ステツ
プｎ（ｎは０から始まる）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、（サブステツプ０）、次いで＃（2n）が一方
の２次マトリツクスから他方の２次マトリツクス
の方へ切替えられる（サブステツプ１）。かくし
て、＃（2n−１）を呼再配置母線の一方から使
用可能になつた２次マトリツクスの方へ切替える
ことができる（サブステツプ２）。最後のステツ
プにおいては、最後のパスが偶数番号であればサ
ブステツプ１及び２だけが遂行され、奇数番号で
あればサブステツプ２だけが遂行される。最後の
ステツプが終了したときには、呼再配置母線CR
１及びCR２は共に自由になつている。 上述の例では、Ｐ４−Ｔ１間の閉塞されていた
パス（パス７）がＭ１を介してメークされたが、
パスの指名を１次入口であるＰ４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、パスの再配置を＃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Ｍ１からＭ２
の方へ切替えられる。この結果、Ｍ１−Ｔ１間の
リンクが自由になるので、Ｍ１を介するＰ４−Ｔ
１間の所望のパス７をメークすることができる
（第２ｃ図）。 以下のステツプを一般的に説明すると、ｎ番目
のステツプにおいては、最初のサブステツプで
＃（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。このサブステツプは、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。次のサブステツプでは、＃（ｎ）
が一方の呼再配置母線からＭ１（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、
Ｐ１−Ｔ４間の＃２がCR１の方へ切替えられ、
更にＰ３−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次マトリツク
ス（今の場合はＴ４）へ接続するためには、各３
次マトリツ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次マトリツクス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
配置ステツ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次マト
リツクスへの自由リンクを有する第１の２次マト
リツクス及び選択された３次マトリツクスへの自
由リンクを有する第２の２次マトリツクスが識別
されたとする。各２次マトリツクスの１次リンク
（１次マトリツクスへのリンク）及び３次リンク
（３次マトリツクスへのリンク）は対になつてい
るから、上述の自由１次リンクを有する第１の２
次マトリツクスは少なくとも１つの自由３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次マトリツクスは少なくとも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次マトリツクスを各々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)＝Ｍ１の１次リンク ｂ(i)＝Ｍ１の３次リンク ｃ(i)＝Ｍ２の１次リンク ｄ(i)＝Ｍ２の３次リンク Ｍ１及びＭ２が各々異なつた１次マトリツクス
及び３次マトリツクスへのリンクを１つずつ含ん
でいるものとすると、上記のａ、ｂ、ｃ及びｄは
リンク番号を表わす。例えばＭ１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。インデツクス
ｉは、以下で説明するリンク・シーケンスにおけ
るリンクの位置を表わし、同じインデツクスｉを
有する２つのリンクが１つのパスを構成してい
る。Ｍ１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次マトリツクスＰ
４に接続された自由１次リンクＡから始まつて
Ｂ、Ｃ又はＤで終る第１シーケンスと、所望の３
次マトリツクスＴ１に接続された自由３次リンク
Ｄから始まつて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シーケンスに従つ
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つの定義によつて保証される。 (1) ａ(i)−ｂ(i)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(i)、ｂ（ｉ＋１）＝ｄ(i)上記
の
(1)は、ａ(i)及びｂ(i)に各々対応するＭ１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ａ(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ｃ（ｉ＋１）又はｂ（ｉ＋
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)に従つ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(3)、ｄ(3)、………ｃ（ｎ）、ｄ（ｎ）、ｂ（ｎ＋
１）、ａ（ｎ＋１）、……… 第２シーケンス：Ｄ、ｂ(1)、ａ(1)、ｃ(2)、ｄ(2)、
ｂ(3)、ａ(3)、………ｂ（ｎ）、ａ（ｎ）、ｃ（ｎ＋
１）、ｄ（ｎ＋１）、……… 第１シーケンスｃはｃ（ｎ）、ｄ（ｎ）又はｂ（ｎ
＋１）が自由リンクであることがわかつたときに
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つた
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)によつて一意的
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(j)＝
ｘ(i)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（ｎ）＝ｘ(k)
と仮定する。シーケンス中の各要素は一意的な直
前要素を持つているから、ｘ（ｎ）＝ｘ(k)が正しけ
れば、直前要素についての関係ｘ（ｎ−１）＝ｘ
（ｋ−１）も正しくなければならない。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。従つて、ｘ(j)≠ｘ(i)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つているからであ
る。 ２次マトリツクス当りの総リンク数をＮとする
と、Ｍ１及びＭ２は全部で2N個のリンクを持つ
ているから、第１シーケンス及び第２シーケンス
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
のリンクから成つているから、最短シーケンスの
長さは４である。従つて、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
次マトリツクスにおける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。
従つて、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つた場合に
はそこで打切つて、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。従つて、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つたとき
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上述の第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
マイクロプロセツサを使用できる。 網制御装置は接続要求があつた場合、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次マトリツクス及び出口端である３次マトリ
ツ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次マトリツク
スに接続されていれば要求されたパスをメークす
ることでき、別々の２次マトリツクスに接続され
ていれば、パ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次マトリツクスへの自由１次リンクＡを持つた
第１の２次マトリツクス、及び３次マトリツクス
への自由３次リンクＤを持つた第２の２次マトリ
ツクスを各々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、前記の表は第
２シーケンスに従つて作成されている。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−T1 Ｂ(1)＝T1−M1 ａ(1)＝M1−P1パス１（＃１） ｃ(2)＝P1−M2 ｄ(2)＝M2−T4パス４（＃２） ｂ(3)＝T4−M1 ａ(3)＝M1−P3パス３（＃３） ｃ(4)＝P3−M2 ｄ(4)＝M2−T2パス５（＃４） Ｂ＝T2−M1 これに対して、表を第１シーケンスに従つて
作成すると次のようになる。 Ａ＝M1−P4 ｃ(1)＝P4−M2 ｄ(1)＝M2−T3パス６（＃１） ｂ(2)＝T3−M1 ａ(2)＝M1−P2パス２（＃２） 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Ｔ
１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
ステツプでは前述のサブステツプ１及び２が遂行
される。即ち、パス２がＭ１からＭ２の方へ切替
えられ、次いでパス６がCR１からＭ１の方へ切
替えられる。再配置手順としては、これらの方が
簡単である。 Ｍ１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次マトリツクスへの自由３次リンクを有す
る２次マトリツクスがＭ１として識別され、所望
の１次マトリツクスへの自由１次リンクを有する
２次マトリツクスがＭ２として識別される。第１
シーケンスはＭ１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。Ｍ１及びＭ２の識別を逆にした場合には、ａ
(i)とｂ(i)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。 Ｍ１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次マトリツクスＰ１〜Pn，
Ｍ１及びＭ２を含む複数の２次マトリツクス（Ｍ
１，Ｍ２以外は図示せず）、並びに複数の３次マ
トリツクスＴ１〜Tn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−Ｔ２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。Pn−Ｍ
２間のリンク及びＴ２−Ｍ１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次マトリツクスの中から再配置に使用
される２次マトリツ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次マトリツクス
の入力アドレス（入口）及び出力アドレス（出
口）は各々Mn（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ｘ、ｙ、ｚ
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次マトリツクスPn及
び３次マトリツクスＴ２への自由リンクを識別す
ることによつて、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Ｍ１
に各々接続されているから、Pn−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
リツクスをこれらの自由リンクによつてＭ１及び
Ｍ２として識別する。然る後、網制御装置はまず
第１シーケンスに従うパス再配置表（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図は機能別にブロツク化されており、全
部で12の機能F1〜F12を含む。第３ｂ図のルーテ
ンは、テーブルの作成を第１シーケンスに従つて
Ｍ１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次マトリツク
スＭ１及びＭ２のアドレスを記憶させる。 機能F2は、ポインタIXをテーブルの開始アド
レス（バイト・アドレス）PRTABLにセツトす
る。 機能F3は、Ｍ１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、各マトリ
ツクスはＮ個の入口及び出口を有し、各１次マト
リツクスのｉ番目の出口は２次マトリツクスに接
続され、各２次マトリツクスのｊ番目の出口はｊ
番目の３次マトリツクスに接続されている。従つ
て、Ｍ１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３次マトリツクス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次マトリツクス
から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次マトリツ
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IX
の値に３が加算される。第３ｂ図のルーチンによ
つて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次マトリツクス及び
３次マトリツクス中の適切なクロスポイント・ス
イツ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３バイトを必要とするから、テーブルの
各エントリは３バイド長である。従つて、機能
F7においてテーブルの２番目のエントリの最初
のバイトをアドレス指定するためには、F4で使
用されたポインタIX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つた
場合には自由リンクではなく、リンク追跡が不成
功に終つ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、従つて
F8からF9へ進むものとする。 機能F9は、F6での追跡によつて識別された１
次マトリツクスからＭ１の方向へリンクを追跡す
ることによつてＭ１リンク及びそれに接続された
３次マトリツクスを識別する。 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
PRTABLにセツトされていたから、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IXＮ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つてしまつているので、
メイン・プログラムへの復帰が行われる。IX＜
Ｎであれば、F11からF4に房り、F9で得られた
アドレスがテーブル中のポインタIXによつて指
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は自由リンクが見つかると機能
F12へ分岐し、標識をセツトした後メイン・プロ
グラムへ復帰する。機能F11からメイン・プログ
ラムへの復帰の場合には、この標識はセツトされ
ない。 復帰後、メイン・プログラムは機能F12でセツ
トされているはずの標識を検査する。もしセツト
されていれば、テーブルの作成が完了している。
セツトされていなければ、テーブルの作成が不成
功に終つており、従つてメイン・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、Ｍ１及
びＭ２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、更にそれによつて特定の１次マトリツクス
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PRTABLより３バイト分小さい値にセツトす
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（バ
イト１）にロードされるリンク・アドレスが前述
のMn（ｍ）によつて表わされるものとすると、
第３ａ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】 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次マトリツクス及
び３次マトリツ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
ための実際のスイツ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によつて指定されたパス（Ｐ
２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Pn−Ｍ２間の
自由リンク及びブレークによつて自由になつたＭ
２−Ｔ２間のリンクを用いて所望のパスがメーク
される。勿論、指定されたパスをブレークする前
に、呼再配置スイツチをセツトすることによつて
代替パスをメークしておく必要がある。テーブル
にはセツトされるべき呼再配置スイツチを識別し
得る情報が書き込まれているから、代替パスのメ
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Ｍ２を介してＴ２に至
る所望のパスがメークされると、テーブルによつ
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パスが元の２次マトリツ
クスＭ２とは異なる２次マトリツクスＭ１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次マトリツクスから他方の２
次マトリツ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パスがこの自由リ
ンクに関連する２次マトリツクスの方へ切替えら
れる。 Z80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に示す。表の
最初の欄はプログラム・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、３番目の欄
は命令のタイプを示し、４番号の欄は同じライン
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。

【表】

【表】

【表】 メイン・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いる。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、Z80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
レジスタにチツプ・アドレスがロードされる。表
のプログラムは、マトリツクスを構成するチツ
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。従つて、両ボード上のチ
ツプが使用される場合、或る程度のアドレス変換
が必要である。 ３次マトリツクスへの自由リンクを有する２次
マトリツクスのアドレス（TSEC）はＤレジスタ
に保持され、１次マトリツクスへの自由リンクを
有する２次マトリツクスのアドレス（PSEC）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３次アドレス（TRMADDR）及び
BCレジスタにある１次アドレス（PRTADDR）
によつて識別される。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NBRD＝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つたボードにあ
るかを調べる。もし異なつたボードにあれば、
NBRDが２にセツトされ、さもなければライン
13のジヤンプ命令によつて次の３つのライン14〜
16がスキツプされる。 ライン17〜25は、選択された２つの２次マトリ
ツクスに接続されている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30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
ログラムはライン32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、F11はライン54及び55
で実行される。ライン54からメイン・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
ヤンプ命令の条件に満たされていないので次のラ
イン３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、ジヤンプ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
ピユータの端末とコントローラのポートとの接続
を行つた。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
リツクスの入口及び３次マトリツクスの出口の両
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鏡像関係にし
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
示す交換網のブロツク図、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
交換網のブロツク図、第３ａ図はテーブル作成を
説明するための交換網のブロツク図、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
ーチヤートである。 Ｐ１〜Ｐ４……１次マトリツクス、Ｍ１，Ｍ２
……２次マトリツクス、Ｔ１〜Ｔ４……３次マト
リツクス、CR１，CR２……パス再配置母線。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 複数の１次出口を有する１次階ていと複数の
   ３次入口を有する３次階ていとの間に少なくとも
   ２つの２次マトリツクスで構成された２次階てい
   が配置されており、かつ前記２次階ていを迂回し
   て前記１次階てい及び前記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た閉塞交換
   網において、閉塞状態にあるパスをメークするた
   めに、 (イ) 前記パスの接続要求を検出するステツプ (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次マトリツクス、及び前
   記パスに関連する３次入口への自由３次リンク
   を有する第２の２次マトリツクスを識別するス
   テツプ (ハ) 前記関連する１次出口又は前記関連する３次
   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次マトリツクスを
   介して既にメークされているパスを順次に追跡
   して識別するステツプ (ニ) 前記(ハ)のステツプで識別されたパスのうち選
   択された１つのパスをブレークし、該ブレーク
   によつて解放された前記第１又は第２の２次マ
   トリツクスを介して前記閉塞状態にあるパスを
   メークするステツプ (ホ) 前記(ハ)のステツ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
   テツ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
   マトリツクスとは異なる第２又は第１の２次マ
   トリツクスの方へ切替えるステツプ (ヘ) 前記(ニ)又は(ホ)のステツプでブレークされたパ
   スを前記第１又は第２の２次マトリツクスを介
   してメークするステツプ (ト) 前記(ハ)のステツプで識別された最後のパスに
   達するまで前記(ホ)及び(ヘ)のステツプを繰返すス
   テツプ を実行するとともに、 前記(ニ)又は(ホ)のステツプでブレークされるべき
   パスを該ブレークに先立つて前記再配置母線の方
   へ切替える ことを特徴とするパス再配置方法。 ２ 前記(ハ)のステツプで識別されたパスの数が予
   め決められた値に達してもなお前記自由リンクが
   見つからなかつた場合には、開始点を変えて前記
   (ハ)のステツプを最初から実行し直す特許請求の範
   囲１項に記載のパス再配置方法。