KR20060130192A - 네트워크를 통하여 통신이 가능한 데이터 처리 유닛을가지는 데이터 처리 회로 - Google Patents

네트워크를 통하여 통신이 가능한 데이터 처리 유닛을가지는 데이터 처리 회로 Download PDF

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KR20060130192A
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Abstract

데이터는 절점회로의 네트워크에 의하여 상호연결되는 다수의 데이터 처리 장치를 포함하는 회로에서 처리된다. 절점회로는 타임슬롯 다중통신방식의 토대로 리소스를 사용한다. 스트림은 소스 데이터 처리 유닛과 목적지 데이터 처리 유닛 사이에서 시작된다. 각 스트림은 타임슬롯의 주기적으로 반복하는 선택에서 리소스를 점유하는 메시지를 포함한다. 반복주기는 네트워크주기가 되며, 이는 모든 스트림에 대하여 동일하다. 절점회로는 특정 스트림에 할당된 스트림의 특정경로에서 절점을 따라 네트워크를 통하여 특정 스트림의 주기적 반복 선택 메시지를 모두 포워드한다. 절점회로는 특정 스트림에서의 메시지의 우선권 척도에 의존하여 각 메시지를 포워드하기 위해 포워드할지 또는 폐기할 지를 결정한다. 절점회로는 특정 절점회로로부터 더 높은 순위의 메시지의 포워딩으로 인해 리소스가 부족하게 남아 있으므로 더 낮은 순위의 메시지가 포워딩되는 것을 방지한다. 바람직하게는, 선택된 응답 타임슬롯에서, 절점회로는 메시지의 성공적인 포워딩를 확인하도록 확인(Confirmation)을 되돌려 보낸다. 선택된 응답 타임슬롯은, 예를 들면, 초기메시지가 반의 네트워크 주기로 반복되는 일련의 타임슬롯 중의 하나에 도달되는 이들 절점회로부(22)로부터 확인을 전송함으로써, 추가 메시지가 교차하는 타임슬롯에서 추가 절점회로부(22)에서 확인을 교차하게 될 지를 교차하는 타임슬롯동안 추가 절점회로에서 스트림의 추가 메시지의 존재로부터 경로를 따라 뒤로 추가 절점회로에서 예상하는 것이 가능하도록 예정된 방법에서 선택된다. 절점회로는 절점회로에서 스트림의 메시지가 예상된 교차의 타임슬롯에 확인으로 교차되는 지를 탐지한다. 절점회로는 교차가 예상된 타임슬롯에서 감지되는 경우에만 메시지를 포워드한다. 더 바람직하게는, 확인은 연속 확인이 네트워크 주기로 주기적으로 리소스를 점유하도록 전송된다. 이러한 경우, 목적 데이터 처리 유닛은 네트워크 주기 후에 확인을 따르게 하는 타임슬롯에서 응답메시지의 스트림을 시작한다. 따라서, 응답스트림의 포워딩이 앞서 보장된다.
통신, 데이터, 네트워크, 예비 메시지, 절점회로, node circuit

Description

네트워크를 통하여 통신이 가능한 데이터 처리 유닛을 가지는 데이터 처리 회로{DATA PROCESSING CIRCUIT WHEREIN DATA PROCESSING UNITS COMMUNICATE VIA A NETWORK}
본 발명은 네트워크를 통하여 통신이 가능한 데이터 처리 유닛을 가지는 데이터 처리 회로에 관한 것으로서, 특히 이러한 데이터 처리 회로를 포함하는 집적회로에 대한 것이다.
신호처리회로는 실시간, 즉 오디오 또는 비디오 데이터와 같은 실시간에 가까운 데이터의 스트림(Stream)을 처리한다. 배포된 신호처리회로에서 이러한 데이터의 스트림은 가령 프로그램가능한 프로세서 회로, 전용 프로세싱 회로, 주변입출력회로 등, 스트림을 처리하는 다른 데이터 프로세싱 회로들 간에 교환된다.
스트림의 실시간 특성은 보장된 통신 대역폭이 스트림에 대하여 이용가능해야하며, 이와 함께 데이터의 기설정된 양이 시간당 전송될 수 있어야함을 요구한다. 이러한 목적에 통신구조를 제공하는 가장 단순한 방법은 각 스트림에 대하여 전용 통신도선을 구현하는 것이다. 그러나, 대부분의 경우, 다른 스트림에 의해서도 공유되는 통신구조를 제공하는 것이 바람직하다. 특히 스트림이 제한된 시간의 구간동안에 존재하고 모든 사용 가능한 통신 대역폭을 점유하지 않는다면, 이는 연 결도선을 위한 회로영역을 감소시키게 된다.
통신 버스구조는 소량의 데이터 처리 유닛을 가지는 단순회로에서 통신을 제공하기에 족하다. 버스구조에서, 통신데이터 처리 유닛은 공유된 일련의 통신도선에 결합되며, 다른 스트림으로부터의 데이터는 하나 건너 뛴 타임슬릇(Time-slot)에 있는 통신도선에 넘겨지게 된다. 그러나, 서로 연결되어야 할 통신 데이터 처리 유닛의 수가 증가되면, 이러한 간단한 통신구조는 더 이상 만족스럽지 않게 된다.
대량이고 더 유연한 통신용량을 제공하기 위해, 통신네트워크가 점점더 집적회로의 내부에 데이터 처리유닛을 서로 연결하기 위해 사용된다. 네트워크에서, 직접 데이터 처리유닛을 연결하는 통신도선의 단일공유 집합은 더 이상 유효하지 없다. 대신 공유가능한 통신도선의 복수집합이 제공되며, 이는 다른 데이터 처리유닛 사이에 통신경로를 형성하기 위하여 통신도선의 하나의 집합으로부터 통신도선의 다른 하나의 집합으로 데이터를 보내는 소위 절점회로에 의하여 연결된다. 네트워크는 대표적으로 여러 개의 대안 통신경로(Communication path)로부터 선택 가능한 하나를 따라 쌍의 데이터 처리유닛 사이에서 연결설정을 가능하게 한다. 만일 한 통신경로의 부분이 점유된다면, 다른 통신경로가 선택된다. 따라서, 스트림은 많은 병렬의 데이터 처리유닛의 임의의 선택쌍 사이에서 전달된다.
스트림의 실시간 성질은 보장된 대량의 대역폭, 즉 대표적으로 유효한 통신 타임슬롯의 기설정된 부분이 끊임없이 각 능동 스트림에 이용가능할 것을 요구한다. 통신도선과 같은 리소스에 대한 경쟁으로 인한 스트림통신의 방해는 방지되어야만 한다. 왜냐하면, 이들 방해는 비디오 디스플레이에서의 방해 또는 오디오출력 에서의 잡음 등과 같은 오작동을 가져온다. 어느 정도까지는, 회선경쟁 문제는 절점(Node)에서 데이터의 일시 버퍼링에 의하여 완화될 수 있으나, 버퍼링량은 최소화도어야 한다. 왜냐하면 버퍼메모리의 유입은 절점에 의해 사용된 집적회로의 영역을 증가시키기 때문이다.
보편적으로 스트림을 위한 실시간 대역폭의 지속적인 유효성을 보장하는 것은 중앙화된 계획, 또는 적어도 각 스트림에 대하여 리소스를 예약하기 위한 절점의 프로그래밍을 요한다. 여기서, 절점의 프로그래밍은 다음 절점에 통신도선의 접근이 예약된 타임슬롯동안 특정 스트림을 위하여 예약되는 것을 가리킨다. 데이터 처리유닛이 스트림을 시작할 때, 절점회로에서, 가능하게는 시작된 다른 스트림과의 경쟁에서 예약되지 않은 타임슬릇을 서치하는 것이 필수적이다.
대역폭이 스트림을 위하여 예약되었음을 표시하기 위해 절점에서 정보를 저장하고자 하는 필요는 절점디자인을 복잡하게 한다. 이는 절점을 느리게 하고, 귀중한 회로영역을 점유할 수 있다. 예약 데이터와 같은 이러한 타입을 설정하기 위한 프로세스는 동일한 단점을 가진다.
따라서, 특히 본 발명의 목적은 상호연결 네트워크를 데이터 처리 유닛 회로에 제공함에 있다. 이는 일단 스트림이 개설되면, 네트워트의 절점회로에서 스트림에 대하여 정보의 저장을 요구할 필요없이, 네트워크가 한 스트림 데이터의 연속 메시지에 보장된 억세스를 제공한다.
특히, 본 발명의 다른 목적은 스트림이 보장된 억세스를 받기 위해 충분히 개설되기 전에 전송될 필요가 있는 메시지의 수를 최소화함에 있다.
특히, 본 발명의 다른 목적은 스트림으로부터 메시지수신에 응답하여 응답스트림(Return stream)의 메시지에 대하여 네트워크에 대한 보장된 억세스를 제공함으로써, 수신 데이터 처리유닛으로부터 응답스트림을 개설하는 데 있다. 반면, 일단 수신 데이터 처리유닛이 응답스트림의 메시지를 전송하기 시작한다면, 응답스트림을 개설하기 위한 메시지는 최소가 요구된다.
특히, 본 발명의 다른 목적은 배포된 방식으로 결합된 태스크를 실행하도록 프로그램된 데이터 처리유닛의 사용을 뒷받침하는 데 있다. 즉 상호연결 네트워크에 대하여 태스크에 관련된 데이터 스트림을 전달하고 여기서 프로그램은 네트워크를 통하는 통신경로의 길이에 독립적이 된다.
본 발명은 청구항 1에 따른 회로를 제공한다. 이러한 회로에서, 데이터 처리유닛은 네트워크를 통하여 메시지를 포워드하는 절점회로를 포함하는 타임슬롯 다중 네트워크(Multiplexing network)를 통하여 상호연결된다. 데이터 처리유닛은 주기적으로 반복되는 타임슬롯의 패턴에서 네트워크의 리소스를 점유하는 메시지 스트림의 시작 타임슬롯을 선택한다. 여기서 각 스트림은 동일 주기(네트워크 주기로 불임)를 가지며, 스트림의 연속 메지시는 네트워크를 통하여 동일한 스르림의 특정한 경로를 따라 이동하게 된다.
절점회로는 메시지가 특정 스트림에서의 메시지의 우선권(특정 스트림의 시작이래 해당 메시지를 앞서는 메시지의 수)에 기초하여 공유가능 네트워크 리소스(가령 절점회로 사이에서의 통신라인)에 대한 억세스를 얻는 지를 중재한다. 전에 시작된 스트림으로부터 높은 순위를 가진 메시지가 충분한 리소스를 남기는 경우에만 절점회로는 특정 스트림으로부터 메시지를 포워드한다. 그렇지 않은 경우라면, 메시지는 포워드되지 않는다. 우선권은 예를 들면, 메시지의 필드에서 표시될 수 있으며, 이는 우선권을 결정하기 위한 절점에 의하여 읽혀지게 된다. 이러한 방식으로, 일단 초기 메시지가 절점회로로부터 포워드되면, 모든 후속 메시지는 그 절점회로부터 포워드될 것이 보장된다. 왜냐하면, 리소스를 위하여 경쟁하는 새롭게 발생한 주기적인 스트림이 정수(Integer number)의 네트워크 주기 이후에 늘 후순위이기 때문이다.
실시예에서, 스트림의 목적지 데이터처리 유닛에서 스크림의 초기 메시지의 도착을 확인하는 확인(Confirmation)신호가 되돌려 진다. 일단 소스 데이터처리 유닛이 이러한 확인을 받게 되면, 소스 데이터 처리 유닛은 스트림의 모든 후속메시지가 포워드된다는 것을 확실히 할 수 있게 된다. 그러므로 메시지가 확인의 수신전 마지막 메시지의 임계 우선권(Threshold seniority)을 넘어 서는 우선권을 가지는 경우 무조건 억세스를 허용함으로써, 메시지를 포워드하기 위한 결정은 단순화될 수 있다.
바람직하게는, 네트워크에 있는 절점회로에 의한 스트림의 초기 메시지의 부분적인 포워딩은 초기 메시지가 목적지 데이터처리 장치에 도달하기 전, 소스 데이터처리 장치에 확인된다. 이는 그 후에 중재가 불필요한 임계우선권을 감소시킨다. 바람직하게는, 절점회로가 빈번히 확인을 보내므로 임계우선권이 1개로 감소될 수 있으며, 따라서 리소스를 위한 경쟁이 오로지 스트림의 초기 메시지를 위하여 중재되어야만 한다. 이는 중재를 간소화시키며, 무익한 리소스 점유를 최소화시킨다.
바람직하게, 절점회로는 초기 메시지의 포워딩에 대한 확인을 적시에 받지 못하게 되면, 스트림의 메시지를 버리게 된다. 각 절점회로에서 확인의 수신에 포워딩의 조건을 붙이는 것은 불필요하다. 경로의 스트레치(Stretch)를 따라 다중 절점회로를 위하여 각 시간마다 이렇게 하는 것으로도 충분하다. 이러한 목적을 위하여, 선행메시지가 그 스트레치의 끝에 성공적으로 포워드됨을 표시하기 위해, 싱글 확인이 특정 스트림으로부터 다음 메시지로써 동일 타임슬롯의 맨뒤, 스트레치의 시작점에서의 절점에 도착하는 것으로도 충분하다. 따라서, 확인은 네트워크주기당 1개의 절점회로를 통과할 필요가 있으며, 스트레치를 따라 절점회로에서 확인이 필요한 것은 아니다.
바람직하게, 절점회로는 메시지가 스트림의 메시지경로를 뒤따라, 성공적으로 네트워크를 통하여 포워드됨을 표시하기 위해 1개 이상의 확인을 되돌려 보낸다. 대안으로써, 예를 들면 확인은 네트워크의 외부로 되돌려 보내질 수 있다. 확인이 네트워크를 통과하여 경로를 따라 되돌려 지는 실시예에서, 바람직하게 절점회로는 확인이 스트림의 후속메시지를 교차하는 타임슬릇의 교차가 예정계획(Predetermined scheme)에 의하여 예견될 수 있도록 하기 위하여 응답 타임슬롯에서 확인을 되돌려 보낸다(예를 들면, 교차는 예정된 타임스롯, 즉 스트림의 후속메시지에 포함된 정보로부터 계산된 타임슬롯에서 발생한다). 절점회로는 타임스롯의 교차를 예견하기 위하여 예정계획을 이용하며, 절점회로가 교차(Crossing) 메시지와 예견된 타임슬롯의 교차에서 동일한 스트림에 대한 확인을 수신하였는 지를 테스트하게 된다. 메시지와 확인의 예견된 교차가 탐지되지 않으면, 절점회로는 그 메시지를 버리게 된다. 그러므로, 일단 초기메시지가 포워드되지 않는 다면(예상된 확인의 결여로부터 명백한 바와 같이), 우선순위가 높아 확인으로 교차되어야 하는 메시지는 또한 버려지게 된다. 이는 메시지에 대한 네트워크 리소스의 억세스를 중재할 필요가 없게 한다. 이는 중재를 간소화하며, 무익한 리소스 점유를 최소화한다.
바람직하게, 확인이 너무 빈번히 전송되므로 절점회로가 스트림의 초기메시지를 포워드한 후, 절점회로에서 첫 번째 교차가 대개는 하나의 네트워크 주기(바람직하게는 정확한 하나의 네트워크 주기)에서 발생해야만 한다. 그러므로, 확인과 교차된다면 더 이상의 중재없이, 스트림의 두 번째 이상의 메시지는 포워드될 수 있음을 보장하게 된다. 한 절점에서의 포워딩과 그 절점에서의 후속 교차사이에서의 한 네트워크 주기의 딜레이는 각각으로부터 반 네트위크 주기의 타임슬롯에서 초기메시지의 포워딩에 대한 연속적인 확인을 보냄으로써 보장될 수 있다. 이러한 방법으로, 제 1 확인이 보내진 절점신회로부터 제 2 확인이 보내진 다른 절점신호까지 초기메시지가 이동하는 시간과 다른 절점에서 절점신호까지 확인이 이동하는 시간의 합은 많아야 한 네트워크 주기가 된다.
바람직하게, 확인은 연속 확인이 상기 네트워크 주기를 가지로 주기적으로 각 리소스에서 네트워크를 점유하도록 선택되는 응답 타임슬롯으로 보내진다. 이러한 방법으로, 우선권 중재 스킴(Seniority arbitration scheme)은 또한 확인을 위하여 사용될 수 있다. 네트워크 리소스의 주기적 점유는 초기메시지가 정확히 반 네트워크주기로 반복되는 각각의 일련의 타임슬롯으로 포워드되는 때 초기메시지의 포워딩에 대한 확인을 전송함으로써 실현될 수 있다. 따라서, 확인을 되돌려 보내는 응답 타임슬롯은 클럭주기를 계산함으로써 단순히 선택될 수 있다.
바람직하게, 응답스트림은 원스트림(Original stream)의 초기메시지 수신에 대한 응답으로 원스트림의 목적지 데이터처리 유닛으로부터 개설된다. 목적지 데이터처리는 마지막 확인의 하나의 네트위크 주기 후에 시작하여, 정수의 네트워크 주기 후에 원스트림의 확인에 따르도록 응답스트림의 응답 메시지를 전송하기 위해 마련된다. 이러한 방법으로, 앞서는 확인은 응답스트림의 순위가 더 높은 메시지로서 이용될 수 있다. 이는 응답스트림의 응답메시지가 중재로 소멸되는 가능성을 감소시키거나, 심지어는 제거한다. 기본적으로, 응답스트림은 응답메시지의 포워딩을 중재할 필요없는 보장된 억세스이다.
실시예에서, 수신 데이터처리 유닛은 원스트림의 초기메시지의 도착에 대한 타임슬롯에 의존적으로 선택되는 타임슬롯에서 시작하면서, 주기적으로 응답스트림의 메시지를 보내기 위해 미리 마련된다. 선택은, 원스트림의 초기메시지의 도착과 응답스트림의 메시지전송의 타임 슬롯 시퀀스 넘버 ta, tτ합이 스트림의 네트워크 주기를 법으로 하여 예정번호 "s"와 같도록 이루어진다. 이는 네트워크를 통과하는 경로의 길이를 알 필요조차 없이, 응답스트림의 타임슬롯 메시지와 원스트림이 한 절점회로에서 각기 교차되도록 결정될 수 있음을 사전에 보장한다. 이러한 타임슬롯의 교차에 대한 시퀀스넘버의 더블은 2*(s+1)와 같고, 이는 스트림의 네트워크 주기에 의거한 예정번호에 더하기 1의 2배이다. 이는 절점회로가 응답스트림의 전송 전에 경로를 따라 다시 확인의 전송시간을 선택하도록 한다.
예정번호는 각각의 스트림에 대하여 동일하게 선택될 수 있거나 각 스트림에 대하여 개별적으로 선택될 수 있다. 이때, 절점회로가 확인메시지를 보낼 때를 결정할 수 있도록 스트림의 초기메시지는 예정번호를 표시한다. 일실시예에서, 예정번호는 -1 모듈로(Modulo) 네트워크주기와 같다. 이러한 방법으로, 절점회로는 시퀀스넘버가 0 모듈로 반 네트워크주기와 같은 타임슬롯에서 확인을 전송할 수 있다.
첨부된 도면에 도시된 예에 의하여 본 발명의 다른 목적과 이점들을 기술한다.
도 1은 데이터 처리 회로도,
도 2는 데이터 처리 유닛쌍과 연결되며 네트워크를 통한 경로를 보인 도면.
도 2a는 네트워크의 다른 실시예를 통한 경로를 보인 도면.
도 3은 절점회로도.
도 3a는 절점회로부를 보인 도면.
도 4는 통신동안 사용되는 타임슬롯을 보인 도면.
도 5는 통신동안 사용되는 다른 타임슬롯을 보인 도면.
도 1은 다수의 데이터 처리 유닛부(10)와, 위 데이터 처리 유닛부와 상호 연 결되는 네트워크(12)를 포함하는 데이터 처리 회로를 보인 것이다. 대표적으로, 데이터 처리 유닛부(10)와 네트워크(12)는 집적회로로 직접된다. 용어 "데이터 처리 유닛"은 DSPC(Dedicated Signal Processing circuits), DCT(Discrete Cosing Transform:이산 코사인 변환)계산 회로, 메모리, IO(Input/Output)회로 등과 프로그램 가능한 신호 처리코어(Programmable signal processing cores)를 포함하나 이에 한정되지는 않으며, 데이터를 생성 및/또는 처리하는 어떠한 형태의 회로에 대하여 일반적으로 사용된다. 비록 3개의 데이터 처리 유닛부(10)만이 명백하게 도시되 있을 지라도, 실제 더 많은 구성이 존재함을 이해해야 것이다.
도 2는 통신도선(20)을 상호 연결하는 절점회로부(22), 통신도선(20)을 포함하는 네트워크(12)를 보인 것이다. 터미널 절점회로부(22a, 22b)는 데이터 처리 유닛부(10a,10b)와 네트워크(12)를 결합한다. 비록 쌍의 라인이 통신도선(20)의 앞뒤 통신을 위해 도시되었을 지라도, 각 라인은 예를 위하여 메시지 데이터와 다양한 제어데이터를 위한 다수의 통신도선을 의미함을 이해해야 할 것이다. 도시된 바와 같이, 통신도선(20)의 부분과 절점회로부(22)는 전송 데이터 처리 유닛부(10a)와 수신 데이터 처리 유닛부(10b) 사이에서 네트워크를 통과하는 통신경로를 형성한다. 도면은 도시된 특정경로와 관계되는 네트워크(12)에서 통신도선(20)의 부분과 절점노드부(22)를 단순히 보여주는 것에 중점이 두어져야 한다. 실제, 더 많은 통신도선(20)과 절점회로(22)가 존재할 수 있으며, 또한, 도면에 도시된 데이터 처리 회로부(10a,10b)의 쌍사이에서 더 많은 경로가 가능할 수 있다.
도 2a는 포워드와 백워드 통신을 위하여 공유되는 통신도선(20)이 있는 네트 워크의 다른 실시예를 통한 경로를 보인 것이다. 각 시간마다 절점회로부(22)는 두 개의 절점회로가 억세스를 얻으려 한다면, 어떤 절점회로가 억세스를 얻을 것인지를 결정하는 억세스 제어회로부(24)뿐만 아니라 통신도선(20)에 연결된다. 네트워크의 다른 형태에 있어서, 3개 이상의 절점회로부(22)가 동일한 통신도선(20)에 연결될 수 있다.
작동상, 선택된 데이터 처리 유닛부(10)는 네트워크(12)를 통하여 선택된 다른 데이터 처리 유닛부(12)에 데이터의 스트림을 전송한다. 각 스트림은 전송 데이터 처리 유닛부(10a)로부터 네트워크(12)에 진입하고, 네트워크(12)를 통하여 절점회로부(22)로부터 절점회로부(22)로, 수신 데이터 처리 유닛(10b)으로 포워드되는 일련의 메시지를 포함한다. 대표적으로, 회로는 연속적인 타임슬롯에서 작동하고, 따라서 메시지는 연속적인 타임슬롯에서 연속적인 통신도선(20)을 따라 전송된다.
데이터 처리 유닛부(10)는 네트워크 주기 P에 따라 주기적으로 각 스트림으로부터 메시지를 전송하며, 이는 대표적으로 스트림에서 다음 메시지의 전송 대(對) 하나의 메시지의 전송으로부터 전송 타임슬롯의 개수로 표현된다. 동일 스트림으로부터의 모든 메시지는 항시 동일 경로를 통하여 경과한다. 이러한 목적을 위하여, 일실시예에서는, 전송 데이터 처리 유닛부(10a)는 각 메시지에 경로설명을 포함하나, 경로는 또한 예를 들면 경로의 소스와 목적지에 의하여 암시될 수도 있다. 덧붙여, 전송 데이터 처리 유닛부(10a), 또는 터미널 절점회로부(22a,b)는 메시지가 스트림의 초기 메시지인지 아닌지를 나타내도록 메시지에 정보를 포함한다.
도 3은 절점회로부(22)의 실시예를 보인 것이다. 이러한 실시예는 통신도선 (20)에 결합되는 절점회로부(22)와 각 포트부(222)를 위한 수신 라우팅 회로부(220)에 결합되는 많은 포트부(222)를 포함한다. 각 라우팅 회로부(220)는 포트로부터 각 나가는 통신도선(20)에 결합된 출력단과, 나머지 포트(20)로부터 들어오는 통신도선에 결합된 입력단을 갖는다. 통신도선이 쌍방향 또는 더 많은 방향 통신에 사용되는 실시예에서, 라우팅회로부의 출력단은 포트부(222)의 결합된 입력/출력단에 연결된다. 절점회로는 예를 위하여 4개의 입력다과 4개의 출력단으로 도시된다. 절점회로는 많은 포트와 라우팅 회로로 구성될 수 있음을 이해하여야 할 것이다.
도 3a는 라우팅회로부(220)의 일부에 대한 실시예를 도시한 것이다. 라우팅회로부(220)는 입력 메시지 메모리부(36), 수신회로부(37a-c) 및 포워딩 회로부(38)를 포함한다. 입력 메시지 메모리(36)는 포워딩 회로부(38)를 통하여 출력 데이터 도선(30d)에 결합되며, 수신회로부(37a-c)에 결합된 포트를 가진다. 또한 포워딩 회로부(38)는 출력 데이터 도선(30d)와 동일한 포트로부터 입력 데이터 도선(32)에 결합된다. 이때 각 수신회로부(37a-c)는 나머지 포트의 각 하나의 입력 데이터 도선에 결합된다. 더욱이, 포워딩 회로부(38)는 응답 인에이블 신호에 대하여 입력을 갖는다.
작동중 절점회로부(22)는 입력 데이터 도선(30a-c)으로부터 메시지를 수신하고 입력 메시지 메모리부(36)에 이들 메시지를 저장한다. 포워딩 회로부(38)는 메시지가 포워딩 회로부(38)에 결합된 출력 데이터 도선(30d)을 통하여 포워드되어야 하는 지를 결정하기 위해 각 메시지를 검사한다. 포워딩 회로부(38)는 우선 2개 이상의 입력단(30a-c)으로부터 메시지가 존재하는 지, 또한 선택된 타임슬롯에서 응 답메시지가 입력단(32)으로 수신되 었는 지에 따라 메시지를 포워드하는 결정의 기초를 형성한다.
쌍방향 또는 더 이상의 방향 통신도선이 사용되는 실시예에서, 포워딩 회로부(38)는 또한 출력 통신 도선(30d)에 억세스를 얻을 수 있는 지에 의존하여 포워드 결정을 한다. 이러한 실시예에서, 포워딩 회로부는 스트림(초기 또는 후속)에서 출력메시지의 위치에 따른 억세스 제어신호를 나타낸다. 만일 메시지가 후속 메시지이면, 포워딩 회로부(38)는 억세스 제어회로부(24)에 무효(Overruling) 억세스 신호를 인가하고, 데이터도선(30d)을 통하여 메시지를 전송할 수 있음을 보장한다. 만일 메시지가 초기 메시지이면, 포워딩 회로부(38)는 억세스 제어회로부에 요청신호(Requesting signal)를 인가한다. 만일 통신도선을 위하여 마련된 억세스 제어 회로부(24)가 억세스 승인 신호으로 응답하면, 포워딩 회로부(38)는 데이터도선(30d)을 통하여 메시지를 전송한다. 만일 억세스 제어 회로부(24)가 억세스 승인 신호로 응답하지 않으면, 메시지는 전송되지 않게 된다. 이 경우, 메시지는 분실되었으며, 버려진 것으로 언급된다.
이러한 실시예에서, 통신도선을 위해 마련된 억세스 제어회로부(24)는 만일 단지 어떠한 포워딩 회로(어떤 첨가된 절점회로에서)부터 무효신호를 수신받지 못한 경우에만 억세스 승인 신호로 응답한다. 만일 억세스 제어회로부(24)가 싱글 요청과 비무효신호를 받게 되면, 억세스 제어 회로부(24)는 요청을 승인한다. 만일 억세스 제어 회로부(24)가 2 개 이상의 포워딩 회로로부터 비무효신호를 수신한다면, 억세스 제어 회로부(24)는 포워딩 회로부들 중의 하나를 선택하고 그 포워딩 회로에 억세스를 승인한다.
비록 명확성을 위하여 포트로부터 입력메시지를 저장하는 메모리부(36)를 구비한 각 포트마다 별도의 라우팅 회로부(220)가 도 3에 도시되어 있을 지라도, 물론 실제 싱글 라우팅 회로는 모든 포트에 대하여 사용될 수 있음이 이해될 것이다. 여기서, 하나의 메모리는 모든 포트로부터 수신된 메시지를 저장하고, 라우팅 회로는 적당한 포트에 메시지를 라우팅한다.
다음 토의될 바와 같이, 스트림의 메시지를 전송하는 소스 데이터 처리 유닛부(10)는 네트워크(12)를 통하여 적어도 초기 메시지의 전송에 대한 성공을 통지받는다. 소스 데이터 처리 유닛부(10)는 만일 초기 메시지가 어느 곳에서 버려졌다면 스트림으로부터 후속 메시지를 전송하는 것을 방지하기 위해 구비된다. 이 경우, 소스 데이터 처리 유닛부(10)는 대표적으로 다른 시점에서 스트림의 갱신을 시작하도록 시도하게 된다.
이러한 메커니즘에 의하여 보장된 채널이 유효함을 이해하여야 할 것이다. 물론 스트림의 초기 메시지가 성공적으로 포워드된다면, 스트림의 메시지에 대하여 경로를 따라 절점회로에서 주기적으로 반복되는 타임슬롯을 띠게 된다. 초기 메시지가 타임스롯에서 절점회로에 의하여 포워드되는 경우, 선행 스트림이 그 타임스롯에서 절점회로를 획득함으로써 억세스를 막을 수 없다는 것이 알려져 있다. 일단 초기 메시지의 전송이 성공한다면, 후에 발생하는 스트림은 후속 메시지를 희생하여 액세스를 방지할 수 없음이 확실하다.
다음에서, 초기 메시지의 전송성공에 관하여 데이터 처리 유닛부(10)에 통지 하는 방법을 기술한다.
제 1 실시예에서, 스트림{이후 원스트림(Original stream)으로 명칭됨}의 수신 데이터 처리 유닛부(10b)는 원스트림의 초기메시지의 수신에 응답하여 응답스트림을 설정하기 위하여 구비된다. 응답스트림으로부터의 메시지는 원스트림의 메시지로써, 그러나 반대방향으로 동일 절점회로부(22)를 끼고 동일 경로를 따라 전송된다. 원스트림(및 어떤 다른 스트림)과 비슷하게, 응답스트림은 주기적으로 반복되는 타임슬롯으로 전송되는 메시지로 구성된다.
따라서, 전송 데이터 처리 유닛부(10a)는 응답스트림의 초기 메시지의 도착에 의하여 스트림의 초기 메시지에 대한 성공적인 전송을 통지 받는다. 만일 전송 데이터 처리 유닛(10a)이 적시에 응답스트림의 초기 메시지를 수신받지 못하면, 초기메시지는 폐기되고 원스트림의 후속메시지를 전송하는 것이 중지됨이 유추된다.
바람직하게, 절점회로부(22)는 원스트림의 초기메시지를 받자마자, 응답스트림의 연속적인 메시지가 전송될 주기적인 타임슬롯에서 경로를 따라 응답스트림의 예비 메시지(Precursor message)를 전송한다. 이는 전송 데이터 처리 유닛부(10a)가 초기메시지가 폐기되는 지를 곧 바로 탐지하는 것을 가능하게 한다. 따라서, 이는 원스트림의 후속 메지시를 곧 바로 전송하는 것을 중지할 수 있게 한다. 물론, 이러한 목적을 위하여 절점회로부(22)는 응답스트림의 메시지가 장래에 언제 도착하는 지를 할 필요가 있다. 바람직하게, 이것이 원스트림의 초기메시지의 도착시간의 다음에 오도록 질점회로가 구비된다.
실시예에서, 원스트림의 초기메시지의 수신에 대한 타임슬롯에 의존하는 응 답스트림의 초기메시지의 전송에 대한 타임슬롯을 선택하도록 수신 데이터 처리 유닛(10b)이 구비됨으로, 이것이 이용된다. 선택된 타임슬롯은 다음과 같은 고려에 의하여 결정된다. 연속 정수"t"는 슬롯타임으로 하자. "ta"는 원스트림의 초기메시지가 수신 데이터 처리 유닛부(10b)에 도달하는 타임슬롯의 숫자로 하자. 원스트림으로부터 메시지가 주기적으로 전송되므로, 메시지는 어떤 후속 타임슬롯에 도달할 것이다.
[수학식1]
t=ta mod P
여기서, 방정식상(즉 등식의 선언) 일반적인 모듈로 퀄리피케이션(Modulo qualification) "mod P"는, 이 방정식이 P의 어떤 정수곱이 우측에 더해진 경우 만족됨을 나타낸다. 더 특정하게는, 정수 "n"이면, 현 방정식에서는 t=ta + n P가 된다. "tτ"는 수신 데이터 처리 유닛부(10b)로부터 응답스트림의 초기메시지에 대한 전송의 타임슬롯의 수가 된다고 하자. 지금 수신 데이터 처리 유닛부(10b)는 제 1 타임슬롯에서 응답스트림의 초기메시지를 전송하기 위해 구비되면, 다음식을 만족한다.
[수학식2]
tτ= －ta－1 mod P
이 수학식은 응답스트림과 원스트림으로부터 메시지가 특정 시점에서 경로를 따라 각기 교차됨을 보장하기 위하여 만들어 졌다. 만일 원스트림으로터의 메시지가 숫자 tc-1을 가지는 타임슬롯에서 절점회로부(22)의 쌍 사이의 특정한 데이터 도선(20)을 통과하고, 응답스트림으로부터의 메시지가 숫자 tc를 가지는 타임슬롯에서 반대방향으로 절점회로부(22)의 쌍 사이를 통과하는 경우, 교차가 숫자 tc를 가진 타임슬롯에서 발생하게 된다. tτ의 앞선 선택으로, 시점 tc는 다음식을 만족한다.
[수학식3]
2tc=0 mod P
즉, tc는 만약 P가 짝수라면 P/2의 주기로 반복된다. 이러한 놀라운 결과는 쿄차의 타임슬롯이 관계된 절점회로부(22)의 쌍에 의존하지 않거나, 또는 소스 데이터 처리 유닛부(10)로부터 메시지 전송의 타임슬롯에 의존하지 않는 다라는 것이다. 이러한 이유는 다음의 사항을 통해 알 수 있다. 만일 정수"i"를 가지는 데이터 도선(20)을 경로에 따라 증가시키면서, 소스 데이터 처리 유닛부(10)에서 0으로부터 시작하여 수신 데이터 처리 유닛부(10b)에서 "k"까지 증가시킨다면, 원스트림의 메시지는 숫자 ti를 가지는 타임슬롯에서 숫자"i"를 가지는 데이터 도선(20)상을 통과한다. 여기서, ti를 다음식을 만족한다.
[수학식4]
ti=t0 +i mod P
따라서, 수신 데이터 처리 유닛부(10b)에서 메시지도달의 타임슬롯은 다음식을 만족한다.
[수학식5]
ta=t0 +k mod P
응답스트림의 메시지는 숫자 ti'을 가지는 타임슬롯에서 숫자"i"를 가지는 데이터도선(30a)상을 통과한다. 여기서, ti'는 다음식을 만족한다.
[수학식6]
ti'=tτ+k-i mod P
tτ와 ta를 대체하는 표현은:
[수학식7]
ti'= -t0 -1-i mod P
ti'=ti+1일 때, 즉 다음식과 같을 때 교차가 발생한다.
[수학식8]
-t0-i-1=t0 +i+1 mod P
만약 다음식과 같다면,
[수학식9]
2*i=-2*(t0 +1) mod P
다음식과 같다.
[수학식10]
2*ti'=0 mod P
이는 초기에 언급한 관계이며, 교차 타임슬롯이 관계된 데이터 도선(20)에 의존하거나 소스 데이터 처리 유닛(10a)으로부터 메시지전송의 타임슬롯에 의존하지도 않음을 나타낸다.
(a)"t"가 2t=0 mod P(이는 RET입력단에서 네트워크 주기 P의 반주기를 가지는 클럭신호에 의하여 표시된다)인 경우,
(b) 원스트림으로부터 메시지가 입력 데이터 도선(32)으로부터 절점회로부에 도달하고, 억세스가 그 메시지를 포워드하기 위하여 유효한 경우,
(c) 원스트림를 위한 응답스트림의 메시지 또는 예비메시지가 앞선 타임슬롯t-1(이러한 메시지를 위하여 메모리부(36)를 검사함으로써 결정될 수 있는 것으로서)에서의 경로를 따라 다시 도달한 경우,
(d) 억세스는 타임슬롯 t에서 입력 데이터 도선(30d)을 따라 다시 예비메시지를 전송하기 위해 유효한 경우, 이러한 관계는 타임슬롯"t"에서 입력 데이터 도선(30d)을 따라 응답스트림의 예비메시지를 발생시키고 이들을 다시 전송함으로써 절점회로부(22)에 적용된다.
예비메시지가 발생했을 때 포워딩 회로부(38)는 초기메시지로서 그것을 표시한다. 그러나, 절점회로가 2t=0 mod P를 만족하는 시간 t-1에서 응답스트림으로 마크된 초기메시지(예비 메시지 또는 스트림으로부터의 어떤 다른 메시지)를 수신받는 경우, 절점회로는 메시지를 "후속"메시지로 변환한 후 이러한 메시지를 포워드한다. 따라서, 더 이상 결정을 포워딩하기 위한 의도의 초기메시지가 안 된다. 그러므로, 예비메시지는 무효억세스를 얻으면서, 초기의 예비메시지에 의하여 덮인 경로를 따라 진행할 수 있게 된다.
도 4는 이러한 메커니즘이 사용되는 경우 시간함수로써 경로를 따라 데이터도선의 점유에 대한 예를 도시한 것이다. 제 1 수평선은 성공적인 타임슬롯을 나타내기 위해 사용된다. 이는 P=8 타임슬롯의 네트워크 주기로 그룹화된다. 이러한 선아래 연속전인 행은 인덱스"i"로 붙인 네트워크를 통하여 경로를 따라 연속 데이터 도선의 신호점유에 사용된다. 전송 데이터 처리 유닛(10a)은 제 1 타임슬롯 t0에서 원스트림의 초기메시지("a"로 표시됨)를 전송한다. 이러한 초기메시지는 연속 타임슬롯에서 경로를 따라 연속 데이터 도선을 따라 이동한다. 초기메시지는 제 2 타임슬롯(ta)에서 수신 데이터 처리 유닛(10b)에 도달한다. 응답으로, 수신 데이터 처리 유닛(10b)은 슬롯번호가 tτ=-ta-1 mod P에 따라 ta에 관계된 타임슬롯 tτ에서의 응답스트림의 메시지전송(b로 표시됨)을 시작한다.
주시된 바와 같이, 응답스트림으로부터의 메시지 b는 중간의 네트워크주기와 네트워트 주기의 시작점의 교차점(46,48)에서 윈스트림으로부터의 메시지를 교차한 다(교차, 즉 데이터도선이 원스트림으로부터의 메시지에 의하여 점유된 타임슬롯 후의 타임슬롯에서 데이터도선을 점유한다). 설명된 바와 같이, 응답스트림의 메시지에 대하여 타임슬롯 tτ의 적합한 선택으로, 이러한 특성은 네트워크를 통한 경로의 길이 또는 원스트림의 시작타임슬롯ta에 의존하지 않는다.
원스트림으로부터의 메시지가 이러한 타임슬롯에서 도달하고 응답스트림의 메시지가 수신되지 않을 경우, 절점회로부(22)는 응답스트림의 예비메시지("p"로 표시됨)를 발생한다. 따라서, 교차(40,42)가 발생한다. 순차로 예비메시지는 교차(44)를 야기할 수 있다. 이러한 교차점에서 새로운 예비메시지는 발생할 필요가 없다. 이전 예비메시지 p는 간단히 포워드된다.
예비메시지 p가, 원스트림의 초기메시지가 네트워크를 통과하는 경로의 연속적인 뒷부분을 따라 폐기되지 않음을 원스트림의 전송 데이터 처리 유닛부(10a)에 표시하는 것을 이해하여야 할 것이다. 전송 데이터 처리 유닛부가 응답스트림의 예비메시지 또는 노말메시지(Normal message)를 수신하지 못한 경우, 전송 데이터 처리 유닛부는 원스트림의 다음 메시지를 전송하지 않는다.
동시에, 예비메시지는 응답스트림을 위한 경로를 덮는데 도움이 된다. 모든 경로를 따라 응답스트림의 실제 초기메시지{수신 데이터 처리 유닛(10b)에 의하여 보내진 제 1 메시지}는 사실 하나 이상의 예비메시지{절점회로부(44)에 의하여 보내짐}을 뒤따르는 "후속"메시지가 된다. 실제 초기메시지는 정확히 하나의 네트워크주기 P 후에 각 절점회로부(22)에서 마지막 선행 예비메시지를 뒤따르게 된다. 그러므로, 실제 초기메시지는 다른 스트림에 양도해야 하는 위험없이 무조건 억세스를 얻는 비초기(Non-initial) 메시지로써 취급될 수 있다.
비록 본 발명이 특정 실시예에 의하여 기술됨에도 불구하고, 다양한 다른 실시예들이 가능함을 이해하여야 할 것이다. 예를 들면, 일실시예에서 절점회로는 예비메시지를 보내지 않을 수 있거나, 또는 적어도 2t= 0 mod P를 만족하는 모든 타임슬롯에 대응하는 예비메시지를 보내지 않을 수도 있다. 이는 원스트림의 초기메시지가 경로부분을 따라 성공적으로 이동하는 확인이 후에 도달하는 효과를 갖는다. 따라서, 전송 데이터 처리 유닛은 제 1의 가능한 예비메시지의 수신 전에 원스트림의 후속메시지를 전송해야 한다. 순차로, 이는 이러한 후속메시지가 초기메시지가 다른 스트림과의 충돌로 인하여 폐기되는 데이터도선을 따라 전송되기를 시도할 수 있다.
이러한 경우, 후속메시지는 똑같이 폐기되어야만 할 것이다. 그러므로, 이러한 경우, 후속메시지에 무조건 억세스를 승인하는 것은 가능하지 않다. 이러한 목적을 위하여, 후속메시지는 바람직하게 원스트림에서 시퀀스번호(Sequence number)를 나타내는 정보를 포함한다. 이러한 실시예에서, 도선을 위한 경쟁의 경우, 억세스 제어 회로부(24)는 최순위 경쟁메시지(가장 높은 시컨스넘버를 가짐)에 억세스를 승인한다. 동일한 우선권의 경우, 동일 스트림에 안정된 억세스를 승인하는 스킴(Scheme)이 사용된다. 이러한 스킴에서 시퀀스넘버의 사용은 초기메시지와 후속메시지사이의 차이를 일반화한다. 전송 데이터 처리 유닛이 초기메시지의 도착에 대한 확인을 수신하기 전에, 시퀀스넘버는 네트워크주기 P로 전송될 수 있는 메시 지의 최대숫자보다 더 높은 시퀀스넘버를 나타낼 필요는 없다. 최대 시퀀스넘버는 더 높은 시퀀스넘버를 가지는 모든 메시지에서 이용될 수 있다.
다른 실시예에서, 응답스트림의 메시지전송을 위한 다른 타임슬롯이 이용될 수 있다. 예를 들어, 만약 데이터 처리 유닛부(10)가 응답스트림의 메시지를 전송하는 타임슬롯의 숫자tτ로서,
[수학식11]
tτ= －ta－s mod P
여기서, s는 홀수 오프셋값(Offset value)이 됨을 만족하는 tτ를 선택한다면, 교차의 타임슬롯수는 다음식을 만족한다.
[수학식12]
2tc= 2*(1-s) mod P
즉 교차는 여전히 반 네트워크주기 P의 주기, 그러나 네트워크주기 P에서 다른 상태에서 발생한다. 따라서, 이러한 경우 절점회로는 tc에 대한 수학식을 만족하는 타임슬롯에서 예비토큰을 전송한다. 오프셋값"s"는 모든 스트림에 대하여 동일한 값을 가질 수 있으며, 또는 각 스트림에 대하여 무관하게 선택될 수 있다. 후자의 경우, 오프셋값은 메시지내에서 지정될 수 있고{또는 적어도 각 스트림의 선도메시지(Leading messages)}, 절점회로는 지정된 오프셋함수로써 tc의 수학식에 대응 하는 예비토큰을 전송하는 타임슬롯을 선택하기로 정해 질 수 있다. 오프셋값의 지정은 명시되거나 본래부터 가지고 있을 수 있다. 예들 들면, 스트림의 타입표시 결과로써, 또는 스트림의 소스 혹은 목적지에 의존적으로 될 수 있다. 만일 경로의 길이"k"가 미리 알려진다면(그리고 메시지로부터 유도될 수 있음), 오프셋값"s"는 응답메시지를 전송하는 타임슬롯 수 tτ를 지정함으로써 지정될 수 있다.
그러나, 기술된 실시예에서 교차시간이 시간경로의 길이에 관한 어떠한 고급지식없이도 결정될 수 있음을 이해해야 할 것이다. 결국, 경로는 역동적으로 선택될 수 있다.
다른 실시예에서 응답스트림이 관계될 필요가 없음을 이해해야 할 것이다. 이러한 경우, 앞선 설명에서 예비메시지라 명명된 것이 포워딩의 확인메시지로써 이용된다. 또한 다른 메커니즘이 스트림의 초기메시지가 성공적으로 포워드되는 지를 소스 데이터 처리 유닛부(10)에 신호를 전송하기 위해 존재한다. 예들 들어, 다른 통신이 네트워크와 분리되어 사용되거나, 응답스트림을 요청할 필요없이 사용될 수 있다. 만일 응답스트림이 사용되면, 분리된 다른 네트워크가 모든 응답스트림을 전송하기 위해 사용될 수 있다. 이러한 경우, 절점회로가 이러한 추가네트워크를 통하여 예비메시지를 전송할 수 있다.
기술된 메커니즘이 스트림의 모든 메시지가 동일 경로를 통하여 전송될 수 있음을 추정하는 것을 이해해야 할 것이다. 그러므로, 초기메시지가 특정 타임슬롯에서 시작하는 경로를 따라 이동한다는 사실이 후속메시지를 위한 경로를 따라 데 이터도선에 대한 억세스를 획득하기 위해 이용될 수 있다. 물론 이때는 이전 스트림과 충돌할 걱정이 없다. 많은 방법들이 동일 경로의 이용을 보장하기 위해 사용될 수 있다. 예를 들면, 메시지가 경로를 지정할 수 있으며, 따라서 절점이 지정된 경로에 의존하는 메시지를 라우트한다. 다른 예로써, 예들 들면 동일 스트림으로부터 선행메시지를 위한 선택된 라우트에 관한 정보를 보유함으로써, 또는 정해진 소스로부터 정해진 목적지로 예정된 라우트를 사용함으로써, 절점회로는 재생 가능한 경로를 따라 메시지를 라우트하도록 정해 질 수 있다.
메시지가 경로를 지정하는 경우, 경로지정은 미리 전송 데이터 처리 유닛부(10a)에 의하여 선택되거나, 또는 스트림의 초기메시지를 위한 절점회로에 의하여 선택된 경로로부터 유도될 수 있다. 후자의 경우, 경로에 관한 정보는 경로를 따라 이동하므로 초기메시지에 첨부될 수 있다. 이때, 절점회로는 예비메시지로 이러한 정보를 다시 전할 수 있으며, 따라서 전송 데이터 처리 유닛부(10a)는 후속메시지에 지정을 포함할 수 있다.
선택적으로, 교차시, 절점회로는 원스트림과 응답스트림의 교차메시지 사이에서 경로정보를 상호 전송할 수 있다. 그러므로, 예를 들면 교차시, 메시지는 각 시간마다 다음 교차에 뒤따를 경로에 관한 정보를 수신할 수 있다. 절점회로는 원스트림의 메시지에 뒤따른 경로를 응답스트림의 메시지로부터 지정하고 있는 정보를 전송할 수 있다. 이러한 방법에서, 다음(또는 후속)교차의 시간에 대한 경로의 정보는 원스트림으로부터 메시지에 제공될 수 있다. 결국, 경로는 초기메시지의 포워딩시, 역동적으로 선택될 수 있으며, 경로정보는 절점에서 유지될 필요가 없다. 반대로 유사한 정보가 원스트림의 메시지로부터 응답스트림의 메시지로 전송될 수 있다. 이는 경로를 나타내기 위해 필요한 많은 양의 정보를 절약하나, 엄밀히는 필요하지 않다. 왜냐하면, 응답스트림의 메시지가 처음부터 백워드 경로에 관한 정보를 구비할 수 있기 때문이다.
비록 본 발명이 절점회로가 도착의 타임슬롯에 뒤따른 타임슬롯으로 즉시 각 메시지를 포워드하는 실시예을 가지고 기술하고 있을 지라도, 본 발명으로부터 벗어나지 않으면서, 절점회로가 예들 들면, 데이터도선의 이용을 기다리기 위해 많은 타임슬롯을 위한 메시지를 버퍼하도록 정해질 수 있다. 이러한 경우, 일단 스트림의 초기메시지가 절점회로에서 버퍼된다면, 그 스트림의 후속메시지는 그 절점회로에서 타임슬롯의 동일한 수를 위하여 버퍼되어야만 한다. 이는 경로가 지정된 동일한 방법으로 지정될 수 있다.
이러한 실시예는 절점회로에서 응답스트림과 예비메시지의 발생에 결합된다. 실시예에서, 전과 같이, 절점회로는 다음식을 만족하는 타임슬롯에서 예비메시지를 생성한다(반드시 전송하지는 않음).
[수학식13]
2tc= 0 mod P, 또는 더 일반적으로 2tc=2*(1-s) mod P
그러나 예비메시지를 전송하는 조건(b)은 원스트림으로부터의 메시지(b')가 선행 타임슬롯 t-1에서 입력 데이터도선(32)으로부터 절점회로에 도달하는 조건으 로 일반화된다. 또는 이러한 메시지는 초기 타임슬롯에 도달하고, 전송대기를 하면서 계속 버퍼된다. 예비메시지를 전송하기 위한 조건(d)은 완화되어 있으며, 이는 예비메시지가 전송전에 많은 타임슬롯을 위하여 버퍼된 채 남아 있을 수 있기 때문이다. 대신, 만일 전송이 예비메시지가 교차가 발생해야 하는 절점회로에서 다음 교차 타임슬롯동안 타임슬롯 전에 도달되지 않거나, 도달할 수 없을 정도로 지연된다면, 예비메시지는 바람직하게는 폐기된다(그 절점회로로부터 초기의 예비메시지의 전송에 의하여 결정되는 것과 같이).
도 5는 이러한 메커니즘이 사용되는 경우 시간함수로써 경로를 따라 데이터도선의 점유예를 도시한 것이다. 기준점(50)으로 도시된 바와 같이, 원스트림의 초기메시지는 타임슬롯동안 버퍼된다. 이러한 초기메시지에 대응하는 새로운 예비메시지가 전술한 바와 같이, 노말 타임슬롯동안 지연이 없을 경우보다 다른 절점회로로부터 전송된다. 따라서, 새로운 예비메시지는 이전 예비메시지가 그 절점회로로부터 전송되는 타임슬롯(40)의 완전한 네트워크주기 P후에 노드회로에서 타임슬롯(52)동안 원스트림으로부터 메시지를 교차시킨다. 그 절점회로로부터 이러한 타임슬롯동안 전송을 실현하기 위해 예비메시지는 지연되어야 하나, 이러한 지연은 경로를 따라 어느 곳에서나 발생한다.
주목한 바와 같이, 이는 예비메시지가 타임슬롯(52)동안 교차의 절점회로에 도달하기전 겪을 수 있는 지연을 원스트림의 초기메시지에 의하여 겪는 지연으로 제한한다. 만일 예비메시지가 더 많은 지연을 겪게 된다면, 위 예비메시지는 폐기되어야만 한다. 이러한 조건은 발생한 타임슬롯 후, 예비메시지를 전송하기 전에 각시간마다 의도적 지연을 도입함으로써 완화될 수 있다. 그러므로, 절점회로로부터 경로의 훨씬 아래까지의 예비메시지의 도착에 관한 시간제한이 완화될 수 있다. 실시예에서 의도적 지연은 원스트림의 초기메시지에 의해 겪는 지연에 의존하도록 정해질 수 있다. 이는 만일 초기메시지가 적은 지연을 겪는다면 예비메시지의 의도적 지연을 증가시키고, 만일 초기메시지가 더 많은 지연을 겪는다면 예비메시지의 의도적 지연을 감소시키게 된다. 이유는 다음과 같다: 예비메시지가, 경로를 따라 상단쪽으로 향해 있는 절점회로에서 선행 예비메시지의 전송후 한 네트워크주기에 되돌아오게 됨을 기억해야 할 것이다. 초기메시지가 예비메시지를 전송하는 절점회로까지 거의 지연되지 않고 이동했을 때, 이를 이해하기 위해서는 많은 시간이 남겨진다. 이러한 추가시간이 이용 가능함을 알았을 때, 이러한 시간은 절점회로부(22)로부터 예비메시지의 전송을 지연함으로써, 하단쪽에 향해 있는 절점회로부(22)에 관한 시간제한을 완화하기 위해 사용될수 있을 것이다.
비록 주기적으로 반복되는 타임슬롯에서 메시지의 스트림이 단지 기술되었을 지라도, 실시예에서 스트림의 일부가 아닌 개별 메시지는 추가 네트워크를 통하여 전송될 수 있다. 만일 이러한 개별 메시지가 현존하는 스트림으로부터의 메시지와 충돌하게 되면, 현존하는 스트림으로부터의 메시지는 우선적인 억세스를 얻게 된다. 그러므로, 스트림을 방해하지 않으면서 추가메시지를 전송하는 것이 가능하다.
비록 본 발명이 일반적으로 중앙 클럭을 요하는 모든 절점회로에 대하여 동일한 타임슬롯을 사용하는 것을 기술하고 있을 지라도, 중앙으로 동기화되는 타임슬롯을 반드시 사용할 필요가 없음을 이해할 것이다. 절점회로간 통신은 비동기화 의 핸드쉐이킹(Handshaking)과 같은 것을 이용하여 지역적으로 동기화될 수 있다.
더욱이, 비록 본 발명이 각 네트워크주기에서 싱글 타임슬롯동안 각 리소스를 점유하는 스트림에 대하여 기술하였지만, 각 네트워크주기에서 2개 이상의 타임슬롯의 패턴으로 리소스를 점유하는 더 복잡한 스트림도 이용될 수 있음을 이해해야할 것이다. 실제상, 이는 각 시리즈에서 각각의 싱글 타임슬롯동안 각 리소스를 각기 점유하는 다수의 스트림을 개설하게 한다. 또한, 만일 예상된 확인이 스트림중 어느 하나에 대하여 수신되지 않는다면 모든 스트림의 연결을 끊게 한다.
더욱이, 비록 본 발명이 단수 메시지가 싱글 타임슬롯동안 통선연결에 따라 통과하는 경우에 대하여 기술하고 있으나, 다른 실시예에서, 각 통신도선(20)은 하나의 타임슬롯당 복수의 메시지 전송을 지원할 수 있음을 이해해야할 것이다. 다른 실시예에서, 이는 동일 타임슬롯동안 주기적인 메시지의 다중 스트림으로부터 메시지 및(또는) 주기적인 스트림에 속하지 않는 개별 메시지를 전송하기 위해 사용될 수 있다. 통신도선(20)을 따라 타임슬롯동안 전송될 수 있는 메시지의 수는 예정된 메시지의 수일 수 있다. 또는, 메시지의 수는 메시지의 결합된 사이즈에 의존할 수 있다. 후자의 경우, 정해진 스트림의 메시지는 바람직하게는 모두 동일크기이거나, 또는 적어도 동일(최대)크기를 요구한다. 절점회로는 되도록 이면 동일 통신도선을 따라 타임슬롯동안 전송을 위한 주기적인 메시지의 다른 스트림수를 제한하기 위해 정해진 스트림의 요청된 크기를 사용한다. 다른 스트림의 수는 결합된 요청사이즈가 정해진 스트림으로부터의 메시지 최대크기를 위한 타임슬롯에 충분한 용량을 남기도록 제한된다. 만일 메시지가 정해진 스트림으로부터 요청크기(또는 전혀 크기 가 없는)보다 더 적은 것을 요구한다면, 절점회로는 개별 메시지의 전송을 위해 사용되는 남은 대역폭을 이용할 수 있다. 비슷하게, 각 메시지는 복수의 타임슬롯까지 연장할 수 있다. 이러한 경우, 전송은 기본적으로 연속 타임슬롯동안 다중 스트림의 전송이 된다.
더욱이, 비록 본 발명이 통신도선(20)상의 대역폭 제한을 다루기 위해 기술되었다 하더라도, 본 발명은 마찬가지로 네트워크에서의 리소스 제한의 다른 형태를 다루기 위해서도 적용 가능하다.
더욱이, 비록 본 발명이 특별한 회로에 의하여 예시되었을 지라도, 다른 회로 구현이 가능하다. 예를 들면, 도 3과 3a에 도시된 바와 같이, 구조화된 절점회로부(22) 대신에, 단순화된 절점회로가 모든 통신도선(20)으로부터 입력메시지를 처리하고 선택된 통신도선(20)에서 메시지를 전송하는 처리회로로 사용될 수 있다. 또 다른 예로써, 비록 데이터 처리 유닛부(10)가 터미널 절점회로부(22a,b)를 통하여 통신도선(20)에 연결됨을 보여 주고 있으나, 물론 터미널 절점회로부(22a,b)의 기능은 데이터 처리 유닛부(10a,10b)내에 포함될 수도 있으며(이점에서 데이터 처리 유닛부는 똑같이 절점회로로 여겨진다), 다중입력 절점회로내에 포함될 수도 있다. 터미널 절점회로부(22a,b)를 이용함으로써, 터미널 절점회로부(22a,b)가 통신도선(20)에 억세스를 다루며, 데이터 처리 회로부(10)는 경쟁없이 터미널 절점회로에 대한 억세스를 갖는다.
전술한 바와 같이, 본 발명은 네트워크를 통하여 통신이 가능한 데이터 처리 유닛을 가지는 데이터 처리 회로에 이용 가능하다.

Claims (13)

  1. 연속 타임슬롯에서 실행 가능한 네트워크(12) ;
    네트워크(12)에 의하여 상호연결되며, 네트워크(12)를 통하여 동시에 메시지의 스트림을 전송하도록 정해지되, 각 스트림은 연속 타임슬롯의 주기적 반복선택으로 네트워크(12)에서 공유 가능한 리소스(20)를 점유하는 메시지를 포함하며, 반복주기(P)는 모든 스트림에 대하여 동일한 다수의 데이터 처리 유닛부(10);
    네트워크(12)에서의 절점회로부(22)로서, 상기 절점회로부(22)는 네트워크(12)를 통하여 다중 절점경로를 따라 메시지를 포워드하록 하되, 각 특정 스트림은 상기 절점회로부(22)가 특정 스트림의 모든 메시지를 포워드하는 각 스트림 특정 경로에 할당되며, 상기 절점회로부(22)는 특정 스트림에서 메시지의 우선권의 척도에 의존하는 각 메시지를 포워드할지 아니면 폐기할 지를 결정하도록 정해지며, 각 특정 절점회로부(22)는 특정 절점회로부(22)의 다른 스트림으로부터 더 순위가 높은 메시지의 포워딩으로 인해 부족한 리소스(20)가 남겨지므로 특정 스트림에 있는 순위가 낮은 메시지의 포워딩을 방지하도록 정해지는 네트워크(12)에서의 절점회로부(22)를 포함하는 데이터 처리 회로.
  2. 제 1 항에 있어서,
    적어도 하나의 절점회로부는 특정 스트림의 초기부분으로부터 메시지의 성공적인 포워딩에 대한 확인을 상기 적어도 하나의 절점회로부까지 되돌려 보내도록 정해지되, 적어도 하나 이상의 절점회로부(22)가 단지 확인의 적정한 수신후 특정 스트림으로부터 후속메시지를 포워드하도록 정해진 데이터 처리 회로.
  3. 제 1 항에 있어서,
    적어도 하나의 절점회로부(22)는 특정 스트림의 초기부분으로부터 메시지의 성공적인 포워딩에 대한 확인을 발생하고 네트워크(12)를 통하여 확인을 되돌려 보내며,
    적어도 하나의 절점회로부(22)로부터 경로를 따라 추가 절점회로가 스트림으로부터 추가메시지를 수신하자마자, 추가 메시지와 확인이 교차하는 타임슬롯동안 추가 절점회로부(22)에서 교차되는 지를 탐지하도록 정해지며, 상기 교차의 탐지시에만 추가메시지를 포워드하기 정해지되, 추가 회로는 예정된 스킴에 따라 교차하는 타임슬롯을 선택하며,
    적어도 하나의 절점회로부(22)는 선택된 응답 타임슬롯에서 확인을 되돌려 보내도록 정해지되, 응답 타임슬롯은 만일 분실되지 않으면, 확인이 예정된 스킴에 따라 결정된 교차하는 타임슬롯에서 추가 메시지를 교차시키도록 예정된 방식으로 선택되는 데이터 처리 회로.
  4. 제 3 항에 있어서,
    절점회로부(22)는 상기 주기(P)의 거의 반에 의하여 분리된 복수의 선택된 응답 타임슬롯에서 성공적인 포워딩의 확인을 되돌려 보내도록 정해진 데이터 처리 회로.
  5. 제 4 항에 있어서,
    절점회로부(22)는 특정 메시지가 특정 스트림의 초기 메시지인지 아닌지에 단지 의존하는 우선권을 토대로 하여 각 특정 메시지를 포워드할지 아니면 폐기할지를 결정하도록 정해진 데이터 처리 회로.
  6. 제 3 항에 있어서,
    절점회로부(22)는 확인이 상기 주기(P)로 반복되는 도착 타임슬롯에서 소스 데이터 처리 유닛부(10a)에 도달하도록 선택되는 다수의 선택된 응답 타임슬롯동안 메시지가 성공적으로 포워딩될 경우, 하나 이상의 확인을 되돌려 보내도록 정해지는 것을 특징으로 하는 데이터 처리 회로.
  7. 제 6 항에 있어서,
    경로의 말단에 있는 목적지 데이터 처리 유닛부(10b)는 선택된 응답타임슬롯에서 응답 메시지의 응답스트림의 전송을 시작하도록 정해지며, 응답 메시지가 상기 주기(P)로 반복되는 도착 타임슬롯에서 소스 데이터 처리 유닛부(10a)에 도달되도록 선택되되,
    마지막 확인 후, 한 주기로부터 시작하는 확인에 이어, 하나 이상의 확인은 응답스트림의 하나 이상의 예비 메시지를 형성하고, 절점회로부(22)는 응답 메시지 를 적어도 하나 이상의 예비 메시지의 초기메시지보다 더 높은 우선권으로 처리하는 데이터 처리 회로. .
  8. 제 3 항에 있어서,
    절점회로부(22)는 상기 주기(P)의 반으로 반복되는 예정 타임슬롯에서 특정 스트림으로부터 메시지를 성공적으로 포워딩할 경우 확인을 되돌려 보내도록 정해진 데이터 처리 회로.
  9. 제 8 항에 있어서,
    경로의 말단에 있는 목적지 데이터 처리 유닛부(10b)는 선택된 응답타임슬롯에서 응답 메시지의 응답스트림의 전송을 시작하도록 정해지며, 목적지 데이터 처리 유닛부에서 원스트림으로부터의 메시지 도착의 타임슬롯에 의지하면서 선택되되,
    응답스트림의 메시지를 전송하는 응답 타임슬롯은 응답스트림의 전송의 타임슬롯에 대한 타임슬롯 시퀀스 넘버 tτ와 원스트림의 메시지 도착의 타임슬롯 시퀀스 넘버 ta가의 합(ta+tτ)이 예정번호 "s" 모듈로(Modulo)주기의 길이에 동등하도록 선택되며, 확인이 이들 슬롯의 시퀀스넘버의 2배가 예정번호에 더하기 1 모듈로 주기의 길이에 2배인 2*(s+1)에 동등하도록 타임슬롯동안 전송되는 데이터 처리 회로.
  10. 제 3 항에 있어서,
    확인이 예정된 응답 타임슬롯에 의해 결정되는 확인 타임슬롯에서 소스 데이터 처리 유닛부(10a)에 의하여 수신되지 못하면, 소스 데이터 처리 유닛부(10a)가 스트림으로부터 메시지의 불연속 전송으로 정해지는 데이터 처리 회로.
  11. 절점회로부(22)의 네트워크(12)에 의하여 상호연결된 다수의 처리 유닛부(10), 네트워크(12)가 타임슬롯 다중송신의 기반으로 상이한 경로 사이에서 공유가 허용되는 리소스(20)를 사용하여, 데이터 처리 유닛부(10)의 쌍 사이에서 전송경로를 따라 메시지를 포워드하는 연속 타임슬롯을 사용하는 절점회로부(22)를 포함하는 회로에서의 데이터 처리방법으로서,
    메시지의 스트림을 시작하는 단계로서, 각 스트림은 타임슬롯의 주기적으로 반복되는 선택에서 리소스를 점유하는 메시지를 포함하되, 반복의 주기는 모든 스트림에 대하여 동일하고, 각 소스 데이터 처리 유닛부(10a)로부터 각 목적 데이터 처리 유닛부(10b)로 메시지의 스트림을 시작하는 단계와;
    특정 스트림에 할당된 스트림의 특정경로에서 절점회로부(22)를 따라 네트위크(12)를 통하여 특정 스트림의 모든 메시지를 포워딩하는 단계로서, 절점회로부(22)는 특정 스트림에서 메시지의 우선권 척도에 의존하는 각 메시지를 포워드하거나 폐기하도록 결정하되되, 각 특정 절점회로부(22)는 특정 절점회로로부터 더 높은 순위의 메시지의 포워딩으로 인해 리소스가 부족하게 남아 있으므로 더 낮은 순 위의 메시지가 포워딩되는 것을 방지하며, 특정 스트림에 할당된 스트림의 특정경로에서 절점회로부(22)를 따라 네트위크(12)를 통하여 특정 스트림의 모든 메시지를 포워딩하는 단계를 포함하는 데이터 처리 방법.
  12. 제 11 항에 있어서,
    적어도 하나의 절점회로부(22)에서, 적어도 하나의 절점회로부(22)로부터 특정 스트림의 소스 데이터 처리 유닛부로 특정 스트림의 초기부분로부터의 메시지의 성공적인 포워딩을 확인하기 위한 확인을 발생하는 단계;
    경로를 따라 뒤로 적어도 하나의 절점회로부(22)로부터 선택된 응답 타임슬롯에서 소스 데이터 처리 유닛부(10a)로 확인을 전송하는 단계;
    만일 분실되지 않으면, 확인이 예정된 스킴에 따라 예상되는 교차의 타임슬롯에서 특정 스트림으로부터 추가메시지를 교차하도록 응답 타임슬롯을 선택하는 단계;
    스트림의 추가 메시지가 예정된 스킴에 따라 예상된 교차의 타임슬롯에서 추가 절점회로부(22)에서 확인과 교차되는 지를 탐지하는 단계;
    이러한 교차가 단지 탐지되었을 경우만 추가 절점회로부(22)로부터 추가 메시지를 포워드하는 단계를 포함하는 데이터 처리 방법.
  13. 제 12 항에 있어서,
    2개 이상의 확인의 경우, 확인이 상기 주기(P)로 반복되는 도착의 타임슬롯 에서 소스 데이터 처리 유닛부(10a)에 도달하도록 선택된 절점회로로부터 선택된 응답 타임슬롯 동안 하나 이상의 확인을 되돌려 보내는 단계;
    마지막 하나 이상의 확인 중 마지막 확인의 한 주기(P)후부터 시작하여, 반복의 상기 주기(P)로 응답메시지가 타임슬롯의 추가로 주기적 반복되는 선택에서 리소스를 점유하도록 선택된 타임슬롯에서 특정 스트림의 목적 데이터 처리 유닛부(10b)의 초기메시지 수신에 응답하여 목적지 데이터 처리 유닛부(10b)로부터 소스 데이터 처리 유닛부(10a)로 네트워크(12)를 통하여 경로를 따라 뒤로 응답 메시지의 응답스트림을 전송하는 단계를 포함하는 데이터 처리 방법.
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