TWI236814B - Method and system for routing packets through a switching network - Google Patents

Description

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五、發明說明（1) 發明所屬之技術領域 尤指一種在巨大寬頻交 本發明係關於一種高速交換， 換網路上之次微秒交換及控制設計 先前技術 交換系統的關鍵元件為交換弓丨擎（switching fabric)，而交換引擎通常由交換核心（c〇re 和交換控制（switching contr〇1 )二大部分組成。交換 =事實上又是由眾多交換單元（switching…隠t)

構成的交換網路’是資料交換傳送的實際通道；❿交換控 制則根據資料交換的請求負責完成調度仲裁 (schedul ing )，並在交換核心中建立適當的路徑來連接 相關的輸入/輸出4。交換控制一般都涉及複雜的邏輯， 所j其控制速度的快慢往往直接影響交換系統的性能如吞 吐1 (throughput)、延遲時間（latency)等。隨著交 換系統的日益龐大複雜，交換控制的設計已成為交換架損 (switching architecture )設計的關鍵所在。 總體來講’交換控制可分為集中式控制 (centralized control)和分散式控制

control )兩種。集中式控制往往因為要從—個全局的角 度來同時協調或調度（scheduling)所有的資料交換請才 f設置交換核心來完成其資料交換，所以其複雜度與$招 系統的規模有著直接的關係。隨著輸入/輪出埠數目的声 加’集中式控制的運算速度不可避免地成為系統規模增曰书

第5頁 1236814 五、發明說明（2) 的一個瓶頸。因此，集中式控制只適合小規模的交換系 統。相反的，分散式控制則與交換系統規模無關。 分散式交換控制出現在以交換單元多階互連網路 (multistage interconnection network)構成的交換引 擎中，其交換任務分配給每一個獨立的交換單元。交換單 元之間藉由恰當的互連，使得每個交換單元只須根據抵= 自己的封包（packet )所包含的控制信號做出自己的交換 決策（switching decision)，而無須理會其他封包的产 形。每一個交換單元獨自做出自己的交換決策，而所形^ 的區域通道（local connecti〇n path) 一起構成了 核心的整體路徑（gl〇bal connecti〇n path )，從而办、 整個交換。這種控制方式遍佈於整個由交換單元所構 交換網路中，其表現形式就像每個獨立的封包自 交換:周路。#一個的交換單元内的交換決 域性的，且相互獨…此一來，不管交換系統規模有多 大，理淪上講，整個交換決策都可以非常快。採用分 控制的交換系統可享有較短延遲時間（latency)和較： 擴展性（scalability )等好處，因此，與集中式控制: SI :大規模交換系統的控制設計傾向於選擇分散式交 在採用分散式控制時，每個封包嵌 一 —θ 仏谠位το (control Slgnal bit)作為其前置碼 刺 (prefix )。所以，分散式控制也 嫌 band contro"，，’其嵌入的控制信號通；稱二帶二制

1236814 五、發明說明（3) 信號（in-band c〇ntr〇1 signal ) 交換單 能因某 的成本 是非常 兩個因 目’和 。這些 密的關 同的帶 間和不 換單元 元數以千計，甚 種最適化設計而 即可大幅度降 重要的。這裡， 素·· （ 1 )交換 (2 )封包穿越 因素的變化與帶 係，而編碼方式 内控制信號編碼 同的複雜程度。 最適化聯繫在一 由於帶内控制交換引擎所需的 ί萬計’如果每個交換單元的成本 即令很小的一部份，整個交換引擎 低’所以，交植留- 影響交換單；i:::::;適化 0 一 从+的主要包括以下 早兀》内部控制邏輯所需 交換單元所要經二什斋數 歷的延遲時間長短 内控制信號的編踩士 4 β 县々施… 方式有著十分緊 =二換早7L設計中的關鍵部分，不 控制邏輯有不同的延遲時 何將編碼方式精巧地盥交 起是至關重要的。 發明内容 本發 換引擎實 本發 法，其中 元於其輸 埠產生封 個帶内控 換單元將 4s说’及 體，代技術為基礎，將數學原理落實為大型交 明之^避免，知技藝的缺點與其它限制及不足。 山、義樣態係關於一種交換網路之封包路由方 二搶父^奐網路包括多階的交換單元，每一交換單 JA" +» > 勺 、匕作為其區域輸入封包，並於其輸出 ^传赛其ί域輸出封包，每一封包均具有至少一 姑册〜每一個帶内控制信號係有一相對應之交 "制^旒視為該交換單元之區域帶内控制 為該交拖s ^ 俠早疋做交換決策之用，而該方法包括： 第7頁 1236814 五、發明說明（4) (a)根據一預定之編碼法則將 制信號編成至少一個位元；以及1夂個帶内控 -交換單元根據該交換單元之每個區m碼方式，每 換單元相對應之區域帶内控制二戈土中與該交 ==策，並根據該交換決策， 輸入封…完成對該交換單元之區i 在前述方法之一較佳實施例中，（i)每_ _ 2點傳送交換單元（M⑽eeu)，（⑴輸人/每早=系 、早兀之區域輸入封包均包括閒置（idu)、〇—向 乂 :⑹装口卜bound)、以及雙點傳送 ^式’其中母一種封包型式均對應至不同的帶 封， 就d⑴該、編碼包括以至少兩個位元來對每一帶内控》 ^唬進仃編碼，以及（iv)該編碼法則包括一種位元編工 式’係使得對應於〇-向封包型式之帶内控制信號碼之第— 位疋有別於對應於卜向封包型式之帶内控制信 位元。 V〜罘一 、，a在另一較佳實施例中，（i)每一交換單元係一單 达交換單元（unicast cell)，（ii)輸入至每一交換單元 區域輸入封包均包括閒置（idle)、〇_向（〇外〇1111(1)、以及 1-向（i-b〇und)等封包型式，其中每一種封包型式均對應 至不同的帶内控制信號，（i i i)該編碼包括以至少兩個位 元來對每一帶内控制信號進行編碼，以及（iv)該編碼法 L括種位元編碼方式，係使得對應於0 -向封包型式之帶 ! 1236814 五、發明說明（5) 内控制信號碼之第一位元有別於對應於1 -向封包型式之帶 内控制信號碼之第一位元。 本發明之系統樣態與方法樣態相當。 附圖說明 本案得藉由下列圖式及詳細說明，俾得一更深入之了 解： 第一圖（A)描繪一交換單元的通貌； 第一圖（B)至第一圖（E)描繪雙點傳送（bicast)交換單 元的'，直線（bar)n，n交叉（cross)"，，，雙點傳送—〇 (bicast-❶ 〇)"和”雙點傳送-1 (bi cast-1)"四種連接狀態； 第二圖為進行帶内控制之一交換單元之方塊圖； 第三圖（A)描繪當雙點傳送交換單元在"inpUt_ 0 ”和n i nput_ 1π兩個輸入埠上的輸入封包分別為”雙點傳送 封包Μ和，，閒置封包，’時的連接狀態； 第三圖（Β)描述當雙點傳送交換單元在” input — 0"和’’ i nput_Γ兩個輸入埠上的輸入封包分別為”閒置封 包”和雙點傳送封包，’時的連接狀態； # 第四圖到第七圖描繪雙點傳送交換單元所有可能的輸 入封包情形。 9為了方便理解，圖中所有相同元件或模組的參考編號 是一樣的。圖式編號說明如下： 輪入埠 110，111，201，202，310，311 輪出埠120， 121， 207， 208， 320， 321

第9頁 1236814 五、發明說明（6) 交換單元 100，151，152，161，162，200，300 移位暫存器20 3，204自動機210 多工器205， 206 封包330， 331， 332， 333， 370， 371， 372， 373 連接狀態 360，361，400 1，4101，420 1，4301，4401， 5101， 5201， 5301， 5401， 6101， 6301， 6401， 6501， 6601, 7301, 7401 第一個輸入位元4011，4012 第一個輸出位元402 1，4022 輸入序列 4100，4200，4300，4400，5100，5200，5300, 5400， 6100， 6200， 6300， 6400， 6500， 6600， 7100， 7200， 7300， 7400 ’ 第二個輸出位元4121，4122，4221，4222 實施方式 為了完整了解本發明交換電路的重要性以及本發明運 理的優越性，首先扼要討論與本發明密切相關的一此 ’同時介紹相關術語’以便更詳細地說明本發；

概差 乂換過程中，收到的封包其相齙 _ 稱為"位元時間（bit time )"，用△十主 '的時間間隔 輸入位元進入交換單元開始，到复 不。伙封包第-個 一輸出第一個輸出位元為

1236814 五、發明說明（7) 止，所，歷的位元時間就是交換單元的延遲時間。當我 說父換單το的延遲時間為η △ t時，即代表封包第一個輸入 位兀進入交換單元開始，至其輸出第一個輸出位元為止， 共經歷了 η個位元時間△ t。 每個封包都攜帶有若干個包含著對應於該封包的路由 信息（routing inf0rmati0I1)的路由位元（r〇uting bit) ’對某-個交換單元來說，如果它需要個特定 的路由位元來做出其交換決策，那麼這1^個路由位元對該 交換單元而言就稱為"區域路由位元組（1〇cai bits)，有時也稱為”區域路由控制信號（i〇cal routing control signal 。交換單元依據這1?個位元的 ，域路由控制信號做出交換決策。明顯地，區域路由控制 仏號應該置於封包的最前面，否則交換單元必須緩存 (buffer)更多的資料才能產生其第一個輸出。'> 現有的交換單元設計方法通常是在它產生第一個輸出 ϊί前先f所fR個區域路由#元緩存起，。R個位元的緩 子會導致父換單元的π區域緩存時間延遲（ buffering delay )"。交換單元内需要緩存的位元越多， ，麼，控制邏輯所需的暫存器也越多，其複雜程度也更 :。依據本發明’提出-種整合方式，可於帶内控制信號 j碼方式和交料元設計之應用i，使#交換單元無須等 到=有R個位元到齊就能產生連續輸出位元。換句話說， ^交換單元確定輸入埠和輸出埠之間的最終路由連接之 别，交換單元僅僅收到R個路由位元中的前面幾個位元

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3的確定它的第—個輪出位元，且隨著後續到 輪出位元。 父換早疋了以不斷地確定相應的後續 五、發明說明（8) ，設交換單元需要知道最近心個位元 其巧輪出位元’那麼封包至少需要縣= (stage)交^單'maXjiRj_j}。如果交換引擎總共《階 ^ ^ Λ / ^Κβ ^ ^ ^ ^ Β = μΜ V j丨位元的缓存盆早场^要對^個輸入封包進行 =量與B成比例，所以，交換單元的= = 要使的數值儘可能地小，即_ 實就疋 如果-個交換單元有m個輸入口和n個輸出口， :二X:表广：；論上，帶内控制的交換單元的規模可以 疋任w的。但疋在實際應用中通常傾向於小的交 ::种由於要應對較長的區域路由控制信號和要用較複雜 顯然這樣就失去了採用分散式控制 換 情’交換單元採用最小規模，即最典型的2 2父六換早二。在以下的敘述中，除非特別說明，文中所流X 的交換單元統指2x2交換單元。本發明引入一 ^ 信號的智，編碼方式’說明袓對最適化的並可= 應用的2x2交換單元。 貫際 如第一圖（A)所示，交換單元（1〇 『⑴〇)和一-Γ，（111)兩個封包輸有入卜 1236814

f put-O”（120)和"outpuH”（12"兩個封包輸出 璋。在大多數文獻中提到的交換單元是點對點（p〇int_ to-point )的，這種交換單元在本發明中稱之為"單點 送（unicast)交換單元”或簡稱之為"單點傳送單元如 第一圖（B)和第一圖（C)所示’單點傳送單元只有"直線 (bar)"和"交叉（cross)"兩種連接狀態。當處於"ba/狀離 (151 )時，；Lnput-Ο和input — 〗分別連接到〇1^叩卜〇和。 output-1而當處於"cross"狀態（152 )時，input_〇 和 input-1則分別連接到outpUt-l*0utput — 〇。本發明提出 了另一種有4種連接狀態的交換單元用以支援具有多播 〜(multicast )功能的交換引擎。對照於單點&送，這種 交換單元在本文中稱之為”雙點傳送交換單元，，或簡稱之 為”雙點傳送單元”。雙點傳送單元除了有單點傳送單元 具有的"cross"和” bar”連接狀態外，它另外還有如第一 (D)△和第一圖（E)所示的” bicast — 〇”和，，bicast —r,兩種連 狀釔田處於bicast —〇狀態（161)時，inpUt一〇同時被連 接到兩個輸出；而當處於bicast-l狀態（162 )時，輸入 input 1則同時連接到兩個輸出。這也就是為童 雙點傳送單元的原因。 八為 _ 根據本發明，封包的帶内控制信號被精巧地編碼，俊 得，於:有的j，其B = maXj {Rj_j}可降至〇，從而達到最適 化父換單元的目的。換句話說，交換單元每收到分別來 兩個輸入封包的各一個位元，即可確定其兩個輸出埠的各 自一個輸出位元。所以，本發明所描繪的最適化的交換單

1236814 五、發明說明（10) 元在實際應用中都可獲得最小的延遲時間（de 1 ay )和最 小的緩存（buffering)單位。 第二圖為用以簡要說明帶内控制交換單元的原理的方 塊圖（ 20 0 )。兩個封包位元流（bit stream)分別從輸 入埠（201，202 )進入到兩個移位暫存器（shift register )( 203，204 )。兩個封包的區域路由控制信號 分別被取出一起給狀態自動機（aut〇mata) (21〇)去確 定交換單元每個位元週期的連接狀態。連接狀態的實現完 ，=，兩個2><1的多工器（111111“1)1^^) (2〇5,2〇6)， =個夕工器的兩個輸入都分別連接到兩個 出；而它們的輸出則分別直接連接至 4，以動機的輸出或者控制兩個多卫 以選擇適當的移位暫存器輸出作為交換 = =者強制輸出適當的位元以 、毡：’ 再述。簡單來說，要實現·、Γ狀態播，特徵’：，留待下文 工器206將被分別控制，使其分別選C5和 現„子器輸出和下面的移位暫存器輸出。對應地的移 現cross狀態"，自動機將分別 對應地，要實 下面的移位暫存器輸出和下兩個夕工器選擇 現’’bicast-O”狀態，自動機：：：：暫存器輪出。要實 =多位暫存器輸出，同樣地：二個多工器都選擇上面 須要注意的是，雙點傳；的移位暫存器輪出 述。 的情況會略複雜，下文會有詳 1236814

五、發明說明（11) 當交換單元的某個輪入埠沒有封包輪入時，該埠則稱 為"閒置埠（idle port ) ’|。在實際應用中，閒置埠合 到一個表示空閒的"閒置封包（idle packet)” ，這^

置封包通常用位兀流表示。因此，輸入封包不是真正 的封包，就是閒置封包。對於單點傳送交換單元來講'，真 正的封包可能欲交換到output_〇輸出埠或輸出八 埠，相應的封包分別稱為"〇_向（0_b〇und)封包"和"丨-向 (Ι-bound)封包"，因此，對於任一單點傳送交換單元來 說，來自輸入封包的區域路由控制信號要表示出〇_ bound、卜bound和idle (閒置）三種類型。同樣，對於 點傳送交換單元來講，真正的封包除了〇_b〇und封包和卜 bound封包外，另外還有一種稱為"雙點傳送（Mcast)封 包"，即欲同時交換到output一〇輸出埠和叫邙討^輸出 埠’因此，對於任一雙點傳送交換單元來說，來自輸入封 包的區域路由控制信號要表示出〇_b〇und、丨、 bicast和idle四種類型。

田兩個輸入封包欲交換到同一個輸出口時，輸出衝： (output contention )便會出現。解決輸出衝突有多種 不同的方法，在下文的例子中會提到其中一種方法。一1 理想的單點傳送單元是在任何時候只要沒有輪出衝突，1 總是^Ο-bound封包交換到output-〇輸出埠以及把卜“⑽ 封包交換到輸出埠output — !。因此，單點傳送單元收到爸 兩個輸入封包的所有可能組合以及相應的連接狀態列表^ 下： 〜

^ 1 1236814 -^-__ 五、發明說明（12) 連名 ^狀態 “idle” ^P-bound” “1 input-0 的封包 Wt —“idle，， 任意 _Cross 1 UOIUIQ har “0-bound” bar 取決於怎樣 解決 output-0 出衝突 bar “1-bound” cross cross -----—__ 取決於怎樣解 決 output-0 的 輸出衝突 得客。木A, 胥比早點傳送交換單元複雜 交換單I的戶】ί入封包中沒有雙點傳送封包時，雙點傳送 換:疋的所有行為完全同單點傳送交換單元一樣。然 / ^ 〃中有個雙點傳送封包時，其情形將是下列幾個 情形之一： U； 另外一個輸入封包是"閒置封包π :雙點傳送 封包依據其所在的輸入埠為input-〇 4input —i成功地通過 相對應的bicast-0或bicast-1連接狀態同時被複製 (bicasted )到output-〇輸出埠和output]輸出埠。在此 要特別註明的是，這裡所說的”複製”還包含了以下兩個特 別處理過程·· （ 1 )將輸送到ouput-ο輸出埠的封包中的控 制信號由’’bicast丨，修改成丨，〇-bound”和（2 )將輸送到 卫 ouput-1輸出埠的封包中的控制信號由 "bicast”修改 成” 1-bound’’。不然的話，這兩個被複製的雙點傳送封包

1236814 ---——- 五、發明說明（13) 有可能會被較後階的雙點傳送交換單元再次被 以’除非另外說明，否則本文所提到的和雙點傳逆交斤 兀相關的”複製cbicasted)"都是指如上所述的過程。、早 (b) 另外一個封包是單點傳送封包f 包或 1-bound 封包）曰膝 〇und 封 它欲去的輸出口 的ΐ疋將早點傳送封包交換到 :的輸出：而將雙點傳送封包交換到另外—個璋。 另外一個輸入封包也是” bi ^ 們分別交換到兩個輪出 、匕··將它 另-個被刪除掉要公平;f;=其：-個到兩個輸出， 可以是"bar"或"cr "于夕 这種情況的連接狀態 1”。 ，而不應疋 bicast-Γ，或” bicast — 總之’雙點傳送交換置 點傳送封包而另一個是門;;有毐輸入封包中一個是雙 則，雙點傳送封包將σ二f封i時才會啟動複製功能。否 雙點傳送單元=其中-個適當的輪出槔。 狀態如表2所示。 、匕、所有組合以及相應的連接

第17頁 1236814 五、發明說明（14) 表2 雙點傳送單元的 連接狀態 input-1的封包 “idle” “0-bound” “1-bound” “bicast ” input-0 的封包 “idle” 任意 cross bar bicast- 1 “O-bound ” bar 取決於怎樣解 決 output_0 的 輸出衝突 bar bar “1-bound ” cross cross 取決於怎樣解 決 output-1 的 輸出衝突 cross “bicast” bicast -0 cross bar bar或 cross 在本文中或相應的圖中有時會用符號 ”〇”、”1”、”1” 和” B” 來分別表示n0-bound”、”1-bound·’、" idle” 和” bicast” 封包或對應的〇-b〇und、卜 bound、idle和bicast的路由控制信號。 第三圖（A)表示出雙點傳送交換單元（30〇 )兩個 4 埠input-0 (310 )和input-1 (311 )的輸入封包八雨入 點傳送（ 330 )封包和·閒置封包（331 )時的情形:」為雙 況下，其連接狀態被設置為bicast —〇 (36〇)，少。這種情 封包通過bicast-〇連接狀態被複製到兩個輸出’雙，點傳送 平，其中

1236814 五、發明說明（15) output-0輪出埠Μ 號被設定為〇-bound (3)Ί^輸出封包的bicast路由控制信 輸出封包的雙點傳逆^ )，而0utp卜1輸出埠（321)的 Λ得适路由控制信號被設定為1-bound 號的路由位元电首先2時’前置碼代表區域路由控制信 為代表雙點傳送：=，ΐ兩個路由位元組分別被認定 相應的行動：鎖定連點傳送單元就立即可以採取 的那個雙點傳送路t =cast-°，而雙點傳送封包 兩個輸出埠時和—^ 控制信號的路由f 代表G七und和卜bound 組分別被取代為代表〇、h ( f等同於該雙點傳送路由位元 _卜〇: :2 〇und控制信號的路由位元組而在 組而在吻輸料輸出）最後該的路由位疋 資料位元將直接穿過由祐德雙點傳达封包的其餘 二兩個輸出埠，從而正確地完成預期 理解而略右1仆〜奋疋此處對整個機制的描述為了便於 =而略有間化’實際的運作情況在下文中會有更詳細的 同樣地，第三圖（B)表示出雙點傳送交 雙° =put_1的輸入封包分別為閒置封包J ( 370 )寿。雙點傳送封包（371 )料形 連接狀態被設置為bicast — 丨（361 ) ， ^ 丹、 —連接狀態被複製到兩個輸…= 1236814 五、發明說明（16) 出埠的輸出封包的雙點傳送路由控制信號被設定為〇-bound ( 372 )，而outpt-Ι輸出埠的輸出封包的雙點傳送 路由控制信號被設定為1-bound ( 3 73 )。 本發明所描繪的最適化交換單元涉及到如何用簡潔的 交換控制方法完成自身的局部交換。事實上這種雙點傳送 交換單元可用有限狀態自動機（finite-state automata )來描述。這裏共有五種狀態，其中四種直接對 應^換單元的bar、cross、bi cast-0和bi cast-1四種連接 狀態，而另外一種是與複製有關的，，置〇/1 (set 0") 態。針對每一次的封包輸入，交換決策過程事實上、 始連接狀態到最終連接狀態的轉移過程，過程是從封= ^開^獲得最終的交換狀態止。當獲得 3 #，自動機被鎖定（latched)直至新的封 乂換，： 自動機事實上已包括單點傳送交換單，種 送交換單元只是雙點傳送交換單元的 =早點傳 狀態自動機狀態遷移的驅動事件主 間化版本。有限 由控制信號的位元序列。每—次新的入封包的路 輸入封包的路由控制信號，而這裡料、東都針對兩個 號有兩個位元，這樣共有兩個輪入封，的路由控制信 組合，合計共有十六種序列組合， 每個序列有四種 態遷移驅動事件。具體情況要取決二、有十六個可能的狀 的實例中會有詳述。表3則枚舉出兩y木用何種編碼，下文 合以及分別和每個組合相對應的正/入封包的所有組 的自動機的最終狀態和兩個輸出埠的^ ，即每個相對應 _ 1出封包。所有交換 第20頁 1236814

h决朿過程最後都會相應地鎖定在bar、cross、bicast —〇和 —1 3種連接狀態之一’所以後續的資料位元將直接 鎖疋的連接狀態構成的資料通道抵達它們各自的目 ，^。當兩個輸入都是”〇 —b〇und，，封包或都是”卜b〇und„封 i時便會出現輸出衝突，其結果是可用不同的方法來處 ί埠：ΐ ϊ ϊI一個封包故意地交換到一個非其想去的輸 出2或直接將其刪除掉。對輸出衝突的處理方法和本發明 並，有直接關係，只是當考慮到為了盡可能減少交換的錯 誤扣失，我們會傾向於用前者，因為那個在此暫時走錯路 的封包也許可以藉著較後階的交換單元最終還是有機會 達其最後的目的地。當兩個輸入都是，，閒置封包"時， 機狀態可以任意改變或保持其連接狀態。當兩個輸入都是 bicast封包時，自動機狀態可任意設置並鎖定為cr〇ss bar連接狀態。 ^

第21頁 1236814 五、發明說明（18) 表3 “idle” “idle” 任意 “idle” “idle” “idle” “O-bound” cross “0-bound” “idle” “idle” U1-bound" bar “idle” “1-bound” “idle” “bicast” bicast-1 “0-bound” “1-bound” “O-bound” “idle” bar “0-bound” “idle” “O-bound” “0-bound” 取決於怎樣解決輸出衝突 “O_bound” “1-bound” bar “0-bound” “1-bound” “O-bound” “bicast” bar “0-bound” “bicast” “1-bound” “idle” cross “idle” “l_bound” “1-bound” “0-bound” cross “0-bound” “1-bound” “1-bound” “l-bound” 取決於怎樣解決輸出衝突 “1-bound” “bicast” cross “bicast” “1-bound” “bicast” “idle” bicast-0 “0_bound” “1-bound” “bicast” “0-bound” cross “0-bound” “bicast” “bicast” “1-bound” bar “bicast” “1-bound” “bicast” “bicast” bar 或 cross “bicast” “bicast” 2. 新發明的編碼方式 2. 1 —個隨意編碼方式的例子 通常用2個位元就足以雙點傳送交換單元的四種可能 的帶内控制信號或單點傳送交換單元的三種可能帶内信號

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編碼方式 1236814 五、發明説明（19) 種隨意的 表4

進行編碼。表4表示 這種編碼方式的不足之處是 w — \又 送交換單元還是單點傳送交換單一、，兀’ ”、、論是旱點傳 元讀入後才能確定兩個輸出封二都必須將所有兩個位 如，-個輸入封包的第一位；個輸出位元。例 心在父換早元的輸入端 為丨而另一個輸入封包的第一個位一 一輸入端為，，1 ”，由於以，1 1”門M Μ # 4 、早70的另 開頭的封包既可能县” n bound”封包又可能是”1-b0Und，，封包。對於，，〇—疋0〜 bound”的情況，根據此編碼方式，在〇utput —〇輸出 一個輸出位元應為"Γ而在output-；[輸出埠的第一個、第 位元應為” 0”。相對應地，對於” 0—b〇und，，的情況，别出 此編碼方式在output-〇輪出埠的第一個輪出位元應根據 1236814 五、發明說明（20) 為，而在output〜;I#山 也就是說要正確確定、二出气的第一個輸出位元應為” ”。 包的第二個路由位元到、2 =態，父換單兀必須等到每個封 輪出位元。所以，h 4才忐確定兩個輸出埠的第一個 延遲時間B = max. {R - π >D。因此，此編碼方式的區域緩衝 J 1 lvi J / ^ R2 - 1 = | 0 2 · 2依據本發明的新編碼方式 依據本發明設計之新 足，使得P M ^ i 斤、、為馬方式去除了類似上例中的 二二仵S域綾衝延遲時間為零。具體地講， = :封包：第-個位元’交換單元便可立 ：以 位兀，依此類推。 心矛徊翰出 其本發明最廣義層面上講’在新的編碼方式中，不 點傳送交換單元的bar、⑽s、bicast和不 等四種可能帶内㈣信t或相冑於單點傳送交換 ’ ar”、cr〇ss*idle等三種可能帶内控制信號，對 ^und和i-b〇und"的編碼，其第一個位元必須是不同 f十應於雙點傳送交換單元可考慮如下新的編碼方 第24頁 1236814 五、發明說明（21)

表5 i内控牵 位兀碼____ ‘Idle， “00” 一 6 0-bound5 “01” 一 ‘1-bound， ~-；~~—^^ “11” 一 ‘bicast5 “10” 一 為了更深入了解本發明，本發明的詳細描述將採用實 例（如表5所示的新編碼方法）的方式來說明。然而， 發明所涉及的方法並不局限於所示的例證。歸納起來， 用本發明的各種編碼方式中，其表示，，〇 —b〇und，，和"工〜 bound*封包的相應路由位元的第一個位元必須是不同的。 第四圖至第七圖表示出所有雙點傳送交換單元 到的各種情形。扁；古此闰士 J把遇 贯沿在&些圖中，所有的雙點傳送交換單亓u 個；入谭（上面是™-〇輸入璋，下面是i二 面阜）和右邊兩個輸出埠（上面是〇utput_0輪出埠， u put-ι輪出埠）的方式描 了序^符號It和。t，它們表達的意義如下/ 採用 input-ΓΙ表入達趙式^:“表示交換單元的“叫卜0輪入埠和 序列表達弋埠的第t個序列輸入位元分別為A和b。 〇 —Η i出交換單元出埠和 出車的第t個序列輸出位元分別為a和B。

1236814 五、發明說明（22) 例如·彳列表達式L j表示交換單元的第一個輸入序 inPUt — 0輸入璋的輸入位元為〇，而在input-1輪入埠的輸 入位元為1。 T W w = f化的雙點傳送交換單元獲得B=maxjiRrj}為0的方 法描述如下： 情形1 : 1 = 01 第四圖說明情形11=01。第一 ilnpu:_:輸入蟑的封包第-個位元uon)為"0": C4012) —ut-o輸以二連接狀態(_)。這樣，在 地，在H ΓΛ 位元（4021 )為"〇"，同樣 G入’:r。當輸入第-個輸入序列二Γ，第- 管!2是這四種組合中的哪二種種：將表明不 話說& = ；1。 1 υ丄都疋正確的。換句 情形 1. 1 : 12 =00

(41〇〇) 5 ^P^input-O 和雔赴漁 t 1輪入埠上的輸入封包分別I P卩罢私今 劁二傳送封包。這種情況下，其中的雙點值」置封匕 製到兩個輸出埠，卽 雙點傳运封包可複 車p將其中output-0輸出埠的第二個輸出 1236814 五、發明說明（23) 位元（4121 )將強制，，置〗，，並設置和鎖定（圖令用字 母’’L”表示）連接狀態為bicast —〗（41〇1 )。這樣的話， 在output-1輸出槔的第二個輸出位元（4]22)為’】，即〇2 = Π,。結果output-Ο輸出蟑的輸出封包的帶内控制信號 為”01" (Ο-bound)而outpt_l輸出埠的輪出封包的帶内控 制信號為"11”（l-bound)。餘下的封包的資料位元將直 接貫穿由被鎖定的連接狀態提供的資料通道，從而正確地 完成所期望的交換。這種情況下，& = 2。 情形 1. 2 : 12 = 〇 1 势入ίϊΓ輸人序列l2=G1的情形（42GG)，即在_卜〇 輸入埠上的輸入封包分別是閒置封包 t^ound封包。這種情況^，其中的封包可以交 換到匕的目的輸出埠output」輸 設置成bar ( 4201 )並鎖定。這檨二所人連接狀態破 檢从楚一加认b 頻疋 ^樣的話，在out put -0輸出 元“22"為"G" ’而在_ρι1η輪出 埠的第一個輸出位元（4222 )為i =〇 ’ output - 0輸出埠的輪屮抖4 、禾 置）而㈣PH輸出ΛΛ Λ内控制信號為"GQ"(閒 由被鎖定的連接狀態提資料位元將直接貫穿 期望的交換。這種情況下，通、’伙而正確地完成所 情形1. 3 : 12二1丨 2 第一個輸入序列I = ή沾达 =01。即在1_卜〇輸2二和的，形（4300 )類似於情形12 車和在Input -1輸入埠上的輸入封 1236814

五、發明說明（24) 包分別是0-bound據包和Abound封包。這種情況下，兩個 輸$封包都可以交換到它的目的輸出埠。所以，連接狀態 被設置成bar ( 430 1 )並鎖定。這樣的話，在〇utput —〇輸。 出埠的第一個輸出位元為”1” ，而在〇11011_|：-1輸出埠的第 = 元為1，即02=11。結果，output_°輸出埠的輸 、匕的f内控制信號為”01” （〇 一 b〇und)而outpt — i 埠的輸出封包的帶内控制信號為，,n” （1—b〇und)。餘下 貝料位元將直接貫穿由被鎖定的連接狀態提供的 、=i道，從而正確地完成所期望的交換。這種情況 R2 = 2 〇 「 情形 1. 4 : I2 = 1 〇 =〇1第=輸人序列12=1(3的情形（44GG)類似於情形12 包分別、ΓΤ°輸入埠和在input_1輸人蟑上的輸人封 bound封包交換到它的目的 =况I 〇- =交皮換到另外一個輸出— 狀〜、破设置成bar ( 4401 )並鎖定。這樣的話， 連 outPut-〇輸出埠的第二個輸出位^ 輸出蟑的第二個輸出位元為〇，即〇2=1〇。 cmpt Γ/Λ 制信號為"〇1，，（〇-b 麵 cl)而

u出埠的輸出封包的帶内控制信號 ”、、 υ c bicast )。餘下的封包的奮祖A 被鎖定的遠接妝能担的科元將直接貫穿由 啊心幻運接狀恶提供的資料通道， ^ 望的交換。這種情況下，R2=2。 而正確地完成所期

第28頁 1236814 五、發明說明（25) 情形 2 : I i = 1 〇 第五圖說明第一個輸入序列Ιι = 1 0的各種情形。斑 形1相對稱，這種情形下的〇1同樣為'，01”。當輸人第°」、^ 入序列1=10後，第二個輸入序列I2的可能組合有四個輪 接下來的分析將表明不管“是這四種組合中的哪一種。 =01都是正確的。換句話說Ri=l。 種 〇1 情形 2. 1 : 12 = 〇〇 第二個輸入序列12 = 〇 〇 ( 5 1 〇 〇 )的情形， 2入埠和在input-〗輸入埠上的輸入封包分別是雙〇 封包和閒置封包。這種情況下，其中的雙點科傳运、 製到兩個輸出埠，即將其中output-〇輪出迨梦、L可複 位元將強制"、置r並言史置和較連接狀態為Mca第^個輸出 (5101)。這樣的話，在〇utput —j輸 * ^〇2=ll 〇 ^output-0 控制信號為"01" (0_b〇und)而〇ut 的帶内

(I 位元將直接貫穿由被鎖定的連接狀態4下:資^ 而正確地完成所期望的交換。這種情況下的貝^通道，從 情形2.2 : Ι2 = 01 Κ2 ―2。 輸入：：二輸入f列12 = 0 1 ( 52 00 )的情形，即在i—-〇 輸入埠和在mput-i輸入埠上的輸入封包分 y 包和〇_b〇Und封包。這種情況下，Ο-bound封包疋交它的 目的璋—-°輸出淳，而一封包則交；

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輸出埠output-1輸出埠。所以，連接狀態 (520U並鎖定。這樣的話，在〇utput —〇輪一ss 輸出位7〇為”1” ，而在〇utput —丨輸出埠的第二個、一一固 為〇，即〇2 =10。結果，output一0輸出埠的輸出二 控制#號為n 〇ln (O — bound )而輸出埠〇utp卜工的^、: 的帶内控制信號為”10” （bicast)。餘下的勺=^封匕 元將直J貫穿由被鎖定的連接狀態提供的資料J道身：： 正碟地元成所期望的交換。這種情況下，& = 2。 情形2· 3 : Ι2 =11 2 。

第二個輸入序列I2 = 11的情形（53〇〇 )， 輸入埠和在input-1輸入埠上的輸入封包分別是卜^11^11櫨 包和ο-bound封包。這種情況下，兩個輸入封包都可以 換到各自的目的輸出埠。所以，連接狀態被設置成 ( 530 1 並鎖定。這樣的話，在〇utput_〇輸出埠的第二個 輸出位7G為"1” ，而在output — 丨輸出埠的第二個輸出位元 為1，即〇2=11。結果，輸出埠output_〇的輸出封包 控制信號為’·0Γ (O-bound)而輸出埠outpt —丨的輸出封包 的帶内控制信號為”11” （1—bound)。餘下的封包的資料匕

位元將直接貫穿由被鎖定的連接狀態提供的資料通道胃，從 而正確地完成所期望的交換。這種情況下，匕=2。 之 情形2. 4 : Ι2 = ι 〇 2 第二個輸入序列12=〇1的情形（5400 )，即在input_〇 輸入埠和在input —1輸入埠上的輸入封包分別是Uo⑽d封 包和閒置封包。這種情況下，其中的卜b〇und封包可以交

1236814 五、發明說明（27) --— 換到它的目的輸出埠output — 丨輸出埠。所以，連接狀雜 設置成cross ( 540 1 )並鎖定。這樣的話，在 出埠的第一個輸出位元為” 〇” ，而在〇utput—l輸出埠的第 二個輸出位元為1，即〇2 = (Π。結果，output — 〇輸出埠的 出封包的帶内控制信號為，，〇〇，，（閒置）而⑽“七^輸出埠 的輸出封包的帶内控制信號為"u” （ Lb〇und )。餘下的 封包的資料位元將直接貫穿由被鎖定的連接狀態提供的資 料通道，從而正確地完成所期望的交換。這種情況下，匕 =2 〇 情形3 ·· 1=00 第六圖說明第一個輪入序列L = 〇 〇的情形，這種情形 下任何一種連接狀態都可以達到〇1 =” 〇〇”。當輸入第一個 輸入序列h = 0 0後，第二個輸入序列12的可能組合有四 種。接下來的分析將表明不管匕是這四種組合中的哪一 種’〇!=00都是正確的。換句話說心=1。 情形 3. 1 : 12 =00 第二個輸入序列12=〇〇 (6100)的情形，即在input — 〇 f入埠和在input —1輸入埠上的輸入封包都是閒置封包。 ，種情況下，連接狀態可以設置成是任何一個狀態並且與 疋否鎖定無關，這樣的話，在output-0輸出埠和output - (ί 輪出埠的第二個輸出位元都是為〇，即〇2 = 〇 〇。結果，輸出 =包都是閒置封包。另一方面，從工程實現方面考慮，設 又並鎖定一個確定的連接狀態如"bar” （61〇1)是合理

第31頁 1236814 五、發明說明（28) 的，如第六圖所示。這種情況下，R2 = 2。 情形 3· 2 : 12 = 11 第二個輸入序列I? = 1 1 ( 6 2 0 0 )的情形意味著在 input-Ο輸入埠和在input-;[輸入埠上的輸入封包都是〇一 bound封包。這種情況不，連接狀態可以設定成以厂$ 一 cross並且與是否鎖定無關。顯然，其中一個封包:麫 地交換到某一輸出埠。這樣的話，在output-ο輸出3棒曰▲ 二個輸出位元為"厂，，而在⑽““^輸出埠的第二個的第 位也為1，即〇2 = 11。結果，output-0輸出埠的輪出封勺 =號為"G1”（G_bQund)而輸出細⑻、匕 出封包的耶内控制信號也為"〇1" (〇_b〇und 輪 包的資料位元將直接貫穿由姑銘〜从> 傑下的封 通道，從而正確地連接狀態提供的資料 2。 地70成所期望的父換。這種情況下，r2二 合理用t面考慮，暫時不鎖定狀態是 (prWitJU 包又分成一定數量的優先順序 順序的大小，ϋ優J t :相應的位元資料大小表示優先 後面。在其後的；^ ^順序位元資料緊跟在帶内控制信號 當發現兩個輸入^勺儡即使比較輸入的優先順序位元， 先順序較高的封包^目，先順序位元位不同時，立即以優 種情形中，由ί雨^ ^設定連接狀態並鎖定。在所的這 優先順序的封包將有特i = 封包’有較高 13=1〇( 650 〇)，咅、味#換到輸出埠〇111^111:一0。所以當 心者在輸入埠input-0上的封包比在輪 第32頁 1236814 五、發明說明（29) 入埠input-0上的封包右鉍古慮止他— 置成"bar"並鎖$ ujf同Ϊ! mnf r，因此連接狀態設 只 < V03U1 )，當13 = 01 (66〇〇 )， ，=，連接狀態設置成” cr〇ss”並鎖定（66〇1)。一旦兩 個輸入封包的優先順序完全一樣’連接狀態設定成⑹或 cross已無任何區別。在一些工程實現時，所有餘下的 料位兀仍可被用作區別位元。需+ 、 ' 下，BmA-”仍然為；，要“、的疋在這種情況 情形3. 3 : I2 = 1 〇 :二個輸入序列“=1。的情形（63。。），即 卜。 = 輸入埠上的輸入封包分別是〇_b_d封包 =閒置封包。這種情況下，0_bound輸入封包可以交換 H。目— 。所以’連接狀態被設置成bar 輸出位元疋。廷樣的話，在0UtPUt_〇輸出槔的第二個 ίο，二t1 ’而在’以一1輸出谭的第二個輸出位元 护制f ^結果，〇UtPUt_〇輸出埠的輪出封包的帶内 控制L唬為0Γ (0_bound )而〇u ^ 的帶内控制信號為，·〇〇”（idle)。餘下二旱封包 定的連接狀態提供的資料通道，從而正 確地70成所期望的交換。這種情況下，r2 =2。 情形3. 4 : 12 =01 腎入ίϊ個輸入序列12=01的情形（64〇〇)，即在input-0 輸入阜*lnput-l輸入埠上的輸入封包分別是 0-bound封包。#綠_ π下，η K ^ 疋間置封包和 它的目的έ Λ U輸入封包可以交換到 的輸出埠output-Ο。所以，連接狀態被設置成 1236814 五、發明說明（30) cross ( 640 1 )並鎖定 _ 第二個輸出位元為"丨”]這樣的話，在output-〇輪出埠的 出位元為〇，即〇2==1〇。’二之0utput —1輸出槔的第二個輪 的帶内控制信號為"〇1"二’output_0輸出埠的輪出封包

料位元將直接（閒置）°餘下的封包K 從而正確地完成所期2疋的連接狀態提供的資料通道，、 又7肩望的交換。這種情況下，r2 =2。 情形4 : L = 11 第七圖§兒明第一個私 — 下任何一種連接狀離都^ f列11 = 11的情形。這種情形 輸入序列！1=11後第都到〇1="U"。當輪入第一個 種、接下來的分析將第表:二”列“的可能組合有四 種，V11都是正確的。換句請、中的哪一 情形4· 1 ·· 12 =〇〇 第一個輸入序列 入封包都是bicast封包…葙：形（71〇〇)意味著兩個輸 barboss並且與是否鎖況：連接狀態可以設定成 从—細从指4 τ: 鎖疋無關，其輸出都是02二00。盔 柄匕們的優先順序是否相同，其連接狀態 - 為=或"cross”都一樣好。這種情況下 情形4. 2 ·· 12 =11 第二個輸入序列^11的情形（ 7200 )意味著兩個輸 入封包都是Η—封包，這種情況下連接狀態可Γ設定 成bar或⑽ss，其輸出都是％ =11。隨後的處理可以採用

第34頁 1236814 五、發明說明（31) 类員似情形情形3. 2所述的優先順序處理方式處理。這種情 況下，R2二2。 情形4· 3 : 12 =10 f二個輸入序列12=1〇的情形（7300) ’即在input_c 輸入埠和丨叩11卜1輸入埠上的輸入封包分別是1〜1)仙^封包 和bicast封包。這種情況下’1-bound封包交換到它的目 的埠output-ι輸出埠’而bi cast封包則交換到另外1一個輸 出埠output-0輸出埠。所以，連接狀態被設置成cr〇ss 3 ( 730 1 )並鎖定。這樣的話，在011邙討_〇輪出埠的第二個 輸出位元為”〇"，而在output-丨輸出埠的第二個輸出位元 為1，即％ =01。結果，output-〇輸出埠的輸出封包的 内控制信號為"1〇" (bicast)，而outptq輸出埠的輸出 封包的帶内控制信號為"U" (1_bound) ^餘下的封包的 資料位元將直接貫穿由被鎖定的連揍狀態提供的資料通 道，從而正確地完成所期望的交換。這種情況下，。 情形4· 4 : Ι2 =〇1 第二個輸入序列“=〇1 (7400 )的情形，即在input_〇 ，入埠和在input-i輸入埠上的輸入封包分別是bicast封 ^和i-b〇und封包，這種情況下，卜b〇und#包交換到它的 二ttoutput-i輸出埠，而bicast封包則交換到另外一個 、UtPUt1輸出璋。所以，連接狀態被設置成W 並鎖疋。這樣的話，輸出埠〇u 二 出位元為1丨0丨丨，而outn"十一】於φ桔从姑 ^ β卩〇 =()1。社# 叫卜1輸出埠的第二個輸出位元為1， 2 ~ 、、，°果，0utput_0輸出埠的輸出封包的帶内控制

1236814 五、發明說明（32) __ “號為10 (blcast )，而outpt-1輸出埠的於 帶内控制信號為”n，，（1_bound)。餘下的，出封包的 元將直接貫穿由被鎖定的連接狀^的資料位 正料完成所期望的交換。這種情況下的通道，從而 綜上結果’依本發明而提出的編碼方^ 總是為0，這樣，相應的雙點傳送交換單元被最適 =上敘述的方法是以表5所代表舉例的編碼方進― 的。表5左邊列中的4項，即"〇〇" ，"〇1" ，"u "進仃 J射成其它可能的編碼方式，只要這些方式能滿足以；^ 0- 第一個 此 單元編 喝時， 每一階 中所有 少。或 率，那 樣地， 多。比 另一個 是分別 整個多 bound封包編碼的第—個位元與卜“⑽ 位元必須不同。 』〇碼喝的 外，當單•點傳送交換單元採用同上點 -0-bound^M-bound··^! f延，時間完全主要取決於多階互連網路的階: 父換早70區域延遲時間的乘積。因此，當交換置1、 區域，遲時間減少時，總延遲時間也會按比例兀 者說父換單70中所有的區域延遲時間減小到某 麼總延遲時間也會相應地縮減大致相同的比率 當交換單元最適化後，總的緩存要求也會降冋 較前面所闡明的兩個例子，一個是隨機編竭方， 是依據本發明提出的新編碼方式，它們的不同:♦ 以區域緩4數阳Xj {力一 j }為i和〇的交換單二 階互連網路形式的交換引擎。 隹積成 1236814

五、發明說明（33) 本發明雖已於此詳細表系與説然先前之說明僅係 例示發明之原理與精神，熟習此技人士可因本案之教 示而輕易衍生出其它變化例，佴這些ί化例亦應包含於本 案之範圍内。此外，此處所述之實例與條件用語係為有助 於讀者了解本發明之原理與概念，而非用以將本發明限制 於此範圍。另外，此處所有關於本案精神、樣態與實施例 之陳述以及其特定實例均包含與其構造與功能上均等者。 同時，此均等涵蓋過去已知與未來將發展之所有此尊 與功能。 霉& 此外，熟習此技藝之人士應了解，此處所用之方塊 〇 一種舉例說明實施本發明原理電路設計之示意圖。 ”

第37頁 1236814 圖式簡單說明 第一圖（A)描繪一交換單元的通貌； 第一圖（B)至第一圖（E)描繪雙點傳送（bicast)交換單 元的’’直線（bar)11，” 交叉（cross)”，1’ 雙點傳送-0 (bicast-0)π和’’雙點傳送-1 (bicast-1)π四種連接狀態； 第二圖為進行帶内控制之一交換單元之方塊圖； 第三圖（Α)描繪當雙點傳送交換單元在n input-0’’和’’ input-1Π兩個輸入埠上的輸入封包分別為π雙點傳送 封包’’和”閒置封包”時的連接狀態； 第三圖（Β)描述當雙點傳送交換單元在n input-0Π和’’ input-1Π兩個輸入埠上的輸入封包分別為π閒置封 包’’和’’雙點傳送封包π時的連接狀態； 第四圖到第七圖描繪雙點傳送交換單元所有可能的輸 入封包情形。

第38頁

Claims (1)

1236814 六、申請專利範圍 ι 一種交換網路之封包路由方法，直 階的交換單元，每一交換 交換網路包括多 ，域輸入封包，並於其輪出淳產；包作為其 i制tr封包均具有至少一個帶内控制J ί r ϊ域輸出封 η唬係有—相對應之交換 ‘：：-個帶内 ^換單元之區域帶内控制信號，及 =;=信號視為 決朿之用，該方法包括·· 次馮該乂換早元做交換 根據一預定之編碼法則將每一封一 編成至少一個位元；以及 母一個贡内控制信號 參考該編碼方或，立上μ 域輸入封包中盥該交換兀根據該交換單元之每個區 之部份或全部;立：做出交應内控制信號中 對該交換ί 其區域輸出封包之輸出位元，以完成 fit早疋之區域輸入封包之路由。 雙點傳圍$1項之方法，其中每-交換單元係- 2:=::(bicastce")，而輸入至每-交換單 i =:均包括閒置(idle)、。_ 向(〇-b_d)、 丄向（1 - b 〇 u n d)、以及雔點種w /1 · 中备一接1上 又”、傳迗（1)1。&31:)等封包型式，其 包括a $ i i f式均對應至不同的帶内控制信號，該編碼 該編碼法則包括一錄i r一帶内控制信號進行編碼，且 包型六夕* ^ 種位70、，扁焉方式’係使得對應於0-向封 3 制信號碼之第-位元有別於對應於卜向封 3 内控制信號碼之第-位元。 3.如申s月專利範圍第1項之方,4丄长★认s a及 1236814 ------- 六、申請專利範圍 單點傳送 單元之區 bound)、 包型式均 兩個位元 包括一種 内控制信 内控制信 4· 一種封 多階的交 其區域輪 封包，每 内控制信 為該交換 換決策之 一編 每一個帶 一產 區域輸出 入封包之 根據其每 内控制信 5·如申請 雙點傳送 交換單元（unicast cell)，而輪λ芯> 域輸入封包均包括閒4(idle)、〇〜向（〇母一父換 以及1-向（1—b〇und)等封包型式，复 — 對應至不同的帶内控制信號，該編、母一種封 來對每一帶内控制信號進行編碼，且=括以至夕 位元編碼方式，係使得對應於=編碼法則 唬碼之第一位70有別於對應於b向封罄 號碼之第一位元。 i式之f 包路由系統，包括·· 換單元，每一交換單元於其輸入埠接 入封包，並於其輸出埠產生封包作為其。C 一封包均具有至少一個帶内控制信號，每三個 號係有一相對應之交換單元將該 :元之區域帶内控制信號’及為該 用， 碼器，用以根據一預定之編碼法則將每— 内控制信號編成至少一個位元；以及 K 生器，參考該編碼方式，於每—交換單元產生复 封包之輸出位元，以完成對該交換單元之區域ς 路由’此處輸出位元之產生係相應於該交換= 個區域輸入純中與該交換單元相對應之區 號中之部份或全部位元所做出交 專利範圍第4項之系統，其中每元传 交換單元（tncast ceU)，而輸入至每—交換翠

第40頁 1236814 ------ 六、申請專利範圍 元之區域輸入封包均包括閒置（idl 1 一向（1-bound) ' 以及雙點值 、0—向（0-bound)、 中每一種封包型式均對雙應至等封包型式，其 器包括以至少兩個位元^對二姚▼内控制信號，該編碼 裝置，且該編碼法則包括一 π =控制信號進行編碼之 。-向封包型式之帶内控制信；：：=方式，使得對應於 卜向封包型式之帶内广制 : 位疋有別於對應於 圍第4項之系統，其中每-交換星-在 早點傳送交換單元（unicast 母乂換早儿係一 單元之區域輪入封勺杓’而輸入至每一交換 堞翰入封包均包括閒置（1(11〇、〇_ \〇Und)、以及卜向（卜b0und)等封包型 ^(0 包型式均對應沾*〜 其中母一種封 少兩個位元；對备°:*控制信號’該編碼器包括以至 编踩二：母一▼内控制信號進行編碼之裝置，曰， 式之帶内控制4= 式’使得對應於°~向封包型 唬碼之第一位元有別於對應於 式之帶内控制信號碼之第一位元β Θ封包型