JP3783731B2 - 高速切替ネットワーク構造 - Google Patents
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Description
技術分野
本発明は通信ネットワーク構造に関するものであり、特に切替ネットワーク内のデータトラフィクの制御を促進する構造に関するものである。
発明の背景
近年において、技術の発達は通信ネットワークにおける送信速度と帶域幅とを劇的に増大してきた。そのようなネットワークは、高速ネットワーク（ＨＳＮ's）として今日知られるものへ発展してきて、毎秒ギガバイトあるいはテトラバイト程度の速度でデータを送信することができる。多くの応用が出現しており且つ巨大な帶域幅の高速ネットワーク設備への投資が試みられている。そのような応用の例はライブビデオ多重キャスティング，マルチメディアの会議、高品質画像再生、及び仮想実環境を含んでいる。
極めて高速な送信速度の要求により、比較的速い演算器速度と比較的遅い送信速度との間の以前のギャップの利点を利用することによる複雑なネットワーク処理は、もはや高速ネットワークに対しては現実性はない。結果として、高速切替ネットワークは送信されたデータを迅速にルート割当するために切替ノードの処理速度を大幅に高めねばならない。
通常のパケット切替ネットワークは、必要な高速処理速度を達成する点において限界がある。そのようなパケット切替ネットワークにおけるネットワークのノードは、ルート割当を実行する際のアドレス情報を得るため、各パケットのフレームヘッダを解析することが必要である。フレーム処理のために必要な時間は不所望な程に長くなってしまう。
これに反して、通常の回路切替ネットワークはフレーム処理をするためにネットワークノードを必要としない。しかしながら、このネットワークはノード対間の通信のために専用の回路を必要とする。これは、実効帶域幅利用も与えないし且つ充分な相互接続も支持しないことで望ましくない。
非同期転送モード（ＡＴＭ）はパケット交換と仮想回路切替との結合された概念に基づいて開発されている。そのようなネットワークの構造は、1992年５月のComputer Networks and ISDN System 第24巻，第４号のJ.Boudecによる“Asynchronous Transfer Mode: a tutorial”に記載されている。ＡＴＭネットワークのノードは、情報の属する仮想回路により認識される情報のセルを切り換える。ＡＴＭセルを転送する前に、仮想回路が確立されねばならない。かくして、多くの問題のうちで、ＡＴＭネットワークが回路確立に関連するすべての遅延を受け継いで望ましくなく、且つ付加的な遅延が適切なスイッチ入力部分又は出力部分への仮想回路識別子をマッピングするためにＡＴＭセルを切り換えることから生じてしまう。これに加えて、ＡＴＭネットワークは、このネットワークへ入るデータがＡＴＭフレーム構造へ適合されることを必要として望ましくない。結果として、データがそのネットワークから出力される前にデータの元のプロトコルへ変換されることを必要とする不都合がある。
切替ネットワークのもう一つの型は、波形分割多重化（ＷＤＭ:wave division multiplexing）ネットワークとして既知である。そのようなネットワークの構造は、1989年１月のIEEE Network Magazineの第29〜41頁のA.Acampora他による“An Overview of Lightwave Packet Network”及び1990年８月のIEEE Journal of Selected Area in Communication第６巻，第６号，第948〜964号のC.Brakettによる“Dense Wavelength Division Multiplexing network: Principles and Applications,”記載されている。ＷＤＭネットワークは適切な波長割当によって宛て先へ専用のアクセスを与える。ルート割当は源泉-宛て先連結性を与えるために波長を切り換えるように結合点を形成することにより達成される。同じ宛て先への同時送信の間の争いは切替結合点において解決される。望ましくは、ＷＤＭネットワークは回路様のサービス及び多重キャスティングを支持するように形成されてもよい。しかしながら、ＷＤＭネットワークの設置は光学媒体に制限され且つ光伝信の専門化された特性に大幅に関係する。更にその上、切替ノードにおける高速処理速度を実現するために、このネットワークは入ってくるトラフィック速度においてそのノードにおける切替の光学的同調を必要とする。必要ではあるが、光学的同調はこの技術の現在の状態をそれでもやはり超えている。結果として、現在のＷＤＭネットワークは結合点対間の専用の波長を使用し、且つパケットは隣接する結合点へのみ直接に送られ得る。その結合点において、パケットは宛て先ルートを決定するために処理されることを要し、かくして処理時間を増大して望ましくない。
切替ネットワークの更にもう一つの型は、ハイボールネットワークとして既知である。そのようなネットワークの構造は、デラウエア大学の電子工学科から90-9-1に発行された技術報告のD.Mills他による“Highball: A High Speed, Re-served-Access, Wide Area Network,”に記載されている。ハイボールネットワーク構造によると、切替結合点計画トラフィックは中断されない通信を支持するためにスイッチを形成することによりバーストする。この目的のために、結合点放送はすべての他の結合点へ要請して、すべての可能な宛て先へのそれらのデータ伝達要求を特定する。それからこの情報が各結合点における計画を決定し、且つ出力リンクが特定の入力リンクへ委ねられる時間間隔を確立する。そのように、異なる結合点により決定された計画は一致しなければならず、それらの結合点は極端に正確な同期を維持しなくてはならない。このハイボールネットワークは、初期計画による潜在遅延を黙認できるトラフィックに役立つように設計される。かくして、計画する複雑性と極めて正確な同期要求がハイボールネットワーク構造に固有の主な短所である。
動作が実質的なトラフィック多重化を頼りにするその他の従来技術ネットワークは類似の短所に悩まされる。中間結合点におけるバッファサイジング、帶域幅割当、容量割当、及び設計のようなこれらのネットワークに属する争点は、動作が均衡しており且つトラフィック需要が多くの独立した且つ相関のない源泉の組み合わせから発生されると言う仮定に基づいて解決される。しかしながら、高速ネットワークにおいては、少数の相関する源泉が多重化された多くの他の源泉と同等の相関するトラフィックを発生し得て、かくして上述の仮定を実質的に浸食する。
それに加えて、送信遅延と比較して無視されるように用いられる従来技術のネットワークにおける伝播遅延は、高速ネットワークにおいては重要になる。例えば、約30msの国内横断伝播遅延により、2.4ギガバイト／秒において、高速ネットワークを通って９メガバイトをそのような遅延の間に送信できる。送信遅延に対して長い伝播遅延のせいで、流量制御又は損失からの回復のために包括的フィードバックに基づいた慣習的なプロトコルが高速ネットワークにおいてはもはや有効ではない。
本発明の概要
本発明は多数の切替ノードを含んでいる切替ネットワーク内におけるトリーのルーティングを使用することにより従来技術の制限を打破する。各切替ノードはデータが受信される１個以上の入力リンクと、データが送信される１個以上の出力リンクとへ接続される。トリーについての各ルーティングは異なる切替ノードと関連しており、そのネットワーク内の切替ノード全体のデータのルート割当を指定する。時間バンドがトリールーティングを設定するために規定され、各時間帯は１個以上のトリールーティングに関連している。切替ノードは、関連する時間バンドの期間に１個又はそれ以上のトリールーティングに応じて入力リンクのサブセットからのデータを出力リンクのサブセットに切り換える。
有益なことに、本発明は、切換ノードにより複雑なフレーム処理を除去して処理速度を増大する第１の目的、ネットワークに対する多重プロトコルを同時に可能にする第２の目的、サービスについての種々の品質を自在に可能にするネットワーク機構を構成する第３の目的、及び性能及びサービスを劣化することなくネットワークの複雑さ及び設置コストを制限する第４の目的を達成する。
【図面の簡単な説明】
本発明の他の目的、特徴及び利点を、本発明の好適実施の形態を示す添付図面に関連する詳細な説明から明らかにする。
図１は、本発明による複数のローカルアクセスに接続した切替ネットワークを示す。
図２は、このような図１のローカルアクセスの一つを示す。
図３は、図１の切替ネットワークで通信したデータフレームのフォーマットを示す。
図４は、図１の切替ネットワークを介したデータフレームのルーティングを指定するトリールーティングを示す。
図５は、図１の切替ネットワークの切替ノードのブロック図である。
図６は、図１の切替ネットワークの種々のトリールーティングを実現する時間帯のシーケンスを図示するタイミング図である。
図７は、図５の切替ノードの切替回路のブロック図である。
図８は、図５の切替ノードの制御ユニットのブロック図である。
図９は、図８の制御ユニットによって実行されるステップのシーケンスを表すフローチャートである。
図１０Ａは、図８の制御ユニットの構成レジスタのビットマップを示す。
図１０Ｂは、図８の制御ユニットの優先レジスタのビットマップを示す。
図１１は、図１の切替ネットワークを同時に実現する二つの非重複トリールーティングを示す。
図面中、同一参照番号及び符号を、図示したネットワークの同様な特徴、素子、成分及び部分に付すのに使用する。
詳細な説明
図１は、複数のローカルアクセス（ＬＡ）に接続する切替ネットワーク１０の一例を図示する。切替ネットワーク１０を、本発明による「アイソクロネット」（Isochronets）アーキテクチャに従って設計する。アイソクロネットは、各々が宛先ノードに関連するトリールーティング間のネットワークバンド幅を分割する本発明による経路分割多元接続(RDMA)切替技術を実施する。この技術を用いると、アイソクロネットは、中間切替ノードにおける成分に依存する処理を回避し、これにより、広い範囲の伝送速度を許容するとともに、全ての光学的な実施を支持する。
RDMA形態により、ネットワーク１０を介したデータトラフィックのルーティングが、各々のトリールーティングに割り当てられた時間バンドの割当てを意味することは、以下の説明から明らかである。LAからのデータフレームは、それらの関連の時間帯域中各ツリーにアクセスする。各時間帯域中、LAからのデータフレームは、それとともに関連するトリールーティングを介して宛先ノードに伝播する。他のトラフィックが中間ツリーノードで争わない場合、フレームは、割り込みの起こらないネットワークを横断する。このために、全ネットワークを、時間及び空間の両方をトリールーティングによって共有したルーティング媒体として見ることができる。換言すれば、本発明によるRDMA形態は、バンド幅を、トリールーティング間で時間分割及び空間分割したことを特徴とするものである。
図１において、図示したようなアイソクロネットアーキテクチャを実施するネットワーク１０は、12個の切替ノード、すなわちノード１０１〜１１２を具える。これら１２個のノードを、双方向通信線によって相互に接続するとともに、他の双方向通信線を介して12個のLA１５１〜１６２にも接続する。これに限定されない本例によれば、各通信線はここで、１秒ごとにギガバイトの目安の速度でビトストリームを移送する。各LAは、データを送受信しうる通信装置を含む。このような通信装置を、例えば、ローカルエリアネットワーク、ホストコンピュータ、端末、パーソナルコンピュータ等とすることができる。
図２は、LA、例えばLA１６０を図示し、この場合、通常のローカルエリアネットワーク２００はパーソナルコンピュータ２０１ａ〜２０１ｆに接続する。ローカルエリアネットワーク２００は、ブリッジマシン２０３を介して切替ネットワーク１０にアクセスする。後者を、パーソナルコンピュータ２０１ａ〜２０１ｆからネットワーク１０内の切替ノード１１０にデータパケットを搬送するホストコンピュータとすることができる。ブリッジマシン２０３の他の機能を以下説明する。
LAの通信装置は、ネットワーク１０を介して、適切なプロトコルを用いる他のLAの装置と通信する。このようなプロトコルは、ネットワーク１０には見えない。すなわち、ネットワーク１０は、装置が通信するプロトコルに関係なく、ネットワークの種々の切替ノードを介してある装置から他の装置にデータを送る。しかしながら、ネットワーク１０の通信線中で伝送されるデータは、切替ノードが適合する低レベルプロトコルに従う必要がある。この理由は、受信の際の切替ノードが相違するソースからのデータセグメントの開始及び終了を識別する必要があるからである。このために、ネットワーク１０中で伝送されるデータセグメントをフレーム中に含める必要がある。図３は、総フレームの構造を図示し、この場合、開始信号はフレームの開始をマークし、これに３０１を付す。この開始信号に、ビット長が可変のデータセグメント３０５が続く。このデータセグメントは、ソースノードに関連する送信装置と宛先ノードに関連する意図した受信装置との間の通信に対して適切にフォーマット化したデータを含む。データセグメント３０５に、フレームの終了をマークする終了信号が続き、これに３０３を付す。上記ブリッジマシンの機能の一つは、関連のLAから送信されたデータセグメントに対する必須の開始信号及び終了信号を発生させるとともに、これら信号をデータセグメントに接続することである。
ネットワーク１０のデータのルーティングは、ソースノードから宛先ノードに導くトリールーティングに従う。本発明によれば、各宛先ノードを、相違するトリールーティングに関連させる。ネットワーク１０の12個のノードを、様々なときに宛先ノードとなりうるので、それとともに関連する12個のトリールーティングが存在する。図４は、宛先ノードとしてのノード１０２に関連する一つのこのようなトリールーティングを図示する。図４に図示したように、トリールーティングを矢印によって規定し、宛先ノード１０２に定着させる。宛先ノード１０２に指導された他の全てのノードからのデータトラフィックを、矢印を付したようにネットワークを介して送る。例えば、LA１６０の通信装置から宛先ノードとしてノード１０２に接続したLA１５２の通信装置に伝送されたデータを、ノード１１０，１０７，１０５及び１０２の順に送り出す。
この点について、ノード１０２に関連する図４のトリールーティングをこのために図示する。ネットワークのノードの特定のトラフィックパターン及び地形配置のような要因に応じて、当業者は、これらの特定用途により好適にしうる他のトリールーティングを容易に考えだすことができる。同一の理由から、ノード１０２以外の他の各々のノードに関連するトリールーティングの説明を省略する。
ネットワーク１０の切替ノードは構成上同様である。図５は、図示的にノード１０５とするこのような一つのノードのブロック図である。図１に図示したようなノード１０５を、LA１５５に接続するとともに、七つの通信ライン４０１を介してノード１０１，１０２，１０３，１０６，１０７及び１０８にそれぞれ接続する。このようなラインの各々を双方向ラインとするので、それは、入力トランク及び出力トランクを具える。特に、ライン４０１は、入力トランジスタライン４０１ａ及び出力トランク４０１ｂから構成され、ライン４０２は、入力トランジスタライン４０２ａ及び出力トランク４０２ｂから構成される、等々。図５のノード１０５は、各入力トランク４０１ａ〜４０７ａの末端をなす七つの入力トランクインタフェース(TI)５０１ａ〜５０７ａと、各出力トランク４０１ｂ〜４０７ｂの末端をなす七つの出力TI５０１ｂ〜５０７ｂとを具える。図示した本形態の各TIを、TAXIチップセット又はスーパネット(Supernet)チップセットのような市販のチップセットによって実現できることを指摘する必要がある。TAXIチップセット又はスーパネットチップセットの詳細な説明をそれぞれ、1991年4月のRev.Dによる“Am7936/Am7969-125 TAXIchip(TM) Integrated Circuits (Transparent Asynchronous Emtter-Receiver Interface”及び1989年2月のRev.Cによる“The SUPERNET(TM) Family for FDDI 1989 Data Book”で見つけることができる。これらのいずれも、郵便番号94088-3453 カリフォルニア州 サニーベール 901 トンプソンプレース P.O.Box3453に所在するAdvanced Micro Devices, Inc.で利用することができる。
ノード１０５はさらに、制御ユニット５６５及び切替回路５２３を含むスイッチ５６０と、プロセッサ５１１及びメモリ５１３を含む制御兼管理セクション(CMS)とを具える。CMS５１５は、ノード１０５を含むトリールーティング構成の情報によってプログラムされ、各ツリー構成に対してスケジュールする。CMS５１５を、トリールーティング構成を変えるために時々再プログラムすることができ、及び／又は、ネットワーク１０の特定のトラフィック要求に応じてスケジュールすることができる。トリールーティング及びスケジュール情報を、スイッチ５６０内の制御ユニット５６５に対して設ける。この情報により、制御ユニット５６５は、データトラフィックを入力TI５０１ａ〜５０７から出力TI５０１ｂ〜５０７ｂのうちの選択した一つに切り替える切替回路５２３を構成する。特に、入力TI５０１ａ〜５０７を、40ビットの複数のリード線５３１ａ〜５３７ａを介して切替回路５２３に接続する。更に、出力TI５０１ｂ〜５０７ｂを、40ビットの複数のリード線５３１ｂ〜５３７ｂを介して切替回路５２３に接続する。ユニット５６５及び回路５２３を、制御データ多重リード線５７８を介して接続し、これらを以下詳細に説明する。この際、制御ユニット５６５は、共通出力TIに対する入力TIの接続を解決するアービトレーションも実行することを知れば十分である。
この図示した実施の形態では、各TIを制御ユニット５６５に接続するとともに、各TIは制御ユニット５６５と双方向制御信号の通信を行う。例えば、ライン５７２を、TI５０１ａとユニット５６５との間のこのような制御信号の通信を行うのに使用する。ライン５７２によって移送された制御信号のうちの一つを、TI５０１ａでバッファリングされたデータの切替を行うためのユニット５６５に対する要求とする。このような要求に同意した場合、TI５０１ａのバッファリングされたデータは、リード線５３１ａを介して切替回路５２３に伝送され、そのデータは、選択された出力TIに転送される。
具体的には、入力トランクからデータフレームを受信した後、入力TIはそれから開始信号及び終了信号を取り除く。残りのデータセグメントを、TIのバッファに記憶させる。データを切替回路５２３に送信する前に、入力TIは、直列データビットを40並列ビットワードにデータセグメントを再フォーマット化する。出力TIは、入力TIの逆作用を実行する。データを出力トランクに送信すると、出力TIは、切替回路５２３から受信した40ビットワードを直列ビットに変換し、直列ビットの各セグメントを包含するために必須の開始信号及び終了信号を発生させる。その結果得られるデータフレームは、出力トランクに伝送される。
RDMA形態に従うネットワーク１０の12個の相違するトリールーティングを実施するに当たり、時間帯域を各切替ノードに割り当てて、これら時間帯域中、ノードは、それを通過するデータトラフィックのみを切り替えることができる。さらに、このような切替ノードに割り当てられた各時間帯域を、12個の相違するトリールーティングのうちの一つに関連させる。
図６は、切替ノード１０５に関連する時間ライン６００を図示する。（ボックスに斜線を付した）時間帯域６０１及び６０３を、図４のトリールーティングを実現するためにノード１０５に割り当てる。これら時間帯域中、切替ノード１０５は、図４のトリールーティングに従って、入力トラフィックを、ライン４０１，４０６及び４０７から、ノード１０２に指導するライン４０３に切り替える。斜線を付していないボックスを、図４のトリールーティング以外のトリールーティングを実行するために切替ノード１０５に割り当てられた時間バンドとする。この特定の実施の形態において、12個の相違するトリールーティングに対する時間帯域のシーケンスは周期的に発生する。個々の時間帯域の長さが実際のトラフィック要求に応じて周期ごとに相違するので、この発生は時間どおりである必要はないが、トリールーティングの特定の順序で発生する。
図６は、切替ノード１０２に関連する他の時間ラインも図示する。この切替ノードを、図４のトリールーティングに従うノード１０５に対する受信ノードとする。同様に、（ボックスに斜線を付した）帯域６５１及び６５３を、図４のトリールーティングを実行するためにノード１０２に割り当てる。時間帯域６５１は時間帯域６０１に対応し、この場合、受信時間帯域中、ノード１０２及び１０５は図４のトリールーティングを共同して実行する。同様に、時間帯域６５３は、時間帯域６０３に対応する。
ネットワーク１０におけるトラフィックのスムースな流れを保証するために、前記対応する時間帯域をノード１０５およびノード１０２に割り当て、ノード１０５からのデータフレームがノード１０２に到達する時、すぐにこれらに切り換えられるようにする。特に、時間帯域６０１は、前記データフレームのノード１０５からノード１０２への移動中に受ける伝播遅延の原因となるｔ１によって示される時間期間の間に、対応する時間帯域６５１を導く。同様に、帯域６０３は、同じ期間ｔ１の間に、対応する帯域６５３を導く。したがって一般に、個々のトリールーティングの実行において、受信ノードに関係する送信ノードおよびＬＡの時間帯域は、個々の伝播遅延を反映する時間期間の間に、前記受信ノードの対応する時間帯域を導く。
切替ノードおよびその切替機構の切替ネットワーク５２３を、詳細に説明する。図７は、７個の慣例的なマルチプレクサ７０１ないし７０７を具えるネットワーク５２３を示す。図７に示すように、マルチリード５３１ａ−５３７ａを各々のマルチプレクサの入力部に接続し、マルチリード５３１ｂ−５３７ｂを異なったマルチプレクサの出力部に接続する。制御データマルチリード５７８を通じて、制御ユニット５６５は、スイッチ配置情報を各々のマルチプレクサに提供し、これにより前記マルチプレクサは、選択された入力マルチリードをその出力部に接続する。
したがって、例えば、図６の時間帯域６０１の間、図４のトリールーティングが実行されている間、切替ネットワーク５２３は、マルチリード５３１ａ（入力トランク４０１ａに対応する）、５３６ａ（入力トランク４０６ａに対応する）および５３７ａ（入力トランク４０７ａに対応する）からのデータワードのみが、マルチリード５３３ｂ（出力トランク４０３ｂに対応する）に切り換えられる。この目的のために、制御ユニット５６５は、マルチプレクサ７０３に命令し、マルチリード５３１ａ、５３６ａおよび５３７ａのみを、マルチリード５３３ｂであるその出力部に接続し、他のすべてのマルチプレクサに関して、その出力部から前記入力マルチリードを遮断する。
理論上は、同期が正確な場合、ネットワーク１０は、図４のトリールーティングに従って動作する。すなわち、時間帯域６０１の期間中に、ノード１０５に到る入力トランク４０２ａ、４０３ａ、４０４ａおよび４０５ａにおいてデータフレームは存在してはならない。しかしながら実際問題として、何らかの理由のため、同期は僅かに外れるかもしれない。結果として、入力ＴＩ ５０２ａ、５０３ａ、５０４ａおよび５０５ａは、以前のトリールーティングの繰り越しか、ノード１０５に関する送信ノードにおけるやがて来るトリールーティングの早すぎる適用かによって、個々の入力トランクからデータフレームを受けるかもしれない。ＴＩ ５０２ａ、５０３ａ、５０４ａおよび５０５ａのいずれかが制御ユニット５６５に対して切替ネットワーク５２３に対するアクセスの許可を要求する場合、ユニット５６５は、図４の現在のトリールーティングを調査した後、そのアクセスを拒絶する。これらのＴＩのいずれかによって受けられたデータは、これらのバッファに残る。しかしながら、このデータは、適切なトリールーティングが生じた場合、ノード１０５を経て送信される。したがって、同期ずれを、例えば、ノード１０５が入力ＴＩ ５０２ａ、５０３ａ、５０４ａおよび５０５ａのいずれかにおいて１つまたはそれ以上の送信ノードからやがて来るトリールーティングに関するデータフレームを早まって受ける場合に、少なくとも部分的に補償する。もしそうでなければ、同期ずれのためにノード１０５によって受けられたデータフレームは、間違った宛先に伝送されてしまう。しかしながら、通信装置間の基礎的なプロトコルによって、送信装置は通常、間違って送信されたデータフレームを、予定された受信装置から負の受け取り通知を受けることによって再送信する。
ここで図６に加えて図５に戻って参照する。トラフィック状態に応じて、入力ＴＩ ５０２ａ、５０６ａおよび５０７ａは、互いに切替ネットワーク５２３に対するアクセスを争う。制御ユニット５６５は、このような争いを解決し、争っているＴＩの１つを、ネットワーク５２３に排他的にアクセスできる勝者のＴＩに決定する。制御ユニット５６５が前記争いを解決するアルゴリズムは、いわゆる”総当たり戦”アルゴリズムである。このアルゴリズムは、争っているＴＩを循環させて配置する、すなわち、争っているＴＩに０からｎ−１の見出しを付けることによって動作し、ここでｎは、争っているＴＩの数である。各ステップにおいて、前のステップにおいてｉ番目のＴＩが選択されて勝者ＴＩに成った場合、現在のステップにおいて（ｉ＋１）の見出しが付けられたＴＩに優先権が与えられ、ここで０≦ｉ≦ｎ−１である。これは、争っているＴＩ全体に公正にアクセスが得られることを保証する。特に、ユニット５６５は、制御信号を勝者ＴＩに送り、勝者ＴＩがデータワードをそのバッファから切替ネットワーク５２３に送信できるようにする。したがって送信されたワードは、ネットワーク５２３に現在接続されている唯一の出力マルチリードであるマルチリード５３３ｂを経てＴＩ ５０３ｂによって受けられる。この方法において、勝者ＴＩは、勝者ＴＩのバッファが空になるまで、データワードをＴＩ ５０３ｂに送信する。その後、制御ユニット５６５は、送信するデータを有する残りの２つのＴＩの一方に対して、ネットワーク５２３に対するアクセスを許可する。第２の勝者ＴＩは、再び、そのバッファが空になるまで、そのデータワードを出力ＴＩ ５０３ｂに送信する。次に最後のＴＩがネットワーク５２３に対するアクセスを許可され、再び、そのバッファが空になるまで、そのデータワードを送信する。この方法において、ＴＩ ５０１ａ、５０６ａおよび５０７ａは、現在の時間帯域が終了するまで、切替ネットワーク５２３へのアクセスを続ける。このような時間において、ネットワーク５２３に対して進行しているどのような送信も突然に中断され、しばしば結果としてデータセグメントの不完全な送信が生じる。
この点において、現在の設計が、送信ＴＩがそのバッファ内のデータの複製のみを送信することを要求し、その複製の送信が完了した後のみ元データを前記バッファから取り除くことを注意することが重要である。そのようなものとして、現在の時間帯域の終了前に複製が完全に送信されていない最後の元データは、常に前記バッファにおいて完全に保持される。しかしながらそれにも係わらずに、本実施例において、送信ＴＩのバッファに保持されているすべてのデータは、現在の時間帯域の終了において取り除かれる。前記通信装置間の基礎的なプロトコルに応じて、送信装置は、送信されなかったデータを、予定された受信装置から負の受け取り通知を受けることによって再送信する。
しかしながら、本実施例と違って、送信されなかったデータを後の送信のためにバッファに保存する別の実施例においては、前記時間帯域を、別の方法により特別な帯域と共に交互に配置する。現在の時間帯域に続く特別な帯域の期間中に、現在の時間帯域の終了時に送信ＴＩにおいて保持されているデータを、ＣＭＳ５１５内のプロセッサ５１１によって復旧する。プロセッサ５１１は、図４のトリールーティングに対してやがて来る時間帯域に先行する特別な帯域が生じるまで、復旧されたデータをメモリ５１３に記憶する。このような特別な帯域の間、プロセッサ５１１は、前記データをメモリ５１３から、図４のトリールーティングが繰り返される前に、個々の送信ＴＩにダウンロードする。そのようなものとして、この代わりの実施例において、時間帯域の終了時の中断によって生じる送信装置による再送信は、望ましく回避される。
本等時的アーキテクチャは、ネットワーク１０における切替ノードの処理速度が、入力ＴＩが切替ネットワークのアクセスを管理するレートによってのみ制限される点において有利であることは明らかである。前記ネットワーク配置と、帯域割り当てと、帯域同期と、通常意味のある程度の処理時間を消費する他の制御および管理機能とは、ここではデータトラフィックの実際の流れにおいて含まれる他の部品から分離された制御ユニットによって行われる。結果として、等時的ネットワークの処理速度は、先行技術のネットワークよりも極めて速い。
図８を参照すると、制御ユニット５６５をさらに示してある。上述したように、ユニット５６５は、切替ノード１０５を含む１２の異なったツリー配置を提供する責任がある。このようなツリー配置情報を、メモリ８１３に記憶する。前記メモリには、異なったツリー配置に対して割り当てられる時間帯域の持続時間も記憶する。この特別な実施例において、前記ツリーは周期的に実行され、前記帯域の持続時間は、予め決められるが、図６に示すように、ネットワーク１０のトラフィック履歴にしたがって変化する。それにもかかわらず、当業者が、トリールーティングをリアルタイムのトラフィック要求に応じて実行するより洗練されたアルゴリズムと、トラフィック量の変化に適合した帯域の持続時間とを考案できることが分かるであろう。
特に、メモリ８１３を、ＣＭＳ５１５のプロセッサ５１１によってプログラムし、多数の列を有するルックアップテーブルを含ませる。各列は、ノード１０５を含む異なったトリールーティングに関係する。この場合において、このような異なったトリールーティングが１２個あることから、このような列が１２列存在する。前記列を、これらに関係するトリールーティングの発生する順番と同じ順番に配置する。特に、各列は、関係するトリールーティングの配置情報と、これらに関する時間帯域の持続時間と、記述すべき優先権情報とを含む。前記ルックアップテーブルを、ポインタ機構を使用することによって達成する。前記ポインタは、現在のツリー配置、時間帯域持続時間および優先権情報を含む列のメモリアドレスを示す。前記ポインタの現在の値を、ポインタレジスタ８０５に記憶し、各時間帯域の終了時に増分する。さらに前記ユニット５６５は、制御ネットワーク８０９と、カウンタ８１１と、クロック８０３と、境界レジスタ８１５と、７個の配置レジスタ８０１ａ−８０１ｇと、７個の優先権レジスタ８０２ａ−８０２ｇとを含む。カウンタ８１１は、クロック８０３によって駆動され、このクロック８０３は、ネットワーク時間を保持し、ネットワーク１０の他のノードにおける同様のクロックと同期する。ここでネットワークの同期は、”インターネット”アーキテクチャにおいて使用されるような慣例的な機構によるものである。インターネット同期機構における詳細に関して、D. Millsによる”Internet Time Synchronization: the Network Time Protocol,”IEEE Transactions on Communications, vol. 39, no. 10, pp. 1482-93, October 1991を参照することができる。
カウンタ８１１は、現在の時間帯域の持続時間を表す値毎にリセットされる。次にカウンタ８１１は数をゼロまで逆読みし、現在の時間帯域の終了を表す。境界レジスタ８１５は、最大ポインタ値を有し、この値まで前記ポインタは増分する。前記最大ポインタ値は、前述のルックアップテーブルの最後の列のメモリアドレスに対応する。制御ネットワーク８０９は、切替ネットワーク８０９へのアクセスの争いを解決する上述した総当たり戦アルゴリズムを実行する。
図９は、制御ネットワーク８０９によって実行され、ノード１０５の切替機能を実行する一連のステップを表すフローチャートである。制御ネットワーク８０９は、ステップ７１において開始し、ステップ７３においてカウンタ８１１が数をゼロまで逆読みしたか否かを決定する。前記カウンタがまだゼロに到達していない場合、ステップ７３を繰り返し、到達している場合、ステップ７４に進む。ステップ７４において、ネットワーク８０９は、ポインタレジスタ８０５に記憶されている現在のポインタ値と、境界レジスタ８１５に記憶されている最大ポインタ値とを比較する。これらの２つの値が等しい場合、すなわち１２の異なったトリールーティングを含む周期または期間が完了している場合、ステップ７５に示すように、ポインタ値を前記ルックアップテーブルの第１列のメモリアドレスを示すようにリセットし、新たな周期を開始する。そうでない場合、ステップ７６に示すように、前記ポインタ値を増分して次の列のメモリアドレスと等しくなるようにする。ステップ７５またはステップ７６のいずれかから、ネットワーク８０９はステップ７７に進み、ここで前記ネットワークは、前記ツリー装置、帯域持続時間および優先権情報を、前記ポインタが示している前記ルックアップテーブルの列から復旧し、これらの情報は、やがて来る新たな帯域に関係する。次にネットワーク８０９は、ステップ７９に示すように、前記配置情報を配置レジスタ８０１ａ−８０１ｇにダウンロードし、前記優先権情報を優先権レジスタ８０２ａ−８０２ｇにダウンロードし、カウンタ８１１を新たな帯域持続時間にリセットし、新たな帯域を開始する。同時に、切替ネットワーク内のマルチプレクサ７０１−７０７を、各々、レジスタ８０１ａ−８０１ｇの内容に従って配置する。制御ネットワーク８０９は、上述したステップ７３に戻る。
図１０Ａは、配置レジスタ８０１ｃのような配置レジスタのビットマップを示す。この説明的な実施例において、配置レジスタ８０１ａ−８０１ｇは、マルチプレクサ７０１−７０７と各々関係する。特に、配置レジスタ８０１ｃは、マルチプレクサ７０３と関係する。図１０Ａに示すように、配置レジスタは、７つのマルチリード５３１ａ−５３７ａに各々対応するビットｃ１−ｃ７を含む。制限ではない例として、二進数値１を有するある配置レジスタ内のビットは、このビットに対応するマルチリードを、このレジスタに関係するマルチプレクサの出力部に接続すべきであることを示し、ビット値０は、前記対応するマルチリードをこれらから遮断すべきであることを示す。上述した例を続け、図４のトリールーティングに従ってマルチリード５３１、５３６および５３７のみがマルチプレクサ７０３によってその出力マルチリード５３３ｂに接続される場合、関係する配置レジスタ８０１ｃのビットパターンは１００００１１であり、第１、第６および第７ビットのみが二進数値１を有する。加えて、本例におけるすべての他の配置レジスタはすべてゼロのビット値を含み、これらの関係するマルチプレクサ７０１、７０２および７０４−７０７は、入力マルチリード５３１ａ−５３７ａを各々の出力部から遮断する。
図１０Ｂは、レジスタ８０２ｃのような制御ユニット５６５内の優先権レジスタを示す。この説明的な実施例において、優先権レジスタ８０２ａ−８０２ｇは、各々マルチプレクサ７０１−７０７に関係する。特に、優先権レジスタ８０２ｃは、マルチプレクサ７０３に関係する。図１０Ｂに示すように、優先権レジスタは、ビットｐ１−ｐ７を含む。これらのビットは、関係するマルチプレクサに各々のマルチリード５３１ａ−５３７ａを経て接続された。ＴＩ ５０１ａ−５０７ａに各々対応する。制限ではない例として、二進数値１を有するビットが、基礎的な争い解決アルゴリズムにかかわらずＴＩが関係するマルチプレクサにアクセスする優先権を有することを意味する。したがって、上述した例を続け、Ｔｉ ５０１ａ、５０６ａおよび５０７ａがマルチプレクサ７０３に関して争い、図１０Ｂに示すように優先権レジスタ８０２ｃにおいてビットｐ６のみが１にセットされている場合、ＴＩ ５０６ａは、他のＴＩ ５０１ａおよび５０７ａ以上の、マルチプレクサ７０３にアクセスする優先権を有する。
この特別な説明的な実施例において、優先ＴＩによる先制のアクセスは、時間に制限される。この目的のために、サブ帯域を時間帯域内に割り当て、このサブ帯域の間にのみ、優先ＴＩは先制のアクセスを行うことができる。前記サブ帯域の間、優先ＴＩが送信するデータワードを有する場合、その切替ネットワーク５２３内の選択されたマルチプレクサにアクセスする要求は、現在ネットワーク５２３を通って移動している第２のＴＩからのデータワードがあるか否かにかかわらず、制御ユニット５６５によってすぐに許可される。これらのようなデータワードが存在するイベントにおいて、後者のデータワードは失われ、制御ユニット５６５は、前記第２のＴＩに前記優先ＴＩによる先制のアクセスを知らせる。開示した実施例におけるすべてのＴＩのような第２のＴＩは、送信されたデータのオリジナルをその複製が完全に送信されるまでそのバッファに保持しているので、前記サブ帯域が終了するとすぐ、前記データの他の複製の再送信を試みる。
完全のために、図２のブリッジマシン２０３がアドレス検査機能も行うことを指摘すべきである。すなわち、通信装置からのデータパケットを検査した後、ブリッジマシン２０３は、このようなパケットの宛先アドレスを、これらがネットワーク１０に伝送される前に検査する必要がある。この目的のために、ネットワーク１０における各ブリッジマシンは、異なったトリールーティングに関するスケジュールおよびこれらの持続時間情報とを含むルックアップテーブルを含む。このようなルックアップテーブルによって、ブリッジマシン２０３は、ある宛先ノードに向けられたデータフレームを、このノードに関係するトリールーティングが実行されている場合のみ、ネットワーク１０に放出する。
この場合において、ネットワーク１０の処理能力比を、同じ時間帯域の間に重複しないトリールーティングを使用することによって増加することができることに注意することが重要である。図１１は、共通のラインを共有しない２つの重複しないツリーを示す。図１１におけるより密集した様子は、実線矢印によって規定されるトリールーティングが、図４のトリールーティングと同一のものであることを示す。追加のトリールーティングは、影付き矢印によって規定し、このトリールーティングは、影付きの宛先ノード１０６に関係する。重複のないツリーを実行するために、ネットワーク１０における各ノードを、多少変更する必要がある。
例えば、図１１の２つのトリールーティングを同時に処理するために、ノード１０５のスイッチ５６０を、上述したよりも２倍速いレートにおいて動作するように変更する必要がある。加えて、制御ユニット５６５を、２つのトリールーティングに交互に使用する時間帯域内に時間スロットを割り当てる必要がある。すなわち、ある時間スロットの間、前記重複しないトリールーティングの一方によって指定される入力ＴＩのみが切替ネットワーク５２３へのアクセスを争うことを許可され、次の時間スロットの間、他方のトリールーティングによって指定される入力ＴＩのみが争うことを許可される、等である。（この特別な場合において、宛先ノード１０６に関係するトリールーティングに割り当てられた時間スロット中にもかかわらず、ライン４０２に関係する入力トランクインタフェースのみが、前記切り換えネットワークへのアクセスを要求する。）もちろん、切替ネットワーク５２３を、ノード１０５に集中するデータフレームを正確に送信するために、交互の時間スロットの間の１つまたはそれ以上のトリールーティングに従って修正することが必要である。このようにすると、制御ユニット５６５は、追加のツリー配置にしたがって切替ネットワーク５２３のを修正する情報を提供するために、レジスタ８０１ａ−８０１ｇと同様の配置レジスタの追加の組を有する必要がある。さらに、先制アクセスの特徴を実現するために、ユニット５６５は、時間スロットの一部を形成するサブ帯域間になんらかの優先ＴＩを指定するために、レジスタ８０２ａ−８０２ｇと同様の優先権レジスタの追加の組を有する必要がある。
これまで開示したことに基づいて、ネットワーク１０における３つまたはそれ以上の重複しないツリーの実行は、適切なハードウェア、クロックレート、等の増加を単に必要とすることが、当業者には明らかであろう。したがってこのような実行の詳細な説明は、ここでは省略する。
上記のものは、本発明の原理を単に説明する。したがって、当業者が、例えここに明白に示されてまたは説明されていなくても、本発明の原理を具体化し、したがってその精神および範囲内にある多数の装置を考案できることは明らかであろう。
例えば、開示した実施例における図２のブリッジマシン２０３を切替ネットワーク１０に接続したとしても、本明細書において言及したように、他の形式の通信装置を前記ネットワークに前記ブリッジマシンを経て接続する可能性は排除されない。ようするに、前記ブリッジマシンは上述した機能を行うことができるため、ネットワーク１０を、ネットワーク１０とは全く異なる通信機構を実行する他の切替または私設ネットワークに接続してもよい。
さらに、図６の時間帯域に同報帯域を挿入し、この帯域中に、ネットワーク１０が同報モードにおいて動作するようにしてもよい。このモードにおいて、データは、データを１つのＬＡから複数の他のＬＡに同報するトリールーティングに従って経路選択される。したがって、同報モードに使用されるトリールーティングは、上述したような宛先ノードよりもむしろ、ソースノードに各々関係する。このようなものとして、同報トリールーティングを得る簡単な方法は、上述したトリールーティングのデータフローの方向を逆にすることである。例えば、図４のトリールーティングからこの方法で得られた同報トリールーティングは、データをノード１０２からネットワーク１０における他の全てのノードに同報することができる。
加えて、本明細書において使用した言葉”データ”は、コンピュータデータ、音声データ、ビデオデータ、等を広く含む。
最後に、前記本発明の好適な実施例を、種々の通信機能を分離した機能的ブロックによって行う形態のものとして開示した。これらの機能的ブロックを、当業者には既知であるように、論理ネットワークまたは適切にプログラムされたプロセッサを使用して、種々の方法および組み合わせにおいて実現してもよい。
本発明は通信ネットワーク構造に関するものであり、特に切替ネットワーク内のデータトラフィクの制御を促進する構造に関するものである。
発明の背景
近年において、技術の発達は通信ネットワークにおける送信速度と帶域幅とを劇的に増大してきた。そのようなネットワークは、高速ネットワーク（ＨＳＮ's）として今日知られるものへ発展してきて、毎秒ギガバイトあるいはテトラバイト程度の速度でデータを送信することができる。多くの応用が出現しており且つ巨大な帶域幅の高速ネットワーク設備への投資が試みられている。そのような応用の例はライブビデオ多重キャスティング，マルチメディアの会議、高品質画像再生、及び仮想実環境を含んでいる。
極めて高速な送信速度の要求により、比較的速い演算器速度と比較的遅い送信速度との間の以前のギャップの利点を利用することによる複雑なネットワーク処理は、もはや高速ネットワークに対しては現実性はない。結果として、高速切替ネットワークは送信されたデータを迅速にルート割当するために切替ノードの処理速度を大幅に高めねばならない。
通常のパケット切替ネットワークは、必要な高速処理速度を達成する点において限界がある。そのようなパケット切替ネットワークにおけるネットワークのノードは、ルート割当を実行する際のアドレス情報を得るため、各パケットのフレームヘッダを解析することが必要である。フレーム処理のために必要な時間は不所望な程に長くなってしまう。
これに反して、通常の回路切替ネットワークはフレーム処理をするためにネットワークノードを必要としない。しかしながら、このネットワークはノード対間の通信のために専用の回路を必要とする。これは、実効帶域幅利用も与えないし且つ充分な相互接続も支持しないことで望ましくない。
非同期転送モード（ＡＴＭ）はパケット交換と仮想回路切替との結合された概念に基づいて開発されている。そのようなネットワークの構造は、1992年５月のComputer Networks and ISDN System 第24巻，第４号のJ.Boudecによる“Asynchronous Transfer Mode: a tutorial”に記載されている。ＡＴＭネットワークのノードは、情報の属する仮想回路により認識される情報のセルを切り換える。ＡＴＭセルを転送する前に、仮想回路が確立されねばならない。かくして、多くの問題のうちで、ＡＴＭネットワークが回路確立に関連するすべての遅延を受け継いで望ましくなく、且つ付加的な遅延が適切なスイッチ入力部分又は出力部分への仮想回路識別子をマッピングするためにＡＴＭセルを切り換えることから生じてしまう。これに加えて、ＡＴＭネットワークは、このネットワークへ入るデータがＡＴＭフレーム構造へ適合されることを必要として望ましくない。結果として、データがそのネットワークから出力される前にデータの元のプロトコルへ変換されることを必要とする不都合がある。
切替ネットワークのもう一つの型は、波形分割多重化（ＷＤＭ:wave division multiplexing）ネットワークとして既知である。そのようなネットワークの構造は、1989年１月のIEEE Network Magazineの第29〜41頁のA.Acampora他による“An Overview of Lightwave Packet Network”及び1990年８月のIEEE Journal of Selected Area in Communication第６巻，第６号，第948〜964号のC.Brakettによる“Dense Wavelength Division Multiplexing network: Principles and Applications,”記載されている。ＷＤＭネットワークは適切な波長割当によって宛て先へ専用のアクセスを与える。ルート割当は源泉-宛て先連結性を与えるために波長を切り換えるように結合点を形成することにより達成される。同じ宛て先への同時送信の間の争いは切替結合点において解決される。望ましくは、ＷＤＭネットワークは回路様のサービス及び多重キャスティングを支持するように形成されてもよい。しかしながら、ＷＤＭネットワークの設置は光学媒体に制限され且つ光伝信の専門化された特性に大幅に関係する。更にその上、切替ノードにおける高速処理速度を実現するために、このネットワークは入ってくるトラフィック速度においてそのノードにおける切替の光学的同調を必要とする。必要ではあるが、光学的同調はこの技術の現在の状態をそれでもやはり超えている。結果として、現在のＷＤＭネットワークは結合点対間の専用の波長を使用し、且つパケットは隣接する結合点へのみ直接に送られ得る。その結合点において、パケットは宛て先ルートを決定するために処理されることを要し、かくして処理時間を増大して望ましくない。
切替ネットワークの更にもう一つの型は、ハイボールネットワークとして既知である。そのようなネットワークの構造は、デラウエア大学の電子工学科から90-9-1に発行された技術報告のD.Mills他による“Highball: A High Speed, Re-served-Access, Wide Area Network,”に記載されている。ハイボールネットワーク構造によると、切替結合点計画トラフィックは中断されない通信を支持するためにスイッチを形成することによりバーストする。この目的のために、結合点放送はすべての他の結合点へ要請して、すべての可能な宛て先へのそれらのデータ伝達要求を特定する。それからこの情報が各結合点における計画を決定し、且つ出力リンクが特定の入力リンクへ委ねられる時間間隔を確立する。そのように、異なる結合点により決定された計画は一致しなければならず、それらの結合点は極端に正確な同期を維持しなくてはならない。このハイボールネットワークは、初期計画による潜在遅延を黙認できるトラフィックに役立つように設計される。かくして、計画する複雑性と極めて正確な同期要求がハイボールネットワーク構造に固有の主な短所である。
動作が実質的なトラフィック多重化を頼りにするその他の従来技術ネットワークは類似の短所に悩まされる。中間結合点におけるバッファサイジング、帶域幅割当、容量割当、及び設計のようなこれらのネットワークに属する争点は、動作が均衡しており且つトラフィック需要が多くの独立した且つ相関のない源泉の組み合わせから発生されると言う仮定に基づいて解決される。しかしながら、高速ネットワークにおいては、少数の相関する源泉が多重化された多くの他の源泉と同等の相関するトラフィックを発生し得て、かくして上述の仮定を実質的に浸食する。
それに加えて、送信遅延と比較して無視されるように用いられる従来技術のネットワークにおける伝播遅延は、高速ネットワークにおいては重要になる。例えば、約30msの国内横断伝播遅延により、2.4ギガバイト／秒において、高速ネットワークを通って９メガバイトをそのような遅延の間に送信できる。送信遅延に対して長い伝播遅延のせいで、流量制御又は損失からの回復のために包括的フィードバックに基づいた慣習的なプロトコルが高速ネットワークにおいてはもはや有効ではない。
本発明の概要
本発明は多数の切替ノードを含んでいる切替ネットワーク内におけるトリーのルーティングを使用することにより従来技術の制限を打破する。各切替ノードはデータが受信される１個以上の入力リンクと、データが送信される１個以上の出力リンクとへ接続される。トリーについての各ルーティングは異なる切替ノードと関連しており、そのネットワーク内の切替ノード全体のデータのルート割当を指定する。時間バンドがトリールーティングを設定するために規定され、各時間帯は１個以上のトリールーティングに関連している。切替ノードは、関連する時間バンドの期間に１個又はそれ以上のトリールーティングに応じて入力リンクのサブセットからのデータを出力リンクのサブセットに切り換える。
有益なことに、本発明は、切換ノードにより複雑なフレーム処理を除去して処理速度を増大する第１の目的、ネットワークに対する多重プロトコルを同時に可能にする第２の目的、サービスについての種々の品質を自在に可能にするネットワーク機構を構成する第３の目的、及び性能及びサービスを劣化することなくネットワークの複雑さ及び設置コストを制限する第４の目的を達成する。
【図面の簡単な説明】
本発明の他の目的、特徴及び利点を、本発明の好適実施の形態を示す添付図面に関連する詳細な説明から明らかにする。
図１は、本発明による複数のローカルアクセスに接続した切替ネットワークを示す。
図２は、このような図１のローカルアクセスの一つを示す。
図３は、図１の切替ネットワークで通信したデータフレームのフォーマットを示す。
図４は、図１の切替ネットワークを介したデータフレームのルーティングを指定するトリールーティングを示す。
図５は、図１の切替ネットワークの切替ノードのブロック図である。
図６は、図１の切替ネットワークの種々のトリールーティングを実現する時間帯のシーケンスを図示するタイミング図である。
図７は、図５の切替ノードの切替回路のブロック図である。
図８は、図５の切替ノードの制御ユニットのブロック図である。
図９は、図８の制御ユニットによって実行されるステップのシーケンスを表すフローチャートである。
図１０Ａは、図８の制御ユニットの構成レジスタのビットマップを示す。
図１０Ｂは、図８の制御ユニットの優先レジスタのビットマップを示す。
図１１は、図１の切替ネットワークを同時に実現する二つの非重複トリールーティングを示す。
図面中、同一参照番号及び符号を、図示したネットワークの同様な特徴、素子、成分及び部分に付すのに使用する。
詳細な説明
図１は、複数のローカルアクセス（ＬＡ）に接続する切替ネットワーク１０の一例を図示する。切替ネットワーク１０を、本発明による「アイソクロネット」（Isochronets）アーキテクチャに従って設計する。アイソクロネットは、各々が宛先ノードに関連するトリールーティング間のネットワークバンド幅を分割する本発明による経路分割多元接続(RDMA)切替技術を実施する。この技術を用いると、アイソクロネットは、中間切替ノードにおける成分に依存する処理を回避し、これにより、広い範囲の伝送速度を許容するとともに、全ての光学的な実施を支持する。
RDMA形態により、ネットワーク１０を介したデータトラフィックのルーティングが、各々のトリールーティングに割り当てられた時間バンドの割当てを意味することは、以下の説明から明らかである。LAからのデータフレームは、それらの関連の時間帯域中各ツリーにアクセスする。各時間帯域中、LAからのデータフレームは、それとともに関連するトリールーティングを介して宛先ノードに伝播する。他のトラフィックが中間ツリーノードで争わない場合、フレームは、割り込みの起こらないネットワークを横断する。このために、全ネットワークを、時間及び空間の両方をトリールーティングによって共有したルーティング媒体として見ることができる。換言すれば、本発明によるRDMA形態は、バンド幅を、トリールーティング間で時間分割及び空間分割したことを特徴とするものである。
図１において、図示したようなアイソクロネットアーキテクチャを実施するネットワーク１０は、12個の切替ノード、すなわちノード１０１〜１１２を具える。これら１２個のノードを、双方向通信線によって相互に接続するとともに、他の双方向通信線を介して12個のLA１５１〜１６２にも接続する。これに限定されない本例によれば、各通信線はここで、１秒ごとにギガバイトの目安の速度でビトストリームを移送する。各LAは、データを送受信しうる通信装置を含む。このような通信装置を、例えば、ローカルエリアネットワーク、ホストコンピュータ、端末、パーソナルコンピュータ等とすることができる。
図２は、LA、例えばLA１６０を図示し、この場合、通常のローカルエリアネットワーク２００はパーソナルコンピュータ２０１ａ〜２０１ｆに接続する。ローカルエリアネットワーク２００は、ブリッジマシン２０３を介して切替ネットワーク１０にアクセスする。後者を、パーソナルコンピュータ２０１ａ〜２０１ｆからネットワーク１０内の切替ノード１１０にデータパケットを搬送するホストコンピュータとすることができる。ブリッジマシン２０３の他の機能を以下説明する。
LAの通信装置は、ネットワーク１０を介して、適切なプロトコルを用いる他のLAの装置と通信する。このようなプロトコルは、ネットワーク１０には見えない。すなわち、ネットワーク１０は、装置が通信するプロトコルに関係なく、ネットワークの種々の切替ノードを介してある装置から他の装置にデータを送る。しかしながら、ネットワーク１０の通信線中で伝送されるデータは、切替ノードが適合する低レベルプロトコルに従う必要がある。この理由は、受信の際の切替ノードが相違するソースからのデータセグメントの開始及び終了を識別する必要があるからである。このために、ネットワーク１０中で伝送されるデータセグメントをフレーム中に含める必要がある。図３は、総フレームの構造を図示し、この場合、開始信号はフレームの開始をマークし、これに３０１を付す。この開始信号に、ビット長が可変のデータセグメント３０５が続く。このデータセグメントは、ソースノードに関連する送信装置と宛先ノードに関連する意図した受信装置との間の通信に対して適切にフォーマット化したデータを含む。データセグメント３０５に、フレームの終了をマークする終了信号が続き、これに３０３を付す。上記ブリッジマシンの機能の一つは、関連のLAから送信されたデータセグメントに対する必須の開始信号及び終了信号を発生させるとともに、これら信号をデータセグメントに接続することである。
ネットワーク１０のデータのルーティングは、ソースノードから宛先ノードに導くトリールーティングに従う。本発明によれば、各宛先ノードを、相違するトリールーティングに関連させる。ネットワーク１０の12個のノードを、様々なときに宛先ノードとなりうるので、それとともに関連する12個のトリールーティングが存在する。図４は、宛先ノードとしてのノード１０２に関連する一つのこのようなトリールーティングを図示する。図４に図示したように、トリールーティングを矢印によって規定し、宛先ノード１０２に定着させる。宛先ノード１０２に指導された他の全てのノードからのデータトラフィックを、矢印を付したようにネットワークを介して送る。例えば、LA１６０の通信装置から宛先ノードとしてノード１０２に接続したLA１５２の通信装置に伝送されたデータを、ノード１１０，１０７，１０５及び１０２の順に送り出す。
この点について、ノード１０２に関連する図４のトリールーティングをこのために図示する。ネットワークのノードの特定のトラフィックパターン及び地形配置のような要因に応じて、当業者は、これらの特定用途により好適にしうる他のトリールーティングを容易に考えだすことができる。同一の理由から、ノード１０２以外の他の各々のノードに関連するトリールーティングの説明を省略する。
ネットワーク１０の切替ノードは構成上同様である。図５は、図示的にノード１０５とするこのような一つのノードのブロック図である。図１に図示したようなノード１０５を、LA１５５に接続するとともに、七つの通信ライン４０１を介してノード１０１，１０２，１０３，１０６，１０７及び１０８にそれぞれ接続する。このようなラインの各々を双方向ラインとするので、それは、入力トランク及び出力トランクを具える。特に、ライン４０１は、入力トランジスタライン４０１ａ及び出力トランク４０１ｂから構成され、ライン４０２は、入力トランジスタライン４０２ａ及び出力トランク４０２ｂから構成される、等々。図５のノード１０５は、各入力トランク４０１ａ〜４０７ａの末端をなす七つの入力トランクインタフェース(TI)５０１ａ〜５０７ａと、各出力トランク４０１ｂ〜４０７ｂの末端をなす七つの出力TI５０１ｂ〜５０７ｂとを具える。図示した本形態の各TIを、TAXIチップセット又はスーパネット(Supernet)チップセットのような市販のチップセットによって実現できることを指摘する必要がある。TAXIチップセット又はスーパネットチップセットの詳細な説明をそれぞれ、1991年4月のRev.Dによる“Am7936/Am7969-125 TAXIchip(TM) Integrated Circuits (Transparent Asynchronous Emtter-Receiver Interface”及び1989年2月のRev.Cによる“The SUPERNET(TM) Family for FDDI 1989 Data Book”で見つけることができる。これらのいずれも、郵便番号94088-3453 カリフォルニア州 サニーベール 901 トンプソンプレース P.O.Box3453に所在するAdvanced Micro Devices, Inc.で利用することができる。
ノード１０５はさらに、制御ユニット５６５及び切替回路５２３を含むスイッチ５６０と、プロセッサ５１１及びメモリ５１３を含む制御兼管理セクション(CMS)とを具える。CMS５１５は、ノード１０５を含むトリールーティング構成の情報によってプログラムされ、各ツリー構成に対してスケジュールする。CMS５１５を、トリールーティング構成を変えるために時々再プログラムすることができ、及び／又は、ネットワーク１０の特定のトラフィック要求に応じてスケジュールすることができる。トリールーティング及びスケジュール情報を、スイッチ５６０内の制御ユニット５６５に対して設ける。この情報により、制御ユニット５６５は、データトラフィックを入力TI５０１ａ〜５０７から出力TI５０１ｂ〜５０７ｂのうちの選択した一つに切り替える切替回路５２３を構成する。特に、入力TI５０１ａ〜５０７を、40ビットの複数のリード線５３１ａ〜５３７ａを介して切替回路５２３に接続する。更に、出力TI５０１ｂ〜５０７ｂを、40ビットの複数のリード線５３１ｂ〜５３７ｂを介して切替回路５２３に接続する。ユニット５６５及び回路５２３を、制御データ多重リード線５７８を介して接続し、これらを以下詳細に説明する。この際、制御ユニット５６５は、共通出力TIに対する入力TIの接続を解決するアービトレーションも実行することを知れば十分である。
この図示した実施の形態では、各TIを制御ユニット５６５に接続するとともに、各TIは制御ユニット５６５と双方向制御信号の通信を行う。例えば、ライン５７２を、TI５０１ａとユニット５６５との間のこのような制御信号の通信を行うのに使用する。ライン５７２によって移送された制御信号のうちの一つを、TI５０１ａでバッファリングされたデータの切替を行うためのユニット５６５に対する要求とする。このような要求に同意した場合、TI５０１ａのバッファリングされたデータは、リード線５３１ａを介して切替回路５２３に伝送され、そのデータは、選択された出力TIに転送される。
具体的には、入力トランクからデータフレームを受信した後、入力TIはそれから開始信号及び終了信号を取り除く。残りのデータセグメントを、TIのバッファに記憶させる。データを切替回路５２３に送信する前に、入力TIは、直列データビットを40並列ビットワードにデータセグメントを再フォーマット化する。出力TIは、入力TIの逆作用を実行する。データを出力トランクに送信すると、出力TIは、切替回路５２３から受信した40ビットワードを直列ビットに変換し、直列ビットの各セグメントを包含するために必須の開始信号及び終了信号を発生させる。その結果得られるデータフレームは、出力トランクに伝送される。
RDMA形態に従うネットワーク１０の12個の相違するトリールーティングを実施するに当たり、時間帯域を各切替ノードに割り当てて、これら時間帯域中、ノードは、それを通過するデータトラフィックのみを切り替えることができる。さらに、このような切替ノードに割り当てられた各時間帯域を、12個の相違するトリールーティングのうちの一つに関連させる。
図６は、切替ノード１０５に関連する時間ライン６００を図示する。（ボックスに斜線を付した）時間帯域６０１及び６０３を、図４のトリールーティングを実現するためにノード１０５に割り当てる。これら時間帯域中、切替ノード１０５は、図４のトリールーティングに従って、入力トラフィックを、ライン４０１，４０６及び４０７から、ノード１０２に指導するライン４０３に切り替える。斜線を付していないボックスを、図４のトリールーティング以外のトリールーティングを実行するために切替ノード１０５に割り当てられた時間バンドとする。この特定の実施の形態において、12個の相違するトリールーティングに対する時間帯域のシーケンスは周期的に発生する。個々の時間帯域の長さが実際のトラフィック要求に応じて周期ごとに相違するので、この発生は時間どおりである必要はないが、トリールーティングの特定の順序で発生する。
図６は、切替ノード１０２に関連する他の時間ラインも図示する。この切替ノードを、図４のトリールーティングに従うノード１０５に対する受信ノードとする。同様に、（ボックスに斜線を付した）帯域６５１及び６５３を、図４のトリールーティングを実行するためにノード１０２に割り当てる。時間帯域６５１は時間帯域６０１に対応し、この場合、受信時間帯域中、ノード１０２及び１０５は図４のトリールーティングを共同して実行する。同様に、時間帯域６５３は、時間帯域６０３に対応する。
ネットワーク１０におけるトラフィックのスムースな流れを保証するために、前記対応する時間帯域をノード１０５およびノード１０２に割り当て、ノード１０５からのデータフレームがノード１０２に到達する時、すぐにこれらに切り換えられるようにする。特に、時間帯域６０１は、前記データフレームのノード１０５からノード１０２への移動中に受ける伝播遅延の原因となるｔ１によって示される時間期間の間に、対応する時間帯域６５１を導く。同様に、帯域６０３は、同じ期間ｔ１の間に、対応する帯域６５３を導く。したがって一般に、個々のトリールーティングの実行において、受信ノードに関係する送信ノードおよびＬＡの時間帯域は、個々の伝播遅延を反映する時間期間の間に、前記受信ノードの対応する時間帯域を導く。
切替ノードおよびその切替機構の切替ネットワーク５２３を、詳細に説明する。図７は、７個の慣例的なマルチプレクサ７０１ないし７０７を具えるネットワーク５２３を示す。図７に示すように、マルチリード５３１ａ−５３７ａを各々のマルチプレクサの入力部に接続し、マルチリード５３１ｂ−５３７ｂを異なったマルチプレクサの出力部に接続する。制御データマルチリード５７８を通じて、制御ユニット５６５は、スイッチ配置情報を各々のマルチプレクサに提供し、これにより前記マルチプレクサは、選択された入力マルチリードをその出力部に接続する。
したがって、例えば、図６の時間帯域６０１の間、図４のトリールーティングが実行されている間、切替ネットワーク５２３は、マルチリード５３１ａ（入力トランク４０１ａに対応する）、５３６ａ（入力トランク４０６ａに対応する）および５３７ａ（入力トランク４０７ａに対応する）からのデータワードのみが、マルチリード５３３ｂ（出力トランク４０３ｂに対応する）に切り換えられる。この目的のために、制御ユニット５６５は、マルチプレクサ７０３に命令し、マルチリード５３１ａ、５３６ａおよび５３７ａのみを、マルチリード５３３ｂであるその出力部に接続し、他のすべてのマルチプレクサに関して、その出力部から前記入力マルチリードを遮断する。
理論上は、同期が正確な場合、ネットワーク１０は、図４のトリールーティングに従って動作する。すなわち、時間帯域６０１の期間中に、ノード１０５に到る入力トランク４０２ａ、４０３ａ、４０４ａおよび４０５ａにおいてデータフレームは存在してはならない。しかしながら実際問題として、何らかの理由のため、同期は僅かに外れるかもしれない。結果として、入力ＴＩ ５０２ａ、５０３ａ、５０４ａおよび５０５ａは、以前のトリールーティングの繰り越しか、ノード１０５に関する送信ノードにおけるやがて来るトリールーティングの早すぎる適用かによって、個々の入力トランクからデータフレームを受けるかもしれない。ＴＩ ５０２ａ、５０３ａ、５０４ａおよび５０５ａのいずれかが制御ユニット５６５に対して切替ネットワーク５２３に対するアクセスの許可を要求する場合、ユニット５６５は、図４の現在のトリールーティングを調査した後、そのアクセスを拒絶する。これらのＴＩのいずれかによって受けられたデータは、これらのバッファに残る。しかしながら、このデータは、適切なトリールーティングが生じた場合、ノード１０５を経て送信される。したがって、同期ずれを、例えば、ノード１０５が入力ＴＩ ５０２ａ、５０３ａ、５０４ａおよび５０５ａのいずれかにおいて１つまたはそれ以上の送信ノードからやがて来るトリールーティングに関するデータフレームを早まって受ける場合に、少なくとも部分的に補償する。もしそうでなければ、同期ずれのためにノード１０５によって受けられたデータフレームは、間違った宛先に伝送されてしまう。しかしながら、通信装置間の基礎的なプロトコルによって、送信装置は通常、間違って送信されたデータフレームを、予定された受信装置から負の受け取り通知を受けることによって再送信する。
ここで図６に加えて図５に戻って参照する。トラフィック状態に応じて、入力ＴＩ ５０２ａ、５０６ａおよび５０７ａは、互いに切替ネットワーク５２３に対するアクセスを争う。制御ユニット５６５は、このような争いを解決し、争っているＴＩの１つを、ネットワーク５２３に排他的にアクセスできる勝者のＴＩに決定する。制御ユニット５６５が前記争いを解決するアルゴリズムは、いわゆる”総当たり戦”アルゴリズムである。このアルゴリズムは、争っているＴＩを循環させて配置する、すなわち、争っているＴＩに０からｎ−１の見出しを付けることによって動作し、ここでｎは、争っているＴＩの数である。各ステップにおいて、前のステップにおいてｉ番目のＴＩが選択されて勝者ＴＩに成った場合、現在のステップにおいて（ｉ＋１）の見出しが付けられたＴＩに優先権が与えられ、ここで０≦ｉ≦ｎ−１である。これは、争っているＴＩ全体に公正にアクセスが得られることを保証する。特に、ユニット５６５は、制御信号を勝者ＴＩに送り、勝者ＴＩがデータワードをそのバッファから切替ネットワーク５２３に送信できるようにする。したがって送信されたワードは、ネットワーク５２３に現在接続されている唯一の出力マルチリードであるマルチリード５３３ｂを経てＴＩ ５０３ｂによって受けられる。この方法において、勝者ＴＩは、勝者ＴＩのバッファが空になるまで、データワードをＴＩ ５０３ｂに送信する。その後、制御ユニット５６５は、送信するデータを有する残りの２つのＴＩの一方に対して、ネットワーク５２３に対するアクセスを許可する。第２の勝者ＴＩは、再び、そのバッファが空になるまで、そのデータワードを出力ＴＩ ５０３ｂに送信する。次に最後のＴＩがネットワーク５２３に対するアクセスを許可され、再び、そのバッファが空になるまで、そのデータワードを送信する。この方法において、ＴＩ ５０１ａ、５０６ａおよび５０７ａは、現在の時間帯域が終了するまで、切替ネットワーク５２３へのアクセスを続ける。このような時間において、ネットワーク５２３に対して進行しているどのような送信も突然に中断され、しばしば結果としてデータセグメントの不完全な送信が生じる。
この点において、現在の設計が、送信ＴＩがそのバッファ内のデータの複製のみを送信することを要求し、その複製の送信が完了した後のみ元データを前記バッファから取り除くことを注意することが重要である。そのようなものとして、現在の時間帯域の終了前に複製が完全に送信されていない最後の元データは、常に前記バッファにおいて完全に保持される。しかしながらそれにも係わらずに、本実施例において、送信ＴＩのバッファに保持されているすべてのデータは、現在の時間帯域の終了において取り除かれる。前記通信装置間の基礎的なプロトコルに応じて、送信装置は、送信されなかったデータを、予定された受信装置から負の受け取り通知を受けることによって再送信する。
しかしながら、本実施例と違って、送信されなかったデータを後の送信のためにバッファに保存する別の実施例においては、前記時間帯域を、別の方法により特別な帯域と共に交互に配置する。現在の時間帯域に続く特別な帯域の期間中に、現在の時間帯域の終了時に送信ＴＩにおいて保持されているデータを、ＣＭＳ５１５内のプロセッサ５１１によって復旧する。プロセッサ５１１は、図４のトリールーティングに対してやがて来る時間帯域に先行する特別な帯域が生じるまで、復旧されたデータをメモリ５１３に記憶する。このような特別な帯域の間、プロセッサ５１１は、前記データをメモリ５１３から、図４のトリールーティングが繰り返される前に、個々の送信ＴＩにダウンロードする。そのようなものとして、この代わりの実施例において、時間帯域の終了時の中断によって生じる送信装置による再送信は、望ましく回避される。
本等時的アーキテクチャは、ネットワーク１０における切替ノードの処理速度が、入力ＴＩが切替ネットワークのアクセスを管理するレートによってのみ制限される点において有利であることは明らかである。前記ネットワーク配置と、帯域割り当てと、帯域同期と、通常意味のある程度の処理時間を消費する他の制御および管理機能とは、ここではデータトラフィックの実際の流れにおいて含まれる他の部品から分離された制御ユニットによって行われる。結果として、等時的ネットワークの処理速度は、先行技術のネットワークよりも極めて速い。
図８を参照すると、制御ユニット５６５をさらに示してある。上述したように、ユニット５６５は、切替ノード１０５を含む１２の異なったツリー配置を提供する責任がある。このようなツリー配置情報を、メモリ８１３に記憶する。前記メモリには、異なったツリー配置に対して割り当てられる時間帯域の持続時間も記憶する。この特別な実施例において、前記ツリーは周期的に実行され、前記帯域の持続時間は、予め決められるが、図６に示すように、ネットワーク１０のトラフィック履歴にしたがって変化する。それにもかかわらず、当業者が、トリールーティングをリアルタイムのトラフィック要求に応じて実行するより洗練されたアルゴリズムと、トラフィック量の変化に適合した帯域の持続時間とを考案できることが分かるであろう。
特に、メモリ８１３を、ＣＭＳ５１５のプロセッサ５１１によってプログラムし、多数の列を有するルックアップテーブルを含ませる。各列は、ノード１０５を含む異なったトリールーティングに関係する。この場合において、このような異なったトリールーティングが１２個あることから、このような列が１２列存在する。前記列を、これらに関係するトリールーティングの発生する順番と同じ順番に配置する。特に、各列は、関係するトリールーティングの配置情報と、これらに関する時間帯域の持続時間と、記述すべき優先権情報とを含む。前記ルックアップテーブルを、ポインタ機構を使用することによって達成する。前記ポインタは、現在のツリー配置、時間帯域持続時間および優先権情報を含む列のメモリアドレスを示す。前記ポインタの現在の値を、ポインタレジスタ８０５に記憶し、各時間帯域の終了時に増分する。さらに前記ユニット５６５は、制御ネットワーク８０９と、カウンタ８１１と、クロック８０３と、境界レジスタ８１５と、７個の配置レジスタ８０１ａ−８０１ｇと、７個の優先権レジスタ８０２ａ−８０２ｇとを含む。カウンタ８１１は、クロック８０３によって駆動され、このクロック８０３は、ネットワーク時間を保持し、ネットワーク１０の他のノードにおける同様のクロックと同期する。ここでネットワークの同期は、”インターネット”アーキテクチャにおいて使用されるような慣例的な機構によるものである。インターネット同期機構における詳細に関して、D. Millsによる”Internet Time Synchronization: the Network Time Protocol,”IEEE Transactions on Communications, vol. 39, no. 10, pp. 1482-93, October 1991を参照することができる。
カウンタ８１１は、現在の時間帯域の持続時間を表す値毎にリセットされる。次にカウンタ８１１は数をゼロまで逆読みし、現在の時間帯域の終了を表す。境界レジスタ８１５は、最大ポインタ値を有し、この値まで前記ポインタは増分する。前記最大ポインタ値は、前述のルックアップテーブルの最後の列のメモリアドレスに対応する。制御ネットワーク８０９は、切替ネットワーク８０９へのアクセスの争いを解決する上述した総当たり戦アルゴリズムを実行する。
図９は、制御ネットワーク８０９によって実行され、ノード１０５の切替機能を実行する一連のステップを表すフローチャートである。制御ネットワーク８０９は、ステップ７１において開始し、ステップ７３においてカウンタ８１１が数をゼロまで逆読みしたか否かを決定する。前記カウンタがまだゼロに到達していない場合、ステップ７３を繰り返し、到達している場合、ステップ７４に進む。ステップ７４において、ネットワーク８０９は、ポインタレジスタ８０５に記憶されている現在のポインタ値と、境界レジスタ８１５に記憶されている最大ポインタ値とを比較する。これらの２つの値が等しい場合、すなわち１２の異なったトリールーティングを含む周期または期間が完了している場合、ステップ７５に示すように、ポインタ値を前記ルックアップテーブルの第１列のメモリアドレスを示すようにリセットし、新たな周期を開始する。そうでない場合、ステップ７６に示すように、前記ポインタ値を増分して次の列のメモリアドレスと等しくなるようにする。ステップ７５またはステップ７６のいずれかから、ネットワーク８０９はステップ７７に進み、ここで前記ネットワークは、前記ツリー装置、帯域持続時間および優先権情報を、前記ポインタが示している前記ルックアップテーブルの列から復旧し、これらの情報は、やがて来る新たな帯域に関係する。次にネットワーク８０９は、ステップ７９に示すように、前記配置情報を配置レジスタ８０１ａ−８０１ｇにダウンロードし、前記優先権情報を優先権レジスタ８０２ａ−８０２ｇにダウンロードし、カウンタ８１１を新たな帯域持続時間にリセットし、新たな帯域を開始する。同時に、切替ネットワーク内のマルチプレクサ７０１−７０７を、各々、レジスタ８０１ａ−８０１ｇの内容に従って配置する。制御ネットワーク８０９は、上述したステップ７３に戻る。
図１０Ａは、配置レジスタ８０１ｃのような配置レジスタのビットマップを示す。この説明的な実施例において、配置レジスタ８０１ａ−８０１ｇは、マルチプレクサ７０１−７０７と各々関係する。特に、配置レジスタ８０１ｃは、マルチプレクサ７０３と関係する。図１０Ａに示すように、配置レジスタは、７つのマルチリード５３１ａ−５３７ａに各々対応するビットｃ１−ｃ７を含む。制限ではない例として、二進数値１を有するある配置レジスタ内のビットは、このビットに対応するマルチリードを、このレジスタに関係するマルチプレクサの出力部に接続すべきであることを示し、ビット値０は、前記対応するマルチリードをこれらから遮断すべきであることを示す。上述した例を続け、図４のトリールーティングに従ってマルチリード５３１、５３６および５３７のみがマルチプレクサ７０３によってその出力マルチリード５３３ｂに接続される場合、関係する配置レジスタ８０１ｃのビットパターンは１００００１１であり、第１、第６および第７ビットのみが二進数値１を有する。加えて、本例におけるすべての他の配置レジスタはすべてゼロのビット値を含み、これらの関係するマルチプレクサ７０１、７０２および７０４−７０７は、入力マルチリード５３１ａ−５３７ａを各々の出力部から遮断する。
図１０Ｂは、レジスタ８０２ｃのような制御ユニット５６５内の優先権レジスタを示す。この説明的な実施例において、優先権レジスタ８０２ａ−８０２ｇは、各々マルチプレクサ７０１−７０７に関係する。特に、優先権レジスタ８０２ｃは、マルチプレクサ７０３に関係する。図１０Ｂに示すように、優先権レジスタは、ビットｐ１−ｐ７を含む。これらのビットは、関係するマルチプレクサに各々のマルチリード５３１ａ−５３７ａを経て接続された。ＴＩ ５０１ａ−５０７ａに各々対応する。制限ではない例として、二進数値１を有するビットが、基礎的な争い解決アルゴリズムにかかわらずＴＩが関係するマルチプレクサにアクセスする優先権を有することを意味する。したがって、上述した例を続け、Ｔｉ ５０１ａ、５０６ａおよび５０７ａがマルチプレクサ７０３に関して争い、図１０Ｂに示すように優先権レジスタ８０２ｃにおいてビットｐ６のみが１にセットされている場合、ＴＩ ５０６ａは、他のＴＩ ５０１ａおよび５０７ａ以上の、マルチプレクサ７０３にアクセスする優先権を有する。
この特別な説明的な実施例において、優先ＴＩによる先制のアクセスは、時間に制限される。この目的のために、サブ帯域を時間帯域内に割り当て、このサブ帯域の間にのみ、優先ＴＩは先制のアクセスを行うことができる。前記サブ帯域の間、優先ＴＩが送信するデータワードを有する場合、その切替ネットワーク５２３内の選択されたマルチプレクサにアクセスする要求は、現在ネットワーク５２３を通って移動している第２のＴＩからのデータワードがあるか否かにかかわらず、制御ユニット５６５によってすぐに許可される。これらのようなデータワードが存在するイベントにおいて、後者のデータワードは失われ、制御ユニット５６５は、前記第２のＴＩに前記優先ＴＩによる先制のアクセスを知らせる。開示した実施例におけるすべてのＴＩのような第２のＴＩは、送信されたデータのオリジナルをその複製が完全に送信されるまでそのバッファに保持しているので、前記サブ帯域が終了するとすぐ、前記データの他の複製の再送信を試みる。
完全のために、図２のブリッジマシン２０３がアドレス検査機能も行うことを指摘すべきである。すなわち、通信装置からのデータパケットを検査した後、ブリッジマシン２０３は、このようなパケットの宛先アドレスを、これらがネットワーク１０に伝送される前に検査する必要がある。この目的のために、ネットワーク１０における各ブリッジマシンは、異なったトリールーティングに関するスケジュールおよびこれらの持続時間情報とを含むルックアップテーブルを含む。このようなルックアップテーブルによって、ブリッジマシン２０３は、ある宛先ノードに向けられたデータフレームを、このノードに関係するトリールーティングが実行されている場合のみ、ネットワーク１０に放出する。
この場合において、ネットワーク１０の処理能力比を、同じ時間帯域の間に重複しないトリールーティングを使用することによって増加することができることに注意することが重要である。図１１は、共通のラインを共有しない２つの重複しないツリーを示す。図１１におけるより密集した様子は、実線矢印によって規定されるトリールーティングが、図４のトリールーティングと同一のものであることを示す。追加のトリールーティングは、影付き矢印によって規定し、このトリールーティングは、影付きの宛先ノード１０６に関係する。重複のないツリーを実行するために、ネットワーク１０における各ノードを、多少変更する必要がある。
例えば、図１１の２つのトリールーティングを同時に処理するために、ノード１０５のスイッチ５６０を、上述したよりも２倍速いレートにおいて動作するように変更する必要がある。加えて、制御ユニット５６５を、２つのトリールーティングに交互に使用する時間帯域内に時間スロットを割り当てる必要がある。すなわち、ある時間スロットの間、前記重複しないトリールーティングの一方によって指定される入力ＴＩのみが切替ネットワーク５２３へのアクセスを争うことを許可され、次の時間スロットの間、他方のトリールーティングによって指定される入力ＴＩのみが争うことを許可される、等である。（この特別な場合において、宛先ノード１０６に関係するトリールーティングに割り当てられた時間スロット中にもかかわらず、ライン４０２に関係する入力トランクインタフェースのみが、前記切り換えネットワークへのアクセスを要求する。）もちろん、切替ネットワーク５２３を、ノード１０５に集中するデータフレームを正確に送信するために、交互の時間スロットの間の１つまたはそれ以上のトリールーティングに従って修正することが必要である。このようにすると、制御ユニット５６５は、追加のツリー配置にしたがって切替ネットワーク５２３のを修正する情報を提供するために、レジスタ８０１ａ−８０１ｇと同様の配置レジスタの追加の組を有する必要がある。さらに、先制アクセスの特徴を実現するために、ユニット５６５は、時間スロットの一部を形成するサブ帯域間になんらかの優先ＴＩを指定するために、レジスタ８０２ａ−８０２ｇと同様の優先権レジスタの追加の組を有する必要がある。
これまで開示したことに基づいて、ネットワーク１０における３つまたはそれ以上の重複しないツリーの実行は、適切なハードウェア、クロックレート、等の増加を単に必要とすることが、当業者には明らかであろう。したがってこのような実行の詳細な説明は、ここでは省略する。
上記のものは、本発明の原理を単に説明する。したがって、当業者が、例えここに明白に示されてまたは説明されていなくても、本発明の原理を具体化し、したがってその精神および範囲内にある多数の装置を考案できることは明らかであろう。
例えば、開示した実施例における図２のブリッジマシン２０３を切替ネットワーク１０に接続したとしても、本明細書において言及したように、他の形式の通信装置を前記ネットワークに前記ブリッジマシンを経て接続する可能性は排除されない。ようするに、前記ブリッジマシンは上述した機能を行うことができるため、ネットワーク１０を、ネットワーク１０とは全く異なる通信機構を実行する他の切替または私設ネットワークに接続してもよい。
さらに、図６の時間帯域に同報帯域を挿入し、この帯域中に、ネットワーク１０が同報モードにおいて動作するようにしてもよい。このモードにおいて、データは、データを１つのＬＡから複数の他のＬＡに同報するトリールーティングに従って経路選択される。したがって、同報モードに使用されるトリールーティングは、上述したような宛先ノードよりもむしろ、ソースノードに各々関係する。このようなものとして、同報トリールーティングを得る簡単な方法は、上述したトリールーティングのデータフローの方向を逆にすることである。例えば、図４のトリールーティングからこの方法で得られた同報トリールーティングは、データをノード１０２からネットワーク１０における他の全てのノードに同報することができる。
加えて、本明細書において使用した言葉”データ”は、コンピュータデータ、音声データ、ビデオデータ、等を広く含む。
最後に、前記本発明の好適な実施例を、種々の通信機能を分離した機能的ブロックによって行う形態のものとして開示した。これらの機能的ブロックを、当業者には既知であるように、論理ネットワークまたは適切にプログラムされたプロセッサを使用して、種々の方法および組み合わせにおいて実現してもよい。
Claims (49)
- 通信リンクと互いに相互接続され、１個又はそれ以上の入力リンクにそれぞれ接続され、この入力リンクからデータを受信し出力リンクに転送する複数の切替ノードを具え、この切替ノードが、トリーの各ルーティングが前記切替ノードを通るデータのルーティングを特定するものであり、切替ノードを含むトリーのルーティングについての構成情報を供給する手段と、各々が１個又はそれ以上のトリールーティングと関連する一連の時間バンドを規定する手段と、個々の時間バンドについて１個又はそれ以上のトリールーティングに関する構成情報を受信する手段と、前記個々の時間バンド中に、前記受信手段により受信された構成情報に応じて前記入力リンクのサブセットからのデータを出力リンクのサブセットに切り替える手段とを具える通信ネットワーク。
- 請求項１に記載の通信ネットワークにおいて、各トリールーティングが別の切替ノードと関連しネットワークにおけるデータの前記別のノードへのルーティングを特定し、データが別のノードを経てネットワークから出力される通信ネットワーク。
- 請求項１に記載の通信ネットワークにおいて、１個又はそれ以上のトリールーティングが、複数の重なり合わないトリールーティングを含み、各ルーティングが前記入力リンクの異なるサブセット及び前記出力リンクの異なるサブセットを含む通信ネットワーク。
- 請求項３に記載の通信ネットワークにおいて、前記出力リンクのサブセットのリンク数が前記重なり合わないトリールーティングの数に等しい通信ネットワーク。
- 請求項３に記載の通信ネットワークにおいて、前記切替ノードが時間バンド中の複数の時間スロットを規定する手段をさらに具え、各時間スロットが重なり合わないトリールーティングと関連し、切替ノードが、重なり合わないトリールーティングと関連する時間スロット中に個々の重なり合わないトリールーティングに応じてデータを交換する通信ネットワーク。
- 請求項１に記載の通信ネットワークにおいて、前記切替ノードが、前記入力リンクサブセットからのデータを出力リンクのサブセットへ転送するマルチプレクサ手段と、前記構成情報に応じて前記マルチプレクサ手段を構成する制御手段とを含む通信ネットワーク。
- 請求項６に記載の通信ネットワークにおいて、前記切替ノードが複数の出力インタフェースをさらに具え、各出力インタフェースが、一端において選択されたマルチプレクサ手段に接続され他端において別の出力インタフェースに接続されて前記選択されたマルチプレクサ手段からのデータを別の出力リンクに転送する通信ネットワーク。
- 請求項６に記載の通信ネットワークにおいて、切替ノードが複数の入力インタフェースを具え、各入力インタフェースが一端において各マルチプレクサ手段に接続され他端において別の入力リンクに接続されて前記別の入力リンクからのデータをマルチプレクサ手段に転送する通信ネットワーク。
- 請求項８に記載の通信ネットワークにおいて、各入力インタフェースが、データを前記切替手段に転送するためのリクエストを発生する手段を含み、前記制御手段がコンテンションアルゴリズムに応じて前記リクエストを発生する手段を含む通信ネットワーク。
- 請求項９に記載の通信ネットワークにおいて、前記コンテンションアルゴリズムを、ラウンド−ロビン型のアルゴリズムとした通信ネットワーク。
- 請求項８に記載の通信ネットワークにおいて、前記切替ノードが、１個又はそれ以上の入力インタフェースを優先インタフェースとして選択する手段を含み、前記優先インタフェースが他の入力インタフェース対する優先性を有し、このインタフェースからのデータを前記切替手段に転送する通信ネットワーク。
- 請求項１１に記載の通信ネットワークにおいて、前記個々の時間バンドが、前記優先インタフェースがデータを前記切替手段に排他的に転送するサブバンドをそれぞれ含む通信ネットワーク。
- 請求項１に記載の通信ネットワークにおいて、前記時間バンドのうちの少なくとも２個の時間バンドの長さが異なる通信ネットワーク。
- 各々が１個又はそれ以上の入力リンク及び１個又はそれ以上の出力リンクに接続されている複数の切替ノードを具え、これら切替ノードが、前記切替ノードがデータを受信する入力リンクのサブセット及びデータが転送される出力リンクのサブセットをそれぞれ特定するトリーの１個又はそれ以上のルーティングとそれぞれ関連する一連の時間バンドを規定する手段と、データを切り替える手段と、前記時間バンド中に、前記切替手段を、前記入力リンクのサブセットからのデータを出力リンクのサブセットへ切り替えるように構成する手段と、各々が異なる入力リンクに接続され、前記入力リンクからのデータを前記切替手段に転送する複数の入力インタフェースと、異なる出力リンクに接続され、前記切替手段からのデータを出力リンクに転送する複数の出力インタフェースとを具える通信ネットワーク。
- 請求項１４に記載の通信ネットワークにおいて、各トリールーティングが異なるノードと関連しネットワークにおけるデータの前記別のノードへのルーティングを特定し、データが別のノードを経てネットワークから出力される通信ネットワーク。
- 請求項１４に記載の通信ネットワークにおいて、１個又はそれ以上のトリールーティングが、複数の重なり合わないトリールーティングを含み、各重なり合わないトリールーティングが前記入力リンクの異なるサブセット及び前記出力リンクの異なるサブセットを含む通信ネットワーク。
- 請求項１６に記載の通信ネットワークにおいて、前記出力リンクのサブセットのリンク数が前記重なり合わないトリールーティングの数に等しい通信ネットワーク。
- 請求項１６に記載の通信ネットワークにおいて、前記切替ノードが時間バンド中の複数の時間スロットを規定する手段をさらに具え、各時間スロットが重なり合わないトリールーティングと関連し、切替ノードが、重なり合わないトリールーティングと関連する時間スロット中に個々の重なり合わないトリールーティングに応じてデータを交換する通信ネットワーク。
- 請求項１４に記載の通信ネットワークにおいて、各入力インタフェースがバッファを含み、このバッファに接続されている入力リンクからのデータを記憶する通信ネットワーク。
- 請求項１４に記載の通信ネットワークにおいて、前記切替手段が前記入力リンクのサブセットからデータを出力リンクのサブセットへ転送するマルチプレクサ手段を含む通信ネットワーク。
- 請求項２０に記載の通信ネットワークにおいて、各出力インタフェースが前記切替手段の選択されたマルチプレクサ手段に接続され、前記選択されたマルチプレクサ手段からのデータを別の出力リンクに転送する通信ネットワーク。
- 請求項２０に記載の通信ネットワークにおいて、各入力インタフェースが前記切替手段の各マルチプレクサ手段に接続され、異なる入力リンクからのデータをマルチプレクサ手段に転送する通信ネットワーク。
- 請求項１４に記載の通信ネットワークにおいて、各入力インタフェースが、データを前記切替手段に転送するためのリクエストを発生する手段を含み、前記構成手段がコンテンションアルゴリズムに応じて前記リクエストを発生する手段を含む通信ネットワーク。
- 請求項２３に記載の通信ネットワークにおいて、前記コンテンションアルゴリズムを、ラウンド−ロビン型のアルゴリズムとした通信ネットワーク。
- 請求項１４に記載の通信ネットワークにおいて、前記切替ノードが、１個又はそれ以上の入力インタフェースを優先インタフェースとして選択する手段を含み、前記優先インタフェースが他の入力インタフェース対する優先性を有し、このインタフェースからのデータを前記切替手段に転送する通信ネットワーク。
- 請求項２５に記載の通信ネットワークにおいて、前記時間バンドが、前記優先インタフェースがデータを前記切替手段に排他的に転送するサブバンドを含む通信ネットワーク。
- 請求項１４に記載の通信ネットワークにおいて、前記時間バンドのうちの少なくとも２個の時間バンドの長さが異なる通信ネットワーク。
- 請求項１４に記載の通信ネットワークにおいて、各入力インタフェースがバッファを含み、このバッファに接続されている入力リンクからのデータを記憶する通信ネットワーク。
- 通信リンクと互いに相互接続した複数の切替ノードを具え、各切替ノードが１個又はそれ以上の入力リンクにそれぞれ接続され、切替ノードが入力リンクからデータを受信し出力リンクに転送する通信ネットワークで用いられる方法であって、前記トリールーティング各々が前記切替ノードを通るデータのルーティングを特定するものであり、切替ノードを含むトリールーティングについての構成情報を供給する工程と、各々が１個又はそれ以上のトリールーティングと関連する一連の時間バンドを規定する工程と、前記切替ノードにおいて、個々の時間バンド中に１個又はそれ以上のトリールーティングについての構成情報を受信する工程と、前記個々の時間バンド中に、前記受信手段により受信された構成情報に応じて前記入力リンクのサブセットからのデータを出力リンクのサブセットに切り替える工程とを具える通信ネットワークの使用方法。
- 請求項２９に記載の方法において、各トリールーティングが別の切替ノードと関連しネットワークにおけるデータの前記別のノードへのルーティングを特定し、データが別のノードを経てネットワークから出力される通信ネットワークの使用方法。
- 請求項３０に記載の方法において、１個又はそれ以上のトリールーティングが、複数の重なり合わないトリールーティングを含み、各トリールーティングが前記入力リンクの異なるサブセット及び前記出力リンクの異なるサブセットを含む方法。
- 請求項３１に記載の方法において、前記出力リンクのサブセットのリンク数が前記重なり合わないトリーのルーティングの数に等しい方法。
- 請求項３１に記載の方法において、前記規定工程が各時間バンドを複数の時間スロットに分割する工程を含み、各時間スロットが重なり合わないトリールーティングと関連し、切替ノードが、重なり合わないトリールーティングと関連する時間スロット中に、個々の重なり合わないトリールーティングに応じてデータを交換する方法。
- 請求項２９に記載の方法において、前記切替手段が、前記入力リンクサブセットからのデータを出力リンクのサブセットへ転送するマルチプレクサ手段を含み、前記構成情報に応じて前記マルチプレクサ手段を構成する工程をさらに具える方法。
- 請求項３４に記載の方法において、前記切替ノードが複数の出力インタフェースをさらに具え、各出力インタフェースが、一端において各マルチプレクサ手段に接続され他端において別の入力リンクに接続されて前記異なる入力リンクからのデータをマルチプレクサ手段に転送し、さらに入力インタフェースのサブセットによりデータを前記切替手段に転送するためのリクエストを発生する手段を具え、前記構成工程がコンテンションアルゴリズムに応じて前記リクエストを発生する工程を含む方法。
- 請求項３５に記載の方法において、前記コンテンションアルゴリズムを、ラウンド−ロビン型のアルゴリズムとした方法。
- 請求項３４に記載の方法において、１個又はそれ以上の入力インタフェースを優先インタフェースとして選択する工程を具え、前記優先インタフェースが他の入力インタフェース対する優先権を有し、このインタフェースからのデータを前記切替手段に転送する方法。
- 請求項３５に記載の方法において、前記個々の時間バンドが、前記優先インタフェースがデータを前記切替手段に排他的に転送するサブバンドをそれぞれ含む方法。
- 請求項２９に記載の方法において、前記時間バンドのうちの少なくとも２個の時間バンドの長さが異なる方法。
- 複数の切替ノードを具え、各切替ノードが１個又はそれ以上の入力リンク及び１個又はそれ以上の出力リンク接続され切替手段を具える通信ネットワークで使用する方法であって、切替ノードがデータを受信する入力リンクのサブセット及びデータを転送する出力リンクのサブセットを特定する１個又はそれ以上の異なる切替ノードと関連するトリールーティングと関連する一連の時間バンドを規定する工程と、前記時間バンド中に、前記切替出力を前記入力リンクのサブセットからのデータを出力リンクのサブセットに切り替えるように構成する工程と、前記切替ノードの異なる入力リンクに接続されている入力インタフェースにより、入力リンクからのデータを前記切替手段に転送する工程と、前記切替ノードの異なる出力リンクに接続されている出力インタフェースにより、切替手段からのデータを出力リンクに転送する工程とを具える通信ネットワークの使用方法。
- 請求項４０に記載の方法において、各トリールーティングが異なるノードと関連し、ネットワークのデータの前記異なるノードへのルーティングを特定し、データを前記異なるノードを経てネットワークから出力する方法。
- 請求項４０に記載の方法において、前記１個又はそれ以上のトリールーティングが複数の重なり合わないトリールーティングを含み、各トリールーティングが前記入力リンクの異なるサブセット及び前記出力リンクの異なるサブセットを含む方法。
- 請求項４２に記載の方法において、前記出力リンクのサブセットのリンク数が前記重なり合わないトリールーティングの数に等しい方法。
- 請求項４０に記載の方法において、前記規定工程が各時間バンドを複数の時間スロットに分割する工程を含み、各時間スロットが重なり合わないトリールーティングと関連し、切替ノードが、重なり合わないトリールーティングと関連する時間スロット中に、個々の重なり合わないトリールーティングに応じてデータを交換する方法。
- 請求項４０に記載の方法において、入力インタフェースにより、データを前記切替手段に転送するためのリクエストを発生する工程をさらに具え、前記構成工程がコンテンションアルゴリズムに応じて前記リクエストを発生する工程を含む方法。
- 請求項４５に記載の方法において、前記コンテンションアルゴリズムを、ラウンド−ロビン型のアルゴリズムとした方法。
- 請求項４０に記載の方法において、前記切替ノードにおいて、１個又はそれ以上の入力インタフェースを優先インタフェースとして選択する工程を具え、前記優先インタフェースが他の入力インタフェース対する優先性を有し、このインタフェースからのデータを前記切替手段に転送する方法。
- 請求項４７に記載の方法において、前記時間バンドが、前記優先インタフェースがデータを前記切替手段に排他的に転送するサブバンドを含む方法。
- 請求項４０に記載の方法において、前記時間バンドのうちの少なくとも２個の時間バンドの長さが異なる方法。
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