(57)【要約】  ネットワークルーティングのための装置および方法を提供する。開示されたネットワークは、回路スイッチノードの階層において高速接続の設定および解放を可能にするものである。ネットワークにおけるノードは、フレームおよびフレームセグメントの動的なサイズ変更を可能にする転送アルゴリズムに従ってデータを集約および分解する。ネットワーク内の接続は、制御ベクトルに従って集約および分解を行うペア接続によって構築される。【選択図】図２１
2013518528.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
ネットワーク入口ノードからのネットワークルーティング方法であって、
複数の外部デバイスからネットワーク通信を受信する工程と、ただし、各ネットワーク通信は宛先ノードに向かい、
前記ネットワーク通信を複数のパスに集約する工程と、ただし、各パスは一の宛先ノードに関連する前記ネットワーク通信の一部を含み、かつ、複数のパスフレームからなるものであり、これらパスフレームは前記一の宛先ノードに同期し、かつ、パスデータからなる複数のパスセレットを含み、
前記複数のパスを複数のスーパーパスにさらに集約する工程と、ただし、各スーパーパスは一の中間ノードに関連する前記複数のパスの前記一部を含み、かつ、複数のスーパーパスフレームからなり、これらスーパーパスフレームは前記中間ノードに同期し、かつ、スーパーパスデータからなる複数のスーパーパスセレットを含み、
前記複数のスーパーパスを転送ノードに転送する工程とを備え、
前記パスセレットおよびスーパーパスセレットのサイズが動的に変化する、ネットワークルーティング方法。
【請求項２】
前記パスセレットおよびスーパーパスセレットが異なるサイズである、請求項１に記載のネットワークルーティング方法。
【請求項３】
前記パスセレットおよびスーパーパスセレットが単独でまたは同時に１ビットのサイズになることができる、請求項１または２に記載のネットワークルーティング方法。
【請求項４】
前記複数のスーパーパスが複数の転送ルートを経由して前記中間ノードに転送される、請求項１から３のいずれか一つに記載のネットワークルーティング方法。
【請求項５】
前記セレットのサイズと前記セレットのサイズが動的に変化するであろうフレームとを示す制御ベクトルを転送することで前記セレットのサイズが動的に変化する、請求項１から４のいずれか一つに記載のネットワークルーティング方法。
【請求項６】
入口ノードにおけるネットワークデータルーティング方法であって、
外部デバイスからネットワーキング通信を受信する工程と、ただし、前記ネットワーキング通信は出口ノードを指定し、
前記出口ノードに制御ベクトルを渡すことで前記出口ノードとのペア接続を確立する工程と、ただし、前記接続は帯域幅を有し、
前記出口ノードとのペア接続を維持する工程と、ただし、当該維持は前記受信したネットワーキング通信に応じて帯域幅を調整する工程を含み、
前記外部デバイスからの前記ネットワーキングを集約データストリームに集約する工程とを備え、ただし、前記集約データストリームは暗黙アドレス指定されたフレームを含み、前記暗黙アドレス指定されたフレームは前記出口ノードに同期し、
前記出口ノードに渡された前記制御ベクトルが前記暗黙アドレス指定されたフレームの分解を示すデータを含んでおり、前記出口ノードにおける前記ペア接続によって前記集約データストリームの分解が行われる、方法。
【請求項７】
前記ペア接続の帯域幅がゼロになり得る、請求項６に記載の方法。
【請求項８】
前記ネットワーキング通信がパケットを含むものであり、各パケットがアドレス指定ヘッダを含むものであり、前記集約する工程が前記ネットワーキング通信から前記アドレス指定ヘッダを取り出す工程を含み、前記制御ベクトルが前記出口ノードにおける前記アドレス指定ヘッダを再構成する情報を含むものである、請求項６または７に記載の方法。
【請求項９】
前記集約データストリームが複数の集約データストリームのいずれか一つであり、各集約データストリームが出口ノードと関連するものであり、
前記複数の集約データストリームを中間データストリームに集約する工程と、ただし、前記中間データストリームは中間データノードに関連し、前記中間データノードは前記複数のデータストリームに関連する前記出口ノードの親ノードであり、
前記中間データノードとのペア接続を確立および維持する工程とを備えている、ただし、前記中間データノードとのペア接続は前記中間データストリームの分解を示す情報を含む、請求項６から８のいずれか一つに記載の方法。
【請求項１０】
ネットワーク通過ノードであって、
複数のリンクであって、それぞれが複数のネットワーク入口ノードのうちの一のネットワーク入口ノードに対応し、かつ、それぞれが発信元データストリームを前記ネットワーク通過ノードに転送するものであり、前記発信元データストリームが複数の原スーパーパスの集約を含むものであり、各原スーパーパスが複数の宛先通過ノードのうちの一の宛先通過ノードに関連するものであり、各原スーパーパスが前記ネットワーク入口ノードから複数の宛先出口ノードへのパスの集約を含むものである、複数のリンクと、
複数の発信元データストリーム分解スイッチであって、それぞれがネットワーク入口ノードへの複数のリンクのうちの一のリンクからの発信元データストリームを受信し、かつ、それぞれが各発信元データストリームからの複数の原スーパーパスを分解するように構成された、複数の発信元データストリーム分解スイッチと、
複数の交差接続スイッチであって、それぞれが複数の宛先通過ノードのうちの固有の宛先通過ノードに対応し、かつ、それぞれが、
前記交差接続スイッチに対応する前記宛先通過ノードに関連する前記原スーパーパスを受信し、
前記原スーパーパスを分解して前記ネットワーク入口ノードから前記宛先出口ノードへのパスを復元し、
前記ネットワーク入口ノードから前記宛先出口ノードへのパスを集約して宛先スーパーパスを構成するように構成された、ただし、各宛先スーパーパスは複数の入口ノードから前記固有の宛先通過ノードに関連するただ一つの宛先ノードへのパスを含む、複数の交差接続スイッチと、
複数の転送ノード集約スイッチであって、それぞれが宛先通過ノードに関連する複数の宛先スーパーパスを集約して通過データストリームを構成するように構成された、複数の転送ノード集約スイッチと、
前記複数の宛先通過ノードに各通過データストリームを転送するように構成された、複数の出力リンクとを備えている、ネットワーク通過ノード。
【請求項１１】
前記複数のリンクのそれぞれが前記複数の入口ノードから制御ベクトルを受信し、前記制御ベクトルが分解情報を示すデータを含むものである、請求項１０に記載のネットワーク通過ノード。
【請求項１２】
前記制御ベクトルが前記入口ノードからの帯域幅調整要求を示す情報をさらに含むものである、請求項１１に記載のネットワーク通過ノード。
【請求項１３】
前記ネットワーク通過ノードが前記複数のネットワーク入口ノードに同期情報を供給して前記通過ノードを前記複数のネットワーク入口ノードに同期させる、請求項１０から１２のいずれか一つに記載のネットワーク通過ノード。
【請求項１４】
前記通過データストリームの少なくとも一つが前記複数の出力リンクの一つ以上によって転送される、請求項１０から１３のいずれか一つに記載のネットワーク通過ノード。
【請求項１５】
前記集約および分解が同期かつ暗黙アドレス指定された転送アルゴリズムによって実行される、請求項１０から１４のいずれか一つに記載のネットワーク通過ノード。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
［優先権主張］
本出願は、２０１０年１月２６日出願の"APPARATUS AND METHOD FOR SYNCHRONIZED NETWORKS"と題する米国仮特許出願第６１／２９８４８７号明細書の利益を請求し、そのすべての内容がここに参考文献として援用される。
［分野］
本発明は、概してネットワーキングおよび通信制御に関する。
【背景技術】
【０００２】
大規模データネットワークのための高レベルアーキテクチャは予見可能な将来において変化しそうにない域にまで達している。当該アーキテクチャは、あるコンピュータから別のコンピュータへメッセージおよびファイルを転送することから、任意の発信元から任意の宛先へとグローバルにすべてのタイプのデータトラフィックを伝送することができる本格的な構造へと変化した。今や当該アーキテクチャは承認され、一以上の態様（例えば、ＡＴＭやＭＰＬＳ）で実施されており、現状よりも十分に高いデータレートで低レイテンシで確実にビットを転送する新たな方法および装置を見出す必要がある。本出願は、容易さ、低コスト、および低消費電力に重点を置いてこれら目的を達成する複数の方法および装置を開示する。
【０００３】
１９７０年代初頭から、アナログ電信電話の限界を克服するためのデジタル技術の適用には主に２つのアプローチがあった。一つは、高品質にデジタル化された音声に重点を置いたデジタル電話ネットワークを構築するというものであり、もう一つは、品質を犠牲にして信頼性に重点を置いてパケットの蓄積交換に基づくデジタルデータネットワークを構築するというものであった。パケットスイッチングは、その順応性、および音声ネットワークと比較して順応性を維持しつつ品質を向上する大規模投資によって普及した。デジタル化音声の取り組みは衰退しつつあるのに対して、パケットスイッチングのアプローチには昔になされたアーキテクチャおよび実装の決定に基づくいくつかの重大な制約がある。
【０００４】
現在のネットワーキング環境と比較して将来的なネットワークの能力を再定義するために、ネットワークの次の４つの基本手順を根本的に見直す必要がある。
１．データカプセル化方法
２．データスイッチング方法
３．パケットバッファリング方法
４．トラフィックルーティング方法
【０００５】
第１の局面、すなわちデータカプセル化は、データを、共有コンテナにしてあるポイントから別のポイントへ転送可能なエレメントに断片化する方法である。コンピュータ、電話、カメラ、マイクロフォン、センサー、またはデジタル形式のその他のデバイスが発信元となり得る。
【０００６】
データカプセル化はデジタル音声ネットワークにおいて非常に制約が多い。これらデジタル音声ネットワークはデジタル時分割多重の階層における「オクテット」に基づいている。実施されたように、これらネットワークのデータトラフィック処理能力が制限されていたことが電話会社の実存する音声中心のネットワークによって証明されている。データ中心のネットワークは音声ネットワークから分かれて発展した。これらデータ中心のネットワークは典型的にはデータをパケットにカプセル化する。パケット多重化によって、発信元および宛先の位置に加えて他の情報を特定する各発信元データ片に情報が付加される。付加される情報は、サービスクラス、データフォーマット詳細、エラー検出および訂正、およびネットワーク制御などの他の目的を含み得る。すなわち、カプセル化によって、「ヘッダ」、「オプション」、「エラー制御」、および他のパラメータが付加される。データカプセル化はパケットプロトコルの標準化方法としてのプロトコル「レイヤ」にまで及ぶ。各レイヤには名前（例えば、リンク、ネットワーク、トランスポートなど）がある。これにより付加的なヘッダおよび他の情報が必要となり得る。ネットワークにプロトコルレイヤを含めることで、概してパケットは長大化する。結果として、これらレイヤはしばしばデータの転送に必要とされる以上の実質的なオーバーヘッド帯域を使用する。
【０００７】
これらヘッダを用いたデータカプセル化はパケットベースのネットワークに必要であるが、当該方法にはいくつかの問題が生じる。一つは、必要とされるパケットオーバーヘッドに要求される帯域幅である。他は、デジタル化音声のような比較的低いデータレート発信元からのビットでパケットバッファを満たすのに必要な遅延である。音声をカプセル化するプロセスは、短い音声パケットを送信するのに必要であろうさらに大きなヘッダ帯域幅を克服するために数十ミリ秒を必要とする。さらに、トラフィックをスムースにするのに必要なルータ内のパケットバッファに遅延変動およびジッタが起き得る。さらに困難なことに、パケットヘッダにおけるたった１ビットのエラーによってパケットの配信および／または廃棄に不具合が生じ得る。この結果、サービスが中断され、また、データが失われて、廃棄パケットを再送するルータ内の実質的な処理の要求に加えて遅延が発生してしまう。今日のネットワーキング研究へと導いた思考は、今では「データをパケットにカプセル化することは素晴らしいアイデアであるが、各スチッチノードにおける各パケットヘッダ、ラベルまたはタグを読むことに依存せずに１ビットほどの小ささの短いバースト中のパケット内に押し込められたデータを転送するアプローチは存在しないだろうか？」という疑問に向かっている。タグを読むことはパケットヘッダを読むことよりも十分に高速であるが、改善の余地がある。本出願は、短時分割フレームを有する簡単な回路スイッチを用いてこれら制約を克服する方法を開示する。
【０００８】
第２の局面、すなわちスイッチング方法は、音声ネットワークでは至ってシンプルであるが、そのカプセル化方法はデータ用のネットワークの使用を制限する。データネットワークでは、一の宛先から別の宛先へパケットを転送する非同期式スイッチング方法の使用は統計的時分割多重（帯域幅の実質的な過度のプロビジョニングが存在してさえいれば）によるメッセージ配信を保証するための突破口となった。当該方法は、欠陥のある伝送設備によってまたは危険な動作条件下でネットワークにおける発信元から宛先への配信を保証する。また、当該方法は、静的時分割多重ではあり得ない利用可能帯域幅のより効果的な使用を保証する。しかし、４０年前に普通であった環境は今日ではもはやない。統計的多重と静的時分割多重との比較は、回路スイッチングを通じたパケットの恩恵を「証明」する一般的な方法である。これは、もし適切に設計すれば時分割多重は極めて動的になり得るという可能性を見落としている。これら設計は本出願において示される。
【０００９】
非同期式スイッチングは音声サービス用に設計された同期式ネットワークの制限を解決した。残念ながら、回路スイッチングは現在および将来のネットワークに適さないといった従来の業界常識が強固に判断される結果となった。この見識は電話業界の最新技術の柔軟性の無さに依るものであり、本出願で開示される回路スイッチングでは現実には起こり得ない。
【００１０】
過去、時分割多重にはいくつかの点で制約があった。一つは、高データリンクを複数の低データレートリンクに整数分割することに対して知覚される制約である。他は、通話の間回路を接続したままで接続が始動する、すなわち、回路エポックを、バースト性データを処理するのに必要なミリ秒、マイクロ秒、またはナノ秒に制限するメカニズムが存在しないことである。第３に、接続、マルチメディア用の利用可能帯域幅の効率的な使用を達成するための必須条件、およびビデオアプリケーションに割り当てられる帯域幅を急速に変化させる方法が存在しないことである。
【００１１】
データを「パケット」に置き換えることは、電話ネットワークのような「単発」システムの制限を克服する解決策の一部として浮上した。データパケットは、予見可能な将来において素晴らしい考案であり続けるであろう。インターネットプロトコルはすべてのユーザコミュニケーションのまさに共通言語となった。この意味において、「どこでもＩＰ」というスローガンでネットワークエッジを参照することは素晴らしいアイデアである。将来、ネットワーク内部にもそれが適用されるかは非常に疑わしい。本出願の目的は、ＩＰ中心のインターネットの内部ネットワークおよび現行方式の欠点を克服する他のネットワークの次世代版を提供することを目的とする。
【００１２】
ランダム（つまり、確率的）性のユーザデータ到着は確率的ネットワークの解決策を必要とするなどという自然法則は存在しない。多数のオーバーレイヤを持つ非同期式パケットネットワークの確率的特性を克服する計算量は、他の解決策の必要性の十分な証拠である。これにより、「本物が単純かつ効果的になるのであればなおのこと『回路エミュレーション』のようなアイデアでネットワーク計算量を利用したらどうだろうか」という疑問が湧いてくる。ネットワーキングはいまやローコストで今日の技術、特に、ネットワークのタイミング、ストレージ、およびコンピュータ処理の注目すべき特性を利用することができる。現代技術により、「十分に発展した技術をもって、低コストで拡張性と性能を向上しつつ今日の多くの計算量を克服する同期式ノードネットワークを構築できないだろうか」という疑問から始まる非同期式ネットワーキングの欠点を克服することができる。本開示によって、ネットワーク計算量を低減し、スイッチング性能を向上する方法を提供する。
【００１３】
現在のネットワーキングの第３の局面は、今日のネットワーク内のパケットバッファである。インターネットが初めて考案されたとき（米国国防省内のARPANETとして）、使用された最小のコンピュータはマイクロコンピュータであった。商用利用において実質的な処理能力を持つマイクロコンピュータは存在しなかった。商用入出力デバイスは大きな処理およびストレージ能力を有していなかった。その時代に「バースト」データを取り扱う可能な最善の方法は、到着するたびに送信する十分な通信帯域幅がない場合にはマイクロコンピュータ内に到着したすべてのデータを受理することであった。初期の解決策は、メッセージの蓄積交換プロセッサと同様に、データを内部のＦＩＦＯ（First-In-First-Out）内に格納することであった。もしバッファが小さ過ぎてすべての入力トラフィックを保持できない場合には、選択的にパケットを廃棄することが輻輳問題を解決するために選択された方法となった。コストがこの結果に対する主たる推進要因であった。コンピュータデータストレージは非常に高価であった。コンピュータデータストレージが非常に安価になるに従って、パケットバッファもまた増大した。
【００１４】
内部ネットワークバッファは現在のネットワークの確率的性質を増進させ、ネットワーク計算量、ジッタ、遅延、パケットロスレート、およびコストを大幅に増大させる。当該副作用は、顧客の帯域幅利用のトラフィックシェーピングおよびポリシングの要求を含む。内部ネットワークバッファはしばしば粗末なサービスの元凶である。トラフィック密度が高い場合、ルータまたは出力リンクが処理できるよりも多くのトラフィックがあれば内部ネットワークバッファは輻輳に悩まされる。救済策としてパケットを廃棄するとデータ発信元に損失パケットの再送が要求される。そもそもトラフィック密度が輻輳の原因であったならば、再送によってのみトラフィックが増加する。今日、大規模コンピュータストレージ装置（ハードドライブに限らず半導体も）は安価である。これらは、パケットを廃棄することなく受信ポートに存在し得る。それでも、輻輳に対する元のアプローチは現在のネットワークアーキテクチャになおも普及している。確かに、ネットワーク内部のバッファがサービス品質または性能を向上するということは主張し難く、性能が予測できない確率的な「ベストエフォート」サービスをもたらすに過ぎない。これらバッファ問題は、最近では「バッファ膨張」と呼ばれ、ネットワーク遅延の原因および高レイテンシの原因として認識されている。「我々は『これがずっとやってきたやり方だ』という理由で同じ方法を使用し続けるのか、またはネットワークのデータ転送部分の内部にバッファを設ける現実の運用上およびコストの理由があるだろうか？」という疑問が湧く。現在のネットワークの不備および遅延は、ネットワークを通じた配信が保証され得る受信パケットに受理するだけでパケット廃棄の必要性を回避する本開示で提供される方法によって改善することができる。
【００１５】
パケットおよび回路の両スイッチドネットワークの第４の局面は、接続の動的ルーティングに重点を置いている。パケットスイッチドネットワークは、大部分がフラットなネットワークの境界ゲートウェイを通じて「自律システム」を相互接続することに重点を置いている。回路スイッチド（音声）ネットワークは、もともとは５層であり時間とともにわずか２層に狭まった階層における大規模（クラス４およびクラス５）スイッチに重点を置いている。ネットワークアーキテクチャは接続の動的ルーティングの使用を求めてきた。数億（今や数千億に上る）の接続可能エンティティを相互に接続するいわゆるｎ二乗問題を克服する簡単な代替案はこれまで存在しない。［接続可能エンティティの数をｎとすると、各エンティティが他のすべてのエンティティに接続できる数はｎ−１である。接続に必要な数はｎ×（ｎ−１）、すなわちｎの値が大きいと「ｎの二乗」に近づくが、これはよく知られたネットワークルーティングの問題の根源である。］これから、「ネットワーク制御を大規模に分散することでｎ二乗問題を味方につけてパスごとに多重同時ルートを提供できないだろうか？」という疑問が湧く。
【００１６】
本開示の一般的背景は、本出願の発明者に交付された、同期式適応的基盤（ＳＡＩＮ:Synchronized Adaptive INfrastructure）ネットワークに関する米国特許第５，５０２，７２３号明細書および第６，０４１，０５０号明細書を含む。本出願は、これら特許明細書のすべての内容を参考文献として援用する。これら特許明細書は、転送リンク内で通信チャンネルを素早く確立する独特の能力を持つ多重化方法および装置を説明している。他の既知の能力とは異なり、当該アプローチにより、高速な接続設定および解放、さらに接続の帯域幅の素早い変更が可能となる。
【００１７】
技術的に、ネットワーキングの上記４つの局面および他の局面で挙げた現代技術の制限を克服することに重点を置いた下層構造においてデータをスイッチおよび送信する必要がある。
【発明の概要】
【００１８】
一実施形態において、ネットワーク入口ノードからのネットワークルーティング方法が提供される。当該方法は、複数の外部デバイスからネットワーク通信を受信する工程を含み、各ネットワーク通信は宛先ノードに向かうものである。当該方法は、前記ネットワーク通信を複数のパスに集約する工程を含んでいてもよく、各パスは一の宛先ノードに関連する前記ネットワーク通信の一部を含み、かつ、複数のパスフレームからなり、これらパスフレームは前記一の宛先ノードに同期し、かつ、パスデータからなる複数のパスセレット（path cellets）を含む。当該方法は、前記複数のパスを複数のスーパーパスにさらに集約する工程をさらに含んでいてもよく、各スーパーパスは一の中間ノードに関連する前記複数のパスの前記一部を含み、かつ、複数のスーパーパスフレームからなり、これらスーパーパスフレームは前記中間ノードに同期し、かつ、スーパーパスデータからなる複数のスーパーパスセレットを含む。当該方法は、前記複数のスーパーパスを転送ノードに転送する工程を含んでいてもよい。当該方法は、サイズが動的に変化する前記パスセレットおよびスーパーパスセレットを含んでいてもよい。当該方法は、さまざまなサイズの前記パスセレットおよびスーパーパスセレットを含んでいてもよい。当該方法は、単独でまたは同時に１ビットのサイズになることができる前記パスセレットおよびスーパーパスセレットを含んでいてもよい。当該方法は、複数のスーパーパスが複数の転送ルートを経由して前記中間ノードに転送される工程を含んでいてもよい。当該方法は、前記セレットのサイズと前記セレットのサイズが動的に変化するであろうフレームとを示す制御ベクトルを転送することでサイズが動的に変化するセレットを含んでいてもよい。
【００１９】
一実施形態において、入口ノードにおけるネットワークデータルーティング方法が提供され、当該方法は、外部デバイスからネットワーキング通信を受信する工程を含み、前記ネットワーキング通信は出口ノードを指定する。当該方法は、前記出口ノードに制御ベクトルを渡すことで前記出口ノードとのペア接続を確立する工程を含んでいてもよく、前記接続は帯域幅を有する。当該方法は、前記出口ノードとのペア接続を維持する工程を含んでいてもよく、当該維持は前記受信したネットワーキング通信に応じて帯域幅を調整する工程を含む。当該方法は、前記外部デバイスからの前記ネットワーキングを集約データストリームに集約する工程を含んでいてもよく、前記集約データストリームは暗黙アドレス指定されたフレームを含み、前記暗黙アドレス指定されたフレームは前記出口ノードに同期する。当該方法は、前記暗黙アドレス指定されたフレームの分解を示すデータを含む、前記出口ノードに渡された制御ベクトルを含んでいてもよく、前記出口ノードにおける前記ペア接続によって前記集約データストリームの分解が行われる。当該方法において、前記ペア接続の帯域幅がゼロであってもよい。当該方法において、前記ネットワーキング通信がパケットを含んでいてもよく、各パケットがアドレス指定ヘッダを含み、前記集約する工程が前記ネットワーキング通信から前記アドレス指定ヘッダを取り出すことを含み、前記制御ベクトルが前記出口ノードにおける前記アドレス指定ヘッダを再構成する情報を含む。当該方法において、前記集約データストリームが複数の集約データストリームのいずれか一つであってもよく、各集約データストリームが出口ノードと関連する。当該方法は、前記複数の集約データストリームを中間データストリームに集約する工程をさらに含み、前記中間データストリームは中間データノードに関連し、前記中間データノードは前記複数のデータストリームに関連する前記出口ノードの親ノードであり、当該方法は、前記中間データノードとのペア接続を確立および維持する工程を含み、前記中間データノードとのペア接続は前記中間データストリームの分解を示す情報を含む。
【００２０】
一実施形態において、ネットワーク通過ノードが、それぞれが複数のネットワーク入口ノードのうちの一のネットワーク入口ノードに対応する複数のリンクを含み、前記複数のリンクのそれぞれが発信元データストリームを前記ネットワーク通過ノードに転送し、前記発信元データストリームが複数の原スーパーパスの集約を含むものであり、各原スーパーパスが複数の宛先通過ノードのうちの一の宛先通過ノードに関連するものであり、各原スーパーパスが前記ネットワーク入口ノードから複数の宛先出口ノードへのパスの集約を含むものである。当該ネットワーク通過ノードは、複数の発信元データストリーム分解スイッチを含んでいてもよく、各分解スイッチがネットワーク入口ノードへの複数のリンクのうちの一のリンクからの発信元データストリームを受信し、各発信元データストリーム分解スイッチが各発信元データストリームからの複数の原スーパーパスを分解するように構成されている。当該ネットワーク通過ノードは、複数の交差接続スイッチを備えていてもよく、各交差接続スイッチが複数の宛先通過ノードのうちの固有の宛先通過ノードに対応し、各交差接続スイッチが前記交差接続スイッチに対応する前記宛先通過ノードに関連する前記原スーパーパスを受信し、前記原上位ノードを分解して前記ネットワーク入口ノードから前記宛先出口ノードへのパスを復元し、前記ネットワーク入口ノードから前記宛先出口ノードへのパスを集約して宛先スーパーパスを構成するように構成されており、各宛先スーパーパスが複数の入口ノードから前記固有の宛先通過ノードに関連するただ一つの宛先ノードへのパスを含むものである。当該ネットワーク通過ノードは、複数の転送ノード集約スイッチを含んでいてもよく、各通過ノード集約スイッチが宛先通過ノードに関連する複数の宛先スーパーパスを集約して通過データストリームを構成するように構成されている。当該ネットワーク通過ノードは、前記複数の宛先通過ノードに各通過データストリームを転送するように構成された、複数の出力リンクを含んでいてもよい。当該ネットワーク通過ノードは、前記複数の入口ノードから制御ベクトルを受信する複数のリンクを備えていてもよく、前記制御ベクトルが分解情報を示すデータを含む。当該ネットワーク通過ノードは、前記入口ノードからの帯域幅調整要求を示す情報をさらに含む制御ベクトルを備えていてもよい。当該ネットワーク通過ノードは、前記複数のネットワーク入口ノードに同期情報を供給して前記通過ノードを前記複数のネットワーク入口ノードに同期させてもよい。当該ネットワーク通過ノードは、前記通過データストリームの少なくとも一つを前記複数の出力リンクの一つ以上によって転送してもよい。当該ネットワーク通過ノードは、前記集約および分解を同期かつ暗黙アドレス指定された転送アルゴリズムによって実行してもよい。
【図面の簡単な説明】
【００２１】
【図１】図１は、実施形態に係るアンダーレイネットワークを示す図である。
【図２】図２は、実施形態に係る階層的コアネットワーク層を示す図である。
【図３ａｂ】図３ａおよび図３ｂは、従来のセルスロットマルチプレクサを示す図である。
【図３ｃ】図３ｃは、従来のセルスロットセレクタを示す図である。
【図４】図４は、実施形態に係る、等間隔の時間ドメインのセレットとなる接続ドメインを示す図である。
【図５】図５は、２のべき乗長でないフレーム例に対する時間ドメインの結果を示す図である。
【図６】図６は、実施形態に係る、フレーム当たり２のべき乗数のセレットに対する時間ドメインの結果を示す図である。
【図７】図７は、実施形態に係る、Ｅ−Ｎｏｄｅ対Ｅ−Ｎｏｄｅのパスをサポートする２層ネットワーク構造を示す図である。
【図８】図８は、２０個のＴ−Ｎｏｄｅおよび４０個の二重化トランクを持つメトロポリタンネットワーク例を示す図である。
【図９】図９ａおよび図９ｂは、実施形態に係る、フレームクロック生成器を有するスイッチスタックセレクタを示す図である。
【図１０ａ】図１０ａは、実施形態に係る、スイッチクロックレートおよびフレームサイズを変更する装置を示す図である。
【図１０ｂ】図１０ｂは、実施形態に係る、スイッチクロックレートを変更するフローチャートである。
【図１１】図１１は、実施形態に係る、帯域幅レジスタを変更する装置を示す図である。
【図１２】図１２は、実施形態に係る、接続ドメイン帯域幅範囲を変更する装置を示す図である。
【図１３】図１３は、実施形態に係る、基本的な汎用集約／分解スイッチペアを示す図である。
【図１４】図１４は、集約／分解スイッチペアの例を示す図である。
【図１５】図１５は、実施形態に係る、新たな接続を設定する処理を明示するフローチャートである。
【図１６】図１６ａ、１６ｂ、１６ｃは、実施形態に係る、Ｅ−Ｎｏｄｅおよびその親Ｔ−Ｎｏｄｅのさまざまな構成を示す図である。
【図１７】図１７は、実施形態に係る、接続ドメインにおける発信元端の集約方法を示す図である。
【図１８】図１８は、実施形態に係る、接続ドメインにおける宛先端の分解方法を示す図である。
【図１９】図１９は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ集約／分解パススイッチの例を示す図である。
【図２０】図２０は、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ集約／分解パススイッチの例を示す図である。
【図２１】図２１は、実施形態に係る、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅを宛先Ｅ−Ｎｏｄｅに接続する１個のレベル１スイッチペア、２個のレベル２スイッチペア、および３個のレベル３スイッチペアを持つシステムを示す図である。
【図２２ａ】図２２ａは、実施形態に係る、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅに繋がるすべてのパスを集約する発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ集約スイッチを示す図である。
【図２２ｂ】図２２ｂは、実施形態に係る、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅに繋がるすべてのパスを分解する宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ分解スイッチを示す図である。
【図２３】図２３は、一の親Ｔ−Ｎｏｄｅ（Ｔ０６）の各子Ｅ−Ｎｏｄｅを第２のＴ−Ｎｏｄｅ（Ｔ１１）のすべての子Ｅ−Ｎｏｄｅに接続する交差接続スイッチの例を示す図である。
【図２４】図２４は、交差接続スイッチを用いて４９９個のパスの２５個のレベル２集約のそれぞれを一対多から多対一に再構築させる、レベル３の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅの例を示す図である。
【図２５】図２５は、交差接続スイッチを用いて２０個のＴ−ＮｏｄｅからＴ−Ｎｏｄｅ１１の２５個の子Ｅ−Ｎｏｄｅへの多対一マッピングを完了する宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ１１の例を示す図である。
【図２６ａ】図２６ａは、集約層の例を示す図である。
【図２６ｂ】図２６ｂは、集約層の例を示す図である。
【図２６ｃ】図２６ｃは、集約層の例を示す図である。
【図２６ｄ】図２６ｄは、集約層の例を示す図である。
【図２７】図２７ａ、２７ｂ、２７ｃ、および２７ｄは、実施形態に係る、時間ドメイン付きのさまざまなフレームおよびサブフレームの接続ドメインを示す図である。
【発明を実施するための形態】
【００２２】
図を参照しながら、本出願のシステムおよび方法を実施するための好ましい形態の詳細を説明する。ここに説明する装置や方法に関する当業者であればいくつかの実施形態の特徴を理解または認識できるであろう。そのような「当業者」とは平たく言えば「熟練技術者」のことである。
【００２３】
熟練技術者は、本開示を踏まえて、ここに説明するいくつかの構成要素がコンピュータソフトウェア、ハードウェア、ファームウェア、またはソフトウェア、ハードウェア、ファームウェアの組み合わせを用いて都合よく実施できることを十分に理解できるであろう。ネットワークノードは典型的にはハードウェアまたはファームウェアに制御要素を組み込むことで実施されるが、ハードウェアを用いて実施することができるいずれの制御ロジックも、ここに説明していないハードウェア、ソフトウェア、またはファームウェアをさまざまに組み合わせて実施可能である。例えば、汎用コンピュータのファームウェアまたはソフトウェアでそのような制御を完全に実施することができる。
【００２４】
熟練技術者は、本開示を踏まえて、ここに説明するモジュールを分割または連結することができるであろう。例えば、本開示を踏まえて、熟練技術者は、一つの構成要素がネットワークにおける多数の構成要素の機能を提供することができることを十分に理解できるであろう。逆に言うと、いずれの構成要素も複数の構成要素に分割することができる。
【００２５】
上記事項およびここに説明する実施形態のその他の変形例は熟練技術者によって本発明から逸脱することなく達成可能である。そこで、説明する実施形態が例示であって本発明が当該説明する実施形態に限定されないという理解のもとで、図を参照しながらいくつかの実施形態を説明する。
同期式適応的基盤（ＳＡＩＮ:Synchronized Adaptive INfrastructure）の最上位概要
【００２６】
同期式適応的基盤（ＳＡＩＮ）とは、ミリ秒以下で回路接続を設定および解除することができるデジタルネットワーキング技術のことである。この技術が本出願の主題である。当該技術により、図１に示したように、ルーティングされたデータ転送からユーザデータを明確に区分することができる。当該技術は、現行の要求サービス品質メトリクスを一のパラメータであるレイテンシに減らすことができる同期式スイッチングノードを用いる。
【００２７】
ＳＡＩＮ通過ノードにおける転送遅延は、大きなジッタまたは遅延変動なしに数ナノ秒にすることができる。ＳＡＩＮアプローチはまた、半静的メモリマップに連動した時分割スイッチによる１ビット程度のデータ断片化を用いる技術によってシステム消費電力を大幅に削減することができる。ネットワーク内のルーティングにデータヘッダは存在せず、ジッタを作り出すパケットバッファも存在しない。すべてのパケットは、ユーザ端末装置に接続された入口および出口ノードにのみ存在する。
【００２８】
ここに説明する技術は多くのネットワークアーキテクチャおよび構造で使用することができるが、本出願は、図２の下の２層に示した２層構造、つまり、入出力ノード層、すなわちＥ−Ｎｏｄｅ層２０、および通過ノード層、すなわちＴ−Ｎｏｄｅ層３０に重点を置く。図２の頂点の第３の層は、交換ノード層、すなわち他の２層ＳＡＩＮネットワークを相互接続可能にするＸ−Ｎｏｄｅ層４０を表す。
【００２９】
Ｅ−Ｎｏｄｅは、ユーザデバイスに対するＳＡＩＮネットワークのインタフェースレベルノードである。Ｅ−Ｎｏｄｅ群は、宛先Ｔ−Ｎｏｄｅへの階層的ルーティングを行う通過ノード（「Ｔ−Ｎｏｄｅ」）に接続することができる。Ｅ−Ｎｏｄｅは、ユーザ界に対するパラメータ化ユーザインタフェース（ＰＵＩ）および本出願において開示されるＳＡＩＮ転送界への変換を含む。各Ｅ−Ｎｏｄｅスイッチは、ネットワークにおける他のすべてのＥ−Ｎｏｄｅへのパス内の接続を設定および管理することができ、発信元Ｔ−Ｎｏｄｅおよび宛先Ｔ−Ｎｏｄｅのいずれにもなり得る親Ｔ−Ｎｏｄｅへデータを送信することおよび親Ｔ−Ｎｏｄｅから集約データを受信することでそれを達成する。各発信元Ｔ−Ｎｏｄｅは、転送用の各Ｔ−Ｎｏｄｅに向かうスーパーパスに分解されたその子発信元Ｅ−Ｎｏｄｅのそれぞれからの接続の集約をＴ−Ｎｏｄｅの子へと転送する。
【００３０】
親発信元Ｔ−Ｎｏｄｅは、すべての宛先Ｅ−Ｎｏｄｅへの１発信元Ｅ−Ｎｏｄｅの態様から、すべての発信元Ｅ−Ｎｏｄｅから１宛先Ｅ−Ｎｏｄｅの態様へと、その子発信元Ｅ−Ｎｏｄｅを再集約し、ネットワークにおいて必要に応じて各Ｔ−Ｎｏｄｅにその再集約を転送する。以下により詳細に示すように、当該処理は次の工程を含む。
１．発信元Ｅ−Ｎｏｄｅが、入力トラフィックを他のすべての（宛先）Ｅ−Ｎｏｄｅに向かうパスに集約する。
２．発信元Ｅ−Ｎｏｄｅが、そのパスを宛先Ｔ−Ｎｏｄｅに向かうスーパーパスに集約する。スーパーパスは、各宛先Ｔ−Ｎｏｄｅの子Ｅ−Ｎｏｄｅのパスの集約である。
３．発信元Ｅ−Ｎｏｄｅが、スーパーパスを上位レベルのスーパーパスに集約する。上位レベルのスーパーパスは、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅによって生成されたすべてのトラフィックをその親発信元Ｔ−Ｎｏｄｅに転送することができるものである。
４．発信元Ｔ−Ｎｏｄｅが、１対多のＥ−Ｎｏｄｅ発信元構造体を多対１の宛先構造体に再集約する。
５．発信元Ｔ−Ｎｏｄｅが、宛先構造体を各宛先Ｔ−Ｎｏｄｅに送信する。
６．宛先Ｔ−Ｎｏｄｅが、構造体を分解し、すべての発信元Ｅ−Ｎｏｄｅトラフィックを各宛先Ｅ−Ｎｏｄｅに送信する。
７．宛先Ｅ−Ｎｏｄｅが、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅからのトラフィックを、ユーザにトラフィックを配信するためのパスに分解する。これは各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅの集約方法とは逆の分解処理である。
【００３１】
各宛先Ｔ−Ｎｏｄｅは、各発信元集約を子Ｅ−Ｎｏｄｅの宛先に転送する。この結果、ネットワークはあらかじめ決められたルートを用いて動的ホップバイホップルーティングの必要性を排除することができる。ＳＡＩＮネットワークは既存のネットワークの取り替えを必要とせず、既存のネットワークに相互接続することで現存する制限を克服することができる。さらに、未開発領域およびアップグレード版のアプリケーション、特に光ファイバー通信に関係するアプリケーションにおいて、低コストおよび低所要電力で上質のサービスを提供することができる。
従来技術の役割
【００３２】
図３ａ、図３ｂ、および図３ｃは、本願発明者に発行された米国特許第５，５０２，７２３号明細書および第２，０４１，０５０号明細書からの従来技術を示す。当該特許明細書に示されたマルチプレクサ／デマルチプレクサ技術は接続を素早く生成することができるとともに、接続が一度存在すると、その帯域幅を素早く変更または解放することもできる。本出願は、それが同一または同様の機能性を有する限り、引用特許明細書でカバーされない他の技術も利用することができる。本出願では、従来技術の図に示された「セルスロットセレクタ」という名称は「スイッチスタックセレクタ」という名称に置き換わっている。本出願明細書では当該図中の符号は使用しない。
全体ＳＡＩＮ構造
【００３３】
図１は、ＳＡＩＮネットワークの最上位構成要素を示す。ネットワークの主要な特徴は、本出願の中心テーマであるＳＡＩＮアンダーレイネットワーク１００である。それは、ユーザデータをその転送から明確に区別した場合の内側のネットワークの部分である。強調線の外側は、ネットワークの入口および出口の両終端においてユーザインタフェース接続２９０に付随したユーザのホスト、端末、サーバ、またはネットワーク１０１である。
【００３４】
アンダーレイネットワーク１００ネットワークの各端における終端の一部は、プロトコル変換器２１４に接続されたインラインのパラメータ化ユーザインタフェース２１０を含む。プロトコル変換器２１４は、特にイーサネットを含む任意のユーザプロトコルを、入力パケットヘッダを接続識別子に置き換え可能なシリアルビットストリームに変換する。接続識別子とは、１または２バイトにまで小さくすることができる圧縮ヘッダである。
【００３５】
アンダーレイネットワーク１００の内部にはセレット（cellet）と呼ばれるデータ単位がある。セレットは、環境に応じた任意のビット長のデータ断片であり得る。セレットは所定のデータリンクについては固定サイズのデータ要素であるが、リンクごとに変わり得る。セレットは、１ビットほどの小ささにも、高帯域幅の集約を転送するのに必要な大きさにもなり得る。
【００３６】
パケットベースのアドレス指定は明示アドレス指定と呼ばれる。明示アドレス指定はパケットベースのデータカプセル化において登場する。パケットヘッダは、形式的特性がイーサネットやインターネット（IP）プロトコルのような具体的なプロトコルによって決まる発信元および宛先アドレスを含む。
【００３７】
セレットは周期的な時分割多重フレーム内に存在することができる。そのようなフレームはナノ秒からネットワーク内に転送されるデータのタイプに応じた秒まで時間がさまざまに変わり得る。フレームはセレットの集合であり、セレットの数でフレームサイズが決まる。所定の接続について、そのセレットの位置によりその接続が識別される。
【００３８】
一の接続を他から識別するこの方法は暗黙アドレス指定と呼ばれる。暗黙アドレス指定は、セレットのようなデータ要素を時間または空間分割フレームによってアドレス指定することを可能にする。例えば、時分割フレームにおける第３のセレットはポイントＡからポイントＢへの接続に属し、第４のセレットはポイントＣからポイントＤへの接続に属するかも知れない。
【００３９】
暗黙アドレス指定は、パケットヘッダを用いる明示アドレス指定方法で要求される帯域幅の量を減らすことができ、特にさまざまなスピードの時分割スイッチングアプリケーションに適している。当該方法は、パケットヘッダを用いてパケットデータが属する接続を識別することと比較して非常にロバストである。暗黙アドレス指定は、世界のレガシー電話ネットワーク内で用いられる基本アドレッシング方法である。
【００４０】
電話ネットワークとＳＡＩＮネットワークとを区別する主要なポイントは、ＳＡＩＮネットワークがネットワークのさまざまな部分のさまざまな長さのセレットを使用することができる点にある。ＳＡＩＮ多重化アルゴリズムは、ＳＡＩＮアンダーレイネットワーク１００の外部にある任意のタイプのデータプロトコル用の転送方法を提供する。
【００４１】
第２の主要な区別ポイントは、明示アドレス指定は正確な宛先にエラーなく送信されるパケットを取得することに依存するという点である。暗黙アドレス指定では接続の設定におけるエラーの可能性は極めて小さい。より重要なことには、接続が一度設定されると、サブマイクロ秒から年まで変化し得るデータエポック期間中に要求されるさらなるアドレス指定メッセージがない。発生するおそれのある任意のエラーは接続の設定自体に依存しない。これが、電話ネットワークが高品質サービスで信頼できる所以である。ＳＡＩＮネットワークでも信頼は同じである。接続が一度設定されると、パケットが流れる期間中にＳＡＩＮスイッチにおける位置に接続された指定ＦＩＦＯバッファにパケットを送信するために、パケットヘッダはネットワークエッジにおいてのみ読み取られる。顧客が専用回線サービスを望む場合、接続は一度設定されると、顧客が料金を支払う限り相当時間存在し得る。特別な技術は必要としない。
【００４２】
電話アプローチの主要な欠点は接続を設定することを使用する方法に由来する。すなわち、データアプリケーションにとって時間は非常に長い。ＳＡＩＮネットワークにおいて、設定時間を含む接続時間は帯域幅の浪費なしで１ミリ秒以下である。多くの環境において、接続は、制御ベクトルにカプセル化されて１バイト長以下になり得る片方向メッセージを用いて、１ミリ秒以下で仮想状態またはスリープ状態から現実状態へと切り替わることができる。仮想状態は帯域幅を必要とせず、スリープ状態はごくわずかのキープアライブ帯域幅を使用する。仮想およびスリープ状態についてはさらに後述する。制御ベクトルは、通信処理のいくつかの局面に適用されるメッセージである各セレットで構成された暗黙アドレス指定されたメッセージであり得る。
【００４３】
次の２つのパラメータによってＳＡＩＮネットワークにおいて要求されるセレットおよびフレームサイズが決定される。
１．トランクまたはリンクデータレート（ビット毎秒）
２．ユーザ接続を転送するのに必要な最小帯域幅
【００４４】
本出願において、トランク（ｔｒｕｎｋ）は、ネットワークじゅうにデータトラフィックを運ぶ光ファイバー、配線、または無線接続などの物理オブジェクトである。リンクは、トランク内に埋め込まれた接続である論理オブジェクトである。リンクおよびトランクはいずれも、黙示的または明示的に提起された時間／空間分割オブジェクトなどの複数の接続を運ぶ。
【００４５】
例えば、１ギガヘルツ（ＧＨｚ）リンクデータレートのリンクは、１ギガビット毎秒（Ｇｂｐｓ）よりも小さなデータレートの接続を１ビットのセレットでサポートすることができる。フレームサイズにおけるセレットの数は、最小量の要求帯域幅に依存する。フレーム周期は、フレームごとのセレット数とリンクデータレートとから決まる。最小量の要求帯域幅はＱＤＲ（Quantum Data Rate）と呼ばれ、セレットサイズをフレームの周期で割ったものに等しい。フレーム周期は、フレームごとのセレット数をリンクデータレートで割ったものである。例えば、フレーム周期が１マイクロ秒でセレットサイズが１ビットのとき、ＱＤＲは１，０００，０００ビット毎秒である。リンクデータレート１Ｇｂｐｓよりも大きくするために、セレットを大きくすることができる。例えば、８ビットのセレットは、集約のデータレートが８Ｇｂｐｓ以下である１ビットのセレットの集約をカプセル化することができる。フレームが１マイクロ秒の場合、ＱＤＲは８，０００，０００ビット毎秒となるであろう。
【００４６】
本発明の実施形態は、ユーザ接続データの集約またはそのような集約の集約のいずれかからなるトラフィックをセレットのフレームに分割する。実施形態は、１）各接続またはその集約についてフレームごとのセレット数を決定し、２）フレーム内の割り当てられた物理時間および／または空間位置に各データセレットを配置するクロッキング機構を提供することで、接続およびその帯域幅を設定する方法を使用する。「接続」なる用語は、ユーザレベルの接続だけではなく、接続の集約にも用いられる総括的な用語である。
【００４７】
本出願で開示する方法は同期式適応的基盤技術を使用する、「ＳＡＩＮ」方法である。個々に開示するＳＡＩＮ方法は、任意の目的のデジタル通信ネットワークを実施するのに有用である。第１の目標は、既存のネットワークの構成要素に相互接続して利用するネットワークを構築することである。第２の目標は、新世代のネットワーキング基盤を築いて現在および将来の難問に対処することである。実施形態は、現在のネットワークを大幅に機能強化しつつ将来のネットワーキング一般に役立つことができる方法に重点を置いている。
【００４８】
当該方法および装置を簡単に説明し理解するために、概してメトロポリタンネットワークを、具体的にはメトロポリタンイーサネットネットワークを図面および説明の例として用いる。これは、本技術を何らか他の意味で使用することを制限するものではない。本出願は、ハードウェアの見地から装置について説明する。当業者であればわかるように、ハードウェアで説明した構成要素はソフトウェアでも実施可能であり、ソフトウェア版でも同じ結果を得ることができる。
【００４９】
本技術のいくつかの基本局面とその方法を特定するのに全体としてまたは個々に用いられる単語を以下に示す。
１．２点接続制御はホップバイホップ接続ルーティングの必要性をなくすことができる。この接続確立および当該接続の帯域幅の動的制御は、ＳＡＩＮアンダーレイネットワーク１００強調線内側の発信元及び宛先ポイントにおいてのみ行われ得る。このネットワーク制御はユーザデータプロトコルから分離されている。
２．ネットワークの制御プレーンはユーザポートから物理的および論理的に到達不可能であり、これにより、ネットワークセキュリティが向上する。
３．接続は単信ベースである。二重通信は２つの単信接続からなる。
４．ＳＡＩＮネットワーキングは２以上の階層の階層的ネットワークトポロジーにおいて存在可能であり、これによりネットワーク制御を大規模に分散することができる。
５．ネットワークノードを共通クロックに同期させることで非同期クロックによる代替案の計算量および確率的特性のほとんどを解消することができる。
６．スイッチングの基本は本願発明者の参照特許明細書に開示された物理的な回路ベースの多重化機構を使用することができる。これにより、過去の回路スイッチングにあった制限を解消することができ、低および高帯域幅のいずれに対しても決定論的な低レイテンシでより優れた拡張性が可能となる。
７．動的ホップバイホップルーティングの代わりにルート選択の余地が大きい半静的ルーティングによりネットワーキングはさらに単純化する。当該アプローチは、動的接続帯域幅を含む決定論的な運用パラメータとなる。
８．同期式ノードにより、レイテンシはＳＡＩＮネットワにおける決定論的なサービス品質（ＱｏＳ）に要求される唯一のメトリックとなり得る。ＳＡＩＮネットワーク内部では、ＱｏＳパラメータとしてのパケットロスレートは意味を持たないため、パケットバッファの輻輳は存在する必要がない。
９．展開パラメータとともにこの基本的構造によりジッタおよび遅延変動は無視できるほど小さくなる。
１０．最悪の環境を除いて、ネットワークの制御機構はネットワークに受理されたすべてのデータの配信を保証する。
１１．確率的ネットワークにおいてトラフィックシェーピングおよびユーザポリシングが要求される。概して、１９７０年代の確率的ネットワークは、その時代のメッセージおよびファイル転送ベースのトラフィック市場に適した選択であった。今日の音声、ビデオおよびマルチメディア市場はほとんどすべてがトラフィックフロー、すなわち、回路ベースである。プロトコルを重ねて確率的ネットワークを回路ベースネットワークに変形することは今日のネットワークにおいて簡単ではなくなりつつある。既存のものの下部にある回路ベースのアンダーレイヤを置き換えることはより簡単である。消費電力がより少なくなれば投資および運用コストがより安価になる。
【００５０】
現在のインターネットは、比較的少数の従来よりも大規模な「フリーサイズ」のエッジルータを必要とする。ＳＡＩＮネットワーク構造は非常に多数の大規模分散されたミニエッジルータに変形する。各ミニルータはローカルユーザの言語、社会的および商業的ニーズ、およびメトロネットワークおよび外部の世界における包括的な相互接続性に重点を置いている。ネイティブなユーザプロトコルのすべてのユーザデータはＳＡＩＮアンダーレイネットワーク１００の入口および出口エッジにおいてのみ存在する。内部的には、ネットワークは、ＯＳＩレイヤ２および上位プロトコルならびにＯＳＩモデルの物理転送レイヤ１を用いるホスト、端末、サーバ、またはネットワーク１０１の入口および出口接続の間に存在する。すなわち、自身のＳＡＩＮアンダーレイヤ１．５に存在する。この定義は、ＳＡＩＮアンダーレイやが存在し得る物理レイヤをエミュレートするプロトコルの使用を排除するものではない。
【００５１】
ホスト、端末、サーバ、またはネットワーク１０１は、任意のデジタルアクセスプロトコルを用いて、レガシーネットワークによく似たユーザインタフェース接続２９０を通じてＳＡＩＮネットワークに接続する。ＳＡＩＮネットワーキングの重要な目標は、現在のユーザ環境の修正を要求することなくユーザの現在のニーズをサポートするネットワークをユーザに提供することである。付加的な目標は、サービスプロバイダが、主に既存のネットワーク配備を用いつつ現在のネットワークのスケーラビリティ、性能、およびコストの欠点を解消できるようにすることである。
【００５２】
ＳＡＩＮアンダーレイネットワーク１００の最上位の原理は既存のネットワークと比較した主たる利点の一つを重視する。ＳＡＩＮネットワークは、ユーザデータを、アンダーレイヤ１．５の隅々で使用される単純な転送プロトコルに準拠したビットストリームに変換する。
【００５３】
転送プロトコルの主目的は、ユーザデータビットを、発信元から宛先エンドポイントまでロバストかつ決定論的な方法で透過的に転送することである。当該方法は、現在のネットワークの確率的性質に起因する計算量およびサービス品質問題をほとんどなくす形で、ネットワークのスイッチングノード間の同期クロックを使用する。クロッキング機構は、ノードクロックを互いに同期させることに重点を置くことができる。これは、既存のネットワーク動機技術に基づいてすべてのノードをＵＴＣ（Coordinated Universal Time）に同期させることを含み得る。
【００５４】
同期クロックを持つＳＡＩＮノードは、決定論的方法を用いて配送用のデータを受理する前にネットワークのエントリーポートにおける「バースト」データを克服する。データ入力の前にＳＡＩＮアンダーレイネットワーク１００に置かれたパケットバッファはパケットロスなく配送を保証する。パケットバッファはＳＡＩＮアンダーレイヤ１．５内部に依存しない。レガシーネットワークにおけるルータ内にバッファを配置することはサービス品質の計算量および性能不足の主たる原因である。ＳＡＩＮ方法は、レガシーのコアおよびアクセスネットワークに見られるデータのバースト性を低減する。
【００５５】
パラメータ化ユーザインタフェース２１０は、１）商品データタイプには汎用的で、２）特別データタイプにはアプリケーション特有であり得るフレキシブルデータインタフェースである。ＰＵＩ８０は、ユーザまたはネットワークプロバイダのニーズに合うように置換およびアップグレードが可能である。
【００５６】
ＳＡＩＮネットワークは現在のネットワークの要素を使用することができる。例えば、パラメータ化ユーザインタフェース２１０は、ユーザ入力データから、ネットワーク内の意図した出口宛先を決定できるほど詳しく情報を抽出することができる。また、トラフィックが属するサービスクラスも決定することができる。従来のルートネットワークと違い、当該ネットワークは、各トラフィックタイプごとに帯域幅を多く割り当てるまたは帯域幅を少なく割り当てることでトラフィックに優先順位を付ける。帯域幅を調整して、バーストトラフィックおよび時間依存データレートのトラフィックフローの両者の厳しいレイテンシ仕様に適合することができる。実質的に過度のプロビジョニングなしに、ＳＡＩＮアプローチは、帯域幅がすでに乏しい状況下でデータの再送を強要するネットワーク輻輳および脱落パケットを防止する。
【００５７】
この第１レベルの集約はルータ計算量およびパケットベースアプローチで必要な処理力の相当量をなくす。重要なインタフェースは、ＩＥＥＥ、ＩＴＵ、ＡＮＳＩ、およびＭＥＦ（Metro Ethernet Forum）のような機関によって定義された規格といったＭＡＮ（Metropolitan Area Network）規格に重点を置くこととなる。これは、ここでの実施形態が適用されるネットワークのタイプの領域を制限するものではない。
【００５８】
ＳＡＩＮネットワークへのインタフェースは重要な理由で「パラメータ化」という用語を含んでいる。ＳＡＩＮネットワークはすべてのネットワークアクセスプロトコルに広くて適用可能な内部データ転送プロトコルを使用するため、外界に適応するパラメータ化ユーザインタフェース（ＰＵＩ）２１０には多くのバリエーションが可能である。接続された入口ＰＵＩ２１１／出口ＰＵＩ２１２の各ペアは特定のユーザアプリケーション用に相互コンパチブルなプロトコルをサポートする。その上、技術的制約の制限がない。インタフェースのパラメータ化性によって、ユーザ、その組織（例えば、バーチャルプライベートネットワーク内）からまたはネットワークサービスプロバイダからアップグレードとしてソフトウェアをダウンロードすることで、新たなユーザアクセスプロトコルを入口ＰＵＩ２１１および出口ＰＵＩ２１２に追加することができる。
【００５９】
パラメータ化ユーザインタフェース２１０アプローチの一つの付加的利点は多種多様のトラフィックタイプに対応する分散性である。高度に分散された多数の小プロセッサは、複雑で「すべてに万全」的に大きなエッジノードルータを置き換える。比較的単純な要素の大規模ネットワーク内で処理能力を分散することは、比較的低コストで莫大な処理能力を生み出す効果的手段であり得る。
【００６０】
入口ＰＵＩ２１１は、プロトコル変換器２１４機能を使用して発信元エンドポイントにおけるユーザデータプロトコルをＳＡＩＮネットワーク転送プロトコルにカプセル化する。宛先エンドポイントでは、プロトコル変換器２１４はＳＡＩＮ内部ネットワークプロトコルをユーザフレンドリな形式に戻す。Ｅ−Ｎｏｄｅは、上述の入口および出口ＰＵＩ２１２を通じた複数のユーザ接続を含む。
【００６１】
本発明の開示は図２に示した階層的構造に関連する。図はＳＡＩＮネットワークを階層に分割したものであり、各層は具体的に明確に定義された機能を果たす。ネットワークのノードはフラットな構築物に存在してもよいが、ルーティングの容易性および他の利点が失われてしまう。図２に示した３つのトップレベルのＳＡＩＮネットワークのうち下の２つは、メトロポリタンネットワークを始めとする大規模ネットワークを構築するための堅固な基礎を提供する。すなわち、ネットワークに接続された一連のユーザ間、および独立した外界および既存のコアネットワークに接続された一連のユーザ間でのデータ交換を行うネットワークである。ＳＡＩＮネットワークは、頂点の交換ノード、すなわち、図２に示したＸ−Ｎｏｄｅ層４０を下の２つの層と組み合わせ用いることで、大規模に集積した構造に拡大することができる。
ＳＡＩＮ転送アルゴリズムの基本
【００６２】
図４、５、および６はＳＡＩＮ転送技術の基本的側面をまとめたものである。引用特許明細書は本出願の多重的な側面のいくつかについてより詳細な内容を含んでいる。
【００６３】
本出願において、データのフレームは周期的であり、順序づけられており、セレットの時間／空間コレクションであり、各セレットは既定数のデータビットからなる。所定のフレームにおいて、セレットの数はビット数と同じである。各セレットは特別な接続（または新たな接続としてのこれらの集約）でなければならない。すなわち、各セレットはデータの短いまたは長いシリアルストリームからの断片である。一のフレーム中の複数のデータストリームを転送するために、複数の接続からのセレットがフレーム内で混ぜられる。ＳＡＩＮ転送アルゴリズムは、所定の接続からのセレットを、時間／空間分割の隅々にほぼ等間隔で配置する。各セレットは、フレームの周期によって分割されたセレットにおけるビット数に等しいわずかの帯域幅を表す。すなわち、セレットは、セレットにおけるビット数に周期的なフレームレートを乗じたものに等しいＱＤＲ（Quantum Data Rate）を表す。
【００６４】
簡略化のため、「時間／空間」という言葉を「時間」とする。すなわち、「時間／空間分割多重化」のようなフレーズは「時分割多重化」となる。本出願において具体的に反対を指摘しない限り、多重化に何らか関連する「時間」なる言葉は基本的に「時間」および「空間」の両方を意味する。
【００６５】
ＳＡＩＮ転送アルゴリズムは２つのドメイン、すなわち、図示した接続ドメイン１５０および時間ドメイン１６０におけるセレットのフレームの定義を含む。図４（ａ）に示した接続ドメイン１５０は、連続範囲のセレット（例えば、図においてくっついて配置された４つの「Ａ」）として一の接続を定義する。接続帯域幅はＱＤＲの４倍である。
【００６６】
第２のドメインは図４（ｂ）に示した時間ドメイン１６０である。時間ドメイン１６０は、接続ドメイン１５０のフレームと同じ数のセレットを持つ。第２のドメインにおける各セレットの位置は次のようにして決まる。
１．接続ドメイン１５０の連続する各セレット位置に０から始まる２進数を割り当てる。
２．各２進数を後ろから読んで時間ドメイン１６０における各セレットの対応する位置を決定する。
【００６７】
図４（ｂ）は図４（ａ）の４つのセレットが時間ドメイン１６０のフレームの隅々に拡散した様子を示す。接続ドメイン１５０における各セレットと時間ドメイン１６０における対応するセレットとは１対１に対応している。［なお、ドメインは、１）接続（接続ドメイン）のデータレート、および２）時間／空間フレーム（時間ドメイン）内の接続のセレットの位置を決定するためにのみ存在する。セレットにカプセル化されたデータは物理的なフレームにおいてのみ存在する。物理的なフレームではＳＡＩＮ転送の時間ドメインがフレーム内のセレットの接続の位置を示している。］
【００６８】
例えば、接続ドメイン１５０から始めて、左の最初のセレットは０（つまり、２進表記法で００００）である。明らかに、時間ドメインにおいて対応するも００００（つまり、１０進表記法で０）である。接続ドメイン１５０における右隣のセレットは０００１であり、時間ドメイン１６０における１０００（つまり、１０進表記法で８）に対応する。接続ドメイン１５０における続くセレット００１０および００１１は時間ドメイン１６０におけるセレット０１００および２１００（つまり、４および１２）に対応する。逆もまた正しく、物理的な時間ドメイン１６０における各セレットは接続ドメイン１５０における各セレットを指している。物理的なセレットは時間ドメイン１６０においてのみ存在する。接続ドメイン１５０におけるセレットは時間ドメイン１６０におけるセレットの物理的な位置を示している。
【００６９】
まとめると、２つのドメインは多重化システムの時間ドメインメモリマップを定義している。時間ドメイン１６０のフレームにおける各位置は、各セレットが属する接続を表す接続ドメイン１５０における対応する物理的な時間（または空間）のセレットを表す。
【００７０】
当該アルゴリズムを用いてフレームを構築する利点は、セレットの位置がほぼ等間隔で時分割フレームの隅々に拡散されることにより、どのような接続についてもスイッチのレイテンシが低減されることにある。
２のべき乗フレームおよびセグメント長
【００７１】
時間ドメイン１６０は、フレーム長を整数で割ることでセグメントに分割することができる。Ｆをフレーム長（つまり、セレット数）およびｎを整数としたとき、各セグメントは、ｎがＦの整数の約数であればちょうどＩＮＴ［Ｆ／ｎ］個のセレットを含み、ｎが整数の約数でなければＩＮＴ［Ｆ／ｎ］個およびＩＮＴ［Ｆ／ｎ］＋１個のセレットのセグメントの組み合わせとなる。時分割フレームをセグメントに分割することは、ＳＡＩＮスイッチ内の時間ドメイン１６０の隅々に配置された分散セレットのうまい利用である。
等間隔セレットを持つ時分割フレームの獲得
【００７２】
時分割スイッチは次の基本に則って動作する。すなわち、１以上の発信元からのデータのフレームまたは小さなサブフレームが、出力リンクへの転送用に整理し直される（または別の方法に操作される）前に格納される。フレームのセグメント化はスイッチのレイテンシを低減するための方法である。フレームをセグメントに分割する方法は多数あるが、２のべき乗で割ることが重要である。図４は２のべき乗（ＰｏＴ）長のフレームについての基本的なケースを示す。図はＰｏＴ長のフレームおよびＰｏＴ長の接続の両方を示している。さらに、図４（ａ）および図４（ｃ）において、接続がフレーム内の「ＰｏＴ境界」から始まっている。すなわち、接続ドメイン１５０における最初のセレットが、“０”またはフレームにおけるセレット数のＰｏＴの整数の約数のいずれかである境界から始まっている。図４（ｂ）および図４（ｄ）において、接続ドメイン１５０および時間ドメイン１６０内のセレットの位置が違っている。両ケースにおいて、時間ドメイン１６０におけるセレットは等間隔である。
【００７３】
等間隔特性はＰｏＴの約数に限定されない。フレーム長の約数である限り任意の整数を利用可能である。例えば、２０セレットを持つフレームは４セレットを持つ５セグメントにそれぞれ分割される。各セグメントに配置された一のセレットはフレーム量子化データレートの５倍に等しい帯域幅の接続を定義する。
等間隔でない２のべき乗長の接続
【００７４】
図４（ｅ）および図４（ｆ）は、接続ドメイン１５０における一番左のセレットが“０”または接続ドメイン１５０におけるフレーム長のＰｏＴの約数境界から始まらない場合の結果を示す。図４（ｆ）において、セレットは等間隔長でない。しかし、セレットは、フレーム長を４で割った、フレームの各ＰｏＴセグメント内になおも存在する。図４（ｅ）に示したように、接続ドメイン１５０における連続範囲の４セレットの位置はいずれもＰｏＴセグメントごとの接続に属するただ一つのセレットとなる。また、４セルの範囲の一番左の位置はさまざまなパターンのセレット位置となる。この事実は、概して、スイッチ内およびスイッチ間でＳＡＩＮ転送方法を使用することの大きな意味を持っている。段落［０２０３］の、タンデムノードの接続の実施形態と題するセクションにおいてこれら重要性を開示する。
２のべき乗による２のべき乗長でないフレームの分割
【００７５】
フレームを２のべき乗で割ることで２のべき乗個のセグメント化フレーム、つまり、ＰｏＴセグメントのフレームが得られる。ＰｏＴセグメント化は全体フレーム長が２のべき乗であることには依存せず、任意の長さのフレームで使用することができる。図５（ａ）は、１３セレットのフレームにおいてセレット位置が“８”から始まる４セレットの接続を示す。［なお、１３という数は素数、つまり、その約数が１および１３のみという数である。したがって、すべてのセグメントの個数はセレット数と同じである。］図５（ｂ）の時間ドメイン１６０では、最初のＰｏＴセグメントには４個のセレットスロットがあり、他のセグメントにはそれぞれ３個ずつのセレットスロットがある。
【００７６】
図５（ｃ）の接続ドメイン１５０では、４セレットの接続“Ａ”が、フレームにおけるＰｏＴセグメント数である４で割ることのできないセレット位置“６”から始まっている。さらに、図５（ｃ）は、図５（ｃ）の接続ドメイン１５０および図５（ｄ）の時間ドメイン１６０の両方について全体で１６セレットの仮想フレームを示している。網掛けしたセレットは現実フレームには含まれない仮想セレットを同定している。すなわち、これらは長さがゼロのセレットの位置である。図５（ｄ）の時間ドメイン１６０は、４で割ったＰｏＴセグメントに引き続き含まれる４個のセレットとなる。図５（ｅ）は仮想セレットの長さをゼロにした現実フレームである。図５（ａ）および図５（ｃ）における開始時間の違いのせいで、図５（ｅ）におけるセレットは図５（ｂ）におけるセレットのようなほぼ等間隔ではなくなっている。なお、図５（ａ）および図５（ｄ）のいずれにおいても、位置“８”および“９”におけるセレットは４個の“Ａ”のうち２個を含み、これらは図５（ｂ）および図５（ｅ）の両方において位置“１”および位置“８”に現れる。本質的には、図５（ａ）の位置“１０”および“１１”におけるセレットがセレット位置“６”および“７”に移動しただけである。そうであっても、接続ドメインの４連続位置における４個のセレットがそれぞれの独自のＰｏＴセグメントを持つセレットになるという事実に変わりはない。これは、ＳＡＩＮフレームをＰｏＴ分割することを唱えるＳＡＩＮスイッチにおいて用いられるアルゴリズムの別の重要な側面である。
【００７７】
図５（ｄ）は説明文を用いた説明目的のものである。現実フレーム長である１３セレットに加えて仮想フレーム長も持つ。現実フレーム長が２のべき乗長でないすべてのケースについて、仮想フレーム長は現実のフレーム長よりも大きい最小の２のべき乗長である。フレーム長が２のべき乗でない一般的なケースでは、基本的に接続ドメイン１５０の仮想フレームを２つの等しいセグメントに分割することで、時間ドメイン１６０が得られる。第１のセグメント長は現実の時間ドメイン１６０のフレーム長と同じである。ＰｏＴ仮想フレーム長の残りは第２のセグメントを構成する。システムは、接続ドメイン１５０の第２のセグメントに対応する時間ドメイン１６０における各セレットを架空のものとして扱う。図５（ｅ）（加えて図５（ｃ）の仮想の接続ドメイン１５０における右の３セレット位置）はアルゴリズムのこの特徴を例示している。図５（ｃ）および５（ｅ）の接続および時間ドメイン１６０における対応するインデックスは図５（ｄ）に示したバージョンの時間ドメイン１６０の下および上に付している。
２のべき乗でない接続の取り扱い
【００７８】
図６は、接続長が２のべき乗および２のべき乗の整数倍のいずれでもないケースを示す。図は、さまざまなフレーム構成における５セレットの接続を示す。図６（ａ）および６（ｂ）は、接続ドメイン１５０のフレームにおいてセレット位置“０”から始まる５セレットの接続を持つ１６セレットのフレームを示す。図６（ｂ）の時間ドメイン１６０において、３個のＰｏＴセグメントには１個のセレットがあり、残りの１個のＰｏＴセグメントには２個のセレットがある。図６（ｃ）に示した５セレットの接続は図６（ａ）のセレット位置“０”の代わりにセレット位置“１”から始まる。第３のＰｏＴセグメントは、図６（ｂ）に示した第１のＰｏＴセグメントの代わりに図６（ｃ）に示したように今度は２個のセレットを含む。
【００７９】
図６（ｅ）および６（ｆ）は、フレーム長の変更が、２つのセレット位置を含むＰｏＴセグメントの決定に影響しないことを示す。図４、５、および６は本出願の実施形態の理解に役立つものである。
ＳＡＩＮネットワークにおけるＥ−Ｎｏｄｅ対Ｅ−Ｎｏｄｅパスのルーティングの概要
【００８０】
ＳＡＩＮネットワークの実施形態は、隣の上位ネットワーク層における複数のＴ−Ｎｏｄｅに接続された一のネットワーク層における複数のＥ−Ｎｏｄｅを使用することができる。各Ｅ−Ｎｏｄｅはネットワークにおける他のすべてのＥ−Ｎｏｄｅに対して発信元および宛先ノードのいずれとしても動作することができる。各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ対宛先Ｅ−Ｎｏｄｅの接続がパスである。Ｅ−Ｎｏｄｅ内のパスの集約は、Ｅ−Ｎｏｄｅから他のすべてのＥ−Ｎｏｄｅへの各パスを埋め込んでいる。集約は、処理およびネットワークにおける各Ｔ−Ｎｏｄｅへの転送のための親Ｔ−Ｎｏｄｅに繋がっている。各宛先Ｅ−Ｎｏｄｅは、発信元が２層ネットワークにおける他のすべての発信元であるパスの集約を分解する。
【００８１】
説明および例示のため、本願では各Ｅ−Ｎｏｄｅが隣の上位層におけるただ一つのＴ−Ｎｏｄｅに繋がっていると仮定する。多重接続への拡張は２つの方法で行うことができる。一つは、Ｅ−Ｎｏｄｅが一または複数の親に付属できるようにすることである。もう一つは、親Ｔ−Ｎｏｄｅを生存およびセキュリティの理由で分配された複数のサブＴ−Ｎｏｄｅに分割することである。
【００８２】
図７において、各Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は親Ｔ−Ｎｏｄｅ３００に繋がっている。データは、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００から親Ｔ−Ｎｏｄｅ３００、および親Ｔ−Ｎｏｄｅ３００から子Ｅ−Ｎｏｄｅ２００の双方に流れることができる。各Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は、隣のＴ−Ｎｏｄｅ３００の上位層ネットワークを通じてネットワークにおける他のすべてのＥ−Ｎｏｄｅ２００に繋がっている。各Ｔ−Ｎｏｄｅ３００は、直接の物理的接続または通過ノードを通じた接続のいずれかによって、ネットワークにおける他のすべてのＴ−Ｎｏｄｅ３００に繋がっている。通過ノードは他のＴ−Ｎｏｄｅ３００であり得る。これらペアノード接続のそれぞれにおいて、データは２方向のそれぞれに流れることができる。各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅは複数の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅとペアになる。（発信元Ｅ−Ｎｏｄｅが付属している）各Ｔ−Ｎｏｄｅは複数の宛先Ｔ−Ｎｏｄｅとペアになる。２点間接続において、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ接続はただ一つの宛先Ｅ−Ｎｏｄｅに繋がっている。多点接続において、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅは複数の他のＥ−Ｎｏｄｅに接続可能である。Ｔ−Ｎｏｄｅ間では、２点接続および多点接続は同じように動作する。
【００８３】
ネットワークの実施形態は、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００およびＴ−Ｎｏｄｅ３００以外のノードを含み得るものであり、直接的に接続されたＥ−Ｎｏｄｅ２００を含み得る。
【００８４】
Ｔ−Ｎｏｄｅ３００の相互接続の一実施形態は、ＳＡＩＮネットワークの機能性と実施形態を描写するモデルネットワークとしての、図８に示したようにメッシュネットワークである。二重ＴＴ−Ｌｉｎｋ３４０はＴ−Ｎｏｄｅと他のＴ−Ｎｏｄｅとを接続する。メッシュネットワークは、ネットワーク設計の分野における当業者に周知の多数の可能な構成の中の一つである。構成およびサイズにかかわらず、本願の方法および装置が適用可能であり、超大規模なサイズのネットワークにスケーリングすることができる。ネットワークは、２００２年ペルセウス出版発行のAlber-Laszlo Barabasiによる"Linked, the New Science of Networks"に詳述されているようにハブのクラスタになる傾向がある。多数のメトロネットワーク構築してそれらを相互接続することが費用効果がある場合には経済面から決まる。
【００８５】
図８は、本願の開示を説明するために用いるモデルネットワークの基本である。図示したように２０個のＴ−Ｎｏｄｅがあり、各Ｔ−Ｎｏｄｅは２５個の子Ｅ−Ｎｏｄｅの親であり、ネットワークには５００個のＥ−Ｎｏｄｅが含まれ、各Ｅ−Ｎｏｄｅは互いに通信可能であるとする。
【００８６】
ＳＡＩＮネットワークにおいて、パスは一のＥ−Ｎｏｄｅ２００から他のＥ−Ｎｏｄｅ２００への単信接続である。二重化ユーザ接続は各進行方向の２つのパスを含む。
【００８７】
ＳＡＩＮネットワークにおけるＴ−Ｎｏｄｅ３００の役割は、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００対Ｅ−Ｎｏｄｅ２００のパスの集約であるスーパーパスを提供することにある。これら相互接続もまた単信ベースで構成されている。これらスーパーパスは、暗黙アドレス指定されたフレームないに埋め込まれたセレット形式のメッセージを含む二重化制御ベクトルを用いて制御される。スーパーパスの他の制御方法も可能である。
【００８８】
パスの役割は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００におけるユーザ接続を集約すること、および個々の接続ではなく集約を宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２００に配信することにある。相互接続されたＥ−Ｎｏｄｅ２００のペアのそれぞれは、下述のように発信元および宛先のいずれとしても動作することができる。
【００８９】
発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は各パスの制御ノードである。つまり、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は、発信元から宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２００への終端間のユーザトラフィックの到着をサポートするのに十分な帯域幅を有するパスについては所定のルートを使用する。ユーザトラフィックの集中度が変化すると、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は、パスの帯域幅を増減するとともに、ネットワーク帯域幅が不足する場合には利用可能帯域幅を調整してさまざまなクラスのトラフィックをサポートすることができる。以下の実施形態により、これらタスクを達成するのに必要な装置および方法を詳述する。
【００９０】
ネットワーキングの主たる要件は、ユーザデータを受け付けるすべてのノードとユーザデータを配信可能なすべてのノードとを相互接続可能にすることにある。図２に示した３層階層を活かすことは、ネットワーク計算量を低減するとともに拡張性および性能を向上するのに重要な方法である。概念的に、Ｅ−Ｎｏｄｅ層２０は主としてデータ集約層であり、Ｔ−Ｎｏｄｅ３０はルーティング層である。［Ｘ−Ｎｏｄｅ層４０は、Ｔ−Ｎｏｄｅ３００およびＥ−Ｎｏｄｅ２００のＸ−ｎｏｄｅメトロネットワークドメイン間の転送層である。］
【００９１】
メトロネットワークにおいて、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は複数のパスへの入力ユーザデータのすべてを集約する。各パスは、他のＥ−Ｎｏｄｅ２００へ配信するためにＥ−Ｎｏｄｅ２００に入力されるすべてのデータの集約である。Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は、ネットワークにおけるＴ−Ｎｏｄｅ３００と同数のスーパーパスにパスを集約する。そして、これらスーパーパスを、他のすべてのＥ−Ｎｏｄｅ２００へ配信可能なすべてのユーザデータを含む上位レベルのスーパーパスに集約する。発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００はこのスーパーパスをその親Ｔ−Ｎｏｄｅ３００に転送する。そして、親Ｔ−Ｎｏｄｅ３００は、適当な宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３００へ中間のスーパーパスのそれぞれをルーティングする。モデルネットワークでは、一箇所を除き、２５個の発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００がそれぞれ２０個のＴ−Ｎｏｄｅ３００が付属する２５個の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２００へ繋がっている。［発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００はデータの発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００それ自体に繋がる必要はない。ただし、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は、親Ｔ−Ｎｏｄｅ３００に対する双方向接続の整合性を確認するためにテストループバックの準備の際に少量の帯域幅を設定することがある。］
【００９２】
多重接続されたＴ−Ｎｏｄｅ３００の構成において複数の可能なルートが存在し、各ルートはパスのスーパーパス集約を正確に記述することができる。そのようなルートのテーブルは、ネットワークにネットワーク性能を最適化するルートを動的に選択可能にする重要なパラメータを含み得る。例えば、各所定のルートはループせずに既知の終端間レイテンシを持つ。テーブルは、各ルートで利用可能な帯域幅であってシステムによって定期的に更新される帯域幅を含むこともできる。
符号の参照の仕方
【００９３】
以下では、総称的な転送要素（すなわち、データを送信または受信する要素）には、１）“０”で終わる、または２）１桁または２桁数字のいずれかである図面参照符号を割り当てる。各要素の派生型はその最初の１または２文字を保持し、主題が発信元端の機能性に関するものであれば“１”を追加する。宛先端の機能性の場合には派生型に“２”を追加する。例えば、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は、データを送信または受信する総称的なＥ−Ｎｏｄｅを示す。発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００の送信端の機能性を示し、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２はその受信端の機能性を示す。この理由は、ネットワークの送信および受信機能を区別して以下の開示を簡単にするためである。
【００９４】
以下の開示では、まずネットワークの個々のサブシステムの実施形態を説明し、それに続いてシステムの実施形態の全体像を説明する。
ＳＡＩＮスイッチスタックセレクタの実施形態
【００９５】
図９ａは、段落［００１６］で引用した従来技術の特許明細書における図３ａのスイッチスタックセレクタ１２０を示す。さらに、同図は、従来技術には開示されていないフレームクロック生成器１２１を含む。これにより、ここに開示したＳＡＩＮスイッチネットワークにおいて素早い動的スイッチング方法および装置が可能となる。図９ａでは、本願の他の図と整合するように、従来技術の図からいくつかの参照符号を変更している。
【００９６】
一実施形態に係るＳＡＩＮスイッチは図９ａに示したスイッチスタックセレクタ１２０を備えている。スイッチスタックセレクタ１２０の動作概要は次の通りである。
【００９７】
スイッチスタックセレクタ１２０は「ＳＡＩＮ転送アルゴリズムの基本」で始まる段落［００６２］に記載のＳＡＩＮ転送を実行する。図９ａに示した装置に適用可能な方法が引用特許明細書に詳述されている。当該装置は、ＳＡＩＮフレームにおける各位置の新たな状態を持つセレットカウンタ１３３を有する。カウンタ１３３は全ゼロの状態でフレームを開始する。カウンタ１３３はゼロから２のＮ−１乗の最小の整数の範囲を持つ。ただし、Ｎは、長さＦの所定のフレームについての仮想フレーム長（つまり、段落［００７５］以降にあるように、２のべき乗長でないフレームを２のべき乗で割ったもの）である。すなわち、
Ｎ＝２ｎ      （１）
ただし、ｎ＝１＋ＩＮＴ（ｌｏｇ２（Ｆ−１））である。
【００９８】
フレームクロック生成器１２１は、１フレームの間にＦ個のフレームクロック１３０パルスを発するものであり、システムクロック１２４およびフレームクロック１３０をゼロに設定するフレームリセット１２３パルスを含む。各フレームクロック１３０パルスはカウンタを“１”だけ増加させる。環境をカウントするセレットカウント１３３はＮ個の仮想フレーム状態を含む。環境は、段落［００７６］以降に記載したようにフレーム中の空きセレットを含み得る。
【００９９】
図９ａにおいてセレットカウンタ１３３の下に示したように、ＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４、ＣＣ／ＣＢＲ予備接続１３５、およびＣＣ／ＣＢＲ動作接続１３６と記された複数の接続比較器／接続帯域幅レジスタ（ＣＣ／ＣＢＲ）がある。図９ｂは、ＣＣ／ＣＢＲ動作接続１３６を２つに分割したものを示す。接続比較器１４１と接続帯域幅レジスタ１４２とがある。接続帯域幅レジスタ１４２部分は、接続ドメイン１５０の仮想フレームにおける接続に割り当てられたセレットの範囲内でセレットの開始位置を定義する。
【０１００】
接続ｍに割り当てられるセレットの数は、接続ｍ＋１における接続帯域幅レジスタ１４２に記憶された数から接続ｍにおける接続帯域幅レジスタ１４２に記憶された数を引いたものに等しい。もし、２つの数が等しければ、接続ｍは接続ドメイン１５０においてセレットを持たない。つまり、これは仮想接続を表す。［仮想接続は帯域幅がゼロ配分された接続である。仮想接続は、データ保持可能にされた、物理接続のプレースホルダーである。］これはＳＡＩＮネットワークの独特かつ重要な特性である。たとえ呼出、パス、またはスーパーパスに帯域幅が割り当てられなくとも、接続は仮想状態で存在し得る。これはＳＡＩＮネットワーク内で暗黙アドレス指定を使用する重要な利点である。
【０１０１】
なお、セレットカウンタ１３３の最下位ビットは図９ａにおいて左に現れる。ＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４、ＣＣ／ＣＢＲ予備接続１３５、およびＣＣ／ＣＢＲ動作接続１３６の最下位ビットは図において最も右側に位置する。この配置によりＳＡＩＮ多重化アルゴリズムが生み出される。
【０１０２】
セレットカウンタ１３３における数が、
１．接続ｍにおける接続帯域幅レジスタ１４２における数以上、かつ、
２．接続ｍ＋１における接続帯域幅レジスタ１４２における数以下
である場合、システムは図９ａにおいてそれに付属するセレクタ線１３８をオン状態にする。他のすべてのセレクタ線１３８はオフ状態である。各セレクタ線１３８は、ＳＡＩＮネットワーク内で送信または受信された現在のセレットに係る接続ドメイン１５０位置を決定する。もし接続ｍにおける接続帯域幅レジスタ１４２の内容と接続ｍ＋１における接続帯域幅レジスタ１４２の内容とが等しければ、どのセレクタ線３８にもオン状態は生じない。
【０１０３】
ＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４は、セレットカウンタ１３３の最下位１ビットが次の状態として仮想セレットを予測しているかどうかを判定する。現実のセレットは、（０，１，２…Ｆ−１）で番号付けられたフレーム位置に存在する。接続ドメイン位置にも同じ番号が存在する。違いは、接続ドメインにおける仮想フレームセレットは位置（Ｆ，Ｆ＋１…Ｎ−１）には存在しないことである。セレットカウンタ１３３のすべての値は、接続ドメイン１５０の値が仮想フレーム長Ｎ／２−１よりも大きいときにのみ、架空の仮想接続を参照する。図５（ｃ）に示したように、架空（つまり、長さがゼロ）の接続ドメインセレットの位置は、フレーム端の連続した位置に現れる。時間ドメインでは、図５（ｄ）に示したよう、それら位置は、仮想フレームじゅうの、長さがゼロの接続ドメインの位置と１対１に対応する位置に現れる。
【０１０４】
さらに、２のべき乗長のセグメント（つまり、ＰｏＴセグメント）に基づくスイッチの実施形態は、ＳＡＩＮ転送アルゴリズムの特性を利用してすべてのＰｏＴセグメント境界を指定することができる。２のべき乗よりも短い任意の長さＦのフレームは、Ｆよりも小さい２のべき乗の最大値に等しいＰｏＴセグメントの最大数を含み得る。すなわち、ＰｏＴセグメントの可能な最大数は、フレームの仮想フレーム長を２で割ったＮ／２である。フレームの接続ドメインに当該転送アルゴリズムを適用する場合、ＰｏＴセグメント境界は、接続ドメインにおける最初のＮ／２個のセレットに対応する、時間ドメインにおけるＮ／２個のセレットから始まる。もしフレーム長自体がのべき乗長であれば、実際のフレーム長および仮想フレーム長は同じ、すなわち、Ｎ＝Ｆである。この場合、上記のＮ／２をＮに置き換える。
【０１０５】
ＰｏＴセグメント当たり１セレットというセットは、フレームによりサポートされる最大ＰｏＴデータレートである最大基準データレートを定義する。最大基準データレートの任意の約数はＳＡＩＮネットワークにおいて有利に利用することができる。基準データレート（最大基準データレート自体を含む）の任意の整数倍もまた可能である。例えば、フレーム長が６セレットの場合、仮想フレーム長Ｎは８である。Ｎ／２は４であり、フレームには長さがゼロのセレットの位置が２つ存在する。時間ドメインでは、２つのＰｏＴセグメントのそれぞれにおいて長さがゼロの位置が一つ生じる。最大基準データレートはフレーム周期当たり２セレットであり、接続の最大データレートはフレーム周期当たり６セレット、すなわち、ＰｏＴセグメント当たり３セレットである。
【０１０６】
ＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４は、接続ドメイン１５０のフレームにおける最初の架空のセレットに対応する接続ドメイン１５０の番号を含む。ＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４によって、セレットカウント１３３の現在値を“１”だけ増加させることで接続ドメイン１５０において架空のセレット位置になるかどうかを決定することができる。これは、ＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４の最上位ビットに接続されたセレットカウンタ１３３における最下位ビットを反転することで起きる。
【０１０７】
これは、セレットカウンタ１３３の現在値が接続ドメイン１５０の仮想フレームの前半における接続ドメインのアドレスを表す値である“０”で終わる場合、セレットカウンタ１３３を“１”だけ増加させることに等しい。フレームが仮想フレーム長よりも短い場合、フレームに記憶された値はＦである。Ｆ＝Ｎ、すなわち、実際のフレーム長が２のべき乗の長さのとき、ＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４は空である。
フレームクロック生成器の実施形態
【０１０８】
ＳＡＩＮネットワークは各ネットワークノードに高速なシステムクロックを配置する。複数のノードクロックは直接的または間接的に共通クロック源に同期することができる。Ｅ−Ｎｏｄｅ２００におけるクロックはその親Ｔ−Ｎｏｄｅ３００に同期することができ、各Ｔ−Ｎｏｄｅ３００は、ＩＥＥＥ１５５８規格や米国特許第２，９８６，７２３号を含む他の方法などの標準的なクロッキング技術を用いて、直接的または間接的に共通クロック源に接続することができる。
【０１０９】
図１０ａは、フレームクロック生成器１２１のブロック図である。目的は、Ｆ個のセレット位置のフレームサイズを持つスイッチスタックセレクタ１２０のフレーム用にフレーム当たりのセレット数に等しい数の複数のフレームクロック１３０のパルスを生成することにある。各パルスは、スイッチスタックセレクタ１２０の時間ドメイン１６０のフレームにおける一の位置の一つ先に対応する。
【０１１０】
クロック生成器１２１は３つの入力信号を用いる。一つは、フレームの始まりを示すためにシステムによって生成されるフレームリセット１２３の信号である。別の一つは、高速なシステムクロック１２４の信号である。第３の信号は、高速なシステムクロック１２４からフレームクロック１３０の信号を取得可能にするフレームサイズ増分（ＦＳＩ）１２２である。
ＦＳＩ＝ｆｓｐＦ／Ｆ      （２）
ただし、ｆｓ＝高速なメガヘルツのシステムクロックレート、およびｐＦ＝フレームクロック１３０および直交クロック１３１のパルスの双方を生成するマイクロ秒のフレーム周期、である。
【０１１１】
マイクロプロセッサを持つネットワークコントローラは、図１０ａに示した構成要素を備えている。図１０ｂは、各フレームサイクルで実行される動作のシーケンスを示す。まず、フレームにおいて新しい数のセレットでシステムがスタートまたはリスタートすると、システムが動作を開始して図１０ｂの動作（１）６０１を実行する。コントローラは、式（２）を用いて現在のフレームサイズに係るＦＳＩ、高速なシステムクロックレート、および所望のフレーム周期を計算する。次のステップではＦＳＩを２で割って結果を増分レジスタ１２５に格納する。この理由は、ＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４の機構が（段落［０１０３］以降に記述したような）適当な動作のために２つのばらけたクロッキング信号を必要とするからである。この要求される信号を生成する簡単な方法は、フレームクロック１３０および直交クロック１３１の双方を生成することである。
【０１１２】
ネットワークにおいてフレームリセット１２３が発生すると動作（２）６０２が開始される。この信号は一連のクロックを保持し、これによりＳＡＩＮネットワークノード内のフレーム開始時間に同期させる。この動作により、システムクロックカウンタ１２９および比較器１２７内のフリップフロップが“０”に設定される。当該フリップフロップは、加算器レジスタ１２６における値がフレームクロック１３０を表すのか直交クロック１３１のパルスを表すのかを識別する。上述の動作において、フリップフロップの値“０”は、次に説明するようにその後の比較値を丸めるきっかけとなる直交クロックの値を示す。
【０１１３】
動作（３）６０３は、システムクロックカウンタ１２９をシステムクロック１２４から１だけ増加させる動作を開始する。動作（４）６０４は、システムクロックカウンタ１２９のオーバーフロー状態を検知する。オーバーフロー検知の目的は、システムがフレームリセット１２３に同期した状態にあることを保証することにある。
【０１１４】
動作（５）６０５は、システムクロックカウンタ１２９が加算器レジスタ１２６における値よりも大きいか判定する。もしそうでなければ、動作（３）６０３に戻る。もしそうであれば、システムは動作（６）６０６へ進み、２つのことが発生する。［なお、加算器レジスタ１２６には初め０．５の値が存在するため、最初にカウントされたシステムクロック１２４のパルスはフレームリセット時に記憶された０．５よりも大きい。］まず、比較器１２７に付属するフリップフロップの状態を“０”から“１”へ、または“１”から“０”へと変化させる。フレームの開始時に、フリップフロップは“０”の状態にセットされる。これにより、状態が“０”から“１”へと変化する。動作６０６はまた、加算器レジスタ１２６を、増分レジスタ１２５に記憶された値ＦＳＩ／２だけ増加させる。次回、システムクロックカウンタ１２９が加算器レジスタ１２６よりも大きければ、フリップフロップの状態は“０”にセットされる。
【０１１５】
動作（７）６０７はフリップフロップの状態を判定し、フレームクロック１３０にパルスを送るか（動作（８）６０８）、または直交クロック１３１にパルスを送る（動作（９）６０９）。そして、動作（１０）６１０では、増分レジスタトリガー１２５ａが加算器レジスタ１２６をＦＳＩ／２だけ増加して動作（３）６０３を動作させる。
【０１１６】
実施形態の数値例として、Ｆ＝３，８５６セレット、ｐＦ＝０．１２５ｍｓｅｃ、およびｆｓ＝１０６ｋＨｚ（１ＧＨｚ）とする。ＦＳＩの小数部分は、フレームカウントが正確にＦセレットに等しいことを保証するのに十分なバイナリ桁があればよい。この数は次の式で計算することができる。
ＦＳＩ＝ＩＮＴ（ＴｏｔＮ／Ｆ×２Ｅｘｐ）／２Ｅｘｐ      （３）
ただし、ＴｏｔＮ＝ｐＦ×ｆｓ＝フレームにおける高速なクロックパルスの総数、Ｅｘｐ＝ＩＮＴ（ＬＯＧ２（Ｆ−１））＋２、である。
これら数式を用いて、
ＦＳＩ＝ＩＮＴ（１０６×０．１２５／３，８５６×２１３）／２１３＝３２．４１６９９２１８７５
である。なお、図１０ｂに示したようにフレームサイズ増分１２２としてＦＳＩ／２を用いる場合、Ｅｘｐの値を１だけ増加させる必要がある。
【０１１７】
別の実施形態では、２状態のフリップフロップをワンショットフリップフロップ（図略）に置き換えて、フリップフロップからの出力パルスの裏面で直交クロック１３１を生成する。この場合、動作６０１は増分レジスタ１２５の値として実行されず（つまり、ＦＳＩは２で割られない）、Ｅｘｐの値は１だけ増加しない。
接続比較器／接続帯域幅レジスタ（ＣＣ／ＣＢＲ）ステージの実施形態
【０１１８】
図１１は、汎用分解スイッチ５０２とそのペアの汎用集約スイッチ５０１内の接続比較器／接続帯域幅レジスタ（ＣＣ／ＣＢＲ）ステージの同期方法を示す。（「汎用集約スイッチ」または「汎用分解スイッチ」は、その用語が用いられる文脈において任意のスイッチレベルに適用可能であることを意味する。）「接続帯域幅レジスタスタック」をここではＣＢＲスタックと省略する。「汎用集約スイッチ／汎用分解スイッチペア」は汎用Ａ／Ｄスイッチペアになる。すべてのＳＡＩＮスイッチは、汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３として、データグルーミングから分離したスイッチング処理として動作する。そのようなグルーミングはそもそも、汎用集約スイッチ５０１および汎用分解スイッチ５０２が普通に存在するＥ−Ｎｏｄｅにおいて発生する。汎用集約スイッチ５０１に入ってトラフィック帯域幅が（増大または減少）変化すると、汎用集約スイッチ５０１は方法を実行してそのペアの汎用分解スイッチ５０２のＣＢＲスタック５５３を変化させるのに同期して自身のＣＢＲスタック５５３も変化させる。当該方法は２つのＣＢＲスタックＡ５５３ａとＣＢＲスタックＢ５５３ｂを各スイッチにおいて使用する。動作中、スイッチペアのそれぞれにおいて、各スイッチの一方のＣＢＲスタック５５３は現在の帯域幅を管理し、もう一つのスタックは次のアクティブバージョンになるための準備をする。発信元の汎用集約スイッチ５０１は、新たな帯域幅の割り当ての適用を開始するフレーム番号を指定するペアの汎用分解スイッチ５０２に、制御ベクトルメッセージを転送する。
【０１１９】
スイッチノードコントローラ５６０のスイッチング動作によって、２つのＣＢＲスタックは役割を交換する。ＣＢＲスタックＡ５５３ａが動作中なら、スイッチノードコントローラ５６０は、図中の黒線によって示すように“Ａ”と記された要素をアクティブにする。
【０１２０】
スイッチが汎用集約スイッチ５０１の場合、接続の発信元または受信側ゲート５５０の発信元端における発信元からのトラフィックセレットは、データセレットを通過させて出力多重化ストリームにおけるセレット位置を埋める。スイッチが汎用分解スイッチ５０２の場合、入力多重化ストリームにおけるセレット位置からのデータセレットを宛先の受信側に渡す。
【０１２１】
比較器／接続帯域幅レジスタステージの実施形態を図１２に示している。これは、フレーム内の接続への帯域幅の割り当てを高速に変更することができる構成に係る図１１の要素を示したものである。帯域幅の割り当てまたは載割り当てが要求される状況において、ＳＡＩＮスイッチはこのアプローチを用いる。
【０１２２】
図１２に示したように、接続帯域幅レジスタは５つ部分に名称がある。そのうち２つは接続帯域幅レジスタ１４２ａおよび接続帯域幅レジスタ１４２ｂ、第３はトラフィック管理プロセッサ５６３、第４はＣスタック加算器レジスタ５５６、第５は比較器レジスタ５５５である。接続帯域幅レジスタ１４２ａおよび接続帯域幅レジスタ１４２ｂは、セレットの数、したがって、スイッチスタックセレクタ１２０のフレームに割り当てられた帯域幅を含んでいる。ＣＢＲスタックＡ５５３ａまたはＣＢＲスタックＢ５５３ｂが図１１のスイッチ内で動作しているかに応じて、スイッチノードコントローラ５６０はＣＢＲスタックＡ５５３ａまたはＣＢＲスタックＢ５５３ｂがアクティブであることを判定する。スイッチノードコントローラ５６０は、図１１および図１２の“Ａ”と記された要素であるスイッチ線Ａ５６１ａをアクティブにする。また、スイッチ線Ｂ５６１ｂをアクティブにすることで、スイッチノードコントローラ５６０はすべての“Ｂ”項目をアクティブにする。
【０１２３】
図９ａに示したように、システムフレームリセット１２３の信号はスイッチスタックセレクタ１２０におけるフレームを開始する。ＣＢＲスタックＡ５５３ａおよびＣＢＲスタックＢ５５３ｂ。集約／分解（ＡＤ）スイッチペアのそれぞれは、メモリマップである接続帯域幅レジスタを含んでいる。汎用集約スイッチ５０１は、そのメモリマップおよびペアの汎用分解スイッチ５０２のメモリマップの双方のマスターとして動作する。汎用分解スイッチ５０２における接続帯域幅レジスタスタックＡ５０２ａのメモリマップが汎用集約スイッチ５０１の接続帯域幅レジスタスタックＡ５０２ａにおけるメモリマップに正確に適合すると仮定する。それと類似の以下にリストする動作リストにより、汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３の２つの接続帯域幅レジスタスタックは同期し続けることができる。
１．両スイッチにおいて、同期処理の初めに、各スイッチにおける動作していない接続帯域幅レジスタスタックが当該スイッチの動作中の接続帯域幅レジスタスタックに適合することを確認する。
２．１）データがパス集約スイッチ５１１に到着するか、または、２）任意のタイプの集約スイッチにおいてパスまたはスーパーパスの帯域幅に変化が生じる。
３．現在の集約リンクの帯域幅が当該変化をサポートするのに十分であると仮定する。［もしそうでなければ、ここに開示した別の方法により不足を解消することができる。］
４．汎用集約スイッチ５０１が動作していない接続帯域幅レジスタスタックに新たな帯域幅を設定し、汎用分解スイッチ５０２に制御ベクトルメッセージが送信されるようにする。
５．数えられたフレームを用いて、汎用集約スイッチ５０１および汎用分解スイッチ５０２が更新されたばかりの接続帯域幅レジスタスタックの使用を開始する場合に汎用集約スイッチ５０１から汎用分解スイッチ５０２へフレーム番号を示す制御ベクトルメッセージを送信する。
６．汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３における接続帯域幅レジスタスタックが同期し続けていることを定期的に確認する。
パスおよびスーパーパスの帯域幅を変更する実施形態
【０１２４】
ネットワークにおけるフレームに割り当てられた帯域幅の変更はフレーム内の個々の接続の帯域幅の変更と連動して発生する。ＳＡＩＮスイッチスタックセレクタ１２０におけるフレーム帯域幅の変更は、フレーム内のセレットの数を変更する２状態の処理である。第１の状態は、フレーム内の複数の接続をアドレス“０”で始まる接続ドメイン１５０の連続範囲に圧縮することに関係する。第２の状態は、接続ドメイン１５０／時間ドメイン１６０のフレームに対するセレットの追加または除去に関係する。これらステップの実行順序はフレーム当たりのセレットの数が増加するか減少するかに依存する。
・フレームサイズを増加する場合、フレーム内の接続の帯域幅を増加することでフレームサイズが増加する。
・フレームサイズを減少する場合、フレームサイズを減少することでフレーム内の接続帯域幅が最小サイズのフレーム内に適合するレベルに減少する。
【０１２５】
図１１は、ただ一つの比較器スタック５５１および二重の接続帯域幅レジスタ（ＣＢＲ）スタック５５３ａを持つスイッチスタックセレクタ１２０の例を示す。あるスイッチスタックセレクタ１２０において、１個の接続帯域幅レジスタ、例えば、ＣＢＲスタックＡ５５３ａが動作する。別のＣＢＲスタックＢ５５３ｂは、接続ドメイン１５０／時間ドメイン１６０の接続割り当てが変わる準備をする。ＣＢＲスタック５５３および接続比較器スタック５５１は同数の接続をサポートする。接続数は任意の長さが可能である。
【０１２６】
集約スイッチノードコントローラ５６０が、あるフレーム内で要求される帯域幅の量を増大すべきであることを判定した場合、最初のステップは、現在の接続を接続ドメイン１５０の連続範囲に圧縮することである。本願の実施形態に係る方法を用いると、そのような接続の圧縮が自動的に行われる。次のステップは、連続範囲をフレームに追加して、要求される追加の帯域幅をサポートすることである。集約スイッチノードコントローラ５６０はＣＣ／ＣＢＲ予備接続１３５をフレームに追加することでこれを行う。
【０１２７】
ＣＣ／ＣＢＲ予備接続１３５はデータ発信元または受信側へのリンクを持っていない。スイッチスタックセレクタ１２０において設定されるＣＣ／ＣＢＲ空き接続１３４の値は自動的にセレットの数を設定するため、予備帯域幅において要求されるセレットの数の計算は必要でない。空きチャンネルセレットの数の計算および記憶は必要ないが、空き帯域幅を含むフレームにおけるすべてのセレット範囲の合計はフレームサイズＦに等しくなければならない。
【０１２８】
ＳＡＩＮネットワークを実施する上でのキーポイントは接続帯域幅の管理である。ＳＡＩＮネットワーキングの重要な目的は、ネットワークで受理されたトラフィックの確実な配信にある。すなわち、レガシーなパケットネットワークのパラダイムを、「すべてのトラフィックを到着順に受理し、配信できなものは廃棄する」から「配信が保証された場合にのみトラフィックを受理する」および「障害または何らか予定された環境下のトラフィックのみを廃棄する」へと変える。
【０１２９】
レガシーネットワークにおいて、目的は実質的に過度のプロビジョニングによってのみ達成することができる。結果として、要求についていくために必要な新たなネットワーク能力を追加することは非常に高価である。さらに、パケットの廃棄はネットワークの転送不全の再転送の要求を引き起こしてトラフィック密度を増加させるだけである。
【０１３０】
幸いなことに、ＳＡＩＮ構造は、ネットワークにデータを受領する前にネットワークじゅうのサービス品質による利用可能な帯域幅を報告する簡単なサブシステムを実施することができる。起こり得る最悪のケースは、重要度が低いトラフィッククラスについてネットワークがユーザに「すべての接続がビジーである」と通知してしまうことである。転送待ちのデータはユーザによる再承認なしに後の転送として蓄積可能である。この結果、大量の過剰なプロビジョニングなしに優れた性能を得ることができる。さらに、ＳＡＩＮ構造は、ネットワークの転送部分に入力される前にトラフィックを動的に再ルーティングすることができ、したがって導入された帯域幅の使用を最適化することができる。
パスおよびスーパーパスの帯域幅を増大させる方法の実施形態
【０１３１】
ＳＡＩＮネットワーク内での帯域幅の割り当ては非常に動的な処理である。パス集約レベルはユーザトラフィックのバースト性に最も近いものであるため、当該レベルが最も動的である。トラフィック負荷が変更されると上位の集約レベルのトラフィックが変化するが、この変更はあまり動的でない。パスレベルの個々のトラフィックバーストは、上位の集約レベルの中の一つにおける全体トラフィックのほんの一部分に過ぎない。
【０１３２】
新たな高帯域幅のストリーミング接続が発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１のユーザ発信元データポート２９１に現れると、利用可能な帯域幅の急速な拡張がすぐに発生することになっている。図１５のフローチャートは新たな接続に対応するために取られるステップを示す。
ＳＡＩＮ集約／分解ノードペアスイッチタイプの概要
【０１３３】
ＳＡＩＮネットワークにおいて、すべてのスイッチは、一つの集約スイッチと一つ（または多くの）分解スイッチのペアとして存在する。この結果、接続およびそれに割り当てられる帯域幅のすべての制御に必要な通信は各ノードペア間のみの通信でよい。図１３は、汎用集約スイッチ５０１、汎用分解スイッチ５０２、および相互接続要素５９９を示す。図中の矢印は、汎用集約スイッチ５０１から汎用分解スイッチ５０２へのデータおよび制御情報の移動方向を表す。応答情報は汎用分解スイッチ５０２から汎用集約スイッチ５０１へと発生する。相互接続要素５９９は、次節で開示するさまざまな集約レベルで動作する、汎用集約スイッチ５０１と汎用分解スイッチ５０２との間の他のペアスイッチを含んでいてもよい。
【０１３４】
本願で開示するＳＡＩＮネットワークには４つのタイプの集約スイッチおよび適合する分解スイッチがある。すべてのスイッチの一部がスイッチスタックセレクタ１２０である。ＳＡＩＮネットワークのスイッチングサブシステムは、ネットワークアプリケーションから独立した複数のエンティティタイプを含む。また、１）集約スイッチ、２）分解スイッチ、および、３）動作ペアとしての２つのスイッチ間の二重化制御ベクトルがある。制御ベクトルは、集約スイッチとそのペアの分解スイッチとの間のプライベートメッセージ付きの２方向の対話である。
【０１３５】
汎用および３つのサブタイプの集約スイッチは、
１．汎用集約スイッチ５０１
２．パス集約スイッチ５１１（つまり、レベル１の集約スイッチ）
３．レベル２のＬ２集約スイッチ
４．レベル３のＬ３集約スイッチ
である。
【０１３６】
汎用および３つのサブタイプの分解スイッチは、
１．汎用分解スイッチ５０２
２．パス分解スイッチ５１２（つまり、レベル１の分解スイッチ）
３．レベル２のＬ２分解スイッチ
４．レベル３のＬ３分解スイッチ
である。
【０１３７】
これら名称に加え、簡潔のために、集約／分解ノードペアは次のようになる。
１．汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３
２．パス集約スイッチ５１１／パス分解スイッチ５１２ペアはパスＡ／Ｄペア５１３となる
３．レベル２の集約スイッチ５２１／レベル２の分解スイッチ５２２ペアはＬ２Ａ／Ｄペア５２３となる
４．レベル３の集約スイッチ５３１／レベル３の分解スイッチ５３２ペアはＬ３Ａ／Ｄペア５３３となる
【０１３８】
上記のリストしたスイッチタイプに加え、ＳＡＩＮネットワークの主目的を達成するための追加の構造がある。それは交差接続スイッチ５４０であり、同レベルのスイッチを相互接続するために用いることができる。いくつかの実施形態において、交差接続スイッチ５４０は、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅに応じて子のＥ−Ｎｏｄｅからのトラフィックを集約することで発信元Ｔ−Ｎｏｄｅにおけるレベル２のスイッチを相互接続するために用いられる。別の実施形態では、交差接続スイッチ５４０は、発信元Ｔ−Ｎｏｄｅではなく宛先Ｔ−Ｎｏｄｅにおいて用いることができる。
汎用集約／分解スイッチペアの実施形態
【０１３９】
電話ネットワークと違い、現代の通信ネットワークは、ネットワークじゅうのトラフィック密度を素早く変更することに対処しなければならない。ＰＳＴＮ（Public Switched Telephone Network）はたった一つのタイプのトラフィック、すなわち音声を効率的に処理する。音声電話は一旦確立されると、通常は分オーダーの相当期間接続を維持する。現代のネットワークはこのようには働かない。音声トラフィックはサービス品質の観点から今日のトラフィックのクリティカルな部分であるが、トラフィック密度の観点からはごく一部に過ぎない。トータルのトラフィック密度は比較的短い期間に広範囲に亘って変化する。さらに、今日のパケットベースの音声ネットワークでは、誰かが話しているときにのみデータが通過する無音検出が一部に用いられる。残念なことに、要求されるパケットオーバーヘッドがかなり大きいため、無音検出の優位性が回路ベースのネットワークにおける無音検出よりも劣ってしまう。ＳＡＩＮネットワークにおいて、無音検出の概念は仮想接続によって実施することができる。仮想接続は宛先ノードへの接続を維持することができ、満杯のパケットヘッダの代わりに制御用の制御ベクトルを用いる数ビットで伝送をアクティブにすることができる。
【０１４０】
音声トラフィックは、通信ネットワークにおける全体トラフィックのごく小さな一部分となった。たとえそうでも、常に変化する要求に合わせて利用可能な帯域幅を変化させることが重要なアクション指向のビデオは転送される。
【０１４１】
ネットワークの内部のパケットバッファを用いてバースト性のトラフィックを集約することでトラフィックの回転はスムースになるが、ごく限定的である。ネットワーク端にのみパケットバッファを配置して、１）仮想接続、および、２）トラフィックの集約に割り当てられた帯域幅を変更する動的帯域幅管理、を用いることで、ネットワークを劇的に改良することができる。大量の過度のプロビジョニングを用いずにこのようにすることは、ＳＡＩＮパラダイムの主要な利点の一つである。本願の本節では、それを行う基本的な方法および装置を示す。
【０１４２】
図１３は、ＳＡＩＮネットワークの全体的な基本の構造を示す。汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３は、相互接続要素５９９が対象たる汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３をサポートするのに十分な帯域幅を供給できる限り、本願の方法を用いて相互接続要素５９９によって与えられる帯域幅を利用することができる。
【０１４３】
図１４に示したように、各汎用集約スイッチ５０１は、それに接続された３入力（フレームサイズ増分１２２、システムクロック１２４、およびフレームリセット１２３）のフレームクロック生成器１２１を有する。フレームリセット１２３は汎用集約スイッチ５０１および汎用分解スイッチ５０２の双方において利用可能であり、システムクロック１２４およびフレームリセット１２３の入力を生成する。これら２つのパラメータは、産業利用可能なタイミングおよびフレーム同期技術の用いたネットワークシステム設計に由来する。これらパラメータは、ＳＡＩＮネットワークにおいて相当期間変化しないままでいることができる。その役割は、安定したフレーム周期、すなわち、集約の各レベルについて安定したフレームレートを達成することにある。ネットワークは、この目的を達成するために現時点で利用可能な手段を使用することができる。
【０１４４】
各ＳＡＩＮスイッチノードにおいて安定したクロックを供給する方法は多数存在する。目的は、自己充足型のネットワークとしてそれらの相互同期を保証することにある。大がかりなアプローチは、既存の方法を用いてＵＴＣ（Coordinated Universal Time）などの世界共通のクロッキング源にノードを同期させることである。ＩＥＥＥ規格１５８８は、数ナノ秒以内に同期が完了できることを実証している。
【０１４５】
ノードクロックの同期に加え、ノードから出るおよびノードへ入るすべてのリンクについてフレームがどこから始まるのかを知る必要がある。簡単な方法として、各Ｔ−Ｎｏｄｅに結びつくすべてのＥ−Ｎｏｄｅの基準クロックとして各Ｔ−Ｎｏｄｅにおいて同期したクロックを用いることができる。発信元Ｅ−Ｎｏｄｅについて、生成された各フレームは、送出するＴ−Ｎｏｄｅフレームの開始時間よりもわずかに早く親のＴ−Ｎｏｄｅに到着し得る。
【０１４６】
複数のＴ−Ｎｏｄｅを起点とする集約データについて、結びつくＥ−Ｎｏｄｅに同期を提供する一般的方法が２つある。一つは、すべての遠方Ｔ−Ｎｏｄｅからのフレームの時間を揃えてリンク伝播遅延における違いを解消するようにるように、入力セレットトラフィックをバッファすることである。この方法には近隣Ｔ−Ｎｏｄｅに遅延が付加されるという欠点がある。
【０１４７】
第２の方法は、すべてのＥ−Ｎｏｄｅフレームとその親のＴ−Ｎｏｄｅフレームとの時間が揃う上記のタイミング方法を利用する。ネットワークに有害な遅延を注入せずにこの結果を達成するための簡単な方法は、往復遅延が片方向遅延の２倍であると仮定して、Ｅ−Ｎｏｄｅ対Ｔ−Ｎｏｄｅの遅延を計測することである。各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１が時間の揃った形でフレームを受信することを確認するずっと前に当該フレームを送信する。
【０１４８】
例としてモデルネットワークを用いと、互いにデータを送信する１９個の遠方Ｔ−Ｎｏｄｅが存在する。各Ｔ−Ｎｏｄｅは、そのすべてのＥ−Ｎｏｄｅ発信元から受信したデータをレベル２のフレームに集約する。パスレベルインタフェースへの宛先レベル２には、２０個のフレーム、すなわち各Ｔ−Ｎｏｄｅからのフレームの開始時間が存在する。発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１における各発信元Ｌ２集約７２１のフレームを揃えることですべての宛先Ｌ２分解７２２の時間が揃うわけではない。一のＴ−Ｎｏｄｅから他のＴ−Ｎｏｄｅへの距離が同じという保証はない。
【０１４９】
フレームの開始時間はＥ−Ｎｏｄｅペアにおいてのみ重要な意味を持つ。本願において後述するように、通過ノードのルートに沿ってフレームの開始時間を完全な状態に保持する必要はない。潜在的な発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１のトラフィックを処理するのに必要なＱＤＲおよびセレットサイズにより、パスＡ／Ｄペア５１３に要求されるフレーム周期が決まる。この要件は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１と宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２との間の通過リンクには存在しない。ミリ秒で計測されるフレーム周期は、しばしばパスＡ／Ｄペア５１３のレベルにおける要求をカバーする。この要件は、集約の最初のパスレベルを超えてＳＡＩＮネットワークの内部には存在しない。通過フレームを非常に小さなセグメントに分割することで、ジッタまたは有意な遅延変動のないナノ秒以下の期間のごく短い遅延にすることができる。
【０１５０】
フレームサイズ増分１２２は、頻繁に変更され得るシステムパラメータである。パラメータが変更される頻度はリンクの集約レベルに反比例する。すなわち、フレームサイズ増分１２２は、パス集約レベルで最も頻繁に変化し、レベル３で最も少ない頻度で変化する。あるレベルでデータの総量を計測したフレームサイズは、関連するスイッチがそのトラフィック負荷を処理するためにより多くの帯域幅が必要とされる場合には必ず増大する。この増大は高速クロックレートおよび比較的大きいセレットの混合によってサポートされる。
【０１５１】
ＳＡＩＮネットワークの別の局面は、各汎用分解スイッチ５０２内の接続帯域幅レジスタ１４２（図９ｂを参照）の内容が常にそのペアの汎用集約スイッチ５０１と同期しているという要件である。汎用集約スイッチ５０１は、そのドメイン内に含まれる接続の帯域幅割り当てを制御する。汎用分解スイッチ５０２内の帯域幅割り当ては、汎用集約スイッチ５０１をマスターとするスレーブである。
【０１５２】
各ルート内の接続に割り当てられた帯域幅は、汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３の接続帯域幅レジスタ１４２内の一連の位置である。各位置は、接続ドメインのフレームごとのセレット数を記憶することで接続の帯域幅を表す。これら位置は、ほぼ一定の平均的な帯域幅のフローベースのトラフィック用に拡張された期間において変わらない位置にあり続け得る。そのようなトラフィックは、音声に限られず、ストリーミングメディア、ある種類のビデオ、およびウェブサイトに埋め込みのクリップを含む。
【０１５３】
２つのＥ−Ｎｏｄｅ間のパスＡ／Ｄペア５１３内で、接続帯域幅レジスタ１４２の位置は３状態のうちの一つになり得る。これらは、現実状態（つまり、動作状態）、スリープ状態、または仮想状態である。現実状態は、必要な管理およびコントロールプレーントラフィックとともにカスタマートラフィックを搬送する。スリープ状態は、すぐに現実状態に変化することができる状態である。例えば、すぐに現実状態に復帰できるようなスリープ状態のスイッチ終端への／からの十分な制御トラフィックの送信が含まれ得る。ルートの仮想状態は接続帯域幅レジスタ１４２内に位置があるが、割り当てられた帯域幅はゼロである。一時的に実質的なトラフィックが存在しないスリープ状態において、データ接続の生存性を保証する情報を渡すのに十分な制御帯域幅が存在し得る。
【０１５４】
現実状態での動作のために、各スイッチペアは、それに提示された接続を組み込むのに十分な割り当てられた帯域幅を持つ必要がある。これら接続の集約は、上位の集約レベルにおけるスイッチペアへの接続となる。新たな接続が任意のレベルの汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３内に設定されると、図１５（ａ）に示したようなステップが適用される。図のステップ（１）６２１は新たな接続の到着を示す。ステップ（２）６２２で、接続を搬送することになる集約の状態が仮想状態であるかという最初の質問が訊かれる。もしそうであれば、集約が仮想状態または現実状態のいずれかであったなら利用可能であった情報においてステップ（３）６２３が発生する。これら２つの状態のいずれかにある集約に常に存在するデータはステップ（４）６２４に対する答えを含む。ステップ（４）６２４で提起された質問に対する答えがＮｏの場合、ステップ（５）６２５が発生する。ステップ（６）６２６は、ステップ（４）６２４および（５）６２５が完了した後に発生する。スイッチノードコントローラ５６０のソフトウェアがここに開示した処理を制御する。
【０１５５】
図１５（ｂ）は下述のパスＡ／Ｄペア５１３にのみ関連し、上位の集約レベルには関係ない。ＳＡＩＮネットワークは多種多様のサービスクラスおよび決定論的なサービス品質をサポートすることができる。説明のために、多くのサービス品質（ＱｏＳ）のタイプが存在し得る３つのサービスクラス（ＣｏＳ）に焦点を当てて説明する。他の多くのアプローチが可能である。まず、議論は共有可能な超過情報速度クラスをプラスした３つのＣｏＳを含む。
【０１５６】
図１５（ｂ）は、入力される接続を解析してそのＣｏＳタイプを決定するステップ（１）６３１から始まる。ステップ（２）６３２は、入力される接続が時間ベースかを確認する。すなわち、接続がタイムクリティカルか？音声通話やビデオ会議などのインタラクティブなサービスでは答えはＹｅｓである。人間が直接的に関与しない特定のトランザクション処理はさらにタイムクリティカルであり得る。事実、いくつかの金融トランザクションでは、マイクロ秒またはさらにナノ秒が重要である。人間のインタラクティブ性において、競争の激しいオンラインゲームでは品質要求に適合するために短い転送遅延が要求される。これら遅延は、しばしば、伝搬遅延を含んで３００ミリ秒か実質的にそれよりも短い時間を要求する音声会話では許容される往復遅延よりもはるかに短い。（静止衛星を介した会話の往復は５００ミリ秒近くであり、まったく満足できるものではないことがわかる。残念ながら、いくつかの携帯電話システムにおける遅延は、不可避のホップバイホップパケットバッファの遅延のせいでその値以上に近づく。）
【０１５７】
ステップ（３）６３３のトラフィックはあまり限定的ではない。当該トラフィックはある期間において平均的な帯域幅をなおも要求するが、インタラクティブ性も秒以下のＵＴＣ確度も存在しない。すなわち、当該トラフィックは柔軟な特性を有する。例えば、リアルタイムで再生すべきであるが、わずかに遅延した開始時間を許容して、断続的な帯域幅の欠乏の性でサービスが中断されそうになるまでキャッシュを埋めることができるような素材が記録される。多くの放送トラフィックおよびマルチメディアトラフィックはこのカテゴリにある。
【０１５８】
次の表１は、各サービスクラスの可能レイテンシ要求を含む。これらタイプのサービス品質の目的その他は、サービスプロバイダとその顧客との間のＳＬＡ（Service Level Agreement）に含まれ得る。表は、サービスタイプ間の単なる優先度はサービスクラスを表すとてもよい方法ではないことを説明するに過ぎない。優先度だけでは、ユーザが規定および遵守可能なことを表すことができない。
【表１】
2013518528.tif 000003
ＳＡＩＮノードの物理接続を示す図
【０１５９】
図１６を参照して、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２００から宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２００へのパスは２または３のタンデムリンクを使用することができる。２つのリンクは、図１６ｂに示したように、Ｔ−Ｎｏｄｅ３００が発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１および宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２として動作する場合に必要となる。図１６ａは、分離した発信元および宛先Ｅ−ＮｏｄｅおよびＴ−Ｎｏｄｅを持つ基本的なＳＡＩＮネットワークの全体構成を示す。特に、図は、宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２に接続された発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１を通じて複数の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に接続された複数の発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１を示している。図は、Ｔｘと記された発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１がＴｙと記された宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２への接続を有することを示す。ＳＡＩＮネットワークにおいて、各Ｔ−Ｎｏｄｅは、単信および二重の両方法で他のすべてのＴ−Ｎｏｄｅに接続可能である。名目上、一のＴ−Ｎｏｄｅから他のＴ−Ｎｏｄｅへのデータ転送は単信処理である。付随的に、二重の制御メッセージは、制御ベクトルを用いて発信元および宛先ノード間を行き来する。モデルネットワークにおいて、各Ｔ−Ｎｏｄｅは、図１６ａに示したようにネットワークを通じて繋がっている１９個のＴ−Ｎｏｄｅにデータを転送する。また、Ｔ−Ｎｏｄｅは、図１６ｂに示したように子Ｅ−Ｎｏｄｅから同じ親に結合する他のすべてのＥ−Ｎｏｄｅへの内部で繋がっている。
【０１６０】
発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１から宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２へのリンクは、後述する図２４および図２５に示したように多数の通過ノードを含んでいてもよい。通過ノードは、透過的に発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１からのデータを宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２へ転送する。Ｔ−Ｎｏｄｅ３００は、その他の機能に加えて通過ノードになり得る。集約された接続を生成するＳＡＩＮ多重化転送は、小さいサイズのセレットを使用することができる。ＰｏＴベースのデータレートおよび２以外の基数に基づくデータレートの双方によって、スイッチノードレイテンシを非常に小さくすることができる。
【０１６１】
図１６ｂは、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１および宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２の双方に接続されたバックホールの発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１および宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２として動作するＴ−Ｎｏｄｅ３００を示す。なお、図１６ａおよび図１６ｂの発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１に結合したユーザ発信元データポート２９１、および宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に結合したユーザ宛先データポート２９２を有する。さらに、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、ＥＴ−Ｔｒｕｎｋ２３１と記されたＥ−ＮｏｄｅからＴ−Ｎｏｄｅへのリンクを用いて親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に結合している。宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２は、ＴＥ−Ｔｒｕｎｋ３２２と記されたＴ−ＮｏｄｅからＥ−Ｎｏｄｅへのリンクを用いて子の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に結合している。
ＳＡＩＮノードの論理接続を示す図
【０１６２】
図１７は、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００およびＴ−Ｎｏｄｅ３００からの論理リンクが、発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に接続された発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１および宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に接続された宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２の双方として動作可能であることを示す。本願において後述するように、図示した３つのレベルの集約は発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１内で発生し得る。集約には２つの目的がある。一つは、すべてのユーザ入力データを集約されたパスおよびスーパーパスに集約して、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１の親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１にただ一つの集約にして送信できるようにすることにある。第２の目的は、親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１がその子の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２への配布のために宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２へデータを転送する方法で操作可能な集約を提供することにある。
【０１６３】
第１の論理リンクは、図１７（ａ）に示したように複数のユーザ接続を発信元パス集約７１１に集約することができる。図は、図１７（ｂ）および１７（ｃ）に示したように接続ドメインにおける上位の集約に含まれ得る発信元パス集約７１１を示している。
【０１６４】
図１７（ｂ）に例示したように、複数の発信元パス集約７１１のそれぞれは、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１内に生成された発信元パス集約７１１の発信元Ｌ２集約７２１スーパーパスにおける接続ドメインのセグメントとなる。発信元Ｌ２集約７２１は、発信元Ｌ２集約７２１の宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２を親に持つ宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２へ転送されるすべての発信元パス集約７１１を含む。図１７（ｂ）はこのアプローチを詳しく表している。発信元Ｌ２集約７２１の各セグメントは、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１のアドレスＥｍに宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２のアドレスを伴ったアドレスＥｍ：Ｅ１，Ｅｍ：Ｅ２…Ｅｍ：Ｅｎ，Ｅｍ：Ｅ２５を持つ。この表記は、発信元Ｅ−ＮｏｄｅのアドレスＥｍにコロンが続き、さらに宛先Ｅ−Ｎｏｄｅのアドレスが続く。同図は、親の宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２のそれぞれに２５個の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２がある例を示している。親の宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２に対して任意の数の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２が可能である。
【０１６５】
図１７（ｃ）に示した発信元Ｌ３集約７３１は、同様の方法で発信元Ｌ２集約７２１を処理する。この場合、複数の発信元Ｌ２集約７２１は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からすべての宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２へのすべての接続を含む。発信元Ｌ３集約７３１の各セグメントは、発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１のアドレスＴｘにモデルネットワークの２０個の宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２のアドレスを伴ったアドレスＴｘ：Ｔ１，Ｔｘ：Ｔ２…Ｔｘ：Ｔｙ，Ｔｘ：Ｔ２０を持つ。
【０１６６】
各発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１は、子の発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１から受信した各発信元Ｌ２集約７２１を転送する。各発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１は、子の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１から受信した発信元Ｌ２集約７２１を修正して宛先Ｌ２分解７２２になる。この修正によって、一の発信元Ｅ−Ｎｏｄｅから多くの宛先Ｅ−Ｎｏｄｅへの集約の内容が、多くの発信元Ｅ−Ｎｏｄｅから一の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅへと変化する。下述のように交差接続スイッチはこの修正を行うことができる。各発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１は、宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２のそれぞれによって宛先Ｌ２分解７２２として処理される、修正された宛先Ｌ２集約７２１を送信する。これらは、図１６ａに示した発信元−宛先ＴＴリンク３４１／宛先−発信元ＴＴリンク３４２のペアで送信される多重化集約である。各宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２は、修正された宛先Ｌ２分解７２２を、子の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅごとに宛先Ｌ３分解７３２に集約する。図１８は、これら集約処理を反映する分解処理を示す。
パス集約および分解（レベル１）スイッチペアの実施形態
【０１６７】
トータルで５００個のＥ−Ｎｏｄｅ２００および２０個のＴ−Ｎｏｄｅ３００を持つモデルネットワークを例として用いて、図１９は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１および４９９個のパス集約スイッチ５１１を持つＥ−Ｎｏｄｅ２００を示す。スイッチ５１１は、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００における宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２自身を除き、ネットワークにおけるすべての宛先Ｅ−Ｎｏｄｅに繋がっている。４９９個のパス集約スイッチ５１１はレベル２集約スイッチ５２１に繋がり、それからレベル３集約スイッチ５３１に繋がる。レベル３集約スイッチ５３１は、図１６に示したように発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１の親発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に繋がる。
【０１６８】
図２０において、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２は発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１の鏡像のように見える。しかし、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２におけるパス分解スイッチ５１２と発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１のパス集約スイッチ５１１との間に１対１の対応はない。本実施形態では、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２における唯一のパス分解スイッチ５１２が発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１におけるパス集約スイッチ５１１に繋がっている。他のすべてのパス集約スイッチ５１１は他の発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１にある。これは、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１を宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に接続する他の方法が生じることを意味する。当該他の方法は、下述のように交差接続スイッチ５４０を介したものである。
ユーザ接続を設定および維持する実施形態
【０１６９】
ＳＡＩＮネットワークの形成時に、複数のＥ−Ｎｏｄｅ２００が与えられる。各Ｅ−Ｎｏｄｅ２００は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１および宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２の機能を実行することができる。Ｅ−Ｎｏｄｅ２００内の各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００内の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２を除き、ネットワークにおけるすべての宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に接続することができる。同様に、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００内の各宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２は、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００内の発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１を除き、ネットワークにおけるすべての発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１から接続可能である。Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１は下述の方法に従って構成される。
【０１７０】
図１９に示したように、動作中は、ホスト、端末、サーバ、またはネットワーク１０１は、複数のユーザ発信元データポート２９１の一つを通じてデータを送信する。データポートは、図１９に示した複数の入口ＰＵＩ２１１内の入口ＰＵＩに繋がる。
【０１７１】
入口パラメータ化ユーザインタフェース（ＰＵＩ）２１０を用いて次のような入口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２１１への入力を生成することができる。
１．宛先Ｅ−Ｎｏｄｅアドレス
２．トラフィックタイプ、例えば、
ａ．ユニキャスト、または
ｂ．マルチキャスト、または
ｃ．ブロードキャスト、および／または
ｄ．イーサネット（ＭＡＣアドレス）、または
ｅ．他の既定のアドレスタイプ
３．Ｅ−Ｎｏｄｅまたはイーサネットブリッジのポート番号
４．レイテンシクラスまたは割り当てられたサービスクラス
【０１７２】
入口ＰＵＩ２１１ａは、まず、そのアドレスキャッシュ２１６および接続ＩＤ（ＣＩＤ）キャッシュ２１８を検索して、上記のリストした項目と照合して、入力パケットが（近い）過去に存在した入力パケットと符合するかを確認する。もし符合すれば、ＰＵＩは当該パケットを、前もって選択された発信元割り当てＦＩＦＯバッファ２４３に送信し、そのことを通知するアラート信号を入口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２２１に送信する。そして、入口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２２１は、割り当てられた帯域幅が上記リスト中の項目４のクラス目標に合うかを確認する。もし利用可能な帯域幅でシステムが項目４の目標に合えば、入口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２２１は何の行動も起こさない。もし必要以上の帯域幅が割り当てられている、すなわち、バッファを空にするのに十分であれば、入口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２２１は接続の帯域幅を削減してもよい。帯域幅は、スイッチスタックセレクタ１２０に蓄積されるセレットの接続数を削減することで削減することができる。
【０１７３】
アドレスキャッシュ２１６に存在しない新たな接続については、ネットワークは従来のイーサネット、ドメインネームシステム（ＤＮＳ）、および／またはルータの各方法を用いて宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２の接続アドレスを見つける。ＭＡＣアドレスのテーブルおよびシステム内の関連するＥ−Ｎｏｄｅおよびポートのアドレスによりこれら方法が使用可能である。他の方法も可能であるか、または、インターネットＵＲＬまたはＥ−Ｎｏｄｅアドレスに対する他の基準に調和する大規模データベースを含めて展開してもよい。入口ＰＵＩ２１１ａは、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２のアドレスを含む接続情報を入口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２２１に送信し、発信元ＦＩＦＯバッファプール２４１からの発信元割り当てＦＩＦＯバッファ２４３を、    入力される接続に対して指定する。また、それに付随して、発信元割り当てＦＩＦＯバッファ２４３を、選択されたパス集約スイッチ５１１内のＣＢＲスタック５５３に割り当てる。発信元割り当てＦＩＦＯバッファ２４３は、スイッチ５１１におけるＣＢＲスタック５５３のデータ発信元である。ＦＩＦＯバス２４０は、発信元割り当てＦＩＦＯバッファ２４３からスイッチ５１１へセレットを転送し、スイッチ５１１はセレットを発信元パス集約７１１の多重化データストリームに集約する。
ユーザパス接続の集約
【０１７４】
Ｅ−Ｎｏｄｅ２００内のパス集約スイッチ５１１はユーザデータ接続を発信元パス集約７１１に集約する。各パスは、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１のパス集約スイッチ５１１を起点とし、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２のパス分解スイッチ５１２を終点とする。図１７（ａ）は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１から発生するそのような発信元パス集約７１１を示す。パスは、図１８（ａ）に示したように宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２内の宛先パス分解７１２として終了する。ネットワークが集約上位層内の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に向けてパスを転送しているのであれば、それは発信元パス集約７１１である。下位の集約レベルを通過すると、それは宛先パス分解７１２となる。すなわち、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１におけるパス集約スイッチ５１１のそれぞれと宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２におけるパス分解スイッチ５１２との間には１対１の接続が存在する。宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２は発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１としてのＥ−Ｎｏｄｅ２００と同じであるかもしれず、その場合には接続は必要ない。
【０１７５】
図２０は、一の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２における逆動作を示す。宛先パス７１２が入力され、これらはそれぞれ、さまざまなＥ−Ｎｏｄｅ２００にあるパス集約スイッチ５１１を起点とする。各宛先パス分解７１２は、宛先ＦＩＦＯバッファプール２４２に蓄積できるようにセレットにおける多重化データストリームの宛先パス分解７１２を変化させるパス分解スイッチ５１２に繋がる。受信側ＦＩＦＯバッファプール６２から、蓄積されたセレットが、適当な出口ＰＵＩ２１２およびホスト、端末、サーバ、またはネットワーク１０１に接続されたポートへ移動する。これら動作は出口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２２２によって実行可能である。
【０１７６】
パラメータ化ユーザインタフェース（ＰＵＩ）２１０は、１）入口ＰＵＩ２１１としての動作、および、２）出口ＰＵＩ２１２としての動作、の２つの機能を果たす。アドレスキャッシュ２１６および接続識別子キャッシュ２１８は両機能に関連する。アドレスキャッシュ２１６は、発信元および宛先の双方のＰＵＩ２１０の接続についての現在のアドレス情報を蓄積する。入口ＰＵＩ２１１内に新たなアドレス情報が出現すると、それは入口ＰＵＩ２１１を収容する発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１内に蓄積される。これにより、当該情報は接続に係るＰＵＩ２１０を越えて利用可能である。宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２を含む情報を共有することは適切であることが多い。メトロネットワーク全体さらにその先で利用可能なデータベース内に情報を蓄積することも適切である。
【０１７７】
接続識別子キャッシュ２１８は、修正されていない連続パケットに現れるパケットヘッダ情報を蓄積することができる。当該情報には、接続識別子（ＣＩＤ）、すなわち、情報を表す小数ビットが関連する。新たなＣＩＤを要求する入口ＰＵＩ２１１にパケットが入力されると、入口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２２１またはシステムにおける他のプロセッサはＣＩＤを提供することができる。入口Ｅ−Ｎｏｄｅコントローラ２２１は、必要に応じて関連情報とともに新ＣＩＤを１以上のＥ−Ｎｏｄｅコントローラに送信する。当該動作は、詳細設計の基準として利用可能なＩＥＴＦのＲＯＨＣ（RObust Header Compression）のＲＴＦと同様である。
【０１７８】
また、ＣＩＤは、必要に応じてネットワーク全体に及ぶデータベースの一部になり得る。そのようなキャッシュにより、データパケットでヘッダ情報を送信することが削減される。制御ベクトルは、他のネットワークで用いられているような従来の制御パケットに代わり得る、暗黙アドレス指定されたメッセージセグメントを含む。このアプローチにより、決定論的制御、メッセージのレイテンシが提供され、発信元および宛先のＥ−Ｎｏｄｅ２００およびＴ−Ｎｏｄｅ２１０の間の帯域幅が節約される。
【０１７９】
図２１には２つの目的がある。一つは、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からのすべてのパスがさまざまなＥ−Ｎｏｄｅ２００における宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２で終了できるために求められる接続性を明確に示すことにある。もう一つの目的は、さまざまなＥ−Ｎｏｄｅ２００におけるすべての発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からのすべてのパスがただ一つの宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２で終了できるために求められる接続性を明確に示すことにある。
【０１８０】
本節のために、下述のように、Ｅ−Ｎｏｄｅ２００およびＴ−Ｎｏｄｅ２１０用にアドレス指定の表記を導入する。このアドレス指定情報は参照用に用いられる。このアドレス指定の表記のために、各Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に６ビットのアドレス（Ｔ００，Ｔ０１…Ｔ６３）が割り当てられているものとする。さらに、各Ｅ−Ｎｏｄｅ２００に親Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１のドメイン内で６ビットの数字が割り当てられているものとする。各Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１が６４個までのＥ−Ｎｏｄｅ２００をサポートできるとすると、ユニークな１２ビットのＥ−Ｎｏｄｅ２００のアドレスは、６４×（Ｔ−Ｎｏｄｅアドレス）＋（Ｅ−Ｎｏｄｅアドレス）となる。小さく始めたネットワークは、４０９６個のＥ−Ｎｏｄｅ２００について、それぞれが６４個のＥ−Ｎｏｄｅ２００の規模になる６４個のＴ−Ｎｏｄｅ２１０を含む規模になる。このアプローチによると、Ｅ−Ｎｏｄｅの親Ｔ−Ｎｏｄｅアドレスは、
＝ＩＮＴ（Ｅ−Ｎｏｄｅアドレス／６４）      （４）
である。Ｔ−Ｎｏｄｅドメイン内の６ビットのＥ−Ｎｏｄｅアドレスは、
＝（Ｅ−Ｎｏｄｅアドレス）  ＭＯＤ  ６４      （５）
である。
本願の図２１および他の図では、Ｔ−ＮｏｄｅおよびＥ−Ｎｏｄｅのアドレスに便利なこの番号付け方法を使用する。なお、６ビットの数字は本願において例示目的に過ぎない。さらなる実施例において他のアドレス指定基準が可能である。
【０１８１】
図２１は、Ｔ０６と表記された親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に接続された発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１を示す。また、図２１は、親がＴ１１と表記された宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１であるようなすべての宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２で終了するすべてのパスを示す。実施形態としてのモデルネットワークにおいて、Ｔ０６サブネットワークにおいて２５個の発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１が、Ｔ１１のサブネットワークにおいて２５個の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２が存在する。図は、発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１当たり１２４７５（２５×４９９）個のモデルネットワークのパスの６２５（２５×２５）個の相互接続を示す。したがって、２０個のＴ−Ｎｏｄｅを持つモデルネットワークにおいて、２４９５００（２０×１２４７５）個の可能なパスが存在する。各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、ＥＴ−Ｔｒｕｎｋ２３１を通じて親のＴ−Ｎｏｄｅ３０１に繋がる。この例では、各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、Ｅ０３８４からＥ０４０８までの範囲で表記される。
【０１８２】
Ｔ１１と表記された接続されている宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２は、Ｅ０７０４と表記された宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２を、Ｅ０７２８を通じて繋いでいた。発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１Ｔ０６の間のＴＴリンクは宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２Ｔ１１に接続されており、図２５に示した交差接続スイッチ５４０の位置に応じて宛先への発信元ＴＴリンク３４１または発信元からの宛先ＴＴリンク３４２と呼ばれる。交差接続スイッチ５４０が発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１内にあれば、当該リンクは宛先への発信元ＴＴリンク３４１であり、交差接続スイッチ５４０が宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２内にあれば、当該リンクは発信元からの宛先ＴＴリンク３４２である。
【０１８３】
図２１に示した３つの集約レベルは次の特性を有する。
１．パス３１０のレベル（レベル１）では、ユーザデータ処理の局所的な計算量でパス集約スイッチ５１１をパス分解スイッチ５１２に接続する。この計算量は、２つの末端スイッチ間のアンダーレイヤビットの転送に混ざることはない。
２．レベル２スーパーパス３２０のレベルには３つの目的がある。
ａ．一つは、複数のパス３１０のレベル、つまり、Ｔ−Ｎｏｄｅ３００のペア間の子レベルの接続を相互接続することである。
ｂ．別の目的は、複数の子Ｅ−Ｎｏｄｅ２００の接続を交差接続スイッチ５４０に配信して、ただ一つの発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１から他のすべての宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２への接続性を、多くの発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からただ一つの宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２へと再構築することにある。
ｃ．さらに別の目的は、２つの単信接続のそれぞれにおけるパス集約７１０の帯域幅を調整する手段を提供することにある。
３．レベル３スーパーパスのレベルにはＳＡＩＮネットワーク内の位置に基づいて複数の目的がある。一般には、機能的に複数のさまざまなＬ２集約７２０を集約することである。特に、図２１に示したように、以下のいくつかの他の目的があり得る。
ａ．発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からのすべての発信元Ｌ２集約７２１を親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に集約すること。図ではＬ３Ａ１→Ｌ３Ｄ１と表記されている。
ｂ．宛先Ｌ２分解７２２を宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に集約すること。図ではＬ３Ａ３→Ｌ３Ｄ３と表記されている。
ｃ．一の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１からのすべての発信元Ｌ２集約７１２を宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２に集約すること。図ではＬ３Ａ２→Ｌ３Ｄ２と表記されている。
【０１８４】
上記３ｃのＬ３Ａ２→Ｌ３Ｄ２接続の役割は、２つのＴ−Ｎｏｄｅ３００間の直接リンクであるか、またはそれよりも（小数のノードに過ぎないネットワークでは）タンデム通過ノードを通じて接続を渡すことである。この場合、複数のＬ３Ｄ２→Ｌ３Ａ２転送が存在する。すなわち、各通過ノードは、出口のＬ３集約スイッチ５３１に接続された入口のＬ３分解スイッチ５３２を含む。
【０１８５】
なお、図２３において、各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からさまざまな宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２へのパスを含む。さらに、各宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２は、さまざまな発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からのパスを含む。
【０１８６】
新たな接続に帯域幅が利用可能になると、汎用集約スイッチ５０１における集約スイッチノードコントローラ５６０は決定論的やり方で帯域幅を適用しなければならない。新たなユーザ接続に対して、集約スイッチノードコントローラ５６０は、パスレベル集約の接続タイプについてパラメータ化ユーザインタフェース（ＰＵＩ）２１０から収集した情報を使用する。さらに、パスレベルにおいて、ネットワークにおける複数のサービスクラスが存在し得る。図１５ｂはそのような実施形態に係る方法を説明している。
パスフレーム同期
【０１８７】
ユーザ接続に影響を及ぼすフレーム同期は、ＳＡＩＮネットワークにおけるまさに２つの場所、すなわち、パス集約スイッチ５１１およびパス分解スイッチ５１２で発生する。さまざまな方法が可能である。一つは、イーサネットなどのパケットベースのシステムで用いられているタイプと同様のフレームプリアンブルを送信することである。このアプローチはかなりのオーバーヘッド処理を必要とする。
【０１８８】
他の実施形態では、発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１の子の発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１が自身のクロックを発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に同期させる必要がある。目的は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１における各パス集約スイッチ５１１のフレーム開始時間が来て発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１とその相手の宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２との間のマスターフレームにおいてＴ−Ｎｏｄｅの子へとが割り当てられることを保証することにある。このように、フレーム同期に対する責任はその他の方法においてもＬ３Ａ／Ｄペア５３３に属し得る。
レベル２集約および分解スイッチペアの実施形態
【０１８９】
モデルネットワークに関して、各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、２０個のレベル２集約スイッチ５２１、すなわち、各宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２につき１個のレベル２集約スイッチ５２１を含む。各レベル２集約スイッチ５２１は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１を起点とし、１個の宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ２１２で終了するすべてのパスを集約する。モデルネットワークにおいて、１９個のレベル２集約スイッチ５２１が２５個のパスを宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に集約する。２０番目のレベル２集約スイッチ５２１は、親が発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１の親であるような２４個の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２にバックホールする。
【０１９０】
図１７（ｂ）は、データ集約内のレベル２発信元スーパーパス７２１の前後関係を示す。図１８（ｂ）は、データ集約内のレベル２宛先スーパーパス７２２の前後関係を示す。
【０１９１】
図２２ａは、集約処理の実施例を示す。図上部のレベル２集約スイッチ５２１において、複数の発信元パス集約７１１が宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２で終了しており、その親は宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２Ｔ００である。各パス集約スイッチ５１１からの出力は相互接続セレットバッファ２５０で終了する。これは、小数のステージを持つＦＩＦＯバッファまたは一段バッファでよい。発信元パス集約７１１のためにパスフレームセグメントが存在する限り、名目上、それは一段バッファである。レベル２集約スイッチ５２１によって生成されるレベル２発信元スーパーパス７２１は、相互接続セレットバッファ２５０を通じてレベル３集約スイッチ５３１に繋がる。もしレベル２発信元スーパーパス７２１のためにＬ２フレームセグメントが存在すれば、通常は一段バッファで足りる。
【０１９２】
図２２ａおよび図２２ｂに示したように、複数の発信元パス集約７１１のそれぞれは、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２における宛先パス分解７１２となり得る。図２２ｂは、（発信元ノードの全体像、つまり発信元パス集約７１１から）宛先パス集約７１２を取り出すための、レベル３分解スイッチ５３２およびレベル２分解スイッチ５２２による分解を示す。このように、発信元パス集約７１１は、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２におけるパス分解スイッチ５１２に繋がる。各パス分解スイッチ５１２は、上記のパス集約スイッチ５１１によってネットワークの入力側において行われる集約とは逆の方法で、宛先パス分解７１２に含まれるセレットを宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２におけるユーザ宛先データポート２９２に配信する。
レベル３集約および分解スイッチペアの実施形態
【０１９３】
各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１は、レベル２発信元スーパーパス７２１のトラフィックをレベル３発信元スーパーパス７３１に集約する。発信元スーパーパス７３１は、図１７（ｃ）に示したようにネットワークにおいて発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１を起点としてすべての宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２へのすべてのパスを含む。モデルネットワークの例では、レベル３発信元スーパーパス７３１は、２０個のレベル２集約スイッチ５２１からの２０個のレベル２発信元スーパーパス５２１を集約する。下述のように、相手方のレベル３宛先スーパーパス７３２は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１の親である発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１内に現れる。それは、図１８（ｃ）に示したようにただ一つの宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２中心のフォームへと変形する。
【０１９４】
モデルネットワークの例では、レベル３発信元スーパーパス７３１は、各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からの４９９個の発信元パス７１１のすべてを含み、図２２ａに示したようにＥＴ−Ｔｒｕｎｋ２３１における親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１にすべてを送信する。ユーザトラフィックに加えて、ＥＴ−Ｔｒｕｎｋ２３１は制御信号を搬送することもできる。
発信元Ｔ−Ｎｏｄｅにおける交差接続スイッチの実施形態
【０１９５】
各発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１内で、ネットワークにおける各Ｔ−Ｎｏｄｅ３００に１個の交差接続スイッチ５４０が存在し得る。各交差接続スイッチ５４０は、専ら、モデルネットワークにおいて一対多から多対一へとトラフィックを逆転してネットワークにおける宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２の一つにトラフィックを転送する。すなわち、発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１によって各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１から受信したトラフィックは、宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２の子である多くの宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に向けられる。交差接続スイッチ５４０は、多くの発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１がただ一つの宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に従って一緒に集約されたようなトラフィックをカバーする。図２４は、発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に組み込まれたそのような一つの交差接続スイッチ５４０を示す。
【０１９６】
発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１は、その他の目的として、図２４に示した複数のレベル３分解スイッチ５３２を含む。モデルネットワークには、２５個のレベル３分解スイッチ５３２、つまり、親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１に接続された各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１に１個のレベル３分解スイッチ５３２がある。各レベル３分解スイッチ５３２は、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１の一つにおけるレベル３集約スイッチ５３１とペアになる。ＥＴ−Ｔｒｕｎｋ２３１は、各ペアを、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１（レベル３集約スイッチ５３１を含む）から親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１（レベル３分解スイッチ５３２を含む）まで接続する。
【０１９７】
ペア化された各宛先Ｌ３分解７３２は、モデルネットワークの２５個のレベル２宛先Ｌ２分解７２２を分解する。各レベル２分解スーパーパス７２２は、宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ２１２の一つに接続された宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に向かうパストラフィックを含む。親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１は、各レベル２宛先スーパーパス７２２を、トラフィックを適当な宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２へ転送する親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１における交差接続スイッチ５４０に接続する。
【０１９８】
発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１におけるパス集約スイッチ５１１は、ネットワークにおける他のすべての宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２へのすべてのノードのパスをカプセル化する。しかし、宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２のそれぞれにおける汎用分解スイッチ５０２は、ネットワークにおける他のすべての発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１からパスを受信する。交差接続スイッチ５４０を用いてパストラフィックを再構築することでこの目的を達成することができる。
【０１９９】
図２４は、２０個のレベル２宛先Ｌ２分解７２２を持つ２５個のレベル３分解スイッチ５３２のそれぞれのネットワークを説明するものである。レベル宛先Ｌ２分解７２２のそれぞれは相互接続セレットバッファ２５０に繋がり、相互接続セレットバッファ２５０は、今度は、親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１における交差接続スイッチ５４０の一つに繋がる。
【０２００】
図２４は、親の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１Ｔ０６および宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２Ｔ１１用の交差接続スイッチ５４０を示す。交差接続スイッチ５４０は、２５個のレベル２分解スイッチ５２２、すなわち、モデルネットワークにおける各発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１につき１個のレベル２分解スイッチ５２２を含む。各スイッチの入力は、図２４に示した２５個のレベル３宛先スイッチ５３２からの出力である。
【０２０１】
レベル２分解スイッチ５２２からの出力は、交差接続スイッチ５４０内部の一連のレベル２集約スイッチ５２１入力側に繋がる。レベル２集約スイッチ５２１の多重化出力は、図２４に示したようにレベル３集約スイッチ５３１に繋がる。これら処理はすべて各発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１内で発生する。
【０２０２】
図２５は、ＳＡＩＮスイッチ間の違うタイプの交差接続を示す。この場合、交差接続はレベル２においてのみ存在する。モデルネットワークに関して、宛先Ｔ−Ｎｏｄｅ３０２における２０個のＬ３分解スイッチ５３２は、２０個の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１のそれぞれに存在するＬ３集約スイッチ５３１とペアになる。２０個の発信元Ｔ−Ｎｏｄｅ３０１のそれぞれから２５個のレベル２の接続があると仮定したため、２０個のＬ３分解スイッチ５３２から、それぞれが２５個の宛先Ｅ−Ｎｏｄｅ２０２に繋がる２５個のＬ３集約スイッチ５３１へと繋がる、発信元Ｌ２集約７２１の信号が全部で５００個ある。
タンデムノード接続の実施形態
【０２０３】
図１３は、汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３の基本構成を示す。相互接続要素５９９は、パスＡ／Ｄペア５１３のような低レベルのスイッチペアを分離することができる。すべての大規模ネットワークは、何らかの方法でデータを集約して比較的低レベルの入口および出口ノードを相互接続する必要がある。すなわち、従来のパケットネットワークとは違い、ＭＰＬＳ（Multiprotocol Lavel Switching）などのプロトコルを用いるデータ分解によって、タンデムノードルータによって転送されるパケットにラベルを付与することによるデータ集約が提供される。これらルータは非常に高速でなければならず、高価である。ＳＡＩＮネットワークでは、タンデムノードにおけるデータ集約スイッチングは回路レベルで発生し、１個の非常に安価な回路スイッチ接続で多数のパケットベースユーザ接続を一つに集約することができる。
【０２０４】
図１３の重要な局面として、汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３のような低レベルのスイッチのペア接続に相互接続要素５９９内のパケットの複製は必要ないことを示唆している。相互接続要素５９９において要求されることは、上位の集約レベルにおける１以上のスイッチペアのタンデム接続である。そのような集約ではパケットを明示的に転送する必要はない。各集約には簡単な回路スイッチのみ必要である。
【０２０５】
タンデムノードにおいて、汎用分解スイッチ５０２の接続は、入力される接続からのデータ集約を受信するように設定される。すなわち、タンデムノードは、上流の汎用集約スイッチ５０１とペアになる汎用分解スイッチ５０２を提供する。そのようなスイッチペアリングは、上流ノードからのＴ−Ｎｏｄｅ対Ｔ−ＮｏｄｅのＬ３集約スイッチ５３１の接続となり得る。タンデムノードは、Ｌ３分解スイッチ５３２から１以上の下りリンクノードへデータ集約を転送する１以上のＬ３集約スイッチ５３１を含む。
【０２０６】
１以上の下りリンクノードへの転送はマルチキャスト接続において発生する。そのような処理の制御方法には、他のＴ−Ｎｏｄｅによって管理される制御ベクトルを用いることができ、そのようなＴ−Ｎｏｄｅは、関連するＴ−Ｎｏｄｅへ制御ベクトルを接続することができる。
低レイテンシ・高性能ネットワークの実施形態
【０２０７】
古典的な時分割スイッチングネットワークは１フレームの情報を後続のノードに渡し、フレームパターンは一のネットワークリンクからその他まで同じように維持される。例えば、これは公衆交換電話網内の場合である。ＳＡＩＮネットワークでは、各タンデムリンクにおけるフレームパターンを複製する必要はない。これにより、通過ノードにおけるスイッチレイテンシを最小化することが可能になり、また、多重光トランク内の高速データの分割などの他の利点が得られる。
【０２０８】
図２６ａ、図２６ｂ、図２６ｃ、および図２６ｄは、ＳＡＩＮネットワークにおけるレイテンシ最小化方法を実証する４例を示す。各例は、本願で想定したモデルネットワークに定義した３つの集約レベルのそれぞれのパラメータを示す。本願において図２６ａ〜２６ｄを参照して３つの集約レベルを説明したが、開示した方法を用いて他の集約レベルも可能である。このように、集約レベルの数はＳＡＩＮネットワークのすべての実施形態において３つである必要はない。図２６ａ〜２６ｄに示したものはスイッチペア接続用の独立および依存パラメータである。
【０２０９】
第１のパラメータはシステムクロックレートおよびその逆数であるクロック周期である。図２６ａおよび図２６ｂに示したように、クロックレートは３つの集約レベルのそれぞれで同じであってもよい。図２６および図２６ｃのように、各集約レベルでクロックレートが異なっていてもよい。
【０２１０】
各例の下のパス集約スイッチ５１１の３つのパラメータは、スイッチのフレームレート、セレットサイズ、フレームセグメントの数である。その他に示したパラメータは、これら３つにシステムクロックレートまたは集約レベルのクロックレートを加えて導出される。
【０２１１】
図２６ａおよび図２６ｂはいずれも、８０００ｎｓｅｃ（つまり、８μ秒）のフレーム周期となる、１秒当たり１２５０００個のフレームのフレームレート（つまり、１２５Ｋｆｐｓ）を使用する。セレットサイズは１ビットである。他のパラメータを含めると、１２５ＫｂｐｓのＱＤＲ（Quantum Data Rate）となる。フレームを構成するクロック周期の数（Ｎｂｒクロック周期）は、最小集約帯域幅の隣の右側欄に示されている。最小集約帯域幅＝フレーム周期×システムクロックレートである。すなわち、クロックパルスの数＝８×１０−６×１．５６２５×１０９＝１２５００である。フレームセグメントは、最小集約帯域幅を提起するクロック周期数の整数の約数であり得る。１２５００の整数の約数は多数ある。この例では、フレーム当たりのフレームセグメントの数として５０を選んでいる。
【０２１２】
フレーム当たり５０個のサブフレームには、それぞれ、２５０個のクロックパルスがあり、サブフレーム周期は１６０ｎｓｅｃである。さらに、各サブフレームがただ一つのセレットで満たされていれば、全体の帯域幅は５０×１２５０００＝６２５００００ｂｐｓ、つまり、６．２５Ｍｂｐｓである。これは直ちにパスＡ／Ｄペア５１３の最小集約帯域幅となる。これは、接続が１２５Ｋｂｐｓの任意の整数倍であり得るＱＤＲには関係がない。これは、付加的な容量のための帯域幅の増分、つまり、６．２５Ｍｂｐｓの任意の整数倍にのみ影響する。この一連のパラメータの最大集約データレートは１．５６２５Ｇｂｐｓ、つまり、１ビットセレットのシステムクロックレートである。
【０２１３】
Ｌ２集約スイッチ５２１では、フレーム周期は、今度はパス集約レベルからのサブフレーム周期である。例において、レベル２においてそれは１６０ｎｓｅｃであり、Ｌ２フレーム周期はパスレベルの最小集約帯域幅と同じである。レイヤにおける結果は次の通りである。
選択されたＬ２セレットサイズが１６のときのＬ２ＱＤＲ＝１６×６．２５＝１００Ｍｂｐｓ
Ｌ２最小集約帯域幅＝フレームセグメント×ＱＤＲ＝５０×１００＝５Ｇｂｐｓ
Ｌ２最大集約帯域幅＝Ｌ２セレットサイズ×Ｌ２クロックレート＝１６×１．５６２５Ｇｂｐｓ
Ｌ２サブフレーム周期＝Ｌ２フレーム周期／Ｌ２フレームセグメント＝１６０／５０＝３．２ｎｓｅｃ
【０２１４】
レベル３でのフレーム周期は、レベル２から入ってきた３．２ｎｓｅｃである。選択されたセレットサイズは６４ビットであり、Ｌ３フレームセグメントの数は１である。この値で、Ｌ３サブフレーム周期はなおも３．２ｎｓｅｃであり、Ｌ２サブフレーム周期の値および最大集約レートの１００Ｇｂｐｓと同じである。図２６ａは、他のレベル３の結果を示す。図２６ｂは、１．２８Ｇｂｐｓのシステムクロックレートおよび１２５Ｋｂｐｓのフレームレートの結果を示す。結果は図２６ａと同様である。
【０２１５】
２つの図の結果は興味深いものであり、有用であり得る。しかし、これらは、フレーム内に等間隔にセレットを配置することができるＳＡＩＮアルゴリズムの２のべき乗特性を十分に活用していない。図２６ｃおよび図２６ｄは、当該アルゴリズムを最大限活用した結果を示す。
【０２１６】
図２６ｃおよび図２６ｄは、１ビットセレットおよび６４Ｋｂｐｓのデータレートを持つパス集約レベルスイッチを示す。両図のフレームセグメントのサイズは１２８に設定され、この結果、出力サブフレーム周期はパスレベルスイッチの出力において１２２．０７０ｎｓｅｃに、Ｌ２サブフレーム周期はＬ２スイッチの出力において０．９５４ｎｓｅｃとなる。Ｌ３スイッチにおいて、フレームセグメントはいずれも１に設定され、この結果、Ｌ３フレームセグメントはＬ２のものと同じである。すなわち、両例で入力パラメータは一つ、すなわち、Ｌ３セレットサイズを除いてすべて同じである。図２６ｃではＬ３セレットサイズは８ビットであり、図２６ｄでは３２ビットである。これは、パラメータによって結果が大きく異なることを意味する。実際に、次節では２のべき乗長のサブフレームを用いてレイテンシを最小化する実施形態によって、簡単な方策により、図２６ｃおよび図２６ｄにおけるフレームセグメントに示したような２のべき乗のパラメータのみを用いなくてもよい方法を示す。
【０２１７】
Ｌ３セレットサイズの変化に伴って変化する依存パラメータは、Ｌ３最小集約帯域幅およびＬ３最大集約帯域幅のみである。図２６ｃに示したように、最小および最大集約帯域幅は、それぞれ、８．３８９Ｇｂｐｓおよび３３．５５４Ｇｂｐｓである。図２６ｄでは、これらは３３．５５４Ｇｂｐｓおよび１３４．２１８Ｇｂｐｓである。両例において、最小集約帯域幅に対する最大集約帯域幅の有効比率は４である。すなわち、最小および最大集約帯域幅を除き、セレット当たりのビット数が変化してもすべての依存パラメータは変化なしである。
【０２１８】
熟練技術者であれば、１）トラフィック負荷の変更に伴って自動で、または、２）管理制御室から変化をもたらすオペレータによって変化するスイッチ要素を組み立ててここに開示したＳＡＩＮスイッチを実施することができる。例えば、発信元からまたは受信側へのセレットサイズは、選択肢のテーブルの一つに設定され得る。
【０２１９】
開示した方法および装置には、極めて高いデータレートにまで拡張可能なスイッチを実施可能にする点において重大な副作用がある。システムが２のべき乗に係るセレットサイズを都合よく利用できるがゆえである。例えば、スイッチは、３２ビットセレットの各ビットを、ここに引用した非同期方法の状態を用いて３２個の２５Ｇｂｐｓの光ファイバ波長で送信することができる。組み合わせた全体のデータレートは８００Ｇｂｐｓである。セレットサイズを６４ビットに、光ファイバ波長を６４個に増大すると、トランクは１．６テラビット毎秒（Ｔｂｐｓ）になる。この実施形態において、パケットの分割および再結合に対処する必要はない。ＳＡＩＮネットワークにおいては常に、パケットは入口および出口ノードにのみ存在する。コヒーレントな光トランクが現れれば、一つの波長を用いて数百ギガビット毎秒となる数、すなわち、一つの光ファイバ内のデータ量は大幅に増加する。
【０２２０】
この開示の大部分で、パスおよびレベル２集約レベルにおいてセレットサイズが１ビットであり得ると仮定してきたが、他のセレットサイズが可能である。半導体にこれまで以上に早いクロックレートが現れれば、これは、シリアルデータ発信元および受信側にＳＡＩＮ多重化アルゴリズムを有効活用する重要な方法となるであろう。しかし、多くの発信元および受信側は、特に８，１６，３２，および６４ビット幅のマルチビットワードとして始まる。これらワードをシリアル化することはさまざまな状況における共通の処理方法であり、ＳＡＩＮネットワークはその中の一つであり得る。このアプローチの利点は、確率論的ネットワーク内の容易性の観点から簡単に理解することができる。しかし、このアプローチにはマイナス面もある。
【０２２１】
エポックは小さいが、この処理に関連する分解および再構築時間がなおも存在する。この場合、本願のＳＡＩＮ方法は、ネットワーク内の終端間レイテンシを究極に最小化することができる。距離が非常に短く、必要な電力を低減するのに光転送が究極である半導体などのアプリケーションにおいて、当該方法を応用することができる。より長距離のアプリケーションにおいて、ＳＡＩＮ方法を適用することで、終端間レイテンシをピコ秒にすることができる。これにより物理位置を三角測量することができるようになり、ＧＰＳや生来の信頼性および生存性に問題がある他の衛星ベースの方法に依存せずに効果的に張り合うことができる。精度に影響を及ぼす唯一の問題の原因は、経時的な温度および地球空間の変動にあり得るが、これは何十年も遡ってよく研究されてきた分野である。
【０２２２】
ネットワーク（またはサブネットワーク）をインスタンス化する上で、ノードスイッチは、最小集約帯域幅を図２６ａに示したものと同様の初期値にして設定され得る。このようにすることで、ネットワーク（またはサブネットワーク）内の各パス集約スイッチ５１１、レベル２集約スイッチ５２１、およびレベル３集約スイッチ５３１に、スムースな起動動作を保証する十分な空き帯域幅を持たせることができる。
接続ペアスイッチの実施形態
【０２２３】
ＳＡＩＮスイッチを下りリンクスイッチに接続する際に２つの異なる状況がある。一つ例では、一方のスイッチがペアの汎用分解スイッチ５０２に繋がる汎用集約スイッチ５０１である。別の状況では、スイッチが汎用集約スイッチ５０１または汎用分解スイッチ５０２のいずれかであり、その下りリンクスイッチが最終節で説明する通過（タンデム）ノードである。
【０２２４】
段落［００６２］のＳＡＩＮ転送アルゴリズムの基本は、ペアの汎用Ａ／Ｄスイッチペア５０３の図４、図５、および図６におけるメモリマップについて詳細に説明している。当該節で述べた結果は特にパスＡ／Ｄペア５１３にとって重要である。
【０２２５】
メモリマップはペアのスイッチにおいて互いに適合し得る。さらに、システムは、パス集約スイッチ５１１の開始時間を受信するとすぐに開始するようにパス分解スイッチ５１２のフレームの開始時間を同期させてる。すなわち、同期処理は、発信元の送信時間と宛先Ｅ−Ｎｏｄｅの到着時間との間のすべてのネットワーク伝播遅延を補償する。唯一の制限は、到着セレットにおいてデータの受信が時間内に発生してそれを付随する出力セレット位置に収容するように、パス集約スイッチ５１１からの各受信セレットのセレット境界が発生することである。
【０２２６】
下述のように、ＳＡＩＮ転送アルゴリズムの基本に記載した情報によって、熟練技術者は、この実施形態のタイミングが発生することに納得することができる。すなわち、接続がＰｏＴの倍数ではない大量のセレットを要求しても、接続が２つの関連あるスイッチスタックにおける同じ接続ドメインのセレット位置から始まっている限り問題はない。
１．スイッチングは、境界内でセレットを処理することでスイッチングの単位としてＰｏＴ境界を使用することができる。各ＰｏＴセグメントは、ＰｏＴ境界を、汎用集約スイッチ５０１から下流のスイッチにおけるサブフレーム境界として処理し、サブフレーム境界は汎用分解スイッチ５０２で元の境界に戻る。
２．ＰｏＴセグメントｐが同じである限り、すなわち、切り替えられるデータレートが、ＰｏＴセグメント当たり１セレットとして定義される基準データレートの整数倍である限り、そのようなスイッチングは一つのセレットバッファを上回るレイテンシを追加することはない。
３．ＰｏＴセグメント当たりのセレット数が同じでなければ、各出力セレットスロットが入力セレットを持つように、２ＰｏＴセグメントのＦＩＦＯバッファがｐ＋１個のセレットを要求する。
４．たとえ整数倍が変化しても基準データレートが変化せずにそのままであれば、終端間レイテンシは一定のまま維持される。
【０２２７】
図２７は、２のべき乗長でない（長さが２９セレットである）フレームを伴う接続ドメイン内の４つの接続を示す。３つの２のべき乗長でない接続があり、“Ａ”および“Ｂ”と表記された２つの接続は５個のセレットを含み、“Ｄ”と表記された接続は３個のセレットを持つ。さらに、一つの接続は２のべき乗長であり、接続“Ｃ”は４個のセレットを持つ。これら４つの接続によって、ＳＡＩＮネットワークを用いることで付随する時間ドメインにおける転送データのレイテンシを低く確率論的なものにすることができる方法が説明される。与えられた前提から次の結果を得る。
１．フレーム（またはサブフレーム）における偶数個のセレットは、２つの半分の（サブ）フレームのそれぞれに存在する、半分の（サブ）フレームのセレットとなる。
ａ．証明：セレットにゼロからフレーム長−１までの番号を付けると、半分のセレットは偶数番号になり、残り半分は奇数番号になる。セレット番号の２進表記法の順序を逆にすると、半分のセレットが“０”から始まり、残りの半分は“１”から始まる。
２．（サブ）フレームにおける奇数番号のセレットは、他の半分よりも１個多いセレットを含む半分の（サブ）フレームとなる。
【０２２８】
図２７は、４つの接続のそれぞれの入力信号を等間隔に配置するために必要なリードタイムの量を示す。４つの中の一つだけが、ＳＡＩＮ時分割フレームが始まる直前に入力信号“Ｃ”が発生し得ることを示している。これは、“Ｃ”信号が基準データレートで動作するからである。入力信号が基準データレートの整数倍である一般的な場合、やはりそれは時分割フレームの開始直前に発生し得るが、整数の乗数が２のべき乗のときのみである。すなわち、整数倍が２のべき乗でなければＦＩＦＯバッファが必要となる。バッファのサイズは、整数倍よりも小さい２のべき乗の最大値によって決まる。この２のべき乗倍によって決まる間隔を置いて到着するすべてのセレットはバッファされる。例えば、基準データレートがフレーム当たり４セレット、入力データレートがフレーム当たり２４セレットとする。２４よりも小さい２のべき乗の最大値は８である。したがって、アンダーフローがないことを保証するために、ＦＩＦＯバッファは３セレットを保持できなければならない。
２のべき乗長のサブフレームを用いてレイテンシを最小化する実施形態
【０２２９】
本節は、ＳＡＩＮネットワークにおけるすべてのペアスイッチに関し、特に、タンデムノードにおいてペア化されたスイッチにとって重要である。２のべき乗のサブフレームを適当な方法で用いることで、レイテンシを長さが短いサブフレームにのみ依存して最小化することができる。
【０２３０】
図２７は、ＳＡＩＮアルゴリズムの別の使用を説明するための、ＳＡＩＮの接続ドメイン／時間ドメインフレームの４つの例を示す。これら例の主目的は、ＳＡＩＮネットワークにおける終端間レイテンシの最小化をもたらす方法および装置を開示することにある。
【０２３１】
図２７（ａ）は、３２，１６，８，４，および２セレットの５つの異なるＰｏＴセグメント長をサポートする６２セレットのフレームを示す。図においてＰｏＴセグメント長は減少する順序になっている。この結果、時間ドメインにおける一連の接続においてセレットがほとんどジッタなしで等間隔に並んでいる。［６２という数は２のべき乗ではないため、２つのセレットの等間隔から１セレットのずれが生じる。］ＳＡＩＮネットワーク用のリンクデータレートはメトロおよび他のコアネットワーク内で概して高いため、本例は現実世界における典型例ではない。図２７（ｂ）および図２７（ｃ）に示したように、レベル２集約スイッチ５２１からのパスＡ／Ｄペア５１３用のフレームにおいて利用可能なセレットの最大数は、１秒当たり１２５および１２８フレームの両ケースについて、偶然にも、フレーム当たり１０２４０セレットである。
【０２３２】
セレットを等間隔に配置する主たる利点は、通過ノードスイッチが、到着予定のすべてのセレットが実際に到着したことを確信するために、ＰｏＴセグメント全体を待たなくてもよいことにある。
【０２３３】
接続用のセレットの等間隔配置は２つのパラメータに依存する。それらは次の通りである。
１．ＰｏＴセグメント当たりのセレット数が２のべき乗であること。
２．フレーム当たりのＰｏＴセグメント数が、接続ドメインの仮想フレーム長における接続の始まり位置の約数であること。
【０２３４】
さらに説明するために、ＰｏＴセグメントが、低速のトラフィックが割り当てられるより小さいＰｏＴセグメントであるとする。図２７（ｂ）、図２７（ｃ）、および図２７（ｄ）は主要な結果を表している。
【０２３５】
結果は次の通りである。
１．ジッタはせいぜい１個のリンクデータレート位置（プラス１個のリンククロック周期）である。
２．任意の固定レイテンシは、たとえ小さくとも、決定可能および予測可能である。ネットワークコントローラは、それを終端間レイテンシの計測において明らかにすることができる。
３．Ｅ−Ｎｏｄｅポートの位置が、高速リンクが存在するところではセンチメートルおよびデシメートルの単位で計測可能である。計測の正確性はＧＰＳを越え得る。
【０２３６】
図２７（ｂ）は、フレームサイズが４７セレットの例である。８セレット、４セレット、２セレット、および１セレットのＰｏＴセグメントとともに、接続“Ａ”は３２セレットのＰｏＴセグメントを持つ。長さを降順にすると、各セグメントのセレットはほぼ等間隔になる。この理由は、各サブフレームの始まり位置が段落［０２６２］の第２点に記載した境界要件に合うからである。
【０２３７】
図２７（ｃ）は、３２セレットのＰｏＴを、１６，８，４，および２セレットのより小さな各ＰｏＴセグメントおよび２つの１セレットセグメントにさらに分割した例を示す。これらもＰｏＴサイズを降順にするとやはり等間隔となる。これは、さらに大幅な乱雑さを示す。
【０２３８】
図２７（ｄ）は、ＰｏＴセグメントが長さの降順であるときに起こり得ることを示す。相当のジッタが存在する。例えば、図２７（ｃ）において１６個のＰｏＴセグメントのそれぞれで常に最も左に位置していた接続“Ａ”が、そのＰｏＴセグメントの左から右までジッタとなって現れている。
【０２３９】
明らかに、すべての接続が現実世界において２のべき乗長になるわけではない。これは、パスＡ／Ｄペア５１３が関わる限り大きな問題ではない。出力する接続を伴う、発信元Ｅ−Ｎｏｄｅ２０１への入力パケットに適合するＦＩＦＯバッファは一度だけ要求される。ギガビット毎秒を越えるデータレートの転送リンクにとって、最大基準データレートは大きな２のべき乗である非常に大きなものとなる。小さな２のべき乗へのこれらの再分割によって、ここに開示した低レイテンシの通過ノードの動作が保証される。
【図１】
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【図２】
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【図３ａｂ】
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【図３ｃ】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０ａ】
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【図１０ｂ】
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【図１１】
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【図１２】
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【図１３】
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【図１４】
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【図１５】
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【図１６】
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【図１７】
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【図１８】
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【図１９】
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【図２０】
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【図２１】
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【図２２ａ】
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【図２２ｂ】
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【図２３】
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【図２４】
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【図２５】
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【図２６ａ】
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【図２６ｂ】
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【図２６ｃ】
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【図２６ｄ】
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【図２７】
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【手続補正書】
【提出日】平成24年9月27日(2012.9.27)
【手続補正１】
【補正対象書類名】特許請求の範囲
【補正対象項目名】全文
【補正方法】変更
【補正の内容】
【特許請求の範囲】
【請求項１】
ネットワーク入口ノードからのネットワークルーティング方法であって、
複数の外部デバイスからネットワーク通信を受信する工程と、ただし、各ネットワーク通信は宛先ノードに向かい、
前記ネットワーク通信を複数のパスに集約する工程と、ただし、各パスは一の宛先ノードに関連する前記ネットワーク通信の一部を含み、かつ、複数のパスフレームからなるものであり、これらパスフレームは前記一の宛先ノードに同期し、かつ、パスデータからなる複数のパスセレットを含み、
前記複数のパスを複数のスーパーパスにさらに集約する工程と、ただし、各スーパーパスは一の中間ノードに関連する前記複数のパスの前記一部を含み、かつ、複数のスーパーパスフレームからなり、これらスーパーパスフレームは前記中間ノードに同期し、かつ、スーパーパスデータからなる複数のスーパーパスセレットを含み、
前記複数のスーパーパスを転送ノードに転送する工程とを備え、
前記パスセレットおよびスーパーパスセレットにそれぞれ対応する前記パスフレームおよびスーパーパスフレームのサイズが動的に変化する、ネットワークルーティング方法。
【請求項２】
前記パスセレットおよびスーパーパスセレットが異なるサイズである、請求項１に記載のネットワークルーティング方法。
【請求項３】
前記パスセレットおよびスーパーパスセレットが単独でまたは同時に１ビットのサイズになることができる、請求項１または２に記載のネットワークルーティング方法。
【請求項４】
前記複数のスーパーパスが複数の転送ルートを経由して前記中間ノードに転送される、請求項１から３のいずれか一つに記載のネットワークルーティング方法。
【請求項５】
前記パスフレームのサイズと前記パスセレットを含むであろうフレームとを示す制御ベクトルを転送することで前記パスセレットに対応する前記パスフレームのサイズが動的に変化する、請求項１から４のいずれか一つに記載のネットワークルーティング方法。
【請求項６】
入口ノードにおけるネットワークデータルーティング方法であって、
外部デバイスからネットワーキング通信を受信する工程と、ただし、前記ネットワーキング通信は出口ノードを指定し、
前記出口ノードに制御ベクトルを渡すことで前記出口ノードとのペア接続を確立する工程と、ただし、前記接続は帯域幅を有し、
前記出口ノードとのペア接続を維持する工程と、ただし、当該維持は前記受信したネットワーキング通信に応じて帯域幅を調整する工程を含み、
前記外部デバイスからの前記ネットワーキングを集約データストリームに集約する工程とを備え、ただし、前記集約データストリームは暗黙アドレス指定されたフレームを含み、前記暗黙アドレス指定されたフレームは前記出口ノードに同期し、
前記出口ノードに渡された前記制御ベクトルが前記暗黙アドレス指定されたフレームの分解を示すデータを含んでおり、前記出口ノードにおける前記ペア接続によって前記集約データストリームの分解が行われる、方法。
【請求項７】
前記ペア接続の帯域幅がゼロになり得る、請求項６に記載の方法。
【請求項８】
前記ネットワーキング通信がパケットを含むものであり、各パケットがアドレス指定ヘッダを含むものであり、前記集約する工程が前記ネットワーキング通信から前記アドレス指定ヘッダを取り出す工程を含み、前記制御ベクトルが前記出口ノードにおける前記アドレス指定ヘッダを再構成する情報を含むものである、請求項６または７に記載の方法。
【請求項９】
前記集約データストリームが複数の集約データストリームのいずれか一つであり、各集約データストリームが出口ノードと関連するものであり、
前記複数の集約データストリームを中間データストリームに集約する工程と、ただし、前記中間データストリームは中間データノードに関連し、前記中間データノードは前記複数のデータストリームに関連する前記出口ノードの親ノードであり、
前記中間データノードとのペア接続を確立および維持する工程とを備えている、ただし、前記中間データノードとのペア接続は前記中間データストリームの分解を示す情報を含む、請求項６から８のいずれか一つに記載の方法。
【請求項１０】
ネットワーク通過ノードであって、
複数のリンクであって、それぞれが複数のネットワーク入口ノードのうちの一のネットワーク入口ノードに対応し、かつ、それぞれが発信元データストリームを前記ネットワーク通過ノードに転送するものであり、前記発信元データストリームが複数の原スーパーパスの集約を含むものであり、各原スーパーパスが複数の宛先通過ノードのうちの一の宛先通過ノードに関連するものであり、各原スーパーパスが前記ネットワーク入口ノードから複数の宛先出口ノードへのパスの集約を含むものである、複数のリンクと、
複数の発信元データストリーム分解スイッチであって、それぞれがネットワーク入口ノードへの複数のリンクのうちの一のリンクからの発信元データストリームを受信し、かつ、それぞれが各発信元データストリームからの複数の原スーパーパスを分解するように構成された、複数の発信元データストリーム分解スイッチと、
複数の交差接続スイッチであって、それぞれが複数の宛先通過ノードのうちの固有の宛先通過ノードに対応し、かつ、それぞれが、
前記交差接続スイッチに対応する前記宛先通過ノードに関連する前記原スーパーパスを受信し、
前記原スーパーパスを分解して前記ネットワーク入口ノードから前記宛先出口ノードへのパスを復元し、
前記ネットワーク入口ノードから前記宛先出口ノードへのパスを集約して宛先スーパーパスを構成するように構成された、ただし、各宛先スーパーパスは複数の入口ノードから前記固有の宛先通過ノードに関連するただ一つの宛先ノードへのパスを含む、複数の交差接続スイッチと、
複数の転送ノード集約スイッチであって、それぞれが宛先通過ノードに関連する複数の宛先スーパーパスを集約して通過データストリームを構成するように構成された、複数の転送ノード集約スイッチと、
前記複数の宛先通過ノードに各通過データストリームを転送するように構成された、複数の出力リンクとを備えている、ネットワーク通過ノード。
【請求項１１】
前記複数のリンクのそれぞれが前記複数の入口ノードから制御ベクトルを受信し、前記制御ベクトルが分解情報を示すデータを含むものである、請求項１０に記載のネットワーク通過ノード。
【請求項１２】
前記制御ベクトルが前記入口ノードからの帯域幅調整要求を示す情報をさらに含むものである、請求項１１に記載のネットワーク通過ノード。
【請求項１３】
前記ネットワーク通過ノードが前記複数のネットワーク入口ノードに同期情報を供給して前記通過ノードを前記複数のネットワーク入口ノードに同期させる、請求項１０から１２のいずれか一つに記載のネットワーク通過ノード。
【請求項１４】
前記通過データストリームの少なくとも一つが前記複数の出力リンクの一つ以上によって転送される、請求項１０から１３のいずれか一つに記載のネットワーク通過ノード。
【請求項１５】
前記集約および分解が同期かつ暗黙アドレス指定された転送アルゴリズムによって実行される、請求項１０から１４のいずれか一つに記載のネットワーク通過ノード。
【国際調査報告】
2013518528.tif 000037
2013518528.tif 000038
2013518528.tif 000039