"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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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SAINSynchronizedAdaptiveINfrastructureの最上位概要同期式適応的基盤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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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QDRQuantumDataRate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。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。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。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。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。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。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。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。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UTCCoordinatedUniversalTimeに同期させることを含み得る。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。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。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。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MEFMetroEthernetForumのような機関によって定義された規格といったMANMetropolitanAreaNetwork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。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PUI210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。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。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。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。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QDRQuantumDataRateを表す。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。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4a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。第2のドメインは図4b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。図4bは図4a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。]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。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。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4aおよび図4c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4bおよび図4d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。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のべき乗長の接続図4eおよび図4f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4f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4e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5a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5b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。図5c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5cは、図5cの接続ドメイン150および図5d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5d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5e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5aおよび図5cにおける開始時間の違いのせいで、図5eにおけるセレットは図5b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5aおよび図5d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5bおよび図5e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5a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。図5d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5e加えて図5c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5cおよび5e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5d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6aおよび6b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6b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6cに示した5セレットの接続は図6a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6bに示した第1のPoTセグメントの代わりに図6cに示したように今度は2個のセレットを含む。図6eおよび6f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。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。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。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。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AlberLaszloBarabasiによるLinkedtheNewScienceofNetworks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。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。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。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。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。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。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。]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。]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、10で終わる、または21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。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。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。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=2n1ただし、n=1INTlog2F-1である。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。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。接続mに割り当てられるセレットの数は、接続m1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。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。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m1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m1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。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,F1...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5c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5d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。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。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。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。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。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。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FSI122である。FSI=fspF/F2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。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1601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。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2602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。動作3603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4604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。動作5605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3603に戻る。もしそうであれば、システムは動作6606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。動作7607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8608、または直交クロック131にパルスを送る動作9609。そして、動作10610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3603を動作させる。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=106kHz1GHz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=INTTotN/F×2Exp/2Exp3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=INTLOG2F-12、である。これら数式を用いて、FSI=INT106×0.125/3,856×213/213=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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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5012.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。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5022.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。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5032.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。PSTNPublicSwitchedTelephoneNetwork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。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。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。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。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。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UTCCoordinatedUniversalTime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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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15aに示したようなステップが適用される。図のステップ1621は新たな接続の到着を示す。ステップ2622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3623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4624に対する答えを含む。ステップ4624で提起された質問に対する答えがNoの場合、ステップ5625が発生する。ステップ6626は、ステップ4624および5625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。図15b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。図15b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1631から始まる。ステップ2632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。ステップ3633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。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SLAServiceLevelAgreement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。SAINノードの物理接続を示す図図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。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。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。第1の論理リンクは、図17a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17bおよび17c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。図17b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17b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。図17c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。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。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。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。入口パラメータ化ユーザインタフェースPUI210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入口PUI211aは、まず、そのアドレスキャッシュ216および接続IDCID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。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17a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18a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。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。パラメータ化ユーザインタフェースPUI210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。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ROHCRObustHeaderCompressionのRTFと同様である。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。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。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、=INTE-Nodeアドレス/644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MOD645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。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1247525×499個のモデルネットワークのパスの62525×25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、24950020×12475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。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。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。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。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。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PUI210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。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。図17b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18b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。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。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17c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18c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。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。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。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。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。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。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。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。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、MPLSMultiprotocolLavelSwitching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。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。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。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。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。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。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。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QDRQuantumDataRate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。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。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=100MbpsL2最小集約帯域幅=フレームセグメント×QDR=50×100=5GbpsL2最大集約帯域幅=L2セレットサイズ×L2クロックレート=16×1.5625GbpsL2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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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。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p1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。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。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。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。図27a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27bおよび図27c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。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。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。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27b、図27c、および図27dは主要な結果を表している。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。図27b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。図27c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。図27d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27c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。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。"