JPH02228147A - データ・リンク制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、エラーの検出に伴って生じるウィンドウのデ
ータ・フレームの再伝送のためのＧＯ−ＢＡＣＫ−Ｎア
ルゴリズムに基づく誤り回復を用いた２重デジタル・デ
ータ伝送システムに適したデータ・リンク・コントロー
ル・プロトコルのためのアーキテクチャに関し、さらに
具体的には、エラーを検出し、パルス光通信りンクの高
データ伝送速度と比例した速度で回復を行なうことを可
能とする、ワードの個々のビットの並列処理を可能とす
るディジタル・ワード・フォーマットにより、このよう
なアーキテクチャを構築することに関する。

Ｂ、従来の技術及びその課題 ディジタル通信システムは、データを使用する人々の間
で、ディジタル化したデータを通信するために広く使用
されている。たとえば、このようなデータはファクシミ
リによって送信される図形情報、出版のためのテキスト
・データ、及びコンピュータ会社が用いているような数
値データを含んでおり、最後の２つの形式のデータは、
電話回線あるいは高速データ回線に接続されたモデムを
使用して、頻繁に伝送される。単一通信リンクで伝送さ
れる大量のデータは、一般に、同軸ケーブルにより伝送
のため電磁搬送波に多重化され変調されるか、あるいは
光ファイバによる伝送のため、光線にパルス変調される
。

ここで特に重要なのは、大量のデータを通信リンク、特
に二方向すなわち二重光フアイバ通信リンクで高速で送
信する場合である。データは通常、巡回冗長検査（ＣＲ
Ｃ）などの何らかの形式のコードとともに、バッチすな
わちパケットの形式で伝送され、これによって受信した
データのパケットをエラーのないものとみなせるかを、
受信者が検査できるようになる。エラーが検出された場
合には、パケットは除去され、受信端末装置は通信リン
クの送信端末装置に、除去されたパケットを再伝送する
よう要求する。再伝送の要求を伝送する能力は、伝送を
両方向で行なえる二重リンクにより提供される。

このような通信システムを使用する際に、かなり多くの
電気回路と複雑な機器が、伝送されたパケット、受信さ
れたパケット、及びまだ伝送されていないパケットの間
の同期関係を識別し、維持するために必然的に使われる
。そのような識別と同期とは、どのパケットを再伝送す
べきかについて、また特定のパケットが受信されたかど
うかについて混乱がないことを確認するために、いくつ
かのパケットの再伝送を要求する場合に特に重要である
。

コンピュータのグループ間のディジタル化されたデータ
を通信するための通信システムの例が、”ＡＣＭ　　Ｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　　ｏｎ　　Ｃｏ＠ｐｕｔｅｒ　
　５ｙｓｔｅ＋＊ｓ″　Ｖ　０１．４、Ｎｏ、２のＮ、
　Ｐ、　Ｋｒｏｎｅｎｂｅｒｇ、　Ｈ，Ｍ。

ＬｅｖｙとＩＪ、　Ｄ、　５ｔｒｅｃｋｅｒによるＶＡ
Ｘｃｌｕｓｔｅｒｓ　；Ａ　Ｃ１ｏｓｅｌｙ−Ｃｏｕｐ
ｌｅｄ　Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　Ｓｙｓｔｅｍ’″と
題する記事で開示されている。この記事は、２個の端末
装置間の接続のためのパスの仲裁と肯定応答を備えたス
ター形配列のデー文・パスを開示している。米国特許第
４５２７２８７号は、肯定応答パケットの管理を備えた
通信システムを開示したもので、伝送されるべき許可デ
ータ・パケットのウィンドウを備えた転送交換ネットワ
ークの内部プロトコルを用いる。米国特許第４８７７６
１４号は、任意のノードがループに時間基準を与えるマ
スク・ノードの役割を引き受けることのできる多重ノー
ド・ループの形式の通信システムを開示している。

伝送されるパケットを選択し、パケットを識別し、伝送
及び受信パケット間の同期を維持するために、これまで
利用されていたマイクロプロセッサ回路が、リンクに沿
ったデータ伝送の最大速度を制限するという問題が生じ
ている。この制限は、マイクロプロセッサの回路自体が
、それが機能することのできる速度によって制限される
という事実によって生じる。高い通信速度が、特に光フ
ァイバ・リンクで利用できるようになったが、通信リン
クの作動を制御するマイクロプロセッサ回路の応答速度
に制限があるために、リンクが高速であるということを
完全に利用できない。

Ｃ１課題を解決するための手段 通信リンクがリンクの両端の２台の端末装置の間に両方
向通信をもたらす通信システムにより、前記の問題が解
決され、また他の利点が提供される。データはデータ・
パケットの形でリンクに沿って伝送されるが、この場合
、各パケットは制御ワード及び状況ビットも含んでおり
、これらは各パケットを順次識別し、伝送の成功の確認
の要求などのメツセージや、通信エラーのために再伝送
を要求した場合の、パケットの再伝送を表示するメツセ
ージを搬送する。パケットに状況ビットや制御ワードを
含めると、順序づけ、同期化、及び誤り回復を、これら
の作業を低速で行なう汎用マイクロプロセッサを使用す
るのではなく、作動を迅速とするためにハード・ワイヤ
ードされた状態計算機を含む専用回路によって行なうこ
とのできるシステムの構築が容易となる。

同期化は、各端末装置に１個の一対のメモリを使用する
ことにより容易となる。この場合、記憶区画は、各メモ
リ内で同じ態様で配列されている。

各メモリにおいて、記憶区画はデータ・フレームに分割
されており、フレームのグループはウィンドのサブウィ
ンドウとして配置されている。ウィンドウはメモリ内で
のフレームの完全な配列である。各パケットのシーケン
ス番号は、データが記憶されているフレームの数に等し
い。各フレーム内のデータは、異なるパケットとして送
信される。

宵効なパケットを受信した場合、データは受信メモリの
対応するフレーム内に記憶される。すべてのパケットは
、エラーの検査が行なわれてから、受信メモリに記憶さ
れる。パケットの脱落は、受信したパケットのシーケン
ス番号を入力パケットと比較することにより、簡単に判
定される。この構成は、同期化機能を実行する際に、汎
用マイクロプロセッサよりも高速で動作できる状態計算
機を構築するときに、プログラム式アレイ論理（ＰＡＬ
）装置を使用することにより容易に実現される。

肯定応答信号の要求は、各サブウィンドウの終りのパケ
ットの中に含められる。しかしながら、本発明の特徴に
よれば、後続のフレームの伝送を、肯定応答信号が受信
されるまで遅らせる必要はない。むしろ、肯定応答信号
の受信にかかわりなく、後続のフレームの伝送を、所定
の時間の間続けることができる。肯定応答信号が受信さ
れたとき、状況ビットは「肯定応答待ち」から「肯定応
答受信」に変更され、伝送メモリ内の対応するデータ・
パケットに追加される。このために、完全なウィンドウ
が送られるまで、すべてのフレームのデータが主メモリ
内の記憶域に保持されることに留意されたい。データの
保持は、障害伝送が発生した場合に、データ・パケット
の再伝送を可能にする。

各サブウィンドウの最後のフレームの対応するパケット
とともに、「肯定応答待ち」などの状況を追加すること
により、ＰＡＬ装置はフレームの状況を調べ、肯定応答
（Ａｃｋ）信号が受信されたかどうかを簡単に決定する
ことができる。

本発明は、データ・リンク制御により実現される誤り回
復機構を提供する。受信端末装置によりデータ内エラー
あるいはシーケンス・エラーを検出した場合、受信端末
装置は障害伝送があることを示し、さらに障害が発生し
たデータ・フレームのシーケンス・ナンバを示すメツセ
ージを、送信端末装置に伝送する。送信端末装置は、エ
ラー・メツセージで指定されたサブウィンドウとフレー
ムに戻り、エラー・メツセージで指定されたサブウィン
ドウとフレームから伝送を再開する。再伝送の最初のパ
ケットに、状況ビットがセットされ、これが再伝送であ
ることを示す。受信端末装置は、再伝送の表示のあるメ
ツセージを受け、このパケ。

トを適切に受信したときに、肯定応答が再伝送されたデ
ータ・パケットに応じたものであることを示す状況ビッ
トを付けたＡｃｋメツセージを送る。

これはデータ送信端末装置にＧＯ−ＢＡＣＫ手順が完了
したことを知らせる。

また、データ回復手順中に経過した時間を計るために、
送信端末装置内にタイマを保持することも重要である。

回復間隔のタイミングはエラー・メツセージを受信した
ときに始まり、ＧＯ−ＢＡＣＫ手順が完了したことを示
す状況ビットを受信したときに終了する。タイマは、肯
定応答待ちの状況が伝送記憶装置内に記憶されている各
データ・フレームの状況ビット内に見出される場合にも
動作する。送信端末装置は、データ・パケット内に「状
況を知りたい」というメツセージを挿入し、タイマをス
タートする。タイマは、ｒＡｃｋ待ち」がＡｃｋ信号の
受信により、あるいはデータ回復手順の完了時に解消さ
れた場合に、リセットされる。経過時間が許容量を超え
た場合、警告インデイケータが作動し、送信端末装置に
いる人員に警告を行なう。タイマと共同して状況ビット
を使用すると、パケット・エラー後リンク再同期サイク
ル時の効率が高くなる。

データ自体とは別の、かつ伝送時のエラーを検査するた
めに用いられる巡回冗長検査（ＣＲＣ）コードとは別の
データ・パケットの部分に、すべての制御ワード及び状
況ビットがセットされているので、システムのアーキテ
クチャがデータ・パケットのサイズとは無関係に作動す
ることに留意されたい。したがって、伝送されたパケッ
トのデータ部の長さは、システムに従って小さくても、
大きくても、あるいは変化するものであってもかまわな
い。各パケットのデータ部分の長さの変動に加え、肯定
応答の要求の間のフレームの数が変動することによって
、誤り率、すなわちパケットまたはビ°ットの誤り率に
対するシステム応答に応じて、肯定応答信号を通信リン
クに沿って高い頻度で、あるいは低い頻度で送信するこ
とが可能となる。高品質伝送リンクの場合、誤り率はき
わめて低いので、パケット当り２ビット以上がエラーに
なることは、まず考えられない。したがって、システム
実現時の実際の問題として、ビット誤り率とパケット誤
り率を、同一のものとみなすことができる。

Ｄ、実施例 第１図は、２人のユーザ２２と２４が互いに通信を行な
うことを可能とする両方向（二重）データ伝送システム
２０を示す。システム２０は、全二重データ伝送リンク
３０により結合された２台の端末装置２６と２８からな
っている。たとえば、リンク３０を２本の光ファイバで
構成できるが、この場合、第１の光ファイバが端末装置
２６から端末装置２８へのデータと制御信号の単信伝送
を行ない、第２の光ファイバが端末装置２８から端末装
置２６へのデータと制御信号の単信伝送を行なう。ある
いは、伝送リンク３０を、同軸ケープルあるいは電話伝
送回線によって構成し、二重伝送を行なってもよい。し
かしながら、本発明を完全に利用できるのは、光リンク
の高速伝送の場合だけである。端末装置２６はユーザ２
２と接続し、端末装置２８はユーザ２４と接続する。

本発明を実施する際に、２台の端末装置２６及び２８は
同じ構成要素で構成され、伝送と受信のそれぞれの機能
をもたらすように動作する。端末装置２６は、メモリ３
２、送信装置３４、受信装置、制御論理装置３８、及び
インターフェース４０からなっている。同様に、端末装
置２８は、メモリ４２、送信装置４４、受信装置４６、
論理装置４８、及びインターフェース５０からなってい
る。端末装置２６では、制御論理装置３８は、メモリ３
２、送信装置３４、及び受信装置３６と接続し、制御信
号を印加して、これらの装置を作動させる。同様に、端
末装置２８では、制御論理装置４８は、メモリ４２、送
信装置４４、及び受信装置４６と接続し、制御信号を印
加して、これらの装置を作動させる。インターフェース
４０及び５０は、りンク３０と、送信装置３４．４４、
及び受信装置３６．４６の間の信号を結合するために動
作する。

システム２０の動作を、ユーザ２２からユーザ２４への
データの伝送によって説明する。本発明によれば、デー
タはまずメモリ３２に記憶され、端末装置２８への伝送
に送信装置３４が利用できるようになる。論理装置３８
の制御に基づき、装置３２からのデータは、データのウ
ィンドウを形成する一連のフレームとして、メモリ３２
にデータを配置することにより、メモリ３２に入力され
る。ウィンドウは、以下で説明するように、データ伝送
を容易にするためにサブウィンドウに分けられる。ウィ
ンドウは、論理装置３８の制御のもとで、送信装置３４
に出力され、リンク３０を介して伝送される。ビット誤
り率（ＢＥＲ）が比較的低い場合のシステム２０の通常
の動作では、各フレームは、後で詳細に説明するように
、データ及び制御ワードならびにエラー修正コード、メ
ツセージ・タイプ、及びパケットの開始と終了を示すフ
ラグからなる独立したデータ・パケットとして伝送され
る。必要に応じ、特に高い誤り率の場合、フレームの長
さとパケットのデータ部分の対応する長さを短くしても
よい。

本発明の特徴によれば、サブウィンドウの伝送には、サ
ブウィンドウ内のフレームの数を識別する見出しが先行
する。さらに、制御ワードに組み込まれた制御信号と、
各パケットのメツセージ・タイプは、受信端末装！２８
がフレームの予想到着順序と、実際に受信したフレーム
の順序を比較できるように、サブウィンドウの各フレー
ムを識別する。データ・フレームを受信装置４６が受信
するが、この受信装置４６は巡回冗長検査（ＣＲＣ）に
より、各データ・ワードのエラー・チエツクを行なづ−
で、各フレーム・ヘッドのデータが有効であることも検
査する。各パケットからの有効なデータはウィンドウの
フレームとして、メモリ４２に記憶される。しかしなが
ら、無効なデータは廃棄され、メモリ４２には記憶され
ない。このような無効なデータの結果は、メモリ４２に
記憶されたフレームの順序を予想したものと違うものに
する。さらに、無効データに応じて、送信装置４４は活
動化され、現在のフレーム伝送のシーケンスを停止させ
、障害パケットを含んでいるフレームから伝送を再開す
ることを要求する信号を送信端末装置２６に送信する。

このようにして、メモリ４２のウィンドウには、メモリ
３２のウィンドウに初めに記憶されたデータと正確に合
致するデータが充填される。メモリ３２は、データの伝
送後も、すべてのデータが正しく受信されたことを確認
するために、肯定応答信号が受信端末装置２８から送信
端末装置２６へ送信されるときまで、データを記憶しつ
づける。次いで、データはメモリ３２からダンプされ、
ユーザ２２から他のデータを受信するためのスペースを
与える。また、メモリ４２のデータはユーザ２４に転送
され、メモリ４２をクリアして他のデータを入力できる
ようにする。以下にさらに詳細に説明する上記の動作に
よって、システム２０はユーザ２２からユーザ２４へ、
データを正確に送信することができる。システム２０は
、逆方向に同様の態様で動作し、ユーザ２４からユーザ
２２へのデータ送信を行なうことができる。

第２図は、システム２０の動作を制御するために、制御
信号が各パケット内に組み込まれるという、本発明の他
の特徴を説明するのに役立つ。制御信号は、パケットが
何らかのデータを含んでいるか否かにかかわりな（、パ
ケット内に存在することができる。前記の例を参照する
と、端末装置２８から端末装置２８に移動するパケット
は、制御信号とデータの両方を含んでいる。これとは対
照的に、肯定応答信号と再伝送要求信号は、データが何
も入っていないパケットで伝送される。各パケットのビ
ットの伝送は、リンクに沿って直列に行なわれる。たと
えば、リンク３０が光ファイバで構成されており、送信
装置３４のパルス電気信号が、インターフェース４０に
より、光ファイバが伝送する光のパルスに変換される場
合、各パケットのビットは光ファイバで直列に送信され
る。

同様に、リンク３０が同軸ケーブルで構成されている場
合、ビットを電磁搬送信号のパルス変調として形成する
こともでき、この場合ビットは直列に伝送される。

直列伝送信号は、シフト・レジスタ５２を使用して、並
列信号に変換される。並列出力線は、各パケットの各種
のフィールドを識別するフィールド認識回路５４に印加
され、パケットからの制御信号の迅速な抽出を可能とす
る。データ及びエラー検査コードが認識回路５４によっ
てデータ・エラー・チエッカ５６に対して出力され、エ
ラー・チエッカ５Ｂは周知の態様で作動して、データを
メモリ４２の入力に利用できるようにし、かつデータに
エラーがないか否かを示す検査信号を線５８に出力する
。線５８上の検査信号は、以下で説明するように、デー
タの再伝送の要求を発生させるのに使用するために、制
御論理装置４８に印加される。パケットのそれぞれのフ
ィールドの並列処理は、受信端末装置２８の回路が、デ
ータが伝送されるのと同じ速度で作動するのを可能にす
る。

本発明の他の特徴として、メモリ３２のウィンドウを、
それぞれに入っているフレームの数が少ないサブウィン
ドウに分割し、送信端末装置２６で受信端末装置２８か
ら肯定応答信号を受信する頻度を増加させるようにする
こともできることに留意されたい。肯定応答信号の頻度
を高めることは、誤り率が高くなることのあるリンク３
ｏにおけるノイズの多い環境の場合に、もっとも有効で
ある。これは、エラーがサブウィンドウ内で発見される
場合に再送信しなければならないフレームの全数を減少
させる。サブウィンドウのサイズの変更は、所定の時間
間隔中の否定応答（ＮＡＣＫ）の数を数えることにより
、システム２ｏによって自動的に達成される。これらの
機能は、制御論理装置３８と４８を使用することにより
達成される。

第３図を参照すると、論理装置３８の高速な動作は、ラ
ッチ６２、クロック６４、及び、カウンタ６６と共にプ
ログラム式アレイ論理（ＰＡＬ）装置６０によって装置
３８を構成することにより達成される。ＰＡＬ装置６ｏ
は、市販されているものであり、固定論理ルーチンを実
行するために、接続及びプログラムを容易に行なえるも
のである。

Ｄ型フリップ・フロップとして構成できるラッチ６２を
用いて、肯定信号を待つ状態、新しいデータを受信する
用意のできた空きメモリ・フレームの状態、あるいはデ
ータを放出する用意のできたロード済みメモリ・フレー
ムの状態のような、システム２０の特定の状態を表すデ
ィジタル信号のビットを記憶する。コマンドの順序に加
えて、他のコマンドを、プログラム・メモリ６８に記憶
してもかまわない。第３図に示すように、カウンタ６６
及びメモリ８８と、ラッチ６２及びＰＡＬＭ置６装との
相互接続は、典型的な相互接続手法を表し、論理装置３
８の構成内でのこれらの要素の使用を説明するために設
けられたものである。ＰＡＬ装置６０とラッチ６２の総
数が、以下で検討するように、論理回路３８によって提
供される特定のプログラミング及び論理機能によって決
定されることを理解されたい。また、論理装置４８が論
理装置３８と同じ態様で構成され、したがって、論理装
置３８の説明が論理装置４８にも適用されると理解すべ
きことに留意されたい。また、制御論理装置３８は、フ
レーム、あるいはデータの書込み読取りが行なわれるフ
レームの一部を選択するために、ＰＡＬ装置６０に応じ
てメモリ３２をアドレスするためのアドレス・ジェネレ
ータ７０を含んでいる。システム２０の前記の動作、な
らびにシステム２０の構成及び動作に用いられたアーキ
テクチャ及びプロトコルによって、システム２０は、今
まで利用可能であったものよりもがなり高いデータ転送
率でデータの正確な伝送を行なうことができる。この作
動を可能にするアーキテクチャとプロトコルという新し
い特徴を、ウィンドウ内でのフレームの特定の配置と、
制御信号をデータ搬送パケットへ組み込むためのパケッ
トの特定の様式化を参照して、以下に詳細に説明する。

データ伝送時に検出したエラーの修正のために、通信シ
ステムの一般的な方法では３つの修正モードがある。１
つのモードは、最初の伝送中に不完全であると判定され
たデータのパケットの伝送を繰り返すことである。第２
のモードにおいては、連続したデータ・パケットの直列
伝送が停止され、伝送シーケンスは障害データのあるパ
ケットまで戻り、このパケットをすでに送信されている
ことのあるシーケンスの以降のすべてのパケットと共に
再伝送する。エラー修正の第３のモードにおいては、追
加情報が、各データ・パケットと共に伝送され、その情
報は伝送中に脱落または変化したデータの部分を再生成
するのに十分なものとなる。

周知のように、これらのモードのそれぞれは、発信者に
伝送障害を通知するための送方向への伝送の誤り率、伝
送速度、及び利用可能度などにもよるが、特定の状況で
有用なものである。本発明は、データが正確に受信され
たかどうか、あるいはデータの障害伝送があったかどう
かを確認するメツセージを発信者に伝送できる二重デー
タ伝送システムで使用することを目的としたものである
。したがって、前記データ修正モードの最初の２つだけ
が、本発明のシステムにおいて使用される候補となる。

第４図は、ビット誤り率の関数として、前記データ修正
のモードの最初の２つに対するデータ伝送の効率を示す
図である。ある意味で、障害伝送を受けたデータ・パケ
ットだけを選択的に反復することが、このモードが再伝
送しなければならないパケットの数を最小にするので、
データ・リンク制御に対し理想的な・プロトコルになる
と思われる。

しかしながら、前記の第２のモード、すなわち障害を受
けたパケットから始まるデータ・パケットのシーケンス
の再送信は、伝送システムを構成することによってより
簡単に実現される。第４図は、比較的低いＢＥＲに対し
て、２つの修正モードがほぼ同じスループット効率をも
たらすことを示している。したがって、これらの２つの
モードのいずれをも、高速低ＢＥＲ伝送システムの構成
に用いることができる。第２のモード、すなわち、障害
パケットから始まるパケットのシーケンスの再伝送を、
本発明のシステムの構成に用いる。

第５図は、ウィンドウ７２内のフレーム７０の配置を示
すメモリ３２の線図である。ウィンドウは、ビットの誤
り率の高い環境でデータ伝送の効率を改善するために、
サブウィンドウ７４に分割される。フレーム７０は、以
下に説明するプログラムに従い、アドレス・ジェネレー
タ７６（第３図）によって選択される。一般に、データ
のパケットは、単一フレーム７０のデータからなってい
る。

しかしながら、必要に応じ、データ・パケットを、フレ
ーム７０の半分に記憶されたデータのような、少ない量
のデータで構成することもできる。

サブウィンドウの各々は、ユーザ２２からユーザ２４に
伝送されるデータのフレームの順序を定義する。サブウ
ィンドウのすべてのフレームのデータ・パケットの伝送
の終結時に、肯定応答信号（Ａｃｋ）が、端末装置２８
から端末装置２６に送られる。ウィンドウ７２のすべて
のフレームのデータ・パケットを伝送した後、ウィンド
ウのフレームは、ユーザ２２からさらにデータを受信す
るためにクリアされる。

データの伝送が失敗したことを示すエラー信号の形の否
定応答（ＮＡＣＫ）を受信した場合、エラー信号は、失
敗した伝送のデータを含むフレームの識別記号を含む。

次いで、エラー信号に応じて、そのフレームのデータな
らびに後続のフレームのデータのパケットが、端末装置
２６から端末装置２８へ再伝送される。その後、成功の
旨の肯定応答が受信されると、一連の伝送が、次のサブ
ウィンドウから続行される。これらの再伝送を達成する
際のシステム２０の動作を、システム・アーキテクチャ
とプロトコルによって、以下で説明する。

第６図は、送信端末装置２６の送信メモリ３２のフレー
ムと、受信端末装置２８の受信メモリ４２のフレームの
配列を示している。

ＤＬＣメモリのアーキテクチャは以下の通りである。

５１２にバイトの送信メモリ ５１２にバイトの受信メモリ サブウィンドウはＮフレームである（５１２バイト／フ
レーム） サブウィンドウ状況 送信メモリ（ＷＲＩＴＥ／ＲＥＡＤ／ＷＡＩＴ　　ＡＣ
Ｋ） 受信メモリ（ＷＲＩＴＥ／ＲＥＡＤ） −　フレーム・シーケンス＝メモリ内のフレーム・アド
レス 第６図は、データ・リンク制御のメモリ・アーキテクチ
ャを説明するのに役立つ。本発明の好ましい実施例の構
成の例として、これらの記憶装置の各々は、５１２にバ
イトのデータの記憶域を備えている。１，０２４個のフ
レーム７０があり、そのそれぞれが５１２バイトの記憶
域を持つ。端末装置２６から端末装置２８への各種のフ
レームのデータの伝送中、データが各フレームから順次
伝送されるが、この場合、各フレームのシーケンス番号
は、フレーム及びメモリのアドレスに等しい。第８図及
び後続の第７図ないし第１４図は、高速データ・リンク
制御（ＤＬＣ）に適したプロトコルによって、本発明の
新規な特徴を説明するために使用される。上記のように
、データ・メツセージのフレーム指示及びエラー回復の
ための機構は、ＧＯ−ＢＡＣＫ−Ｎに基づいている。た
だし、Ｎはデータ・パケットにエラーが見つかったシー
ケンス中のフレームの番号である。

この説明は、ＤＬＣアーキテクチャの設計における２つ
の重要な考慮事項、すなわち各データ・メモリ（メモリ
３２と４２）の管理及びフレーム構造の形態を対象とす
る。上記のように、多重ウィンドウ手法がアーキテクチ
ャに用いられるが、その多重ウィンドウ手法は、ウィン
ドウ７２とサブウィンドウ７４を含んでいる。５１２に
バイトのデータというメモリ・サイズを選択し、光リン
クのような長距離データ・リンクのパイプライン要件を
構たすようにした。各サブウィンドウ７４は、同じ数の
フレーム７０を有する。

送信メモリとしてのメモリ３２の作動に用いられる状況
の数は、受信メモリとしてのメモリ４２の作動に用いら
れるものと異なっている。また、メモリ３２のウィンド
ウ７２を送信ウィンドウと呼び、メモリ４２の対応する
ウィンドウを、受信ウィンドウと呼ぶと便利である。各
送信ウィンドウは、これに関連した３つの状況を有し、
これらの３つの状況は制御論理装置３８の状況メモリ、
７８の２つの状況ビットにより識別される。フログラム
・メモリ６８の制御のもとで、カウンタ６６と協調する
ラッチ６２の１つは、第３図で破線によって示されるシ
ーケンサ８０の機能を与えるのに役立つ。制御論理装置
３８の場合、状況メモリを、送信状況メモリと呼び、制
御論理装置４８の場合、状況メモリを、受信状況メモリ
と呼ぶ。

各状況メモリは、たとえば、本発明の好ましい実施例に
おいて、１２９Ｘ９ビツトのアレイを有すルスクラッチ
・パッド・メモリとして構成されている。これらのビッ
トによって定義される状況は、次の通りである。（００
）Ｗｒ　ｉ　ｔ　ｅｌ　（０１）Ｒｅａｄｓ　　（１１
）Ａｗａｉｔｉｎｇ　　Ａｃｋａもしウィンドウまたは
サブウィンドウの状況が書込みであれば、このウィンド
ウは、空であるとリストされ、受信したデータをこのウ
ィンドウに書き込むのに利用できる。

周知のように、開放型システム間相互接続（Ｏ８Ｉ）モ
デルのシステム・アーキテクチャにおいては、アーキテ
クチャを重なり合った一連の層で構成されるものとして
説明している。たとえば、システム２０の構築に用いら
れた回路構成要素及びその他の機器を扱う物理層、前記
構成要素の制御と操作に関連するＤＬＣ層、ならびにデ
ータをシステム２０のメモリに書き込み、またシステム
２０のメモリから抽出するネットワーク層がある。

層の説明において、物理層はＤＬＣ層の下にあると考え
られ、ネットワーク層はＤＬＣ層の上にあると考えられ
る。他の周知の層が、ネットワーク層の上に配置される
が、次の説明で言及する必要はない。

それゆえ、前記Ｏ８Ｉモデルの層に関して、ウィンドウ
の状況がＷ　ｒ　ｉ　ｔ　ｅであれば、このウィンドウ
は空で、ＤＬＣの上の層が書き込むのに利用できる。Ｒ
ｅａｄという状況は、ウィンドウに記憶されているデー
タにウィンドウから読み出され、端末装置２６から端末
装置２８ヘデータ伝送リンク３０を経て送られる準備が
ととのっていることを示す。Ａｃｋ待ち状況は、ウィン
ドウのデータが送られ、送信端末装置２６がＡｃｋメツ
セージを待っていることを示す。

送信メモリに対する２個のポインタ、すなわち、Ｗ　ｒ
　ｉ　ｔ　ｅポインタとＲｅａｄポインタがある。

Ｗｒ　ｉ　ｔ　ｅポインタは、ＤＬＣ層の上の層により
制御される。Ｒｅａｄポインタは、ＤＬＣ層により制御
され、正規の伝送とエラー状態の両方で利用される。メ
モリ３２からのフレーム７０のデータの伝送中に、制御
論理装置３８は、次のサブウィンドウの伝送更新に進む
前に、送信済みのウィンドウに対するＡｃｋ信号の受信
を待たずに、Ｒｅａｄの状況を有するサブウィンドウの
データを連続的に送信することを指示する。サブウィン
ドウのデータが送られた後、制御装置３８は、サブウィ
ンドウの状況を（１１）　、Ａｃｋ待ちに変える。

その後、現在のサブウィンドウの（１１）という状況に
応じて、ＤＬＣ層は受信端末装置２８に対し、受信端末
装置２８の論理制御の状況を要求するメツセージを送る
。

受信メモリは、送信メモリと同じ構成を有しているが、
２個の状況条件のみを用いている。２個の状況条件は、
（００）Ｗｒ　ｉ　ｔ　ｅと（Ｏｆ）Ｒｅａｄである。

受信Ｗｒｉｔｅ状況は、受信側のＤＬＣが、受信したデ
ータを受信メモリに書き込むことを可能とする。データ
を受信メモリに書き込んだ後、受信側ＤＬＣは状況を（
０１）、Ｒｅａｄに変える。ＤＬＣの上の層は受信した
データを読み取り、受信端末装置２８における状況をＷ
ｒ　ｉｔ　ｅ　（００）に変える。受信端末装置２８で
受信されたデータは、伝送データと関・連したＣＲＣＬ
ラーについて検査される。シーンス・エラーも生じるが
、シーケンス・エラーとは受信フレームの数と受信フレ
ームの予想される数の間の整合性の欠如である。このよ
うな整合性の欠如は、データ・フレームを、ノイズある
いは伝送エラーのその他の原因のため受信装置４６が受
信しなかった場合に発生する。

受信装置４６が受信したデータは、データに関しシーケ
ンス・エラーあるいは、ＣＲＣエラーがない場合だけ、
受信メモリ４２に記憶される。受信装置４６は、連続的
に受信される各種のフレームのデータを予期し、シーケ
ンスからの何らかのずれには、受信装置４６がエラーと
フラグを付けることに留意されたい。エラーが検出され
た場合には、このエラーに関連したデータは廃棄され、
エラー・メツセージが、予想フレームの識別番号ととも
に、受信端末装置２８から送信端末装置２θへ送られる
。

受信装置４６は、予期シーケンスが正確に受信されるま
で、データのすべての入力パケットを廃棄する。上述し
たように、それぞれフレームのシーケンス番号は、送信
記憶装置内のそのフレームのアドレスに等しい。シーケ
ンス番号をフレームの送信メモリのアドレスに等しくす
るという本発明の特徴は、受信メモリ内のデータ記憶域
の配列が、送信メモリ内の記憶域の配列とまったく同じ
イメージとなるので、システム２０が受信メモリ４２に
迅速にアクセスするのを可能とする。これによって、シ
ステム２０が高速データリンクをサポートできるように
なる。

第７図はデータ・メツセージのフレーム構造を示し、第
８図は対応するＡｃｋメツセージ構造を示す。第７図と
第８図の両方に示された構造は、フレーム構造が２つの
制御フィールドからなる本発明の詳細な説明している。

これらの制御フィールドは、それぞれが状態計算機とし
て機能するメツセージのタイプ、送信あるいは受信状況
ビット、及び制御論理装置３８あるいは４８に対する命
令を含んでいる。この命令は、入力メツセージを迅速に
供給し、実時間速度でメツセージを処理することを可能
とする。本発明のこの特徴は、高速データ・リンクを取
り扱うことのできるＤＬＣプロトコルの実現を容易にす
る。本発明の構成に用いられるメツセージには７種類の
タイプがある。すなわち、データ、Ａ　ｃ　ｋ　（ウィ
ンドウまたはフレームにされることがある）、「状況を
知りたい」、「状況受信」、エラー　「誰かいますか」
及び「準備できています」である。

すべてメツセージのタイプには、共通した４個の基本フ
レーム指示ブロックがある。開始フラグ、メツセージ・
タイプ、制御ワード、及び終了フラグである。第７図は
、データ・メツセージを構成するのに使用されるこれら
のブロックを説明している。これらの４つの基本ブロッ
クと共に、データ・メツセージはさらに実際のデータと
データ用のＣＲＣを含んでいる。開始フラグは４個の連
続した１を含んでおり、次にメツセージ・タイプ・フィ
ールドが続く。メツセージ・タイプ・フィールドは、４
個のメツセージ・タイプのビット、送信メモリのどの５
１２にのページが現在、送信端末装置２６によって処理
されているのかを示すページ・ビット、送信端末装置２
６との同期を維持するため、いつ自分のページ・ビット
をトグルするのかについて受信端末装置２８に命令する
ビット、及び送信端末装置がエラー状態なのかどうかを
示す送信状況ビット。

ページ・ビットは、１２８番目のウィンドウが送信端末
装置２６により送られた後でトグルされる。データ・メ
ツセージのタイプは、０００１である。送信状況ビット
は、受信状況ビットが０に等しい入力エラー・メツセー
ジによってセットされる。送信状況ビットは、Ａｃｋメ
ツセージすなわち受信状況ビットがセットされたエラー
・メツセージによりリセットされる。パリティ・ビット
は、伝送前に７個のビットに追加される。制御ワードは
、送信されている現在のフレームを示す３個のビット、
送信されている現在のウィンドウを示す７個のビット、
そのウィンドウあるいはフレームのシーケンサのいずれ
かを増分する時期を受信装置４６に示す２個のビット、
及びウィンドウまたはフレームに対しＡｃｋを要求する
２個のビットからなる。

フレームのデータ部分は柔軟性があり、リンク３０のＢ
ＥＨに従って変化できる。これは、単位時間当りの誤り
パケットに対する正しいパケットの比として得られるＢ
ＥＨの測定値により、リンクのＢＥＲに基づくデータ・
ブロックの長さを変えることにより達成される。リンク
のＢＥＲが増加した場合、パケット・サイズは、制御論
理装置３８により減少させられる。Ａｃｋ要求がＤａｔ
ａメツセージ内に組み込まれているという本発明の特徴
により、その時点のリンクのＢＥＲに基づいてＡｃｋ要
求間の時間間隔を変えることが可能となる。ＢＥＲが比
較的高い状態では、ＡＣｋ要求間の時間間隔は、制御論
理装置により減少させられる。低ＢＥＲ状態では、Ａ　
ｃ　ｋ要求間の間隔を、サブウィンドウ当り１つの要求
という最大値に増化させることができる。本発明のアー
キテクチャは、ＢＥＲに従って、各フレームに対して、
あるいは、任意の数のフレームに対してＡｃｋ信号を要
求することができる。フレームのＣＲＣ部分も可変であ
って、必要なエラー検出有効範囲の量により、１６．３
２．４８、または５６バイトにプログラムできる。１０
００のビット・ストリームによって表される終了フラグ
は、フレームの終りを示す。

第８図は、ＡＣｋ（ウィンドウあるいはフレーム）メツ
セージに対するフレームの形式を説明する図である。こ
のメツセージは、データ・メツセージ内の送信端末装置
２６によるＡｃｋ要求に応じて受信端末装置２８により
生成される。Ａｃｋメッセージに対するメツセージ・タ
イプは、００１０である。ページ・ビットは、受信メモ
リ３２のページ状況を示している。パリティ・ビットは
、上記の７個のビットに生成される。制御ワードは、フ
レームに肯定応答があったことを示す３個のビット、肯
定応答を受けているサブウィンドウを示す７個のビット
、制御論理装置３８に対するＡｃｋのタイプ（ウィンド
ウあるいはフレームのいずれか）を示す４個のビット、
７個のビットのグループのそれぞれに生成され、伝送前
に制御ワードに追加される２個のパリティ・ビットを含
んでいる。

第９図は、エラー・メツセージの形式を示す。

エラー・メツセージは、無効シーケンス番号、または、
ＣＲＣエラーのような、誤りデータ・メツセージの受信
に応じて、受信装置により生成される。エラー・メツセ
ージに対するメツセージ・タイプは０１０１である。ペ
ージ・ビットは、受信ページ状況を示す。受信状況ビッ
トは、受信装置が正規モードかエラー・モードかを示す
。パリティ・ビットは、上記ビットの妥当性を確認する
ために生成される。制御ワードは−１誤りフレームを示
す３個のビットと、誤りウィンドウを示す７個のビット
で構成される。ページ・ビットと共にこれらのビットは
、送信端末装置２６が前へ戻って、特定フレームからデ
ータを再送信することを可能にするため、送信制御装置
３８により使用される。２個のパリティ・ビットが、ワ
ード内のビットの妥当性を保証するために、制御ワード
に追加される。

第１０図は、「状況を知りたい」というメツセージを説
明する図である。このメツセージは、ＤＬＣポインタが
ｒＡｃｋ待ち」状況を有するウィンドウに遭遇した場合
に、送信端末装置２６によって生成される。このメツセ
ージのメツセージ・タイプは、００１１である。ページ
・ビットは、送信制御装置３８がＡｃｋ待ち”という状
況を検出したページを示す。送信状況ビットは、送信端
末装置２６のモード、すなわち正規またはエラーのいず
れかを示す。パリティ・ビットは、メツセージ・タイプ
・ビットの妥当性を保証するために追加される。制御ワ
ードは、肯定応答されなかったフレームを示す３個のビ
ットから構成される。制御ワードは、さらに、肯定応答
されなかったパケットのサブウィンドウを表示する７個
のビットを含む。２個のパリティ・ビットは、データの
保全性を保証するために追加される。

第１１図は、受信状況メツセージの構成を示す。

このメツセージは、「状況を知りたい」というメツセー
ジに応じて、受信端末装置２８によって生成される。こ
のメツセージのメツセージ・タイプは、０１００である
。ページ・ビットは、受信メモリ４２のページ状況を表
示する。受信状況ビットは、受信端末装置２８の状況が
エラーか、標準かを示す。パリティ・ビットはデータ保
全性のために供給される。制御ワードは、期待フレーム
を表示する３個のビット、期待ウィンドウを表示する７
個のビット、及びパリティの検査によりデータ保全性を
保証する２個のビットで構成される。

第１２図は、「誰かいますか」と「準備できています」
に対するメツセージを示す。このメツセージのメツセー
ジ・タイプは、それぞれ０１１０と０１１１である。パ
リティ・ビットは、データの妥当性を保証するためメツ
セージ・タイプに追加される。制御ワードは、このメツ
セージが送られた時期を示すためのタイム・スタンプと
して使用される１０個のビットで構成される。制御ワー
ドはさらに、それぞれ「誰かいますか」あるいは、「準
備できています」というメツセージを示す００００ある
いは、１１１１のいずれかである４個のビットからなっ
ている。この冗長度は、メツセージが適切に解釈された
ことを保証するために使用される。２個のパリティ・ビ
ットも、その保全性を保証するために、制御ワード内で
使用される。

このメツセージは、往復ループ・タイムを計算し、かつ
長時間にわたる遊休リンク条件におけるリンクの連続性
を有効にするために、電源投入時に使用される。

第１３図は、正規のＤＬＣ伝送と肯定応答を説明する図
である。「送信（Ｔｒａｎｓｍｉｔ　）　Ｊは、ＴＸと
略記され、「受信（Ｒｅｃｅｉｖｅ）　ＪはＲＸと略記
される。最初に、送信端末装置２６は、０に等しい送信
状況ビットを付けてデータ・メツセージを送る。受信装
置はこのメツセージを正確に受信し、サブウィンドウの
伝送の終結時に、Ａ　ｃ　ｋ信号を送ることにより応答
する。この同じメツセージの交換は、サブウィンドウが
正確に受信されるたびに繰り返される。各サブウィンド
ウは、この例では８個のフレームである。サブウィンド
ウ・サイズを、この時点でリンクのＢＥＲに基づいて変
更することができる。また、Ａｃｋ要求が、データ・メ
ツセージ内にあるので、システム２０はフレームごとに
、Ａｃｋ信号の周波数を変えることができる。

第１４図は、ＤＬＣ誤り回復機構を説明する図である。

ＤＬＣエラー回復機構の概要は、次のとおりである。

−誤りデータ・メツセージは禁止ビットをセットシ、エ
ラー・メツセージを開始する。

活動禁止ビットはタイマの再スタートを阻止する。

−エラーメツセージはタイムアウトを有する（ＲＸ状況
ビット＝１の時タイマ・ストップ）。

−ＲＸ状況ビット＝０を有するエラー・メツセージはＴ
Ｘ伏況をセットする。

−ＴＸ状況ビット＝１を有するエラー・メツセージはＲ
Ｘ杖況をセットする。

−ＡＣＫメツセージ（フレームあるいはウィンドウ）あ
るいはＲＸ状況＝１を育するエラー・メツセージはＴＸ
状況ビットをリセットする。

ＴＸＸ状況ピット〇を有するデータ・メツセージあるい
は「状況を知りたい」メツセージは、ＲＸ状況と禁止ビ
ットをリセットする。

以下、詳しく説明する。

送信端末装置２６は、０に等しい送信ビットを有するデ
ータ・メツセージを始める。データはこの例では、ＣＲ
Ｃあるいはシーケンス・エラーのため不正確に受信され
る。受信端末装置２８は、受信端末装置２８の制御論理
装置４８内に含まれているエラー・メツセージ再試行タ
イマ８２をスタートするこにより応答する。制御装置３
８と４８が両方とも同一の構成を有していて、リンク３
０の両方向に、データの伝送ができるので、−タイマ８
２は第３図の制御論理装置３８内に示されている。この
例において、送信端末装置２８は、タイマ８２の再スタ
ートを禁するために、禁止ビットをセットすることによ
りさらに応答し、０番こセットされた受信状況ビットを
有するエラー・メツセージを送る。送信制御装置３８は
０に等しいエラー・メツセージの受信状況ビットを感知
すると、送信ビットを１にセットすることにより応答し
、誤り回復サイクルを始める。送信端末装置２６は、エ
ラー・メツセージ内で指定゛されたサブウィンドウとフ
レームに戻り、送信を開始する。送信端末装置２６は、
１に等しくなっている送信状況ビットを有するデータ・
メツセージを送る。受信端末装置は１に等しい送信状況
ビットを有するデータ・メツセージを感知すると、受信
した状況ビットを１にセットすることにより応答する。

ここで、フレームのデータが正確に受信されていると仮
定する。この場合、受信端末装置２８は、１に等しい受
信状態ビットを宵するＡｃｋメツセージを送る。

送信端末装置２６は、Ａｃｋメツセージを受信したら、
ｒＧＯ　　ＢＡＣＫＪ状態が完了したことを示すために
、送信状況ビットをリセットする。

送信端末装置２６は、以降のデータ・パケットの送信を
続ける。次のデータ・メツセージは、０に等しい送信状
況ビットを有しており、受信端末装置２８が受信すると
、受信状況ビットと禁止ビットの両方をリセットする。

エラー・メツセージ再試行タイマ８２は再ロードされ、
０に等しい送信状況ビットを有する他の誤りデータ・メ
ツセージを受信するまで、使用禁止とされる。受信ビッ
トが１の場合、タイマ８２は使用禁止とされる。受信状
況ビットがリセットされた場合、受信状況ビットをリセ
ットするデータ・メツセージが正しくなければ、タイマ
８２は再スタートされ、受信されたデータが正しければ
、再ロードされ、使用禁止とされる。タイマ８２は、次
の誤りデータ・メッセージが受信されるまで、使用禁止
のままである。

前記の例で、ｒＡｃｋ待ち」の状況に送信制御装置３８
が遭遇した場合、制御装置３８は、「状況を知りたい」
というメツセージを開始し、「状況を知りたい」という
メツセージの伝送の間の時間を規定するために、送信制
御装置３８でタイマ８２をスタートさせる。タイマ８２
は、送信状況。

ビットが１に等しいとき、使用禁止となり、「Ａｃｋ待
ち」という条件がまだ存在するならば、送信ビットがリ
セットされるとき、再スタートされる。タイマ８２は、
ｒＡｃｋ待ち」という条件が送信端末装置２６で軽減さ
れた場合に、再ロードされ、使用禁止となる。

送信及び受信状況ビットならびに禁止ビットは、ｒＧＯ
ＢＡｃＫＪ機能のための制御された効果的なアルゴリズ
ムが実現できるようにするために、本発明の特徴として
提供される。これらのビットは、ｒＧＯ　　ＢＡＣＫＪ
機能が効果的に達成されるようにする。本発明による送
信及び受信状況ビットの提供は、送信端末装置２６と受
信端末装置２８が、システム２０のいずれかの端末装置
にきわめて複雑な（高性能な）マイクロ・プロセッサを
必要とせずに、通信される特定のデータ・フレームに関
して同期することを可能にする。本発明による禁止ビッ
トの提供は、受信した誤りパケットによるエラー・タイ
マの定常的な再スタートを阻止する。これは過剰な再ロ
ードによる、電力を節減する。前記のシステム２０の動
作は適応性があり、ＤＬＣの適応性は、制御論理回路４
８に加え、制御論理回路３８の特性が、リンク３０のＢ
ＥＨに従って変化することを可能とする。誤り率はリン
ク３０の光構成で用いられるレーザ駆動装置の電源の導
入容易度によって、変動することがある。

システム２０の性能に関し、ｒＧＯ−Ｂａｃｋ−Ｎ」ア
ルゴリズムが実施しやすいことは、きわめて高速な通信
回線に対するプロトコルを可能にする。システム２０の
スルーブツト・パフォーマンスは、１０−９以下の比較
的低いビット・エラー率を特徴とする。ｒＧＯ−ＢＡＣ
ＫＪ再伝送により、失敗した各パケット伝送は、リンク
帯域幅の１往復間隔というむだを生じる。往復をＤにし
、１秒当りのビットのリンク速度をＣにし、パケット・
サイズをＳにし、Ｄの間、すなわちＮ＝ＤＸＣ／Ｓのと
きに送られるパケットの数をＮとする。

首尾よく分配される合計に個の伝送をパケットが必要と
している場合には、伝送にＫ（Ｎ＋１）＋１の帯域幅が
使用される。ＢＥＲとパケット・サイズの積であるパケ
ット・エラー率Ｐに基づいて、平均帯域幅消費■は次式
で求められる。

１＋Ｎｐ −ｐ 持続リンク・スループット効率は、したがって次のよう
になる。

スループット Ｎ＝１とおくことにより、同じ分析を、障害伝送のそれ
ぞれが待つのが１パケット伝送時間だけである理想ＤＬ
Ｃプロトコルに適用できる。上記のように、第４図はＧ
Ｏ−ＢＡＣＫ−Ｎアルゴリズムと理想ＤＬＣの間のリン
ク・スルーブツト効率の比較を表す。１０−９以下のＢ
ＥＲに対し、２つの形式の制御が、はとんど同一の性能
を有することがわかる。

第１５図は、第１図の送信端末装置２６の作動を説明す
るのに役立つプログラムの流れ図である。

第１５図において、プログラムは、送信メモリ３２の作
動に対し、ブロック８８で示される。サブウィンドウと
パケット・サイズを選択することにより、ブロック８６
でスタートする。送信メモリ３２がブロック９０でクリ
アされ、各サブウィンドウ７４で各フレーム７０（第５
図）に対する状況ビットが、ユーザ２２からデータを受
信するために（第１図）、ブロック９２で示されるよう
にＷＲＩＴＥにセットされる。ブロック９４で、ユーザ
２２からのデータ２２は、ブロック９８で、送信メモリ
３２にロードされ、その後ブロック９６において、状況
ビットがデータで溝たされているフレームのＲＥＡＤに
変更される。フレームがデータで滴たされ、状況がＲＥ
ＡＤに変更されると、メモリ３２に、データをリンク３
０を介して受信端末装置２８へ出力する準備ができる。

ＲＥＡＤポインタを移動し、データがパケットとして伝
送される一連のフレームの最初のフレームを指定するこ
とにより、ブロック９８で始まるデータの読取りが達成
される。ブロック１００において、フレームのデータは
、データ・パケットとして、りンク３０を介して受信端
末装置２８へ伝送される。その後、ブロック１０２にお
いて、次のフレーム及び後続するフレームのデータは、
一連のパケットで直列に伝送され、単一のサブウィンド
ウのすべてのフレームのデータの伝送を完了する。フレ
ームからのデータの伝送後、サブウィンドウのそれぞれ
のフレームに対する状況ビットは、ブロック１０４で示
されるように、「肯定応答待ち」にリセットされる。状
況の要求はブロック１０８で送られるが、この要求は肯
定応答信号に対するものである。肯定応答信号の受信の
失敗は、第１７図のプログラム流れ図で取り扱われる。

第１５図の流れ図は、第１５図の第２の図にあるブロッ
ク１０８に続く。第１の図は第１５Ａ図とし、第２の図
を、第１５Ｂ図とする。接合点Ａ１Ｂ１Ｃは、第１５Ａ
図と第１５Ｂ図の流れ図の各部分をつなぐために与えら
れている。たとえば、流れ図は、接合点Ａを介してブロ
ック１０６からブロック１０８へ流れる。ブロック１０
８で、送信端末装置２６は、最後のサブウィンドウのデ
ータが送られたかどうかについて検査する。ブロック１
１０で示されるエラー・カウンタを使用して伝送エラー
の発生頻度を測定し、ブロック８８において適切なサブ
ウィンドウ・サイズの選択を可能とするようにして、上
記のように誤り率に見合った肯定応答信号の望ましい頻
度を達成する。ブロック１０８において、データの最後
のサブウィンドウが送られてしまっている場合には、動
作はブロック１１２へ進み、ここでカウンタ１１０が読
み取られ、リセットされて、カウンタ１１０の内容をブ
ロック８８でサブウィンドウとパケット・サイズを選択
する際に使用する。データ書込みとデータ読取りのサイ
クルは、最後のサブウィンドウのデータの伝送が成功し
た後、繰り返される。

しかしながら、データの最後のサブウィンドウが送信さ
れていない場合には、動作はブロック１１４に進み、エ
ラー・メツセージを受信されたかどうかを判断する。エ
ラー・メツセージが受信されていないときは、動作はブ
ロック１１６に進み、ここで、データが受信端末装置２
８へ伝送するサブウィンドウの次のブロックへ、ＲＥＡ
Ｄポインタを進める。次いで、動作は、データ・パケッ
ト内の次のフレームのデータを伝送するために、ブロッ
ク１００に戻る。

ブロック１１４において、エラー・メツセージが受信さ
れている場合、動作はブロック１１８に進み、ここでフ
レームがまったく受信されない、あるいは受信したがエ
ラーがあったというエラー・メツセージで指定される、
以前に伝送されたフレームに、ＲＥＡＤポインタが戻さ
れる。これは、本発明の動作に用いられるＧＯ−ＢＡＣ
Ｋ−Ｎフレーム・アルゴリズムに従っている。次いで、
動作はブロック１２０に進み、ここでフレーム内及びデ
ータ・パケット内の状況ビットがセットされ、データ・
パケットが以前に伝送されたデータのブロックの再伝送
であることを示す。動作はブロック１２２で継続し、エ
ラー・メツセージが受信されたことを示すために、カウ
ンタ１１０のカウントを増加させる。送信メモリ３２の
データの完全なウィンドウの伝送中に受信された各エラ
ー・メツセージに対し、カウンタ１１０のカウントが増
加し、ウィンドウのデータの伝送が終結時に、カウンタ
１１０がウィンドウ・データの伝送中に受信されたすべ
てのエラー・メツセージの完全なカウントを示すように
なる。光ファイバ・データ・リンクにおいて、予想され
るデータ誤り率は、非常に低く１０１４ビツトで１工ラ
ー程度である。このような低い誤り率では、２個以上の
ビットがデータ・パケット内でエラーとなり、ビット誤
り率がパケット誤り率と等しくなるようなことはありそ
うもない。したがって、誤りパケットの発生セグメント
をカウントすることにより、ブロック１１０のエラー・
カウンタは、サブウィンドウ・サイズをセットするのに
役立つ情報と、特定のＢＥＲの環境での動作に適する肯
定応答反復頻度パラメータを与える。

第１６図において、受信端末装置２８の動作を、ブロッ
ク１２４で開始するプログラム流れ図を利用して詳細に
説明する。最初に、ブロック１２６で受信メモリ４２は
クリアされ、メモリ４２のフレーム各々の状況ビットが
ブロック１２８でＷＲＩＴＥにセットされ、端末装置２
６からの端末装置２８により受信されるデータを記憶す
る。入力データ・パケットの受信が、ブロック１３０で
行なわれ、その後、ブロック１３２において、各パケッ
トのシーケンス番号を指定する組込みビットが検査され
、パケット識別記号が、データを記憶するメモリ・フレ
ームと一致することを確認する。

たとえば、データ・パケットを端末装置２８で受信しな
かったという状況で、障害シーケンス・エラーが発生す
ることがあるが、この場合、受信される次のパケットは
受信すると予測した次のパケットよりも高いシーケンス
番号を有するように思われることになる。パケット識別
番号が正確ならばブロック１３４で、各パケットのデー
タを伴った巡回冗長度検査（、ＣＲＣ）が、データが正
確で、ビット・エラーによって変わっていないことを決
定するために用いられる。正確なシーケンス番号を監視
するためのブロック１３２での障害、するいは、エラー
のないデータを受信するためのブロック１３４での障害
により、動作はブロック１３６へ進み、ここで端末装置
２８はＧＯ−ＢＡＣＫ工程を開始し、伝送障害を生じた
以前に伝送されたフレーム・データに戻るよう、端末装
置に命令する。

ブロック１３６でＧＯ−ＢＡＣＫ工程を開始すると、動
作はブロック１３８へ進み、ここで受信端末装置２８は
送信端末装置２θ工ラー信号を送るが、このエラー信号
は、伝送障害の生じたフレームとパケットのシーケンス
番号を含んでいる。次いで、動作はブロック１３０へ戻
るが、ここで入力データ・パケットが受信され、正しい
シーケンス番号を有する再送信データ・パケットが受信
されたかどうか決定するために、ブロック１３２で検査
される。パケットの部分を形成する制御ワードにはパケ
ットの状況を、再送信パケットに対して、最初に送信さ
れたパケットであると識別するビットが組み込まれてい
るので、再送信パケットと最初に送信されたパケットの
間に混乱がないことに留意されたい。

ブロック１３４で、受信パケットが正確であると判断さ
れた杖態において、動作はブロック１４０へ進む。ブロ
ック１４０でＧＯ−ＢＡＣＫ工程は終了し、受信メモリ
のフレームにある状況ビットを、以下で説明するように
、セットし、メモリ４２からユーザ２４へのデータの読
出し全可能にすることができる。動作はブロック１４０
へ進み、ここでデータがメモリ４２の適当なフレーム内
に記憶される。データ・パケットのフレーム番号とシー
ケンス番号が等しく、同一の識別記号またはシーケンス
番号を有する送信メモリ３２のフレームと同期した正し
いフレーム内に、データが記憶されるようにすることに
留意されたい。ブロック１４２で説明するように、必要
なフレーム内にデータを記憶した後、ユーザ２４に対し
てデータの読出しを可能にするために、フレームの状況
ビットはブロック１４４でＲＥＡＤに変更される。

受信端末装置２８は、ブロック１４８で、送信端末装置
２６から送信された肯定応答要求を監視する。Ａｃｋ要
求が受信されている場合には、ブロック１４８において
、肯定応答信号が、受信端末装置１２８から送信端末装
置２６に送られる。獲得要求を受信しているか、あるい
は、そのような要求が受信され、応答されている場合に
は、動作はブロック１５０へ進み、ここで送信端末装置
２８はメモリ４２の最後のフレームがデータで滴だされ
ているかどうかを確かめる。最後のフレームがデータで
満たされているか、あるいはデータがさらに送信されな
いことを示す制御ワードが受信されている場合には、動
作はブロック１５２へ進み、データがユーザ２４にメモ
リ４２から読み出される。ブロック１５０で、最後のフ
レームが充填されていないか、あるいは伝送終了信号が
受信されていない場合には、動作はブロック１３０へ戻
り、他の入力データ・パケットを受信する。

第１７図は、肯定応答要求と肯定応答信号の受信の間の
間隔のタイミングに関するプログラム流れ図を使用して
、送信端末装置２６の動作の態様を示す図である。手順
は、第１図の送信メモリ３２内のデータ・フレームの状
況ビットの読取りを行なうブロック１５４から始まる。

状況ビットを読み取る場合、ブロック１５６において、
状況ｒＡｃｋ待ち」があるかどうかが判明する。「Ａｃ
ｋ待ち」状況がない場合、動作はブロック１５４で状況
ビットをさらに読み取るために戻る。

ｒＡｃｋ待ち」状況がある場合に、動作はブロック１６
８へ進み、ここで送信端末装置２６は受信端末装置２８
に肯定応答要求を送る。肯定応答を要求した場合、タイ
マ８３（第３図）がブロック１６０でスタートし、肯定
応答を受信端末装置２８から受信するまでに経過した時
間を測定する。

ブロック１６０で開始。

動作はブロック１６２で継続し、送信端末装置２６は肯
定応答を受信したかどうかを決定する。

肯定信号を受信している場合には、タイマ８２はブロッ
ク１６４でリセットされ、その後、動作は状況ビットを
さらに読み取るためにブロック１５４に戻る。ブロック
１６２で、肯定応答を受信していない場合には、エラー
信号が受信端末装置２８から送信端末装置２６で受信さ
れたかどうかに関する決定が、ブロック１６６でなされ
る。他の信号が受信されていないならば、送信端末装置
２６は、ブロック１６８でパケットの正規の伝送を実行
し続ける。しかしながら、ブロック１６６で、エラー信
号が受信されている場合には、動作はブロック１７０で
継続し、伝送障害の生じたパケットの再伝送、ならびに
エラー信号の受信前に受信端末装置２８に送られたパケ
ットの再伝送を行なう。これは、ＧＯ−ＢＡＣＫ−Ｎア
ルゴリズムに従っている。ブロック１７０での再伝送手
順の実行に続いて、データ・パケットの正規の伝送がブ
ロッ〉１８８で再開される。　ブロック１６０でスター
トしたタイマ８２は、作動を続け、ブロック１５８で肯
定応答要求以後、過度に長い時間が経過したかどうかを
調べるために、ブロック１７２で、読み取られる。過度
に長い時間が経過していたら、システム２０が誤動作し
、データが受信端末装置２８に到着していない可能性が
あることを、送信端末装置２６の操作員に警告するため
に、警報がブロック１７４で活動化される。さらに、ブ
ロック１７６で、システム・アーチテクチャの上層には
、通信リンクが故障し、誤動作したことが警告される。

ブロック１７２で、過度の時間が測定されていない場合
には、動作はブロック１６２へ戻り、肯定応答が受信さ
れたかどうかに関してさらに検査する。肯定信号を最終
的に受信するか、あるいは警報がブロック１７４で作動
し、自動作動に端末装置２６及び２８両方にいる人員が
割り込んで、修正処置を取るまで、動作はブロック１６
２と１７２の間でループを継続する。

前記の動作によって、本発明のアーキテクチャとプロト
コル及び通信システムを実現することにより、高速なデ
ータ伝送と、伝送エラーが検出された場合の迅速なデー
タの回復がもたらされる。

これは、個々のパケットのシーケンス番号に等しい識別
番号を備えた同じ様式のフレーム構成を有する送信及び
受信メモリにデータ・パケットの記憶域を配置すること
により達成された。さらに、本発明の特徴は、状態計算
機として機能するハード・ワイヤード論理装置とプログ
ラム式配列論理装置によって同期を容易にするために、
パケットの状況に関して同一の情報を両方の端末装置に
提供するデータ・パケット内に組み込まれた状況ビット
と制御ロードを用いて、可能となった。状態計算機は、
エラーの検出と、エラーに対する端末装置の応答などの
通信システムで起こる特定の事象に応答する。

Ｅ６発明の効果 本発明によれば、データ・リンクを介してのデータ伝送
速度を向上させることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明を用い、通信リンクにより結合された
送信端末装置と受信端末装置を包含する通信システムの
略図である。 第２図は、データ及びシーケンス・エラーについて、パ
ケットを高速で検査するための、第１図のシステムにお
けるデータ・パケットのシリアル伝送ビットの並列処理
を示す図である。 第３図は、第１図のシステムに対する同期、及びデータ
回復手順の迅速な制御を行なうため、ハード・ワイヤー
ド状態計算機にデータ・リンク制御を実現するための第
１図の制御論理装置の構成要素を示す図である。 第４図は、障害パケットのみが再伝送される第１の形態
と、障害パケットならびに伝送された可能性のある後続
のパケットが再伝送される第２の形態において、データ
回復サイクルを使用するための、ビット誤り率（ＢＥＲ
）の関数として伝送効率を示す線図である。 第５図は、ウィンドウ、サブウィンドウ、及びフレーム
を定義するために第１図の端末装置の各々に用いられる
メモリの略図である。 第８図は、第１図のシステムのためのデータ・リンク制
御（ＤＬＣ）に用いられるメモリのアーキテクチャを説
明する線図である。 第７図は、第１図のシステムによって伝送されるデータ
・メツセージのフレーム構造を示す図である。 第８図は、肯定応答メツセージのメツセージ・フレーム
構造を示す図である。 第９図は、エラー・メツセージのフレーム構造を示す図
である。 第１０図は、状況を要求するメツセージのフレーム構造
を示す図である。 第１１図は、受信端末装置の状況を伝達するメツセージ
のフレーム構造を示す図である。 第１２図は、２つのメツセージ、「誰かいますか」と「
私は準備できています」のフレーム構造を示す図である
。 第１３図は、正規ＤＬＣ伝送と肯定応答のタイミング図
である。 第１４図は、ＤＬＣ誤り回復機構の動作を示すタイミン
グ図である。 第１５図は、第１図の送信端末装置の作動のプログラム
流れ図を開示する第１５Ａ図と第１５Ｂ図という２枚の
図面で構成された図である。 第１６図は、第１図の受信端末装置の作動のプログラム
流れ図を開示する図である。 第１７図は、肯定応答タイミング手順のプログラム流れ
図を示す図である。 出願人　　インターナシ１ナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝 （外１名） 第 圀 χ 図 纂 図 外り・ズ−／て−ジのフレーム利１途 纂 圀 エヤー・メー／ｌＰ−ジ・フレームａ遺篤 ＡＣＫメツｔ−ジフレームネ眸造 笛 圀 −ズ況を知り１：し−コ　フレーＡネＷ犯Ｌ電 ｉ 図 １吹拮状況」フレーム湘１肱 直信−１ｔ’　Ｘヒ・、ト 正規のＤＬＣＪ信と肯丈応答 第　１３図 受信４にΔ巴　ピー、ト ＤＬＣ工っ一面榎へ橋 笑　１４　　図 晴間

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）第１の端末装置から第２の端末装置へデータを伝
   送する際のエラーの変動を補償するためにデータ・リン
   クを適宜制御する方法において、 送信メモリのウィンドウに配置されたデータ・フレーム
   の配列として、第１の端末装置において送信メモリ内に
   データを記憶し、 ウィンドウを各々が前記ウィンドウよりも少ないフレー
   ムを有するサブウィンドウに分割し、１つのパケット内
   のデータが１つのフレームから得られる一連のパケット
   内においては連続したフレームからデータを送信し、 シーケンス番号によりパケットを識別する制御信号を、
   前記パケットの各々に組み込み、 前記パケットを前記両端末装置で受信し、 伝送障害を検出するためのシーケンス番号及びビット・
   エラーに対する試験により、前記パケットを検査し、 前記第２の端末装置の受信メモリに前記試験をパスした
   パケットのみを記憶し、前記試験の少なくとも一方をパ
   スしないパケットを不合格パケットとし、 前記第１の端末装置から前記第２の端末装置へ不合格パ
   ケットを再伝送し、 パケット誤り率を得るために、データのウィンドウの伝
   送中に発生する不合格パケットの数をカウントし、 再伝送の遅れを最小限にし、リンクの利用を増すために
   、パケット誤り率にしたがって前記サブウィンドウの寸
   法を変更することからなる、方法。
2. （２）第１の端末装置から第２の端末装置へデータを伝
   送する際のエラーの変動を補償するために、データ・リ
   ンクを適宜制御する方法において、第１の端末装置にお
   けるデータを、送信メモリのウィンドウに配置されたデ
   ータ・フレームの配列として送信メモリに記憶し、 ウィンドウを各々が前記ウィンドウよりも少ないフレー
   ムを有するサブウィンドウに分割し、１つのパケット内
   のデータが１つのフレームから得られる一連のパケット
   においては連続したフレームからデータを送信し、 シーケンス番号によりパケットを識別する制御信号を、
   前記パケットの各々に組み込み、 前記パケットを前記両端末装置で受信し、 伝送障害を検出するためのシーケンス番号及びビット・
   エラーに対する試験により、前記パケットを検査し、 前記第２の端末装置の受信メモリに、前記試験をパスし
   たパケットのみを記憶し、前期試験の少なくとも一方を
   パスしないパケットを不合格パケットとし、 前記第１の端末装置から前記第２の端末装置へ不合格パ
   ケットを再伝送し、 パケット誤り率を得るために、データのウィンドウの伝
   送中に発生する不合格パケットの数をカウントし、 前記データ・リンクを介したデータ伝送の速度を最大限
   にするために、パケット誤り率にしたがって前記サブウ
   ィンドウの寸法を変更し、 不合格パケットのシーケンス番号を示すエラー信号を、
   前記第２の端末装置から前記第１の端末装置へ報告する
   ことからなり、 前記伝送ステップ中、ＧＯ−ＢＡＣＫアルゴリズムにし
   たがい前記不合格パケットに続いて送信されたパケット
   の再伝送が行なわれ、 前記再伝送ステップ中に、各パケットを再伝送パケット
   として識別する制御信号を、各パケットに組み込むステ
   ップがあり、 シーケンス番号が、前記シーケンス番号を有するパケッ
   トのデータを含んでいる前記ウィンドウ内のフレームの
   番号に等しくされており、かつ前記受信メモリのデータ
   が、前記送信メモリのウィンドウ内のフレームの配列と
   同一の前記受信メモリのウィンドウ内のフレームの配列
   内に記憶される方法。
3. （３）第１の端末装置から第２の端末装置へデータを伝
   送する際のエラーの変動を補償するために、データ・リ
   ンクを適宜制御する方法において、第１の端末装置にお
   けるデータを、送信メモリのウィンドウに配置されたデ
   ータ・フレームの配列として、送信メモリに記憶し、 ウィンドウを各々が前記ウィンドウより少ないフレーム
   を有するサブウィンドウに分割し、１つのパケットのデ
   ータが１つのフレームから得られる一連のパケットにお
   いては連続したフレームからデータを送信し、 シーケンス番号によりパケットを識別する制御信号を、
   前記パケットの各々に組み込み、 前記パケットを前記両端末装置で受信し、 伝送障害を検出するためのシーケンス番号及びビット・
   エラーに対する試験により、前記パケットを検査し、 前記第２の端末装置の受信メモリに、前記試験をパスし
   たパケットのみを記憶し、前記試験の少なくとも一方を
   パスしないパケットを不合格パケットとし、 前記第１の端末装置から前記第２の端末装置へ不合格パ
   ケットを再伝送し、 不合格パケットのシーケンス番号を示すエラー信号を、
   前記第２の端末装置から前記第１の端末装置へ報告し、 パケット誤り率を得るために、データのウィンドウの伝
   送中に発生するエラー信号の数をカウントすることから
   なり、 シーケンス番号が、前記シーケンス番号を有するパケッ
   トのデータを含んでいる前記ウィンドウ内のフレームの
   番号に等しくされており、 前記受信メモリのデータが、前記送信メモリのウィンド
   ウ内のフレームの配列と同一の前記受信メモリのウィン
   ドウ内のフレームの配列内に記憶され、 サブウィンドウの全フレームの伝送の完了後、続いて送
   信されるパケット内の前記制御信号の一部として組み込
   まれている肯定応答を要求する要求信号を、前記第１の
   端末装置から前記第２の端末装置へ送るステップがあり
   、 さらに、前記第２の端末装置ですでに受信されたパケッ
   トが前記試験をパスしたことを肯定応答する肯定応答信
   号を、前記第２の端末装置から前記第１の端末装置へ報
   告することを包含しており、エラー信号が、前記受信メ
   モリ内の記憶データのシーケンス番号を、データを記憶
   しているフレームのフレーム番号と比較することにより
   生成され、さらに、前記データ・リンクを介してのデー
   タ伝送速度を最大限にするために、パケット誤り率にし
   たがって肯定応答−要求信号の反復頻度を変更するステ
   ップを包含する方法。
4. （４）第１の端末装置から第２の端末装置へデータを伝
   送する際のエラーの変動を補償するためにデータ・リン
   クを適宜制御する方法において、 前記第２の端末装置で受信されるように、一連のデータ
   ・パケットを前記第１の端末装置から前記第２の端末装
   置へ送信し、 前記第２の端末装置によるデータ・パケットの受信の肯
   定応答を求める要求信号を、前記第１の端末装置から所
   定数のデータ・パケット後に周期的に送信し、 前記肯定要求信号に応答して、エラーのないパケットを
   受信したときには肯定応答信号であり、エラーのあるパ
   ケットを受信したときにはエラー信号である応答信号を
   、前記第２の端末装置から第１の端末装置へ報告し、 ＧＯ−ＢＡＣＫアルゴリズムにしたがってエラーで受信
   されたパケットを再送信し、 エラー信号の数を、送信されたパケットの数と比較する
   ことにより、パケット誤り率を定式化し、さらに、誤り
   率が増加すると、前記肯定応答−要求信号の反復頻度が
   増加するように、前記パケット誤り率に従って前記肯定
   応答−要求信号の反復頻度を変更することからなる方法
   。