JPH02288531A - 通信媒体アクセス方法及び装置 - 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】 在的ユーザ弐〇間で共有され、上位有界の決定時それ自
身のヘッダを備えた個別のパケットの形て後に再開され
る。

このような機構はかなり精密であり、安定して使える２
つの優先レベルを簡単に所有し、さらにを行うことので
きる通信媒体にアクセスするための方法および装置に関
する。

る。

ことなく所望の優先レベルをユーザｌに割り当てり当て
られた２つの帯域に分けられる。これら２つの帯域への
時間スロットの割り当ては通信量の的である。

特許ＦＲ−＾−２５７２１ｉ０６、ＥＰ−Ａ−１７９６
２９に、データまたは音声を送信するパケット送信シス
テムが記載されている。音声は優先権を有し、デーｉ・
パケットの送信を中断することができ、この送信はにあ
ろうとも通信媒体にアクセスできる比較的均一な制御を
許す方法を提供することにある。

本発明の別の目的は優先レベルの関数として連結され得
る簡単な割り込み活用を行うことにある。

本発明の別の目的は媒体へのアクセスの完全に分散化し
た制御を行うことにある。

これらの目的は、異なった優先レベルを有する複数の潜
在ユーザ〆に割り当てられ、上位有界の、ｆユーザザに
よって前記通信の終了前に前記時間スロットのうち１つ
あるいは複数のものについて割り込まれ得るようになっ
ており、引き続く割り込みが連続している 方法によって達成される。

いて、 一前記回線争奪を制御するデータを、新しいべてが周期
的に伝送し、 優先権データと比較し、どのユーザーが時間枠を構成し
ている複数の時間スロットのそれぞれに伝送する権限を
与えられたているかを決定し、−１つあるいは複数の時
間スロットに伝送をユーザｆの回線争奪チャンネルに沿
って伝送される優先権データを記録しているからである
。

各ユーザーのレベルで、割り込まれた通信の文脈が引き
統〈割り込みの順序で記憶され、通信媒体が再び自由に
なったとき逆の順序で出力され、すぐ前の割り込まれた
通信の文脈が最初に出力される。

低い方の優先権を有するユーザーに対して一時的に割り
込みを行なうプリエンブトを実施するように成るユーザ
ーに与えられたオプションも規定され得る。

たとえば、プリエンブトは割り込まれることになってい
るユーザーに依存する時間にわたって、従って、すなわ
ち、その優先レベルの関数として送信中のユーザｊのそ
れよりも上位にあり、この送信中のユーザｆが割り込み
を受けざるを得ないときに許可される。

通信媒体へのアクセスの回線争奪は、たとえば、　Ｃ３
ＭＡ−ＣＲ（Ｃａｒｒｉｅｒ　５ｅｎｓｅ　Ｍｕｌｔｉ
ｐｌｅ　Ａｃｃｅｓｓ−←ユーザーの優先権データの最
後のデータ・ビットで搬送されるデータが、次のビット
時間についてそのユーザノを必要に応じて選定するため
「有資格者」状況を獲得することは３つの可能性を惹起
する。すなわち、 一次の回線争奪前にバスが自由になったならばこのユー
ザｔはこのバスにアクセスし、このユーザナが「選ばれ
る」ことになる。

−次の回線争奪の前にこのユーザｆがバスに再度アクセ
スせず、この回線争奪で勝者になった場合には、「有資
格者」に留まる。

−次の回線争奪前に再びバスにアクセスせず、この回線
争奪で敗者になったときには、そのザザ選定サイクルは
いくつかのビットにわたって生じ、ＴＳｓのデータ流と
必ずしも同期化されることなく、いくつかのＴＳｓの時
間を超える時間にわの通信媒体のアイドル時間を制限す
るために、媒体へのアクセスのための第１．第２の回線
争奪は有利に実施されるが、第１の回線争奪はそのとき
に媒体へアクセスしつつあるユーザーを含むすべをセー
ブした文脈が立ち上げられて新しい割り込争奪は媒体に
その瞬間にアクセスしつつあるユーザナを除いてすべて
のユーザｆ％間で同時に実施される。第２の回線争奪の
結果は、第１の回線争奪の時間中に媒体にアクセスしつ
つあるユーザーが媒体から自由である場合に使用される
。これら２つの回線争奪は同期していても、非同期であ
ってもよい。

合、この枠内でそれに属するものとされるＴＳｓは必ず
しも一定の位置を持つ必要はない。

本発明の一特徴によれば、ＴＳｓの位置は融通性を与え
られ、ＴＳｓの割り当てが各粋のスタートでユーザｆに
よって再リクエストされ、最高位の優先レベルのユーザ
ーがまずサービスを受け、それザｆの望ましくない割り
込みを防ぐために、通信媒体へのアクセスを得たユーザ
ｆの優先レベルは所定の量だけ自動的に増分され得る。

この量は、４云 行っているかどうかに依存し、そして、その優先レベル
に依存し得る。

具を先に中断させられたユーザ、ｆが再び媒体へのアク
セスを与えられたとき、それに応じて再出現した割り込
みの時点で、ユーザー優先レベル＋する必要がある場合
、そのユーザーの優先レベルがこの枠の終りに近づくに
つれて漸次に高まると好ましい、このユーザーが枠の終
る前に満足を得られなかった場合には、その優先レベル
は高まり続け、この優先レベルの上昇率はユーザｌがｎ
−１個の引き統〈枠にわたってなお満足を得らセスを得
るのに成功しないｎ個の枠の合計時間に相当する可変遅
延は受信ユーザーのレベルで与えられて送信ＴＳｓへの
アクセスについての遅延における不確実性から生じるじ
りたを補正する。

成る同じＴＳｓが、引き続く枠の関数として時分のビッ
トが送られた瞬間とメツセージが受信ユーザｆのところ
に遅過ぎて到達した瞬間の時間間隔の逆関数として行わ
れる。優先レベルがこのように高まることによって、メ
ツセージの終りは記憶き、ユーザーは媒体へのアクセス
から利益を受け１回ずつ繰り返され得る。ここで、Ｋは
２より大のアクセスを得たユーザーが割り込まれたとき
、そして、その通信の文脈が記憶されたとき、割り込ま
れたユーザ≠の優先レベルはアプリケ−ここて、Ｃ３Ｍ
Ａタイプ以外の回線争奪プロトコル、たとえば、上位有
界の回線争奪時間を有するＣ３ＭＡ−ＣＤ（（：ａｒｒ
ｉｅｒ　５ｅｎｓｅ　Ｍｕｌｔｉｐｌｅ　Ａｃｃｅｓｓ
−Ｃｏｌｌｉｓｉｏｎ　Ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ）を使用す
ることができることは了解されたい。

本発明は上記の方法を実施するための装置にも関するも
のである。

本発明による方法および装置の他の特徴ならびに利点は
添付図面に関連した、限定的な意味のない以下の説明を
読むことによって理解して貰えよう。

以下の説明の例として、複数の潜在ユーザｆによって共
有される通信媒体が８ビツトの並列データ・バスＤＢで
あり、ハス・アクセスが所定の決定時間を有するＣ５Ｍ
Ａ−ＣＲタイプ回線争奪プロトコルを介して行なわれる
ものと仮定する。データはしてその使先権データを送信
する。優先権データを送信することによって行なわれる
。アドレスは同じ優先レベルを有するいくつかのユーザ
ー間での識別を許す、そのユーザＩにとって特別の値で
８つの並列導体を通してたとえば１バイト分を搬送し、
１ビツト時間（クロックＨのピリオド）にわたって持続
する。

各ユーザｆに対して、それ自身の優先レベルとアドレス
を有する使先権データが組み合わされる。優先権データ
は、たとえば、優先レベルに８ビツト分、アドレスに８
ビツト分の１６ビツトの長さである。

帯域幅の少なくとも一部を占有すべくバスＤＢへのアク
セスを得ようとしているユーザヂは、たとえば、端線て
形成された回線争奪バスＣＢな通からバスＣＢを通して
送られる優先権データは同期化される。いくつかのユー
ザｆが同時にデータ・バスＤＢにアクセスしようとして
いる場合、選択がＣ３ＭＡ−ＣＲ回線争奪プロトコルに
従って実施される０回線争奪サイクルは優先権データ・
ビットの数に等しい多数のビット時間にわたって生じる
０回線争奪サイクルの終りで、回線争奪で勝ったリクエ
スト・ステーションの優先権データが各試みることを許
される。すなわち、 −待機することなく、また、枠内で１つまたはいくつか
のＴＳｓからなり、そのメツセージを蒼にはプリエンブ
トすることなく、 −ＴＳｓが１つまたはいくつかの通信に係属し、現行の
通信の割り込みによるプリエンブトの可能性についてな
んらの備えのない場合には成る現行の通信の割り込みよ
るプリエンブトと共に送信を試みることが許されるので
ある。

現行の通信の割り込みの場合、この通信の文脈ＴＳｓの
一定の位置的割り当てが通信ピリオド中にユーザーに割
り当てられた場合には、各ＴＳのレベルでｒ　ＦＩＬＯ
，モード（ファーストイン・ラストアウト）で作動して
いるフレーム・メモリＦＭに格納されたままであり。

−割り込まれた通信がパケット・モードであり、そして
、１つの枠から次の枠まで可変位置を占めるＴＳｓ内て
同期通信が行なわれている場合にはｒＦＩＬＯ，タイプ
の文脈メモリＣＭ内に格納されたままとなる。

引き続いて高くなる優先レベルを有するユーザーが先に
確立された通信が完了する前にプリエンブトによってハ
スＤＢへのアクセスを引き続いて獲得した場合にはいく
つかの割り込みは連結され得る。

いくつかの連続した文脈はメモリＦＭ、ＣＭ内で積み重
ねられ、そのうちの最高位の優先レベルをもつものは出
力に最も近いものとなる。プリエンブトされていた最後
のユーザ丼がその送信を終了したとき、バスへのアクセ
スを許す決定かメモリＦＭ、ＣＭの出力部のところに与
えられていた文脈の関数として行なわれ、また、回線争
奪バスＣＢ上のそれらの存在を知らせる他の可能性のあ
るユーザーも考慮する。

以下に、データ・バスＤＢアクセス装置の構造と動作に
ついて一層詳しく説明する。

邑１皮上互■五Ｊ 通信チャンネルに接続した各ステーションはスレーブ時
間基準を有する。異なったステーションに対す、る時間
基準の同期化は１周期的性号の供給と共に、冗長度の複
写を行ないながら共通のステーションによって実施され
る。この共通ステーションは各ステーションのリセット
も指令する。

枠間期化は枠内の終りから２つめのビットのところで共
通の導体５ＴＯＰの活性状態によって定められ、最後の
ビット時間のスタートのところでカウンタＣＴ２　（第
１図）をゼロにセットし、ｌクロック・ピリオド後に、
すなわち、　ＴＳ　　Ｎｏ、ＯのスタートでレジスタＲ
１の出力をゼロにセットする。　５ＴＯＰ導体は制御信
号を搬送するバスＳＢの一部をなす、各ステーションが
受信した際、５ＴＯＰ導体によって供給される信号は１
ビツト時間の半分だけ遅延させられ、Ｃｒ２によりて感
知された予想枠の最後のＴＳの中間で終る５ＴＯＰ−Ｒ
信号となる。

そのために、　５ＴＯＰ信号は２つのＤタイプのフリッ
プ・７０ツブＦｌ、Ｆ２を通る。最初のフリップ・フロ
ップＦ１は、そのクロック入力部で、ス。

チージョンに従属するスレーブ時間基準Ｏ５Ｃからくる
クロック信号Ｈな受は取り、そのアクティブ・エツジは
データ・バスＤＢを通して送られてくる時間ビットの起
点と同相である。第２のフリップ・７０ツブＦ２はその
クロック入力部のところでＨの補数である信号Ｈな受は
取る。

ＴＳｓはカウンタＣＴ２によって計数され、このカウン
タはそのステーションに属するスレーブ時間基準Ｏ５Ｃ
の発生するクロック信号Ｈ内のパルスを計数し、枠間期
化信号５ＴＯＰ−Ｈによってゼロに７セツトされる。並
列入力部と並列出力部を備えたレジスタＲ１がＴＳのカ
ウンタＣＴ２の文脈を受は取ると共に、第２の同様のレ
ジスタＲ２がレジスタＲ１の文脈を受は取る。レジスタ
Ｒ１，Ｒ２のロード作用はクロック信号Ｈによってカウ
ンタＣＴ２のカウント段階と同相で制御され、その結果
、カウンタＣＴ２の状態はそれぞれ１．２Ｈクロック時
間の遅延をもってＲ１、Ｒ２の出力部に現われる。レジ
スタＲ１の文脈は現在のＴＳの番号ＴＳＩを表わし、Ｃ
ｒ２の状態は次のＴＳの番号ＴＳｓ−ｒを表わし、Ｒ２
の文脈は先行のＴＳの番号ＶＴｔ−ｔを表わす。

先に説明したように、Ｃ３ＭＡ−ＣＲ回線争奪サイクル
は本実施例では１６の続いたビット時間で行なわれ、こ
こで、優先権データ・ワードは１６ビツトであり、１６
のピリオド毎に繰り返される。その目的で、各ステーシ
ョンのレベルにおいて、優先権データ送信回路ＰＤＴが
設けてあり、これは周期的にＯから１５まで出力を変え
る４ビツト・カウンタＣＴＩ（第２図参照）からなる、
枠ピリオドが多数の１６ビツト時間であり、クロックが
同期していると仮定すると、カウンタＣＴＩは枠間期ピ
リオドと同期させられ得る。こうして、カウンタＣＴＩ
はオシレータＯ８Ｃに発生するＨクロック・パルスを計
数しると共に、　５ＴＯＰ−Ｒ信号てゼロに周期的にリ
セットされる。したがりて、これはカウンタＣＴ２の高
周波ステージ（最低重要度ビット）によって、おそらく
は、レジスタＲ１の対応する要素と共に実施され得る。

Ｌ二上豆１ ２つのステーション間の１分離距離による伝播時間の差
異のために、バス上での各送信の初めと終りには不確実
な瞬間が存在する。したが９て、成るバスに存在するビ
ットは、オシレータが成る中央の被複写ステーションに
従属させられたステーション毎に決められるような実際
のビット時間の終りでないところでかつ予想される要領
で各ステーションによって読み取られることになる。

これにより１種々のステーションの時間基準がすべてそ
の予想された瞬間に確実に同じ論理状態にあることにな
る。これは、成るピリオドの４分の１だけ相補信号を成
るアナログ回路でこのピリオドの反転、遅延を行なって
遅延させることによって、たとえば、各クロック・ピリ
オドＨの４分の３の終りでアクティブ・エツジを発生さ
せるクロックによって実施され得る０周波数分割後にＨ
を発生する高周波クロックの可用性によって、りロック
・ピリオドＨの４分の３だけシフトされたクロック・エ
ツジ相に直接アクセスすることが可能となる。

この予想されたエツジは、バス・ワイヤとＨの立ち上が
りの理論的な瞬間にバスを読み出すメモリ点との間のバ
ッファとしてＪＩｔｃ統されたＤタイプ・レジスタのク
ロック入力を駆動する。

ユニョＦｙｔ−Ｍ４劃立 各ユーザｆのレベルで、回線争奪バスＣＢに沿った優先
権データ・ワードの送信は随時にＲ１を経てカウンタＣ
ＴＩ（第２図）によって行なわれる。このカウンタの出
力部はマルチプレクサＭＸ１をアドレス指定して並列入
力部および並列出力部を有する優先権データＰＤレジス
タにコードされた優先権データ・ワードの１６ビツトを
続けて読み出す、このマルチプレクサＭＸＩの出力信号
はＡＮＤゲー）−ＰＩを経てバスＣＢに送られる。　Ｃ
３ＭＡ−ＣＲ原理に従って、このゲートの出力はそれの
２つの可能性のある論理状態（特権状態）のうちの１つ
を有する。この状態は別のステーションにおいて同じ瞬
間にバスに接続する他のゲートの出力状態から独立して
ハスＣＢ上に与えられ得る。ゲートＰ１はその出力が他
の論理状態（非特権状態）になったときにデメージなし
に作動モードに耐えることができるのはもちろんである
。オープン・コレクタ・タイプの出力部が、したがりて
、低い特権状態を持つことができ、発光装置の活動状態
についても同様である。

ＥＸ−ＯＲゲートによって構成されるコンパレータＰ２
はマルチプレクサを介してわかるようにゲートＰｌの入
力部の論理状態をバスＣＢ上の有効に存在する論理状態
と比較する。比較の結果は各ビット時間の終りでＤタイ
プ・フリップ・フロップＦ３に記憶される。このＤタイ
プ・フリップ・フロップＦ３はそのクロック入力部で信
号Ｈな受は取る。Ｄタイプ・フリップ・フロップＦ３の
出力部はＲＳタイプのフリップ・フロップＦ４の入力部
に接続しである。ビット時間の終りでゲートＰ２の入力
部に現われる論理状態の間に食い違いがある場合には、
Ｄタイプ・フリップ・フロップＦ３の出力状態は１に変
わり、ＲＳフリップ・フロップをそれが既にその状態に
ある場合を除いてゲートＰＩをブロックする状態に変え
る。

図示実施例では、フリップ・フロップＰ３の論理状態１
はフリップ・フロップＦ４を論理状Ｍ１に移行させ、そ
して、この論理状態は論理レベルで出力部がゲートＰＩ
に接続され、それをラッチするインバータＩＩによって
反転させられる。

各Ｃ３ＭＡ−ＣＲサイクルの１６ビツト時間の終りで、
回路は次のようにして初期状態にリセットされる。すな
わち、４−入力部式ＡＮＤゲートＰ３のようなデコーダ
がカウンタＣＴＩの出力部に接続してあってこのカウン
タの状態１５を検出するようになっている。この状Ｂｔ
ｓはカウンタＣＴ１が状態を変えるときに過渡的に現わ
れる。偽の効果を避けるために、状態１５はゲートＰ３
に接続され、クロック入力部でインバータエ２の発生し
たクロック信号の補数Ｈな受は取るＤタイプのフリップ
・フロップＦ５に、ビット時間の半分の遅延で記憶され
る。フリップ・フロップＦ５の出力部のｒ１５ＲＪ状態
が、こうして、状態１５の次の半分を通じて、かつ、カ
ウンタＣＴＩの出力部の状態Ｏの最初の半分を通じて存
在する。この状態は、また、クロック信号Ｈの過渡期毎
にそれに関連した遅延相を有する。これはクロック信号
が多数の論理層を通った後にｒ１５ＲＪ信号を形成する
からである。その結果、ｒ１５ＲＪ信号はカウンタＣＴ
Ｉの出力部での状態０の間クロック信号の最初の半分の
間隔を完全に覆うことになる。

カウンタＣＴＩがカウンタＣＴ２の高周波ステージから
なる場合、ゲートＰ３の４っ゛の入力部は４つ、の高周
波出力部（第４図に示すようにレジスタＲ１の最も重み
の低いビット）に接続され得る。

カウンタＣＴＩの状態１５の終りで（すなわち、第５図
の回路を参照して、レジスタＲ１の４つの高周波ビット
の状態Ｏの始まりで）、ｒ１５ＲＪ、Ｈ信号を受けるＡ
ＮＤゲートＰ４はローカル優先データ・メモリＭＤ内に
記憶されている優先データのレジスタＰＤへの並列ロー
ディングを制御し、フリップ・フロップＦ４を論理ゲー
トＰ１を通してマルチプレクサＭＸＩから出力された信
号を送るのを許された状態にセットする。「１５ＲＪ信
号はフリップ・フロップＦ３のゼロリセット入力部にも
送られて、カウンタＣＴＩの状態１５の終り（すなわち
、レジスタＲ１の４つの高周波ビットの状態０の始まり
）で、フリップ・フロップＦ３をバスＣＢにアクセスす
るためにゲートＰ１を開く状態にする。

各ステーションのレベルで、優先データ・レジスタＰＤ
のローディングはＡＣＣＥＳＳ　ＲＥＱＵＥＳＴ信号が
ユーザｆＩａ器から発行されている間のみ許される。こ
の信号が存在しないときには、レジスタＰＤの内容は回
線争奪バスＣＢ上の非特権状態に相当する値にされる。

あるいは、　ＡＣＣＥＳＳ　ＲＥＱＵＥＳＴ信号の不存
在をバスＣＢへのアクセスをゲートＰＩが制御するのを
阻止するのに使用してもよい。

第１図には、データ入力部でｒ１５ＲＪ信号を受は取り
、クロック入力部で信号Ｈな受は取るＤタイプのフリッ
プ・プロップＦ６も示してあり、これは後に説明する理
由のためにカウンタＣＴＩの出力部の０状態に対応する
ｒＯＪ論理信号を出力する。

第３図は回線争奪バスＣＢを通して優先データを送るた
めの回路の別の実施例を示している。この回路は、並列
入力部と直列出力部を有する優先データ・レジスタＰＤ
’がレジスタＰＤ、マルチプレクサＭＸＩの代わりに用
いられているという点でのみ第２図のものと異なってい
る。レジスタＰＤ’てのビットの読み出しはクロック信
号Ｈによりて制御され、一方、レジスタＰＤ’のローデ
ィングはＴＳ　Ｏの始まりでアクティブ・エツジを供給
するゲートＰ４の出力によって制御される。

各ステーションは直列入力部と並列入力部とを有するレ
ジスタＰＤＯ（第１図）を有し、このレジスタへは、ク
ロック信号Ｈと同相で回線争奪バスＣＢ上に検出された
連続した状態に対応するビットが送られる。　Ｃ５ＭＡ
−ＣＲプサイルの終りで、レジスタＰＤＯの内容は、Ｈ
１ｒ１５ＲＪ信号を受は取るＡＮＤゲートＰ６の出力信
号の制御の下に、適格性のある優先データ・レジスタＥ
ＰＤ　１にロートされる。

したがりて、Ｃ３ＭＡ−ＣＲプサイルの終りでは、各優
先データをレジスタＥＰＤ　１に記憶することになる。

このユーザｔは次いで次の時間スロットで軌道 壱七を行なうことになる。

優先データ・ワードの最終ビットを受は取ったとき、レ
ジスタＥＰＤの内容はレジスタＥＰＤ　１に転送され、
このレジスタＥＰＤ　１の内容は並列入力部を有し、呼
出し中のユーザーの２回目の選択を行なうレジスタＥＰ
Ｄ２に転送される。

レジスタＥＰＤＩはその入力クロックが入力ビットを制
御し、そのエツジと同相でこれらのビットを記憶するタ
イプのものである。これはＰＤＯがたとえば瞬間「０」
のときに受は取った最後のワードのビットのすべてを含
んでいる間にその状態を記憶しなければならない。この
記憶は次のように実施さなければならない、すなわち。

−ＰＤＯの１６個すべての出力部を読み出し、それをＥ
ＰＤＩの対応する入力部に送っている瞬間゛「Ｏ」の始
まりで、安定化しようとしているＰＤｏ出力にとって充
分なＥＰＤＩの遅延（「１５Ｒ」とＨの間の遅延したＡ
ＮＤｆＸｌ数）を持９て行なわれなければならず、 −瞬間「０」の中間ては、クロック信号の位相（「０」
とＨの補数との間のＡＮＤ関数）を反転させることによ
って行なわなければならず、−瞬間「０」の終りでは、
ｒＯ−ＲＪ　（遅延ゼロ）と信号Ｈ（瞬間Ｏ中にレジス
タＥＰＤ２に含まれたデータをまだ持っている可能性を
許す）のＡＮＤ関数はＰＤＯからＥＰＤ　１への転送に
よって破壊される。これはＥＰＤ　１からＥＰＤ２への
先立ってのあるいは同時の転送を必要とする。

「透明」レジスタも使用でき、これの出力状態はクロッ
クが論理状態１（たとえば）にある間中入力の状態に追
従し、クロックがＯに移行したときに最終状態を保持す
る。

ＥＰＤ　１のクロック入力部には、瞬間ｒＯＪ全体を通
じて、たとえば、カウンタＣＴ２の状態を感知するデコ
ーダによって発生した正のパルスが送られ得る。この復
号作用はＣ７０での増分中に出力のところで過渡状態か
ないものでなければならない、この目的で、デコーダ出
力は１６ビツトのＤタイプ・フリップ・フロップのデー
タ入力部に送られ得る。このフリップ・フロップのクロ
ック入力部はＣＴＩ、Ｒ１に関して先に述べて原理に従
って信号Ｈな受は取る。Ｄタイプのフリップ・フロップ
の１６個の出力は１ビット時間ずつ遅延され、「１５」
入力は出力で「０」信号となる。したがって、過渡状態
のない状態ＣＴ２の復号信号はＡＮＤゲートに代わって
過渡状態を有する復号された状態を受は取るものとして
Ｃ７０の成る種の状態変化の間にアクティブ・エツジを
供給するのに使用され得る。このとき、信号Ｈの補数は
これらの過渡状態を排除するのに役立つ。本実施例の場
合、ゲートＰ６はその入力部のところでそれぞれ状態「
０」とＨの補数を受は取ることができ、瞬間ｒＯＪの終
りでフォーリング・メモライズイング・エツジを与える
。

成るクロックが状態「０」の期間を通じて活性を持ち、
「透明」レジスタに与えられる場合、ＥＰＤＩの出力部
はＰＤＯにおける瞬間「Ｏ」の始まりで記憶されたばか
りのワードの部分を、ＥＰＤｌの前にＰＤＯを通ること
により信号Ｈに関して成る遅延をもって再生する。これ
はサイクルの始まりでデータを変更させ、ＥＰＤＩクロ
ックを遅延させることなくＰＤＯとＥＰＤＩを結合する
という利点を与える。

成るエツジで記憶しているクロック入力をＥＰＤｌに使
用し、ＰＤＯが最後のビットを記憶すべく１位置分だけ
ワードをまだシフトしないうちに瞬間「０」の始めでそ
のアクティブ・エツジを与えることも可能である。ＰＤ
Ｏのｎ−１出力はそれ故にＥＰＤＩのｎ入力に送られ、
ＥＰＤ　１が１５ヘツダ・ビットを受は取るのを可能と
する。１６番目のビットはＥＰＤ　１の１６番目の並列
入力部をＥＰＤ　１にリンク結合することによって回線
争奪バスＣＢから直接読み出される。それ故、ＰＤＯで
そのビットを記ｔ２する必要はもははない。

レジスタＥＰＤ２はＥＰＤＩに含まれているデータをセ
ーブすることを担当する。好ましく０は、このレジスタ
は、クロックを記憶するエツジ、たとえば、立ち上がり
エツジを備えるタイプのものであり、立ち上がりエツジ
の理論的なモーメントはＥＰＤ　１の出力を修正するク
ロック・エツジと同時である。

立ち上がり記憶エツジを有するクロックを使用し、これ
をＥＰＤ　１へ行くエツジの前にＥＰＤ２に送るか、あ
るいは、ＥＰＤ２のための透明レジスタを使用すること
もてきる。しかしながら、これら両方の解決策はＥＰＤ
２がそれの内容を修正するエツジのモーメントとＥＰＤ
　１の内容を修正するエツジのモーメントの間でＥＰＤ
　１と同じデータを含むことになるために先行データの
早期の喪失を招くことになる。ユーザー・ステーション
の適格性は、片側でローカル優先データ・メモリＤＭの
内容を受は取り、反対側で適格性優先データ・レジスタ
ＥＰＤ　１の内容を受は取るコンパレータＣ１によって
確認される。新しいＣ３ＭＡ−ＣＲサイクルの始まる前
に適格性を確認するために、レジスタＰＤＯに記憶され
ている最初の１５ビツトが、１６番目のビットが回線争
奪バスＣＢ上での安定化の途中にあると同時に第２のコ
ンパレータＣ２の入力部に送られ、この第２コンパレー
タＣ２は他方の入力部でメモリＤＭの内容を受は取る。

ローカル優先データと回線争奪バスＣＢからくるデータ
とが同等であることにより、瞬間「１５」の終りでのみ
Ｃ２の出力部と他の瞬間の終りで０１の出力部にアクテ
ィブ状態が発生する。Ｃ２、ＣＩからの信号は、それぞ
れ、マルチプレクサＭＸ２の２つの入力部に送られ、ま
ず、瞬間「１５」中にＭＸ２の出力部に送られ、次に、
サイクルの残部でＭＸ２の出力部に送られる。マルチプ
レクサＭＸ２の出力はＤタイプのフリップ・フロップＦ
８のデータ入力部に送られ、このフリップ・フロップの
入力部は瞬間「０」の始めで記憶エツジを供給するゲー
トＰ６から出力信号を受は取る。フリップ・フロップＦ
８からのｒ　ＣＩＲＣＵＩＴＰＲＥＥＭＰＴＩＯＮ　Ｃ
３ＭＡ／ＣＲ，信号はＣＩＲ（：ＵＩＴ　ＰＲＥＥＭＰ
ＴＩＯＮＣ３ＭＡ／ＣＲ信号を受は取るインバータ１４
の出力によって使用禁止とされ得る。Ａ　Ｎ　Ｄゲート
を経て演算論理回路ＬＣＩに送られる。このＣＩＲＣＵ
ＩＴＰＲＥＥＭＰＴＩＯＮ　Ｃ３ＭＡ／ＣＲ信号の発生
についてはさらに後に説明する。論理回路ＬＣＩはユー
ザｆからのデータの入力を許すべくデータ・バスＤＢへ
の書き込みにアクセスするためにゲートＰ８の開放を制
御するｒＵｓＥＲＥＬＥＣＴＥＤ、信号を発生する。

ユーザーとゲートＰ８との間には、バスに通じるマルチ
プレクサのような空間的あるいは時間切換回路と、逆方
向に作動して論理回路ＬＣ２の制御の下にステーション
に接続したいくつかのユーザ〆のうちの１つを選ぶでマ
ルチプレクサとを設けることができる。

論理回路ＬＣ１，ＬＣ２はマイクロプロセッサとプログ
ラム、データを含むＲＡＭタイプのメモリに組み合わさ
れた一組の組合わせ型論理回路からなる。これらの回路
は相互に接続されており。

加入者インターフェース・ラインに接続した電話器ある
いは引き込み端子から信号データを受は取る。この加入
者インターフェース・ラインそのものがこれら２つの回
路に接続される。この論理システムは、したがって、電
子スイッチ盤内のすべての中央論理システムの通常の機
能、すなわち。

選ばれたユーザｆは、まず、それが予約したいＴＳｓの
数Ｎを示すデータ・バスに第１サービス・バイトを送る
と同時に、第１ビット時間（または、ヘッダ・バイトの
１ビツト、または１回線争奪バスＣＢにおける優先権デ
ータ・ワードの終りのところの１ビツト）の間にＣＩＲ
ＣＵＩＴ　ＭＯＤＥ信号をサービス・バスＳＢの成る特
定の導体に送り、その結果、すべてのステーションをし
て、その第１バイトを記憶せしめ、データ・バスＤＢに
接続したＴＳ割り当て論理回路ＬＣ２によって回路モー
ドＴＳを予約し１回路モードてＴＳの占有状態を定める
メモリＦＭを制御するプロセスを開始させる。

第１サービス・バイトはビット時間にわたって送信され
、現行のＴＳ数と同時に論理回路ＣＬＣ２に記憶される
。

このＴＳから出発して、続＜　ＴＳｓのない第１のＮ−
１の占有が各ステーションのフレーム・メモリＦＭにお
いてマーク付けされる。このマーク付けはＴＳｓが通過
するにつれてフレーム・メモリＦＭの対応する位置に選
択されたユーザ≠優先権信号データを加入者と交換した
り、接続を回路網に対して制御したり、この最後の作動
を実施するために装置の内部や外部にある他の論理シス
テム間で交換プロトコルで定められた信号を発生したり
する機能を与える。

したがって、論理回路ＬＣ１，ＬＣ２は、特にプライベ
ートな用途のためのＰＡＢＸスイッチ盤で用いられるよ
うな公知のスイッチ盤回路を使用できる。このようなス
イッチ盤はＪＩＳ置　１０００で出版された０ｆｆｉｃ
ｉａｌ　Ｆｒｅｎｃｈ　Ｔｅ１ｅｐｈｏｎｅ　Ａｕｔｈ
ｏｒｉｔｙＡｐｐｒｏｖａｌ　５ｐｅｃｉｆｉｃａｔｉ
ｏｎ　Ｎｏ、　ＮＧ　９０ＰＪ８７１１２（Ｓｅｐｔ、
１９８７）、ＪＩＳ置　５００のＮＧ９０ＰＪ８７１３
６　（Ｄｅｃ。

１９８７）、ＪＩＳ置　ＩｓのＮＧ９０ＰＪ８６０２９
　（Ｍａｒｃｈ　１９８６）に見出すことがてきる。

行ない、選ばれると仮定する。この選ばれたユーザｔは
媒体へのアクセス権を獲得する。

データを書き込むことを伴ない、メモリＦＭの書き込み
アドレス指定はＴＳｓを割り当てる論理回路ＬＣ２によ
って実施される。ここで、Ｎ個のこうしてマーク付けさ
れて占有されたＴＳｓは、いくつかが既に先のより高位
の優先通信に割り当てられている場合には連続している
必要がないことに注はフラグ・データ・チャンネルを通
して送られる。このフラグ・データ・チャンネルはリク
エストされた帯域幅を指定するヘッダ・バイトを搬送す
るのにも使用され得る。

次の枠で、同じフレーム・メモリＦＭ内の引き続く位置
の内容は時間スロット・カウンタＣＴ２の内容を使って
読み出しモードでメモリをアドレス指定することによっ
て読み出され、カウンタによって供給されたアドレスは
現行ＴＳに続＜ＴＳのアドレスＴＳ１．＋である０選ば
れたユーザｆはそのアイデンティティを認識し、次のＴ
Ｓを使って１バイトをデータ・チャンネルに送れること
を知る。同じことは選ばれてユーザｌに対して予約され
た各ＴＳに当てはまる。

ビット時間がバス上の伝播を確実にするに充分な長さと
なっている場合、各ステーションの論理回路はいくつか
の動作、たとえば、メモリへ、そして、メモリから読み
出し、書き込みを実施するに充分な時間を有する。特に
、統＜ＴＳに対するデータの読み出しは成るマルチプレ
クサを使って実施され、カウンタＣＴ２の出力（Ｒ１の
出力の代わり）をフレーム・メモリＦＭのアドレス入力
し、バスＣＢを経て選ばれたユーザチから受は取った優
先権データを有する送信側のユーザーは送信側のレベル
でフレーム・メモリ内において選ばれたユーザｆに占有
されるように記録された各時間スロット内で受は取られ
たバイトを考慮する。

ひとたび通信が確立されたならば、フラグ・チャンネル
はデータを搬送し、一方、通信が確立される前に搬送す
べきデータ、すなわち、ＴＳｓ、アドレスの番号は通信
の始まりでデータ・バスＤＢにその目的で予約されたバ
イトに含まれ得る。

ユーザｆＡ、Ｂ間ての回路モード通信中にユーザ７ＰＣ
への二重呼出しと転送があった場合、加入者Ｃの論理回
路に質関し、それが通信中であるかどうか、転送を受け
るに必要なりラスを持っているかどうか等を知ることが
できることも必要となる。これには、ユーザを達（その
うちの１つ、Ｃは通信中のユーザーである必要は必ずし
もない）を制御する論理間での通信チャンネルが必要で
ある。ユーザー〇を制御する論理回路はその二重呼び出
しを知らせることによって応答し、かつ、転送が可能で
ある場合には、転送中のユーザーＡは一般的に説明され
る原理に従って回線争奪システムによって１つのリクエ
ストを行なうことができる。

上記のフラグ・チャンネルは他のバスから分離できる。

たとえば、通信を行なう讐４楓→は回線争奪バスを用い
てデータ・バスにおいて合図データのパケットを通して
行なわれ得る。一般に、１つのバスを時分割モードで用
いて回線争奪ドに留まることもできるし、あるいは、パ
ケット・モードに移行したりＴＳｓをフリーにしたりす
る先レベルは１単位ずつ増分される。これは、初期優先
レベルが偶数の場合に最下位の重さのビットを１に強制
することによって１ビット時間で達成味 され得る。この手段はいくつかの回μモード・ユーザー
が同じ優先レベルを有する場合を意図している。この比
較が優先レベルおよびアドレスを含む優先データに関係
があるので、高位のアドレスを有するユーザｆは最初に
同じ優先レベルを有するユーザ≠に対して確立された現
行の通信をプリエンブトするリスクを持つ、このような
状況は受は入れられないが、頻繁に生じる可能性かあ優
先レベルを有する場合、これらの優先レベルを少なくと
も２単位分だけ最初に隔離しなければならない、優先レ
ベル・データの最低重さのビットの１へ、の強制作用は
フレーム・メモリＦＭにおいてＴＳ占有をなす前にステ
ーションの論理回路ＬＣ２によって実施される。

ｆは、メモリＦＭの内容がＴＳｓのフローレートに等し
いレートで各ステーションにおいて読み出させるので、
暗黙７３割り当てリクエストを実施する。このステーシ
ョンは、したがって、もはやそ優先屓データは、カウン
タＣＴ２によって実施される予想アドレス指定によって
、そのＴＳに先行するビット時間中にフレーム・メモリ
から読み出される。この優先メデータはコンパレータＣ
６によって適格優先メデータ・レジスタＥＰＤＩ内に含
まれるデータと比較される。決定がなされ得るように、
もし必要ならば、関係するＴＳの始まる前の最終的な瞬
間に、フレーム・メモリ内に読み込まれた優先瑳データ
はコンパレータＣ５によってレジスタＰＤＯ内に記憶さ
れた最初の１５個のビットと１６番目のビットとによっ
て構成されるワードと、バスＣＢにおけるセットリング
の途中で比較される。これらの比較の結果はクロック入
力部のところで信号Ｈな受は取るＤタイプのフリップ・
フロップＦ９、ＦＩＯ内に記憶される。

ＭＸ２に関して述べたマルチプレクサＭＸ３はフリップ
・フロップＦ９、ＦＩＯからの出力を受は取ってＣＩＲ
ＣＵＩＴ　ＰＲＥＥＭＰＴＩＯＮ／ＣＳＭＡ−ＣＲ倍信
号発生する。コンパレータＣ５、Ｃ６は、フレーム・メ
モリ内に書き込まれたユーザｆの優先〆データが回線争
奪バスからくるユーザーの優先微データより大きいとき
に高い論理状態で活性を持つ信号な発の出力信号を受け
るゲートＰ９を開き、ＰＤＯがき墓 による回線争奪の勝敗と共に確立された回路モードでＦ
Ｍ内に書き込まれたステーション内での回線争奪の勝敗
を検出する。論理回路ＬＣＩは次にバスＢＤへのユーザ
≠の接続を指令することがでて、フレーム・メモリＦＭ
内に記録された加入者以上の優先権を持つことができる
。この場合、ＣＩＲＣＵＩＴ　ＰＲＥＥＭＰＴＩＯＮ／
Ｃ３ＭＡ−ＣＲ倍信号論理状態Ｏで簾 ある、既にＦＭに記録された回路モード通信に作用する
ブリエンプションはメモリＣＭにおける文脈のセービン
グを満たさない　論理状態０の（：ＩＲＣＵＩＴ　ＰＲ
ＥＥＭＰＴＩＯＮ／Ｃ３ＭＡ−ＣＲ倍信号インバータ１
４によりて反転させられ、コンパレータＣ３から説明す
るようにフレーム・メモリＦＭ内にセーブされたままと
なる。

惑 避されることになっている場合には枠の別のＴＳに通る
ことができなくなる。しかしながら、これはそれが頻繁
に生じないかぎり音声通信のような或る種の回路モード
通信ては許される。

トの活用を遅らせ、枠内てＴＳＣｓの変更から生じるフ
ェイズ・ホップを補正することができるように連続した
枠に自由なＴＳｓを見出し得ない場合には、優先レベル
の上昇がユーザーに対して付加的碌 なＴＳｓを割り当てブロックされた回那データを自由に
することによって決定され得る。この上昇は必要な追加
のＴＳｓが見出されない間は漸進的であるが、もしリク
エストがｎ−１個の連続した枠にわたって満たされなか
った場合にはｎ個の枠の終りで急激に上昇する。ｎ個の
枠の持続時間に相当する最大遅延をもってデータ・フロ
ー内のでこぼこを滑らかにするように受信側のユーザｆ
のところにバッファ回路を設けなければならない。

に直ちに割り込むことのできる非常に高い優先レベルの
ユーザｔがまだ残っている中間プロセスを尿 優先レベルを有する回路モード・ユーザーについての彼
等のブリエンプションを遅らせる。この場合、最高位の
優先レベルを有するユーザ声は最も低い優先レベルでの
所定の回線争奪回数が生じるまでブリエンプションを遅
らせる。これは、最初のユーザ升が必要とされるＴＳｓ
の数を容易に見出し、かつ、第２のユーザｔによってと
っての不便を制限することをしばしば可能とすることに
な−トーユーザｔの優先櫂データ・ワードの終りに含ま
れるので、すべてのユーザヂによって同じ要領て解釈さ
れ得ることが必要である。これを実施するには、そのユ
ーザトを示すバスＣＢ上での回線争奪が現在の回線争奪
の勝敗を拒絶した後に付加的なビットを送る。この付加
的なビットは既に記憶されており、ゼロの優先レベルを
表示している他の先行のビットのすべてをキャンセルす
る効果を有する。このビットはコンパレータ、あるいは
、それらの出力部の下流て比較結果を記憶しているＤタ
イプ・フリップ・フロップまで下がった回路のレベルで
作用してこの７リツプ・フロップに必要な状態を強制す
るだけである。

バスＣＢの望ましいくない占有を避ける別の解決策とし
ては、データ・バスＤＢへのアクセスのための待機ピリ
オドの時間遅延を局所的にトリガし、これら回線争奪検
出を回線争奪バスを通しての送信を行なわずにステーシ
ョンで実施することである。

■ 最後に、回路モード通信が通常は各枠内に一定の位置を
持つ１つまたは多数のＴＳｓからなる時間チャンネルを
使用していることに注目されたい。

１２５ｇ５の枠ピリオドを、仮定した場合、６４キロビ
ット／秒での音声データの送信は１バイトによって確実
に行なわれ得る。このピリオドがもつと長い場合には、
各ＴＳからの流れは低くなり、受信器端での平滑化のた
めに成る遅延と呼び出しを招くミニパケットを送る必要
がある。このピリオドがもっと短い場合には、成る同じ
割り合いで並列バスのサイズを減らしながら同じデータ
流を保つか、あるいは、１バイト、すなわち、同じＴＳ
内Ｍ内にセーブされる。

Ｃ３ＭＡ−ＣＲサイクルの時刻１５では、最初゛の１５
個の優先ダデータ・ビットと１６番目のビットか回線争
奪バスＣＢ上のセットリングの途中でコンパレータＣ３
の入力部に与えられる。このコンパレータＣ３はその他
方の入力部でレジスタＥＰＤｌ内に記憶されていた、パ
ケット・モードて現在ｌ内に記憶されているものよりも
高いことを検出し、それに応答して、ＡＮＤタイプのゲ
ートＰ９、Ｐ・ｌＯを通過した後に、レジスタＥＰＤ　
１に含まれている優先権データのメモリＦＭへのローデ
ィングを制御する信号を発生する。ゲートＰＩＯは、そ
の２つの入力部で、クロック信号Ｈと、サービス・バス
ＳＢにおいて成る特定の導体によって供給され、インバ
ータＩ３によって反転させられたＥＮＤ　ＯＦ　ＣＯＭ
ＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮ信号とを受は取モードの通信に誤
りがあるときに送られる。したがって、このＥＮＤ　Ｏ
Ｆ　ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮ信号は、　Ｃ３ＭＡ−
ＣＲサイクルの終りでゲートＰＩＯをブロックする。も
う１つの入力部では、ゲートＰ９はインバータ■４によ
りて反転させられたＣＩＲＣＵｒＴＰＲＥＥＭＰＴＩＯ
Ｎ／Ｃ３ＭＡ−ＣＲ倍信号補数を受は取る。このＣＩＲ
ＣＵＩＴ　ＰＲＥＥＭＰＴＩＯＮ／Ｃ３ＭＡ−ＣＲ倍信
号送る条件は後はパケット・モード・ユーザナからくる
回線争奪ば、成る緊急データ（すなわち、工業プロセス
の場合の緊急停止、武器システム・データ、航空機操縦
データ等）に対して最低の遅延時間を確保する必要があ
るかも知れない。

したがって、Ｃ３ＭＡ／ＣＲサイクルの終りで選ばれた
ユーザｔが次の丁Ｓの最初のユーザーでないとき前者の
場合、新しく選ばれたユーザーがその地位を保つことに
なるかどうかが、優先権を与えられ、非常に長いメツセ
ージを持っている場合にいくつかのＴＳｓあるいはいく
つかの枠上でＣ３ＭＡ／ＣＲ回線争奪を使用することに
よって決定されることより低い優先権を有し、割り込ま
れたユーザーに対して予約されたこと等をマーク付けら
れているかも知れない多数のＴＳｓを占有することによ
ってそのモードで示されるままその通信を確立する。

ここで、ブリエンプションを実施しているこの新しいユ
ーザナに割り当てられたＴＳｓは、もっと高ＴＳｓを持
っている場合には、必ずしも連続して生じる必要はない
、この場合、新しいユーザｆはもっと高い優先権を有す
るユーザｆについて予約された優先権を無視してＴＳｓ
の占有を止める。

新規に選択されたユーザによるタイムスロットの占有状
態は、フレームメモリＦＭに登録される。

該登録データは複数のフレームメモリのいくつかのメモ
リ層で共有される。ある回線モード後の別の回線モード
の第一のプリエンプションの後に、割込み（プリエンプ
ション）があったタイムスロットの以前の占有状態は、
初期コンテキストを格納するように機能するベースメモ
リＦＭＩに登録され、タイムスロットの現在の占有状態
は第二のフレームメモリＦＭ２に格納される。フレーム
メモリＦＭＩ、ＦＭ２．・・・ＦＭｊ、・・・の設ける
数は、いくつかのブリエンプションが連結された事実を
反映させるように拡張されなければならない。

フレームメモリは、従って、所定数の層の単位メモリＦ
Ｍｊにより構成される。各メモリは、ブリエンプション
の上位レベルに対応している。アリエンプションレベル
でのタイムスロットを個々に処理するために、いくつ・
かのタイムスロットを有しているユーザは、それが連続
するか否かに拘らず、タイムスロットを異なったメモリ
ＩｉｌＦＭｊに割り当てることができる。即ち、異なる
コンテンションがもうけられ、あるタイムスロットがフ
リーとなるかまたは他の新規の通信が優先順位を得る毎
に放出される。

メモリＦＭは従ってＦ　Ｉ　ＬＯレジスタとして機能す
る。即ち、各タイムスロットにおける最上位優先レベル
の内容に対してアクセスがおこなわれ、コンテキストメ
モリＣＭとの差が優先レベルの関するかぎりタイムスロ
ット概念をセンスしない程度である。

Ｃ３ＭＡ−ＣＲにより受信された優先データ及び現在の
回線モードユーザのデータを比較処理する前述された比
較器Ｃ５，Ｃ６は、各タイムスロットにおいて、そのタ
イムスロットの占有表示の中から最も高くランク付けさ
れたフレームメモリを系統的に読み出す、ＦＭｊの数は
有限である。

即ち、プリエンプションが最上位ランクＦＭｊで登録さ
れたユーザ上で検出された場合には、拒絶されることに
なる。上述された比較は、タイムスロット割当て（アロ
ケーション）ロジックにより全フレームメモリＦＭｊが
そのタイムスロットでは拘束されていることが検出され
た時には、ユーザに有意義な結果をもたらすことになろ
う。

フレームメモリがフレームの全タイムスロットに関する
データを含み、更にタイムスロットレベルでの連続する
ブリエンプションのヒストリをも有している限り、フレ
ームメモリ駆動方法としては前述以外に種々考えられよ
う、タイムスロットの幅Ｔ及びブリエンブションの深さ
Ｐをもつ唯一個のＦＩＬＯメモリを用いても実現できる
。

［Ｆ　Ｉ　ＬＯモードのメモリＦＭを用いた実施例及び
その動作］。

第一の実施例によれば、−個または複数の大容旦メモリ
が用いられ、各メモリのメモリ領域は、幅・深さ対応化
により良好に規定されている０例えば、通信要求を規定
するワードが６４ビツトの場合、その６ビツトが最下位
重みアドレスに割り当てられ、残りのビットは他の対応
を特定化させるために用いられる。

コンテキストを一層だけシフトすることが要求されたと
き、そのタイムスロットに係る全てのメモリ内容をいっ
たん除去し次にそれらを新規位置に戻すことが必要とな
る。上位レベルのコンテキストは従って、常に同一位置
に戻され、他を押し下げることになる。

フローティングアドレスを規定する方法もある。

即ち、新規のコンテキストを以前のコンテキストに近接
するように書き込み、最も新しいコンテキストを表わす
ポインタを、そのタイムスロットアドレスの最高重みに
よって格納すればよい。

ポインタ値はそのタイムスロットに関する他のデータ、
全タイムスロットに共通の領域または他の小型高速メモ
リに格納されたデータとともに保持され、これにより、
当該メモリＦＭでのデータ書込み／読出しを高速化する
ことができる。

コンテキストがメモリＦＭから読み出されかつ消去され
ると、ポインタは例えば１だけデクリメントされ、続く
タイムスロットのコンテキストを示すようになる。従っ
て、不要となったコンテキストを消去する必要はない、
なぜなら、デクリメント可能なポインタ領域からすでに
外れてしまうからである。

メモリＦＭを有する他の実施例によれば、長さＰをもつ
シフトレジスタを一個または複数個設け、複数個のシフ
トレジスタを各タイムスロットについて十分な数を得る
ように並列接続し、これによりコンテキストは各方向に
おいて隣接層間をシフトできる。

このような構成は動作の高速化をもたらすが、反面、フ
レームメモリサイの大型化には不適切である。

最上位優先度をもつ層の位置が固定されていない場合に
は、シフト段数をカウンタを用いてカウントしカウント
結果を記憶することにより判定することもできるし、ま
た、最上位優先度層、即ち、コンテキストを有する全て
の層における論理１のビットを取り出すことによっても
可能である。優先度エンコーダは全ビット（コンテキス
トが格納された層の論理状態を論理状態１で示すための
１ビツトと、コンテキストをもたない全ての層を論埋状
態０で示すための１ビツト）を入力する。該エンコーダ
は最上位優先レベルを持つ層のアドレスを、第二のポイ
ンタを用いて与える。

上述された構成は、少なくとも全てのメモリ層の占有ス
テータスビットを読み出すという条件下で大容量メモリ
が用いられるような場合にも好適である。メモリ層の占
有ステータスビットを各アドレスについて１ビツト用い
て格納するのではなく、それらを各タイムスロットにつ
いて付加的なアドレスをもつ１ワードにまとめて格納す
る。ワードデータは従って、メモリの唯一回のアドレッ
シングで瞬時に読み出すことができる。

そのような観点から言えば、内容アトレッジプルメモリ
を用いることもできる。この場合、最後に格納されたコ
ンテキストのワードの特定ビットが論理１に設定され、
以前のコンテキストの対応するビットは論理０に設定さ
れ、残りの他のコンテキストの対応ビットは上記手続き
により全て論Ｆｌ！Ｏにセットされる。このようにして
、該メモリは、タイムスロットに関する最上位ビットを
固定しつつ中間重みビットを処理することにより、現在
のタイムスロットの最新のコンテキストを常に自動的に
指し示すことができる。

ある場合には、回線モードユーザは、フレームメモリＦ
Ｍ内にマーキングすることにより要求した最初のターイ
ムスロットを占有する前に、それより高位の優先レベル
をもつ他の回線モードユーザによって通信が中断される
こともある。その際、中断された通信のコンテキストは
、あたかもそれが、格納されたコンテキスト内で配分さ
れるべきタイムスロットの残留分を表わす付加データを
有するパケットモード通信であるかの如く、フレームメ
モリＦＭに格納される。上記残留分を表わす数字は、タ
イムスロット配分処理をおこなう論理回路ＬＣ２により
供給され、コンテキストがメモリＦＭから出力されたと
きに戻される。

パケットモード′ データバスＤＢをアクセスしているパケットモードユー
ザは、ステーションによって指定されたパケットナンバ
に対応する数ＭをデータバスＤＢ上に伝送開始し、次に
、アプリケーションに特有のサービス信号及び受信ステ
ーションのアドレスを伝送し、続いて、メッセージ長に
依存した１個のＴＳシーケンスまたは複数のフレームで
そのメツセージを、中断されないかぎり、連続して伝送
する。

現在伝送続行しているパケットモードユーザよりも高い
優先レベルをもつパケットモードユーザン がコンテｔジョンバスＣＢ上に出現すると、ノ（ケラト
モード通信のコンテキストは、回線モードでのユーザ割
り込み制御の場合と同様に、メモリＣＭに格納される。

従って、メモリＣＭの出力に論理的に最も近い最上位優
先レベルをもつコンテキストと共に、メモリＣＭに格納
されたパケットモード通信コンテキストを連続化させる
ことが可能である。

−ａ的に、コンテンションバスＣＢｄ上でのアクセス要
求の再要求を継続的におこなっている）（ケラトモード
ユーザは、メツセージ伝送における遅延が許容できるな
らば低度の初期優先レベルが与えられ、優先レベルは最
後のバイトを伝送する時間マージンが減少するに従って
増加する。優先レベルの上昇は、ユーザがそのデータバ
スへの迅速アクセスを再入手したときメツセージの最後
ビットが伝送される時間間隔、及びそのメツセージが受
信ステーションにあまりにも遅く着信する危険性に反比
例している。

このことは、しかしながら、以下のような問題を引き起
こす、そのデータバスをアクセスした通信ユーザは、上
位の優先レベルをもつ数多くのユーザを連続的な通信中
断の危険性をもつことになる。今、データバスにアクセ
ス要求を最初におこなったユーザは優先レベルを増加す
ることを決定でき、このとき、前述されたように、メツ
セージ全文は出力されない、メモリＣＭに格納された優
先レベルは古いデータとなる。従って、ユーザはその優
先レベルが増加する度にデータバスへのアクセス要求を
ｉり返し行わねばならない、格納されたコンテキストを
待たずにメッセージ長部分を伝送するために、ユーザは
、パケットを現わす数字Ｍ＋１を送信し、ヘッダにおい
て該メツセージが中断されたメツセージと同一である事
実を示す表示を伝送する。ここで、Ｍは中断されたパケ
ットの最初の時点で送信された数である。中断されたパ
ケットのコンテキストが出力されたとき、ユーザは、格
納コンテキストを消去するには、前述されたように、通
信終了信号を送信すればよい バスＣＢは各サイクルにおいて一個のユーザ選択信号を
伝送するだけであり、その後選択されなければ以前のユ
ーザ選択は消去され、これにより、適格な要求ユーザを
１以上指定することは不可能化させる。このことは、も
し先のユーザが、新規ユーザの選択前に終了する程度の
１６タイムスロット以下の短いメツセージを伝送するの
であれば、適格ユーザはいなくなることを意味する。こ
の問題は、割り込みを許すシステムの場合にはより顕著
となる。なぜなら、この場合、各ユーザが各サイクルに
おいて自分の要求を更新するだろうからである。ユーザ
が再選択されるコンテンシシンサイクルが完了すると、
そのユーザは次のサイクルでの最初のタイムスロットで
自分のパケットを終了するであろうから、もし適格ユー
ザがいなければ、非占有のタイムスロットは回線モード
タイムスロットでのものを除いて１５だけ存在する。

そのような非占有状態を回避するためには、長いデータ
パケットが送信されているときは、Ｃ８ＭＡ−ＣＲプロ
トコルによってなされた選択順序を適格ユーザメモリＥ
Ｍに記憶し、そのデータバスがフリーとなったときにそ
のデータリストを用いて適格ユーザから一人を選択する
ようにそすればよい、それには、レジスタＭＥが用いら
れる。

レジスタＭＥは、適格ユーザメモリＥＭを簡略化したも
のである。このような構成は前述したＥＰＤｌと同様な
概念で実現でき、従って、第１図では省略されている。

適格ユーザメモリＥＭの動作につき説明する。

前述のＥＰＤ　１に含まれる優先レベルデータは破壊さ
れるとき、該データはメモリＥＭ内に転送され該メモリ
内に既に格納されているデータに関連して優先レベル順
に区分される。この優先レベル区分は、メモリ格納デー
タのうち、例えば優先レベルの高いものから順に比較処
理することにより効果的におこなうことができる。比較
結果は、新規データが現存するデータリストのどの位置
に挿入されるべきかを示している。実際には、低度の優
先データの位置を示すリンキングアドレスが追加された
とき、現存するデータは今まで存在していた場所に物理
的に残されることになる。新規データを挿入する場合に
は、新規データのアドレスが上位優先ワードに書き込ま
れたリンキングアドレスとなり、続くワードのリンキン
グに書き込まれることになる下方向列ステーションアド
レスと交換される。該メモリＥＭは従って、バスＤＢが
フリーとなったとき、その時点での最上位優先レベルを
もつユーザに係る優先データを供給することができる。

データバスがフリーとなれば、この優先ユーザは、フレ
ームメモリＦＭｉ書き込まれた回線モードの優先レベル
が高くならない限りデータバスのアクセスが許さ九る。

該ユーザは、適格要求ユーザメモリのユーザリストから
削除される。

そのための簡単でしかも効果的な解決策は、適格アクセ
ス要求ユーザメモリを排除し、かつ適格な優先データレ
ジスタＥＰＤ　１のみを残すことである。これにより、
現在の短バゲット効果をマスクできる。

割込みモードシステムで良好に動作する簡略化された構
成を得るためには、第一のＣ３ＭＡ−ＣＲと同様に動作
するが、現在伝送続行しているユーザが書込みモードで
アクセスをおこなわない第二のＣ３ＭＡ−ＣＲを設け、
低いレベルの適格性を認証することである。

以下の３つの場合が考えられる。

（１）優先レベルをもつユーザがアクセス要求をおこな
う場合、このとき、二個のＣ３ＭＡ−ＣＲシステムがそ
れを優先すると認定し、ユーザは共存するＣ３ＭＡ−Ｃ
Ｒデータシステムを考慮すること無くバスの所有が許さ
れる。

（２）現在のユーザが伝送続行を希望しかつ優先レベル
をもっている場合、このとき、第一のコンテンションシ
ステムが通信媒体上で伝送続行され、第二のコンテンシ
ョンシステムが、続く１６ビツト長期間においてフリー
となるならば媒体の使用を望んでいる適格ユーザを決定
する。

（３）現在のユーザがその伝送を終了し他に優先ユーザ
が存在しない場合、このとき、低い優先レベルをもつ要
求ユーザが二個のコンテフシ９ンシステムにより選択さ
れ、第一のコンテンションシステムが決定を行い、第二
のコンテンションシステムは考慮されない。

パケットモードでの　　　イムスロット回線モード通信
は、フレーム間でタイムスロット内変化、または受信側
で平滑されたｎ個までのフレーム遅延を許容できる周期
的データ伝送を用いる。従って、バスＤＢをアクセスす
るパケットタイプモードにおいては、“回線”タイムス
ロットを、即ち、伝送継続を決定する各フレームでおこ
なわれるコンテンションと共に伝送することができる。

回線チャネルは従って、−個または多数の特定のタイム
スロットに割り当てられるのではなく、むしろ各フレー
ムにおいて選択されたユーザに割り当てられると考える
ことができる。これらのユーザの優先レベルデータは、
各ステーションにおいて、優先レベル順位に従って区分
されて、メモリに格納される。付閘する論理レベルは、
各フレーム開始からＣ３ＭＡ−ＣＲコンテンションを用
いたバスをアクセスするための要求を表わしている。も
し許されれば、それは、最上位優先レベルをもつ最初の
１６のタイムスロットを有し、可能ならば、低優先レベ
ルをもつ０選択と同時に、該論理は、データを伝送して
いる回線チャネル１７〜３２を考慮して、Ｃ８ＭＡ−Ｃ
Ｒ要求を再初期化する。これはチャネルナンバー１７等
の優先レベルに従って行われる。データを伝送しており
中断不可能な回線チャネルの優先レベルは、パケットに
関して十分に高く設定されており、特に、緊急パケット
よりも高く設定され、これにより１回線タイムスロット
は、実質的な遅延無しにタイムスロットの中で中断する
ことができる。データ伝送での遅延をある程度許容でき
るパケットは、低い優先レベルを有する。この低優先レ
ベルは、そのパケットの最後のデータバイト伝送として
計算された時間マージンが減少するにつれて増加してい
く。

注意すべき点として、−個のパケットにまとめられた１
６個の“回ｔ！（サーキット）”パケットは、一般に異
なった加入者回線に関与している。

ある“回線”通信においてフレーム内でフリーなタイム
スロットが見つけられなかった場合には、そのデータは
引き続き記憶され、通信システムは続くフレームにおい
て二つのタイムスロットの暫定的な割振りを要求する。

実際には、１６個のタイムスロットによる調整は維持さ
れ、以てその要求を容認するから、コンテンションシス
テムへの付加的アクセスには唯一回で済む。

Ｃ通信解放及び格納コンテキストの消去１回線モード通
信において１通信は、ユーザによって占有されていた最
初のタイムスロットから解放される０通信の最後のタイ
ムスロット（最後から二番目のフレーム）の後の対応す
るサービスバスＳＢのラインに通信終了信号が送出され
、最後のフレームの最初のバイトにおいて占有したタイ
ムスロットのナンバーを再伝送される。このナンバーは
論理回路ＬＣ２により受信される。異なったユーザのフ
レームメモリＦＭから消去によってタイムスロットを与
える機構は、通信が確立された場合にタイムスロットを
登録するのと同様である。

パケットモード通信の場合には、通信解放はまたメツセ
ージの最後のバイトの転送の後ユーザからの通信終了信
号の送信をも含んでいる。

回線モード通信は、例えば、極めて高い優先レベルをも
つ優先データワードが解放要求がなされた事実を示した
後に低重みビットが供給されるコンテンションバス上に
要求を出力することにより解放されることができる。パ
ケットモード通信での解放についても同様である。

通信終了信号はメモリＣＭに入力され、ここに最も高い
優先レベルをもつコンテキストが格納される。

比較器Ｃ７はメモリＣＭから出力されるコンテキス１〜
の優先レベルを、現タイムスロットについてフレームメ
モリＦＭに書き込まれた最高優先データと比較し、その
比較結果は、そのクロック入力端子において信号Ｈを受
信するフリップフロラ１Ｆｉｌにより記憶される。フリ
ップフロラ１Ｆ１１の出力端子は論理回路ＬＣＩに接続
されている。データバスＤＢへのアクセスは、回線モー
ドで優先レベルをもつ通信がフレームメモリＦＭに全く
存在しない場合にメモリＣＭの出力端子においてコンテ
キストに与えられる。

上記動作が行われている間に、メモリＣＭの出力に現れ
るコンテキストをもつ通信は、コンテンションバスＣＢ
から供給されるコンテキストと比較される。比較器Ｃ４
は、メモリＣＭから出力されるコンテキストの優先デー
タと、レジスタＰＤＯから出力される最初の１５ビツト
及びコンテンションバスＣＢ上にセットされた１６番目
のビットにより形成される優先データとを比較する。そ
の比較結果は、フリップフロラ１Ｆ１２にラッチされる
。このフリップフロップＦ１２は、そのクロック入力端
子にて信号Ｈを受信し、その出力端子は回路ＬＣＩに接
続されている０回路ＬＣ１は、優先データに係る種々の
情報を受け、それに従って接続切換えがおこなわれる。

このような動作はステーションを制御する回路ＬＣ２と
関連して行われる。

メモリＣＭが完全に空（エンプティ）となると、データ
バスを再度所有しその通信を続行しようとするユーザは
、サービスバスＳＢの対応するラインに割り込み禁止信
号を送出し、もし必要ならば、すべてのステーションの
論理ステータスを再同期化させる。このとき、ゼロリセ
ット信号ＲＴＺ・ＣＭが論理回路ＬＣ２によって生成さ
れ、メモリＣＭに供給される。

フレームメモリＦＭのコンテキストは、タイムスロット
が回線モード通信の最後の時点でフリーになったときに
、実際に消去するか若しくは単純に高い優先レベルポイ
ンタ位置を変更することにより、自動的に消去される。

Ｃ３ＭＡ−ＣＲプロトコルは、ビットの論理状態が読み
出しの間にコンテンションバスを通して安定化されるよ
うに同期化されることが必要な低速伝送が要求される。

同じ結果をもたらす別のプロトコルは、Ｃ３ＭＡ−ＣＤ
プロトコルであり、これは、衝突後の再伝送の認証が各
ユーザに固有の固定ナンバーによって決定されるもので
あり、上記ナンバーは、例えば、優先データである。デ
ータ衝突の場合には、最上位ビットで１からスタートす
る優先データをもつユーザだけがデータ伝送を許される
。もしも別の衝突が発生したならば、１１でスタートす
る優先データをもつユーザのみが再データ伝送を許され
る。どのユーザもデータの再伝送が許されない場合には
、競合している全てのユーザが論ＦＩＯの１桁を有して
いると推論される。この桁は従ってひとつのビットタイ
ム後にマスクされ、次のｉ−１ビツト（第ｉ−１番目の
桁）が論理１であるユーザがデータ伝送を許される。も
し一ビットタイムの別の期間の後には、全ユーザが伝送
禁止されたならば、ｉ−１桁は１以上のユーザが伝送開
始するまでマスクされる。新しい衝突が発生しなならば
、衝突が生じなくなるまでアルゴリズムは繰り返される
。従って、優先データがＮビット（８桁）であるならば
、最初からカウントして最大Ｎ−１個の衝突があり得る
。

ビットタイムは、コンテンションバス上では最大進行時
間より若干上位である。

同時に２ビツトを考慮することにより選択アルゴリズム
を優先データの形式で適用するように構成され、多くの
送信機間での衝突回避を高速化することを可能にするよ
うな変形例が考えられる。

従って、最初の衝突の場合には、その優先データが“１
”ではなく、“１１”で始まっているユーザのみがデー
タ伝送を許される。ビットタイムの後もしも全てのユー
ザが伝送を禁止されているならば、ユーザ選択のために
処理は１ビツトだけ戻リ、“１０”で始まっているユー
ザのデータ伝送を許す、ビットタイムの新期間接におい
ても、伝送が許されたユーザが存在しないならば、その
両方のビットはマスクされ、それに続く２ビツトが考慮
される。従って、異なる優先データをもつ多くの伝送ス
テーション間で衝突が発生したとき、その２ビツトが“
１１”となっているもの、即ち、十分にその４分の１が
再伝送が許され、処理速度は前述の例の二倍に高速化さ
れる。一方、二つの伝送機が、最下位ビットを除いて互
いに類似した優先データを優先データしている場合には
、特に有用な結果は得られない、なぜなら、全ての類似
ビットについて曖昧さは完全に除去されねばならないか
らである。このようなアルゴリズムは同時２ビット以上
に拡張することができる０例えば、優先データがＮビッ
トであるとき同時ビットブロックをＮ／２に最も近い整
数と等しいサイズを持つように選択することができ、こ
れにより、衝突回避処理を最適化することができる。

再伝送が要求されない場合もあり得る。その場合には、
少なくとも一つの伝送機を解放させるように選択機能ビ
ットを再考慮する必要があることが示される。そして、
もしそれが可能でないならば、それらのビットをマスク
し、それ続く低重みブロックについて考慮する。このよ
うなビット再考慮技術はまた、前述された原理に従った
選択処理を高速化する試みにおいて、小サイズのブロッ
ク、即ちＮ／４サイズに二分割することによっても得る
ことができる。ブロックの二分割を二回以上縄り返しお
こなって、ブロックサイズをＮ／８、またはそれ以下に
設定しても良い。

データバスＤＢはアナログデータの伝送にも適用するこ
とができる。アナログデータを伝送するためには、シャ
ノンの第二の法則’（５ＨＡＮＮＯＮ’５２ｎｄ　ｔｈ
ｅｏｒｅｍ）に従って、伝送最大周波数の二倍以上の周
波数でサンプリングすることができる。アナログ時分割
技術においては、サンプリングは８ｋＨｚであり、読み
出されたアナログ値は受信機に送信される。任意の時点
でのタイムスロットは、データバス増幅器による設定時
間を除いて、値が確立された時点での固定されたアナロ
グデータ値を維持する。

これとは別に、アナログ信号をその間に信号が送信され
る等間隔のタイムスロットに切り出し、ＣＣＤ、遅延ラ
イン、磁気媒体、光ファイバ、光集積回路等のアナログ
メモリに記憶する構成も考えられる。その後、時間圧縮
が行われる。これは。

メモリ出力に向かった送信速度に作用する特性パラメー
タを変更することにより行われる。その変更は、ＣＣＤ
クロックを高速化するか、若しくは、メモリラインに沿
った交互出力での読み出しによる記憶信号のスライド読
み出しを高速化するか、入力に最も近い入力に向かって
帰還し以て読み出し装置により検出される信号の相対速
度を増加させるフェーズ速度を生成することによりおこ
なわれる。同様に、光ファイバの屈折率を減少させるこ
とによっても達成できる。

割当てタイムスロットをもつ回線モードにおいて、アナ
ログメモリは、ｌフレーム期間においてアナログ信号バ
ーストを格納できる程度の長さをもつ、該メモリは、続
くフレームの同一タイムスロットの開始において自分の
格納内容を読み出し、そのフレームにＴタイムスロット
があるときには時間ファクターＴにより時間圧縮する装
置を具備している。

タイムスロットの伝送割当て部分が変動され、次のフレ
ームにズレな場合、メモリ出力を入力に帰還するか、ま
たは読み出し装置に設けられている特定長の続く部分に
バスを連続させることにより、データ格納を維持する可
能性を設定できる。

この場合、同一のアナログメモリは、種々の順次サンプ
ルされた値、例えば、全体値をも格納できる。フレーム
内の固定された位置をもつと考えられるアナログメモリ
への書き込みタイムスロット、及びデータバス上での読
出し及び伝送タイムスロット間では、同期が取れなくな
る状況があり得ることに注意されたい、読出し装置は、
タイムスロットのどの開始時においてもアナログメモリ
内を伝送する記憶信号の前方エッチ部をアクセスできる
、このことは、中間出力が、メモリからの各信号バース
トのフレーム内にタイムスロットの数だけ必要なことを
意味している。各中間出力は、フェーズ速度に作用する
スライド読み出しの場合の迅速な連続で読み出す複数の
センサによって形成される。

［ループ状通信媒体アクセスへの応用］前述された本発
明概念は、ユーザが接続されるステーション間に設けら
れるルーブトボロシイに対しても応用できる。バスに関
するループ構造は、注目すべき特徴を持っている。

実際、ステーションは、そのレベルで通過するデータの
みを検出し、従って、ループ全体としての状態について
は関知していない、この結果、ある場合には、他のステ
ーションとは異なったそのステーション独自の時間（ロ
ーカル時間）が存在し得る。

バスに間する限り、ステーションは、もしもバスが高速
で変調されかつ任意の時点で伝送機との間での双方向送
信を可能にするビットを含んでいれば、各ステーション
に特有のローカル時間の表示と共に動作できる。従って
、１０　Ｍ　ｂ　／　ｓで変調されたバスは、各ビット
について略３０ｍ長の連続する部分を有している。この
ような構成により、データ伝送、そして、ＣＳＭＡ−Ｃ
Ｄ等の媒体アクセスのための衝突回避プロトコルの使用
が可能となる。なぜなら、もしそれが３０ｍ以上であれ
ば、同時送信するいくつかの送信機はビット時間の範囲
でバス全体について同一の認知をすることはないからで
ある。バスを各ビット時間の最後において唯一つの状態
しか存在しないように遅く変形しても良い、その場合、
各ステーションは、どの瞬間でも全体と共通の時間をも
つという意味で、他のステーションと時間整合される。

このような構成はＣＳＭＡ−ＣＲプロトコルで用いられ
。

データ衝突の問題をリアルタイムで解決することができ
る。

二種類のバス動作モードにつき説明した。

ループの場合には、１ビツトタイム期間内にリアルタイ
ムでデータ衝突を検出することは期待できない、なぜな
ら、ステーション毎にローカル時間が異なっているから
である。このような場合、ＣＳＭＡ−ＣＲは、以下の相
違点との類似の比較を繰返すことによって置き換えられ
る。

（１）各ステーションは他との時間比較を常にモニタす
る。

（２）上記時間比較はデータフローに従って１バイト毎
におこなわれ、特権化された物理的状態をもつ強制制御
を伴うＣＳＭＡ−ＣＲプロトコルか、またはループから
受信された優先データワードを一時的に格納した後、同
ワード若しくは優先レベルにおいて高いローカル優先レ
ベルワードの再伝送を一回の動作でおこなうような形態
となる。

従って、ループを適用することにより、ループ上での伝
送ラップ時間でコンテンションをアクセスできるように
なる。上記時間は物理的伝送時間と各ステーションでの
一時的格納に要する時間との和である。このとき、優先
データがＮビットであるならば、データバスは最大伝送
時間のＮ倍となる。

［全体的ループの管Ｆ！］ 各ステーションに固有のローカル時間が存在し、各ステ
ーションは全体的観点からループ状態を知ることはでき
ない、従って、ループ制御を専用におこなう特別のステ
ーションが必要となる。それは、特に信号を発している
チャネルへのアクセスを容易化するために、ステーショ
ン間を正しく同期させるために基準時間または準データ
を規定する機能を有している。これは、フレーム再同期
化パターンを含みかつコンテンションワード用に確保さ
れた領域を伴うデータ領域を！ｉ返し送出することによ
り実現できる。

上記フレームの概念は、回線モードでタイムスロットを
伝送するためのみならず、娩返し的に特定される信号を
発しているチャネルからのデータ読取りを可能化するこ
とができる０回線データが全く伝送されない場合には、
上記フレーム概念を採用する必要はない、この結果、 （１）チャネルデータはそのデータについてビット連続
が禁止されている限り“透明”とはならず、信号伝送の
終了時において通常データの後に信号データが続くか、
またはその逆かを示すフラグ等の信号データを形成する
ために確保される。

（２）一定の伝送速度が必要でありかつ通常パケット形
態で伝送される音声データを取り扱う場合には、フロー
出力調整システムが必要であろう。

これは、不要となったサイクリックフレームの代りとし
て動作し、また受信ステーションに設けられる前述され
たバッファレギュレータの代りともなる。該システムは
、伝送要求及び優先レベルの周波数に作用し、ループへ
のアクセスを得た時点での全ての格納音声バイトを伝送
することにより伝送要求を送信する。

Ｃループアクセスの詳細な動作］ メツセージ伝送にはループ制御ステーションから送出さ
れるループの完全なラップを必要とする。

このことは、要求ユーザの最大優先レベル値をもたらす
、ループ側から伝送されてきたものより高い優先レベル
をもつユーザはひとつの領域内でルー１中にその伝送の
優先データを書き込み、以前の値を放出する。ルー１制
御ステーシヨンにより生成されたフレーム内での１ビツ
トにより示された第二のラップにおいては、ループ制御
ステーションによって再伝送されてくる最大値と等しい
優先レベルをもつ第一のステーションは、自分のメツセ
ージをループに送信しそのフレームを占有していること
表明する。このビットは、同一の優先レベルをもつ下位
ステーションがチャネルアクセスすることを禁じる。要
求ステーションの優先レベルは、第二のラップ間に固定
され、第二のラップにおいて新規ユーザが出現しないよ
うにする。

ループ周回は送信ステーションにより禁止されているか
ら、送信メッセージ長は任意で良い。

ユーザの優先レベルは各ステーションのバッファに記憶
され、ラインアクセスプロトコルを通して基準として用
いられる。該バッファは、ステーションがそのチャネル
をアクセスできないことを検出した場合第一のラップに
おいて、または、そのチャネルを占有しているステーシ
ョンより下位に位１し同一の優先レベルをもつステーシ
ョンの第二のラップにおいてゼロにリセットされる。

上記バッファは、もし現在の優先レベルが通信媒体のア
クセス可能性を上げるために増加される決定がなされた
としても、第二のラップの間にはコンテンションの優先
レベルを一定に維持するように機能する。

メツセージが送信終了しなくても、各ラップ、または各
フレーム、あるいはそれ以上の頻度でコンテンションは
発生し得る。このことは、ルー１制御ステーシヨンを種
々のポテンシャルユーザの優先レベルワードを受はデー
タチャネル以外の信号チャネルを規定するフレームを周
期的に出力するように構成することにより実現できる。

従って、ルー１制御ステーシヨンには、二つのラップに
跨がって延びる各コンテンションにおいて、同時発生し
たコンテフシ５ン同志の区別を可能化する識別装置が必
要である。更に、各ステーションのバッフ７レジスタが
これらのコンテンションの時分割ベースで制御される必
要がある。

パーマネントコンテンションを採用している場合には、
もしあるユーザが現在送信中のユーザよりも高い優先レ
ベルをもっていれば、送信中のユーザは、それが検出さ
れた時にこの優先ワード（最大優先度とはなっていない
）の第二のラップ間で送信がカットオフされることにな
る。ループアクセスにおいて各ステーションが異なった
ローカル時間をもっているために、先の送信機よりも上
位に位置している新規送信機は、最初の送信機が下位へ
データ伝送している間に、他の送信機から送信開始の優
先レベルワードが発生するまでは、ループへのアクセス
を行うことができる。上述されたループのカットオフチ
ャネルデータの再伝送レベルで実行されるが、信号チャ
ネルはもし必要ならばそのまま維持される。高位の優先
ワードの処理は、データチャネルの即時再ループ化をも
たらす。

そのような非同期動作モードは、公知のトークンリング
モードでの動作と似ているが、二つのラップが存在する
という点で独自性がある。即ち、第一のラップは優先度
の比較を行うためのものであり、通常のトークンリング
プロトコルとは対照的に、各ステーションは自分の優先
レベルが高い場合にそれを書き込むことができる。第二
のう・ｌプは、媒体への書込みアクセスにを最初の最大
優先レベルをもつステーションに承認するためのもので
ある。この点も標準のトークン技術と比べて独特であろ
う、なぜなら、標準のトークンにおいてはいかなるステ
ーションを伝送承認することはしないのに対して、選択
的にステーションに伝送を許すための絶対的アドレッシ
ングが存在するからである。

前述された構成を別な観点から見ると、上記伝送認可は
絶対的であり、ステーションにおいて優先レベルを比較
することにより検出される。このとき、他の残りのステ
ーションは、チャネルアクセスができない状態下で、そ
の認可ステーションについての情報は全く与えられない
のである。

【図面の簡単な説明】

第１図は、潜在的なユーザを媒体に接続している各ステ
ーションのレベルで実行される、本発明による通信媒体
にアクセスする装置の応用ダイアダラムである。 第２図及び第３図は、各々コンテンションチャネルにわ
たって動作するユーザ優先データ伝送回路のダイヤグラ
ムである。 第４図は、第２図の回路に用いられる部分回路のダイヤ
グラムである。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、種々の優先レベルをもつユーザ間で共有の通信媒体
   をアクセスする方法であって、ユーザ優先レベル及びア
   ドレスを含む優先データがユーザに共通のコンテンショ
   ンバスを介して要求ユーザから伝送され、上位連結され
   る判定時間をもつコンテンション系を用いた固定長のフ
   レーム時間において回線モード及びパケットモードの何
   れかで動作可能な通信媒体アクセス方法において、前記
   コンテンションを制御するデータはメッセージ伝送を望
   んでいる要求ユーザによって周期的に伝送され、各ユー
   ザは前記コンテンションバスから供給される優先データ
   を記憶し前記要求ユーザからの優先データと比較するこ
   とによりフレームを構成する複数のタイムスロットの各
   々での伝送許可をどのユーザに与えるかを決定し、一つ
   または複数のタイムスロットで伝送を開始したユーザは
   前記伝送を実行する前のタイムスロットにおいて、より
   高位の優先データをもつ他のユーザが割り込んだときに
   伝送中断されることを特徴とする通信媒体アクセス方法
   。 ２、前記中断された通信のコンテキストは伝送中断の発
   生順序に従つて記憶され、前記通信媒体がフリーとなつ
   たときに該順序と逆に出力され、これにより最新の伝送
   中断通信のコンテキストが最初に出力されることを特徴
   とする請求項１記載の通信媒体アクセス方法。 ３、前記割り込みは被割り込みユーザの種類に応じた時
   間だけ遅延されることを特徴とする請求項１記載の通信
   媒体アクセス方法。 ４、前記通信媒体をアクセスしているユーザの優先レベ
   ルは、所定量だけ自動的に増加されることを特徴とする
   請求項１記載の通信媒体アクセス方法。 ５、前記フレーム内に固定的に位置するタイムスロット
   は回線モードにおいては各伝送要求ユーザに付随される
   ことを特徴とする請求項１記載の通信媒体アクセス方法
   。 ６、回線モードにおいてユーザは、各フレームの最初の
   時点で前記コンテンションバスを用いてタイムスロット
   の許可を再要求でき、高位の優先レベルをもつユーザは
   最初に許可が与えられ、該タイムスロットは予め決めら
   れたナンバーに統合され以て一回の要求で前記タイムス
   ロットナンバー分をまかなうことを特徴とする請求項１
   記載の通信媒体アクセス方法。 ７、タイムスロットの許可を要求しておりフレーム中で
   満足が得られていない要求ユーザの優先レベルは、該フ
   レームの最後の時点で増加されることを特徴とする請求
   項６記載の通信媒体アクセス方法。 ８、タイムスロット許可を要求し先行するフレーム中で
   未だ満足を得ていないユーザの優先レベルは、引き続き
   増加され、続く所定の全体数ｎの開始の時点で実質的に
   上昇されることを特徴とする請求項６記載の通信媒体ア
   クセス方法。 ９、送信ユーザが前記通信媒体へのアクセスを実行でき
   ないでいるｎフレームのトータル期間となり得る変化可
   能な遅延時間は、受信ユーザに送られ、これによりタイ
   ムチャネル伝送の遅れ状態の不確定性に原因した不安を
   補償することを特徴とする請求項６記載の通信媒体アク
   セス方法。 １０、回線モードにおいて送信ユーザからのタイムスロ
   ット配分の要求は、予め決められた全体数Ｔのフレーム
   において反復されることを特徴とする請求項５記載の通
   信媒体アクセス方法。 １１、同一のタイムスロットが、連続するフレームで時
   分割的に、またはタイムスロットにおける前記通信媒体
   に伝送されるワードレベルで空間的に、複数の回線モー
   ドユーザによつて共有されることを特徴とする請求項５
   記載の通信媒体アクセス方法。 １２、前記通信媒体へのアクセスが許されたパケットモ
   ード伝送ユーザの優先レベルは、該ユーザが前記通信媒
   体へのアクセスを得たならば最後ビットの時点で計算さ
   れた時間マージンに反比例して、その中断毎に、増加さ
   れることを特徴とする請求項１記載の通信媒体アクセス
   方法。 １３、通信中断されたユーザの優先レベルは、該ユーザ
   が前記通信媒体へのアクセスを得た時に増加されること
   を特徴とする請求項１記載の通信媒体アクセス方法。 １４、前記通信媒体へのアクセスコンテンションはＣＳ
   ＭＡ−ＣＲ型コンテンション体系により制御されること
   を特徴とする請求項１記載の通信媒体アクセス方法。 １５、前記コンテンションバスを介して伝送される要求
   ユーザの優先データの最後ビットに含まれるデータは、
   該ビット時間の最後の時点において、次のビット時間に
   同一ユーザの選択するように用いられることを特徴とす
   る請求項１４記載の通信媒体アクセス方法。 １６、要求ユーザの優先データビットは前記タイムスロ
   ットのボーレートで前記コンテンションバスに伝送され
   ることを特徴とする請求項１４記載の通信媒体アクセス
   方法。 １７、前記コンテンション体系は、前記タイムチャネル
   のデータフローに対して非同期化されることを特徴とす
   る請求項１４記載の通信媒体アクセス方法。 １８、前記通信媒体へのアクセスコンテンションは上位
   結合されたコンテンションタイムを有する変形ＣＳＭＡ
   −ＣＤ型プロトコルにより調整されることを特徴とする
   請求項１記載の通信媒体アクセス方法。 １９、前記通信媒体へのアクセスコンテンションは、第
   一のコンテンションバスを用いて全要求ユーザ間で行わ
   れるか、第二のコンテンションバスを用いて前記通信媒
   体へのアクセスを完了したユーザを除いた残り全ての要
   求ユーザ間で行われ、前記通信媒体へのアクセスを完了
   したユーザが該媒体を解放した場合には、前記第二のコ
   ンテンションバスを用いたコンテンションが実行され、
   連続するコンテンションは記憶され分類されてその中で
   最上位優先レベルを規定することを特徴とする請求項１
   記載の通信媒体アクセス方法。 ２０、前記通信媒体は制御ステーションにより制御され
   る物理的なループであることを特徴とする請求項１５記
   載の通信媒体アクセス方法。 ２１、順次連結される判定時間をもつコンテンション系
   を用いた固定長のフレーム時間において回線モード及び
   パケットモードの何れかで動作可能であり、種々の優先
   レベルをもつユーザ間で共有の通信媒体をアクセスする
   装置であって、前記通信媒体の複数のユーザが夫々接続
   された複数のステーションと、各ステーションに接続さ
   れ所定数のコンテンションチャネル、データチャネル、
   サービスチャネル及び信号チャネルを有する通信チャネ
   ルとを具備する通信媒体アクセス装置において、各ステ
   ーションは、全ユーザに共通のコンテンションチャネル
   に所定ユーザの優先データ及び特定アドレスを送信する
   回路と、前記通信媒体へのアクセスを同時に望んでいる
   複数の要求ユーザの優先データを比較しその時間フレー
   ムを形成するタイムスロットにおいてどのユーザのアク
   セスを許可するかを決定し一つまたは複数のタイムスロ
   ットで伝送を開始したユーザが、前記伝送を実行する前
   の前記タイムスロットの一つまたは複数のタイムスロッ
   トにおいてより高位の優先データをもつ他のユーザが割
   り込んだときに伝送中断される状態を与える手段と、前
   記コンテンションチャネルからの優先データを格納する
   手段と、中断された通信のコンテキストを記憶する手段
   とを具備することを特徴とする通信媒体アクセス装置。 ２２、前記優先データを格納する手段は、現在のサイク
   ルの終了時に、前記要求ユーザにより前記コンテンショ
   ンチャネルを介して伝送される優先データの中から最も
   高い優先データを抽出し格納するデータレジスタを具備
   することを特徴とする請求項２１記載の通信媒体アクセ
   ス装置。 ２３、各ステーションは、回線モードで前記タイムスロ
   ットを占有しているユーザの優先データ及びコンテキス
   トを該フレームの前記タイムスロットに対応するアドレ
   スに格納するフレームメモリを更に具備することを特徴
   とする請求項２１記載の通信媒体アクセス装置。 ２４、各ステーションは、各フレームの開始時にスター
   トするタイムスロットをカウントするタイムスロットカ
   ウンタと、該カウンタに接続されカウンタ出力を１タイ
   ムスロットの遅れで格納するカウンタレジスタとを更に
   具備し、前記タイムスロットカウンタまたは前記カウン
   タレジスタの内容は、読み出しモードまたは書き込みモ
   ードにおいて前記フレームメモリをアドッシングするた
   めに用いられることを特徴とする請求項２３記載の通信
   媒体アクセス装置。 ２５、各ステーションは、各タイムスロットについて、
   前記データレジスタの内容を前記フレームメモリの内容
   と比較する手段を更に具備することを特徴とする請求項
   ２２記載の通信媒体アクセス装置。 ２６、前記コンテンションバスを介して送信される優先
   データの中で最も高位の優先データをもつ要求ユーザを
   表わすビットを順次格納するシリアル入力レジスタと、
   各タイムスロットにおいて前記フレームメモリの内容を
   前記コンテンションバスの設定での最終ビットで終わる
   最後ビットを除いて、前記シリアル入力レジスタの内容
   を比較する手段とを更に具備することを特徴とする請求
   項２２記載の通信媒体アクセス装置。 ２７、各ステーションは、前記データレジスタの内容を
   、ローカルユーザ優先データを含むローカルデータメモ
   リの内容と比較する手段を更に具備することを特徴とす
   る請求項２２記載の通信媒体アクセス装置。 ２８、各ステーションは、ユーザ優先データを含むロー
   カル優先データメモリの内容を、前記コンテンションバ
   スの設定での最終ビットで終わる最後ビットを除いて、
   シリアル入力レジスタの内容と比較する手段を更に具備
   することを特徴とする請求項２２記載の通信媒体アクセ
   ス装置。 ２９、前記コンテキスト格納手段はＦＩＬＯ型メモリを
   具備し、該メモリの入力は前記データレジスタの出力に
   接続され、伝送中断されたユーザの優先データは該ユー
   ザの中断に応答して前記ＦＩＬＯ型メモリに格納され、
   前記ＦＩＬＯ型メモリから出力される優先データは最も
   新しく伝送中断されたユーザの優先データであることを
   特徴とする請求項２１記載の通信媒体アクセス装置。 ３０、各ステーションは、前記ＦＩＬＯ型メモリから出
   力されるデータを、前記コンテンションバスでの設定で
   の最終ビットで終わるその最後ビットを除いて、前記シ
   リアル入力レジスタの内容と比較する手段を更に具備す
   ることを特徴とする請求項２１記載の通信媒体アクセス
   装置。 ３１、各ステーションは、前記優先データレジスタの出
   力を、前記コンテンションバスでの設定での最終ビット
   で終わるその最後ビットを除いて、前記シリアル入力レ
   ジスタの内容と比較する手段を更に具備することを特徴
   とする請求項２１記載の通信媒体アクセス装置。 ３２、各タイムスロットにおいて前記ＦＩＬＯ型メモリ
   り出力データを前記フレームメモリの内容と比較する手
   段を更に具備することを特徴とする請求項２１記載の通
   信媒体アクセス装置。 ３３、前記フレームメモリは、タイムスロットに対応す
   る各アドレスにおいて、現在のタイムスロットが割り当
   てられている回線モードユーザの優先データを伝送中断
   の発生順序に従って記憶し、かつ中断発生時にタイムス
   ロットが割り当てられていた回線モードユーザの優先デ
   ータを記憶するように構成されることを特徴とする請求
   項２１記載の通信媒体アクセス装置。 ３４、第一及び第二のコンテンションバスを更に具備し
   、該第一のコンテンションバスには前記通信媒体へのア
   クセス要求を行う全てのユーザの優先データが供給され
   、前記第二のコンテンションバスには現在伝送を実行し
   ている要求ユーザを除いた残り全てのユーザの優先デー
   タが供給されることを特徴とする請求項２１記載の通信
   媒体アクセス装置。 ３５、前記バスは制御ステーションによって制御される
   ループによって実現されることを特徴とする請求項２１
   記載の通信媒体アクセス装置。