JPH0286245A

JPH0286245A - データリンクレイヤ処理方式

Info

Publication number: JPH0286245A
Application number: JP63234983A
Authority: JP
Inventors: Seiichi Ozaki; 尾崎　清一; Michio Asano; 浅野　道雄; Yoshihiro Takiyasu; 滝安　美弘
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1988-09-21
Filing date: 1988-09-21
Publication date: 1990-03-27
Also published as: US5168497A

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】〔産業上の利用分野〕本発明は、データリンクレイヤの処理を行う通信装置に
関する。

〔従来の技術〕

従来のデータリンクレイヤ処理方式としては、例えば、
ＣＣＩＴＴ　ＲＥＤ　ＢＯＯＫ勧告Ｘ、２５に記載の、
ＬＡＰＢ手順がある。ＬＡＰＢ手順は、世の中に広く用
いられているＨＤＬＣ手順のサブセットである。ＬＡＰ
Ｂ手順のように、従来からあるデータリンクレイヤのプ
ロトコルは、回線の誤り確率が高い時代に、その条件下
でも信頼性の高いデータ通信を行うために、隣接装置間
での通信を誤り再送等により確実に行うように決められ
たプロトコルである。従って、このプロトコルは行うべ
き制御が複雑で、プロトコルの細部の変更や採用するオ
プションの違いを吸収するために、多くの場合、ソフト
ウェアで処理される。このソフトウェア処理により、従
来の装置では、１つのエフレーム処理を行うために数〜
数１０ｍ秒の遅延時間を要する。このような装置で構成
した通信網により通信を行う場合、数段の中継回線を経
ると通信装置での処理のための遅延時間が大きくなり、
また、多数の回線や高速の回線を中継する通信装置では
、スループットを向上するために大きなプロセッサ性能
が必要になる。このため１回線の高速化、低誤り確率を
背景に、非Ｘ、２５の単純な網内プロトコルを用い、誤
り再送は通信を行っているエンド同志（エンドツーエン
ド）で行おうとする提案がなされている（例えば電子情
報通信学会技術研究報告５Ｅ８８−６６）。

以下、本発明と関連する公知のＬＡＰＢ手順について、
第４図、第８図、第１２図および第１４図を用いて説明
する。これらはＡ局７．８局８ともにＬＡＰＢ手順に従
う場合のシーケンス図である。

第４図は受信エフレームのＮ　（Ｓ）検査、■フレーム
再送、およびタイマ監視について説明するシーケンス図
である。第４図において、Ａ局７の受信状態変数Ｖ　（
Ｒ）９の初期値はＯである。Ｂ局８はＡ局７に対して送
信順序番号Ｎ　（Ｓ）＝Ｏ１受信順序番号Ｎ　（Ｒ）＝
Ｏのフレームである工（０，０）４０１を送信する。本
明細書の説明では、これらの順序番号、状態変数はすべ
てモジュロ８で加算されるものとするが、モジュロ１２
８でも同様である。Ａ局７局Ｉ　　（０，０）４０１を
受信し、そのＮ　（Ｓ）＝Ｏを検査し、自局内のＶ（Ｒ
）＝Ｏと等しいことにより受信フレームエ（０，０）は
正しい受信エフレームであると認識し、Ｖ（Ｒ’）を１
更新し、Ｖ　（Ｒ）＝１とする。

次に、８局８はＡ局７に対して送信順序番号Ｎ（Ｓ）＝
１、受信順序番号Ｎ　（Ｒ）＝ＯのエフレームであるＩ
　（１，０）４０２を送信する。Ａ局７はＩ　（１，０
）４０２を受信し、そのＮ　（Ｓ）＝１を検査し、Ａ局
７内のＶ　（Ｒ）＝１と等しいことにより受信フレーム
Ｉ　　（１，０）４０２は正しい受信■フレームである
と認識し、Ｖ　（Ｒ）を１更新し、Ｖ　（Ｒ）＝２とす
る。同様に８局８はＩ　（２，０）４０３を送信するが
、これはＡ局７に、到達する前に紛失するとする。８局
８は次に工（３，０）４０４を送信し、Ａ局７はＩ　（
３，０）４０４を受信するが、そ（７）Ｎ　（Ｓ）　＝
３はＶ　（Ｒ）＝２と等しくないことから、Ｉ　　Ｃ２
，Ｑ）４０３の紛失が起こったことを認識し、ＲＥＪフ
レーム中（７１Ｎ　（Ｒ）　ニＡ局７内（７）Ｖ　（Ｒ
）　＝２を入れてＲＥＪ　（２）４０５は、８局８へ送
信する。ＲＥＪ　（２）４０５は、８局８八Ｎ　（Ｓ）
＝２以降の送信順序番号をもつエフレームの再送を要求
するフレームである。８局８は、その後、Ｉ　（２，０
）４０６〜工　（７，０）１１１を送信する。Ａ局７は
、１つのエフレームを受信する毎にＶ　（Ｒ）　９を１
ずつ更新するため、Ｉ　（７，０）４１１受信後は、Ｖ
　（Ｒ）＝Ｏとなる。８局８における送信ウィンドウサ
イズ＝６であるとすると、８局８は、Ｉ　（７，Ｏ）４
’ｌｌ送信後は送信すべきフレームがあっても送信をス
トップし、Ａ局７から受信するフレーム中のＮ　（Ｒ）
による送信ウィンドウの更新を待つ、ＬＡＰＢでは、■
フレームを送信する時は毎回タイマをスタートするよう
規定されてい〜る。８局８はこの規定に従い、Ｉ　　（
７，Ｏ）１゛−１゜夕４１１送信後にもタイマをスタートする。８局８は、そ
の後Ａ局７からフレームを受信するとタイマをストップ
するが、Ａ局７からのフレームを受信する前に８局８内
のタイマがタイムアウトすると、８局８はＰビットを１
にしたＲＲフレーム４１２をＡ局７に送信し、Ａ局７は
、それに対しＲＲフレーム４１　：Ｍ）Ｎ　ＣＲ）　ニ
Ｖ　（Ｒ）　＝Ｏを入れ、Ｆビットを１にして８局８に
送信する。８局８は、ＲＲフレーム４１３の受信により
送信ウィンドウを更新でき、さらに、Ｉ　（０，０）４
１４以降のフレームを送信することができる。

第８図は、従来の装置におけるＰ／Ｆビットの使用法を
説明するシーケンス図である。Ａ局７は、Ｐビット＝１
のフレーム８０１を送信すると、Ｐビット＝１のフレー
ム送信後でＦビット＝１のフレームのフレーム受信待ち
であるかどうかを示す内部状態Ｐ−８ｅｎｔをＹｅｓに
し、Ｐビットを送信したときの送信状態変数を示す内部
変数ＪにＡ局内の送信状態変数Ｖ　（Ｓ）を格納する。

Ａ局７は、内部状ＭＰ　−Ｓ　ｅ　ｎ　ｔがＹｅｓであ
る間は、Ｐビット＝１のフレームを重ねて送信すること
はしない。８局８は、Ｐビット＝１のフレーム８０１受
信に対してＦビット＝１のフレーム８０２を送信する。

Ａ局７は、Ｆビット＝１のフレーム８０２を受信すると
、内部状態Ｐ−３ｅｎｔをＮｏにリセットする。また、
受信Ｎ　（Ｒ）がＡ局７内の最旧未確認送信状態変数り
以上、送信状態変数Ｖ　（Ｓ）以下であり、かつ、受信
Ｎ　（Ｒ）が内部変数Ｊより小さく、８局８がビジー状
態でないならば、受信Ｎ　（Ｒ）と等しい送信順序番号
Ｎ　（Ｓ）をもつエフレームからの再送を開始する。

第１２図は、切断フェーズにおける動作を説明する図で
ある。Ａ局７は、切断フェーズにあるときに、ＳＡＢＭ
以外のＰビット＝１のフレームを受信すると、ＤＭフレ
ームを送信することにより、Ａ局７は切断フェーズにあ
ることを８局８に通知する。

第１４図は、ビジー状態発生時の手順を説明する図であ
る。データリンクレイヤの処理を行う通信装置が内部的
な制約１例えば、受信バッファの制約によりエフレーム
の受信継続が一時的に不可能な場合、ビジー状態が発生
する。Ａ局７では、Ｉ　（０，０）１４０１、Ｉ　（１
，０）１４０２を受信後、ビジー状態が発生する。ビジ
ー状態になると、Ａ局７はＲＮＲフレーム１４０３を送
信し、８局８は、ＲＮＲフレーム１４０３を受信すると
、ただちにエフレームの送信をストップする。Ａ局７に
おけるビジー状態が解除されると、Ａ局７はＲＲフレー
ム１４０４を送信してビジー解除を８局８に通知する。

８局８は、ＲＲフレーム１４０４を受信すると、■フレ
ームの送信を再開（１４０５，１４０６）する。

従来の装置は、上記のように、他局がある手順に従う処
理を行う場合、自局も同じ処理を行うものである。

〔発明が解決しようとする課題〕

以上説明した超高速パケット網が出現した場合でも、Ｈ
ＤＬＣのような従来の通信プロトコルを持ったパケット
交換機や端末は依然と存在するため、これを超高速パケ
ットを網に接続できるようにする必要がある。これを第
１５図で説明する。

１５２１〜１５２５は非ｘ、２５の単純な網内プロトコ
ルを実装した超高速パケット交換機、１５０６はそれら
により構成した超高速パケット交換網である。１５１５
〜１５２ｏは従来のパケット交換機、１５０１〜１５０
５はそれらにより構成されるＸ、２５、Ｘ、７５等（デ
ータリンクレイヤはＨＤＬＣまたはＨＤＬＣ類似のプロ
トコル）によるインターフェースをもったパケット交換
網であり、１５０７〜１５０９は同様のインターフェー
スをもった端末である。１５１０〜１５１４はパケット
交換機に接続される端末である。

パケット交換機１５０１を超高速パケット交換機１５０
６に接続しようとするような場合、超高速パケット交換
機１５２１は、パケット交換網１５１６がＨＤＬＣ等の
処理を矛盾なく行なえるようなデータリンクレイヤの処
理を行う必要がある。もし超高速パケット交換機１５２
１がＨＤＬＣ等の処理を忠実に行うならば、上述のよう
に超高速パケット交換機で数〜数１０ｍ秒の遅延時間が
発生する。これにより超高速パケット交換の小遅延時間
という長所が失われるという問題点が発生する。これは
特に音声情報を転送する場合に問題となる。

また従来技術では、第４図に示したように、８局８が■
　（７，０）４１１を送信した後、送信ウィンドウによ
り送信可能なエフレームを送信し、次のＩフレームを送
信可能になるまでに、長い送信のとぎれ４１７が発生す
る場合があり、このため連続したＩフレームの送信が妨
げられ、そのためエンドツーエンドの遅延時間が大きく
なるという問題点がある。また、これにより上記と同様
に超高速パケット交換の小遅延時間という長所が失われ
るという問題点が発生する。

また、第４図で、８局８はＲＥＪフレーム４０５の受信
によりエフレームの再送を行っているが、再送を行うこ
とが可能であるために８局８は内部にバッファを持ち、
送信するフレームは全て一旦このバッファに蓄えておき
、相手側からの送達確認がなされたフレームのみをバッ
ファから取り除くという処理を行う。特にモジュロ１２
８の場合に準備すべきバッファ量は、最大エフレーム長
によっては、数Ｍバイト程度と大きなものとなる。この
ように従来技術ではフレーム再送のためのバッファが必
要となり、大きなハードウェア量が必要となるという問
題点がある。

また、従来の装置では、遅延時間を小さくするために処
理のハードウェア化を行う場合には、複雑な制御を行う
ための状態遷移制御ハードウェアを設ける必要があり、
論理回路が複雑になるという問題点がある。

本発明の目的は、ＨＤＬＣまたはＨＤＬＣ類似のデータ
リンクレイヤ処理を行う装置（相手袋Ｍ）との間で通信
を行う装置（自装置）のデータリンクレイヤの処理負荷
を、相手装置にとって矛盾なく軽減することにより、自
装置における処理遅延時間を小さくすること、また、送
受信するエフレームのウィンドウ制御による連続性のと
ぎれを少なくすることにより、相手装置と自装置におけ
る遅延時間を小さくすることにあり、これによってエン
ドツーエンドの遅延時間を小さくすることにある。

また、本発明の他の目的は、自装置内に再送用のバッフ
ァや、複雑な制御回路を持たないでよいことにより自装
置のハードウェア量を小さくすることにある。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するために、本発明では、自装置におい
て受信Ｉフレーム中のＮ　（Ｓ）が正当な値であるかど
うかにかかわらず、該エフレームは正常に受信したとみ
なして、該Ｉフレームを受け入れるようにする。この場
合、自装置中にエフレーム受信数を計数する手段を設け
、■フレーム受信数があらかじめ設定した値に達する毎
に相手装置にＲＲフレームを送信し、該ＲＲフレームの
Ｎ（Ｒ）は最新の受信エフレームのＮ　（Ｓ）にモジュ
ロ数に従って１を加えた値とする。

上記目的を達成するために、本発明では更に、自装置中
にタイマを設け、該タイマにより測定されるあらかじめ
設定した時間ごとに相手装置にＲＲフレームを送信し、
該ＲＲフレームのＮ　（Ｒ）および相手装置から受信す
るＰビット＝１のフレームに対して送信するＦビット＝
１のフレームのＮ　（Ｒ）は、最新の受信エフレームの
Ｎ　（Ｓ）にモジュロ数に従って１を加えた値とし、上
記以外の送信フレームのＮ　（Ｒ）は、上記タイマによ
り送信するＲＲフレームまたは上記Ｆビット＝１の送信
フレームのＮ　（Ｒ）　を等しい値とする。

また、上記目的を達成するために、本発明の実施例では
、Ｉフレーム送信後のタイマによる受信フレームの監視
を行わず、ウィンドウの最後のＩフレーム送信時は送信
エフレームのＰビットを１にして送信する、Ｐビット＝
１のフレームの送信の前後の自装置の内部状態は同じと
する、相手装置からＲＥＪフレームを受信しても、ＲＥ
Ｊフレームの受信以前と同様に通信を続行する、自装置
がＩフレームを受信不可能な状況となっても、自装置の
内部状態は変えず、通信を続行する、などの特徴をもつ
。

〔作用〕

本発明によれば、各装置が受信するＩフレーム中のＮ　
（Ｓ）が順序通りの正しい値であるかどうかの検査を行
わずに、全ての受信エフレームを受け入れることにより
、各装置内でのデータリンクレイヤの処理負荷は低減さ
れる。

また、各装置で、■フレーム受信数を計数し王フレーム
受信数があらかじめ設定した値に達する毎に相手装置に
ＲＲフレームを送信することにより、相手装置が送信す
るエフレームの送信ウィンドウ制御による連続送信のと
ぎれは少なくなる。

各装置にタイマを設け、該タイマにより測定されるあら
かじめ設定した時間毎に相手装置にＲＲフレームを送信
すると、相手装置が送信するＩフレームの送信ウィンド
ウ制御による連続送信のとぎれは少なくなる。例えば第
１５図において、超高速パケット交換網１５０６内の超
高速パケット交換機１５２１に、パケット交換機１５０
１〜１５０３および端末１５０７．１５０８から送られ
るデータが、全て超高速パケット交換機１５２５に接続
されたパケット交換４１１１５０４宛である場合を考え
ると、超高速パケット交換網は網内にはなるべくバッフ
ァをもたず、網内に入ったデータはなるべく早く宛先に
送りだそうとするため、超高速パケット交換機１５２５
はパケット交換機１５０１〜１５０３および端末１５０
７．１５０８から送られたデータが到着後なるべく早く
パケット交換５１５０４に送出しようとする。

この場合、パケット交換機１５２０には複数の送信元か
らのデータが到着するため、処理能力の不足が起こり、
データはパケット交換機１５２０または超高速パケット
交換機１５２５で廃棄される場合がある０本発明によれ
ば、超高速パケット交換網にデータがはいる入口の超高
速パケット交換機（自装置り（上記の例では超高速パケ
ット交換機１５２１）で、上記タイマの設定値により、
超高速パケット交換網にデータのはいる割合を制限でき
、これにより宛先側でのデータの廃棄を防ぐことができ
る。

各装置がＩフレーム送信後のタイマ監視を行わないよう
にすると、装置の処理負荷は低減され、ウィンドウの最
後の送信エフレームのＰビットを１とすることにより、
自装置からの送信Ｉフレームの送信ウィンドウ制御によ
る連続送信のとぎれを少なくできる。また、各装置がＰ
ビット＝１のフレーム送信の前後の状態を同じとするこ
とにより、装置の内部状態数を減らし、これにより装置
のハードウェア量を少なくできる。

各装置が相手装置からＲＥＪフレームを受信しても再送
処理を行わず、モードリセット手順を行うか、あるいは
ＲＥＪ受信以前と同様に処理を続行するようにすると、
再送のため各装置内のバッファを不要にできる。また、
各装置が一時的にエフレームを受け入れることができな
いビジー状態になっても、自装置の内部状態を変えずに
通信を続行するようにすれば、自装置の内部状態数を減
らし、これにより装置のハードウェア量は少なくできる
。

本発明では、誤り制御はデータリンクレイヤでは行わず
、レイヤ３以上の高位レイヤで行う。従って１つの誤り
が発生してから回復するまでの時間は従来の処理よりも
長くかかる。しかし回線の信頼性の向上により誤りの発
生率は小さく、また本発明による処理負荷の低減により
誤りのない正常時の処理遅延は従来よりも小さい。従っ
て全体としてみた処理遅延は従来よりも小さくなる。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例について説明する。

第１図において、１は本発明のデータリンクレイヤ処理
方式を採用する自局であり、２は従来のＨＤＬＣまたは
ＨＤＬＣ類似の処理を行う他局である。この例には他局
２における送信のウィンドウサイズは６とする。他局２
は６つのエフレーム１　（０，０）１０１〜Ｉ　（５，
０）１０６を送信し、そこでウィンドウ制御により送信
をストップする。自局１は従来技術で行っていたＮ　（
Ｓ）とＶ　（Ｒ）を比較することによる受信エフレーム
の正当性の検査を行わず、全ての受信エフレームを受け
入れることにより処理負荷を低減する。

ここでＩ　（２，０）１０３が回線上で紛失した理では
その紛失には気付かないが、これはエンドツーエンドの
上位レイヤ処理で検出され回復処理が実行される。３は
自局１内にもつ内部変数りであり、Ｄにはエフレーム受
信毎に該受信Ｉフレーム中のＮ　（Ｓ）に１を足した値
を格納する。４は自局１内にもつカウンタＣであり、■
フレーム受償毎に１更新することによりエフレーム受信
数を計数し、あらかじめ定めた設定値に達するとＲＲフ
レームを送信する０本実施例では設定値＝５としており
、自局１はＩ　（５，０）１０６受信後にＣ＝５となり
ＲＲフレーム１０７を送信する。この送信ＲＲフレーム
１０７のＮ　（Ｒ）としては内部変数りの値６を格納し
ている。自局１が送信する全てのフレームのＮ　（Ｒ）
は送信時の内部変数りの値とする。ＲＲフレーム１０７
の送信後はカウンタＣの値は０にリセットする。自局１
はカウンタによるＲＲフレーム送信に限らず、Ｎ　（Ｒ
）を含む全てのフレーム送信後はカウンタＣの値を０に
リセットする０本実施例ではエフレーム受信数を計数す
る手段として上記のように動作するカウンタＣを設けた
が、これは、あらかじめ定めた値を設定し、エフレーム
受信毎に１ずつ減少し、０になったらＲＲを送信するよ
うなカウンタとすること等が可能である。

他局２ではＲＲ（６）１０７の受信により、■（５，０
）１０６送信時にスタートしたタイマをストップし、ウ
ィンドウが更新され、さらにまた６つのエフレームＩ　
（６，０）１０８〜工（３゜０）１１３を送信する。こ
のように自局１がカウンタＣによりＲＲフレームを送信
することにより、他局２からの送信エフレームの連続送
信のとぎれ１２０は第４図に示した従来技術の場合の送
信のとぎれ４１７より短くなる。

他局２の送信エフレームＩ　（６，０）１０８〜Ｉ　（
３，０）１１３のうちＩ　（０，０）１１０とＩ　（１
，０）１１１の２つは紛失しており、そのため他局２の
送信ウィンドウの最後のエフレームＩ　（３，０）１１
３を自局１が受信した後もカウンタＣは設定値５になら
ない。これは（他局２のウィンドウサイズ＝６）−（自
局１内カウンタＣの設定値＝５）＝１よりも多い数の紛
失が起こったためである。このような場合は、他局２内
でのタイムアウトにより、他局２はＲＲ，Ｐフレーム１
１４を送信する。これに対し、自局１がＲＲ（４）、Ｆ
フレーム１１５を返送すると、他局２は送信ウィンドウ
を更新し、Ｉ　　（４，０）１１６以降のフレームを送
信することが可能となる。自局１は、ＲＲ（４）、Ｆフ
レーム１１５送信後、カウンタＣの値を０にリセットす
る。他局２は、ＲＲフレーム１１５受信により送信ウィ
ンドウを更新し、■フレーム１１６，１１７を送信する
。

自局１は、その後Ｉ　　（０，６）１１８を送信する。

他局２は、Ｉ　（０，６）１１８受信に応答して送信ウ
ィンドウを更新し、■フレーム１１９以降のフレームを
送信する。

第１図で示した例のように、シーケンスの途中でエフレ
ームの紛失が起こっても、データリンクレイヤの処理は
続行される。データリンクレイヤでの紛失したフレーム
Ｉ　　（２，０）１０３、■（０，０）１１０．Ｉ　　
（１，０）１１１は、パケットレイヤ以上の高位レイヤ
でのエンドツーエンドの再送により回復される。

高位レイヤでの再送処理は、データリンレイヤでの再送
処理に比べると時間がかかるものではあるが、フレーム
の紛失は、最近の回線の信頼性の向上により、本実施例
で示したほど頻繁には起こらないので、エンドツーエン
ドでの平均パケット伝送遅延時間は小さくなる。

第１図の自局１は、第１５図の超高速パケット交換機１
５２１に、他局２はパケット交換機１５１６に相当する
。これをさらに第１７図に示す。パケット交換機１５１
６　（他局２）が超高速パケット交換機１５２１　（自
局１）に送信するデータは、他局２に接続されたパケッ
ト交換機１５１５．１７０１．１５１７に接続された端
末１５１１．１７０２，１５１２から送られてきたもの
であり、このデータはさらに、自局１より右側にあるエ
ンド端末（第１５図の１５１３．１５１４等）に送られ
る。第１７図に示すように、他局２と自局１間でフレー
ムｐｖ　ｒｅ　Ｓが紛失する場合は、エンドツーエンド
の再送処理が必要な他局２側の端末は１７０２のみであ
り、端末１４０７．１４０９は再送を行う必要はない。

第２図において、他局２は、第１図と同様に、６つのエ
フレームＩ　（０，０）２０１〜工　（５゜０）２０６
を送信し、そこでウィンドウ制御により送信をストップ
する。自局１はＮ　（Ｓ）の正当性の検査を行わず、全
ての受信■フレームを受け入れる。Ｉ　（２，０）２０
３は紛失しているが、自局１はその紛失には気付かない
、３の内部変数りは、第１図におけるものと同じく、エ
フーレーム受信毎に、その受信Ｉフレーム中のＮ　（Ｓ
）に１を足した値を格納する。６は自局１内にもつタイ
マであり、自局１は、該タイマにより測定される一定の
周期毎に、相手装置にＲＲフレームを送信する。第２図
では、ＲＲフレーム２０７が送信されている。自局１は
、該タイマの一定周期は任意の値に設定することができ
る。ＲＲフレーム２０７のＮ　（Ｒ）は、このＲＲフレ
ーム送信時の内部変数りの値（＝６）としている。また
、このようにタイマによりＲＲフレームを送信する場合
は、５の内部変数Ｅに、そのＲＲフレームを送信する時
の内部変数りの値に６）を格納する。他局２では、ＲＲ
（６）２０７の受信により、■（５，０）２０６送信時
にスタートしたタイマをストップし、ウィンドウを更新
し、さらに６つのＩ７１／−ｂ、Ｉ　（６，０）２０８
〜工　（３，０）２１３を送信する。このように自局１
がタイマ６によりＲＲフレームを送信することにより、
他局２からの送信エフレームの連続送信のとぎれ２２０
は、第４図の従来技術における送信のとぎれ４１７より
短くなる。第２図において、■（０゜０）２１０とＩ　
　（１，０）２１１が紛失しても、自局１はその紛失に
は気付かず、その後２つのＩフレームＩ　（０，６）２
１４、Ｉ　（１，６）２１５を送信する。このような自
発的な送信フレームのＮ　（Ｒ）は、そのフレームを送
信するときの内部変数Ｅの値（＝６）とする、その後、
自局１はタイマ６によりＲＲフレーム２１６を送信する
。ＲＲフレーム２１６のＮ　（Ｒ）はその時の内部変数
りの値４とし、同じ値を内部変数Ｅにも格納する。その
後自局１が送信するエフレーム２１７．２１８．２１９
のＮ　（Ｒ）は内部変数Ｅの値（＝４）とする。

第３図は、第２図の続きを示す。他局２は３つのＩ７Ｌ
／−ム３０１．３０２．３０３を送信する。

３つめのエフレームはＰビットが１である。自局１は、
このＰビットに受信に応答して、Ｆビットが１のＲＲフ
レーム３０４を送信する。このＲＲフレーム３０４のＮ
　（Ｒ）は、内部変数りの値（＝３）とし、同時にこの
Ｄの値を内部変数Ｅに格納する。このように、自局１は
、Ｐ＝１の受信フレームに対するＦ＝１の送信フレーム
のＮ　（Ｒ）は内部変数りの値とし、同時にそのＤの値
を内部変数Ｅに格納する。他局２は、ＲＲフレーム３０
４の受信により送信ウィンドウを更新し、６つのエフレ
ーム３０５〜３１０を送信する。自局１はタイマ６によ
りＲＲフレーム３１１を送信する。他局２は、ＲＲフレ
ーム３１１の受信によりまた送信ウィンドウを更新し、
Ｉフレーム３１２以降を送信する。タイマ６によるＲＲ
フレームの送信タイミングを自局１で任意に設定するこ
とにより１本発明を超高速パケット交換機に適用する場
合に、超高速パケット交換網に従来のパケット交換網か
ら入るフレームの割合を調節することができ、これによ
り超高速パケット交換網でのフレームの廃棄を防ぐこと
ができる。

第５図において、自局１は、従来技術で説明したような
Ｉフレーム送信に伴うタイマ監視を行わないようにする
ことにより、自局１の処理負荷を低減する。また、自局
１のウィンドウの最後の送信■フレーム５０６のＰビッ
トは１にする。これに対し、他局２はＦビット＝１のＲ
Ｒフレーム５０７を返送するため、連続したフレーム送
信のとぎれ５１１は、従来技術の項で第４図により説明
した場合の送信のとぎれ４１７よりも短くなる。

ただし、第５図における自局１は、Ｉフレーム送信後の
タイマ監視を行わないため、Ｉ　（５，Ｏ）、Ｐ２Ｏ３
の紛失等により返事がいつまでも来ない場合は、上位レ
イヤのタイマ監視によるエンドツーエンドでの回復手順
がとられることになる。しかし回線の信頼性の向上によ
り、このようなことはまれにしか起こらない。

また、第６図に示すように、自局１がウィンドウサイズ
に満たない個数のエフレーム（第６図では４個）を送信
し、最後（４つ目）のフレームＩ（３，０）６０４が紛
失した場合、自局１はタイマ監視を行わないため、該紛
失を知ることはできない。このような場合は、あとで自
局工がさらにフレームを送信する場合（６０５，６０６
）や、上位レイヤのタイマ監視によるエンドツーエンド
での回復手順により解決される。

従来技術の項で説明したように、従来はＰ＝１のフレー
ム送信およびＦ＝１のフレーム受信により第８図に示す
ような処理を行うが、本発明では第７図に示すように、
内部変数Ｊはもたず、Ｐ＝１のフレームを送信しても内
部状態は変化せず、Ｐ＝１のフレームを重ねて送信する
ことを可能とし、これにより自局１の内部状態数は減り
、また従来のＨＤＬＣまたはＨＤＬＣ類似の処理を行う
装置では、第４図により説明したように、ＲＥＪフレー
ムを受信するとエフレームの再送手順を行うため、再送
用のバッファが必要となる。

これに対し、本発明では再送を行わず、第９図に示すよ
うに、ＲＥＪフレーム９０５を受信すると、自局１はＳ
ＡＢＭコマンド９０６を受信した後にＵＡフレーム９０
７を受信するというモードリセットの手順を行い、その
後衛たに通信を再開する。

紛失したフレームＩ　　（２，０）９０３については、
第１図で説明した場合と同様に上位レイヤで解決される
。本発明により自局１はエフレームの再送を行う必要が
なくなるため、自局１内に再送用のバッファを設ける必
要がなくなる。

または、第１０図に示すように、自局１はＲＥＪフレー
ム１００５を受信しても該ＲＥＪフレーム受信以前と同
様に通信を続行する。自局１は、Ｉ　　（４，０）１０
０６〜Ｉ　　（７，０）１０ｏ９を送信するが、他局２
はそれらを廃棄する。自局１は、第５図で説明したよう
に、タイマによる受信監視を行わないとすると、ウィン
ドウ制御により送信をストップした後はデータリンクレ
イヤでは何も行わない。上位レイヤでは、送信したいフ
レームがいつまでも送信されないことにより、上位レイ
ヤのタイマがタイムアウトし、データリンクレイヤにエ
フレームの送信を要求する。

自局１のデータリンクレイヤはウィンドウ制御によりＴ
フレームを送信することはできないため、ＲＲ，ＰＩＯ
ＩＯを送信し、他局２はそれに対しＲＥＪ　（２）、Ｆ
ＩＯＩＩを送信する。自局１は。

本発明により上記ＲＥＪＩＯＩＩを無視する。その後、
上位レイヤは、同様にタイムアウトによるフレーム送信
要求を出し、自局１と他局２は上記と同様の処理を繰り
返す。上位レイヤは、タイムアウトを規定回数繰り返し
た後、データリンクレイヤにモードリセット要求を出し
、自局１は、以後第９図に示したと同様に、ＳＡＢＭに
よるモードリセット手順を行い、■フレームの送信を再
開する。

本発明によれば、ウィンドウ制御による送信ストップ後
の送信再開までの時間は比較的長くかかるが１回線の信
頼性の向上によりフレームの紛失があまり起こらないこ
とにより、ＲＥＪ受信もあまり起こらないため、問題と
はならない。紛失したフレームエ　（２，０）１０ｏ３
については、第１図で説明した場合と同様に、上位レイ
ヤで解決される。本発明により、自局は、■フレームの
再送を行う必要がなくなるため、自局１内に再送用のバ
ッファを設ける必要がなくなる。

第１３図において、自局１で、内部的な制約により一時
的にエフレームの受信継続が不可能なビジー状態が発生
（１３２１）すると、自局１は、他局２には何も知らせ
ずに、受信フレームの廃棄（１３２２）を行う。他局２
のウィンドウサイズを４とすると、他局２は、Ｉ　　（
３，０）１３０４送信後、ウィンドウ制御により送信を
ストップする。他局２は、Ｉ　（３，０）１３０４を送
信後、タイマをスタートし、タイムアウト後ＲＲ１Ｐ１
３０５を送信する。自局１は、Ｐビット＝１のフレーム
を受信すると、必ずＦビット＝１のフレームを送信する
。ＲＲ，Ｐ１３０５受信時、自局１では、フレーム送信
要求はないので、ＲＲ（２）、Ｆ１３０６を送信し、他
局２は、■　（２゜０）１３０３、Ｉ　（３，０）１３
０４送信後に送信したＰ＝１のフレーム１３０５に対し
て受信したＦ＝１のフレーム１３０６中のＮ　（Ｒ）が
２であることから、ＨＤＬＣ手順に規定されている通り
に、Ｉ　　Ｃ２，Ｏ）以降のＩフレームを再びウィンド
ウ制御により送信ストップするまで再送する（１３０７
〜１３１０）（従来技術の項で第８図と（Ｃ）１３２５
の周期を繰り返す）。自局１でのビジー状態が周期（Ｂ
）中で解除されると、全てのフレームは正常に他局２か
ら自局１に到達する。自局１でのビジー状態が周期（Ｃ
）中で解除されると１周期（Ｃ）中でビジー解除以前に
自局１に届いたフレームは廃棄され、再送されることは
ない。この廃棄されたフレームについては上位レイヤの
回復手順により解決される。本発明によれば、自局はビ
ジー状態の発生および解除を、第１４図に示すようにＲ
ＮＲ，ＲＲフレームにより他局に通知する必要がなくな
り、自局のビジー状態を管理する必要がなく、内部状態
数が減る。

第１６図は、本発明によるデータリンクレイヤ処理方式
を実行する超高速パケット交換機１５２１の内部構成を
示す図である。１６０１はパケット交換網からのインタ
フェース回＠　１６０５を接続し、物理レイヤの制御、
データリンクレイヤのフラグの付加／除去、ゼロ挿入／
削除、ＦＣＳチエツク等ノリアルタイム処理を行う回線
対応部である。１６０２は、回線対応部を通して送受信
するフレームやプロセッサ１６０３が実行するプログラ
ムを格納するメモリ、１６０３は、本発明によるデータ
リンクレイヤ処理方式を実行し、また超高速パケット交
換網の網内転送のための処理を行うプロセッサ、１６０
４は、超高速パケット交換網内の他の超高速パケット交
換機からの網内回線１６０６に接続され、高速パケット
交換網内でのハードウェアによる高速交換を行う中継処
理部である１本図で示した実施例では、データリンクレ
イヤの処理はソフトウェアにより行うとしているが、こ
れはハードウェアにより行うことも可能である。

第１８ａ図および第１８ｂ図は、接続するパケット交換
機（相手局）のデータリンクレイヤがＨＤＬＣクラスＢ
Ａ手順である場合に、高速パケット交換機１５２１　（
自局）が行うデータリンクレイヤ処理（本発明によるデ
ータリンクレイヤ処理方式を使用）の−例を示す状態遷
移表であり、第１９図〜第２２図は、第１８図に付属す
る処理状態遷移表（第１９図）、受信フレームの解析に
よる処理状態遷移（第２０図）、Ｐ／Ｆビットの解析に
よる処理状態遷移（第２１図）、フレーム等送信による
処理状態遷移（第２２図）である。

第１８図〜第２２図の使用法および記号の意味はｒＮＴ
Ｔ技術参考資料　パケット交換サービスのインタフェー
ス（ＰＴｇ）Ｊに記載のものと同様である。第１８図の
状態遷移表において、横軸で示す状態の数はＨＤＬＣク
ラスＢＡの状態遷移表における状態の数の約１１５とな
っており、第１９図〜第２２図の処理状態遷移表の項目
数は、ＨＤＬＣクラスＢＡの場合の処理状態遷移表約１
／６以下となっている。第１８図〜第２２図に示すデー
タリンクレイヤ処理では、本発明を組合わせて採用して
いるが、さらに第１１図に示す次のような処理も採用し
ている。第１１図において、自局１は切断フェーズにあ
るときは他局２からモード設定コマンド以外のＰ＝１の
フレーム１１０１を受信しても、それを無視して何も行
わない、他局２はフレーム１１０１を送信するとタイマ
をスタートし、タイムアウトすると同じフレーム１１０
２を再送する。他局２はこの再送とタイムアウトをＮ２
回繰り返した後、切断フェーズになる。これにより自局
１における処理負荷は低減される。本発明を組合わせて
１つの閉じたデータリンクレイヤのプロトコルとして自
局でサポートすることにより、相手局にとっては自局は
あたかも相手局と同じ処理ＨＤＬＣクラスＢＡをサポー
トしているかのように見えておりながら、自局はＨＤＬ
ＣクラスＢＡよりも処理を大幅に軽減し、かつウィンド
ウ制御によるフレーム送信のとぎれを少なくし、かつ自
局内にフレーム再送のためのバッファをもたなくてよい
ような処理を行うことが可能となる。

第１５図の超高速パケット交換網１５０６の網外とのイ
ンタフェースにある超高速パケット交換機１５２１．１
５２５のデータリンクレイヤとして、第１８図〜第２２
図に示すような簡略化した手順を採用することにより、
超高速パケット交換網１５０６内での遅延時間は小さく
なり、超高速パケット交′換機１５２１．１５２５のハ
ードウェア量を削減できる。

本発明は、第１５図に示した超高速パケット交換網との
インタフェースに用いるだけでなく、従来プロトコルを
持った端末と通信を行う新端末との間のインタフェース
に用いることもできる。本発明による制御の簡略化、遅
延時間の減少、ハードウェア量削減により、新端末のコ
ストは下がり、処理は高速化され、接続可能回線数は増
加する。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ＨＤＬＣまたはＨＤＬＣ類似のデータ
リンクレイヤ処理を行う装置（相手装置）との間で通信
を行う装置（自装置）のデータリンクレイヤの処理負荷
が、相手装置にとって矛盾なく低減されることにより、
自装置における処理遅延時間が小さくなり、また送受信
するエフレームのウィンドウ制御による連続性のとぎれ
が小さくなることにより、相手装置と自装置における遅
延時間が小さくなるという効果がある。さらにこれによ
り、自装置として超高速パケット交換機、相手装置とし
て従来のパケット交換機を接続する場合に、超高速パケ
ット交換網の低遅延時間という長所か失われず、これに
より特に音声情報を転送する場合の音声品質をより良く
することができるという効果がある。

また、本発明によれば、自装置内にフレーム再送のため
のバッファを設けなくてよいというハードウェア削減の
効果がある。また、本発明によれば、処理が簡略化され
るため、処理のハードウエア化を行う場合に論理回路を
簡略化でき、これによるハードウェア削減の効果がある
。またこのハードウェア削減によるコスト低減という効
果がある。

また、本発明によれば、自装置として超高速パケット交
換機、相手装置として従来のパケット交換機を接続する
場合に、自装置は任意に設定するタイマによりＲＲフレ
ームを送信することにより、超高速パケット交換網に入
るフレームの割合をその入り口で調節でき、フレームの
廃棄を防ぐことができるという効果がある。

また、本発明によれば、自装置の処理が簡略化されるこ
とにより、処理は高速化され、自装置に接続可能な回線
数が増加するというスループット向上の効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図、第２図、第３図５第５図、第６図、第７図、第
９図、第１０図、第１１図、第１３図は本発明によるデ
ータリンクレイヤ処理手順を説明するシーケンス図、第
４図、第８図、第１２図、第１４図は従来のＨＤＬＣま
たはＨＤＬＣ類似の手順を説明するシーケンス図、第１
５図は本発明を適用する網構成の例を示す図、第１６図
は本発明を適用する装置の構成の一例を示す図、第１７
１８図に付属する処理状態遷移表である。１・・・自局、２・・・他局、７・・・Ａ局、８・・・
Ｂ局、１５０１・・・パケット交換網、１５０６・・・
超高速パケット交換網、１５１６・・・パケット交換機
、１５２１・・・超高速パケット交換機、１６０１・・
・回線対応部、１６ｏ２・・・メモリ、１６０３・・・
プロセッサ、１６０４・・・中継処理部。不　ｊ　　国菓　２図茅図篤図 ≠ 凹茅図烹図寥図某図ア／１図第図巣ｌθ 図図茅／♂ え図第Ｂし図Ａ欠手１シ、１オケ＆　、Ｊう匠、さン

Claims

【特許請求の範囲】１、データリンクレイヤの処理をＨＤＬＣまたはＨＤＬ
Ｃ類似の手順に従つて行う装置（相手装置）との間で通
信を行う通信装置（自装置）のデータリンクレイヤの処
理において、受信した情報フレーム（Ｉフレーム）の制
御フィールド（Ｃフィールド）中にあり該Ｉフレームの
順番を表わす送信順序番号Ｎ（Ｓ）の正当性の如何にか
かわらず、該Ｉフレームを受け入れることを特徴とする
データリンクレイヤ処理方式。２、データリンクレイヤの処理をＨＤＬＣまたはＨＤＬ
Ｃ類似の手順に従つて行う装置（相手装置）との間で通
信を行う通信装置（自装置）のデータリンクレイヤの処
理において、該自装置中にＩフレーム受信数を計数する
手段を設け、Ｉフレーム受信数があらかじめ設定した値
に達する毎に上記相手装置に受信可フレーム（ＲＲフレ
ーム）を送信し、該ＲＲフレームのＣフィールド中にあ
り相手装置への受信確認を表わすＮ（Ｒ）は、最新の受
信ＩフレームのＮ（Ｓ）にモジユロ数に従つて１を加え
た値とすることを特徴とするデータリンクレイヤ処理方
式。３、データリンクレイヤの処理をＨＤＬＣまたはＨＤＬ
Ｃ類似の手順に従つて行う装置（相手装置）との間で通
信を行う通信装置（自装置）のデータリンクレイヤの処
理において、該自装置中にタイマを設け、該タイマによ
り測定されるあらかじめ設定した時間毎に上記相手装置
にＲＲフレームを送信し、該ＲＲフレームのＮ（Ｒ）お
よび上記相手装置から受信するＰビット＝１のフレーム
に対して送信するＦビット＝１のフレームに対して送信
するＦビット＝１のフレームのＮ（Ｒ）は、最新の受信
ＩフレームのＮ（Ｓ）にモジユロ数に従つて１を加えた
値とし、上記以外の送信フレームのＮ（Ｒ）は、上記タ
イマにより送信するＲＲフレームまたは上記Ｆビット＝
１の送信フレームのうち最新のフレームのＮ（Ｒ）と等
しい値とすることを特徴とするデータリンクレイヤ処理
方式。４、データリンクレイヤの処理をＨＤＬＣまたはＨＤＬ
Ｃ類似の手順に従つて行う装置（相手装置）との間で通
信を行う通信装置（自装置）のデータリンクレイヤの処
理において、Ｉフレーム送信後のタイマによる受信フレ
ームの監視を行わず、ウィンドウの最後のＩフレーム送
信時は該ＩフレームのＰビットを１にして送信すること
を特徴とするデータリンクレイヤ処理方式。５、データリンクレイヤの処理をＨＤＬＣまたはＨＤＬ
Ｃ類似の手順に従つて行う装置（相手装置）との間で通
信を行う通信装置（自装置）のデータリンクレイヤの処
理において、Ｐビット＝１のフレーム送信の前と後とで
の該自装置の内部状態は同じとすることを特徴とするデ
ータリンクレイヤ処理方式。６、データリンクレイヤの処理をＨＤＬＣまたはＨＤＬ
Ｃ類似の手順に従つて行う装置（相手装置）との間で通
信を行う通信装置（自装置）のデータリンクレイヤの処
理において、該相手装置からＲＥＪフレームを受信する
と、該データリンクレイヤのモードをリセットする手順
を行うことを特徴とするデータリンクレイヤ処理方式。７、データリンクレイヤの処理をＨＤＬＣまたはＨＤＬ
Ｃ類似の手順に従つて行う装置（相手装置）との間で通
信を行う通信装置（自装置）のデータリンクレイヤの処
理において、該相手装置からＲＥＪフレームを受信して
も、該ＲＥＪフレームの受信以前と同様に通信を続行す
ることを特徴とするデータリンクレイヤ処理方式。８、データリンクレイヤの処理をＨＤＬＣまたはＨＤＬ
Ｃ類似の手順に従つて行う装置（相手装置）との間で通
信を行う通信装置（自装置）のデータリンクレイヤの処
理において、該自装置が一時的にＩフレームを受け入れ
ることができないビジー状態となつても、該自装置の内
部状態は変えず、通信を続行することを特徴とするデー
タリンクレイヤ処理方式。