JPH03216042A - 非同期優先性選択論理 - 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】 技術分野 本発明は、大略、データ伝送ネットワークに関するもの
であって、更に詳細には、個々のステーションが特定し
た最大時間期間の間のみ非同期送信のためにトークンを
保持することを可能とすることによってトークンリング
ネットワークの全てのステーションがデータ伝送のため
に等しい時間を有することを確保する非同期優先性選択
論理に関するものである。

従来技術 データ伝送システムにおけるステーション間の通信は、
隣接するフレームが明示的又は暗示的なスタートースト
ップパターンによって分離されている情報文字からなる
シリーズ乃至は「フレーム」の伝送を介して行なわれる
。独特のスタートパターン（「開始区切り記号）」及び
独特のストップパターン（「終了区切り記号」）を使用
することにより、受信ステーションは、各フレームの正
確な開始及び正確な終了を識別することが可能である。

次第にボブユラーとなりつつある一つのタイプのシステ
ムは、トークンリングネットワークである。基本的なト
ークンリングネットワークは、多数のリピーターノード
から構成されており、その谷々は、単一方向伝送リンク
によって接続されて、閉ルーブリングを形成している。

情報フレームが、ある一つのリピーターから次のものへ
リングに沿ってビット毎に直列的に転送され、各リビー
タは各ビットを再生すると共に再送する。

再送要素として機能することに加えて、リング上の各リ
ピーターは、又、リングに取付けたステーションによっ
て情報を挿入したり検索したりするためのステーション
取付け点として作用する。

情報フレームがリピーターを通過してリング上を循環す
る場合、そのフレームの宛て先アドレスフィールドがそ
のステーションヘコビーされる。そのステーションが、
その宛て先アドレスをそれ自身のアドレスとして認エす
ると、そのステーションは、そのフレーム全体をコピー
する。

特定のタイプのトークンリングネットワークは、ファイ
バ分散型データインターフェース（ＦＤＤＩ）プロトコ
ルによって定義されている。ＦＤＤＩプロトコルは、オ
ブチカルファイハ伝送媒体を使用ｔる１００Ｍｂｉｔ／
秒のトークンリングネットワークへ適用されるデータ伝
送基準に関する米国国家基準（ＡＮＳ）である。ＦＤＤ
Ｉプロトコルは、多数のコンピュータの間、及びコンビ
ュ夕とそれらに関連する人量記憶サブシステム及びその
他の周辺機器との間における高性能相斤接続として意図
されたものである。

Ｗｉｌｇ　ｊａｍ　　Ｓｔａｌｌｌ　　ｉｎｇｓｆｆｒ
コンピュータ通信基準のハンドブック（Ｈａｎｄｂｏｏ
ｋ　　ｏｆ　　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ−Ｃｏｍｍｕｎｉｃａ
ｔｉｏｎ　　Ｓｔａｎｄａｒｄｓ）Ｊ、第２巻、ハワー
ド・ダブリュ・シムズ・アンド・カンパ二出版ｉト、１
９８７年、ｐｐ．１７７−１７９の参考書に記載される
如く、ＦＤＤＩトークンリング技術は、リングの周りを
循理する小さなトークンフレームを使用することを基本
としている。送信を行なうことを所望するステーション
は、それが通過するトークンを検知するまで待機せねば
ならない。次０で、該ステーションが、使用可能なトー
クンが識別されるや否や、トークンの伝送をアボート、
即ち中止させることにより該トークンを捕獲する。該ト
ークンが捕獲された後に、該ステーションは、特定され
た最大時間期間の間その伝送媒体の制御を行なうことが
許可され、その期間中に、該ステーションは一つ又はそ
れ以上の情報フレームをリング」二へ送信させることが
可能である。

情報は、各記号が４個のデータビット乃至は制御コード
を表イっす５ビット文字乃至は「記号」のシーケンスか
ら構成されるフレームの形態でＦＤＤＩリング上を送信
される。情報は、典型的に、記号対乃至は「バイト」の
形態で送信される。

第１図は、ＦＤＤＩフレーム及びトークンフォーマッ］
・において使用されるフィールドを示している。ブリア
ンプルフィールｌ’（ＰＡ）は、アイドルライン状態記
号のシーケンスから構成されており、全ての送信に先行
する。アイドル記号は、受信クロック同期のために使用
される最大周波数信号を供給する。開始区切り記号フィ
ールド（ＳＤ）は、記号境界とは独立的に個別的に認識
可能な二つの制御機能開始区切り記号対から構成されて
いる。前述した如く、開始区切り記号バイトは、それに
続く情報に対する境界を確立する。フレム制御フィール
ド（Ｆ　Ｃ）は、フレームのタイプとその特性を定義し
、それは、同期送信と非同期送信とを区別し、アドレス
の長さを特定し、Ｈつフレームのタイプを識別する。フ
レーム制御フィールドは、個別的に、トークンを識別す
る。トークンの終了区切り記号フィールド（ＥＤ）は、
二つの終了区切り記号制御記号から構成されており、［
１つ１個のトークンを完成する。宛て先アドレス（ＤＡ
）及び発信元アドレス（ＳＡ）フィールドは、送信フレ
ームの宛て先アドレス及び発信元アドレスを有している
。宛て先アドレスフィールド及び発信元アドレスフィー
ルドは、両方共、フレーム制御フィールドによって決定
される如く、２バイトの長さか又は６バイトの長さであ
る。宛て先アドレスは、個別的なアドレスか又はグルー
プアドレスの何れかとすることが可能である。フレムチ
ェツクシーケンスフィールド（Ｆ　Ｃ　Ｓ）は、４バイ
トの長さであり、ＡＮＳ　Ｉのスタンダードな多項式を
使用する循環的冗長性チェックを有している。フレーム
チェックシーケンスのチェックによってカバーされる全
てのフィールドの場合の如く、情報フィールドは、デー
タ記号のみから構成されている。一つのフレームの終了
区切り記号（Ｅｎｄ　　Ｄｅｌ　ｉｍｉ　ｔ　ｅ　ｒ）
は、１個の終ｒ区切り記号（Ｔ）であり、それに続くも
のはフレームスターテスフィールド（Ｆ　Ｓ）であり、
フレームステータスフィールドは、アドレスされたステ
ーションがそのアドレスを認識したか否か、そのフレー
ムがコピーされたか否か、又は何れかのステーションが
フレームの中にエラーを検知したか否かを表わす３個の
制御インジケータ記号から構成されている。三つの制御
インジケータが続くＩＴＪは、非トークンフレームのた
めにＦＤＤＩプロトコルによって必要とされる最小終ｒ
区切り記号を表わしている。該プロトコルは、終了区切
り記号内の付加的な対の制御記号又は付加的な奇数個の
制御記号の後に１個の最後のｒＴＪ記号が続くことを可
能とする。全ての適合性のある実現形態は、切捨てるこ
となしに、これらの拡張した終了区切り記号を処理する
ことが可能なものでなければならない。終了区切り記号
ｒＴＪ及び二つの制御機能ｒＲＪ及びｒＳＪは、独特に
エンコードされ、１−１．つ通常のデータ又はアイドル
記号の何れかから区別可能なものである。

第２図は、ＦＤＤＩプロトコルに従ったステーションに
対して必要とされる構成要素を示している。そこに示さ
れた構成要素は、リングの１要素として適切な動作を確
保するためにステーションの全体的な動作を制御するた
めにネットワーク上の各ステーション内に存在するネッ
トワーク管理の一部であるステーション管理機能（ＳＭ
Ｔ）を有している。物理的レイヤ媒体依存性（ＰＭＤ）
機能は、リング上の隣接するステーション間にオブチカ
ルファイバリンクを与える。物理的レイヤプロトコル機
能は、エンコード、デコード、（ＰＨＹ）クロック及び
同期機能を提供する。媒体アクセス制御機能（ＭＡＣ）
は、伝送媒体へのアクセス、他のステーションの媒体ア
クセス制御機能へのフレームの送信及びそれからのフレ
ームの受取りを制御する。

ＰＨＹ機能は、 同時的に受信及び送信を行なう。

このＰＨＹ機能の送信論理は、媒体アクセス制御機能か
らの記号を受付け、これらの記号を５ビットコードグル
ープへ変換し、且つそのエンコードした直列ストリーム
を媒体上へ送信する。ＰＨＹ機能の受信論理は、伝送媒
体からエンコードした直列ストリームを受取り、開始区
切り記号対の認識に基づいて記号境界を確立し、ｎつデ
フードした記号をそれの関連する媒体アクセス制御機能
へ送給する。

ＦＤＤ　Ｉプロトコルに関する付加的な情報は、Ｆｆｆ
ｏｙｄ　　Ｅ，　　Ｒｏｓｓ著ｒＦＤＤＩ一外観（ＦＤ
ＤＩ−ａｎ　　Ｏｖｅｒｖｉｅｗ）Ｊ，ダイジェストφ
オブ・ペーパーズ、コンピュータ・ソサエティ国際会議
、Ｃｏｍｐｃｏｎ’　８７、ｐｐ．４３４−４４４の文
献に記載されている。

更にＳｔａｇｊＪ　ｉｎｇｓによって記載される如く、
ＦＤＤＩプロトコルは、二つのタイプの送信、即ち同期
型及び非同期型を定義している。「同期型」送信は、各
ステーションに最大の帯域幅が割当てられ且つ特定の遅
延を超えない応答時間が保陣されるようなデータ送信サ
ービスのクラス（分類）として定義される。一方、「非
同期型」送信は、全てのステーションがダイナミックに
割当てられたリング帯域幅及び応答時間のプール、即ち
たまりに対して競争するデータ送信サービスのクラス（
分類）として定義される。

ＦＤＤＩネットワークを構築する場合に、ユーザは、タ
ーゲットトークン回転時間（ＴＴＲＴ）を定義する。リ
ング上の各ステーションは、ＴＴＲＴに対して同一の値
を格納している。リング上の幾つかの又は全てのステー
ションは、同期割当て時間（ＳＡ．）が与えられており
、それはステーションの間で変化する場合がある。同期
割当ては以下の如くに設定されねばならない。

ΣＳ＾＋　＋　１）．Ｍａｘ　＋　Ｆ．Ｍａｘ　＋　Ｔ
ｏｋｅｎ汀≦ＴＴＲＴ尚、Ｓ　Ａ　＋　−ステーション
ｉに対する同期割当てＤ．Ｍａｘ−リングー周の伝搬時
間 Ｆ．Ｍａｘ一最大長ＦＤＤＩフレームを送信するのに必
要な時間 Ｔｏｌｃｅｎ，Ｔ−トークンを送信するのに必要な時間 ステーションがＦＤＤＩトークンを受取ると、それは、
それが最後にトークンを受取ってからの時間を測定し、
それはトークン回転タイマ（ＴＲＴ）においてカウント
される。この値は、トークン保持タイマ（ＴＨＴ）内に
格納される。トークン回転タイマＴＲＴが０ヘリセット
されＩっ再度カウント動作を開始する。次いで、該ステ
ーションは、以下の二つの規則に従って送信を行なうこ
とが可能である。第一に、上述した如く、時間ＳＡ＋の
間同期フレームを送信することが可能である。同期フレ
ームを送信した後に、又はそれが送信すべき同期フレー
ムを持っていない場合に、トクン保持タイマＴＨＴがイ
ネーブルされ、１１つその設定値から稼動を開始する。

ステーションは、ＴＨＴ＜ＴＴＲＴてある場合にのみ、
非同明データを送信することが可能である。

Ｌｌ的 本発明は、以上の点に鑑みなされたものであって、上述
した如き従来技術の欠点を解消し、個々のステーション
が特定した最大時間期間の間のみ非同期送信のためにト
ークンを保持することを許容することによってトークシ
リングネットワークの全てのステーションがデータ伝送
のために等しい時間を有することを確保することを可能
とした非同期優先性選択論理を提倶することを目的とす
る。

構成 本発明は、トークシリングネットワーク上の個々のステ
ーションが特定した最大時間期間の間のみ非同期送信の
ためにトークンを保持することを許容するための非同期
優先性選択論理を提供している。この非同期優先性選択
論理は、リング上の到着から到若までのトークンの回転
を計時するためのトークン回転タイマを有している。ト
ークン保持用タイマは、該トークンが該ステーションに
よって捕獲された後に、非同期送信のために該ステーシ
ョンによって使用されるリング帯域幅の量を制限する。

このトークン保持用タイマの値に応答する選択回路は、
トークン回転タイマ値が予め選択した同期スレッシュホ
ールド値よりも小さいか否かを決定することにより捕獲
されたトークンがいまたに送信のために使用することが
可能であるか否かを決定する。該選択論理は、第一ビッ
ト長を持った選択した非同期スレッシュホールド値を発
生する手段を有している。この選択した非同期スレッシ
ュホールド値は、トークン保持用タイマ値のビット長に
対応する第二ビット長へ拡張される。この拡張された非
同期スレッシュホールド値及びトークン保持用タイマ値
は、比較され、［Ｌつその比較が、非同期送信が許可さ
れることを表わす場合には、出力信号がアサート、即ち
活性化される。

実施例 以下、添付の図面を参考に、本発明の具体的実施の態様
について詳細に説明する。

第３図は、ステーションとＦＤＤＩトークンリングとの
間に統合したインターフェースを与えるために共同する
一組のステーション要素を示している。

クロック回復装置１０は、リング上の上流側のステーシ
ョンによってＦＤＤＩオプチカルファイバ伝送媒体上に
配置された人力直列ピットストリームから１２５ＭＨｚ
クロックを抽出する。１２．５ＭＨｚクリスタル基準か
ら、クロック分布装置１２は、物理的レイヤ制御器（１
’ｌ　ａｙｅｒ）１４及び基本的媒体アクセス制御器（
ＢＭＡＣ）１６によって必要とされる種々のクロックを
合成する。Ｐ，ｌＪａｙｅｒｌ４は、ＢＭＡＣ１６から
検索された１　２．　　５Ｍｂ　ｙ　ｔ　ｅ／秒を変換
し、且つ人力４　Ｂ／５　Ｂデータを内部的コードヘデ
コードする。ＢＭＡＣ１６は、ＦＤＤＩ｝−クン及びフ
レームの送信、受信、リピート（再現乃至は繰返し）及
びストリップ（剥離）を制御する。その特徴の中におい
て、且つ以下に詳細に説明する如く、ＢＭＡＣ１６は、
米国国家基準Ｘ３Ｔ９．５ＦＤＤＩ　　ＭＡＣ基準によ
って定義されている同期型トークン媒体アクセス制御プ
ロトコルを実行する。

尚、ＡＮＳ　　Ｘ３Ｔ９．５　　ＭＡＣ基準は、ＡＮＣ
ドキュメントＸ３Ｔ９．５／８８−１３９、Ｘ３Ｔ９／
、ＲＥＶ２、ｒＦＤＤＩ媒体アクセス制８（ＭＡＣ−Ｍ
）（メインテナンス改訂版）」、ワーキングドラフト提
案米国国家基準、１９８９年６月１口の文献である。

第４図に示した如く、ＢＭＡＣ１６は、リングエンジン
１８と、制御インターフェース２０と、ＰＨＹインター
フェース２２と、ＭＡＣインターフェース２４とを有し
ている。

以下に更に詳細に説明する如く、リングエンジン１８は
、ＢＭＡＣ１６の「心臓部」であり、ＦＤＤＩリング上
のフレームを送信し、受信し、リピートし、｛］，つス
トリップするためにＡＮＳ　ＩＸ３Ｔ９．５　　ＭＡＣ
プロトコルを実行する。

制御インターフェース２０は、制御バスに対するインタ
ーフェースを実行し（第３図参照）、それにより、ＢＭ
ＡＣ１６の動作を初期化させ、モニタし、１１．つ診断
する。

ＰＨＹインターフェース２２は、ＰＨＹ要求バスを介し
てＰｌａｙｅｒｌ４へバイトストリームを洪給し、且つ
ＰＨＹ表示バスを介してＰ，ｐａｙｅｒｌ４からバイト
ストリームを受取る。

ＭＡＣインターフェース２４は、ステーションの外部的
バッファ動作及び制御論理に対しインターフェースを与
える。バイトストリームが、ＭＡＣ表示バスを介しての
適宜の制御信号と共に、インターフェース論理へ供給さ
れる。バイトストリームは、ＭＡＣ要求バスを介して適
宜のＩ＼ンドシェーク制御信号と共に、該インターフェ
ースへ供給される。

第５図を参照すると、リングエンジン１８は、二つの主
要なブロック、即ち受信機２６と送信機２８とを有して
おり、それらは、タイマ／カウンタ論理３０及びＭＡＣ
パラメータＲＡＭ３２を共川している。

受信機２６は、ＦＤＤＩリングからの情報の妥当性の検
査をし、エラー及び故陣を検知し、■つ送信機２８によ
って使用され且つＭＡＣインターフェース２４へ送給さ
れる適宜の信号及びフラッグを発生する。更に、受信機
２６は、スタート（開始）及びエンド（終了）区切り記
号の識別に基づいて、ＰＨＹ表示バス上で受取られるバ
イトストリームからフレーム、トークン及びフラグメン
ト（断片）を形成する。

ＭＡＣパラメータＲＡＭ３２は、二重ボート型ＲＡＭで
あり、それは、暗示される如く、関連するステーション
のアドレスなどのようなパラメタを有している。受信機
２６は、パラメータＲＡＭ　３２内に格納されている値
を使用して、受信したアドレスをそのアドレスと比較す
る。送信機２８は、又、そのステーションによって発生
される全てのフレームに対する発信元アドレス（ＳＡ）
を発生するためにパラメータＲＡＭ３２を使用する。

送信機２８は、リング上の他のステーンヨンからのフレ
ームをリピート、即ち再現乃至は繰返し、且つそれの関
連するステーションからのフレームを、ＦＤＤＩ同期型
トークンＭＡＣプロトコルに従って、該リング内に挿入
する。送信機２８は、受信機２６によって与えられる情
報を使用して、フレームをリピートするか、ストリップ
するか又は発生するかをデコードする。送信機２８は、
送信要求が関連するステーションによってリングエンジ
ン１８へ送給されるまで、継続してフレームをリピート
する。

送信要求は、要求されたサービスクラス（即ち、同期型
か又は非同期型）及び捕獲及び発行すべきトークンのタ
イプを有している。上述した如く、ステーションは、そ
のトークンを捕獲することによって送信権を得る。トー
クンが捕獲されると、データがステーションによって送
信される準備がなされるまで、リングエンジン１８は待
機する。

フレームが送信されると、それはリングに沿って前進し
、順次に各ステーションが一度に１バイトずつそれを検
査する。全てのステーションにおいてそのフレームはリ
ピートされ、且つ究極的に、最初にそのフレームを送信
したステーションによってストリップ、即ち剥離される
。

更に、第５図に示した如く、送信機（Ｔ　Ｓ　Ｍ）２８
は、送信機状態マシン３４と、ＦＣＳ発生器３６と、Ｒ
ＯＭ３８と、リングへのデータ源を制御するマルチブレ
クス論理４０とを有している。

送信機状態マシン３４は、リングへ送信されるべきフレ
ームのフィールドを介してシーケンス動作を与える。

ＦＣＳ発生器３６は、３２ビットＣＲＣをＭ１算し且つ
それをデータストリームからの情報へ添付する。

ＲＯＭ３８は、終了区切り部（Ｅｎｄ　　Ｄｅｇｉｍｉ
ｔｅｒ）及びフレームステータス（Ｆｒａｍｅ　　．Ｓ
ｔａｔｕｓ）フィールドとしてフレームと共に送信され
る制御記号対を発生するために使用される。

出力マルチブレクサ４０は、ＰＲＹ要求バス上へ与えら
れるべき情報源を選択するために使用される。この情報
は、ＰＨＹ表示バスからリピートされるか、又は関連す
るステーションによって独立的に発生される。情報は、
データストリーム、ＲＯＭ３８、ＦＣＳ発生器３６から
か、又はノマラメータＲＡＭ３２から発生することが可
能である。

タイマ／カウンタブロック３０は、幾つかのイベントカ
ウンタのみならずＡＮＳ　　Ｘ３Ｔ９．５ＭＡＣスタン
ダードを実行するために必要とされる全てのタイマを有
している。それは、更に、ＦＤＤＩ同ｌｔｌｌ型トーク
ンプロトコルを実行するために必要とされるトークンタ
イミング論理を有している。

第６図を参照すると、トークンタイミング論理４２は送
信機２８によって制御される。トークン回転タイマ（Ｔ
ＲＴ）４４は、リング上での到着から到普へのトークン
回転を計時するために使用される。回転時間が長ければ
長いほど、リング上の負荷の量は一層大きい。第６図に
示したトークンタイミング論理内のタイマは、８０ｎｓ
毎にインクリメントするアツブカウンタとして構成され
ている。該カウンタは、スレツシュホールドの２の補数
をローデイングすることによってリセットされる。この
ことは、単純なキャリーがタイマの経過を示すことを可
能とする。トークン保持用タイマ（ＴＨＴ）４６は、そ
のステーションによってトークンが捕獲された後に、そ
のステーションが非同期送信を行なうために使用するリ
ング帯域幅の量を制限するために使用される。各フレー
ムが送信される前に、ＴＨＴの値が、捕獲されたトーク
ンがいまたに送信のために使用可能であるか否かを決定
するために使用される。ＴＨＴがその選択したスレッシ
ュホールドに到達していない場合には、非同期通信のた
めにトークンを使用することが可能である。

四つの非同期スレッシュホールドがＢＭＡＣ１６によっ
てサポートされており、そのうちの二つはプログラマブ
ル、即ち書込み可能であり、１１つ一つはネゴンエイト
した、即ち協定したターゲットトークン回転時間（ＴＴ
ＲＴ）に固定されている。複数個の優先性スレッシュホ
ールドのうちの一つにおいてのフレーム送信の要求は、
トークン保持用タイマ４６が選択したスレッシュホール
ドに到達していない場合に、サービス、即ち処理するこ
とが可能である。ＴＲＴがＯに到達すると、遅れフラッ
グ（Ｌａ　ｔ　ｅ　　ｆｉ）　ａｇ）がセットされ、そ
のトークンが遅れていることを表わす。遅れフラッグが
セットされている間は、非同期フレムを送信することは
不可能であるが、そのトークンは同期送信のために使用
することは可能である。

トークン到着が速目である場合、即ちトークンが到着し
たが遅れフラッグがセットされていない場合、ＴＲＴは
ネゴシエイトしたターゲットトークン回転時間ＴＴＲＴ
でロードされ、且つカウントアップする。遅目のトーク
ン到着の場合、即ちトークンが到着した時に遅れフラッ
グがセットされている場合、その遅れフラッグはクリア
され、且つＴＲＴはカウントを継続する。ＴＲＴが満了
する場合に遅れフラッグがセットされていないと、その
遅れフラッグはセットされ、且っＴＲＴはＴＴＲＴでロ
ードされる。蓄積型の遅れは、ＡＮＳ［　　Ｘ３Ｔ９．
５　　ＭＡＣスタンダードに定義される如くに正確に実
行される。

トークンが捕獲されるまで、ＴＨＴはＴＲＴの値に追従
する。トークンが捕獲されると、ＴＲＴはＴＴＲＴで再
ロードすることが可能であり、方ＴＨＴはその前の値か
らカウントを継続する（ＴＨＴはラップアラウンドする
ことはない）。

イネーブルされると、ＴＨＴはインクリメントする。こ
のＴＨＴのインクリメント動作は、例えば、同期送信期
間中はディスエーブルされる。ＴＨＴは、そのトークン
が非同期要求に対して使用可能であるかを決定するため
に使用される。これらの１１的のために、該トークンは
、それが実際に遅れる前に１バイト遅れとして考えられ
る（注意深さを低減した実行での操作性促進のため）。

非同期スレッシュホールド比較はパイプライン型であり
、従ってスレッシュホールド交差は直ぐに検知できない
場合がある。しかしながら、可能性のあるエラーは、ス
レッシュホールド値の精度の一部である。

遅れフラッグがセットされている間にＴＲＴが満了する
と、ＴＲＴはＴＭＡＸでロードされ、且つ回復要求禁市
オプションがセットされていない限り、回復処理が喚起
される。回復要求条件は、ＴＲＴが満了して１バイト時
間の後に真となり、Ｉｔつ注意深さを低減した構成での
動作可能性を促進する。ＴＲＴが満了し１１つリングが
動作状態でない場合には、ＴＲＴがＴＭＡＸでロードさ
れる。

ＴＲＴは、又、リセットでＴＭＡＸがロードされる。

遅れカウントは、ＦＤＤＩスタンダードの遅れカウント
と多少異なっている。遅れカウントは、リングが非動作
状態となるか又はＭＡＣリセットでクリアされる。遅れ
カウントは、リングが非動作状態であるか、ＴＲＴが満
了するか、又遅れフラッグがセットされている場合には
インクリメントする。

第７図に示した如く、特定のフレームに対してトークン
を使用可能であるか否かを決定するために使用される論
理は、三つの基本的なブロックに分解することが可能で
あり、即ちＴＨＴと、非同期スレッシュホールドと、比
較論理である。図示例においては、ＴＨＴはＯから２　
２４−１までカウントする２４ビットのアップカウンタ
である。

２２４−１に到達すると、該カウンタは、新たなト一ク
ン時間値でロードされる。

非同期スレッシュホールド論理は、ユーザによってプロ
グラムされ且つマルチプレクサを介して出力として選択
的に供給される三つの異なった４ビット格納位置を有し
ている。

選択した非同期スレッシュホールド内に格納されている
スレッシュホールド値がＴＨＴ内に格納されている値よ
りも大きいか否かを決定するために比較論理が使用され
る。この比較論理は、人力として、ＴＨＴの２４ビット
出力と非同期スレッシュホールドの４ビット出力とを必
要とする。この単一ビット、即ちＵＳＥＡＢＬＥは、そ
の状態を決定するために以下の式を使用する。

［２Ｌ７ｊＡＴゝ］　＞ＴＨＴの場合には、ＵＳＥＡＢ
ＬＥ−１であり、　　　　　　　　　　　（１）そうで
ない場合には、Ｕ　Ｓ　Ｅ　Ａ　Ｂ　Ｌ　Ｅ　−　０即
ち、必要な作業は、４ビットの非同期スレツシュホール
ド値（ＡＴ）を次式を使用して２４ビットの値へ拡張す
ることである。

［２（フ゛＾Ｔｌ］ この拡張した値は、次いで、アップカウンタの２４ビッ
ト出力と比較される。その拡張した値がカウント値より
も大きい場合には、ＵＳＥＡＢＬＥビットは高状態に保
持される。ＵＳＥＡＢＬＥビットが、次の非同期要求を
残りの時間でサービスすることが可能であるか否かをＭ
ＡＣ送信機２８へ信号を送る（第５図参照）。

エクスパンダ−（伸張器）及び比較器を従来の態様で実
現する場合には、多数のゲートを必要とし、それはダイ
面積を占有し、且つＵＳＥＡＢＬＥ信号とのタイミング
問題を発生する。この問題を解決するために、エクスパ
ンダーと比較器とは最適の態様で結合される。エクスバ
ングーの出力は常に１６個の別個の値のうちの一つであ
るから、この様なことが可能である。

第８図は、第７図に示したブロック図の具体例を示して
いる。図示した非同期優先性論理は、人力として、カウ
ンタＴＨＴの上位１７ビットを受取る。それらは、ＴＨ
Ｔ　ｉ　ｎ＜２３　：　７＞、三つの４ビット非同期ス
レッシュホールド値ＴＨＳＨ３＜３：０＞、ＴＨＳＨ２
＜３　：　０＞、ＴＨＳＨ１＜３　：　０＞、及び制御
バスＡＳＥＬ＜１：０＞として示してある。該論理は単
一ビットＵＳＡＢＬＥを発生する。入力ＡＳＥＬ＜１　
：Ｏ＞は、これら三つのスレッシュホールド入力のうち
の一つの選択を制御する。該ブロックのフローについて
以下に説明する。

これら三つのスレッシュホールド値の一つを、ブロック
ＭＵＸによってデコードするために選択する。ＭＵＸに
よって選択されるスレツシュホールドは、ブロックＤＥ
Ｃによってデコードされる。

デコードされたスレッシュホールド値は、ＵＳＣによっ
てブロックＴＨＴＤの値と比較される。その出力は、Ｔ
ＨＴカウンタの上位１７ビットの値である。該論理は、
上述した式（１）を実行する。

第９図は、このデコードブロックの実施例である。この
論理に対する真理値表を以下に示す。

ブロックＴＩＩＴＤ！’：ＣＯＤＥ用真理値表（ａｓｈ
）　　　　　　　　　　（Ｉｓｂ）Ｏｘｘｘｘｘｘｘｘ
ｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１０ｘｘｘｘｘｘｘｘ
ｘ＋＋ｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１１０ｘ＋ｒ＋＋ｘｘ
ｘｘ＋＋ｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１１｝Ｏｘｘｘｘ
ｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１１１１０ＸＸＸＸ
ＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸ１１１１１０ＸＸＸＸ
ＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸ１１１１１１０ＸＸＸＸ
ＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸＸ１１１１１１１０ｘｘｘｘ
ｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｆｉｌｌｌｌ１１０ｘｘｘｘ
ｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１１１１１１１１１０ｘｘｘｘ
ｘｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１１１１１１１１１１０ＸＸＸＸ
ＸＸＸＸＸＸＸＸＸ１１１１１１１１１１１０ＸＸＸＸ
ＸＸＸＸＩＫＸＸＸ１１１１１１１１１１１１０ＸＸＸ
ＸＸＸＸＸＸＸＸ１１１１１１１１１１１１１０ＸＸＸ
ＸＸＸＸＸＸＸ１１１１１１１１１１１１１１０ｘｘｘ
ｘｘｘｘｘｘＩＩＩＩＩＩＩＩＩＩＩＩＩＩＩＯＸＸＸ
ＸＸＸＸＸ１１１１１１１１１１１１１１１１０ｘｘｘ
ｘｘｘｘ１１１１１１１１１１１１１１１Ｌｌｘｘｘｘ
ｘｘｘ１’ＰＰＰ ＰＦＰＦ ｒ’ｐｒ’ｒ＋ １’ＦＦｃ Ｆｌ’Ｆ８ Ｐ　Ｆｐ　ｏ ｒ’ＦＩＥｏ ｐｒ”ｃｏ ｒ’Ｐ８０ ｐｔ＋ｏｏ １’ＥＯＯ ＰＣＯＯ Ｆ８００ ＦＯＯＯ Ｅ０００ Ｃ０００ ８０００ ００００ 第１０図は、従来の４ビット幅の３対１マルチプレクサ
である。

第１１図は簡単なアクティブ高デコーダである。

このデコーダに対する真理値表を以下に示す。

ブロック４ＴＯｌＢＤＥＣ用真理値表 ８０００ ４０００ ２０００ １０００ ０Ｂ００ ０４００ ０２００ ０１００ ００８０ ００４０ ００２０ ００１０ ０００８ ０００４ ０００２ ０００ｌ 第１２図は準比較器ブロックである。ＤＥＣからの８　
０　０　０の値は、可能な最も高いスレッシュホールド
である。信号ＵＳＡＢＬＥ　　はアクティブ高であるの
で、ＴＨＴＤＥＣからの値が８０００となるまで（それ
は、ＴＨＴ　ｔ　ｎの値が選択したスレッシュホールド
よりも大きいことを示す）、ＵＳＣの出力は高状態でな
ければならない。この準比較は、第１２図に示した如く
、単純なＡＮＤＯＲツリーで実施される。第１２図にお
ける付加的なＡＮＤゲート１２２は、ＵＳＡＢＬＥを強
制的に高状態とするために使用される。

以下の真理値表は、ブロックＵＳＣの機能性を表わして
いる。

８４２＋００００００００００００ ００００８４２１００００００００ ００００００００８４２１００００ ００００００００００００８４２１ ｌＮ２＜１５：Ｏ＞ 以上、本発明の具体的実施の態様について詳細に説明し
たが、本発明は、これら具体例にのみ限定されるべきも
のではなく、本発明の技術的範囲を逸脱することなしに
種々の変形が可能であることは勿論である。

【図面の簡単な説明】

第１図はＦＤＤＩフレーム及びトークンのフォーマット
を示した概略図、第２図はＦＤＤＩプロトコルに適合す
るステーションに対して要求される構成要素を示した概
略ブロック図、第３図はステーションとＦＤＤ　Ｉ　ト
ークンリングとの間に統合したインターフェースを与え
るために共同するステーションの構成要素を示した概略
ブロック図、第４図はＦＤＤＩ媒体アクセス制御器の一
実施例の基本的構成要素を示した概略ブロック図、第５
図はリングエンジンの一実施例を示した概略ブロック図
、第６図は本発明の一実施例に基づいて構成された非同
期優先性選択論理を示した概略ブロック図、第７図は本
発明の一実施例に基づいて構成された非同期優先性論理
の基本的論理ブロックを示した概略ブロック図、第８図
は本発明の一実施例に基づいて構成された非同期優先性
論理を示した概略ブロック図、第９図は第８図における
ＴＨＴデコード（ＴＨＴＤ）ブロックのゲートレベルで
の具体例を示した概略論理回路図、第１０図は第８図に
おける４ＭＵＸ３ｘ１　　（ＭＵＸ）ブロックのゲート
レベルでの具体例を示した概略論理回路図、第１１図は
第８図における４対１　６ＤＥＣブロックのゲートレベ
ルでの具体例を示した概略論理回路図、第１２図は第８
図におけるｕｓａｂｃｏｍｐ　（ＵＳＣ）ブロックのゲ
ートレベルでの具体例を示した概略論理回路図、である
。 （符号の説明） １０：クロック回復装置 １２：クロック分布装置 １４：物理的レイヤ制御器（Ｐ，ｌｌａｙｅｒ）１６，
基本的媒体アクセス制御器（ＢＭＡＣ）１８：リングエ
ンジン ２０：制御インターフェース ２２　：　ＰＨＹインターフェース ２４７ＭＡＣインターフェース ２６：レシーバ（受信機） ２８：トランスミッタ（送信機） ３０：タイマ／カウンタ論理 ３２：ＭＡＣパラメータＲＡＭ ３４：送信機状態マシン ３６　：　ＦＣＳ発生器 ３８　：　ＲＯＭ ４０：出力マルチブレクサ ４２：トークンタイミング論理 ４４：トークン回転タイマ（ＴＲＴ）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、トークンリングネットワーク内の個々のステーショ
   ンが特定した時間期間の間のみ非同期送信のためにトー
   クンを保持することを可能とする非同期優先性選択論理
   において、（ａ）リング上での到着から到着へのトーク
   ン回転を計時するトークン回転タイマ、 （ｂ）前記トークンがシステムによって捕獲された後に
   非同期送信のためにステーションによって使用されるリ
   ング帯域幅の量を制限するトークン保持用タイマ、 （ｃ）第一ビット長を持った選択した非同期スレッシュ
   ホールド値を発生する手段、 （ｄ）前記選択した非同期スレッシュホールド値を第二
   ビット長を持った変換値へ変換する手段、 （ｅ）前記第二ビット長を持ったカウンタ値を与えるカ
   ウンタ手段、 （ｆ）前記カウンタ値と前記変換値とを比較し且つ前記
   変換値が前記カウンタ値よりも大きい場合には出力信号
   を活性化させる手段、 を有することを特徴とする非同期優先性選択論理。 ２、特許請求の範囲第１項において、更に、（ａ）複数
   個の非同期スレッシュホールド値を格納する手段、 （ｂ）前記選択した非同期スレッシュホールド値として
   前記複数個の非同期スレッシュホールド値の一つを与え
   る手段、 を有することを特徴とする非同期優先性選択論理。 ３、特許請求の範囲第１項において、前記トークン保持
   用タイマ値が予め選択した非同期スレッシュホールド値
   に到達しなかったかどうかを決定する手段が、 （ａ）第一ビット長を持った複数個の非同期スレッシュ
   ホールド値を格納する非同期格納要素、 （ｂ）予め選択した非同期スレッシュホールド値として
   前記複数個の非同期スレッシュホールド値の一つを与え
   る手段、 （ｃ）前記予め選択した非同期スレッシュホールド値を
   前記第一ビット長から第二ビット長へ拡張する手段、 （ｄ）前記第二ビット長を持ったカウント値を与えるア
   ップカウンタ、 （ｅ）前記予め選択した非同期スレッシュホールド値と
   前記カウンタ値とを比較する大きさ比較器、 （ｆ）前記予め選択した非同期スレッシュホールド値が
   前記カウント値よりも大きい場合に使用可能な信号を発
   生する手段、 を有することを特徴とする非同期優先性選択論理。