JPH0423855B2 - - Google Patents

Description

請求の範囲 １ ループ通信回路網における帯域幅割当ての方
法であつて、 前記回路網はステーシヨンの１つから次のステ
ーシヨンへ単一方向にデータの流れを供給するル
ープ状に接続されたステーシヨンの組を含み、 前記ステーシヨンの各々はループに沿つて前記
ステーシヨン自身を介してデータを通過させるこ
とができ、ループからデータを抽出することがで
き、またはループにデータを与えることができ、 前記ステーシヨンの各々はそれに関連して少な
くとも１つの識別子アドレスを有し、 前記ステーシヨンの各々はクラス１の優先順
位、クラス２の優先順位あるいはクラス１および
クラス２の双方の優先順位に指定され、 回路網に新しい情報を与える前記ステーシヨン
の各々の権限は、書込みトークンを前記ステーシ
ヨンの１つからもう１つのステーシヨンへ通過さ
せることによつて制御され、 前記クラス２のステーシヨンの各々が瞬時ロー
ドを測定するための書込みトークンの回転時間を
測定するステツプと、 前記クラス２のステーシヨンの各々が測定され
た書込みトークン回転時間に基づいてループ上へ
の情報の伝送を制限するステツプとを含む、ルー
プ通信回路網における帯域幅割当ての方法。

２ すべてのクラス１のステーシヨンを含むステ
ーシヨンの組に、前記ループ上にて使用可能な帯
域幅の第１の部分を割当てるステツプを含む、請
求の範囲第１項記載の方法。

３ クラス１のステーシヨンの各々が、帯域幅の
第１の部分の一部を確保する帯域幅を必要とし、
その部分において確保されたクラス１の帯域幅の
合計が帯域幅の第１の部分を越えないステツプを
含む、請求の範囲第２項記載の方法。

４ 帯域幅を確保し、引き続いてクラス１のステ
ーシヨンの各々がその確保した帯域幅を必要とし
ないことを決定するクラス１のステーシヨンの
各々がその確保された帯域幅の一部をあけ渡すス
テツプを含む、請求の範囲第３項記載の方法。

５ すべてのクラス２のステーシヨンを含むステ
ーシヨンのクラスに前記ループ上で利用できる帯
域幅の第２の部分を割当てるステツプを含む、請
求の範囲第２項記載の方法。

６ 書込みトークン受信時に各々のクラス２のス
テーシヨンは、書込みトークンの前の受信時から
の時間間隔を測定し、 測定された時間間隔が予め定められた時間より
も短く、そしてクラス２ステーシヨンが伝送を待
つている情報を有しているときには、書込みトー
クンを受信したクラス２のステーシヨンは前記待
ち情報をループ上に伝送する、請求の範囲第５項
記載の方法。

７ 書込みトークンを受信した前記クラス２のス
テーシヨンは、前記待ち情報のすべてが伝送され
る前あるいは前記予定された時間と前記測定され
た時間間隔との差に等しい時間が満了するまで、
前記待ち情報をループ上に伝送する、請求の範囲
第６項記載の方法。

８ 前記クラス２のステーシヨンが前記待ち情報
を伝送後に新しい書込みトークンをループ上に伝
送するステツプを含む、請求の範囲第６項または
第７項記載の方法。

９ 書込みトークンの受信時に各々のクラス２の
ステーシヨンが前の書込みトークンの受信時から
の時間間隔を測定し、 測定された時間間隔が少なくとも予定された時
間に等しければ、クラス２のステーシヨンはルー
プ上に新しい書込みトークンを伝送する、請求の
範囲第５項記載の方法。

１０ 情報の伝送後に、次の書込みトークン受信
時に測定される時間間隔が予定された時間よりも
長ければ、クラス２のステーシヨンはこの遅延時
間を積算し、 前記クラス２のステーシヨンによる書込みトー
クンの次の受信時において、測定される時間間隔
が少なくとも前記予定された時間に等しいなら
ば、時間の差が遅延時間に付加され、 測定された時間間隔が予定された時間よりも短
ければ、クラス２のステーシヨンは遅延時間から
時間差を減算し、 積算された遅延時間が０よりも大きくないとき
は、クラス２のステーシヨンはどの待ち情報も伝
送する、請求の範囲第９項記載の方法。

１１ 各々のステーシヨンが前記ステーシヨンの
書込みトークンの最後の受信からの時間を測定す
るステツプと、 前記ステーシヨンが書込みトークンを最後に受
信してからの測定された時間が消失したトークン
時間を越えるならば、前記ステーシヨンは書込み
トークンリカバリー（回復）送信権要求プロセス
を開始させるステツプとをさらに含む、請求の範
囲第１項記載の方法。

１２ 各々のクラス１のステーシヨンがクラス１
のステーシヨンによつて確保された帯域幅が帯域
幅の第１の部分を越えるかどうかをチエツクする
ステツプと、 確保されたクラス１の帯域幅が第１の部分を越
えるならば、各々の前記クラス１のステーシヨン
がその確保された帯域幅の一部をあけ渡すステツ
プとを含む、請求の範囲第３項記載の方法。

発明の背景 この発明は、一般的には分散したステーシヨン
間で情報を通信するためのシステムと方法に関す
るものである。さらに特定的には、この発明はク
ラス間の優先順位を伴つたサービスの３もしくは
それ以上のクラスを提供する時間測定されたトー
クンループに関するものである。提供されたサー
ビスの３つのクラスは、保証された帯域幅および
相互作用的なバツチサービスを認めるものであ
る。これらのクラスは、瞬時ロードを測定するた
めの書込みトークンの回転時間を測定することお
よびサービスのクラスと測定された書込みトーク
ンの回転時間による情報伝送の制限によつて実現
される。

将来のオフイスオートメーシヨンシステムの構
造の組立ては、これらのシステムを支える利用可
能な通信機構によつて広範囲にもたらされるであ
ろう。PBXによつて提供される回路切換通信は
音声通信を扱うのには効果的であるが、データ通
信には利用できる最大限の帯域幅によつて制限さ
れる。バーストしたデータ通信のための回路切換
サービスを使用する際の固有の効果の無さは、
PBXにおけるサブマルチプレクスによつて低い
データ転送率のデバイスによつて解決される。そ
れに対して、ローカルエリア回路網は、デジタル
音声の取扱いに対する考慮を必要とせずに高いバ
ースト率で効果的なデータの伝送に対して最適化
される。

広帯域システムは、同一の物理的媒体における
音声とデータの別々の論理的回路網を介して同一
の媒体上で音声とデータの双方を伝達する能力を
提供する。この混成された方法は、単一の媒体を
使用することによつていくつかの問題点を解決す
るが、同一の論理的回路網におけるデータの一体
化によつて与えられる融通性を認めない。

トークンループ構造に基づいた分散した通信シ
ステムは先行技術においてよく知られている。こ
のようにして、“Datamation、Feburary 1975、
pp.44〜46”における“Ａ Ring Network”と
題されたDavid J.Farberによる論文において、
リング状のデジタル通信システムによつて結合さ
れたマイクロコンピユータの集合体が開示されて
いる。同様に、NewhallおよびFarmerによるト
ークン制御リングに関する研究が“An
Experimental Distributed Switching System
To Handle Bursty Computer Traffic、in
Proc.ACM Symp.Problems in the
Optimization of Data Communication System
（Pine Mountain、GA、Oct.1969）、pp.31−34”
と題された論文において示されている。

NewhallおよびFarmerの双方の研究は主とし
てすべてのステーシヨンに本質的に等しい伝送の
機会が与えられるデータタイプ通信に適用され
た。このように双方のシステムの欠点はそれらが
帯域幅の保証を支持することができないというこ
とである。

帯域幅を保証することの無力さはまたローカル
エリア回路網に対するエサーネツトシステムおよ
びすべてのCSMACD−型プロトコールの欠点で
もある。

Pierce研究に基づいたケンブリツジリングはさ
らにサービスの回路のタイプに適している。その
ようなシステムにおいて、データが入力されある
いは抽出されるボツクスカー（有効な帯域幅に対
応した）を本質的に得ることができる。使用すべ
きステーシヨンのためにボツクスカーを確保する
固定された割当て手段が実行される。ケンブリツ
ジリングの欠点は、その上に固定された予約を有
しているステーシヨンによつて使用されないとき
にボツクスカーを使用する簡単で明らかな方法が
存在しないということである。

この発明の一般的な目的は、回路切換通信およ
びバケツト切換通信の双方の好ましい特性を一体
化し、単一の物理的および論理的インターフエイ
スを介してこれらの特性をステーシヨンに提供す
る時間測定されたトークンプロトコールの方法お
よび装置を提供することによつて先行技術のこれ
らの欠点およびその他の欠点を解消することであ
る。

この発明の他の目的は、クラス間の優先関係を
伴つた３つあるいはそれ以上のサービスのクラス
を与え、３つのクラスは保証された帯域幅および
相互作用的なバツチサービスを認める、物理的あ
るいは論理的ループのいずれかに適したプロトコ
ールを提供することである。

この発明のさらにその他の目的は、必要とされ
るときに第１のステーシヨンによつて使用される
ため保証された帯域幅を第１のステーシヨンへ与
え、さらに第１のステーシヨンによつて必要とさ
れないときにはもう１つのステーシヨンによつて
使用されるように同一の保証された帯域幅を与え
るループ通信回路網に対する時間測定されたトー
クンプロトコールを提供することである。

この発明のさらにその他の目的は、ループ上に
構成されたステーシヨンによつて利用できる帯域
幅の効果的な利用を与えるトークン制御ループを
提供することである。

この発明の追加の目的は、ループ上に構成さ
れ、それぞれが優先順位の複数のクラスの１つあ
るいはそれ以上であるステーシヨンを提供する物
理的あるいは論理的ループのいずれかに適用した
時間測定されたトークンプロトコールを提供する
ことである。

この発明のさらに他の目的は、異なつた優先順
位のレベルを伴うステーシヨンを与えそして最高
の優先順位のレベルのステーシヨンが同一の優先
順位の他のステーシヨンを排除する保証された最
小の帯域幅を割当てることができる時間測定され
たトークンプロトコールに連続したループ構造の
相互結合されたステーシヨンに与えることであ
る。

この発明のさらに他の目的は、異なつた優先順
位のレベルを伴うステーシヨンを与えそして最高
の優先順位ではなく等しい優先順位のステーシヨ
ンが相互間で公平に配分された帯域幅のプールと
して認められる時間測定されたトークンプロトコ
ールを、連続したループ構造の相互結合されたス
テーシヨンに提供することである。

この発明のこれらの目的およびその他の目的と
特徴と長所は図面において示される好ましい実施
例の詳細な説明からさらに明白なものとなろう。

発明の概要 この発明によると、時間測定されたトークンプ
ロトコールは同一のループ通信網におけるサービ
スの３もしくはそれ以上のクラスの一体化を考慮
するために提供される。サービスの最高級のクラ
ス（クラス１）は帯域幅の保証および（または）
決定的な遅延およびジツタの特性を要求する情報
のためのものである。このサービスのクラスは、
時間領域（たとえば、PCM化された音声）にお
いて表わされあるいは最小限の待ち遅延（たとえ
ば、プロセス制御）が重要である情報に使用され
るものである。情報の第２のクラス（クラス２）
は、ノンリアルタイムであるが相互作用的な性質
を有する情報である。端末とコンピユータとの間
の伝統的なデータ通信はこの分類に属するもので
ある。すなわち、クラス２の情報はいくつかの最
小のスループツトを必要とするが、しかし帯域幅
の絶対的な保証は必要ではない。サービスの第３
のクラス（クラス３）は最小のスループツトが必
要とはされず、ネツトワークの負荷が小さくなる
まで情報の伝送が遅延されるバツチ情報のための
ものである。

書込みトークンのタイミングは瞬時ロードを測
定するために使用される機構である。ロードの測
定はサービスの３つのクラスの設立を考慮するも
のである。サービスの各々のクラスは情報が伝送
されたときを決定するための法則の異なつた組を
使用する。

ターゲツトトークン回転時間（TTRT）と称
される初期値はその回路網によつて選択されなけ
ればならない。回路網プロトコールは提供された
ロードが100％以下になるよう設計され、書込み
トークンはTTRTにおいて回転する。TTRTは、
クラス１の優先順位において動作するデバイスが
サービスを必要とする率以下かあるいは等しくな
るように選択されなければならない。

すべてのトークン制御通信システムにおいて、
新しい情報を回路網にサービスする権利は書込み
トークンを１つのステーシヨンからもう１つのス
テーシヨンへ伝送する特権命令を通過させること
によつて制御される。書込みトークンを通過させ
ることは通信プロトコールによつて制御される。

クラス１（C1）の情報は書込みトークンが受信
されることに伝送される。書込みトークンを受信
することに伝送されるC1情報の総量は以下に説
明される帯域幅割当て手段によつて制限される。
情報の他のクラスは、各々のクラスに対してタイ
マを使用することによつてそれぞれの伝達を制御
する。クラス２のタイマはターゲツトトークン回
転時間−最大のフレーム長の伝送に必要な時間
（TTRT−MAXFRAME）（あるいはクラス２の
目的時間）である。クラス３の目的時間は、ロー
ド−フレーム伝送時間の最大のサイズに関してタ
ーゲツトトークン回転時間の数パーセントであ
る。（たとえば0.6×TTRT−MAXFRAME）。

クラス２あるいはそれ以下の優先順位のステー
シヨンは、書込みトークンの到着ごとの時間間隔
を測定することによつてそれらの情報の伝送を制
御する。書込みトークンがステーシヨンに到着す
るごとに、情報が全く伝送されないときには優先
順位クラスのタイマはそれぞれの初期値にリセツ
トされ、書込みトークンは妨害なしに通過させら
れる。書込みトークンが到着したときに、タイマ
が０まで減少しておらず、そして情報が伝送を待
つているときは、待たされている情報は０でない
タイマの値を伴ういずれかの優先順位クラス（ク
ラス１以外）に伝送される。

複数の情報のクラスを同時にサービスするステ
ーシヨンは最も低い優先順位の第１にそして最も
高い優先順位を最後に伝送する。たとえば、クラ
ス１、クラス２およびクラス３の通信を有するス
テーシヨンにおいて、書込みトークンがクラス３
（C3）に到着したときにタイマが０に減少してい
なかつたならば、C3タイマにおける残つた値は
トークン保持タイマにロードされ、C3タイマは
リセツトされ、そしてすべてのタイマは減少を続
ける。トークン保持タイマが０まで減少しない限
り、C3優先順位レベルにおいてリング上に新し
いフレームが発生する。保持タイマが０まで減少
したときには、伝送における現在のフレームは完
了される。このときに、クラス２（C2）タイマに
おける余りは保持タイマにロードされ、そして
C2タイマは再び初期設定される。C2の情報の伝
送はそれからC3について描かれるように続行さ
れる。クラス１（C1）の情報はその後伝送され
る。書込みトークンは認められたすべてのC1フ
レームの後に伝送される。書込みトークン到着時
においてC3タイマが０に減少してしまつていた
ならば、プロトコールはクラス２へのサービスを
開始する。もしもC3およびC2の双方のタイマが
０まで減少してしまつていたならば、伝送はC1
から開始される。

設計もしくは構成に際して、パラメータは情報
のクラスに対して要求されるサービスの質を考慮
して選択されなければならない。割当て可能な帯
域幅を表わす数値はクラス１の通信を制御するの
に使用される。この値（ALLOC）はターゲツト
トークン回転時間以下である。差の量は２つの要
素に依存している。１つは最小のスループツト
（C2POOL）を保証するためにクラス２のデバイ
スに要求される帯域幅の量であり、他方は物理的
あるいは論理的リングの待ち時間（LATEN）で
ある。待ち時間はトークンを負荷なしにリングの
まわりに与える時間の量である。割当て可能な帯
域幅の合計、クラス２のプールおよび待ち時間は
ターゲツトトークン回転時間に等しい（TTRT
＝ALLOC＋C2POOL＋LATEN）。普通、クラ
ス３のタイマの値はクラス１の有効な帯域幅より
も小さくなる（C3TIMER＜ALLOC）。このよう
な場合において、いかなる最小の帯域幅もクラス
３に対しては保証されない。もしもC3タイマが
割当て可能な帯域幅よりも大きければ、いくつか
の最小の帯域幅はクラス２あるいはクラス３に対
して保証されるであろう。

保証は、すべての書込みトークンの回転ごとに
情報のいくつかの固量を伝達することが可能とな
るために割当て可能な帯域幅の一部を受信したク
ラス１ステーシヨンのそれぞれに対するものであ
るので、上述の機構を介して通信量を制限するこ
とによつて、クラス１サービスは最小の保証され
た帯域幅となる。書込みトークンがターゲツトト
ークン回転時間よりも速く回転しているならば、
クラス１によつて使用可能となる帯域幅はそれゆ
えに保証された最小の帯域幅より大きくなる。

クラス２のデバイスはサービスの質を利用する
ように設計されたすべてのデバイスによつて公平
に配分された保証された帯域幅のプールを有して
いる。さらに、書込みトークンのタイミングは、
未使用のクラス１の帯域幅をより低い優先順位の
ステーシヨンによつて使用させる。これは割当て
されていないクラス１の帯域幅と同様に割当てら
れた帯域幅とまだ使用されていない帯域幅の双方
を含んでいる。クラス３の優先順位は保証された
スループツトをもつていないが、しかしながらク
ラスに対して設定された任意のパーセンテージ以
下にロードが落ちたときには、クラス３の優先順
位は転送する。

好ましい実施例において、クラス１のサービス
に対する帯域幅の割当ての機構はループのまわり
で伝送される特別のトークンを使用することであ
る。クラス１のステーシヨンが追加の帯域幅をそ
れ自体に割当てることを必要とするときには、書
込みトークンは取出され、そして帯域幅割当てト
ークンは伝送される。ループにおける各々のステ
ーシヨンはこの帯域幅割当てトークンを取り、そ
れにクラス１に対するステーシヨンによつて同時
に割当てされる帯域幅の量を加え、さらに割当て
トークンを次のステーシヨンに前進させる。帯域
幅の割当てを試みながら帯域幅割当てトークンが
ステーシヨンに帰つてきたときに、書込みトーク
ンは再び発生し、次のステーシヨンに渡される。
もしも現在の帯域幅の割当てが帯域幅割当てトー
クンに戻つたときは、必要とされる割当ては割当
て可能な帯域幅以下であり、それから割当ては承
認される。必要とされる帯域幅はその後、ステー
シヨンに対する全割当て量に付加される。

同一の通信網におけるサービスの異なつたクラ
スの一体化に対するプロトコールの方法を提供す
るこの発明に加えて、ステーシヨンの論理の好ま
しいハードウエアの実施例が説明されている。ハ
ードウエアの実施例の詳細は好ましい実施例の詳
細な説明に含まれている。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明において使用された通信ルー
プにおける複数のステーシヨンの相互結合を示す
図である。

第２図はループ構造において相互結合され、そ
れぞれのステーシヨンが示されたユニツトの時の
現在のクラス１の割当てを有している複数のクラ
ス１のステーシヨンを示している。

第３図はこの発明の好ましい実施例において使
用されるデータフレーム、リカバリートークン、
帯域幅割当てトークおよび書込みトークンのフオ
ーマツトを示す図である。

第４Ａ図は冗長な伝送経路を伴い、２つの表示
された欠陥の発生およびループバツクの呼出し後
に２つの別々の断片的なループに再構成された単
一のループを示す図であり、示された各々のステ
ーシヨンはクラス１の優先順位であり、図のよう
に現在のクラス１の割当てを有している。

第４Ｂ図は第４Ａ図に類似しているが、ステー
シヨンＣおよびＤ間の故障が修復された後の構成
を示しており、その構成において第４Ａ図の２つ
の別々のループは単一のループとして機能を開始
する。

第５図はループに付属している各々のステーシ
ヨンに含まれるループ論理のブロツク図である。

好ましい実施例の詳細な説明 この発明のプロトコールはトークン制御ループ
（またはリング）通信網において動作するように
設計されている。当業者はこの発明のプロトコー
ルが物理的なループもしくは物理的バスに付加さ
れた論理的ループ（リング）のいずれかにおいて
実現されるということを評価するであろう。その
ようなループ通信網は単一のループ（リング）構
造あるいは第２の冗長なループを回路網欠陥の周
辺にデータを経路指定する回路網要素と結合させ
るループを利用する。以下の説明は単一のループ
構造におけるこの発明の実現を考慮したものであ
る。しかしながら、当業者はこの発明が第２の冗
長なループを使用するループ構造における使用に
対して容易に適用されることを評価するであろ
う。

この発明の時間測定されたトークンプロトコー
ルは同一の通信網におけるサービスの異なつたク
ラスの一体化を考慮したものである。プロトコー
ルの好ましい実施例はサービスの３つの基本的な
優先順位クラスを支持している。第１のクラス
（クラス１）は帯域幅の保証および決定的な遅延
およびジツタの特性を必要とする情報のタイプに
対するものである。このサービスのクラスは時間
領域において表わされる情報に対して使用され
る。このようにして、たとえばクラス１の情報は
PCM音声のようなリアルタイムのオーデイオの
応用を含んでいる。そのようなクラス１の情報は
しばしば同期情報として示される。

情報の第２の優先順位クラス（クラス２）は相
互作用的な応答を必要とするノンリアルタイムの
応用を支持している。そのような応用の典型的な
ものは端末とコンピユータとの間の伝統的なデー
タ通信である。このようにして、このクラスにお
いてはいくつかの最小のスループツトが要求され
るが、しかし帯域幅の絶対的な保証は必要とはさ
れない。このクラスの通信はしばしば非同期式と
して示される。

サービスの第３のクラス（クラス３）は最小の
スループツトを要求しないバツチ通信のクラスで
あるが、負荷が小さくなつたときに回路網を介し
て伝達されるバツチ通信のクラスである。電子式
郵便あるいはフアイル転送などの背景となる通信
はクラス３のサービスが評価される典型的な応用
例である。この発明のプロトコールはバツチ通信
に対するサービスのこのクラス内において追加の
優先順位の発生を考慮する。このようにして、ク
ラス４〜クラスＮおよびクラス３のすべてのサブ
クラスが確立される。

以下に論ぜられるように、書込みトークンのタ
イミングは回路網における瞬時ロードを測定する
のに用いられる機構である。ロードのこの測定は
上述のサービスのクラスの設立を考慮するもので
ある。サービスの各々のクラスは情報が伝送され
たときに異なる法則の組を使用する。

書込みトークンがループのまわりを回転する速
度は回路網がそれぞれのステーシヨンにサービス
する率と、回路網の待ち遅延と、ステーシヨンか
らステーシヨンへ書込みトークンを通過させない
帯域幅とを決定する。ターゲツトトークン回転時
間（TTRT）と称される初期値は回路網によつ
て選択されなければならない。ループプロトコー
ルは短期間の平均回転時間が負荷を伴わない最小
の軌道時間から最大負荷状態におけるターゲツト
トークン回転時間（TTRT）まで変化すること
を保証する。TTRTは最大の平均書込みトーク
ン回転時間を決定するので重要である。このよう
にして、与えられた負荷の100％以下において、
書込みトークンはTTRTにおいて回転する。こ
の発明の好ましい実施例において、回路網が初期
設定される間にTTRTはそれぞれのステーシヨ
ンにロードされる。

TTRTはクラス１の優先順位において動作す
るデバイスがサービスを必要とする率に関係して
いる。クラス１の優先順位に対して、書込みトー
クンが到着するごとに情報は伝送される。このよ
うにして、クラス１（C1）の情報はTTRTごとに
少なくとも１度、帯域幅の保証を受入れるループ
における各々のクラス１のステーシヨンへ送られ
ることをプロトコールは保証する。これは
TTRTがC1伝送に対する保証されたサービスの
率を決定することを意味する。

上述のように、TTRTはクラス１の優先順位
において動作するデバイスがサービスを必要とす
る率に関するものである。たとえば、サービスが
８ミリ秒ごとに要求されるならば、１秒あたり64
キロビツトの情報率が64バイト（もしくは512ビ
ツト）のパケツトサイズを使用して伝送される。
このようにして、64キロビツト／秒の割合で512
ビツトを積算する時間は８ミリ秒である。もしも
情報発生率が１秒あたり64キロビツト（bps）の
代わりに１秒あたり32キロビツトであつたなら
ば、32バイト（あるいは256ビツト）のパケツト
サイズは８ミリ秒のTTRTにおいて使用される
であろう。同様に、４ミリ秒の選択されたサービ
ス時間は64キロビツト／秒の情報率を支持するた
めにパケツトあたり32バイト（もしくは256ビツ
ト）を要求し、あるいは32キロビツト／秒の情報
率のためにパケツトあたり16バイト（あるいは
128ビツト）を要求する。

ターゲツトトークン回転時間に対して使用され
る値は、選択されたサービス時間内に各々のステ
ーシヨンがサービスされることを保証するために
選択されたサービス時間と等しいかあるいはそれ
以下でなければならない。もしもエラーのない帯
域幅がクラス１のために要求されたならば、媒体
の誤り率は考慮されなければならない。そのよう
な場合に応答して、ターゲツトトークン回転時間
はパケツトが作られる率以下になるであろう。

トークン制御通信システムに関するすべての先
行技術において、この発明の回路網に新しい情報
を発生させる権利は１つのステーシヨンからもう
１つのステーシヨンへ伝送する特権（または書込
みトーク）を通過させることによつて制御され
る。この発明において、書込みトークンの通過は
通信プロトコールによつて制御される。

第１図はこの発明において使用される単一のル
ープ通信システムを示すものである。上述のよう
なシステムにおいて、ステーシヨンＡ１０は書込
みトークンをステーシヨンＢ１２へ送り、ステー
シヨンＢ１２は書込みトークンをステーシヨン
C1４へ送り、…そしてステーシヨンＺ１６は書
込みトークンをステーシヨンＡ１０へ送り、そし
てその後このサイクルは繰返される。

ループにおけるそれぞれのステーシヨンは１あ
るいはそれ以上のデータの優先順位クラスを取扱
うためデバイスを相互結合させる。このようにし
て、単一のステーシヨンはクラス１，２，３ある
いはこれら３つのクラスの結合を取扱う。

クラス１の情報は、クラス１ステーシヨンによ
つて書込みトークンが受信されるごとに伝送され
る。書込みトークンを受信するたびにクラス１ス
テーシヨンが伝送するC1情報の量は以下に説明
される帯域幅割当て手段によつて制限される。情
報伝送のその他のクラスは各々のクラスに対する
タイマを使用することによつて制御され、そして
ノンクラス１情報を伝送することのできる各々の
ステーシヨンは伝送能力のある情報のノンクラス
１優先順位に対するタイマを有していなければな
らない。

それぞれのクラス２のタイマに対する初期値
（または目的時間）はターゲツトトークン回転時
間（TTRT）−最大フレーム長の伝送時間にセツ
トされる（TRTT−MAXFRAME）。当業者に
とつて明らかであるように、MAXFRAMEは回
路網において使用される水晶の質およびフレーム
間に挿入されるパデイング（padding）の量およ
び利用されるコーデイングおよび同期システムそ
して回路網のその他の特性に依存している。もし
も回路網が中央クロツクを使用するならば、フレ
ームの最大長は任意の長さとなるであろう。この
発明の好ましい実施例において、フレームの最大
長は情報フイールドにおいて1024バイトとなるよ
うに選択されている。

好ましい実施例において、クラス２に対するタ
イマの値は回路網の効果的な利用を保証しそして
ステーシヨンが餓えた状態になるのを防止するよ
うに選択されている。このように、もしもクラス
２に対するタイマの値がTTRT−MAXFRAME
でないならば、回路網は小さなフレームにより大
きな伝送の確率を与えるであろう。このことは、
情報率に対するオーバーヘツドは小さなフレーム
に対するよりも高いので不十分な回路網利用を促
進する傾向がある。それはまたいくつかのクラス
２ステーシヨンが伝送することを完全に防止す
る。

すべてのクラス３のタイマに対する目的時間
は、ターゲツトトークン回転時間の数パーセント
から最大サイズのフレームの伝送時間を差し引い
た時間に設定される。たとえば、クラス３に対す
る目的時間は、0.6×TTRT−MAXFRAMEに
設定されてもよい。クラス３の目的時間の計算に
用いられるTTRTのパーセンテージは回路網上
の負荷に関係している。このように、同一クラス
におけるそれぞれのタイマは、同一の初期値すな
わち回路網が構成されたときに設定された値に設
定される。

バツチ情報のその他の優先順位に対するタイマ
の値は、そのタイマの初期値に対するより小さな
TTRTの割合を用いる各々の優先順位を伴つて、
クラス３に用いられたパターンと同一のパターン
に従うであろう。たとえば、クラス４の優先順位
が含まれているならば、クラス４のタイマの初期
値（または目的時間）は0.4×TTRT−
MAXFRAMEとなるであろう。

この発明において、すべてのステーシヨンにお
けるすべてのタイマはそれらが０（タイマが減少
を停止する時間）に至るまで連続的に減少すると
いうことに注目しなければならない。

クラス２あるいはより低い優先順位のステーシ
ヨンは、到着から到着に至る書込みトークの時間
測定をすることによつて、それらの情報の伝送を
制御する。書込みトークンがステーシヨンに到着
するそれぞれの時間において、優先クラスのタイ
マはそれぞれの初期値にリセツトされる。もしも
伝送されるべき情報がない場合には、書込みトー
クンは妨害されていないループに戻される。もし
も、書込みトークンの到着時において、タイマが
０まで減少しておらずそして情報が伝送されるの
を待つているときには、待たされている情報は、
対応するタイマが０でない値を有している優先ク
ラス（クラス１以外の）に伝送される。このよう
にして、前の書込みトークンの到着からの時間が
クラス２（あるいはクラス３）の目的時間よりも
小さい限り、ステーシヨンはクラス２（あるいは
クラス３）の情報を伝送することができる。もし
も書込みトークンが、前の到着からのクラス２
（あるいはクラス３）の目的時間よりも遅れて到
着したときには、ステーシヨンはクラス２（ある
いはクラス３）の情報をループへ伝送することを
やめなければならない。

情報の複数のクラスを同時にサービスするステ
ーシヨンは最も低い優先順位を最初に、そして最
も高い優先順位を最後に伝送する。たとえば、ク
ラス１、クラス２およびクラス３の通信を有する
ステーシヨンにおいて、書込みトークンが到着し
たときに、もしもクラス３に対するタイマが０に
減少していなければ、クラス３のタイマにおける
余りの値はトークン保持タイマにロードされ、ク
ラス３のタイマは同時に初期値にリセツトされ、
そしてクラス３のタイマとトークン保持タイマは
直ちに減少を開始する。この時間中に、クラス２
のタイマおよび他のステーシヨンにおけるすべて
のタイマは連続的に減少を続けていることに注目
しなければならない。トークン保持タイマが０ま
で減少しない限り、複数の新しいフレームがルー
プ上のクラス３の優先順位レベルにおいて発生す
るであろう。

トークン保持タイマが０まで減少したときに
は、伝送における現在のクラス３のフレームは完
了される。同時に、クラス２のタイマにおける余
りの値はトークン保持タイマにロードされ、クラ
ス２のタイマは同時にその初期値にリセツトさ
れ、そしてクラス２のタイマおよびトークン保持
タイマは直ちに減少を開始する。この時間中にお
いて、クラス３のタイマと他のステーシヨンにお
けるすべてのタイマは連続的に減少していること
に注目しなければならない。クラス２の情報の伝
送はその後クラス３について説明されたのと同じ
方法で進行し、クラス２の情報の伝送は、トーク
ン保持タイマが０になつたときに、伝送されるべ
きフレームの伝送が完了した後に停止する。

もしも書込みトークンが到着した時間に、伝送
されるべきクラス２の情報がなければ、クラス３
がサービスされるまでクラス２のタイマはリセツ
トされないであろうことに注目すべきである。

クラス２の伝送が終了した後に、ステーシヨン
は次にクラス１の情報を伝送する。クラス１の情
報が伝送されるときの詳細は以下において論ぜら
れる。認められたクラス１のフレームのすべてが
伝送された後に、書込みトークンは再度伝送され
ループ上に戻される。

上述の説明において、もしも書込みトークンの
到着時において、C3タイマが既に０まで減少し
ていたりあるいは伝送されるべきクラス３の情報
がないときには、ステーシヨンは直ちにC3タイ
マをその初期値にリセツトしクラス２へのサービ
スを開始することに注目すべきである。もしも書
込みトークンが到着したときに、クラス３および
クラス２の双方のタイマが０まで減少してしまつ
ていたならば、あるいは伝送されるべきクラス２
またはクラス３の情報がないときには、ステーシ
ヨンは直ちにC2およびC3タイマをリセツトしク
ラス１の情報を伴つた伝送が開始される。

サービスのクラスにおける公平さを改善するた
めに遅延を計算する方法が好ましい。そのような
方法は以下のようにこの発明において追加的に実
現される。このように、クラス２（あるいはクラ
ス３）の情報の伝送後に、もしも書込みトークン
の次の回転において伝送したクラスに対するタイ
マが０まで減少したならば、クラス遅延レジスタ
（図示せず）は書込みトークンが到着するまで増
加させられるであろう。この遅延はそのクラスに
対して再び伝送が起こり得る前に除かなければな
らない。初期のトークン（正常にトークン保持タ
イマに転送された目的時間の余り）の測定は遅延
レジスタから差し引かれる。これは遅延が初期補
償されるまで持続する。その後、伝送は、遅延が
完全に取り除かれた同一の回転もしくは遅延が完
全に取り除かれた次の回転のいずれかにおいて再
開される。

回路網が構成されるときに、パラメータは情報
のクラスに必要とされるサービスの質を考慮して
選ばなければならない。前述のように、各々の書
込みトークンが受信されるごとに伝送されるクラ
ス１の情報の量は、割当て可能な帯域幅を表わす
値によつて制限される。この値すなわちALLOC
はターゲツトトークン回転時間以下である。
ALLOCがターゲツトトークン回転時間と異なる
量は３つの要素に依存している。これら３つの要
素とは、最小のスループツト（C2POOL）を保
証するためにクラス２のデバイスに割当てられる
帯域幅の量、物理的あるいは論理的リングの遅延
（LATEN）、そしてシステム管理（SYSADM）
に対する帯域幅である。システム管理は論理的ル
ープを構成するのに要求され、あるいは帯域幅割
当て手段を必要とする機能を含んでいる。遅延
（LATEN）はトークンを負荷なしでループのま
わりを進ませる時間の量である。割当て可能な帯
域幅（ALLOC）、クラス２のプール
（C2POOL）、遅延（LATEN）およびシステム管
理（SYSADM）の合計はターゲツトークン回転
時間に等しい。このようにして、 TTRT＝ALLOC＋C2POOL＋LATEN＋
SYSADM が与えられる。実際には、待ち時間およびシステ
ム管理はほとんどのシステムにとつては小さな要
因である。このように、割当て可能な帯域幅
（ALLOC）は主にループ上においていくつのク
ラス２の通信が予想されるかによつて選択され
る。C2POOLのサイズを選択することによつて、
クラス２のステーシヨンあたりの最小のスループ
ツトを決定できる。余り（ALLOC）はすべての
クラス１（C1）通信に有効な帯域幅である。

普通には、クラス３およびそれ以下の優先順位
のクラスに対するタイマの値はクラス１に対する
有効な帯域幅以下となるであろう（C3TIMER＜
ALLOC）。そのような場合において、最小の帯
域幅はクラス３に対して保証されない。このよう
な場合と異なるときには、実際のクラス２のプー
ル（C2POOL）は C2POOL＝TTRT−LATEN −（C3TIMER−ALLOC）＝TTRT −LATEN−C3TIMER＋ALLOC このように、もしもクラス３のタイマの値が割
当て可能な帯域幅よりも大きいならば、いくつか
の最小の帯域幅はクラス２あるいはクラス３に対
して保証される。

クラス１のサービスは最小の保証された帯域幅
である。割当て可能な帯域幅（ALLOC）の一部
を受信した各々のクラス１のステーシヨンは、書
込みトークンのすべての回転ごとにその割当ての
サイズに相当した情報のいくつかの固定された合
計を伝送することができることを保証する。この
ように、もしも書込みトークンがターゲツトトー
クン回転時間よりも速く回転しているならば、ク
ラス１のステーシヨンによつて使用可能な帯域幅
はクラス１の情報に対して有効な保証された最小
の帯域幅よりも大きくなる。

クラス２のステーシヨン（C2POOL）に対し
て保証された帯域幅のプールは、クラス２のサー
ビスを使用するように設計されたすべてのステー
シヨンによつて分配される。さらに、書込みトー
クンのタイミングは未使用のクラス１の帯域幅を
より低い優先順位のステーシヨンによつて使用さ
れるようにする。これは、書込みトークンの時間
測定を行ないそして前述のように負荷の測定を行
なうより低い優先順位のステーシヨンによつて完
了される。このように、書込みトークンがより低
い優先順位のステーシヨンに到着したときに、ト
ークン保持タイマは基本的に最後の回転において
どれだけの帯域幅が使われなかつたかを示す。こ
れは、何が割当てられるかあるいは何が公平に割
当て可能であつたかということには関係なく、ま
さに何が使用されたかということであり、そして
現在の負荷（C2およびC3タイマを介して）を測
定することにより、より低い優先順位のステーシ
ヨンは、クラス１に割当てられないかあるいは割
当てられたが使用されなかつたかのいずれかの未
使用のクラス１の帯域幅を使用することができ
る。言い換えると、クラス２およびクラス３のス
テーシヨンによつて使用される伝送のアルゴリズ
ムはALLOCを検索することさえせず、クラス１
の対する割当てアルゴリズムのみがALLOCを検
索する。

クラス３およびより低い優先順位のステーシヨ
ンはそれらに有効な帯域幅の保証されたプールを
もつておらず、それゆえに保証されたスループツ
トも有していない。このようにして、それらはそ
のクラスに対して設定された任意の割合以下に負
荷が落ちたときにのみ伝送する。前に論じたよう
に、クラス３およびより低い優先順位のステーシ
ヨンはそのクラスに対して設定された目的時間
（あるいはタイマの値）に基づいてこの決定を行
なう。たとえば、クラス２の目的時間が８ミリ秒
でありクラス３の目的時間が６ミリ秒に等しけれ
ば、クラス２の負荷が75％以下に下がつてもクラ
ス３は伝送をすることができる。

クラス１のステーシヨンはそれに割当てられた
クラス１の帯域幅の合計を増加させようとする。
たとえば、PBXのようなデバイスがステーシヨ
ンに備え付けられたとすると、呼出しを設定する
時間あるいは呼出しを終了させる時間において、
ステーシヨンが現在の負荷を反射できるようにス
テーシヨンは割当てられたクラス１の帯域幅の合
計を変化しようとする。

当業者はクラス１のサービスに対する帯域幅の
割当てが、少なくとも５つの方法のうちの１つに
おいて達成され得ることを評価するであろう。す
なわち、 構成の制限を介することによつて、 帯域幅の割当てを制御するセントラルデバイス
を介することによつて、 書込みトークン内に現在の割当てられた帯域幅
を表わすフイールドを含むことによつて、 ループのまわりを循環しすべてのステーシヨン
から割当てられた現在の帯域幅を収集する特別な
トークンによつて、 帯域幅の現在の割当てを決定するためにアルゴ
リズムを通過させる分配されたメツセージによつ
て。

この発明の好ましい実施例において、クラス１
のサービスに対する帯域幅の割当てに使用される
機構は、ループに沿つて伝達される特別なトーク
ンを使用することである。

ステーシヨンが追加のクラス１の帯域幅の割当
てを必要とするときは、ステーシヨンは書込みト
ークンをとらえそして帯域幅割当てトークンを伝
送する（第３図）。この帯域幅割当てトークンは
すべてのステーシヨンの割当てられた帯域幅を積
算するためのフイールド（ALLOCATED）を含
んでいる。このフイールドは帯域幅割当てトーク
ンを伝送しているステーシヨンの現在の割当てに
初期設定される。ループ上における各々のクラス
１のステーシヨンは帯域幅割当てトークンをと
り、割当てられたフイールド（ALLOCATED）
に対しそのステーシヨンによつてクラス１に現在
割当てられている帯域幅の合計を付け加え、そし
て帯域幅割当てトークンが次のステーシヨンに前
進させる。帯域幅割当てトークンが帯域幅を割当
てようとしているステーシヨンに戻つてきたと
き、書込みトークンは再び発生しそして次のステ
ーシヨンに送られる。もしも帯域幅の現在の割当
てが帯域幅割当てトークン（ALLOCATED）に
戻つてきたとすると、フイールドおよび必要とさ
れる追加の割当ては、割当て帯域幅（ALLOC）
以下であるかもしくは等しくなり、その後割当て
は承認される。そのような場合において必要とさ
れる追加の帯域幅はステーシヨンに対して現在割
当てられている全帯域幅に付加される。

上述の動作の一例として、第２図において示す
ように、Ａ，Ｂ，…，Ｅに至るクラス１のすべて
のステーシヨンを伴うループが存在し、それぞれ
のステーシヨンは図において示されるようにそれ
ぞれに割当てられた帯域幅のクラス１のユニツト
の番号を有していると仮定する。さらにループは
クラス１の帯域幅（＝ALLOC）の12の割当て可
能なユニツトの容量を有していると仮定する。仮
にステーシヨンＣがそれ自身に対する追加の帯域
幅を割当てようとするならば、ステーシヨンは書
込みトークンをとり、割当てフイールド
ALLOCATEDにおいて０を伴つた帯域幅割当て
トークンを送信する（なぜならばステーシヨンＣ
は現在それ自身に割当てられるユニツトを持つて
いないから）。割当てトークンがステーシヨンＤ
によつて受信されたときに、５つのユニツトが
ALLOCATEDフイールドに付け加えられ、割当
てトークンはステーシヨンＥに伝送される。この
プロセスは帯域幅割当てトークンが
ALLOCATEDフイールドにおける９の値を伴つ
てステーシヨンＣに戻つてくるまで持続する。ス
テーシヨンＣは割当てフイールドALLOCATED
における値を12（ALLOCによつて特定された）
のループ容量に比較する。ALLOCATEDフイー
ルドおよびALLOCの値の間には３つのユニツト
からなる相違が存在するので、ステーシヨンＣは
クラス１の帯域幅の３つの追加のユニツトを割当
てる。もしＣがただ１つの追加のユニツトのみを
割当てようとしたならば、Ｃはその現在の割当て
レジスタを０から１へ変化させるであろう。引き
続いて、もしもステーシヨンＣが帯域幅割当てト
ークンを受信したならば、ステーシヨンＣは１ユ
ニツトをALLOCATEDフイールドに、すなわち
その現在の割当てに加えるであろう。ステーシヨ
ンＣが割当てられたクラス１の帯域幅の使用を終
了したときに、ステーシヨンＣはその現在の割当
てレジスタを０ユニツトに戻すことに注目すべき
である。同様に、他のクラス１のステーシヨンが
もはやそれらの現在割当てられた帯域幅の一部あ
るいはすべてを必要としないならば、それらはま
たそれらの現在の割当てレジスタにおける値を減
少させるであろう。

ある特定の故障の状態においては、クラス１の
ステーシヨンが、ALLOCATEDフイールドにお
ける値が全割当て可能なクラス１の帯域幅
（ALLOC）を越える帯域幅割当てトークンを受
信することが可能である。このように、たとえば
複数の故障が発生したときに、冗長な伝送経路を
有し信頼性に対するループバツクを使用するルー
プは、別々のループに分解される（第４Ａ図）。
ループバツクの仕組みの説明はThomas R.
Woodwardによる1980年２月26日に発行された
U.S.Patent 4190821に含まれており、それは参
照することによつて援用する。欠陥の１つの修理
において、２つの別々のループは１つの単一のル
ープとして（第４Ｂ図）機能し始める。修理の前
において２つのループの部分は、同一の帯域幅割
当て手段を使用して動作する。それゆえに、第４
Ａ図における双方のループの部分は、割当てられ
た帯域幅のALLOCの合計（12ユニツト）以下の
帯域幅を有している。しかしステーシヨンＣおよ
びＤ間における欠陥の修理がループを再び結合す
るとき（第４Ｂ図）、現在の割当てはALLOCよ
りも大きくなる。

一例として、第４Ｂ図においてステーシヨンＣ
が追加の帯域幅を割当てようとしていたとする。
割当てトークンがステーシヨンＡに到着したとき
に、ALLOCATEDフイールドは11ユニツトを特
定する。上述のような場合において、ステーシヨ
ンＡは現在の割当てられたクラス１の帯域幅が
ALLOCを越えたことを検出し、そしてステーシ
ヨンＡは１ユニツトの現在の割当てのみを有して
いるのですべてのセツシヨンを終了することによ
つて応答するであろう。ステーシヨンＡはすべて
のセツシヨンを終了したので、その現在の割当て
を０に変更し、そして割当てトークンがステーシ
ヨンＢに到着したときに、ALLOCATEDフイー
ルドはまだ11ユニツトを特定するであろう。ステ
ーシヨンＢは全体の現在の割当てがALLOC（＝
12ユニツト）を越えることなく１ユニツトの現在
の割当てを維持することができるので、ステーシ
ヨンＢはそのセツシヨンを終了することを必要と
はしないだろう。しかしながら、ステーシヨンＣ
によつてなされる追加の割当てに対する要求は、
もし認めると全体の現在の割当てがALLOCを越
えるので認められない。

選択的に、ステーシヨンＡは帯域幅の１ユニツ
トを割当てることができ、そしてそのセツシヨン
の一部を維持することができる。そのような場合
において、ステーシヨンＡは１ユニツトを割当て
トークンのALLOCATEDフイールドに付け加え
るであろう。このようにして、割当てトークンが
ステーシヨンＢに到達したときに、
ALLOCATEDフイールドは12ユニツトを特定す
る。ステーシヨンＢは現在の割当てられたクラス
１の帯域幅がALLOC（もしもステーシヨンＢが
その現在の割当てを維持したならば）を越えたこ
とを検出し、ステーシヨンＢはもはや１ユニツト
の現在の割当てをもつことができないので、その
すべてのセツシヨンを終了することによつて応答
することができるであろう。このように、割当て
トークンがステーシヨンＣに到着したときには、
ALLOCATEDフイールドは12ユニツトを特定
し、そしてALLOCATEDは既にALLOCと等し
いのでステーシヨンＣによつてなされた要求は承
認されない。

この発明の好ましい実施例において、正常な状
態の下において、ただ１つの書込みトークンのみ
がループのまわりを循環する。ステーシヨンの欠
陥あるいは伝送エラーは書込みトークンのロスを
引き起こす。書込みトークンが消失するときの決
定は、ターゲツトトークン回転時間のためにこの
時間測定されたトークンループにおいては極めて
簡単である。このように、書込みトークンの回転
についての絶対的に最悪の場合の時間は、ターゲ
ツトトークン回転時間（TTRT）の２倍以下か
あるいはそれに等しい場合である。この最悪の場
合の時間は、帯域幅のすべてが現在クラス１
（C2POOLでない）に割当てられており、帯域幅
のすべてが１回転においてクラス１のステーシヨ
ンによつて使用されそして次の回転においてすべ
てのステーシヨンが伝送を停止するという極端に
起こり得ない状態の下において発生する。

それゆえに、もしも書込みトークンのステーシ
ヨン（どのクラスのでも）への前の到着からの時
間がターゲツトトークン回転時間の２倍よりも大
きければ、ステーシヨンは書込みトークンが消失
されたことを検知する。書込みトークンの消失の
検出に応答して、ステーシヨンはトークンを回復
するために送信権要求サイクルを開始させるであ
ろう。送信権要求サイクルはリカバリー（回復）
トークン（第３図）を伝送するステーシヨンによ
つて、行先アドレス（DA）フイールドにおける
個別のアドレスで開始される。リカバリートーク
ンを受信する次のステーシヨンは、リカバリート
ークンにおける行先アドレスがその個別アドレス
よりも大きい場合にはリカバリートークンを通過
させ、行先アドレスがその個別アドレスよりも小
さいときには行先アドレスをその個別アドレスと
取替え、またはリカバリートークンにおける行先
アドレスがその個別アドレスに等しいときには送
信権要求を獲得し書込みトークンを再生する。こ
のように、最高の個別のアドレスを伴うステーシ
ヨンは送信権要求を獲得し書込みトークンを再生
する。

当業者は、送信権要求アルゴリズムが、最低の
個別アドレスを有するステーシヨンが送信権要求
を獲得し書込みトークンを再生できるように簡単
に変更されること評価するであろう。

消失した書込みトークンを再生するのに用いら
れる同一の送信権要求プロセスは、回路網が初期
設定されたときに書込みトークンを再生するのに
も利用されるということに注目すべきである。

以下の論議はトークンとデータフレームのフオ
ーマツトおよび入力情報を受信したときのステー
シヨンの応答を簡単に考察するものである。

ループ上のすべてのステーシヨンはすべての入
力してくる情報を検査する。データフレームにお
いて特定された行先アドレス（DA）が受信ステ
ーシヨンの個別アドレスと等しいならば、ステー
シヨンのバツフアに余地がなければデータフレー
ムはバツフアされる。回路網はデータフレーム上
のエラー制御およびフロー制御に対する状況表示
（EFDフイールドにおける）の作成を考慮するも
のである。受信されたデータフレームが不良な巡
回冗長チエツク（フレームチエツクシーケンスフ
イールドにおいて）を有しているならば、EFD
フイールドにおける状況ビツトはNAKにセツト
されるであろう。ステーシヨンがフレームをバツ
フアする余地がなければ、EFDフイールドにお
ける状況ビツトはバツフアが満たされた状態を表
示するようにセツトされる。一方、フレームがバ
ツフアされると、EFDフイールドにおける状況
ビツトはACKにセツトされる。フレームの行先
アドレスがステーシヨンの行先アドレスでないな
らば、フレームは以下の場合を除いて変化するこ
となく次のステーシヨンに反復される。

各々のステーシヨンはまたすべての受信された
データフレームの出所アドレスを調査する。もし
も出所アドレスがステーシヨンの個別アドレスと
等しければ、フレームはループの１つの完全な回
転を形成する。EFDフイールドにおいて示され
た状況は獲得されそして伝送制御に使用される。
ステーシヨンは、フレームにおいて打切りシーケ
ンスを配置することもしくはループからフレーム
を取り除くことのいずれかによつてフレームを無
効にする。これは非常に小さい負荷の下でループ
のまわりを回転することを続けることによつて同
一フレームの多重受信を禁止するものである。

以下の説明はステーシヨンを実現するのに用い
られるハードウエアの特性を描くものである。ハ
ードウエアの詳細な説明は含まれてはいないが、
この説明は当業者にこの発明を製作および使用可
能にさせるのに十分なものである。

第３図によれば、フレームのスタートおよびフ
レームの終了に対するユニークな識別を含むフレ
ームにおいてループ（リング）上に情報が与えら
れる。フレームスタート区切り記号（SFD）は
フレームがループの管理のために使用されるトー
クンの１つであるかあるいはデータフレームであ
るかを表示する。フレーム終了区切り信号
（EFD）はフレームの肯定的もしくは否定的応答
を示すために用いられる状況フイールドおよびバ
ツフア状況および他の状況表示を含むものであ
る。データフレームは、行先アドレス（DA）お
よび出所アドレス（SA）の２つのアドレスを有
している。ユーザデータおよびユーザ制御情報は
データフレームの情報フイールド（INFO）に与
えられる。フレームチエツクシーケンスフイール
ド（FCS）は伝送におけるエラーを検出するため
に使用される。

トークンフオーマツトにおける種々のフイール
ドは、データフレームフオーマツトにおいて対応
して名付けられたフイールドに対して説明された
機能と同様の機能を有している。トークンおよび
データフオーマツトにおけるフイールドの正確な
位置決めおよび様々な状態ビツトに対して指定さ
れた平均化はこの発明の動作に対して決定的では
ない。このようにして、当業者は第３図に示され
たフオーマツトに対する変更がこの発明の精神か
ら離れることなくなされることを評価するであろ
う。

この発明の好ましい実施例において、ループ上
に伝送された情報は３つの値、“１”、“０”、およ
び“violation”を発生する２重周波数フオーマ
ツトにおいてコード化される。violationの値は
SFDおよびEFDを決定するのに使用される。し
かしながら、当業者は他のデータ伝送フオーマツ
トが特定の応用に対してさらに適しているという
ことを評価するであろう。

第５図はループ上の各々のステーシヨンに提供
されたリング論理のブロツク図である。第５図に
おいて実線は実際の流れを示し、破線は制御情報
を示している。伝送優先論理３２の底部へ入つて
いく破線はそれぞれのステーシヨンによつて指示
されまたそれぞれのステーシヨンに含まれ、支持
されるデータデバイス（図示せず）からの制御イ
ンターフエースである。受信バツフア論理４２の
底部から出力され、伝送バツフア論理３４の底部
に入力するデータ回線はデータデバイス（たとえ
ばフアクシミリ、記憶装置など）に、リング論理
から情報を受信させまたリング論理へ情報を伝送
させるデータインターフエースである。当業者に
とつて明白であるように、これらのデータインタ
ーフエース回線は普通、データデバイスのデータ
バスにおいていくつかの論理と結合されている。
ルーブから受信された信号は、クロツクが引き出
されそしてデータが第１の入出力待ち行列ユニツ
ト２２（FIFO）の内部であるいは外部でクロツ
クされるデコーダ２０に与えられる。集中型クロ
ツクもしくは分散型クロツクのいずれを選択する
かは重要ではない。この発明の好ましい実施例に
おいて、分散型クロツクが利用される。すなわ
ち、各々のステーシヨンは独立したクロツクを出
力する。そのような状況において、受信されたク
ロツクおよびステーシヨンの内部のクロツクとの
間の率における相違はフレーム間にビツトを挿入
するかまたは削除する必要性を引き起こす。これ
はFIFO２２によつて完成される。このようにし
て、FIFO２２は、異なつたステーシヨンにおけ
る水晶の不均衡を補償するためにフレーム間にビ
ツトを付加するかあるいは削除する。FIFO２２
の設計は使用されているクロツクシステムおよび
水晶の質およびその他のパラメータに依存してい
る。特定の回路網の特性を適応させるFIFO２２
の設計は当業者にとつては明白なものである。

FIFO２２の長さは最大フレーム長
MAXFRAMEを決定する際に重要な要素である
ことに注意すべきである。このように、
MAXFRAMEは、いくつのパデイング
（padding）のビツトをフレーム作成論理３６が
フレーム間に挿入するか、FIFO２２の長さ、い
くつかのステーシヨンがループ内に存在するか、
そして使用されるクロツクの方法といつたその他
の要素に依存している。これらの変化の間のトレ
ードオフは当業者にとつては明白なものであろ
う。

FIFO２２からのデータ出力は論理の４つの平
行なセクシヨン、すなわちトークン管理論理２
４、フレーム同期論理２６、アドレス認識論理２
８およびエラー検出論理３０を発生する。フレー
ム同期論理２６はFIFO２２から入力してくるデ
ータを走査し、フレームスタート区切り信号
（SFDs）を捜すものである。フレームスタート区
切り信号を検出すると、フレーム同期論理はフレ
ームがデータフレームであるかあるいはフレーム
スタート区切り信号のコーデイングに基づいたト
ークンであるかを決定する。フレーム同期論理の
設計はフレームスタート区切り信号（SFDs）お
よびフレーム終了区切り信号（EFDs）を示すの
に使用されたコーデイングの概要に依存してい
る。このように、たとえば０挿入のHDLC／
BDLCタイプがSFDおよびEFDを識別するユニ
ークなパターンを作成するのに使用されると、フ
レーム同期論理２６はこれらのフラグパターンを
発見し、またノンフラグフイールドにおける挿入
された０を取り除かなければならないであろう。
好ましい実施例において、違法なコーデイングシ
ーケンスは区切り信号を表示し、そしてデータフ
レームかあるいは受信されたトークンの３つのタ
イプのうちの１つであるかを識別するのに用いら
れる。

フレーム同期論理２６がトークンを検出する
と、トークン管理論理２４はフレーム同期論理２
６によつて通知される。トークンは３つのタイプ
すなわち、書込みトークン、リカバリトークンあ
るいは帯域幅割当てトークンのうちの１つであ
る。書込みトークンが受信されたことをトークン
管理論理２４に通知するフレーム同期論理２６に
応答して、トークン管理論理２４は書込みトーク
ンの回復に対して時間制限を行なつている内部タ
イマ（図示せず）をリセツトするであろう。すな
わち、内部タイマはTTRTの２倍の値にリセツ
トされであろう。ステーシヨンがループに参加す
るときには内部タイマはまた初期値にセツトされ
ることに注意すべきである。書込みトークンが受
信されたら、伝送優先順位論理３２はトークン管
理論理２４によつて通知される。伝送優先順位論
理３２はC2タイマ、C3タイマ、トークン保持タ
イマおよび遅延レジスタを含んでおり、それらは
どれも図示されてはいない。伝送優先順位論理３
２に書込みトークンの受信が通知されると、伝送
優先順位論理３２はトークン保持タイマをロード
し、以前に特定された方法によつてC2およびC3
タイマをリセツトする。もしも情報が伝送バツフ
ア論理３４内部において伝送を待つており、待た
させているクラスに対するタイマが０まで減少し
ていないとすると、情報は伝送バツフア論理３４
におけるバツフア（図示せず）から取出され、フ
レームスタート区切り信号、出所アドレス、フレ
ームチエツクシーケンスおよびフレーム終了区切
り信号が付加されたフレーム作成論理３６を介し
て実行される。

フレーム作成論理３６の設計は伝送バツフア論
理３４、データフレームのフイールドの配列およ
びフレーム区切り信号の作成の使用される方法に
おいて用いられるデータ構造に基づいている。好
ましい実施例において、伝送バツフア論理３４に
おいて記憶された情報のみが情報フイールドおよ
び行先アドレスである。このようにして、フレー
ム作成論理３６はフレームスタート区切り信号
（SFD）を発生し、出所アドレス（SA）を付加
し、フレームチエツクシーケンス（FCS）を生成
しフレーム終了区切り信号（EFD）を付加する。
理解されたフレーム作成論理３６によつて実行さ
れる機能より、フレーム作成論理３６の設計は当
業者にとつて明白なものであるということは十分
に言うことができる。

フレーム作成論理３６内部において作成された
フレームは、データフレームが代わる代わるエン
コーダ４０に供給される出力制御論理３８に転送
される。出力制御論理３８はマルチプレクサであ
り、入力された制御信号に対して応答し、受信し
た制御信号に関連して出力制御論理３８のデータ
が入力するエンコーダ４０をゲートするためのも
のである。その設計は当業者によつてよく知られ
ている。エンコーダ４０はデータ伝送フオーマツ
トが何に利用されていようとも（たとえば、
NAZ、２重周波数）、データフレームをコード化
し、コード化されたデータフレームをループ上に
伝送する。情報の伝送は、書込みトークン（トー
クン保持タイマとして示された）に対する認めら
れた保持時間が終了するまで、あるいは伝送バツ
フア論理３４におけるすべての待ち情報が伝送さ
れるまで接続する。出力制御論理３８は、それか
ら書込みトークンをトークン管理論理２４によつ
て再生させ、再生された書込みトークンは出力制
御論理３８を介してトークン管理論理２４からエ
ンコーダ４０にゲートされる。

受信されたトークンがリカバリートークンであ
るならば、リカバリートークンにおける行先アド
レス（DA）がステーシヨンのアドレスより小さ
いか、等しいかあるいは大きいかを決定するため
に、トークン管理論理２４はアドレス認識論理２
８からの制御信号を使用する。アドレス認識論理
２８は比較を行なうための簡単なコンパレータを
含んでおり、トークン管理論理２４に比較の結果
を示す制御信号を供給する。もしも行先アドレス
がステーシヨンのアドレスよりも大きければ、リ
カバリートークンは出力制御論理３４を介してエ
ンコーダ４０にゲートされ、妨害されずにループ
上に戻される。リカバリートークンにおける行先
アドレスがステーシヨンのアドレス以下であれ
ば、リカバリートークンのDAはステーシヨンの
アドレスと取替えられ、変更されたリカバリート
ークンはループの外にゲートされる。リカバリー
トークンにおける行先アドレスがステーシヨンの
アドレスと等しければ、ステーシヨンは書込みト
ークンを回復するために送信権要求を獲得する。
そのような場合において、新しい書込みトークン
が生成され（データフレームの伝送を完了した後
に書込みトークンを生成するのに使用されるのと
同一の機構によつて）、そしてループの外にゲー
トされる。上述のように、この送信権要求メカニ
ズムは最高のアドレスを伴つたステーシヨンのみ
に、書込みトークン消失後の書込みトークンの再
生をさせる。

受信されたトークンが帯域幅割当てトークンな
らば、トークンにおける割当てフイールド
（ALLOCATED）はトークン管理論理２４によ
つてステーシヨンの現在の割当て（トークン管理
論理２４に記憶されている）に付加される。もし
もこの計算の結果がリング（ALLOC）上におい
て割当てが認められたクラス１の帯域幅の総量以
上であれば、トークン管理論理２４は伝送優先順
位論理３２に通知し、変わらない帯域幅割当てト
ークンは出力制御論理３８を介してリング上に直
ちに伝送される。前述のように、後者の状況は、
２つのループがお互いに結合されたときに変則的
に発生する。もしもこの計算の結果が割当て可能
なクラス１の帯域幅の合計より少ないかあるいは
等しいときには、帯域幅割当てトークンは
ALLOCATEDフイールドにおける新しい合計を
伴つてループの外に進められる。

もしもFIFO２２から出力されるフレームがト
ークン（たとえば、データフレームあるいはフレ
ームフラグメント）でないならば、アドレス認識
論理２８はフレームの行先アドレスがステーシヨ
ンのアドレスの１つに等しいときには受信バツフ
ア論理４２においてフレームをバツフアし、ある
いはステーシヨンがフレームの出所（SA＝
station address）であるときはフレームを打切
らせる。ステーシヨンは多重アドレス、すなわち
そのステーシヨンアドレス、同報通信アドレスお
よび（いくつかの回路網の実行において）総アド
レスなどを認識することに注目すべきである。も
しもステーシヨンのアドレスがフレームにおいて
指定された出所あるいは行先のいずれでもないと
きには、フレームは妨害のないステーシヨンを介
して伝送される。

アドレス認識論理２８は、アドレス認識論理２
８からの信号を、リカバリートークンアドレスの
比較の結果を示すトークン管理論理２４と、打切
りフレームに対するフレーム作成論理３６と、フ
レームおよび肯定信号受信のための受信バツフア
論理４２とに供給するために、フレーム同期論理
２６からのタイミング信号を使用する。

もしもフレームの行先アドレスがステーシヨン
のアドレスに等しければ、受信バツフア論理４２
はフレームを記憶しようとするであろう。もしも
ステーシヨンがフレームの出所であれば、フレー
ム作成論理３６は打切りシーケンスをフレームに
挿入する。好ましい実施例における打切りシーケ
ンスはフレーム区切り信号（第３図には示されて
いない）である。フレームを打切り条件を示すよ
うに変更した後で、ステーシヨンは変更されたフ
レームをループ上に再び伝送する。

行先アドレスを比較するときに、アドレス認識
論理２８は、ユニークな識別ステーシヨンと、ス
テーシヨンが認識するように条件づけられている
同報通信アドレスとを突き合わせるであろう。も
しもフレームの行先アドレスがステーシヨンのユ
ニークな識別あるいは同報通信アドレスを突き合
わせるならば、受信バツフア論理４２は、内部バ
ツフア条件および受信バツフア論理４２がエラー
検出論理３０（CRCを計算する）から受信する
制御信号に基づいて受信されたフレームの状態フ
イールドの更新を引き起こす。受信バツフア論理
４２は、フレーム終了区切り信号を変更するため
にフレーム作成論理３６を信号化することによつ
てこの状態更新を完了する。同時報告フレームお
よび非同時報告フレームの双方の場合において、
状態を更新した後に変更されたフレームはループ
上に伝送されて戻される。

当業者はすべてのプロトコール機能（トークン
回復および帯域幅割当てを除く）の実施が、平行
に機能を実施することによつてFIFO２２の出力
からエンコーダ４０の入力への遅延の１ビツトに
おいて可能であるということを評価するであろ
う。

この発明の好ましい実施例を示しそして説明し
たので、当業者は形式と詳細における様々な省
略、交換そして変更がこの発明の精神から離れる
ことなくなされるということを納得するであろ
う。それゆえに、この発明は請求の範囲に示され
る内容によつてのみ制限されるものである。