JPH04253441A - トークン・リングネットワークの改良されたフレーム除去機構 - 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】

【産業上の利用分野】本発明は、一般的には、リング通
信路でトークン準拠プロトコルを使用して、データを通
信する複数の局より成るコンピュータネットワークに関
し、具体的には、情報フレームをネットワークが取り除
く機構に関する。

【従来の技術】コンピュータネットワークは、処理装置
、大容量記憶装置、プリンタなどの各種の装置が、互い
に高速通信リンクで通信することを可能にする。これら
の装置は、ネットワークと接続するか、あるいはインタ
フェースしており、従って、データを局を経由してネッ
トワークからネットワークへ伝送する。局は、ネットワ
ーク・トポロジを定義して、通信リンクによって相互に
接続している。このようなネットワークの一例は、構内
ネットワーク（ＬＡＮ）である。ＬＡＮによって、限定
された地理的領域内での装置間の広帯域幅の通信が可能
である。通信リンクは、一般に、オプチカルファイバ、
同軸ケーブル、あるいは、ツイストペア線より成ってい
る。ＬＡＮは、バスあるいはリングなどの多くの接続形
態をすべて使用して、構成されている。バスとして構成
されているネットワークにおいて、データ信号は、普通
、発信局からバスに沿ってどちらの両方向へ伝送される
。リングとして構成されているネットワークでは、ネッ
トワーク局は、データを一方向にリングを回って伝送す
る。従って、局がデータをリングに伝送する場合、デー
タ信号は、リングを回って局から局へ進み、データ信号
を受信する予定の局にデータ信号が到達するまで、各局
は、データ信号を前の局から受信し、それを次の局へ反
復する。周知のネットワークでは、受信局、すなわち宛
先局は、同様に、データを下流の次の局へ反復する。こ
のように、データは、発信局、すなわち発生源局へリン
グを回り続ける。各発信局は、その局のフレームをリン
グから取り外す。ネットワークは、フレームの形でデー
タを伝送し受信する。フレームは、データのほかに、ア
ドレス、エラー検出シーケンス、及び予定された受信局
、すなわち宛先局による受信を示す標識などの状態標識
より構成されている。フレームアドレスは、発信局と、
一つ以上の宛先局を識別する。各局と各付属装置は、そ
れぞれ固有のアドレスにより識別される。従って、各局
は、局に関連して、固有の局アドレスと付属装置のアド
レスを有している。また、局は、その局と関連したほか
のアドレスも有している。従って、発信局から単一の宛
先局へ発信したフレームは、発信局のアドレスと、例え
ば、宛先局に付属した特定装置のアドレスより構成され
ている。各局は、各局のすべてのアドレスを含むフレー
ムを受信するように、関連したアドレスのリストを保有
している。宛先局は、受信したフレームをその次の局へ
反復するほかに、その局に関連する固有の装置による使
用のために、フレームをコピーする。また、宛先局は、
フレームの受信を示す使用可能な状態標識を設定するこ
とが出来る。フレームがその発信局へ戻ると、発信局は
フレーム内の発信アドレスをその局のものとして認識し
て、フレームをリングのデータストリームから除去、す
なわち取り外す。本発明は、フレームをネットワークか
ら規則正しく取り外すことに関しており、不要なデータ
フレームが、“不十分な取り外し”の結果、蓄積したり
、また、ほかの局宛のフレームが、“過度の取り外し”
の結果、間違って取り外されたりすることが、確実にな
いようにしている。局は、通信リンクの全域において情
報フレームの規則正しい伝送を容易に行う通信プロトコ
ルに従って、動作する。通信プロトコルの一つのタイプ
は、トークン・リング・システム（ｔｏｋｅｎ　　ｒｉ
ｎｇ　　ｓｙｓｔｅｎ）である。この種のシステムは、
トークン、すなわち、特別なフレームの形の特定ビット
ストリングであって、伝送する局がその伝送を完了した
ことを示す。次に、その次の局は、プロトコルの命令に
従って、トークンを受信すると、フレームの伝送を開始
する。トークン・リング・システムでは、トークンを保
持していなければ、局はデータをリングに伝送すること
が出来ない。従って、局がリングを回って伝送するフレ
ームを有しているならば、フレームが前の、つまり上流
の局から受信されると、その局は、最初にトークンをリ
ング・データストリームから取り除く、すなわち、その
局はトークンを捕え保持する。次に、保持してい局は、
情報フレームの伝送を始める。局が情報フレームの伝送
を完了すると、局はトークンを再び伝送して、効果的に
それを開放する。その後、これに続く各局は、伝送を行
うためにトークンを捕えるまで、リングにトークンを伝
送する。各種の機構では、トークンを捕えている局によ
り伝送出来るフレーム数を限定して、アクセスが公平に
行われている。二つ以上の、あるいは、普通かなく多く
のリング、二つ以上のＬＡＮがブリッジにより接続され
ており、このブリッジは、多くのＬＡＮへ同時に接続し
た特殊目的の局であり、拡張されたＬＡＮを形成してい
る。このように、ブリッジは、伝送する局と局との間の
、例えば、一つのリングとほかのリングの受信局との間
の通信を容易にしている。このブリッジは、伝送局を有
するリングの受信局として機能し、もう一つのリング宛
のフレームをコピーし、また一方で、これらのフレーム
を発信局のリングに反復する。また、ブリッジは、もう
一つの伝送局として機能して、そのリングのトークンを
捕えた後に、コピーしたフレームをもう一つのリングへ
伝送する。もう一つのリングは、宛先局を有することが
出来るか、あるほかのＬＡＮへのブリッジを有する中間
リングであってもよく、このＬＡＮは、順番に、宛先局
を有すか、あるいは、ほかの中間ＬＡＮであることが出
来る。ブリッジの動作には、二つの基本モードがある。 すなわち、透過と非透過である。ブリッジの動作は、発
信局により発信したフレームを、フレームを著しく変え
ることなく、すなわち、フレームのエラー検出シーケン
スにより保護されたフレームのどの部分も変えることな
く、透過的に伝送する。あるいは、ブリッジ動作は、フ
レームを接続したＬＡＮへ送る前に、発信局により発信
したフレームを非透過的に、かなり変える。例えば、非
透過ブリッジは、発信アドレスをほかのリングのブリッ
ジのアドレスへ変えるか、あるいは、フレーム内のある
ほかの情報を変える。非透過ブリッジは、再び計算して
、各フレーム内にあるエラー検出シーケンスを置き換え
、フレーム変更をエラーとして処理されるのを防止する
。しかし、ブリッジが、フレームを不正確にコピーする
か、あるいは誤りのフレームを間違ってコピーし、それ
を変えて、エラーをブリッジ内に持ち込む場合、ブリッ
ジは、フレームエラーを検出不能にする。従って、フレ
ーム情報の完全性は、非透過ブリッジの作動において、
低下する。

【発明が解決しようとする課題】ブリッジが動作するモ
ードに関係なく、ブリッジは、伝送するフレームをもう
一つのリングから取り外さなければならない。一般に、
局は、そのフレーム内の発信アドレスをそれ自身のアド
レスとして“認識し”、フレームを取り外す。アドレス
をそのまま変えず、また発信局でないブリッジは、ほか
のリングに伝送したフレーム内の発信アドレスを認識す
ることが出来ない。ブリッジは、多く発信局の一つによ
って一つ以上の異なるＬＡＮに最初に伝送されたフレー
ムを送ることが出来る。フレームがもう一つのリング上
のブリッジへ戻ると、取り外しの決定が行われなければ
ならない前に、ブリッジは、フレームの発信アドレスを
いくつかのＬＡＮ上の多くの発信局のアドレスと比較す
る時間がない。従って、ブリッジは、ブリッジによって
取り外されるべきフレームを反復する。この問題は、拡
張されたＬＡＮに構成された、一般に数万の、非常に多
くの局あるいはノードによって悪化する。複雑さとこの
種のすべての局のデータベース維持の費用は、単にフレ
ーム取外しを容易するために、フレーム取外し問題、す
なわち、どのフレームを取り外すべきかを決定する問題
へのほかの解決策を深し出そうとするもう一つの重要な
理由となっている。フレーム取外しの一つの可能な方法
は、ブリッジに、伝送された連続フレーム内の最後のフ
レームにマークを、例えば、フレームに標識を設定する
ことにより、つけることより成っている。次にブリッジ
は、伝送した後、設定標識をフレームの一つに検出する
までリングで受信するフレームを取り外す。しかし、標
識を有するフレームが消失するか、あるいは、破損して
、設定標識を検出不能にする場合、ブリッジは、局部的
に維持されたタイマの時間切れなどにより、停止の信号
を受けるまで、リングで受信したフレームを取り外し続
ける。このようにして、ブリッジは、拡張されたＬＡＮ
のほかの局から発信したフレームを取り外して、フレー
ムが予定された宛先に到達するのを防止する。標識が単
一ビットの標識であれば、フレーム内のビットエラーは
、リセットの標識を発生し、この場合、ブリッジは、す
べてのフレームを除去する前に、取外しを中止する。 多くの装置をＬＡＮに接続している非ブリッジ局には、
取り外すべきフレームを決定する問題がある。このよう
な局は、フレームを取り外すべきかどうか、フレームに
局を通過させる時間内で、決定しなければならない。従
って、局は、フレームの発信アドレスを多くの関連した
アドレスの一つと整合する余裕がなく、取り外すべきフ
レームを決定するほかの方法が使用されなければならな
い。上述のように、フレーム取外しのための大規模デー
タベース維持に要する費用と複雑さは、極めて大きい。 関連出願に提起されたこの問題の解決策は、各局が、伝
送されたフレームのカウントを保持し、局から伝送され
たすべてのメッセージに続いて、トークンを伝送する直
前に、一つ以上の符号化されたマーカ・フレームを送る
ことである。伝送が開始した後、局は、次に受信するフ
レームをリングから取り外し、カウントがゼロになるま
でか、あるいは、マーカ・フレームの一つが検出される
まで、各適切に取り外しされた（すなわち、エラーのな
い）フレームを減らす。この基本的方法は、大抵の状態
で十分に行われが、多くの、無関係な、所有者不在のフ
レーム、すなわち、リング・ネットワークを循環して、
すべての局によって認識されないフレームの存在を処理
するときに起る問題を修正するには、時間がかかる。こ
のタイプのフレームは、いろいろな方法で生成すること
が出来る。例えば、局は、多くの情報フレームを伝送し
、フレームを取り外す時間を持つ前に、ネットワークか
ら除去することが出来る。あるいは、全く同一のトーク
ンが、ネットワークのノイズエラーで間違って発生する
場合、局は、このもう一つのトークンを受信すると、取
外しを間違って中止し、伝送された情報フレームを所有
者不在のフレームとして循環させたままにしておく。 このトークンは、すでに真のトークンを保持している局
に到達すると、最終的に取り外される。同様に、これら
の所有者不在のフレームも、最終的に取り外される。し
かし、中間で、かなりのオーバヘッドが、宛先局で消費
される。多数の私有者不在のフレームが受信され、一方
で局が取外しモードにある場合、フレームのカウントが
ゼロに減少するまで、所有者不在のフレームは、リング
かつ取り外される。これにより、取り外しは終了し、そ
の局の情報フレームの一部、あるいは、すべてが、新し
い所有者不在フレームとして、その後も循環を続ける。 関連した難点は、取外しエラー、特に不十分な取外しの
エラーの発生であり、この場合、もう一つの、間違って
生成したフレームが、現在フレームを取り外しており、
また、真のトークンを保持していない局によって受信さ
れているとき、局は、情報の取外しを早めに中止する。 関連出願は、このようなエラーを検出する方法を提供し
ていない。関連出願で提案された解決策に付随するほか
の難点は、ネットワークの大きさによって、必要なフレ
ーム・カウンタが比較的に大きくなければならず、これ
によって、局の費用と複雑さとを増大することである。 当方の前の出願に提示された方法には、さらに改良の余
地があることは、前述の内容から明らかであろう。本発
明は、上述の関連した先行出願により定義された発明以
上に改良点を有しているが、この先行出願は、本発明の
先行技術であるとは思われない。

【課題を解決するための手段】本発明は、多くの所有者
不在フレームの循環により起った問題が避けられるよう
に、情報フレームをトークン・リングネットワークから
取り外す方法と関連装置にある。本発明のもう一つの面
は、伝送された情報フレームと取り外された受信情報フ
レームとをカウントするのに使用されるフレームカウン
タの大きさの縮小と、カウンタを完全に削除する選択的
方法とである。本発明のそのほかの面は、不十分な取り
外しの発生を表示するために、取外しエラー検知を行う
ことであり、これによって、適切な動作を行うことが出
来る。一般的な言葉で簡単に言えば、本発明のこの好適
な実施例の装置は、開始の取外し区切りフレームが先行
し、終了の取外し区切りフレームが続いている多くの情
報フレームをネットワークへ伝送する伝送装置と、フレ
ームとネットワークからのほかの情報を受信し、受信し
たフレームを処理する受信装置とより構成されている。 受信装置は、伝送装置が開始の取外し区切りフレームを
伝送し始める時よりも遅くなく始まる時間の間、受信し
た情報フレームをネットワークから取り外す、フレーム
取外し装置より成っている。また、本装置は、フレーム
取外し装置の動作を終了しようとする、多くの選択され
たすべての状態を検出する取外し中止装置と、伝送装置
により伝送されたフレームの数と受信しフレーム取外し
装置により取り外されたフレームの数とを記録するフレ
ーム・カウント装置とを有する。取外しを終了する状態
の一つは、伝送されたフレームの数が、受信して取外さ
れたフレームの数と等しいことである。カウントは、フ
レームが伝送されるときに増加し、フレームが受信され
て取り外されるときに減少するフレーム・カウンタによ
り行われる。最後に、本装置は、フレーム・カウント装
置が取外したフレームをカウントするのを不能にする装
置を有している。取り外されたフレームは、開始の取外
し区切りフレームが受信された後までカウントされず、
開始取外し区切りフレームの前に受信された異質の所有
者不在のフレームは、取り外されるが、取り外されたも
のとしてカウントされない。従って、すべての所有者不
在のフレームが存在しても、ネットワークの性能には悪
影響を与えない。好適には、取外し終了フレームは、さ
らに、少なくとも一つの末端の、取外し区切りフレーム
を受信する時点で取外しを終了する装置を有し、これに
よって、末端の取外し区切りフレームを受信したときか
、あるいは、フレーム・カウンタがゼロになったときに
、取外しは終了する。そのほかに、取外し終了装置は、
トークンがそのとき局に保持されていない場合にトーク
ンを受信するか、あるいは、ネットワークを最初期化す
る特殊フレームを受信すると、取外しを終了する装置も
有する。本発明は、広い形で方法にあって、コンピュー
タネットワークへ接続する局は、開始の取外し区切りフ
レームが先行し、末端の取外し区切りフレームが続いて
いる、多くの情報フレームをネットワークに伝達する伝
送装置と、ネットワークからのフレームとほかの情報と
を受信して受信したフレームを処理し、伝送装置が開始
の取外し区切りフレームを伝送し始めるときよりも遅く
なく始まる時間の間、ネットワークから情報フレームを
取り外すフレーム取外し装置を有する受信装置と、フレ
ーム取外し装置の動作を終了しようとする事前選択され
た、多くのすべての状態を検出する取外し終了装置と、
伝送装置により伝送されたフレームの数と、受信されて
フレーム取外し装置により取り外されたフレームの数と
を記録し、この場合、取外しを終了する状態の一つが、
伝送されたフレーム数が受信されて取外されたフレーム
数に等しいことであるようなフレームカウント装置とよ
り構成されており、その結果、このようなすべての異質
のフレームが存在しても、ネットワークの性能には悪影
響を与えず、フレームカウント装置は、フレームカウン
トをモジュロＮ項に保持する。小さいカウントが、伝送
／受信されたフレームを追従することが必要とされる。 本発明のほかの面により、カウント装置は、推定された
取外し終了時間を提示するタイマを有する。タイマは、
最初の末端取外し区切りフレームを伝送した後か、ある
いは、末端取外し区切りフレームが使用されない場合に
トークンを送った後に、始動する。タイマは、全リング
ネットワークを通る伝送されたフレームの、推定あるい
は最大のネットワーク待ち時間または遅れ時間から導か
れた初期値からカウントダウンする。タイマは、ほかの
取外し終了状態の一つが適合すると停止するが、ほかの
状態の一つが適合する前に、タイマがゼロへカウントダ
ウンすると、取外しは終了する。言いかえれば、推定の
、あるいは最大のリングの待ち時間の時間切れは、取外
しを終了する別の状態である。新しい方法の面から、本
発明は、トークンをネットワークから捕え、開始の取外
し区切りフレームが先行しまた末端取外し区切りフレー
ムが続いた一つ以上の情報フレームをネットワークに伝
送し、トークンを捕えた時点で取外しモードを入力し、
ネットワークからフレームを受信し、取外しモードにあ
るならば、発信アドレス、あるいはフレーム内容に関係
なく、フレームを取外す諸段階より成っている。 現在の好適な実施例では、方法も、ネットワークへ伝送
されたフレームをカウントし、開始の取外し区切りフレ
ームの受信を検出し、開始の取外し区切りフレームの受
信の後にネットワークから取り外されたフレームをカウ
ントすることより成り、次に事象のいずれかが発生する
と、取外しモードを維持する。すなわち、（イ）伝送さ
れたとしてカウントされたフレームの数が、取り外され
たとしてカウントされたフレームの数に等しい、あるい
は、（ロ）この局によって発信された、末端の取外し区
切りフレームが受信される、あるいは、（ハ）トークン
が開放された後に、トークンが受信される、あるいは、
（ニ）リングの初期化、あるいは、エラー回復フレーム
が受信されるかである。開始の取外し区切りフレームに
先行する異質のフレームは、取り外されるが、カウント
されず、伝送されたフレームの全セットは、異質フレー
ムが存在するにかかわらず、取り外される。また、この
方法は、局が取外しモードにあるがトークンを保持して
いない場合、トークンの受信を検出して決定されたとし
て、不十分な取外しによるすべてのエラーを検出し、そ
の表示を行うことより成っている。上述のように、タイ
マは、フレーム取外しを終了するため、単独か、あるい
は、ほかの方法の補助として使用される。この方法のほ
かの変形は、フレームカウントを偏り値に事前設定する
。これは、取外しを行う局から伝送されたフレームに先
行する異質フレームの操作に有効である。本発明は、ト
ークン・リングネットワークの分野において著しい進歩
を示していることが、本項の説明から明らかであろう。 特に、本発明は、異質の所有者不在のフレームの起り得
る存在を扱っており、さらに、要求されたように伝送さ
れた情報フレームを取り外している。ほかの方法が説明
されており、開始の取外し区切りフレームは、現在好適
であるが、ほかの方法は、複雑さが少なくて同じ結果を
実際に得られる。本発明のほかの面と利点は、次の一層
詳細な説明から、添付図面との関連で明らかになるであ
ろう。

【実施例】図面に図例により示しているように、本発明
は、情報フレームをトークン・リングネットワークから
取り外す方法に関する。共通のトークン・リング通信プ
ロトコルに従って、フレームをネットワークのほかの局
へ伝送する局は、フレームが次にその伝送している局に
現れた時に、そのフレームを除去する責任がある。この
規則は、その伝送している局が各情報フレーム内の発信
アドレスからそのメッセージを容易に識別することが出
来るので、単一のトークン・リングネットワーク内で実
行することは簡単である。しかし、多くのリングへ接続
したブリッジは、一つのリングからほかのリングへ情報
フレームを進めなければならず、従って、取り外すべき
フレームをそのように容易に識別することは出来ない。 ブリッジは、かなりの時間をかけて、ブリッジが特定の
フレームを取り外す責任があるか、ないかを、データベ
ースによってチェックして、決定する。この潜在的遅延
時間によって、ブリッジは、フレームがブリッジに到着
したときに、リアルタイムで情報フレームを取り外すこ
とが出来ない。二三の場合、非ブリッジの局は、同じ難
点を持っている。図１に示すように、リング１０、すな
わち、リング・トポロジで構成された構内ネットワーク
（ＬＡＮ）は、１２Ａから１２Ｆの通信リンクにより接
続された複数の局１１Ａ〜１１Ｆより成っている。局は
、一つ以上の装置１４Ａ〜１４Ｆとリングへインタフェ
ースしている。装置１４はいろいろなタイプであって、
コンピュータ、大容量記憶装置、通信リンク、プリンタ
、などより成っており、そのすべては、通信リンク上の
リング１０のほかの装置へ情報を送るか、あるいは、情
報をそこから受信する。同様に、リング２０は、通信リ
ンク２２Ａ〜２２Ｅにより相互接続した複数の局２１Ａ
〜２１Ｅより成っており、バス３０は、複数の局３１Ａ
〜３１Ｃより成っている。局２１と３１は、それぞれ、
一般に２４あるいは３４として識別された一つ以上の装
置をリング２０とバス３０とへそれぞれ接続している。 リング２０は、ブリッジ１５を介して相互に接続してい
る。リング２０は、ブリッジ１７を介してほかのネット
ワーク（図示せず）へも相互接続している。これらのブ
リッジは、同時に、相互接続した各ＬＡＮの局でもある
特殊目的の局である。ブリッジ１６は、バス３０をリン
グ１０と相互接続しており、従って、リング２０の局は
、ブリッジ１５と１６の両方によって、リング１０を介
してバス３０の局とも通信することが出来る。相互接続
したネットワークは、互いに拡張ＬＡＮ８を形成してい
る。ブリッジ局より成る局１１と２１は、情報を各通信
リンク１２と２２とへフレームの形で伝送し、その構造
は、図２に引用説明される。同一リング上の局間の通信
は、例えば、一つの局１１Ａがほかの局１１Ｅへフレー
ムを伝送する場合に、発生する。発信局１１Ａは、信号
を情報フレームを形成しているビットストリームの形で
、通信リンク１２に、図１の矢印の方向へ、伝送する。 すなわち、フレームは、最初に局１１Ｂへ伝送される。 局１１Ｂは、フレームがほかの局宛であることを識別し
た後、そのフレームを反復する。この過程は、宛先局で
ある局１１Ｅがフレームを受信してその接続した装置１
４に関してそれをコピーするまで、続く。情報フレーム
は、引き続いて、局１１Ｅを通過して、局１１Ａへ戻り
、局１１Ａはフレームを除去する責任がある。 １１Ａあるいは１１Ｂなどの局が、フレームをそのネッ
トワークリングへ伝送するか、しないかの決定は、局が
トークンを保持しているか、いないかにもとづいて行わ
れる。トークンは、予定されたアクセス、あるいは、伝
送権利のために、局がリングを回って伝送する特別のビ
ットシーケンスである。トークンを捕えて保持している
局は、伝送する占有的権利を有する。一つのトークンだ
けが、各リングに存在しなければならず、それは、決し
て取り外されない。例えば、局１１Ａがフレームを送る
ことを望むならば、トークンが到着するのを待って、単
にトークンを反復するか、あるいは、リングへ再度伝送
することはせず、これによって、トークンと新しいメッ
セージを送る権利を保持する。次に、局１１Ａは、トー
クンが後に続いた、一つ以上の情報フレームを伝送し、
これは、再びほかの局が保持するために使用可能になる
。トークン・リングネットワークのなかには、伝送する
権利と関連した時間制限のあるものもあり、従って、ト
ークンが開放されなければならない前に、伝送出来るフ
レームの数は限定される。局１１が、トークン以外に、
自分が発信したフレームを受け取る場合、局１１は、そ
のフレームをリング１０から取り外されなければならな
い。従って、フレームが当然取り外されるべきであると
して、取外しが行われるならば、フレームは、一回だけ
リングを回って伝送される。もし、発信局がそのフレー
ムの一つを取り外すのに失敗すると、予定された宛先局
は、フレームの複写を受信することが出来る。宛先局は
、通常フレームを受け取るよりもはやい速度で受信する
。従って、局は、フレームをより敏速に処理するが、そ
うであければ、余分な局のオバーヘッドと多分局のエラ
ーを発生するであろう。異なるリングの二つの局の間の
通信、例えば、リング２０の局２１とリング１０の局１
１との間の通信は、ブリッジ１５により達成される。ブ
リッジ１５は、リング２０の予定された受信局として動
作して、フレームをコピーし、また、発信局のリング２
０の次の局２１へそれを反復する。次に、ブリッジは、
リング１０のトークンを保持した後に、コピーしたフレ
ームをリング１０へ伝送する。フレームがリング１０を
回って伝送された後、フレームは、ブリッジ１５により
受信され、ブリッジ１５はフレームを取り外す責任があ
る。さらに、発信局２１は、発信局が接続されたリング
２０からフレームを取り外す責任があるが、各ブリッジ
は、ブリッジがほかのリングへ伝送するフレームの複写
コピーを取り外す責任がある。簡単に言えば、各ブリッ
ジは、ブリッジがほかのリングへ送るフレームを取り外
す責任がある。ブリッジ１５などの、本発明を使用して
いる局の動作は、図３Ａ〜３Ｆに関して、詳細に説明さ
れている。上記のように、情報はフレームの形に変換さ
れ、その構造は、図２に示されている。フレームは、い
くつかの領域に分割されている。フレームの開始は、プ
リマブル領域４１Ａと開始フレーム区切り領域４１Ｂと
により表され、領域４１Ｂは、さらに、フレーム情報を
有するフレームの部分の始めを表す。これらの領域は、
一般にフレーム開始シーケンスと呼ばれている。 フレーム開始シーケンスの直後に、ビットストリームが
トークンか、あるいは、フレームかを詳述しているフレ
ーム制御領域４２が続き、それがフレームであれば、フ
レームの種類、例えば、情報フレームか、ほかの特別な
種類のフレームを示す。その次の二つの領域は、アドレ
ス領域４３Ａと４３Ｂである。すなわち、その部分がフ
レームの予定された受信者を識別する宛先アドレス領域
ＤＡ　　４３Ａと、その部分が発信局を識別する発信ア
ドレス領域ＳＡ　　４３Ｂとである。情報領域４４は、
アドレス領域４３に続き、次にフレーム検査シーケンス
領域４５が続く。領域４５は、フレーム制御領域４２、
アドレス領域４３、情報領域４４、及びフレーム検査シ
ーケンス領域４５のいずれかのエラーを検出するために
、受信局が使用するエラー検出シーケンスより成ってい
る。 フレームの末端は、フレーム末端領域シーケンス４６に
より示される。シーケンス４６は、フレームの末端を明
確にする末端区切り領域４６Ａと、一組の状態標識を有
するフレーム状態領域４６Ｂとより成っている。状態標
識は、発信局以外の局によって条件づけられて、状態情
報を発信局へ提供する。この情報は、例えば、フレーム
が予定された宛先局によりコピーされたかどうか、すべ
てのエラーが検出されたかどうか、エラーが末端区切り
領域に発生したかどうか、などより成っている。局１１
あるいは２１が、フレーム宛先アドレス領域４３Ａの内
容を、それ自身のアドレスとして、すなわち、その局ア
ドレス、あるいはほかの関連したアドレスの一つとして
認識するならば、その局は、その付属装置１４あるいは
２４により処理するためにそのフレームをコピーする。 また、局は、上述のように、リング内の次に局へフレー
ムを反復する。フレームがその発信局に戻ると、発信局
は、フレーム発信アドレス領域４３Ｂをそれ自身のアド
レスとして認識し、残りのフレームをリングから取り外
す。フレームがこのように取り外されると、フレーム開
始シーケンス４１、フレーム制御領域４２、及びアドレ
ス領域４３の一部は残る。これらのフラグメントは完全
なフレームを形成しないので、それらは、リングの局に
より無視される。そのフラグメントは、伝送動作におい
て局に出合うと、リングから取り外される。リングが間
違って動作している場合、例えば、トークンが失われる
か、あるいは、中断がリングで発生する場合、１１Ａ、
１１Ｂなどの局は、ネットワーク・プロトコルにより定
義されたエラー検出と回復のモードにおいて、作動を始
めるエラー検出と回復のモードは、すべての局に能動的
に参加することを要求するか、あるいは、二三の局のみ
の参加を要求する。二つの広域使用のネットワーク・プ
ロトコルは特別目的のフレーム、すなわち、クレーム・
トークン・フレーム（Ｃｌａｉｍ　　ｔｏ−Ｒｅｎ　　
ｆｒａｍｅ）とビーコン・フレーム（ｂｅａｃｏｎｆｒ
ａｍｅ）を使用しているエラー検出・回復法より成って
いる。クレーム・トークン・フレームは、リングが初期
化される場合か、あるいは、トークンが失われるか、ま
たはいくつかのほかの定義されたエラー状態が発生する
ので、リングが再初期化されなければならない場合に、
使用される。基本的に、各局１１と２１は、エラー検出
１回復のために、クレーム・トークン・フレームに優先
権を関係づけている。このトークンが失われると、各局
は、ほかの局のクレーム・トークン・フレームを受信す
るまで、優先権を有するクレーム・トークン・フレーム
を連続的に伝送する。次に、受信局が、フレーム内の優
先権をそれ自身の優先権と比較して、局がそのフレーム
内の優先権より低い優先権を有する場合、その局はフレ
ームを反復する。さもなければ、局はフレームをリング
から取り外し、ほかのそれ自身のクレーム・トークン・
フレームを伝送し、そのフレームが、局が最高の優先権
を有することを示し、局はリングに対しトークンを発信
する。ビーコン・フレームは、リング内の中断、あるい
は、実質的なリングの再編成が推測される場合に使用さ
れる。基本的に、各局は、それ自身のベーコン・フレー
ムを下流の局へ連続的に伝送する。下流の局は、ベーコ
ン・フレームを受信すると、それ自身のベーコン・フレ
ームを伝送することを停止し、受信したベーコン・フレ
ームをその下流の局へ反復する。局がそれ自身のベーコ
ン・フレームを受信すると、ネットワークは適切に構成
され、また、上述のようなクレーム・トークン・フレー
ムの使用より成るリングの再初期化が開始されていると
、判断される。本発明による、ブリッジあるいはほかの
ステーションにおけるフレームの取外しについての詳細
な説明は、フレーム取外し動作がどのように働くかを一
般的な用語で最初に示されるならば、非常によく理解す
ることが出来る。これは、リングネットワークを回るフ
レームの進行を示す多様な時間間隔図を考察することに
より理解される。図１２は、三つの局Ａ，Ｂ，Ｃを有し
またＢがブリッジ局であるリングの動作を示している。 間隔軸は水平で、各フレームの位置は、三つの局Ａ，Ｂ
，Ｃに関して示されている。二次元的表示による限界が
あり、局の場所的位置は、連続的リング上よりはむしろ
、単一軸に関して示されている。従って、各フレームが
局Ｃから局Ａへぐるりと回るように見なければならない
。時間軸は垂直であり、時間は下流の方向に増大する。 従って、各フレームを表す２本の線は、右へ下向きに傾
斜し、ＡからＢへ、次にＣへのフレームの径路としての
時間の経路と一致している。図１２に示された例では、
Ｔの文字で示されたトークンは、最初に局Ａにより受信
され、局Ａはトークンを保持し、二つのフレームＦＡ１
とＦＦ２を送り始める。このフレームは、局ＢとＣとに
より反復され、次に、局Ａへ戻り、そこで、それらのフ
レームは、普通の取外し機構によって取り外される。こ
れは、すなわち、局Ａが、その局で発信するように、そ
のフレームをＢとＣの発信アドレスから認識することで
ある。局Ａが二つのフレームの伝送を完了した後、局Ａ
は、ブリッジ局Ｂの捕捉のためにトークンを開放し、局
Ｂはこのリングに伝送するために用意された三つのフレ
ームを有する。局は、ＦＸ１、ＦＹ２、ＦＺ３として表
示された三つのフレームを送り始める。局Ｂがその三つ
のフレームを送り終える前に、最初のフレームＦＸ１は
、その局で受信され、取り外される。同様に、第２、第
３のフレームは、局Ｂに到着すると、取り外される。し
かし、異なる取外し機構が、トークンの開放に続いてフ
レームを取り外すために、ブリッジ局で使用される。こ
の異なる取外し機構は、フレームＦＹ２とＦＺ３とを取
り外す。関連出願に開示・請求されているように、取り
外すべきフレームを決定する一つの方法は、ブリッジ局
から送られて受信されたフレームの実行カウントを使用
している。このカウントは、ゼロで始まり、伝送された
フレーム毎に一つだけ増加し、受信されて取り外された
フレーム毎に一つだけ減少する。すべてが定められたよ
うに動作するならば、カウントは、最後のフレームが取
り外された後に、再びゼロになる。その上、フレームの
カウントは、カウントがゼロでない場合、取り外しを開
始するのに好都合なメカニズムを形成している。取外し
の停止時期を決定する付加的機構は、末端取外し区切り
フレームを使用しており、これは、図１２にＶＯＩＤＢ
として示されたボイド・フレーム（ｖｏｉｄ　　ｆｒａ
ｍｅ）の形をとることが出来る。ボイド・フレームは、
情報フレームの後に伝送され、発信局により受信される
と、それなりに認識され、従って、取り外しは終了する
。ボイド・フレームは、その取外し機構がさらに頑強で
あるので、多くのボイド・フレームを伝送することが、
選択出来る。図１３は、三つの局のトークン・リングネ
ットワークに関する時間間隔図であるが、この場合、三
つの局は、図１２のブリッジ局Ｂと同様にフレームを取
り外す。図は、過度の取外しエラーが、フレームカウン
トとボイド・フレームの手法によりどのように避けるか
を図示している。図１３において、局Ａは、トークンＴ
に続いて、情報フレームＦＡ１とＦＡ２、及びボイド・
フレームＶＡを伝送する。また、局Ｂも、トークンＴに
続いて、情報フレームＦＢ１とＦＢ２、及びボイド・フ
レームＶＢを送る。ノイズ問題などのある通信エラーに
より、局Ａの最初のフレームＦＡ１は、発信局に戻って
受信されない。その代りに、フレームＦＡ２は、到着し
て取り外される最初のフレームである。 フレームカウントだけが取外しを終了するために使用さ
れるならば、局Ａは三つのフレーム（ＦＡ２、ＶＡ、Ｆ
Ｂ２）を取り外すので、過度の取外しのエラーはない。 しかし、ボイド・フレームは、取外し終了の代りの検査
として使用されるので、局Ａは、ボイド・フレームＶＡ
の後に取外しを終了するので、取外しエラーは発生しな
い。図１４は、ほかの潜在的取外しエラーを示すほかの
時間間隔図であり、この潜在的エラーは、リングを循環
する所有者不在のフレームがある場合に発生する。所有
者不在フレームは、すべての局により取り外されずに、
リングを循環するフレームである。局は、そのフレーム
を取り外す責任を考えないので、所有者不在フレームは
、ネットワークのどこかの局がそれを除去する特別な機
能及びそれに類する機能を割りつけられていなければ、
循環を維持する可能性を持っている。所有者不在フレー
ムは、いろいろな形で起る。例えば、局がメッセージを
伝送して、次に、そのメッセージがすべて取外しのため
に戻る前に、ネットワークから取り出される場合、これ
らのフレームのいくつかは、所有者不在フレームになる
。ほかの可能性は、もう一つのトークンがある手段によ
り発生して、トークンを所有していない局に到着するが
、その局は、直前に情報フレームをリングへ伝送してし
まっているような場合である。このトークンの到着は、
取外しを終了するために使用されるほかの事象である。 トークンが到着すると、取り外されるべきフレームは少
しもないと見なされるが、到着トークンが、もう一つの
、あるいは、偽りのトークンの場合、取外しは時期尚早
に終了して、リングに循環する多くの所有者不在フレー
ムが残る。図１４の例において、ＮＯＦ１、ＮＯＦ２、
などからＮＯＨＫまでで表示されたＫ個の所者不在フレ
ーム（ＮＯＦＳ）が最初にあるとする。局Ａはトークン
を受信すると、前例のように、その後にトークンが続く
、二つの情報フレームＦＡ１とＦＡ２、及びボイド・フ
レームＶＡを伝送する。局Ａは、次に、それ自身の情報
フレームを受信すると見込まれるが、その代りに、ＮＯ
ＦＳの受信を開始して、これらのフレームのうちの最初
の三つＮＯＦ１、ＮＯＦ２、ＮＯＦ３を取り外す。 次に、そのフレームカウントがゼロであるので、取外し
を停止し、それ自身の情報フレームを全く無視する。こ
のとき、その情報フレームは、ＮＯＦ２に続いているよ
うに見え、新しいＮＯＦＳになる。局Ａは、それ自身の
ボイド・フレームＶＡをほかの機構により自動的に取り
外す。これは、標準的な発信アドレス基底の取外し機構
であり、これは常に能動的である。実際に、関連出願に
記載された取外し機構は、多くのＮＯＦＳが存在する場
合、フレームが伝送と受信との間でカウントされる途中
で偏り、すなわち、差を導入する。前述の状態にあるボ
イド・フレームは、伝送時にカウントされるが、受信時
にカウントされることなく取り外される。局Ａの取外し
動作によるネットワークの結果は、ＮＯＦ１の数が一つ
だけ減少することである。動作の頑強さが増大している
ので、多くのボイド・フレームを送ることが出来る。単
一のボイド・フレームがなぜか失われると、過度の取外
しが発生する。局Ａのこの取外し動作によるネットワー
クの結果は、ＮＯＦＳの数が一つだけ減少することであ
る。すべてのＮＯＦＳは、システムの性能を劣化する点
で同じように望ましくないと考えられるが、前に概説し
た問題は、新しいデータの各伝送によって、ＮＯＦＳの
識別が変化し、各新しいメッセージ伝送が、多くのＮＯ
ＦＳが循環している限り（ＮＯＦＳが一時に一つの割合
いで次第に除去されても）、その情報フレームを適切に
取り外されない点で、この問題の域を越えている。本発
明の重要な面は、ＮＯＦＳは取り外されたフレームのカ
ウントで全く無視されることである。この問題を処理す
る好適な一つの方法は、開始取外し区切りと言われる新
しいタイプのフレームを使用することである。末端取外
し区切りのように、このフレームはメッセージデータを
送らないが、情報フレームが局により伝送される前に、
伝送され、フレームのバーストの開始を示し、このバー
ストは一つ以上の情報フレームより成っている。前述の
ように、一つ以上の情報フレームの後には、一つ以上の
取外し区切り、あるいは、ボイドフレームが続く。また
、末端取外し区切りのように、開始取外し区切りは発信
アドレスを有しており、従って、各局は、それ自身の開
始取外し区切りを認識することが出来る。開始取外し区
切りは、特有であり、末端取外し区切りと異なるもので
なければならない。本発明のプロトコルを使用している
ブリッジあるいはほかの局は、トークンを保持すると直
ぐに、取外しを始めるが、エラーがなく、この局で発振
したとして局を識別する発信アドレスを有する開始取外
し区切りを受信するまで、局は、取り外されたフレーム
のカウントを開始する。図１４の例において、これは、
局Ａが、局Ａにより伝送されたフレームが戻る前に現れ
るＮＯＦＳを取り外すが、カウントしないことを意味す
る。取外しを停止するために、局は、開始取外し区切り
なしで使用された同じ状態を使用する。具体的に言うと
、状態のいずれもが取外しを終了することが出来る四つ
の状態がある。すなわち、（１）エラーのない末端取外
し区切りフレームの受信、（２）局がトークンが開放さ
れた後のゼロのフレームカウント、（３）すでに一つを
保持していない時のトークンの受信、あるいは、（４）
リング初期化中のクレーム・トークン・フレームあるい
はビーコン・フレーム、または、ほかのエラー回復フレ
ームの受信である。これらの機能の実行の詳細について
は、図３〜図７に関して説明されるであろう。ブリッジ
局の動作を説明することが難しいとされる点は、ブリッ
ジ局が多くの異なる動作を同時に行うことである。同時
動作の一つのレベルは、伝送と受信の動作の間にある。 例えば、伝送と受信の動作の間には時間の重複がないこ
とは、図１２〜図１４から明らかである。ブリッジが、
一つ以上のネットワークへ接続した多数の局として働く
ような同時発生のほかのレベルがある。例えば、ブリッ
ジ１５（図１）は、リングネットワーク１０と２０へ接
続している。ブリッジは、一つのネットワークのフレー
ムを同時に受信することが出来る一方で、ほかのネット
ワークのフレームを送ることが出来る。この一般的な同
時発生は、処理装置ではありふれているが、さもなけれ
ば、比較的簡単な説明を複雑なものにする。 ブリッジ１５の同時動作は、図３に簡略化した形で示さ
れている。さらに明確に、この動作は、並行に動作する
多重処理ループとして示されている。同時動作は、同時
に行われているように見える、種々の処理作業において
周期的であるが、非常に敏速に動作する単一の処理装置
を使用するなどのほかの方法で、行われる。図３は、ブ
リッジの主処理ループであり、その伝送と受信の間、活
動は二つのリングネットワークで検査される。最初の処
理ループにおいて、ブロック５０で、検査が行われて、
発信する伝送がリング１０にあるか、どうかを決定する
。前述のように、ブリッジは、ブリッジが接続している
ネットワークのすべての通信量を聞き、その機能の一つ
は、フレームの宛先アドレスと発信アドレスの観測に部
分的にもとずいて、フレームを一つのネットワークから
ほかのネットワークへ送るか、あるいは、コピーするこ
とである。ネットワークは同期化されないので、ブリッ
ジは、すべてのコピーしたフレームをバッファ（図示せ
ず）に一般に格納し、次に機会を有する場合、すなわち
、宛先リングネットワークのトークンを保持した後、コ
ピーしたフレームを伝送する。ブロック５０において、
ブリッジは、すべてのフレームがコピーされたか、どう
かを調べるために、リング１０に続いている伝送をチェ
ックする。答えがイエスならば、ブリッジは、リング伝
送論理５４を入力して、伝送を開始し、図のように処理
ループへ戻し、ブロック５０でさらにすべての伝送活動
をチェックする。並行の処理ループにおいて、ほかのリ
ング２０の伝送活動は、ブロック５２においてチェック
され、もしあれば、ブロック５６に示されているように
、リングへ伝送される。同様に、ブリッジは、ブリッジ
がブロック５８と６０においてリング１０と２０からビ
ットストリームを受信しているか、どうかを調べるため
に、チェックする。ブリッジがそのネットワークから何
も受信していない場合、終止符で終るが、その伝送機能
かつ活動を探し続けるであろう。受信者の活動がある場
合、ブリッジは、また、６２と６４とに示されているよ
うに、対応するリングのリング受信論理を入力する。図
３は、ブリッジの動作の固有の同時発生を示しているが
、ほかの図は、この点について、必ず単純化されている
。説明のために、図４〜図７は、伝送論理５４と５６、
及び受信論理６２と６４における切れ目なく続いた動作
を示す。単一の処理装置による動作の同時発生を行うに
は、伝送と受信の機能は、示されたよりも広範囲に時間
分割されることが必要であるが、これは、流れ図の形で
示すことは困難である。例えば、フレーム伝送動作は、
復帰が図３の主処理ループへ行われる前に、フレームの
多重伝送を含むように図４に示されている。しかし、動
作の同時発生に関して、復帰は、少なくとも各フレーム
伝送を始めた後に、主処理ループへ行われることが必要
である。この種類の同時発生は、図に示された処理段階
からの出口とそこへの復帰を頻繁に制御するハードウエ
ア割込み方式を使用するなどの、すべての多くの通常の
方法により達成される。図４は、リングの一つに使用さ
れる伝送論理５４と５６を示す。この制御論理は、各リ
ングに対し一つのコピーにより、多重コピーとして実行
されるか、あるいは、（単一モジュールの制御論の場合
、ハードウエアあるいはソフトウエアの形で）その論理
がすべての時点でどのネットワークを処理しているかを
区別する能力を備えていることが、理解されるであろう
。図４に定義された処理シーケンスは、リングへ伝送さ
れる少なくとも一つの情報フレームがある場合にのみ、
到達される。最初に、局がこのリング（ブロック７０）
に関するトークンを有するか、どうかが決定され、もし
そうでなければ、直ぐ近くの出口が図３の主処理シーケ
ンスへとられる。トークンがすでに保持されている場合
、開始フレーム区切りは、ブロック７２に示されている
ように、最初に伝送される。この時点で、局は、処理さ
れている特定のリングに対し“取外しモード”を入力す
る。取外しモードにおいて、局の受信論理は、フレーム
がリングから受信されると、その発信アドレスに関係な
く、トークン・リングの初期化に使用されたトークンと
フレームの特別な場合を除いて、入信するフレームを自
動的に取り外す。トークン・リング・プロトコルは、メ
ッセージをリングへ伝送した局が、局の受信した直後の
フレームが、それ自身のメッセージの最初のフレームで
あることを期待出来るようなものである。 この局が発信したフレームより先行するすべてのフレー
ムは、リングが適切に動作しているならば、フレームが
この局に到達する前に、ほかの局によって取り外される
。開始取外し区切りを伝送した後、このリングの局フレ
ームカウントは、選択されて、１つだけ増加する。最初
に、このカウントは、ゼロであり、開始取外し及び末端
取外し区切りフレームを（選択的に）有する、伝送され
た各フレームに対し一つだけ増加する。従って、各情報
フレームは、それらがすべて伝送されるか、あるいは、
プロトコルがそれ以上のフレームの伝送を認めないか（
ブロック７８）するまで、ブロック７４、７６、７８に
示されているように、順番に伝送される。各フレームが
伝送された後、フレームカウントは、一つだけ増加する
。末端取外し区切りフレームは、次に伝送され、フレー
ムカウントは、選択的に増加する（ブロック８０）。最
後に、トークンは、その局によって開放される。すなわ
ち、トークンは、リングへ伝送され（ブロック８２）、
ブリッジ局にほかの処理を続行するために、論理から出
る。受信処理論理は、多少より複雑であり、図５〜図７
に簡素化された形で示されている。受信処理論理の動作
を支配する、二つのモード、すなわち状態がある。最初
のフレームが伝送されたときに入力される取外しモード
と、フレームカウント・モードである。フレームカウン
ト・モードの場合、局は、受信したフレームが取り外さ
れるときは常に、フレームカウントを一つだけ減少する
。フレームカウント・モードにない場合、フレームカウ
ントは、フレームの取外しでも減少しない。 初期に、伝送を開始した後、最初に受信処理論理を入力
したとき、局はフレームカウント・モードにないが、取
外しモードにある。しかし、留意すべきことは、受信処
理論理も、ほかの場合に、入力されて、伝送活動がなか
ったとき、受信フレームを処理する。受信処理論理によ
り行われた最初の決定は、ブロック８４に示されている
ように、このリングに関して取外しモードにあるか、あ
るいは、ないかということである。局が取外しモードに
ない場合、受信されたフレームは、ブロック８６に示さ
れているように、処理される。情報フレームに関して、
これは、通常フレームを反復することより成っている。 すなわち、フレーム反復は、フレームをリングへ送り戻
し、一つ以上のほかのリングの伝送のためにフレームを
コピーし、図７に一層詳細に示されているように、ほか
の特別な動作をとることである。発信アドレスによる標
準的フレーム取外しの方法を次に説明する。ブロック８
４で決定されたように、局が取外しモードにある場合、
次に、この局がフレームカウント・モードにあるか、な
いかが決定される（ブロック８８）。そうでない場合、
入って来るフレームは、ブロック９０でチェックされて
、フレーム・シーケンスの開始を示す開始取外し区切り
であるか、ないかを決定する。開始取外し区切りが発見
されると、次に、受信したフレームがこの局で発信した
か、どうかが決定される（ブロック９２）。フレームが
発信したならば、フレームは、標準の発信アドレス取外
しモードに従って、取り外される（ブロック９４）。 次に、受信されたフレームが、エラーのないことがわか
ると（ブロック９６）、フレームカウント・モードが入
力されて（ブロック９８）、フレームカウントが減少し
（ブロック１００）、復帰が、コネクタＢを経て行われ
、次のフレームが処理される。この時点で、ブロック８
８で提起された質問は、フレームカウントが作動し、次
の、すべての連続的フレームが末端取外し区切りの存在
についてチェックされることを決定する（１０２）。 受信したフレームが末端取外し区切りでない場合、処理
が、図６のコネクターを介して続行する。これは、以降
に間もなく説明される。受信したフレームが、末端取外
し区切りである場合、次に、そのフレームがこの局で発
信されたか、どうかが決定される（ブロック１０４）。 そうであれば、フレームは取り外され（ブロック１０６
）、フレームがエラーのない場合、図６のコネクターＣ
を経て、処理が続く。受信した開始取外し区切りフレー
ムが、ブロック９２あるいはブロック１０４で決定され
たように、この局で発信しなかった場合、局は、ブロッ
ク１１０で示されるように、フレームの反復を続行し、
ブロック８８に戻して、次の受信フレームを調べる。同
様に、受信した開始あるいは末端取外し区切りフレーム
が、ブロック９６あるいはブロック１０８で決定された
ように、エラー皆無でない場合、ブロック８８への復帰
があり、次の受信フレームを調べる。図６の処理の入力
点Ｄは、図５に関して説明のあった過程により決定され
たように、二つの条件の一つが満足される場合にのみ、
到達する。一つの条件は、取外しモードとフレームカウ
ント・モードにあって、受信したフレームが末端取外し
区切りでないことである。そのほかの条件は、局が取外
しモードにあるが、フレームカウント・モードになく、
受信したフレームは、開始取外し区切りでも、末端取外
し区切りでもないことである。いずれの場合、受信フレ
ームについて行われた次の試験は、受信フレームがトー
クンであるか、ないかを決定する（ブロック１１２）。 トークンでなければ、フレームと取り外され（ブロック
１１４）、取り外されたフレームがエラー皆無であれば
（ブロック１１６）、検査が行われて、フレームが、ク
レーム、ベーコン、初期化、あるいはエラー回復のフレ
ームか、どうかを決定する（ブロック１１８）。 そうでなく、また、局がフレームカウント・モードにあ
る場合（ブロック１１９）、フレームカウントは減少（
ブロック１２０）するが、ゼロより低くはならない。 フレームカウントがゼロでないか（ブロック１２２）、
あるいは、フレームカウント・モードにない場合（ブロ
ック１１９）、復帰がコネクターＢを経て行われて、次
の受信フレームを処理する。フレームカウントがゼロに
到達し、また、局がトークンを保持していない場合、フ
レームは、取外しモードとフレームカウント・モードか
ら退去する（ブロック１２４）。ブロック１１８のエラ
ー皆無のクレーム、ベーコン、初期化フレーム、あるい
は、エラー回復フレームの検出の場合、フレームカウン
トはゼロにセットされ（ブロック１２６）、取外しモー
ドとフレームカウント・モードは退去する（ブロック１
２４）。ブロック１１２のトークンの検出の場合、局が
すでにトークンを保持しているならば（ブロック１２８
）、この新しいトークンは放棄され（ブロック１３０）
、復帰がコネクターＢを経てブロック８８へ行われて、
次の受信フレームを処理する。局がすでにトークンを保
持していない場合（ブロック１２８）、取外しエラーが
報告され（ブロック１３２）、処理がブロック１２６で
続行し、すなわち、フレームカウントはゼロにセットさ
れ、フレームは、取外しモードとフレームカウント・モ
ードから退去する。受信されたフレームの正常な処理は
、局が取外しモードにない場合、図７に一層詳細に示さ
れている。受信されたビット・ストリームが、ブロック
１４０で決定されたように、トークンである場合、局は
、そのトークンを保持することが必要であるか、ないか
、すなわち、一つ以上のフレームが、このリングに伝送
されるよう用意されるか、どうかを決定する。トークン
を保持する必要がなければ、ブロック１４４に示されて
いるように、そのフレームはリングに反復される。 さもなければ、トークンは保持される。図７では明確に
示されていないが、トークンが受信され、一方で局が前
に捕えたトークンをすでに保持しているならば、もう一
つのトークンの存在が明らかであるので、エラーの条件
が存在する。大抵のトークン・リング・プロトコルの場
合、これは、図６に示されているように、もう一つの受
信されたトークンの取外しを必要とする。受信されたフ
レームがトークンでない場合、次に、フレームがこの局
で発信しているか、どうかが決定される（ブロック１４
８）。発信している場合、フレームは、標準的発振源基
底の取外しモードにおいて取り外される（ブロック１４
８）。本発明の選択的方法は、付加的安全保護のために
多重末端取外し区切りフレームより成る伝送論理に関す
る。この最初の、正確に受信された末端取外し区切りは
、取外しを終了するが、そのほかのフレームも、受信さ
れるので、取り外されることが必要である。図７のブロ
ック１５０は、この機能と、この局で発信したが、ある
理由から前に取り外されていないすべてのほかのフレー
ムを取り外す機能を遂行する。受信されたフレームがこ
の局で発信していない場合、そのフレームは、リングへ
反復して戻されなければならず（ブロック１５１）、ブ
リッジ局において、ほかのリングへの伝送のためにコピ
ーされなければならない。各ブリッジは、局の記憶場所
にあるデータベースを維持する。すなわち、ブリッジは
、ブリッジが受信する各フレームに格納された発信源ア
ドレスを基底とした局の記憶場所（ネットワークリング
の）を学習する。このデータベースを使用して、ブリッ
ジは、ほかのネットワークへの伝送のために、受信され
たフレームをコピーすべきか、どうかを決定する。例え
ば、ブリッジが、同じリングにあると知られている発信
源アドレスと宛先アドレスより成るフレームを受信する
場合、ブリッジは、そのフレームをほかのリングへ伝送
するためにコピーする必要がない。同様に、ブリッジが
、そのリングを通って宛先局へ到達すること知っている
場合、ブリッジは、ただ一つのほかのリングへ伝送する
ために、フレームをコピーすることが出来るか、あるい
は、ブリッジが、宛先アドレスを全く認識していない場
合、ブリッジは、すべてのほかのリングヘフレームを送
ることが出来る。ブロック１５２は、受信されたフレー
ムの宛先がほかのリングにあるか、ないかを決定する。 ほかのリングにある場合、ブロック１５４において、フ
レームは、ほかのリングへ伝送するためにコピーされる
。 ほかの実施例 フレーム取外しのほかの方法は、受信されたフレームを
処理するとき、二つの分離したフレームカウントを使用
することより成っている。フレーム伝送時に、開始取外
し区切りと末端取外し区切りのフレームのカウントを選
択的に増加して、フレームカウントは、通常のように増
加する。伝送されたフレームの全部の数は、受信論理で
使用するために保持される。フレームを受信すると、二
つのカウント値は、次のように維持される。 （イ）“現在の期待フレームカウント”は、現在の未解
決フレームの数に等しい。このカウントは、受信されて
正確に取り外された各エラー皆無のフレームについて減
少する。 （ロ）フレームのカウントは、実際に比較のために使用
される。開始取外し区切りフレームを受信し、フレーム
カウント・モードに入ると、この内部的に維持されたカ
ウント（ロ）は、“現在の期待カウント”（イ）へ再び
ロードされて戻る。停止取外し条件は、以前のように、
そのまま残っている。 （１）現在の期待カウントはゼロである。 （２）末端取外し区切りは受信される。 （３）トークンは受信されるが、ほかのトークンを保持
しない。 （４）リングの初期化。 これに関してただ異なる点は、開始取外し区切りフレー
ムに出合う前に、カウントがゼロになると、局は、取外
しを完全に終了するよりもむしろ中間状態に入る。従っ
て、ＮＯＦＳの列が、開始取外し区切りフレームに先行
すると、受信論理は、実際に伝送されたフレームのカウ
ントまで、限定された数のフレームを取り外す。次に、
受信論理は中間状態に入り、それ以上のフレームは、開
始取り外区切りフレームが受信されるまで、取り外され
ない。この時点で、“現在の期待カウント”（イ）は、
フレーム伝送のカウント（ロ）と共に、再びロードされ
て、四つの停止取外し条件の一つが発生するまで、取外
しは続行、あるいは開始継続する。この代りの方法によ
り、限定された数のＮＯＦＳが取り外されるが、取外し
のプロセスは、開始取外し区切りフレームの検出時に再
び開始することが前提である。従って、ＮＯＦＳは、開
始取外し区切りフレームに続く情報フレームを犠牲にし
て、取り外されない。ほかの重要な利点は、開始取外し
区切りフレームが失われる場合には、限定された数のフ
レームだけが、取外しが終了する前に、取り外される。 このようにして、過度の取外しは、最小になる。本発明
の代りの形式は、伝送論理によって増加した同じカウン
トを減少する代りに、受信論理における“取外しカウン
ト”を増加することにより、僅かに異なり、また、多少
簡単な方法でも実行することが出来る。伝送論理におい
て、伝送カウンタは、伝送された各フレームに対して増
加し、従って、このカウントの合計は、受信論理の伝送
カウントとして使用するために、節減される。受信フレ
ームの処理において、取外しカウントは、最初ゼロで、
受信されて取り外された各エラー皆無のフレームに対し
増加する。ゼロ・フレームカウントについて試験を行う
代りに、適切な試験は、取外しカウントが、伝送カウン
トと等しいか、あるいは、より大きいかを調べることで
ある。最初の偏りは、伝送カウントに加えられて、より
大きい数のＮＯＦＳを除去する。開始取外し区切りフレ
ームが受信されると、取外しカウントはゼロにリセット
され、伝送されたフレームの取外しが始まる。この形式
の実行は、図８〜図１１に示されており、これらの図面
は、ほかの実施例に従って、詳細な伝送と受信の論理を
示している。 取外しエラー 受信されたビットストリームを処理する過程において、
受信処理論理は取外しエラーの表示を送る。トークンが
受信されるが、局は取外しモードにあって、現在トーク
ンを保持していない場合に、取外しエラーが発生する。 例えば、局が、トークンが続く、多くの情報フレームを
丁度伝送した場合、局は取外しモードにあって、リング
から取り外される最初の、あるいは、ある後続のフレー
ムを待つ。説明したように、取外しは、最初の末端取外
し区切りフレームを受信すると、取外しは正常に終了し
、前記の区切りフレームには、トークンが続く。トーク
ンが取外しモードの終了前に受信されると、取外しは早
めに終了して、不十分な取外しのエラーが発生したと言
われる。このエラーの検出は、図６のブロック１３２に
おいて行われる。不十分な取外しエラーが繰返し発生す
ることにより、リングネットワークの動作、多分ブリッ
ジにより相互接続した多重ＬＡＮの拡張したネットワー
ク全体の動作が低下する。不十分な取外しエラーの連続
的表示は、ネットワークの管理者が適切なアクションを
とることが出来るように、送られる。所有者不在のフレ
ーム（ＮＯＦＳ）を除去する開始取外し区切りフレーム
の使用に代るものは、フレームカウンタが、ゼロより大
きい事前設定値を有することを規定することである。 多くの循環しているＮＯＦＳは、開始取外し区切りを使
用しない取外し法により、数が減少しないことは、取り
消される。その代り、取外しにより、伝送された程の多
くのフレームが除去され、また、末端取外し区切りをほ
かの方法で除去して、少数の循環ＮＯＦＳだけを残す。 フレームカウンタが偏り＋ｎに事前設定されるものであ
れば、取外し動作により、ｎ＋１個のＮＯＦＳが除去さ
れるであろう。フレームカウントを事前設定すると、こ
れによって、ＮＯＦＳのないリング内の正確な動作は影
響を受けない。ＮＯＦＳが発生する傾向のあるリングで
は、この方法は、単純な解答と著しい性能改善をもたら
す。少数のＮＯＦＳが存在するか、ＮＯＦＳが存在しな
い場合、取外しは、ゼロのフレームカウントによるより
もむしろ、最初の末端取外し区切りが検出されると、終
了するので、事前設定偏りにより過度の取外しは発生し
ない。理想的には、この方法は、事前設定カウンタ偏り
が、リングに循環しているＮＯＦＳの数の観測結果にも
とずいて、容易に変化するようにしなければならない。 図８〜図１０に示されたほかの実施例では、限定された
数のＮＯＦＳが、開始取外し区切りフレームの検出の前
に、除去され、過度の取外しは、開始取外しと末端取外
しの区切りが消失しても、最小になる。本発明のほかの
代りの具体化では、各局でフレームカウンタを使用する
ことから、実際的問題が起る。いくつかのネットワーク
において、トークンを開放する前に伝送されるフレーム
の数は、フレームカウンタが極端に大きくなければなら
ない程の数である。、これに代る二つの解決策が採用出
来る。第一に、各フレームをカウントする代りに、局は
、挿入される特別な区切りフレームだけの代りに、５個
のフレーム毎の後などのように、数個のフレーム毎にカ
ウントする。次に、フレームカウントの能力は、同じ率
だけ減少し、ネットワークのオーバヘッドが、付加的区
切りフレームの伝送により、僅かに増加する。大型フレ
ームカウンタの問題に対するもう一つの解決策は、取外
しモードの起動を、フレームのカウントよりも、時間を
基準とすることである。ネットワークの待ち時間のおく
れは、一般に既知の量であるが、その量は、ネットワー
クの構成が変るにつれて、変化する。過度の取外しは、
一つ以上の末端取外し区切りフレームの存在によって回
避される。不十分な取外しは、待ち時間が見込みより長
い場合に、可能である。しかし、時間基底の取外し停止
の使用は、異質の所有者不在フレーム問題の非常に簡単
な解決法であり、これは、カウンタ、あるいは、複雑な
カウンタ処理論理を必要としない。取外し終了のタイマ
ーを使用することも、前述のほかの取外し法と共用する
ために、補足的方法である。非常に慎重に設計された、
区切りフレーム使用のフレーム取外し機構とフレームカ
ウント法は、ある条件の下で過度の取外しエラーを受け
る。タイマーは、信頼出来るフオールバックの立場にあ
って、第一の方法が取外しに失敗するような場合、過度
の取外しを防止する。本発明は、トークン・リングネッ
トワークの分野において、顕著な進歩を示していること
は、前述の説明から明白であろう。特に、本発明は、ト
ークン・リングネットワークへ接続したブリッジとほか
の局におけるフレームの取外しに新しい方法を提供する
。多くの循環する所有者不在フレームの存在により提起
する問題は、開始取外し区切りフレームの使用、あるい
は、事前設定フレームカウントにより緩和され、不十分
取外しエラー状態の表示が送られる。さらに、大型フレ
ームカウンタは、特殊な区切りフレームの使用により容
量が低減されるか、あるいは、取外し終了が経過時間に
もとずく場合、完全に除去される。本発明のいくつかの
実施例が、例証のため詳細に説明されたが、種々の修正
が、本発明の精神と範囲を逸脱することなく行われるこ
とも、明らかであろう。例えば、カウントフレームの代
りに、上述の伝送・受信の論理は、データのバイト、あ
るいは、ほかの便利な増分をカウント出来ることが理解
されよう。かようにして、本発明は、添付の特許請求の
範囲を除いて、限定されるものでない。

【図面の簡単な説明】

【図１】拡張された構内ネットワーク（ＬＡＮ）の機能
構成図である。

【図２】図１の拡張されたＬＡＮに使用された情報フレ
ームを示す。

【図３】本発明の好適な実施例による、図１の拡張され
たブリッジの動作を示す流れ図である。

【図４】図３の説明と同じ

【図５】図３の説明と同じ

【図６】図３の説明と同じ

【図７】図３の説明と同じ

【図８】本発明のほかの実施例による、伝送と受信の論
理の流れ図である。

【図９】図８の説明と同じ

【図１０】図８の説明と同じ

【図１１】図８の説明と同じ

【図１２】各種状態における三つの局のトークン・リン
グネットワークの動作を示す時間間隔図である。

【図１３】図１２の説明と同じ

【図１４】図１２の説明と同じ

【符号の説明】

１０、２０　　リング １１Ａ〜１１Ｆ　　局 １２Ａ〜１２Ｆ、２２Ａ〜２２Ｅ　　通信リンク１５、
１６　　ブリッジ ３０　　バス

Claims (14)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】　　コンピュータ・ネットワークへ接続す
   る局にして、開始取外し区切りフレームに先行されまた
   末端取外し区切りフレームに後続された、多数の情報フ
   レームをネットワークへ伝送する伝送手段と、ネットワ
   ークからのフレームと情報とを受信し、受信したフレー
   ムを処理し、前記伝送手段が開始取外し区切りフレーム
   を伝送し始めるときより遅くなく開始する期間の間、ネ
   ットワークから受信したフレームを取り外す除去手段と
   、フレーム取外し手段の動作を終了するための、多数の
   事前選択されたすべての状態の発生を検出する取外しを
   終了する手段と、前記伝送手段により伝送されたフレー
   ムの個数と受信されてフレーム取外し手段により取り外
   されたフレームの個数とを記録するフレームカウント手
   段にして、取外しを終了する条件の一つが、受信されて
   取り外されたフレームの個数の等しいことである前記の
   フレームカウント手段と、フレームカウント手段が取り
   外されたフレームをカウントすることを不能にする手段
   にして、取り外されたフレームが、開始取外し区切りフ
   レームの受信後までカウントされず、また、これにより
   開始取外し区切りフレームより以前に受信されたすべて
   の異質のフレームが取り外されるが、取り外されたとし
   てカウントされず、すべてのこのような異質のフレーム
   の存在がネットワークの性能に悪影響を及ぼさない前記
   の装置とより成ることを特徴とする前記の局。
2. 【請求項２】　　取外し終了手段が、さらに、少なくと
   も一つの末端取外し区切りフレームを受信すると取外し
   を終了し、これにより、末端取外し区切りフレームを受
   信するときか、あるいは、伝送されたフレームの個数の
   取り外されたフレームの個数とを等しくカウントすると
   きに、取外しが終了する手段を有することを特徴とする
   請求項１に記載の局。
3. 【請求項３】　　取外し終了手段が、さらに、トークン
   が現在において局によって保持されていないときに、ト
   ークンを受信すると取外しを終了する手段を有すること
   を特徴とする請求項１に記載の局。
4. 【請求項４】　　取外し終了手段が、さらに、ネットワ
   ークを再初期化する特別なフレームを受信すると、取外
   しを終了する手段を有することを特徴とする請求項１に
   記載の局。
5. 【請求項５】　　さらに、伝送されたフレームすべてが
   受信される前に、取外しが早めに終了している不十分な
   エラー状態を示す手段を有することを特徴とする請求項
   １に記載の局。
6. 【請求項６】　　不十分な取外しエラーを示す手段が、
   フレーム取外し手段が動作しまた局がトークンの保持し
   ていない状態で、トークンの受信を検出する手段を有す
   ることを特徴とする請求項５に記載の局。
7. 【請求項７】　　伝送手段が、また、情報フレームの前
   に開始取外し区切りフレームを伝送し、取外し終了手段
   が、取外しを終了すべき時を決定するカウント手段を有
   し、さらに、カウント手段が、伝送されたフレームをカ
   ウントする手段と、受信されて取り外されたフレームを
   カウントする手段とを有し、取外し終了の条件の一つが
   、伝送されたフレームの個数と受信されたフレームの個
   数とを等しくカウントすることであり、異質のフレーム
   を処理する手段が、開始取外し区切りフレームの受信に
   応答して、前記手段が受信されて取り外されたフレーム
   をカウントすることを可能にする手段を有し、これによ
   って、開始取外し区切りフレームの前に受信されたすべ
   ての異質のフレームが取り外されたが、取り外されたと
   してカウントされず、このようなすべての異質なフレー
   ムの存在がネットワークの性能に悪影響を与えないこと
   を特徴とする請求項１に記載の局。
8. 【請求項８】　　伝送されたフレームをカウントする手
   段と受信されたフレームをカウントする手段とが、どち
   らも、ｎ個のフレームの各セットの後に伝送された特別
   な区切りフレームに対してのみ責任を有し、ここで、ｎ
   は正の整数であり、これによって、次に、より小さいカ
   ウントが伝送・受信されたフレームを絶えず注意するよ
   うに要求されることを特徴とする請求項７に記載の局。
9. 【請求項９】　　カウント手段が、伝送されたフレーム
   が全ネットワークを回り通る、推定されたネットワーク
   の待ち時間、すなわち、おくれ時間にもとずいた推定取
   外し終了時間を設定するタイミング手段を有し、取外し
   終了の条件の一つが、推定取外し終了時間の時間切れで
   あるであることを特徴とする請求項７に記載の局。
10. 【請求項１０】　　ネットワークからフレームを取外す
    ことを可能にするために、トークン・リングネットワー
    クへ接続した局を作動する方法にして、トークンをネッ
    トワークから捕え、トークンが、伝送する権利をネット
    ワークに伝える段階と、開始取外し区切りフレームによ
    り先行されまた末端取外し区切りフレームと開放された
    トークンとにより後続された、一つ以上の情報フレーム
    をネットワークへ伝送する段階と、トークンを捕えた後
    に取外しモードに入る段階と、フレームをネットワーク
    から受信し、取外しモードにある場合、フレームを取り
    外す段階と、ネットワークへ伝送されたフレームをカウ
    ントする段階と、開始取外し区切りフレームの受信を検
    出する段階と、開始取外し区切りフレームの受信の後に
    、ネットワークから取外されたフレームをカウントする
    段階と、（イ）伝送されたとしてカウントされたフレー
    ムの個数が、取り外されたとしてカウントされたフレー
    ムの個数に等しいか、（ロ）この局により受信された末
    端取外し区切りフレームが受信されるか、（ハ）トーク
    ンが開放された後に、トークンが受信されるか、あるい
    は、（ニ）リング初期化フレームが受信されるかのいず
    れかの場合に、取外しモードの状態を維持する段階より
    成り、これにより、開始取外し区切りフレームに先行す
    る異質のフレームが、その発生源アドレスに関係なく、
    取り外されるがカウントされず、伝送されたフレームの
    セット全体が、異質なフレームの存在にかかわらず、取
    り外されることを特徴とする前記の方法
11. 【請求項１１】
    　　さらに、すべての不十分な取外しエラーを検出し、
    その表示を送る段階より成ることを特徴とする請求項１
    ０に記載の方法。
12. 【請求項１２】　　すべての不十分な取外しエラーを検
    出する段階が、局が取外しモードにありまたトークンを
    保持していない場合、トークンの受信を検出することよ
    り成ることを特徴とする請求項１１に記載の方法。
13. 【請求項１３】　　ネットワークからフレームを取り外
    すことを可能にするために、トークン・リングネットワ
    ークへ接続した局を作動する方法にして、トークンをネ
    ットワークから捕え、トークンが、伝送する権利をネッ
    トワークに伝える段階と、開始取外し区切りフレームに
    より先行されまた末端取外し区切りフレームと開放され
    たトークンとにより後続された、一つ以上の情報フレー
    ムをネットワークへ伝送する段階と、トークンを捕えた
    後に取外しモードに入る段階と、フレームをネットワー
    クから受信し、取外しモードにある場合、その発生源ア
    ドレスに関係なく、フレームを取り外す段階と、開始取
    外し区切りフレームの受信を検出する段階と、開始取外
    し区切りフレームの後に受信されたフレームを取り外す
    ことを継続する段階と、（イ）この局により発信された
    末端取外し区切りフレームが受信されるか、（ロ）トー
    クンが開放された後に、トークンが受信されるか、（ハ
    ）リングの初期化フレームが受信されるかのいずれかの
    場合に、取外しモードを維持する段階とより成り、これ
    により、開始取外し区切りフレームに先行する異質のフ
    レームが、その発生源アドレスに関係なく、取り外され
    、伝送されたフレームのセット全体が、異質のフレーム
    の存在にもかかわらず、取り外されることを特徴とする
    前記の方法。
14. 【請求項１４】　　ネットワークからフレームを取り外
    すことを可能にするため、トークン・リングネットワー
    クに接続した局を作動する方法にして、トークンをネッ
    トワークから捕え、トークンが、伝送する権利をネット
    ワークに伝える段階と、開始取外し区切りフレームによ
    り先行されまた末端取外し区切りフレームと解放されト
    ークンとにより後続された、一つ以上の情報フレームを
    ネットワークへ伝送する段階と、トークンを捕えた後に
    、取外しモードに入る段階と、フレームをネットワーク
    を受信し、取外しモードにある場合、その発生源アドレ
    スに関係なくフレームを取り外す段階と、ネットワーク
    へ伝送されたフレームをカウントする段階と、伝送が完
    了すると、伝送されたフレームの全カウントを保管する
    段階と、ネットワークから取り外された受信フレームを
    カウントする段階と、開始取外し区切りフレームの前に
    受信されたフレームのカウントが、伝送されたフレーム
    の全カウントに到達する場合、後続のフレームの取外し
    を終了する段階と、開始取外し区切りフレームの受信を
    検出する段階と、開始取外し区切りフレームを検出する
    と、取外されたカウントをゼロへリセットする段階と、
    必要ならば、開始取外し区切りフレームの検出後に、ネ
    ットワークから取外したフレームのカウントを再び行う
    段階と、開始取外し区切りフレームの後に受信したフレ
    ームの取外しを続ける段階と、（イ）伝送されたとして
    カウントされたフレームの個数が、取り外されたとして
    カウントされたフレームの個数に等しいか、（ロ）この
    局によって発信した末端取外し区切りフレームが受信さ
    れるか、（ハ）トークンが開放された後に、トークンが
    受信されるか、（ニ）リング・初期化フレームが受信さ
    れるかのいずれかの場合に、取外しモードを維持する段
    階とより成り、これにより、開始取外し区切りフレーム
    に先行する異質のフレームの限定された数が、その発生
    源アドレスに関係なく、取り外されるがカウントされず
    、また、伝送されたフレームのセット全体が、異質のフ
    レームの存在にもかかわらず、取り外されることを特徴
    とする前記の方法。