JPH043701B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ この発明は、可変長メツセージを同期させるた
めのシステムおよび方法に関し、より特定的に
は、１つの局が他の局からその局の身元を参照す
ることなくプロセスを要求し得るシステムおよび
方法に関する。

［背景技術の説明］ 先行技術の端末装置または局の回路網は、各局
からの伝送要求を受信しかつそのチヤネルが利用
できるときに各局による優先順位に従つた伝送チ
ヤネルへのアクセスを許可する新コンピユータま
たは制御装置により一般的に制御されている。こ
のような親制御装置は、回路網のコストを上昇さ
せ、また局がそれ自身との間でのみまたは共通記
憶フアイルとの通信を必要とするところでは必要
とされない。したがつて、伝送制御が、回路網を
形成する局に組込まれているかまたは共有されて
いる局回路網を得ることが望まれる。このような
回路網は、「ローカルエリア」回路網として示さ
れる。

特別なタイプのローカルエリア回路網として
は、いわゆる「コンテンシヨン」回路網がある。
この回路網においては、回路網の各局は、伝送準
備ができたときにメツセージを伝送し、かつ対応
する肯定応答信号が任意の期間後に受信されなか
つた場合にはそのメツセージが受信されなかつた
と推測する。このようなコンテンシヨン回路網
は、マルコム（Malcolm）他の1980年５月１日
に出願されかつこの発明の譲受人に譲渡された特
許出願番号第145606号に記述されている。

このようなローカルエリア回路網では、異なつ
たプロセスを実行するようにされている回路網の
局の間におけるメツセージ伝送の同期をとるため
に通信プロトコルを設けることが必要となる。し
かしながら、回路網の異なる局に対して分布する
様々なプロセスの同期をとるためのプロトコルは
まだ何も考案されていない。

実時間動作のための中央処理システムに含まれ
る様々なプロセスの同期をとるために、メツセー
ジ通信オペレーテイングシステムが採用されてい
る。（たとえば、D.R.Cheriton（デイー・アー
ル・チエリトン）等による「Thoth、ポータブ
ル・リアルタイム・オペレーテイング・システ
ム」、CACM、Vol.22、No.２、1979年２月号の第
105頁ないし第115頁を参照）。しかし、すべての
各プロセスは共通メモリに記憶されており、また
同じ形式のシステムは、プロセスが回路網中に分
布しているローカルエリア回路網に対しては適用
できない。

他のローカル回路網システムはネームルツクア
ツプを使用するが、このような先行技術システム
はプロセスネームおよびそのプロセスが結合され
る局のアドレス両者を用いなければならない。こ
のことは、このようなプロセスの要求が、うまく
実行される前に何回もなされる結果、ストレージ
バツフアを満杯状態にする傾向がある。

［発明の概要］ この発明の目的は、ローカルエリア回路網のた
めの改良された通信プロトコルを提供することで
ある。

この発明の他の目的は、異なつた局において具
体化されたすなわち実装されたプロセス間でのメ
ツセージの伝送を可能にするための、ローカルエ
リア回路網における局のためのプロトコルを提供
することである。

この発明のさらに他の目的は、他の局内のプロ
セスによるサービスを、局がそのプロセスを含ん
でいる局を識別することなくそのプロセスの名前
によつて呼出すことのできる、ローカルエリア回
路網のためのネームルツクアツプシステムを提供
することである。

上述の目的を達成するために、この発明は、ロ
ーカルエリア回路網における複数のクライエント
局および複数のサーバ局に向けられている。この
回路網においては、各局は伝送の準備ができたと
きに情報の固定長パケツトの伝送を開始する。肯
定応答期間中に受信局側からの肯定応答を受信し
ないときには、送信側は伝送に誤りがあつたかま
たはパケツトが受信されなかつたと推測し、かつ
その後の或る時刻に再び伝送を試みる。

この発明において、クライエント局は単にその
プロセスの名前を用いることによつて回路網内の
他のすべての局に要求を同報通信することがで
き、かつ各局はそのプロセスがそこに実装されて
いるかどうかを見るために自己のテーブルをチエ
ツクする。１つの局が回路網内の他のすべての局
に対しどの局がプロセスを実装しているかを知る
ことなくプロセスを呼出し得る回路網システムプ
ロトコルを提供することがまた、この発明の特徴
である。

［発明の概略的説明］ この発明の上述の目的、効果および特徴は、こ
の発明が上位にはないノードまたは局の回路網に
向けられていることを示している。この結果、い
かなる特定の局における故障も回路網を混乱させ
ることがないので、より信頼性の高い回路網を得
ることができる。さらに新たに局を付加すること
もでき、また既存の局を回路網内の他の局の機能
を混乱させることなく除去することができる。一
般的に、フアイルシスム、大容量記憶装置または
プリンタのようなサーバ局、および残りの回路網
に対してサービスを提供せずに単に情報を読込み
かつ情報の返送をおそらく変更情報の返送を単に
要求するだけのデイスプレイ局または端末のよう
なクライエント局という２つのタイプの局が存在
する。

さらにこの発明は、可変数の情報パケツトから
構成されるようなメツセージであつても、局間の
メツセージの同期をとるということにも向けられ
ている。

この発明が実施されるようなローカリエリアコ
ンテンシヨン回路網は、上で参照したマルコム等
の特許出願に記述されており、かつ第１図に一般
的に示される。共通通信媒体は、ツイスト・ペア
線、同軸ケーブル、光フアイバまたは無線通信も
しくはその他のものであつてもよい。回路網の各
局は他のノードとは独立にパケツトを伝送し、お
そらくはこれにより他の局による伝送を妨害する
かまたはその伝送と衝突することになる。もし伝
送されたパケツトが行先局によつて正確に受信さ
れたならば、そのときには受信側は肯定応答信号
で応答する。もしパケツト伝送に続く肯定応答期
間中に伝送局が肯定応答信号を受信しないときに
は、伝送側はこのパケツト伝送が不成功であつた
と推測する。

この発明を実現する局の構成が一般的に第２図
に例示されている。局は、局をサービスするプロ
セサ１２と、プロセサ１２をこの発明のチヤネル
に接続するインターフエイス１３とを備える。こ
のチヤネル媒体はどのようなものであつてもよ
い。

各ローカル回路網は、名前がつけられたノード
のルートツリーとして見られる。各ノードは、兄
弟ノードの名前とは異なつた名前を持つている。
回路網のハードウエアは、回路網ツリーのルート
ノードとして見られる。回路網内のそれぞれ特定
の名前のつけられたサーバ局は、ルートノードの
直系の子孫である。フアイル記憶サーバ局は、各
フアイルまたはデイレクトリがノードであるサブ
ツリーとして現われる。クライエント局は、他の
局がそれらを参照することがないので名前を持つ
ていない。このようにフアイルまたはデイレクト
リがそれぞれノードであり、このノードには固有
の名前が付されているため、各回路すなわちプロ
セスへこのノード名を用いて参照することが可能
になる。この構成については後に詳述する。

グローバル回路網における他のローカル回路網
は、分離したツリーとして見られる。すなわちグ
ローバル回路網はツリーからなる森であり、各ツ
リールートは独自の名前を持つている。プログラ
ムプロセスまたは使用者は、ルートノードで始ま
りかつ所望の目的地で終了するツリーを通る経路
を記述する「パスネーム」を用いて回路網内の特
定のノードを参照する。このパスネームを用いた
ノード参照手法については後にネームルツクアツ
プ手順を参照して詳細に説明する。

ローカル回路網情報伝送プロトコルは、パケツ
トプロトコルとメツセージプロトコルとの２つの
層に分割される。メツセージプロトコルは、パケ
ツトを送るためにパケツトプロトコルを用いる。
さらにすべてのコントロールパケツトは、パケツ
トプロトコルを用いて送られる。

メツセージ通信手順は、「センド（Send）」、
「レシーブ（Receive）」、「リプライ（Reply）」お
よびアウエイト・センダ（Await Sender）」を
含んでおり、実際のメツセージ通信のために使用
される。これらの手順はパケツトプロトコルによ
つて実施され、かつ「送信要求」、「クリア・セン
ド」、「オビチユアリ（obituary）」および「アー
ユーゼア（are−you−there）」の４つのタイプ
のコントロールパケツトを用いる。これらの機能
および動作は、この発明に従つて実施されるネー
ムルツクアツプ（name−lookup）ルーチンおよ
び自動アドレス割当と同様に以下に詳しく記述さ
れる。このネームルツクアツプルーチンは、或る
手順を備える局が、その手順を要求する他局に対
しさらにメツセージの伝送を受けるために自己の
物理的アドレスを返送することにより応答するこ
とを可能にする。自動アドレス割当は、局が自己
のために自身でアドレスを選択しかつそのアドレ
スが独自のものでありかつ回路網内の他のいかな
る局によつても用いられていないということを確
認させることを可能にする。

また後に詳細に説明するが、ネームルツクアツ
プルーチンにおいては、まず手順を要求する他局
はその手順をネームを用いてアクセスし、アクセ
スされた手順は自己の物理的アドレスをその他局
に応答する。このルーチンは、ネームルツクアツ
プ要求ルーチンおよびネームルツクアツプ応答ル
ーチンと呼ばれる。

［実施例の詳細な説明］ 各局内の第２図の常駐コンピユータ１２は、イ
ンターフエイス１３によつてチヤネルと結合され
る。受信パケツトおよび伝送されるべきパケツト
は、以下に説明するように、１バイトの入力／出
力ポートを介してインターフエイスと常駐コンピ
ユータの間で転送される。割込要求信号および２
つのリセツト信号が常駐コンピユータに対するイ
ンターフエイスを完全にする。インターフエイス
上で実行することのできる動作は、「リセツト
（Reset）」、「状態読取（Read Status）」、「パケツ
トのロード（Load Packet）」、および「パケツ
トのアンロード（Unload Packet）」である。

常駐コンピユータ１２とチヤネルとの間の第２
図のインターフエイス１３は、第３Ａ図、第３Ｂ
図および第３Ｃ図に具体的にその構成が示されて
いる。インターフエイスは読取、書込、
回路選択、割込要求からなる信号の組お
よび８ビツトのデータバスを通じて常駐コンピユ
ータと通信する。送信側は常駐コンピユータから
のパケツトをロードし、上述の伝送アルゴリズム
に従つてチヤネルにこのロードしたパケツトを伝
送する。受信側はチヤネルからのパケツトを受信
し、この受信パケツトを常駐コンピユータに対し
アンロードする。CRC発生およびチエツク、ラ
インモニタおよびデータのエンコードの各タスク
は、常駐コンピユータではなくインターフエイス
によつて実行される。受信側と送信側とは独立し
ているので、受信側が常駐コンピユータに対して
異なつたパケツトをアンロードしている間に送信
側がパケツトを送信する場合のように、それらは
同時に活動することができる。

第３Ａ図において、データはバツフア２０およ
びバスコントロール２１を備えるポートを介して
常駐コンピユータ１２とインターフエイス１３と
の間で転送される。データバツフア２０は、入
力／出力ポートを備える８ビツトデータ信号のた
めの可逆バツフアである。データの転送は、バス
コントロール２１に対する読取、書込、
および回路選択の状態に従う。

ステータスレジスタ２２は以下に示すような様
式の、インターフエイスおよびチヤネルの状態を
示すためのビツトを含む。

ビツト ステータス ０ 伝送完了、肯定応答（ACK）受信（ス
テータスバイトが読取られたときにリセ
ツト） １ 伝送完了、ACK受信せず（ステータス
バイトが読取られたときにリセツト） ２ 正しいパケツトの受信（ステータスバイ
ドが読取られたときにリセツト） ３ 用いず ４ 用いず ５ チヤネル活動表示CAI（チヤネルが使用
中のときは１；チヤネルが遊休中のとき
は０） ６ ACK信号がチヤネルに検出されて正し
いパケツトの伝送を示す（ステータスバ
イトが読取られたときにリセツト） ７ チヤネル上の間違つたデータ。間違つた
パケツト、衝突またはノイズがチヤネル
上に検出されている（ステータスバイト
が読取られたときにリセツト）。

バスコントロール２１は読取操作時には信号
RDおよびに応答し、一方書込操作時には信号
WRおよびに応答する。バスコントロール２
１は、読取または書込操作の出所（または行先）
を決定するために、簡単なステートマシンを保有
する。読取データの考えられる出所は、ステータ
スレジスタ２２および受信側ストア３８である。
書込データの行先は、アドレスレジスタ（アドレ
ス比較ロジツク）３７および送信側ストア２３で
ある。

第３Ｂ図において、送信側ストア２３は、伝送
されるべきデータのパケツトを保持する。この送
信側ストア２３は、134バイト（データのための
132バイトおよび行先アドレスのための２バイト）
のFIFOストアである。このデータパケツトのフ
オーマツトは後に詳細に説明される。伝送される
べきデータは、パラレル・シリアルバツフア２４
を通して送信側ストア２３を離れる。データの伝
送は、上述の伝送アルゴリズムを用いかつＳカウ
ント装置３０からのカウント値に従つてパケツト
の伝送を開始させる送信側コントロール２７によ
つてコントロールされる。Ｓカウント装置３０に
は、ランダムクロツクによつて駆動されるカウン
タ（いずれも図示せず）が設けられている。この
Ｓカウント装置３０により後に説明する“バツク
オフ”動作が実現される。送信側コントロール２
７はまたは、パケツトの伝送を確実にするため
に、送信側の他の部分と同期している。

CRC発生器２５は、送信側ストア２３内のデ
ータが伝送されているとき伝送中のパケツトの
CRCコードを組立てる。送信側ストア２３が空
になつたとき、その結果得られたCRCが続いて
伝送される。パケツトの最初のフイールドは、
SYNC発生器２８によつて発生される４ビツトの
SYNC（同期）コードである。

伝送されているパケツトは、伝送前に各ビツト
をマンチエスタコードにエンコードするエンコー
ダ２６を通過する。伝送されるべきデータの４つ
の出所は、上述のように、SYNC発生器２８、
（行先アドレスおよびデータのための）送信側ス
トア２３、CRC発生器２５、肯定応答コード発
生器４０である。出力セレクトは、もし送信パケ
ツトがいくつか存在する場合にはこれらのうちの
いずれが送信されるべきかを決定する。

上述のように、３つの考えられるチヤネル状態
（遊休中、パケツト伝送中、肯定応答期間）が、
送信側および受信側のいずれによつても用いられ
るように第３Ｃ図のチヤネルステート３２内に保
持される。状態のそれぞれの転換のために、タイ
マが必要とされる。タイマはまた、上述の伝送ア
ルゴリズムの遅延部分において送信側によつても
用いられる。

入力デコーダ３３は、チヤネルからのデータを
受信するマンチエスタデコーダである。したがつ
てこれは、エンコードされたマンチエスタデータ
をエンコードされていないデータに変換する。
SYNCコードがまたこの時点で認識されてデータ
から分離される。CRCチエツク３５はCRC発生
器２５と逆の動作を行ない、入力データの正確さ
を確かめるように機能する。

受信側ストア３８は、常駐コンピユータによつ
て読取られるために、チヤネルから受信したパケ
ツトをバツフアする。データは、シリアル・パラ
レルバツフア３９を介して受信側ストア３８に入
る。受信側コントロール３６は、正確なパケツト
の受信を確実にするために、受信側の各部分を同
期させる。

リセツト時には、インターフエイスはそのアド
レスを常駐コンピユータ１２からロードされる。
このアドレスはアドレス比較ロジツク３７へ与え
られる。その後、パケツトがチヤネル上に検出さ
れかつ受信側ストア３８が空である場合には、ア
ドレス比較ロジツク３７は、入力アドレスと先に
リセツト時にストアされたアドレスとを比較する
ことによつてそのパケツトが常駐コンピユータへ
のものかどうかをチエツクする。ここで、入力ア
ドレスは、後に説明するプロセスネームそのもの
であつてもよく、またプロセスアイデンテイフイ
ケーシヨンである物理アドレスであつてもよい。
このいずれであるかは、そのときの手順により異
なる。

マンチエスタエンコーデイングは、はめ込まれ
たクロツクを持ちかつDCバイアスのないデータ
を送信するために用いられる。これは常にビツト
期間の中央に遷移を有することによつて特徴づけ
られる。論理“０”は正方向への遷移であり、論
理“１”は負方向への遷移である。

第２図の常駐コンピユータ１２は、インテル
（Intel）8086またはザイログ（Zilog）Z80のよう
な商業的に利用可能な形式のものである。このイ
ンテルのプロセツサの構成は第４図において一般
的に示されている。実行装置は、演算論理装置４
０、汎用レジスタ４１、一時的レジスタ４２、フ
ラツグレジスタ４３および実行コントロール装置
システム４４を含む。このようなコントロールシ
ステムは、ROM、EAROMまたはRAMのいず
れでもよいコントロールストアによつてマイクロ
コードドライブされる。第２図のチヤネルインタ
ーフエイス１３に対するコンピユータインターフ
エイス装置は、バスコントロール論理４５、命令
待ち行列４６、内部通信レジスタ４７およびレジ
スタ４７のための出力アナログ加算器４８を含
む。このようなマイクロコードプロセツサは、以
下により詳細に説明されるであろうこの発明によ
るコントロールゲートプログラムを解読するため
に用いられる。

この発明における各ノードのためのチヤネルス
テートマシンが、第５図に示される。この第５図
に示されるように、回路網チヤネルは、３つの状
態すなわち遊休中、パケツト伝送中および肯定応
答を通じて連続的に循環する。各局はチヤネルを
連続的にモニタし、その状態を追跡する。信号の
伝搬遅延が存在するため、局間の正確な伝送の時
間は回路網に沿つて各設置点ごとに変化するもの
の、これらはすべて一定の時間期間内に同期がと
られる。

リセツトまたは電源投入に応答してチヤネルス
テートマシン（32）は、チヤネルが少なくとも１
つのパケツトの伝送のために無活動状態となつた
後に、SYNC WAIT状態に入る。チヤネル上に
何らかのデータを検出すると、チヤネルステート
マシンは一定期間持続するPACKET状態に入る。
PACKET状態の後、チヤネルステートマシンは
ACK WAIT状態の前にACK IDLE状態に入る。
この２つの状態はそれぞれ一定期間である。
ACK WAIT状態の後、チヤネルステートマシン
はSYNC WAIT状態に戻る。伝送されるべきパ
ケツトが特定のノードのインターフエイス内にロ
ードされているとき、インターフエイスは第５Ｂ
図に示されるような方法で動作する。

ステツプ１ 伝送されるべきパケツトの到着に応答して、イ
ンターフエイスは、チヤネルが遊休中であるかど
うかを見るためにチエツクする。もしチヤネルが
パケツト伝送状態であるかまたは肯定応答状態の
いずれかにある場合には、送信側はチヤネルが遊
休中になるまで待つ。

ステツプ２ 任意の整数ｓが、区間［０、Ｓ］の中からラン
ダムに選択される。このＳ＋１個の可能な選択の
各々は均等に起こり得る。次に送信側はｓマイク
ロ秒の間遅延する（これはＳカウント装置３０に
より実行される）。もしチヤネルが遅延の最後に
まだ遊休中であれば、そのときパケツトが伝送さ
れる。もしこのときにチヤネルが遊休中でない場
合には、そのときは送信側はステツプ１へ戻る。

ステツプ３ 送信側は、完了のために肯定応答を待つ。次に
肯定応答信号が肯定応答期間中に受信されたか否
かにかかわらず、インターフエイスステータスレ
ジスタ２２をセツトする。このステータスレジス
タ２２のセツトは、常駐コンピユータの割込要求
を引き起こす。

回路網システムはパケツトを伝送して、肯定応
答が受信されたか否かをステータスレジスタ２２
を通してコントロール（コンピユータ）に報告す
る。もし肯定応答が受信されたならば、パケツト
が行先局に正確に送られたことをシステムは保証
する。もし肯定応答が受信されないならば、パケ
ツトが送られなかつた可能性が高い。パケツトの
伝送が不成功である通常の原因は、２つのパケツ
トの衝突または行先局の受信バツフアが空でない
ことである。しかし行先局がパケツトを受信しか
つ肯定応答を送信しているにもかかわらず肯定応
答信号が送信局によつて受信されない可能性も少
しはある。

パケツトプロトコルは、もし必要であらなら
ば、肯定応答が受信されるまでパケツトを単純に
再伝送する。最大（Ｎ−１）回の再伝送が実行さ
れる。パケツトがパケツトプロトコルによつて送
られたとき、もし肯定応答が受信されるならばこ
の送信は成功である。もしＮ回のパケツトの伝送
のいずれもが肯定応答を受信しないならば、この
送信は不成功である。もし送信が不成功であるな
らば、行先局が存在しない（または誤つた）と推
定される。

満杯状態の受信側バツフアメモリを有する局に
対して転送されたパケツトは肯定応答を受信しな
い。もしパケツトが直ちに再伝送されるならば、
バツフアメモリはまだ一杯である可能性が強い。
受信側バツフアメモリが満杯状態であるという事
実は、受信側が混雑している。すなわち、処理し
得るよりも高い速度でパケツトを受信しているこ
とを示している。再伝送の成功の確率を増加させ
かつ混雑を避けるために、それぞれの再伝送の前
に待機することによつて局は「バツクオフ
（back off）」する。

同報通信行先アドレスを持つパケツトは、空の
受信側バツフアメモリを持つすべての局によつて
受信される。システム肯定応答はこの場合におい
ては意味がない。すべての局に確実にパケツトを
受信させるために、非同報通信パケツト送信と同
様の「バツクオフ」手法を用いてパケツトはＮ回
伝送される。同報通信パケツトの送信は常に成功
するものと考えられる。

もし送信が成功であるならば、受信局は、１コ
ピーよりも多くのパケツトを受信することが可能
である。このようなパケツトの各々は受信局に操
作を実行させるものとみなせば、これらの操作は
アイデンポテントなものに限られる。何回も続い
てアイデンポテント操作を実行する効果は、操作
を１回実行するのと同様である。アイデンポテン
ト操作の例としては、メモリ部分内へバイトをス
トアすることがある。この書込操作を２回実行す
ることはそれを１回実行するのと同様の効果を有
する。パケツトプロトコルによつて送られたすべ
てのパケツトは、アイデンポテント操作を与える
ように設計されている。

すべてのパケツトは第６図に示されるフオーマ
ツトを備えており、パケツトは以下のフイールド
を含む。

バイト 内容 １−６ 行先プロセス回路網アイデンテイフイケ
ーシヨン（nid） ７−12 出所プロセス回路網アイデンテイフイケ
ーシヨン（nid） 13 パケツトタイプ 14 バイトおよび順序ビツト内のデータの長
さ 15−134 データ パケツトのタイプおよびそれらのエンコードさ
れた値は以下のとおりである。

コード パケツトタイプ １ データ ２ オビチユアリ ３ 送信要求 ４ クリアセンド ４ アーユーゼア ６ ネームルツクアツプ要求 ７ ネームルツクアツプ応答 ８ クレーム 上述のごとく、パケツトプロトコルにおいて伝
送されるパケツトは行先プロセス回路網アイデン
テイフイケーシヨンと出所プロセス回路網アイデ
ンテイフイケーシヨンとを含んでいる。本発明に
おいてはこの回路網アイデンテイフイケーシヨン
は各プロセスに関連づけられており、プロセスが
或るプロセスへ直接アクセスを要求する場合に
は、プロセス名を用い、次にプロセス回路網アイ
デンテイフイケーシヨンを用いてデータおよびメ
ツセージの交換を行なう。次にこのプロセスに対
する回路網アイデンテイフイケーシヨン（nid）
の割当動作について説明する。

［プロセスに対する回路網アイデンテイフイケー
シヨン（NID）の割当］ この発明の回路網通信プロトコルは、プロセ
ス・ツー・プロセスのプロトコルである。回路網
に送られるすべてのデータは、プロセスによつて
発生されかつプロセスに対して送られる。プロセ
スは、連続的に回路網活動を実行しなければなら
ない。各活動は別の活動が初期設定されるまでに
完了されねばならない。局は複数のプロセスを含
んでもよい。この場合には、異なつたプロセスと
連結される回路網の活動が同時に起こることがで
きる。新しいプロセスが作られてもよく、また既
存のプロセスが任意のときに破壊されてもよい。

プロセスは48ビツト（６バイト）の回路網アイ
デンテイフイケーシヨン（nid）によつて識別さ
れる。回路網アイデンテイフイケーシヨンは、16
ビツトの局アドレス、16ビツトの局ジエネレーシ
ヨンナンバー、および16ビツトのプロセスアイデ
ンテイフイケーシヨンから構成される。この回路
網アイデンテイフイケーシヨン（nid）は、ロー
カル回路網内で一意的なものである。

回路網内の各局は、独自の16ビツトのアドレス
（局アドレス）を持つている。局のこのアドレス
は、局内の各プロセスのための回路網アイデンテ
イフイケーシヨンのアドレス部分を決定する。16
ビツトの局アドレス空間は、以下に示すように分
割される。

アドレスの分割は、それらがスタートされると
きごとに使用されていないアドレスを自動的に選
択するダイナミツクアドレス局のために取り除け
ておかれる。

局アドレスの分割 アドレスレンジ 用途 （16進） 0000 無効アドレスとして予約 0001 初期設定のために予約 ２−3FFF 局アドレス 4000−7FFF アドレス指定手順 8000−FFFF 同報通信アドレス（局アドレスと
して利用できない） 再スタートされた局は、同一のアドレスすなわ
ち局アドレスを持つてもよい。局がそこに機能し
ているプロセスに対して同一のプロセスアイデン
テイフイケーシヨンを割当てることもまた可能で
ある。これらの再生されたプロセスは、他の局内
のプロセスがそれらと以前のものとを識別するこ
とができるようにするために、それらには、以前
のものとは異なつた回路網アイデンテイフイケー
シヨンを指定される必要がある。この問題を解決
するために、再生された局は、その局内の各プロ
セス回路網アイデンテイフイケーシヨンの一部と
なる16ビツトの「ジエネレーシヨンナンバー」を
選択する。理想的にはこのジエネレーシヨンナン
バーは、以前にその局によつて用いられなかつた
ものであるべきである。或るジエネレーシヨンナ
ンバーは、2¹⁶の再生の後に再び用いられなけれ
ばならないので、それを一般的に保証することは
明らかに不可能である。

ジエネレーシヨンナンバーを選択する方法は装
置依存であるが、最近に用いられたジエネレーシ
ヨンナンバーを再び用いる確率を最小にすべきで
ある。ジエネレーシヨンナンバーはEAROMま
たは他の不揮発性記憶装置内に保持されて各再ス
タートごとに増加されるようにしてもよい。
EAROMにアクセスしない装置は、ランダムジ
エネレーシヨンナンバーを用いてもよい。

（破壊されたプロセスを含む）局内において独
自のプロセスアイデンテイフイケーシヨンを指定
することは、各局内のコントロール（常駐コンピ
ユータ）の責任である。2¹⁶だけのプロセスアイ
デンテイフイケーシヨンが存在するので、これら
は再使用されなければならない。すべての実行
は、最近に用いられたプロセスアイデンテイフイ
ケーシヨンの再使用の可能性を最小にしなければ
ならない。プロセスアイデンテイフイケーシヨン
０は予約されており割当てられることがない。

自動アドレス割当 アドレスは、範囲（２、3FFF）内で自動的に
指定される。アドレス（4000、7FFF）は、アド
レス割当手順に用いるために予約される。局が初
期設定されているときは、局は自己のアドレスを
以下のように自動的に選択する。

ステツプ１ 可能性のあるアドレスとして範囲（２、
3FFF）内のランダムな数字Ａを選択する。局ア
ドレスをＡ＋4000に設定する。範囲（１、Ｘ）内
のランダムな数字Ｒを選択する。ここでＸは、２
つの端末装置が同一のＡおよびＲを選択する確率
を無視し得ることを保証するのに十分な大きさで
ある。

Ｎ回パケツトが送られてしまうまで、バツクオ
フパケツト送信アルゴリズムを用いるステツプ２
および３を繰返す。

ステツプ２ アドレスＡにクレームパケツトを送信。アドレ
スＡから肯定応答があれば、再びステツプ１から
スタートする。

ステツプ３ アドレスＡ＋Ｎへランダム数Ｒを含むクレーム
パケツトを送信。これは肯定応答を無視する同報
通信送信である。パケツトがＲとは異なる数で、
アドレスＡ＋Ｎに受信されたならば、再びステツ
プ１からスタートする。

ステツプ４ 局アドレスをアドレスＡにセツト。この動作を
行なう時間は限定されないが、通常は非常に短
い。もしリセツトのための時間がバツクオフ時間
を含む１つのパケツトの伝送時間よりも長けれ
ば、そのときはリセツトは失敗し、再びステツプ
１からスタートする。

リセツトにどれぐらいの時間がかかるかは、リ
セツトを初期設定した後にパケツトを正しく伝送
することを試みることによつて決定することがで
きる。もしパケツトが伝送されていないならば、
リセツトは完了していないと推定される。

ステツプ５ これにより、アドレスＡが局アドレスとして確
定される。

上述のごとくプロセスアイデンテイフイケーシ
ヨンは、各局が自動的に自己設定する局アドレス
と、この局が再スタートするたびごとに与えられ
るジエネレーシヨンナンバーとプロセス固有に与
えられるプロセスアイデンテイフイケーシヨンと
から構成される。次にメツセージ伝達機能につい
て説明する。

メツセージ伝達機能 ４つの手順、「センド（Send）」、「レシーブ
（Receive）」、「リプライ（Reply）」、およびアウ
エイト・センダ（Await−Sender）」は、メツセ
ージ伝達のために利用可能である。以下の操作の
方式は、単に実例の例示の目的のためだけのもの
であり、その操作方式は以下のものに限定されな
い。

送信プロセスは、nid（回路網アイデンテイフイ
ケーシヨン）によつて特定される受信プロセスに
対して送信メツセージストリングを送信するため
に次の手順「Send （nid、send msg：reply
msg）」を読出す。このnidベクトルは、次のフイ
ールドを備えている。

nid［ADDR］：局アドレス nid［GEN］：ジエネレーシヨンナンバー nid［ID］：プロセスアイデンテイフイケーシヨン 送信プロセスは、受信プロセスがメツセージを
受信しかつリプライ（Reply）機能を用いて応答
メツセージを返送するまで閉鎖（すなわち進行不
可能と）される。この応答メツセージは応答メツ
セージストリングにストアされる。この応答の長
さは、ストリングの新しい現行の長さである。

受信プロセスは、nidによつて特定される送信
プロセスからのメツセージストリングを受信する
ために、次の手順 Receive（nid：msg） を呼出す。このメツセージは、送信側の送信メツ
セージストリングから受信側のメツセージストリ
ングへ転送される。転送されるバイトの数は、送
信側の送信メツセージストリングの現行の長さの
最小値でありかつ受信側メツセージストリングの
最大の長さである。転送されるバイトの実際の数
が、受信側メツセージストリングの現行の長さに
なる。

手順「Receive」を用いてメツセージを既に受
信したプロセスは、送信プロセスに対して応答メ
ツセージを返送するために、次の手順 Reply（nid、msg） を呼出す。この応答は、手順「Reply」に伝達さ
れたメツセージストリングmsgから送信側により
「Send」手順へ伝達された応答メツセージストリ
ングへと転送される。転送されるバイトの数は、
「Reply」へ伝達されたメツセージストリングの
現行の長さの最小値でありかつ送信側応答メツセ
ージストリングの最大の長さである。転送される
バイトの実際の数が送信側応答メツセージストリ
ングの現行の長さになる。

手順［センドSend］、［レシーブReceive］およ
び［リプライReply］のそれぞれは、プール値に
戻る。この戻つた値は呼出機能が成功なとき
“１”、呼出機能が不成功の場合は“０”である。

もし［センド］、［レシーブ］または［リプラ
イ］の呼出しが不成功ならば、回路網アイデンテ
イフイケーシヨンnidによつて指定されたプロセ
スは存在しない。行先プロセスは、次のうちの１
またはそれ以上の理由のために存在しない。

アドレスnid［ADDR］を持つた局は存在しな
い。

アドレスnid［ADDR］を持つた局が、ジエネ
レーシヨンナンバーnid［GEN］を持つていない。

局アドレスnid［ADDR］内にアイデンテイフ
イケーシヨンnid［ID］を持つたプロセスが存在
しない。

アドレスnid［ADDR］を持つた局が誤りであ
るか、またはアイデンテイフイケーシヨンnid
［ID］を持つたプロセスそのものが、機能完了前
に破壊されている。

どのような送信側からも受信することができる
ことが一般に望ましい。受信プロセスは、送信を
試みているプロセスのアイデンテイフイケーシヨ
ンnidを獲得するために、 送信側nid：アウエイト センダ（ ） という手順を呼出すことができる。その後、受信
プロセスはその送信プロセスからの［レシーブ］
を実行することができる。

メツセージプロトコル メツセージ伝達操作は、パケツトプロトコルの
期間に実行される。各メツセージは、１またはそ
れ以上のメツセージデータパケツトの連続体とし
て送信される。４つのタイプのコントロールパケ
ツト、すなわち、「送信要求」、「クリアセンド」、
「オビチユアリ」、および「アーユーゼア」がメツ
セージ伝達を実行するために用いられる。

２つのタイミングパラメータが用いられる。こ
の２つのタイミングパラメータは、 ｗ：待ち時間タイムアウト ｈ：初期手順（ハンドシエイク）タイムアウト で示される。

メツセージデータは、システムバツフア内で待
ち行列化されていない。プロセスが手順「セン
ド」を実行するとき、データは受信側が「レシー
ブ」を実行してしまうまで送信側のメツセージス
トリング内に残されている。一方、送信プロセス
はｈ秒ごとに受信プロセスに対して送信要求パケ
ツト（RTS）を送る。受信側がこの送信要求パ
ケツトRTSを受信しかつ「レシーブ」を実行し
たとき、受信側は送信プロセスに対してクリアセ
ンドパケツト（CTS）を送る。このことは、局
が、該局へRTSパケツトを送信したすべてのプ
ロセスを記憶することを必要とする。最小限必要
なことは、局が自局内の各プロセスのために受信
した最後のRTSを記憶することである。もし
RTSが忘れられたならば、受信側プロセスは次
のRTSが自局で受信されるまで待たなければな
らない。送信プロセスはCTRの受信に応答して
データパケツトを送り、それから応答メツセージ
が受信側プロセスによつて返送されるまで待機す
る。受信側は「リプライ」を実行するとき、受信
側のメツセージストリング内のデータは一続きの
データパケツトで送信側へ送られる。

送信側および受信側両者が最初から存在しない
のであれば、任意の時点において一方は存在しな
くなつてもよい。他のプロセスが存在しないとい
うことは、いずれかのパケツトの送信時に発見す
ることができる。すなわち、送信が不成功である
かまたはオビチユアリパケツトが返送されてく
る。送信プロセスは、データパケツトを送つた後
でかつ応答メツセージを受信する前に、アーユー
ゼア照会（AYT）パケツトをｈ秒ごとに送信す
る。このAYT照会の目的は、受信側が［リプラ
イ］を実行する前に存在しなくなつているかどう
かを発見することである。同様に、送信側が「セ
ンド」を実行する前にプロセスが「レシーブ」を
実行するならば、受信側はRTSの受信を待ちつ
つｈ秒ごとにAYTを送信する。

プロセスは一旦「センド」または「リプライ」
の間にデータパケツトの連続体としてメツセージ
の送信を始めると、前のパケツトからｗ秒経たな
いうちに次のパケツトを送信しなければならな
い。さもなければパケツトを受信するプロセス
は、送信プロセスが故障したものと推定する。こ
のｗ秒のモニタは、第３Ｃ図に示す信号
BITIDLEをチヤネルステート３２がモニタする
ことにより行なわれる。

一連のデータパケツトの最後は、データバイト
の最大数よりも少ない内容のデータパケツトによ
つて示される。交番順序ビツトが各パケツト内に
含まれているので、このデータパケツトはアイデ
ンポテントである。もし局が２つの同一のデータ
パケツトを受信したならば、２つ目のものは捨て
られる。

メツセージ伝達を実行するために用いられる上
述のコントロールゲートおよびデータパケツトの
シーケンスは第７Ａ図および第７Ｂ図に示されて
いる。また上述の「センド」、「レシーブ」および
「リプライ」を実行するために用いられるステー
トマシンは、それぞれ第８Ａ図、第８Ｂ図および
第８Ｃ図に与えられている。ここで第８Ａ図は送
信機能ステートマシンを示し、第８Ｂ図は受信機
能ステートマシンを示し、第８Ｃ図は応答機能ス
テートマシンを示す。

局が、存在しないプロセスにアドレスされたパ
ケツトを受信した場合、通常はそのパケツトを送
信したプロセスに対して「オビチユアリ」が送ら
れる。もし一時的にオビチユアリの送信が不可能
な場合には（たとえばバツフアの不足のために生
じる）、単純にそのパケツトは捨てられる。もし
パケツトを送信したプロセスが、存在しないプロ
セスに対してパケツトを送信し続ける場合には、
結局はオビチユアリパケツトを受信することにな
る。もしプロセスがステートマシン内に記入され
ていないパケツトを受信したならばそれは無視さ
れる。

次に、プロセス・ツー・プロセスのデータ通信
を起動するために用いられる手順について説明す
る。この手順はネームルツクアツプ要求およびネ
ームルツクアツプ送信を含む。

ネームルツクアツプ 各サーバ局は、１つまたはそれ以上の名前を持
つている。より正確には、サーバ局内のアプリケ
ーシヨンプロセスは、手順 Register（node name） を読出すことにより回路網局ネームと関連づけら
れる。ここでノードネーム（node name）はサ
ーバ局ノードのネームを表わす１ないし32文字の
ストリングである。たとえば、プロセスＡは、パ
スネーム＊／fsmに対する参照は、実際にはプロ
セスＡに対する参照であることを回路網コントロ
ールに知らせるために次の手順 Register（“fsmo”） を呼出す。

プロセスは、局パスネームと対応づけられたプ
ロセスのアイデンテイフイケーシヨンnidを決定
するための、次の手順 code：Name Lookup（局パスネーム：nid） を呼出すことができる。局パスネームは、局回路
網のノードネーム（＊）とそれに続く局のノード
ネーム（famO）とからなつている。（可変局パ
スネームは、３ないし65文字のストリングであ
る。）もし、そのネームを持つたプロセスが存在
する場合、関連づけられたアイデンテイフイケー
シヨンは、nidベクトルへ戻され、かつコードは
１となる。もしそのネームを持つたプロセスが存
在しない場合コードは０である。上の例におい
て、 code：Name Lookup（“＊／fmsO'：nid） は、コード＝１とプロセスＡのアイデンテイフイ
ケーシヨンnidを返却する。

ネームルツクアツプは、局パスネームを含む同
報通信ネームルツクアツプ要求パケツトの送信に
よつて完成される。自局内のプロセスのネームを
含むネームルツクアツプ要求パケツトを受信した
局は、送信側に対してネームルツクアツプ応答パ
ケツトを返送する。ネームルツクアツプ応答パケ
ツトは、プロセスのアイデンテイフイケーシヨン
nidおよびそのネームを含んでいる。送信プロセ
スが、正確なネームを持つたネームルツクアツプ
応答パケツトを受信した場合、そのネームルツク
アツプは成功でありかつコード＝１が返送され
る。もし正しいネームを持つたネームルツクアツ
プ応答パケツトがＬ秒内に受信されなかつた場合
には、そのときはネームルツクアツプは不成功で
ありコード＝０が返送される。この上述のアルゴ
リズムは、第９図に示されている。

もし２つ以上の局が同一のネームを持つプロセ
スを含んでいる場合、この場合には、最初に応答
した局がそのネームルツクアツプを実行する。ネ
ームルツクアツプによつて返送されたアイデンテ
イフイケーシヨンnidは、この呼出しごとに変化
するかもしれない。プロセスは１つ以上の名前を
持つことができ、かつ局はそれぞれが異なつたネ
ームを持つ１つ以上のサーバプロセスを含むこと
もできる。すなわち手順「レジスタ」は一度以上
呼出すことができる。

ここで、送信局において図９に示すように応答
パケツトに含まれるプロセスネームと送信パケツ
トに含まれるプロセスネームとの一致／不一致を
見るのは、このデータ伝送路においては、パケツ
ト方式に従つてデータ伝送が行なわれており、
様々な形式のデータが通信線の上に送出されてい
るため、したがつて、送信局へこの要求パケツト
を送出した直後に与えられる情報パケツトは応答
パケツトであるとは限らないからである。このた
め、応答パケツトが返送されてきたか否かを確実
に検出するためにプロセスネームの一致／不一致
が送信局において見られる。

上述した様々な機能は、回路網のそれぞれの局
内の常駐コンピユータのコントロールの下に達成
される。常駐コンピユータはこの発明のコントロ
ールルーチンを解釈するためにマイクロコード化
されている。これらのルーチンはプログラムリス
トとして添付されており、かつＣプログラム言語
（The Ｃ Programming Language、Kenighan
and Richie、Prentice Hall、1978を参照）の変
形で書かれている。添付リストの各セクシヨンは
以下のとおりである。

添付リストＡ：STI管理プロセスのメインループ 添付リストＢ：STIフアンクシヨンに対するアプ
リケーシヨンプログラムインターフエイス 添付リストＣ：タイミングフアンクシヨン 添付リストＤ：センド、レシーブ、リプライおよ
びネームルツクアツプステートマシンのインプ
リメンテーシヨン 添付リストＤ：セクシヨンＤのためのサポートル
ーチン 添付リストＦ：レジスタフアンクシヨンのインプ
リメンテーシヨン 添付リストＧ：STIハードウエアに対するインタ
ーフエイス メツセージが固定長パケツトの可変数で構成さ
れるローカルエリアコンテンシヨン回路網の局間
で転送される可変長メツセージの同期のためのシ
ステムおよび方法が記述されてきた。このシステ
ムは回路網の異なつた局の自動アドレス指定に対
処することができ、これにより回路網は局の付加
および局の除去によつてそれぞれ拡張または縮小
され得る。このようにして、いかなる特定の局の
故障によつても回路網内の他の局または回路網自
身の機能は影響を受けないので、非常に信頼性の
高い回路網が実現される。さらに、このシステム
は様々なサーバ局を或る手順に関連づけるための
対応を含んでおり、これにより或るクライエント
局が或る手順に対する要求を同報通信し、かつ対
応のサーバ局がそのクライエント局に対し該サー
バ局の回路網アイデンテイフイケーシヨンを含む
応答を伝送することができる。もし２つまたはそ
れ以上の局が、要求されている特定の手順を含ん
でいる場合には、クライエント局に対して最初に
応答したものが選択される。

この発明のただ１つの実施例が記述されてきた
にすぎないが、前述の特許請求の範囲に記載され
た発明の意図および範囲から外れることなく変更
および修正がそこに加えられることができること
は当業者にとつては明らかであろう。

【図面の簡単な説明】

第１図は、この発明のローカルエリア回路網の
概略構成を示す図である。第２図は、この発明に
用いられる、チヤネル媒体に対するプロセサおよ
びそのインターフエイスを概略的に示す図であ
る。第３Ａ図、第３Ｂ図および第３Ｃ図は、この
発明の局インターフエイスを概略的に示す図であ
る。第４図はこの発明の局を制御するプロセサの
概略構成を示す図である。第５Ａ図および第５Ｂ
図は、この発明によつて用いられるチヤネルステ
ートマシンおよびデータ伝送方法を示す図であ
る。第６図は、この発明に用いられる情報パケツ
トフオーマツトを示す図である。第７Ａ図および
第７Ｂ図は、送信側局と受信側局との間のパケツ
ト伝送のシーケンスを示す図である。第８Ａ図、
第８Ｂ図および第８Ｃ図は、それぞれこの発明に
用いられる送信機能ステートマシン、受信機能ス
テートマシンおよび応答機能ステートマシンを示
すフローチヤート図である。第９図は、この発明
に用いられるネームルツクアツプアルゴリズムを
示すフローチヤート図である。 図において、１１はノード、１２は常駐コンピ
ユータ、１３はチヤネルインターフエイス、２０
はデータバスバツフア、２１はバスコントロー
ル、２２はステータスレジスタ、２３は送信側ス
トア、２４はパラレル・シリアルバツフア、２５
はCRC発生器、２６はマンチエスタエンコーダ、
２７は送信側コントロール、２８はSYNC発生
器、２９はビツトカウント、３０はＳカウント装
置、３１はクロツク発生器、３２はチヤネルステ
ートマシン、３３はマンチエスタデコーダ、３４
はビツトカウンタ、３５はCRCチエツク回路、
３６は受信側コントロール、３７はアドレス比較
ロジツク、３８は受信側ストア、３９はシリア
ル・パラレルバツフア、４０は演算論理装置、４
１は汎用レジスタ、４２は一時的レジスタ、４３
はフラグレジスタ、４４はコントロールユニツト
システム、４５はバスコントロールロジツク、４
６は命令待ち行列、４７は内部通信レジスタ、４
８はアナログ加算器である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 情報パケツトを伝送するための通信チヤネル
   と、前記通信チヤネルに結合され、互いに異なる
   プロセスが実装された複数の局とを有する通信網
   における通信方法であつて、 前記通信網において第１の局から他のすべての
   局へプロセスネームを含むパケツトを送信するス
   テツプと、 前記他のすべての局において、前記プロセスネ
   ームを含む前記パケツトを受信するステツプと、 前記プロセスネームを受けかつ前記プロセスネ
   ームが指定するプロセスが実装されたすべての局
   が前記プロセスネームと該局の回路網アイデンテ
   イフイケーシヨン情報とを含むパケツトを送信す
   るステツプと、 前記第１の局において、前記通信網における任
   意の他の局から様々な形式のパケツトを受信する
   ステツプと、 前記第１の局において、前記プロセスネームと
   前記回路網アイデンテイフイケーシヨン情報とを
   受け、相手局特定のため該受信したプロセスネー
   ムと送信したプロセスネームとの比較を行なうス
   テツプと、 前記第１の局において、前記プロセスネームの
   一致が見出されるかまたは所定の時間が経過する
   まで前記受信ステツプおよび比較ステツプを繰返
   すステツプとを備える、情報通信方法。 ２ 情報パケツトを伝送のための通信チヤネルと
   前記チヤネルに結合され互いに異なるプロセスが
   実装された複数の局とを有する通信回路網であつ
   て、 前記通信回路網における第１の局に設けられ、
   前記回路網のすべての他の局へプロセスネームを
   含むパケツトを送出する送出手段と、 前記他のすべての局それぞれにおいて設けら
   れ、前記プロセスネームを含む前記パケツトを受
   信する受信手段、 前記すべての他の局それぞれにおいて設けら
   れ、該局が前記プロセスネームが特定するプロセ
   スを実装している場合には該局の回路網アイデン
   テイフイケーシヨン情報と前記プロセスネームと
   を含むパケツトとを伝達する伝達手段と、 前記第１の局において設けられ、前記回路網に
   おける任意の他の局から様々な形式のパケツトを
   受ける受信手段と、 前記第１の局において設けられ、送信されてき
   たプロセスネームと回路網アイデンテイフイケー
   シヨン情報とを含むパケツトのそれぞれを受け、
   該受けたパケツトに含まれるプロセスネームと前
   記送出手段が送出したパケツトに含まれるプロセ
   スネームとの一致／不一致を検出する比較手段と
   を備え、 前記第１の局における前記受信手段および前記
   比較手段は、前記プロセスネームにおける一致が
   見出されるかまたは所定の時間が経過するまでパ
   ケツトの受信および比較を繰返し行なう、情報通
   信装置。 ３ 情報パケツトの伝送のための通信チヤネル
   と、前記チヤネルに結合され、各々が異なるプロ
   セスを実行するようにされている複数の局とを含
   む通信網における通信方法であつて、 前記通信網における第１の局から、該通信網に
   おけるすべての他の局へプロセスネーム要求パケ
   ツトを伝送するステツプ、前記プロセスネーム要
   求パケツトは要求されたプロセスを特定するプロ
   セスネームを含み、 前記すべての他の局において、前記第１の局か
   ら送信されたプロセスネーム要求パケツトを受
   け、該受けたプロセスネーム要求パケツトに含ま
   れるプロセスネームを該局に実装されているプロ
   セスネームと比較するステツプ、 前記すべての他の局において、前記比較におい
   て一致が見出されたとき、前記第１の局へ該局の
   アドレスを示す回路網アイデンテイフイケーシヨ
   ンと前記プロセスネームとを伝送するステツプ
   と、 前記第１の局において、プロセスネームを含む
   パケツトを前記通信網における別の局から受ける
   ステツプと、 前記第１の局において、該受けたパケツトに含
   まれるプロセスネームを前記送出したプロセスネ
   ーム要求パケツトに含まれるプロセスネームと比
   較するステツプと、 前記第１の局において、前記プロセスネームの
   比較において一致が得られるまで、前記プロセス
   ネーム要求パケツトを連続して前記すべての他の
   局へ連続して伝送するステツプと、 前記第１の局において、前記比較において一致
   が見出されるかまたは所定の時間が経過した後、
   前記連続伝送を停止するステツプと、 前記第１の局において、前記比較において一致
   が見出された場合、前記プロセスネームに代えて
   前記回路網アイデンテイフイケーシヨンを用いて
   通信を行なうステツプとを備える、情報通信方
   法。