JPH04502991A - 動的に選択可能な多重操作性を備えたローカル・エリア・ネットワーク - 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】

動的に選択可歯な多重操作性を備えたローカル・エリア・ネットワーク（技術分 野） 本発明は、ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）に関し、特に異なる多重 操作性、例えばＬＡＮのノード（ｎ　ｏ　ｄ　ｅ）間通信のためのデータ伝送速 度を提供する改善されたＬＡＮに関する。 （関連出願） 本願と同時に出願され本願の譲受人に譲渡された別の２つの米国特許出願の開示 は、本願と関連するものであり、即ち、米国特許出願第０７／２７０，６４１号 「相互動作型多重操作性を備えたＬＡＮＪおよび米国特許出願第０７／２７０． ７３９号ｒＬＡＮ用多重ビット振幅および位相変調トランシーバ」である。これ らの同時に出願された米国特許出願の開示内容は参考のため本文に引用される。 （発明の背景） ・最近、ＬＡＮは、コンピュータ・システムの分野において益々重要度を増して きている。現在の進展は、更に広く分散された計算能力を獲得するため会社組織 ペースでコンピュータを相互に連携させることの要望に指向する。ＬＡＮは、コ ンピュータがこの目的に対して典型的に有効に相互接続される手段である。 コンピュータの計算能力が増強し続けてきたため、ＬＡＮのデータ伝送能力は過 去数年にわたり略々同じ状態のままである。これは、各ＬＡＮがそれ自体の予め 定めた操作プロトコルを有し、このプロトコルが伝送し得る最大重のデータに対 して制限要因となる傾向がある故である。この操作プロトコルはＬＡＮの適正な 作動にとって重要であるため、またこのプロトコルがＬＡＮの設計実現の不変部 分として固定される傾向にある故に、ＬＡＮの能力における改善は、ＬＡＮ自体 の作動能力ではなく、ＬＡＮに対してデータを送りかつＬＡＮからデータを受取 るソフトウェアにおける効率により多くの重点を置いてきた。このようなソフト ウェアの改善は、一般に実質的に強化されたＬＡＮ能力をもたらす結果とはなら なかった。 異なる操作性のＬＡＮが利用し得る。しかし、高い能力のＬＡＮは、特殊な装備 を必要とする傾向があり、非常に高価なものであり、通常は一般的用途ではなく 特殊目的のために実現されてきた。比較的安く、より一般的なＬＡＮは、中程度 あるいは低いデータ伝送能力しか持たない傾向があった。より一般的なＬＡＮは ある目的のためには満足できるものであるが、これらはシステム限度内の増強さ れた計算能力を達成すると共に、容易にコンピュータのネットワーク化における 重大な全体的な制約となり得る。 多くのネットワーク状況においては、高い能力の比較的高価な特殊目的のＬＡＮ の使用は全体的な観点からは容認できない。グラフィックス・ワークステーショ ン、計算アクセラレータおよびファイル・サーバの如き高い能力の装置は、比較 的高いＬＡＮ能力を利用し得るが、ネットワークにおける高能力の装置の数は、 ゛比較的低い能力の装置の数と比較して少ない。 この低い能力の装置は、一般に、特殊目的ＬＡＮのより高い能力を利用する必要 はない。特に、既に存在するネットワークを交換しなければならない時には、全 ての装置に対して高能力のネットワークを確保することは著しい経費が掛かるこ とになろう。しかし、これに失敗すると、比較的小さな数の高能力装置の作動能 力がＬＡＮの能力によって制限される故に、全体的なシステム自体の能力におけ る著しい制約をもたらす結果となり得る。 （発明の概要） 本発明は、その基本的特徴により、１つのＬＡＮ内に、データ伝送速度の如き異 なる多重操作性を包含する。このような異なる多重操作性は、ＬＡＮにおける強 化された（ｅｎｈａｎｃｅｄ）ノードにおいて使用できる。１つのノードは、Ｌ ＡＮと接続される装置詐りでなく、装置から信号を受取ってＬＡＮへ送り、また その反対の動作を行うインターフェース装置をも含む。一般的な操作性は、ＬＡ Ｎ全体における全てのノードで使用でき、任意に選択されたノード対間の通信を 可使にする。別の強化された操作性は、強化されたノードにおいて利用し得る。 強化されたノードは、他の高性能装置と有効に通信するためより高い操作性を必 要とする高性能装置に対して確保される。中程度あるいは低い能力で適当にサー ビスされる比較的低い性能の装置を含むノードに対しては、一般的な操作性が提 供される。このように、強化されたノードは、これらの数は少ないが機能におけ る重要な高性能の装置に対してのみ使用することが必要であるが、基本的なノー ドはこれらの比較的多数の比較的低い性能の製型に対して経済的に使用すること 　゛ができる。これにより、全体的なシステム能力は、強化された性能が要求さ れるＬＡＮのこれらのセグメントにおいて強化されることになる。中程度あるい は低い能力でよいＬＡＮのこのようなセグメントに対しては、別の資源を必要と しない。 強化された各ノードは、１つ置きのノードと通信するために一般的なあるいは強 化された能力を選択する手段を含む。典型的には、この強化された能力は、強化 されたノード間の通信により選択される。この一般能力は、基本的なノードに対 する通信のため選択されることになる。この基本的ノードは、常に一般能力にお いて通信することになる。強化された能力を決定する手段は、ノード間で通信さ れるあるフレームにおいて挿入される能力の情報によって確立される。強化ソー ス・ノードあるいは強化宛て先ノードは、通信のための強化された能力を選択す ることができる。能力を強化する１つあるいはそれ以上の形式を強化ノードで提 供することができ、これにより強化された能力の多（の選択を提供する。強化さ れた能力の１つの形式は、一般的データ伝送速度より高いものである。強化能力 の態形式は、異なる通信プロトコルである。 本発明は、以下に簡単に説明する添付図面に関して以降の詳細な記述を参照する ことによりよく理解することができよう。無論、本発明の実際の範囲は、文月の 請求の範囲により定義される。 ４、

【図面の簡単な説明】

図１は、ネットワーク通信媒体により接続される強化ノードおよび基本ノードを 含む多重フードを備えた、本発明を包含するバス・タイプＬＡＮの図、図２は、 図１に示されたＬＡＮの標準的あるいは強化されたノードのインターフェースの 全体ブロック図、 図３は、図１に示したＬＡＮの他のノードと通信する時、複数の異なる速度で作 動する実際のを有する強化ノードの強化インターフェースのブロック図、図４は 、図２および図３に示したインターフェース間に通信されるフレームの全体図、 図５は、図４に示したフレームの主体フィールドの拡大図、図６は、図５に示し たフィールドのヘッダ・フィールドの拡大図、図７は、図１に示したＬＡＮのイ ンターフェース間に通信される照会として知られる典型的なフレーム・タイプの 図、図８は、図１に示したＬＡＮのインターフェース間に通信される応答として 知られる典型的なフレーム・タイプの図、図９は、図１に示したＬＡＮのインタ ーフェース間に通信されるデータ・パケットとして知られる典型的なフレーム・ タイプの図、図１０は、図１に示したＬＡＮのインターフェース間に通信される トークンとして知られる典型的なフレーム・タイプの図、図１１は、図１に示し たＬＡＮの速度、状態および別の能力を通信する内蔵される情報を含むトークン として知られる新しいタイプのフレームの図、図１２は、図１に示される如きト ークン・パッシング型ＬＡＮのノード間に１つのトークンが送られるシーケンス の論理的ループの図、図１３および図１４は、各々が図３に示される２つの強化 されたインターフェースの論３！ｌ！演算を示すと共に、ソース・ノードがデー タを送信し宛て先ノードがデータを受取る速度をソース・ノードが選択する本発 明の一実施例を示す関連するフローチャートである。図１３はソース・ノードに おける強化インターフェースの論理演算を示し、図１４はこのような状況におけ る宛て先ノードの強化インターフェースの論理演算を示している。 図１５および図１６は、各々が図３に示される２つの強化インターフェースの論 理演算を示し、またソース・ノードがデータを伝送し宛て先ノードがデータを受 取る速度を宛て先ノードが選択する本発明の別の実施例を示す関連したフローチ ャートである。図１５は、ソース・ノードにおける強化インターフェースの論理 演算を示し、図１６はこのような状況における宛て先ノードの強化インターフェ ースの論理演算を示している。 図１７および図１８は、各々が図３に示されるトークン・パッシング・バス型Ｌ ＡＮにおける２つの強化インターフェースの論理演算を示し、また同報フレーム がネットワーク上の全ての他のノードに対する再構成の間トークンの受取り時に ノードから伝送されて同報中のノードの話力情報を通信する本発明の別の実施例 を示す関連するフローチャートである。図１７は、ソース・ノードにおける強化 インターフェースの論理演算を示し、図１８は、このような状況における宛て先 ノードの強化インターフェースの論理演算を示している。 図１９および図２０は、各々が図３に示されるトークン・パッシング・バス型Ｌ ＡＮにおける２つの強化インターフェースの論理演算を示し、またＬＡＮにおけ るノード間に送られるトークンがトークンを送るノードの能力情報を通信する内 蔵された情報を含む本発明の別の実施例を示す関連するフローチャートである。 図１９は、ソース・ノードにおける強化インターフェースの論理演算を示し、図 ２０は宛て先ノードにおける強化インターフェースの論理演算を示している。 図２１は、トークンを送るノードの識別をトークンが含まない図１９および図２ ０に従ってトークンを送るノードの識別を決定する論理手順を示すフローチャー ト、 図２２および図２３は、それぞれ図３に示した強化インターフェースの能力テー ブルのメモリー・レイアウトの図である。図２２は、ノード識別のビット番号が 比較的少ない時使用されることが望ましい手法を示し、図２３はノード識別のビ ット番号が比較的大きい時に使用されることが望ましい手法を示している。 （実施例） 本発明は、図１に示される如きローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮあるい は「ネットワーク」）に関するものである。このＬＡＮは、全て同様に通信媒ツ イスト・ペア線、光リンク、無線リンク、あるいはこれらと他のものとの組合わ せの如き複数の相互接続された信号通信リンクの形態を取り得る。６つの典型的 なノード４０のみが図１に示されるが、１つのＬＡＮが１つの通信媒体４２と接 続された数百のノード４０を持つことは珍しいことではない。 図１に示されるＬＡＮはバス型ＬＡＮであり、全てのノード４０が１つの論理点 （媒体４２）と接続され論理的に互に並行であることを意味する。バス型ＬＡＮ の他にない特徴は、いずれかのノードによる各送信が直接他の全てのノードのレ シーバへ送られることである。典型的には、これらノードは、ハブ４４として知 られる結合点デバイスを介して接続される。ハブ４４は、複数の信号通信リンク が一緒に結合でき、これにより全ての通信リンクを１つの共通論理点、即ち媒体 ４２に接続する手段である。ハブは、ケーブルの管理、信号の増幅および（また は）障害の隔離を容易にする。ハブは、ＬＡＮ通信の解釈も修正も行わない。 １つのバス型ＬＡＮの各ノードは、１つの論理点を介して他のノードを直接アド レス指定して通信することができる。 ＬＡＮの各ノード４０は、識別票（ＩＤ）として知られるそれ自体の一義的なネ ットワーク・アドレスを有する。このアドレス即ちＩＤは、ノードがＬＡＮ媒体 ４２と物理的に接続される時、このノードへ割当てられる。図１に示されるノー ド４０における円に囲まれた数字は、ネットワーク・アドレスの典型的事例であ る。 ノード４０は、各送信を形成するデータの「フレーム」にＩＤを用いることによ り相互に通信する。以下本文においては「ソース」ノードと呼ぶ通信を開始する ノードは、媒体４２上で送信する時送信がアドレス指定されるノードのｒＤを含 む。通信がアドレス指定されるノードは、以下本文においては「宛て先ｊノード と呼ぶ。ＬＡＮ上の他のノードの全ても、ソース・ノードにより送られる信号を 受取るため、宛て先ノード（Ｄ　Ｉ　Ｄ）のアドレスがネットワーク上の各ノー ドにより用いられて、これにアドレス指定される送信のみを認識して受け入れる が、これにアドレス指定されない他の送信は廃棄されあるいは認識されない。更 に、ネットワーク上の通信のあるものがソース・ノードと宛て先ノード間の信号 の多重送信を含むため、ソース・ノードもまた送信におけるそれ自体のアドレス （ＳＩ　Ｄ’）をしばしば含み、そのため回答時に宛て先ノードがこのアドレス を使用できるようになる。全てのノードにより受取られる同報および予め定めた ノードのグループにより受取られるマルチキャストもまた、このようなアドレス 指定法によって可使となる。 双方が図１に示されるバス型ＬＡＮの２つの周知の主な変形がある。このような ＬＡＮの１つはトークン・パッシング・バス型ＬＡＮ　（ｔｏｋｅｎ−ｐａｓｓ ＬＡＮについては、本発明の譲受人および他の者により多くの情報が発刊されて いる。ＡＲＣＮＥＴ　ＬＡＮを実現する構成要素は、譲受人その他を含む供給源 から市販されている。ＡＲＣＮＥＴ　ＬＡＮに関する情報の１つの供給源は、「 ＡＲＣＮＥＴ設計者ハンドブックＪ　（Ｄａｔａｐｏｉｎｔ社、米国テキサス州 サンアントニオ、１９８３年版権）である。バス型ＬＡＮの他の周知の変形は、 搬送Ｎについては、多くの異なる供給元から非常に多（の資料が発行されている 。ＥＴ）（ＥＲＮＥＴ　ＬＡＮを実現する構成要素は、多くの供給元から市販さ れている。本発明は、トークン・パッシングおよびＣＳＭＡの変形を含む図１に 示した藻作性を共有する。各強化ノードの多くの操作性の少な（とも１つは、一 般的操作性は実質的に異なる強化された操作性である。更にまた、本発明によれ ば、ＬＡＮの強化ノードは、別の強化ノードおよび基本ノードど通信する際使用 する操作性のどれかを動的に選択することができる。各基本ノードの一般的操作 性は、強化ノードの存在によって影響を受けない状態に維持され、これによりＬ ＡＮの正規の操作性を保持し、限定された数の高性詣ノード、即ち強化ノード間 の強化された通信能力を得るためＬＡＮ全体を置換する必要を回避する。 ＬＡＮの基本ノードおよび強化ノードの一般的操作性および強化された操作性は 、図１に示した点線４６および４８によって示される。長い点線４６は、一般的 操作性を表わす。強化ノードＩＤ２１は、基本ノードＩＤ８１と一般的操作性で 通信することができる。同様に、基本ノードＩＤ８１は、一般的操作性でのみ別 の基本ノードＩＤ１５３および強化ノードＩＤ３９と通信することができる。 短い点線４８は、強化ノードのみで使用される強化された操作性を示している。 この強化されたノード！Ｄ２１は、強化された能力で他の強化されたノード、例 えばＩＤ３９とのみ通信することができる。無論、ネットワーク媒体４２は、等 しい能力を持ついずれか一方の操作性を表わす信号を送らねばならない。 長い点線４６および短い点線４８により示されるように、強化ノードは両方の操 作性で通信できるが、基本ノードは一般的操作性によってのみ通信することがで きる。 本文において用いられる如き操作性とは、種々の実質的に異なる操作機能を意味 する。主として本文に事例として用いられるように、また本発明が考える異なる 多重操作性の望ましい形態である故に、ノード間の通信即ちデータ伝送は異なる 操作性の事例である。操作性における相違の程度を解釈するため用いられない事 例として、ＬＡＮ上の一般的データ伝送速度偉力は毎秒２．５百万ビツトである が、強化されたデータ伝送速度能力は毎秒２０百万ビツトである。強化された操 作性の別の事例は、ＬＡＮが一般的通信プロトコルに比較して強化された能力の 異なる通信プロトコルを使用できることである。異なる操作性のこのような事例 は、係属中の米国特許出願「相互動作型多重操作性を備えたＬＡＮＪにおいて更 に詳細に記載されている。 各ノードは、信号が媒体４２へ送られまたこれから受取られるインターフェース ５０または５２を提供する手段を含む。強化ノードは強化インターフェース５０ を含むが、基本ノードは基本インターフェース５２を含む。各ノードはまた、強 化ノードおよび基本ノードの如何を問わず、種々のデータ処理機能を可能にする ホスト・コンピュータまたはプロセッサ、あるいはデータ伝送機能を行うコント ローラを含む。例えば、１つのノードは、媒体４２上でデータを授受するパーソ ナル・コンピュータ、ワークステーション、ネットワーク・サーバ、あるいはネ ットワークと接続されたＩ１０デバイス・インターフェース、センサまたはアク チュエータ、等を含むことができる。インターフェース５０および５２の機能は 、媒体上にデータを送出し、媒体からデータを受取り、ホスト・プロセッサから 送られるデータを受取り、受取ったデータをホスト・プロセッサへ送り、ホスト ・プロセッサが有効かつ信頼性を以て機能できるようにする。各ノードは強化イ ンターフェース５０または５２を含む故に、インターフェースの機能性はＬＡＮ の全てのノード全体に分散される。 典型的なインターフェース５０．５２の基本的な構成要素は、図２に示されてい る。従来のトランシーバ５４が、電気信号、光信号あるいは他の物理的信号を媒 体４２へ送り、媒体４２から信号を受取る。物理的なレベル・プロトコル・イン ターフェース５６が、トランシーバ５４から電気的信号を受取り、電気的信号を トランシーバ５４へ送る。媒体４２上に送られた信号は、ビット・シリアル形態 である。物理的レベル・プロトコル・インターフェース５６の機能の１つは、ノ ードの他の要素用使用するためビット・シリアル・データ・ストリームをビット ・パラレル・データ・ストリームへ変換すること、および他のノード要素からの ビット・パラレル・データ・ストリームをビット・シリアル・データ・ストリー ムへ変換することである。インターフェース５６に関して使用される用語「物理 的レベル」とは、ネットワーク通信のため７つのレイヤ照合モデルにおける周知 の物理的レイヤである。この物理的レベルあるいはレイヤは、媒体４２とのイン ターフェース、媒体上の信号の検出および生成、および媒体から受取る信号の媒 体上を移動する波形へのネットワーク・データの一般的なコード化および受取り 時のこれら波形の復号と関連する。物理的レベル・プロトコル・インターフェー ス５６およびトランシーバ５４は、これらの機能を行う。 各インターフェース５０または５２はまた、リンク・レベル・プロトコル・エン ジン５８を含む。再び、「リンク・レベル」とは、ネットワークに対する７つの 標準的なレイヤ照合モデルを意味し、一般に媒体４２上のデータのフレームの授 受および媒体４２に対するアクセスの制御に関する。以下に述べるように、デー タのフレームは、種々の所要のネットワーク機能を達成する如き方法における種 々の物理的レベル信号の分類に関する。例えば、フレームの授受に含まれ、開始 および終り区切り文字の挿入を含み、一旦データが受取られるとこれらオフを除 去する全ての機能が、リンク・レベル機能である。他のリンク・レベル機能は、 媒体に対するアクセス、および肯定および否定応答の取扱いの制御である。リン ク・レベル・プロトコル・エンジン５８は、本発明が主として関連する種類の機 能を制御し達成する。７つのレイヤ・モデルにおける比較的高いレベルの通信は 、一般にノードのホスト即ちＩ１０プロセッサにより取扱われる。例えインター フェースの機能性を各ノードに分散された方法で実現することが選好されても、 この機能のあるもの、例えば、媒体アクセス側御を周知の如く集中的に実現する ことができる。 より信頼度の高いネットワーク・インターフェースは、一般に、ファームウェア から作動するマイクロシーケンサとして実現される別個のリンク・レベル・プロ トコル・エンジンを提供する。しかし、多（のリンク・レベル機能はまた、ホス ト・プロセッサによって達成することもできる。一般に、別個のリンク・レベル ・エンジン５８を提供する利点は、その機能性が一般にホスト・プロセッサから 独立していること、従って、ＬＡＮの機能性においてより多（の信頼性および相 互動作性を提供することである。一般的な操作性におけるリンク・レベル・プロ トコル・エンジン５８の機能性は、全てのノードにおいて同じものであり、その 機能性はホストのソフトウェアまたはハードウェアにおける可能な誤動作から切 離され保全されている。別個のリンク・レベル・プロトコル・エンジン５８を提 供するための第２の理由は、ホスト−プロセッサの作動の時間に依存する特質が ＬＡＮ上のデータ通信の時間に依存する特質から可能されることである。別個の リンク・レベル・プロトコル・エンジン５８を使用することは、ホスト・プロセ ッサとＬＡＮ上の信号との間の時折のタイミング間層を回避する。最後に、別個 のリンク・レベル・プロトコル・エンジン５８を使用することは、ホスト・プロ セッサからの機能性のあるものをオフ・ロードでき、これによりホスト・プロセ ッサの生産性を向上させる。 図１に示されるように、基本インターフェース５２は、間よするＬＡＮの形式に 従って、広範囲の供給元から市販されている。例えば、ＡＲＣＮＥＴ　ＬＡＮに おける基本インターフェース５２は資源インターフェース・モジュール（ＲＩＭ ）として知られている。ＡＲＣＮＥＴ　ＬＡＮにおいて使用されるリンク・レベ ル・エンジン５８は、スタンダード・マイクロシステムズ社から集積回路Ｃ０Ｍ ９０Ｃ２６として、またＮＣＲ社から９０Ｃ２６として市販されている。ＡＲＣ ＮＥＴ　ＬＡＮにおいて使用される物理的レベル・インターフェース５６は、ス タンダード・マイクロシステムズ社から集積回路Ｃ０Ｍ９０Ｃ３２として、また ＮＣＲ社から９０Ｃ３２として市販されている。 強化インターフェース５０の事例は、図３に示される。先に述べたように、本発 明の例示のため選択された多重操作性は、異なるデータ通信速度である。従って 、強化インターフェース５０は、それぞれ異なるデータ速度で作動する複数のト ランスミツタロ０ａ、６０ｂ、　１１．６０ｎを含む。このトランスミッタは、 一般にネットワーク媒体４２と接続されている。複数のレシーバ６２８．６２ｂ １１．６２ｎもまた含まれる。これらのレシーバは、ネットワーク媒体４２から 信号を受取る。トランスミッタの少なくとも１つ６２ａおよびレシーバの１つ６ ２ａが共通のデータ速度で作動する。従って、強化インターフェース５０は、常 に共通のデータ速度で授受することが可能である。残りのトランスミツタロ０ｂ １１．６０ｎは、一般に他の実質的に異なるデータ速度の伝送置方を有する。同 様に、残りのレシーバ６２ｂ１１．６２ｎもまた他の実質的に異なるデータ速度 の受取り能力を有することになる。必要ではないが、一般には、全ての強化イン ターフ工−ス５０が関連する組みのトランスミッタおよびレシーバを含み、その 各々が同じデータ速度で授受するように作動する。例えば、トランスミツタロ０ ｂおよびレシーバ６２ｂは共に同じデータ速度で作動する。ある限られた状況に おいては、特定の強化ノードは、それぞれデータを授受する対応した能力を持た ない強化されたデータ速度でデータを授受する能力を有することが有効である場 合もある。 強化インターフェース５０において示される種々のトランスミッタおよびレシー バは、実際には図３に示されるように個々のものであり、あるいは１つのデバイ スに組込むこともできる。１つのデバイスに組込まれる際、デバイスは、多くの 異なる速度で送受の両方が可能であり、また伝送される情報を取違えるかあるい は実質的に変えることなくこれが可能である。異なる多くのデータ速度能力が可 能なトランシーバの一例は、係属中の同時に出願された米国特許出願ｒＬＡＮ用 多重ピッ１幅および位相変調トランシーバ」に開示されている。 各強化インターフェース５０はまた、ネットワーク・プロトコル・コントローラ ６４を含む。典型的なケースにおいては、ネットワーク・プロトコル・コントロ ーラ６４は、全ての物理的およびリンク・レベル・プロトコル機能性を制御し、 ネットワーク、移送および他のより高いレベルのネットワークの機能性をノード のホスト・プロセッサに桟している。ネットワーク・プロトコル・コントローラ ６４は、本文に記載される物理的およびリンク・レベル機能性を達成するための 望ましい手段である。プロトコル・コントローラ６４はトランスミッタ・セレク タ６６を制御し、これは更に制ｇＯ信号６８をトランスミツタロ０ａ、６０ｂ、 ２．６０ｎの選択された１つに与えて選択されたトランスミッタを付勢する。ホ スト・コンピュータからのデータは、プロトコル・コントローラ６４により、一 般的および強化された両操作性に対する適当なフレーム・フォーマットへ変換さ れる。 プロトコル・コントローラは、全ての伝送が選択された操作性に対する確立され たプクトコル従う。媒体のアクセスもまた、プロトコル・コントローラ６４によ って制御される。 強化インターフェース５０はまた、レシーバ・セレクタ弁別器７２を含む。ネッ トワーク媒体４２からの信号は、レシーバ・セレクタ弁別器７２に対する制御信 号７４として与えられることが望ましい。はとんどの場合、媒体４２上に与えら れる信号は、これらの信号が送られる速度を疑いの余地なく識別する。信号の物 理的特性即ち信号要素は、データ速度を相互に弁別することができる。信号は、 レシーバ・セレクタ弁別器７２がデータ経路７６．７８．８０の１つをレシーバ ６２ａ、６２ｂ１１．６２ｎからそれぞれ選択することを可能にする制御信号７ ４を形成し、これらはレシーバ・セレクタ弁別器７２を介してデータ経路８２上 でネット７−り・プロトコル・コントローラ６４に結合される。無論、ネットワ ーク・プロトコル・コントローラ６４は、種々のリンクおよび物理的プロトコル ・コントローラ６４は、種々のリンクおよび物理的レベル制御情報をデータ経路 ８２の信号から除去して、これらの残る信号をノードのホスト・プロセ÷すへ送 る。 レシーバ・セレクタ弁別器７２は、媒体４２上に存在する種々のデータ速度から 弁別し、データをネットワーク・プロトコル・コントローラ６４へ送る適当なレ シーバを選択する。 能力テーブル８４もまた、強化インターフェース５０においてプロトコル・コン トローラ６４と接続される。この能力テーブルは、ネットワーク上の他のノード の速度能力および他の能力（もし適当ならば）に関する情報が記録されるランダ ム・アクセス・メモリー（ＲＡＭ）である。この情報は、データ経６７０に存在 するデータの伝送のためトランスミツタロ０ａ、６０ｂ、　１，６０ｎの１つを 選択する際に使用されるプロトコル・コントローラ６４で使用できる。他のノー ドに関するデータ速度および他の情報は、以下において更に詳細に述べるように 、各ノードのＩＤと関連してテーブル８４に記録される。 トランスミッタの選択を制御することに加えて、能力テーブル８４におけるデー タはまた、送信を受取るためレシーバの適当なものを選択するために、制御信号 ８６をレシーバ・セレクタ弁別器７２に対して送るためプロトコル・コントロー ラ６４により使用することができる。７４で供給される生信号の特性が媒体４２ 上の異なる多くのデータ速度間を弁別するためには不充分である時、制御信号８ ６はレシーバ・セレクタ弁別器７２により使用される。このような状況において は、プロトコル・コントローラ６４は、ホスト・プロセッサ、能力テーブル８４ あるいは以下に開示する他の供給源のいずれかから情報を取得し、特定の他のノ ードからの送信は特定の速度で着信することになる。このような状況の下では、 データ経路８２上でプロトコル・コントローラ６４と結合するため、信号８６は 適当なレシーバおよび（または）データ経路をレシーバから選択することになる 。 能力テーブル８４は、本発明の全ての実施態様において必要ではない。データ速 度がノード間で開始される通信の一部として動的に選択される以下に述べる状況 においては、能力テーブル８４は不要となるが、これは速度の情報が通信の一部 として含まれ、またデータの伝送の直前に選択が行われるためである。本発明の 別の実施態様においては、データの送受信速度がソース・ノードおよび宛て先ノ ードの双方の能力テーブル８４に前に記録された情報に従って自動的に選択する ことができ、これにより適当なデータ速度の確立のため通信中余分な送信の必要 およびオーバーヘッドを回避する。更に別の代替策は、能力情報をノードＩＤの 特定範囲に予め割当てた後、ノードの能力に従って予め割当てられた範囲内の各 強化ノードのＴＤをセットすることである３゜能力テーブル８４に前取て記録さ れあるいは他の方法で取得された情報に基いて、ソース−ノードが一般的に宛て 先ノードが受取ることができる最も高いデータ速度で送信することになる。しか しまた、宛て先ノードおよびソース・ノードは、このような状況が適当ならばそ の最大能力より小さなデータ速度を通信単位に動的に協調あるいは確立すること もできることに注意すべきである。このような状況の事例は、空中の光あるいは 無線通信リンクが媒体４２に含まれ、また大気その他の環境的な影響が、通信リ ンクの完全性を高いデータ速度が更に望ましくない伝送エラー量を結果として生 じるおそれが多い程度まで損なう場合であろう。 ネットワーク・プロトコル・コントローラ６４は、ファームウェアから作動する マイクロシーケンサにより実現されることが望ましい。あるいはまた、ネットワ ーク・プロトコル・コントコーラ６４の機能の大半は、ノードのホスト・コンピ ュータのソフトウェアにおいて実現することもできるが、信頼性、互換性および 経済的な構成を含む先に述べた理由から、別個のネットワーク・プロトコル・コ ントローラ６４が選好される。ネットワーク・プロトコル・コントローラ６４に より提供されることが望ましい機能の詳細について以下に論述する。 ノード間の通信は、フレームの送受によって生じる。１つのフレームは、媒体に 対して与えられる一連の信号である。強化インターフェース５０および基本イン ターフェース５２（図１）によりそれぞれ送受されるフレームの一例が図４い示 される。９０で示されるフレームは、初めの区切り文字（ＳＤ）フィールド９２ で始まり、主体フィールド９４を含み、終りの区切り文字（ＥＤ）フィールド９ ６で終る。１つのフィールドは、ｌフィールド内に含まれる１組の順次の記号で ある。各フレームが実際にＬＡＮ媒体上の一連の信号ストリームであるため、各 フレームは媒体上の信号の不在のフレーム間の間隙により分割される。フレーム 間の間隙の長さは、通常は、基本的な物理的条件により確立され、一部はネット ワークの物理的大きさによって生成される伝播遅れ゛と関連する。フレーム間の 間隙の目的は、信号がこれに与えられた後にＬＡＮ媒体が無信号状態を許容し、 またトランシーバ回路を次のフレームに対して用意させることである。はとんど のＬＡＮにおいては、このフレーム間間隙が少なくとも媒体の整定時間と等しい 。 ５Ｄ９２は、典型的には、フレームが初めであることを示し、かつ宛て先ノード に対する必要な同期または較正情報を提供するため使用される信号の固定パター ンである。このＳＤは、物理的レベル・プロトコル要素である。生体部９４は、 長さを可変にすることができる。ＥＤ９６は、長さおよび内容が固定される信号 のパターンであり、フレーム９０の終りをマークするように慟（。このＥＤはま た、物理的レベル・プロトコル要素でもある。 主体フィールド９４は、更に図５に示されるように分けることができる。生フィ ールド９４は、ヘッダ・フィールド９８で始まり、データ・フィールド１００へ 進み、フィールド検査シーケンス（ＦＣＳ）フィールド１０２で終る。ＦＣＳフ ィールド１０２は、エラー検査コード、あるいはある場合にはエラー訂正コード を含む。データ・フィールド１００はデータを含み得、あるいは、あるフレーム から除去することもできる。同様に、ＦＣＳフィールド１０２はまた、ある種類 のフレームにおいて除去することもある。ヘッダ・フィールド９８およびその内 容、およびＦＣＳフィールド１０２は通常、リンク・レベル・プロトコル要素で ある。 ヘッダ・フィールド９８は、図６に更に詳細に示されている。ヘッダ・フィール ド９８は一般に、フレーム内に常に存在し、タイプ・フィールド１０４、宛て先 ノードのＩＤ　（ＤＩＤ）１０６、ソース・ノードのＩＤ　（ＳＩＤ）１０８、 および制御情報を含むフィールド１１０により示される如きフレームの種類を識 別するために必要な情報を含む。タイプ・フィールド１０４は常にヘッダ９８に 存在する。ＤＩＤフィールド１０６およびＳＩＤフィールド１０８は、ネットワ ークの種類およびフレームの種類の双方に従って存在したり存在する。例えば、 大半のトークンに基くネットワークにおいては、５ＩＤ１０８はトークン・フレ ームには存在せず、ＤＩＤ１０６のみが存在する。ＳＩＤおよびＤＩＤの順序は 、あるＬＡＮプロトコルにおいては逆になる。制御フィールド１１０は通常、ネ ットワークおよびフレームの両方の種類に依存する。例えば、データ・パケット ・フレームの場合には、制御フィールド１１０を用いて、制御フィールド１１０ に続（データ・フィールド１００（図５）の長さを示す。制御フィールド１１０ は、照合フレームにおける指令情報あるいは応答フレームにおける状態情報を含 む。 典型的な照合フレーム１１２が、図７において示される。この照合フレーム１１ ２は、タイプ・フィールド１０４が後に続（ＳＤ９２で始まり、このフレーム１ １２が照合であることを示す。ＤＩＤフィールド１０６が後に続く。典型的には 、トークンに基＜ＬＡＮにおいては、ソース・ノードがトークンの受取り時のノ ードであり、またソース・ノードがまだトークンを保持する間媒体上に応答を与 えることにより宛て先ノードが単に応答するという事実の故に、ＳＩＤフィール ドは含まれない。１つ以上の種類の照合が可能ならば、このフィールド１１０に おける機能コードはフレーム１１２により行われる照合の種類を示すことになる 。照合フレーム１１２は、ＥＤ９２で終る。 典型的な応答フレーム１１４が図８に示される。応答フレーム１１４は、照合フ レーム１１２（図７）あるいはデータ・パケット・フレーム（図９）に応答して 生成することができる。応答フレーム１１４は５Ｄ９２で始まり、その後にこの フレーム１１４が応答であることを示すコードを含むタイプ・フレーム１０４が 続く。次に、特定の応答状態に対してフィールド１１０が提示されるが、あるネ ットワークでは任意のものである。応答フィールド１１４は、ＥＦ９６で終る。 応答フィールド１１４は通常は、トークンに基（ＬＡＮにおけるＩＤフィールド は含まない。これは、応答フレームが単に照合フレームあるいはデータ・バケツ 　。 ト・フレームに対してのみ生成されること、および照合あるいはデータ・パケッ トがトークンを保持するノードによって送られることを前提とする故である。こ のため、照合あるいはデータ・パケット後の最初の応答が、照合の送り側に対し てアドレス指定されるものと仮定される。実際に、トークンを保持するノードは 、正しいものを「提示」して１つのフレームを照合フレームあるいはデータ・パ ケット・フレームの宛て先へ送る。ＬＡＮにおける他のノードもまた応答フレー ム１１４を受取るが、これらのノードは未済の照合あるいはデータ・パケットを 持たないため、応答フレーム１１４は他のノードで無視されることになる。 ある種類の応答フレーム１１４においては、特定の応答状態フィールド１１０が 不要である。この応答状態はタイプ・フィールド１０４から見分けることができ よう。例えば、２つの種類の応答、即ち肯定応答（ＡＣＫ）および否定応答（Ｎ ＡＫ）を認識するこれらのネットワークにおいては、タイプ・フィールド自体が 一般に応答の種類を表示することになる。 典型的なデータ・パケット・フレーム１１６が図９に示される。このデータ・パ ケット１１６は、５Ｄ９２で始まり、このフレーム１１６がデータ・パケット・ フレームであることを示すタイプ・フィールド１０４が後に続く。ＳＩＤフィー ルド１０８およびＤＩＤフィールド１０６が次に続く。大半のＣ３ＭＡネットネ ットワークては、タイプ・フィールド１０４はＰＳＬないが、これはＣＳＭＡネ ットワーク上に送られる実質的に全てのフレームがデータ・パケットである故で ある。これは、Ｃ８ＭＡ　ＬＡＮがトークンを使用せず、また照合および応答の 形態が一般にデータ・パケット・フレーム内に包含される故である。データ長さ フィールド１１０は一般にデータ・パケット・フレーム１１６に含まれ、後に続 くシステム情報（Ｓｌ）フィールド１１８およびデータ・フィールド１００の長 さを示す。データ・パケット・フレーム１１６は、ＦＣＳ１０２およびＥＤ９６ で終る。 システム情報（Ｓりフィールド１１８は、通常データ・フィールド１００である 前の部分に時折含まれる。このＳｌフィールド１１８は、リンクおよび（または ）ネットワーク・レベルで関連する付属した情報即ち制御情報であるものの先の 部分に時に含まれるが、データ・フィールド１００の残りの部分はより高いレベ ルのデータを含む。Ｓｌフィールド１１８は、主として異なる高さレベルのプロ トコルに対して用いられるデータ・パケットを便ベルするため使用され◇う。 Ｓｌフィールド１１８はまた、これらの項目を２つの個々のフレームに送らなけ ればならない代わりに、ユーザ・データと同じデータ・パケットにおける制御あ るいはシステム情報をコード化するためにも使用される。 データ・パケット・フレーム１１６は、一般に、ＬＡＮにおける全てのノードに 対して同報を表示するための手段を含む。同報は、１つのソース・ノードからＬ ＡＮの全ての残りのノードへの通信であり、同報の場合の宛て先ノードである。 マルチキャストと呼ばれる関連する概念が、多くのＬＡＮにおいて使用可能であ る。マルチキャストは、１つのソース・ノードからＬＡＮの全ノード・ポピユレ ーションのサブセットを構成する予め定義された宛て先ノード・グループへ通信 する。同報あるいはマルチキャスト・フレームのＤＩＤ１０６は、ネットワーク 上の意図された受取りノードを識別する。典型的には、ＤＩＤ１０６は回報のデ ータ・パケット・フレーム１１６に対してはゼロである。ＤＩＤＩＱ５は、デー タ・パケット・フレーム１１６のマルチキャスト送信を実現する各マルチキャス ト・ノード・グループ毎に異なるが一義的に認識し得る方法でコード化される。 ＬＡＮにおける他の全てのノードに対するノード能力の同報は、Ｓｌフィールド １１８は含むがデータ・フィールド１００は含まないデータ・パケット−フレー ム１１６の送出、あるいはソノＳｌフィールド１１８がデータ・フィールド１０ ０に存在する情報が速度能力を定義したことを示したパケットの送出を必要とす る。 典型的なトークン・フレーム１２０が図１０に示される。このトークン・フレー ム１２０は、５Ｄ９２で始まり、後にこのフレームをトークンとして識別するタ イプ・フィールド１０４が続く。次に、ＤＩＤフィールド１０６は、トークンが 通されるノードのＩＤを含む。トークン・フレーム１２０は、ＥＤ９６で終る。 典型的には、トークン・フレームはソース識別を含まないが、これはＳＩＤがト ークンのパッシングの目的には必要でない故である。 図１１は、典型的ではない内蔵された情報１２２を含むトークン・フレーム１２ ２を示す。内蔵された情報を含むこのトークン・フレーム１２２は、ＳＤフィー ルド９２およびタイプ・フィールド１０４を含む。このタイプ・フィールド１０ ４は、典型的なトークンに対するタイプ・フィールド１０４（図１０）と異なる かあるいは異ならない。ＤＩＤフィールド１０６はまた、能力フラッグおよび他 の状態情報を含むフィールド１１０のように含まれる。このフレームは、ＥＤ９ ６で終る。適当な状況では、このノードのＩＤにトークンを送るノルドのス指力 を関連付ける際に補佐するためＳＩＤは能力フィールド１１０と共に含まれる。 この能力情報の重要性については下記に論議する。 トークン・パッシングＬＡＮにおいては、トークンを送る機能がノード・インタ ーフェース５０および５２（図１）の各々に分散される。それ自体のＩＤに加え て、回転するトークン・パッシング・シーケンスにおける次のアクティブなノー ドのＩＤもまた、各ノード・インターフェース５０．５２に保持される。アクテ ィブなノードは、その時ネットワーク通信に参与するできるが通信するメツセー ジを持つかあるいは持たないものである。この時機能しておらず、従ってアクテ ィブでないノード、即ちネットワーク通信に参与することができないノードは、 回転シーケンスを送るトークンから排除される。アクティブなノードのみがトー クン・パッシングに参与する１、これは、トークンをアクティブでないノードに 送ろうとする無駄な時間を回避する。 トークンの受取りと同時に、ノードは、通信するメツセージを有するならば、メ ツセージ通信を開始する。メツセージ通信の終りに、あるいはメツセージ通信が 開始されるべきであれば、トークンは回転シーケンスの次のアクティブなノード へ送られる。このように、トークンはアクティブなノードからアクティブなノー ドへ図１２に示される如き均等な回転シーケンス即ちトークン・パッシング・ル ープで送られる。図１２は、トークン・パッシングのシーケンスのみを示し、ネ ットワークの物理的データの経路指定即ち相互接続パターンは示さない。 トークン・パッシングの均等な回転シーケンスは、典型的には比較的小さなネッ トワークのアクティブなノードから次のより高いネットワーク１０のアクティブ なノードへ送られる。トークンが最も高いＩＤのアクティブなノードに達すると 、トークンは最も低いＩＤのアクティブなノードへ送られて次のトークン・ルー プを開始する。 各ノードは、トークン・ループにおける次のアクティブなノードの識別子（ＮＩ Ｄ）を記憶する。このように、各アクティブなノードは、トークンが送られるべ きループにおける次のアクティブなノードを知る。全てのアクティブなノードに おけるトークン・パッシング目的のために次のアクティブなノードのＮＩＤを確 立するため、ネットワーク再構成と呼ばれる手順が生じる。 ネットワークの再構成は、新しいノードがネットワーク上でアクティブ状態とな る時は常に、あるいはいずれかのノードが予め定めた期間にはトークンを受取ら なかった時は常に、ネットワークのパワーオンと同時に開始する。ネットワーク 再構成シーケンスの初めに、インターフェースはそれ自体のＩＤに対するそのＮ ＩＤを初期化する。各インターフェースにおける時間切れ手順を用いて、最も高 い割当てられたＩＤを持つインターフェースを選択し、このノードがトークンの 伝送を開始する。送られた最初のトークンは、それ自体の割当てられたＩＤと等 しいＴＤに対するものである。これは、ネットワーク・プロトコル・コントロー ラにおけるリンク・レベルにおける構成のため便利であるが、最初の機能的なト ークン・パッシングの試みはノードの割当てられたＩＤに１を加えたものである ＮＩＤに対するものである。このトークンを送出した後、インターフェースは媒 体におけるアクティビティを待機する。このようなアクティビティは、別のノー ドがトークンを受取りかつメツセージを送出あるいはトークン自体を送りつつあ る場合にのみ生じる。もしアクティビティが予め定めた時間内で検出されなけれ ば、インターフェースはそのＮＩＤを増分し、このプロセスを反復する。このプ ロセスは、次のアクティブなノードがＮＩＤによりアドレス指定されるまで継続 し、ネットワークのアクティビティを生成することによりトークンに対して応答 する。この時、トークンを成功裏に次のアクティブなノードへ送るインターフェ ースは、アクティビティを検出してこの次のアクティブなノードに対する正しい ＮＩＤを確立する。トークンを受入れた次のアクティブなノードのインターフェ ースが、そのＮＩＤを確立してトークンを成功裏に送るまでこの手順を反復する 。ＮＩＤの増分は、最も高いＩＤ値からゼロのＩＤ値への折返しを生じるため、 最大のＬＡＮ　ＩＤ値の実施されたモジューロである。ＬＡＮの全てのノードの 全てのインターフェースは、各ノードのＮＩＤが決定されるまで同様に機能し、 これがアクティブなノードのトークン・パッシング・ループの完全な回転ループ を確立する。 ネットワークの再構成は、新しいアクティブなノードがトークン・ループに入る ことを許容する如何なる時間でも起生じ得る。インターフェースが最初にパワー オンされる時、またこれが予め定めた期間にトークンを受取らなかった時、この インターフェースは再構成バーストを送出する。再構成バーストは、試みられる かあるいは進行中の通信とインターフェースするように、他の通信即ちフレーム より長い信号である。このインターフェースはトークンのパッシングを阻止し、 これにより他の全てのノードをネットワーク上に強制してシステムの再構成を開 始する。 前にアクティブであったがその時アクティブでないノードが回転シーケンスから 抜けることを許容するため、別のタイプの再構成が起生し得る。この再構成は、 ネットワーク幅の再構成を惹起しない。アクティブなノードがアクティブでなく なり回転シーケンスから抜ける時、新たにアクティブでないノードへ試みられる トークン・バスは、インターフェースがトークンを受取らない結果をもたらす。 トークンを前にアクティブ状態であったがその時アクティブでないノードヘト− クンを送ろうと試みて失敗したノードは、アクティビティが無いことを検出する ことになる。ネットワークの再構成が生じる前の期間より短い予め定めた期間後 、トークンのパスの試みに失敗したノードは、前に説明したネットワークの再構 成におけるように、そのＮＩＤの増分、およびトークンが成功裏に送られるまで トークンの送出を開始することになる。しかし、一旦トークンが成功裏に送られ ると、トークン・ループが再び確立されるが、これはループにおける他の全ての ノードがアクティブな状態に止まりかつネットワークの再構成の間前に確立した Ｎ　Ｔ　Ｄを保持する故である。このため、前にアクティブであったがその時非 アクティブなノードが回転シーケンスから抜ける時、先のアクティブなノードの みが新しいＮＩＤを確立することになり、これによりネットワーク幅の再構成を 行うのに要する時間の一部を節減する。 ＬＡＮの強化ノードが強化された操作性、データ伝送速度、プロトコル等のいず れかの有効な利点を活用するため、強化ノードの強化された能力を決定するため の手段を提供しなければならない。強化ノードが動的に強化された能力を選択す ることができるように、強化ノードの強化された能力を決定するための手段の色 々な実施態様が、以下に論述され、図１３乃至図２１のフローチャートに示され る。これらのフローチャートは、先に述べたように、ネットワーク・プロトコル ・コントローラ６４（図３）あるいはその相等技術によって達成される論理演算 および機能性を示す。図１３乃至図２１のフローチャートにより示される動作の 論議において、以降の約束は、本文において述べるステップあるいは図２１にお いて用いられる別の約束は、ノード間の通信がフレームの伝送方向を示す矢印付 きの点で示されることである。 データ・パケットの伝送前のノード間の通信に基いてデータ速度あるいは他の能 力を確立するための手段の一例が、図１３に示されるフローチャートにより示さ れる。これらのフローチャートは、ソース・ノードがデータ速度を選択する状況 を示している。図１３は、ソース・ノードにおける論理演算を示し、図１４は宛 て先ノードにおける補完的な論理演算を示す。図１３および図１４のフローチャ ートは、主としてトークンに基くネットワークに関するものであるが、本発明を Ｃ８ＭＡその他のＬＡＮに適用できるようにする修正が明らかであるか、以下に 記載されるか、あるいはその両方である。 ネットワークの再構成の後、ＬＡＮの全てのノードが、トークンを待機するかあ るいは伝送によりアドレス指定されるのを待機するかの待機またはアイドル状態 における動作を開始する。ノードからの伝送は、待機あるいはアイドル状態で始 動する論理的シーケンスで開始する。このことは図１４に示され、これにおいて は宛て先ノード（１４０）は受取るべきフレームを待機する。また、ソース・ノ ードは、図１３に示されるように、伝送の許可（１４２）を受取るまで待機状態 にある。トークンに基＜ＬＡＮの場合には、伝送の許可は、送られべき未済のパ ケットがありソース・ノードがトークンを受取ることを意味する。Ｃ３ＭＡＬＡ Ｎの場合には、伝送の許可（１４２）は、送られるべき未済のパケットがありか つ前のフレームの終りにおけるフレーム間間隔時間、あるいは衝突後のバックオ フ・タイマの満了の如き適当な時間、ネットワーク媒体においてアクティビティ が検出されないことを意味する。 ソース・ノード（図１３）は、照合フレームを宛て先ノードへ送る（１４４）。 この照合は、宛て先ノードがを受取ることができることを保証するため一般的速 度で送られる。応答タイマが始動して（１４６）、宛て先ノードから受取られる べき応答を待機する間待機ループに入る（１４８，１５０）。応答タイマが応答 が受取られる前に満了すると（１５０）、ソース・ノードはその状態をホスト・ コンピュータへ戻して、宛て先が応答しなかった故に宛て先が得られないことを 待つ元の状態へ戻る（１４２）。無論、この時、（＃原稿欠Ｍ）および（または ）他のノードによりこれにアドレス指定された入力するフレームを受取る。 はとんどの場合、宛て先ノード（図１４）は、（１４４で送られた）初期の照合 に対する応答を生成することになる。この応答は、一般的速度で送られる。 入力するフレームは受取られて調べられる（１５４）。このフレームが照合テナ ければ、特定の形式のＬＡＮに適する他の処理が起生ずる（１５６）。受取られ たフレームが照合であれば、パケットの受取りに使用可能な充分なメモリー即ち バッファ・スペースがありかつレシーバが機能中であることを意味する、レシー バが使用可能状態にあるかどうかの判定がなされる（１５８）。レシーバが使用 可能状態になければ、否定応答（ＮＡＫ）が生成され（１６０）、論理演算は待 機状態へ戻る（１４０）。もし【／シーバが使用可使状態であれば、肯定応答（ ＡＣＫ）が生成される（１８２）。この肯定応答は、宛て先ノードが伝送を受取 ることができる速度能力を識別する情報を含む。この速度使方情報は、応答フレ ーム１１４（図８）の応答状態フィールド１１０に挿入される。 ソース・ノード（図１３）は、応答を受取り、この応答をテストしてレシーバが データ・パケット受取りの用意があるかどうかを判定する（１６４）。否定応答 が検出されると、宛て先ノードにおけるブロックされたレシーバについて表示が 与えられる。その後ソース・ノードのトランスミッタがζ；の特定の試みられた 通信に対して使用不能状態にされる（１５３）。あるＬＡＮにおいては、この表 示（１６６）は伝送シーケンスの論理的終りとなる。これらのタイプのＬＡＮは 、後で自動的にデータ・パケット伝送を行うことは試みない。しかし、他のタイ プのＬＡＮは、ホスト・プロセッサにおけるソフトウェアにより停止されるまで 、ソース・ノードが伝送許可（１４２）を受取る度にこのシーケンスを再開する ことにより、データ・パケットの伝送を試み続けることになる。 肯定応答が検出されると（１６４）、応答フレームにおける能力の情報が抽出さ れて、ソース・ノードから宛て先ノードへのデータ・パケットの伝送のためのデ ータ速度が選択される（１６８）。この選択は、応答フレームからの抽出された 能力情報により記述される如（、このソース・ノードにおけるトランスミッタの 速度能力を宛て先ノードにおける速度能力と比較することにより行われる。先に 述べたように、パケットの通信のための最も大きなデータ速度が通常選択される ことになる。次いで、このデータ・パケットはこの選択されたデータ速度で送信 される（１７０）。次に、ソース・ノードが応答タイマを始動しく１７２）、宛 て先ノードからの応答を待つ待機ループ（１７４，１７６）に入る。 その間、宛て先ノード（図１４）はフレームを待機中である。選択された速度で フレームが受取られると、このフレームがテストされて（１８０）、これがデー タ・パケットであるかどうか判定する。もしそうでなければ、ＬＡＮのタイプに 適当な他の処理が開始する（１８２）。もしこのノードにアドレス指定されたデ ータ・パケットが検出されると、このパケットはフレームにおけるＤＩＤにより 決定される如く廃棄あるいは無視されるのではな（、受入れられる（１８４）。 このパケットは、これがパケットのＦＣＳフィールドにより決定される如き受入 れ条件で受取られたかどうかを判定するため調べられる（１８６）。もしこのパ ケットが受入れられるならば、肯定応答即ち確認が生成される（１８８）。もし このパケットがデータ・エラー等の故に受入れられなければ、否定応答即ち確認 が生成される（１９０）。いずれか一方の確認の生成（１８８，１９０）と同時 に、フレームを待機する元の状態への戻りループ（１４０）が起生ずる。 ソース・ノード（図１３）は、応答を待機する待機ループにある（１７４．１７ ６）。もし宛て先ノードが応答をタイムアウト期間内に送ることができなければ （１７６）、トランスミッタを使用不能にしてソース・ノードをその初期の状態 へ戻してパケットの伝送を待機する（１５５）使用できない宛て先の表示が生成 される（１５２）。もしこの応答が確立された期間内で受取られる（１７２．１ ７６）と、この応答が肯定応答であるかどうかを判定するためテストされ（１９ ２）、その場合成功裏の転送の表示が生成される（１９４）。もし否定応答が判 定される（１９２）と、転送不成功の表示が生成される（１９６）。いずれかの 場合における表示（１９４、または１９６）は、トランスミッタを使用不能にし く１５３）、ソース・ノードをパケットの伝送を待機する（１５５）その初期の 状態へ戻す。 宛て先ノード（図１４）の動作に示唆されることは、どのソース・ノードがデー タ・パケットの伝送のため選択した速度を識別して選択する強化インターフェー スにおけるレシーバの前に述べた能力である。データ速度がネットワーク媒体上 の信号から疑いもなく判定することができない場合、あるいはより多（の肯定判 定が要求される場合には、伝送および受取りのためのデータ速度の選択のため図 １５および図１６に示される実施態様を用いることができる。図１５および図１ ６におけるフローチャートにより示される論理演算においては、宛て先ノードが トランスミッタが後でデータ・パケットを伝送する速度を選択する。 図１５および図１６に示した多くの機能は、図１３および図１４に関して前に述 べたものと同じである。従って、この同じ機能は、同じ参照番号で示され、この 同じ機能の説明は繰返さない。以下の説明は、主として図１３および図１４に対 する図１５および図１６の相違に限定される。 図１５および図１６に示した状態においては、照合が一般的速度で送られる（１ ９８）が、照合はソース・ノードにおけるトランスミッタの速度能力を説明する 能力情報を含む。この能力情報は、フレーム１１２（図７）の特定の照合機能フ ィールド１１０に挿入される。宛て先ノードは、この照合を受取り（１６５）、 能力情報を抽出してソース・ノードおよび宛て先ノードの双方で得られる最も高 い速度を選択する（２００）。この選択（２００）は、受取フレーム内に含まれ る能力情報から決定される如きソース・ノードで得られるデータ速度を、それ自 体のレシーバの速度能力と比較することにより行われる。選択が行われた（２０ ０）後、選択されたレシーバが使用可能状態にされ（図示しないが、典型的には 図３の制御信号８６を用いて行われる）、選択されたデータ速度を示す情報を含 む肯定応答が送られる（２０４）。この選択された速度情報は、応答フレーム１ １４（図８）の特定の応答状態フィールド１１０に挿入される。 この応答は、ソース・ノード（図１５）により受取られ（１６４）、データ速度 情報が抽出されて、選択された速度における伝送が可能なトランスミッタが付勢 される（１６９）。その後、データ・パケットが選択されたデータ速度で伝送さ れる（１７０）。一般に、照合および応答は、ノードによる受取りを保証するた め一般的速度で伝送されるが、ソース・ノードのレシーバが選択されたデータ速 度を信号自体の物理的特性から間違いなく弁別することができるならば、宛て先 ノードがこの応答をソース・ノードへ選択された速度で戻すことが可能である。 信号の物理的特性の故にソース・ノードおよび宛て先ノードのレシーバが種々の 強化されたデータ速度間を弁別することができない時、図１５および図１６に示 した機能を用いる利点に加えて、ノードが受信チャンネルあるいはレシーバ（図 ３の６２ａ、６２ｂ１１．６２ｎ）を予め選択することが必要である場合には、 図１５および図１６に示した手法も使用可能である。１つのノードのこれらのレ シーバが通常一般的なデータ速度に対してのみ使用可能であるため、この手順は 特定のレシーバに送信を受取る用意をさせる際に重要である。一旦宛て先ノード への送信のための速度を表示する応答を送出すると、宛て先ノードにおけるレシ ーバは選択されたレシーバを使用可能状態にしてパケットを待機する。もしこの パケットが予め定めた応答時間内に着信しなければ、宛て先ノードはその後選択 されたレシーバを使用不能にして一般速度のレシーバを再び使用可能にする。 無油、図１５および図１６に示された手法はまた、予め確立されたデータ伝送速 度の更なる保証が要求される時、データ速度が信号特性から弁別できる場合にも 使用することができる。 多くのＣ８ＭＡ　ＬＡＮにおいては、先に述べたように、照合の伝送のための低 レベルの装備がない。このため、図１３乃至図１６に示した機能の利点を活用す るためには、照合として機能するデータ・パケットを送り、応答として機能する 応答データ・パケットを送ることが必要である。このように、データ速度を決定 することができる。更に、Ｃ３ＭＡ　ＬＡＮの通信のタイミングの任意の性格の 故に、応答が受取られねばならない短いタイムアウト期間を提供することは適当 でない。従って、応答ループは、Ｃ３ＭＡ　ＬＡＮに固有の不確実な応答期間に 対して然るべく調整されねばならない。最後に、図１３乃至図１６に示される機 能のあるものは、Ｃ９ＭＡ　ＬＡＮにおけるホストまたはＩ１０プロセッサにお けるソフトウェアで更に適当に取扱うことができる。 強化ノードにおける速度能力の決定、および通信のための選択された速度の確立 のための手段の別の実施例は、図１７および図１８に示されている。この実施例 は、生としてトークンに基＜ＬＡＮに対して適用し得る。この実施例は、ネット ワークの再構成の開操作性あるいはデータ速度能力を通信する。各アクティブな ノードは、ネットワークの再構成の間トークンを受取る時、その速度能力を同報 する。この手順は、全トークン・ネットワークの再構成の間のみ妥当する。この 手順は、前にアクティブなノードが非アクテイブ状態となりネットワークから抜 ける時に起生ずる部分的再構成には適用しないが、これはこの場合、前に決定さ れた情報が依然として有効である故である。しかし、前に非アクテイブ状態のノ ードがアクティブ状態となりネットワークに参与する時、従って全ネットワーク の再構成を生じる時は、新しいノードの偉力情報は他の全てのノードへ通信され ねばならなず、新しいノードは他の全てのノードに対する能力情報を取得しなけ ればならない。 ネットワークの再構成の間トークンを受取ると同時に、強化ノードは同報データ ・パケットを他の全てのノードへ送る。この同報データ・パケットは、強化され た操作即ちデータ速度能力を挿入した。同報は、全てのノードがこれを受取るこ とができることを保証するため常に一般的速度で生じる。他の全てのノードは同 報を受取り、強化ノードが能力情報を抽出し、抽出された偉力情報を回報を行う ノードのＩＤと関連付け、ノード間の通信時に後で使用するため厨連したＩＤお よび能力情報を能力テーブルに記録する。最後に、各強化ノードはネットワーク の再構成の間トークン・ループの均等な回転シーケンスが確立されるまでにトー クンを受取るため、ネットワーク上の全ての強化ノードはＬＡＮ上の他の各強化 ノードの強化された操作性に関する情報を有することになる。このことは、図１ ７および図１８に示される。 強化ノード（図１７）が再構成（２１０）の間トークンを受取る時、アクティビ ティが開始する。トークンの受取りと同時に、強化ノードは、その能力を識別す る一般速度で同報フレームを伝送する（２１２）。この回報フレームは、強化ノ ードがトークンをＮＩＤへ送る（２１４．）前に伝送される。トークンの伝送（ ２１４）の後、アクティビティ・タイマが始動され（２１６）、待機ループ（２ １８，２２０）に入る。アクティビティ・タイマが満了する（２２０）前にネッ トワークのアクティビティが検出される（２１８）と、入力フレームがＬＡＮの 種類およびフレームの種類に適する方法で処理される（２２２）。ネットワーク のアクティビティが検出される前にアクティビティ・タイマが満了する（２２０ ）と、ノードはトークンに対するＮＩＤを１だけ増分しく２２４）、トークンを 増分されたＮＴＤとともに伝送する（２１４）ことによりシーケンスを再開する 。 その間、ＬＡＮの他の全てのノード（図１８）は入力するアクティビティの検出 のため待機する（２２６）。このアクティビティの検出と同時に、このアクティ ビティはこれが強化ノードの能力を示す同報フレームであるかどうかを判定する ため調べられる（２２８）。入力するフレームがこのような偉力の同報であるな らば、強化ノードの能力テーブル（図３の８４）は、同報および同報フレームに 含まれる偉力情報を送出する強化ノードの１０に基いて更新される（２３０）。 能力テーブルの更新後に、他の強化ノードが待機を再開して（２２６）、他の入 力するアクティビティを検出する。もし入力するアクティビティ（２２６）が偉 力の同報でなければ（２２８）、入力アクティビティは、これがこのノードにア ドレス指定されたトークンであるかどうかを判定するため調べられる。トークン が検出されなければ、ＬＡＮに適用し得る他の処理が起生ずる（２３４）。もし トークンが検出されるならば、ネットワーク・インターフェース内の標識が調べ られ（２３６）で、これが再構成以後受取られた最初のトークンであるかどうか を判定する。受取られたトークンが再構成後最初のものであることが判定される と、これが、再構成プロセスの一部として、トークン・パッシング・ループにお けるＮＩＤを確保するためトークンが送られつつあることの表示である。従って 、再構成以後最初のトークンの受取りと同時に、ノード（図１８）は図１７に示 されるように機能（２３８）へ進む。受取られたトークン（２３２）が再構成以 後最初のトークンでなければ（２３６）、ノードは受取られたトークンに対する 通常のＬＡＮ機能で進行する（２４０）。 図１７および図１８に示した本発明の実施例は、通常のネットワーク動作の間ト ークンを受取ると同時に、ＬＡＮが直ちにより高いデータ速度能力で通信を開始 することを可能にする機会を提供する。もし照合の送信および通信に関与する２ つのノードからの応答の受信が通常のネットワーク・プロトコルの一部でなけれ ば、図１７および図１８に示される実施例は、強化されたネットワークのアクテ ィビティが照合および応答を用いることなく強化された速度で強化ノード間を処 理することを可能にする。例え照合および応答がネットワーク・プロトコルにお いて強制的であっても、これらは同様な能力を持つノード対間に強化された速度 で起生じ得る。トークン・パッシング・ループにおける次のノードが強化ノード であるならば、図１２の点線４８で示されるように、このトークンはより高いデ ータ速度で送ることができる。これらの特徴は、継続中の米国特許出願「相互動 作する多Ｍ操作性を備えたＬＡＮＪにおいてより詳細に記載されて非トークン・ ベースのネットワークにおいては、図１７および図１８に述べたものと同様な方 法で同報を用いてデータ速度情報を分散することが可能である。 非トークン・ベースのネットワークでは、ノードは最初にネットワークに接続し 、おそらくはその後周期的に、ノードが能力を含む同報フレームを送出する。こ れらの周期的なｆａ力の同報は一般速度で生じ、ネットワークにおける他の全て のノ別の代替法は、各ノード毎に、このノードがネットワークと接続する時ゼロ の能力テーブルから開始することである。ネットワークにおけるノード間の通常 の通信シーケンスにおいては、能力情報が通常速度で送出される照合あるいは応 答に挿入される。他の全ての通常は、ネットワークにおける全てのノードあるい は少なくともノードの実質的部分に対する能力テーブルにおけるエントリを徐々 に形成するように能力情報を抽出する目的のため、このような応答および照合を 監視する。トークン・ベースのネットワークに対する試みと比較したこの試みの 短所は、能力テーブルが全てのアクティブなものに対する偉力情報を含むことの 保証がない故に、最適の機能が達成される保証がないことである。トークンが制 御する通信法は、ネットワークにおける全てのノードがその能力情報を他の全て のノードへ通信する機会を持つことを保証する。 再構成の開側々の同報を伝送する必要なしに能力テーブル情報を保持する本発明 の別の実施例が、図１９および図２０に示される。トルクンを送る強化ノードに おける機能は図１９に示される如くであり、ネットワークにおける他の各強化ノ ードの機能は図２０に示される。図１９に示される動作は、図１７に示したるも のと非常に類似し、同じ機能を識別するため多くの同じ参照番号が用いられる。 この同じ機能の論議は繰返さず、図１７を参照することにより知ることができる 。 トークンは、強化ノード（図１９）によって受取られる。このトークンは、再構 成の間、あるいは通常のネットワーク動作の間に送られるものである。その後、 ノードは内蔵された操作性情報を含むトークンを伝送する（２４２）。内蔵され た操作性情報を含むトークン１２２については、図１１に関して前に述べた。 トークン（２４２）の伝送後、他のアクティビティ（２１６，２１８，２２０， ２２２および２２４）が、図１７に関して述べたと同じ方法に従う。 トークン（図２０）を受取るノードにおいて、入力するアクティビティが検出さ れる（２２６）。この入力するアクティビティはテストされ（２４４）　、それ がトークンであるかどうかを判定する。もしそうでなければ、ＬＡＮに適する他 の処理が起生ずる（２４６）。もしトークンが能力情報を含むと判定される（２ ４８）と、能力テーブルが更新される（２５０）。能力テーブルを更新した（２ ５０）後、あるいはもしトークンが能力情報を含まなければ、トークンは更にテ ストされて（２５２）、これがこの特定の強化ノードにアドレス指定されるかど うか判定する。もしそうであれば、このトークンは通常のトークンとして処理さ れ（２４０）　、もしそうでなければ、ノードは入力するアクティビティを検出 する状態へ戻る（２２６）。 図１９および図２０に示された本発明の実施例は、能力情報をトークン内に内蔵 （挿入）することができる時のみ使用可能である。この偉力情報をトークンに内 蔵することができなければ、他の実施例の１つを使用しなければならない。図１ ９および図２０に示される実施例の利点は、強化ノードの能力を示す別の同報が 回避されることにより、ＬＡＮにおける管理即ちオーバーヘッド・アクティビテ ィに費やされる時間を短縮することである。更にまた、再構成中のみでなくしＡ Ｎの通常の動作中のトークンの伝送の間でも、各トークンが送られる時このトー クンに能力情報を含めることにより、非常に迅速かつ連続する方法で全ての強化 ノードの能力テーブルを動的に更新することが可能である。図１７および図１８ に示される実施例を実施する際、能力テーブルは、トークン−パッシング・ル゛ 　−プの間に生じる更新より少ない頻度で生じることになるネットワークの再構 成の間にのみ更新される。 図１９および図２０に示される実施例においては、特定のトークン・パスの宛て 先が強化ノードである最後の再構成以来確立されなければ、トークンは一般速度 で送られねばならない。トークンを一般速度以外の速度で送る試みは、ある基本 ノードが送られたトークンの認識に失敗する結果となり、時間切れの故に再構成 を強制する。一方、一旦速度能力が確立されると、トークンを強化ソードに対し て一般データ速度より高い速度で送ることが可能である。この理由から、ＩＤを 全ての強化ノードに割当てることが有利であり、これにより強化ノードがトーク ンをその間ｌ二より高い速度で送ることを可能にし、効率が向上する。このこと は、強化ノードＩＤ２１．２９．３９か通常のトークン・パッシング・ループの 連続した中断されないセグメントにあり、ノードＩＤ２１乃至２９および２９乃 至３９からのトークン・パッシングのより高い速度が点線４８により示され、全 てのノード間の実、！！１１４６は一般速度におけるトークン・パッシングを表 わしている。 図１０および図１１１：ｌｉして前に述べたように、トークン・フレームは典型 的にはトークンを送るノードのＩＤを含まない。ｒＤ情報は能力テーブルにおけ る強化ノードの操作性の識別にとって′Ｍ要であるため、図１７乃至図２０に示 される実施例を実施するためには、トークンを送る各ノードのＩＤを判定するこ とが重要である。図２１は、トークン自体が前記情報を含まない時、トークンを 送るノードのＩＤを判定するための手段の一例を示す。図２１に示されるように 、各強化ノードは、ＰＩＤで示されるネットワーク・アドレスを保持することが できる内部記憶場所を有する。ｉ・−クン・パッシングの通常の回転シーケンス の間、ＰＩＤは、（最後のトークン・フレームのＤＩＤフィールドからの）最後 のトークン・パスを受取ったノードのＩＤである、前のトークンを保持するノー ドのＩＤを保持する。 図２１においては、作動がリセット即ち再構成と同時に開始する（２６０）。 ＰＩＤ値はゼロに初期化される。以下に説明するように、２番目のトークン・ル ープにおける少なくとも最初のトークン・パスは、全ての有効値が能力テーブル に存在する前に起生じなければならない。ＰＩＤをゼロに初期化すること（２６ ２）は、リセット即ち再構成後のトークン・ループにおける最初のトークン・パ ッシングが起生ずるまでＰＩＤ値が得られない故に、適当な能力情報が適当なＰ ＩＤと関連付けられることを保証する。ＰＩＤ値は、この最初のトークンにおけ るＤＩＤから得られることになる。更に、最初のＰＩＤと関連する能力情報は、 このループにおける２番目のトークン・パッシングが生じるまで得られない。 入力するアクティビティが検出されるまで、待機ループ（２６４）が起生ずる。 この入力するアクティビティが調べられ（２６６）、このアクティビティがトー クン・フレーム以外のものであれば、ノードは入力フレームを適当に処理する（ ２６８）。もしトークンが検出されるならば、これを調べて（２７０）これが能 力情報を含むかどうかを判定する。次に、ＰＩＤがゼロであるかどうかを判定す る検査が行われる（２７２）。もしこれがゼａでなければ、Ｐ　Ｉ　Ｄ＠および １・−クンにおける能力情報に基いて能力テーブルが更新される（２７４）。 もしＰＩＤがゼロであるか、あるいは能力テーブルが更新された（２７４）後で あれば、ＰＩＤ値がこの特定のトークンのＤＩＤにセットされる（２７６）。 この時（２７６）、トークンを保持するノードがトークンのＤＩＤにある故に、 ＰＩＤはこれによりトークンを保持するノードのアドレスを表わす。このため、 トークンを受入れた詐りのノードがそれ自体の能力情報を含むトークンを伝送す る時、ＰＭＤはトークンを送るノードのＩＤを表わすことになる。この能力情報 は、ＰＩＤ値と関連付けられ、能力テーブルはノードがトークンを送った後に更 新される。このように、ＰＩＤ値は前のトークン・パッシングから確立され、能 力情報はその時のトークン・パッシングがら確立される。この全ての情報を用い て、ループにおける２つの順次のトークン・パッシングに基いて能力テーブルを 更新する（２７４）。次のループにおける最初のトークン・パッシングが生じる までは能力情報がトークン・ループの最後のノードのＰＩＤと関連付けられない 故に、能力テーブルにおける初めのアクティブなノードに対する最初のエントリ が有効となる前に、トークン・パッシングの２番目のループが開始することを必 要とする。再構成あるいはパワーオン・リセット時に一般速度を反映するように 能力テーブル全体を初期化することもできる。このような状況におけるテーブル の有効でないエントリは、開始できないことではなく、次善の通信速度の使用を 結果としてもたらすに過ぎない。 ＰＩＤがトークンのＤＩＤにセットされ（２７６）た後、トークンがこの特定ノ ードにアドレス指定されるかどうかを判定するための検査（２７８）により、ト ークンは通常の方法で処理される。もしそうであれば、これは通常のトークンと して処理される（２８０）。もしそうでなければ、このノードは、入力アクティ ビティの検出のため待機を開始する（２６４）。 図２１に示される手順に続いて、特にＰＩＤをＤＩＤにセットする時、再構成ア クティビティと通常のトークン・パッシング・シーケンス間の弁別のため注意し なければならない。再構成アクティビティにおいては、スプリアス情報がアクテ ィブでないノードのＩＤに対すｊ隋カテーブルに記録され得る（２７４）。これ は、アクティブでないノードがネットワーク・アクティビティに参与しない故に 、実際のネットワーク動作にほとんど否定的な結果を持つことがない。前にアク ティブでないノードがアクティブな状態になり、ネットワークに参与すると、ネ ットワークの再構成が生じて、図１７乃至図２０に示された手法の１つにより再 構成プロセスが無効情報を有効情報で置換する。 能力テーブルの探索のための有効な手法が図２２および図２３に示される。 図２２は、特定の各ノードのＴＤの大きさが識別のため必要な桁数に照らして比 較的小さい状態を示す。可能な各ノードのＩＤと対応するアドレスを有するメモ リー・アレイ２８２が予め割付けられている。各ノードに対する能力情報が受取 られると、アレイ２８２は関与するノードのＩＤに従ってアドレスされる（２８ ４）。無油、アレイ２８２は、速度フラッグおよび他の状態情報をノードＩＤと 対応するメモリー・アドレスに記録する。 図２３は、ノードのＩＤが比較的大きい時に使用される試みを示す。ゼロからＬ ＡＮにおいて許されるノードの物理的な最大数までの記憶場所を有するメモリー ・アドレス２８６が提供される。各記憶場所では、ノードのＩＤ、速度フラッグ 、および他の状態情報が記録される。アレイ２８２の探索のためには、探索ＩＤ 　（２８８）をＩＤフィールドに突き合わせ、次いで、関連するデータ速度およ び他の能力情報を抽出することが必要である。公知の探索アルゴリズムも用いる ことができる。 図２２に示した能力テーブルは、一般にアクセスが非常に早（、図２３に示すテ ーブルの探索のために必要なものよりも簡単かつ安価なハードウェア、ファーム ウェアあるいはソフトウェアを含む。能力テーブルの使用に代わるものとして、 ＬＡＮが一般的な能力に加えて唯１つの強化された能力を提供する時、ネットワ ーク上の予め定めたアドレス以上の全てのノードは、強化された能力のノードに 対するアドレスとして割当てることもできる。このため、２つの強化ノード間の 通信は、送信に関与するノードのＩＤの固有の特徴として本質的に強化された速 度能力を含む。 本発明から可能な改善は、それが有利である時、多（の強化された操作性の１つ を動的に選択することを可能にする。従って、強化された操作性は、強化された 操作性を備えたノードによって達成することができる。更にまた、標準的即ち基 本的な構成要素の現在存在するネットワークは、新たに付設される強化ノード間 に強化される能力を提供するため交換する必要がない。他の多くの利点および改 善が、本発明の重要な特質を認識した後では明らかであろう。 本発明の異なる実施態様およびその改善については、ある程度特化して記述した 。しかし、先の記述は望ましい事例として行ったこと、また本発明の範囲は請求 の範囲により規定されることを理解すべきである。 浄書（内容に変更なし） 浄書（内容に変更なし） 浄書（内容に変更なし） 浄書（内容に変更なし） 浄書（内容に変更なし） 浄書（内容に変更なし） 浄書（内容に変更なし） Ｒｇ、２１ 浄書（内容に変更なし） 補正書の翻訳文提出書 （特許法第１８４条の８） 平成　３年　５月１４日匹

Claims (27)

【特許請求の範囲】
1. １．複数の少なくとも３つのノードと、ノードを相互に接続する通信媒体と、 選択されたノード間で一般的な操作性で通信するよう全てのノードと関連付けら れた共通手段と、 選択された強化ノード間で一般的操作性とは実質的に異なる強化された操作性で 通信するよう、少なくとも２つのノードの各々（各強化ノード）の共通手段と更 に関連付けられた強化手段と を設けてなることを特徴とするローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）。
2. ２．各強化された手段と関連付けられ、かつ相互に通信するため共通の能力ある いは強化された能力を選択するため作動する選択手段を更に設けることを特徴と する請求項１記載のＬＡＮ。
3. ３．各選択手段と関連付けられ、かつ他の各ノードが強化されたノードあるいは 一般的ノードのいずれであるかを判定するよう作動する判定手段を更に設けるこ とを特徴とする請求項２記載のＬＡＮ。
4. ４．前記判定手段が、相互のノードから生じる通信に基いて判定を作用的に行う ことを特徴とする請求項３記載のＬＡＮ。
5. ５．各々の強化ノードの強化手段が、該強化ノードがアクティブになる時に、相 互の強化ノードの他の強化手段に対して能力情報を通信することを特徴とする請 求項４記載のＬＡＮ。
6. ６．前記能力情報が、全てのノードに対する同報通信に含まれることを特徴とす る請求項５記載のＬＡＮ。
7. ７．各々の強化ノードの強化手段が、各々の強化ノードから生じる通信の少なく とも一部における相互の強化ノードの他の強化手段に対して能力情報を通信する ことを特徴とする請求項４記載のＬＡＮ。
8. ８．相互の強化された手段と関連付けられ、かつ各々の強化ノードから生じる少 なくとも一部の通信から能力情報を抽出するよう作動する抽出手段を更に設ける ことを特徴とする請求項７記載のＬＡＮ。
9. ９．各強化手段と関連付けられ、かつ各ノードの能力情報を記録するよう作動す る記憶手段を更に設けることを特徴とする請求項８記載のＬＡＮ。
10. １０．通信の前記一部がデータ・パケットであることを特徴とする請求項８記載 のＬＡＮ。
11. １１．前記ＬＡＮが、搬送波感応多重アクセス（ＣＳＭＡ）形式であることを特 徴とする請求項１０記載のＬＡＮ。
12. １２．前記ＬＡＮがトークン・パッシング形式であり、通信の前記一部がトーク ンであることを特徴とする請求項８記載のＬＡＮ。
13. １３．送られるトークンが能力情報を通信することを特徴とする請求項１２記載 のＬＡＮ。
14. １４．各強化手段と関連付けられ、かつ前記トークンの送信時にトークンに能力 情報を挿入するよう作動する挿入手段を更に設けることを特徴とする請求項１３ 記載のＬＡＮ。
15. １５．前記トークンがその送信を行うノードのアドレス情報は含まず、トークン を受取るノードのアドレス情報のみを含み、更に、１つのノードへ送られたトー クンのアドレス情報からトークンを送る１つのノードのアドレスを決定する手段 と、 トークンを送る１つのノードのアドレスを、１つのノードにより送られるトーク ンに挿入される能力情報と関連付ける手段とを設けることを特徴とする請求項１ ４記載のＬＡＮ。
16. １６．前記選択手段が、強化ノード間の通信の確立の一部として強化ノード間の 通信を行うように強化された能力を作用的に選択することを特徴とする請求項２ 記載のＬＡＮ。
17. １７．前記選択手段が更に、強化ノードと強化ノードではないノードとの間の通 信のため共通の能力を更に選択することを特徴とする請求項１６記載のＬＡＮ。
18. １８．ノード間の通信もまた、ソース・ノードから宛て先ノードヘのデータ・パ ケットの伝送を含み、 各強化ソース・ノードおよび各強化宛て先ノードと関連付けられた前記強化手段 が、強化ノード間の通信の一部としてデータ・パケットが送信されるべき能力を 確立するために相互に通信することを特徴とする請求項１４記載のＬＡＮ。
19. １９．能力を確立するため強化されたソース・ノードと強化された宛て先ノード 間の通信が、データ・パケットの伝送の直前に起生することを特徴とする請求項 １８記載のＬＡＮ。
20. ２０．強化された能力を確立するため強化されたソース・ノードと強化された宛 て先ノード間の通信が、共通の能力で起生することを特徴とする請求項１８記載 のＬＡＮ。
21. ２１．ソース・ノードにおける強化された手段が、通信が送られる能力を選択す ることを特徴とする請求項１８記載のＬＡＮ。
22. ２２．前記選択は、少なくとも一部が宛て先ノードにより通信される情報に基く ことを特徴とする請求項２１記載のＬＡＮ。
23. ２３．前記宛て先ノードにおける強化された手段が、通信が送られる能力を選択 することを特徴とする請求項１８記載のＬＡＮ。
24. ２４．前記選択は、少なくとも一部が前記ソース・ノードにより通信される情報 に基くことを特徴とする請求項２３記載のＬＡＮ。
25. ２５．前記操作性がデータ速度であることを特徴とする請求項２記載のＬＡＮ。
26. ２６．複数の強化された操作性が各強化手段において使用可能であり、各強化さ れた能力が相互に強化された能力とは異なることを特徴とする請求項２記載のＬ ＡＮ。
27. ２７．各強化手段が各強化ノードの一部であり、前記選択手段がこれにより各強 化ノードに分配されることを特徴とする請求項２記載のＬＡＮ。