JPH05235973A - ノードに時間基準値を生成する方法及びコンピユータ・システム - Google Patents
ノードに時間基準値を生成する方法及びコンピユータ・システムInfo
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- JPH05235973A JPH05235973A JP4232029A JP23202992A JPH05235973A JP H05235973 A JPH05235973 A JP H05235973A JP 4232029 A JP4232029 A JP 4232029A JP 23202992 A JP23202992 A JP 23202992A JP H05235973 A JPH05235973 A JP H05235973A
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
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- Synchronisation In Digital Transmission Systems (AREA)
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 ローカル・エリア・ネツトワークによつて相
互接続されているデータ処理システムのすべてのノード
に対して正確な時間基準値を与える。 【構成】 本発明に含まれている時間基準のメカニズム
は、設定時間を必要としないで、各ノードにおいて高い
精度の時間基準値を与えるために、低いレベルのインタ
ーフエースで動作されるものである。時間基準のプロト
コル・データ・ユニツトは、該データ・ユニツトが発生
ノードに戻るまで、各ノードにおいて、変更された転送
状態マシン及び変更された受信状態マシンによつて処理
される。
互接続されているデータ処理システムのすべてのノード
に対して正確な時間基準値を与える。 【構成】 本発明に含まれている時間基準のメカニズム
は、設定時間を必要としないで、各ノードにおいて高い
精度の時間基準値を与えるために、低いレベルのインタ
ーフエースで動作されるものである。時間基準のプロト
コル・データ・ユニツトは、該データ・ユニツトが発生
ノードに戻るまで、各ノードにおいて、変更された転送
状態マシン及び変更された受信状態マシンによつて処理
される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ローカル・エリア・ネ
ツトワーク内のすべてのノードにおける共通の時間基準
値（time reference value）の精度を改良すること、よ
り特定して言えば、リング・トポロジのローカル・エリ
ア・ネツトワーク内の実時間に基準を与えることに関す
る。
ツトワーク内のすべてのノードにおける共通の時間基準
値（time reference value）の精度を改良すること、よ
り特定して言えば、リング・トポロジのローカル・エリ
ア・ネツトワーク内の実時間に基準を与えることに関す
る。
【０００２】
【従来の技術】ローカル・エリア・ネツトワーク（ＬＡ
Ｎ）内のすべてのノードにおける共通の時間基準値の精
度を改善することは、特にシステムの処理が一層分散化
されるようになり、かつ、「リアルタイム」処理の特性
を有するようになつたので、次第に重要になつてきた。
ＬＡＮ内のすべてのノードに対して共通の時間基準値を
配分することについて幾つかの提案がなされている。こ
れらの殆どの提案の処理動作は、国際標準機構（ＩＳ
Ｏ）のオープン・システム・インターフエース（ＯＳ
Ｉ）の７層からなる通信モデルのアプリケーシヨン層
（第７層）における、時間基準のソフトウエア処理方法
で行なわれている。１９８８年プレンテイス・ホール
（Prentice Hall）でタンネンバウム（Tannenbaum）に
よる「Computer Networks」の報告書から取つた図１に示
した表は、ＩＳＯ／ＯＳＩの通信モデルの７つの層の名
称及び機能を定義している。このモデルに従うと、２つ
以上の第７層のアプリケーシヨン処理は、このモデルの
低い層によつて与えられたサービスを利用することによ
つて通信する。第１層はＬＡＮ中のノードを相互接続す
る物理層を表わす。一方のアプリケーシヨン処理から他
方のアプリケーシヨン処理へ送られるメツセージは、第
１層の相互接続媒体に置かれる前に、第６、第５、第
４、第３及び第２層を通る。次に、メツセージは、物理
的な媒体を横切つた後、アドレス指定されたノードの第
２、第３、第４、第５及び第６層を横切り目標の第７層
のアプリケーシヨン処理に与えられる。この通信路は図
２に示されている。
Ｎ）内のすべてのノードにおける共通の時間基準値の精
度を改善することは、特にシステムの処理が一層分散化
されるようになり、かつ、「リアルタイム」処理の特性
を有するようになつたので、次第に重要になつてきた。
ＬＡＮ内のすべてのノードに対して共通の時間基準値を
配分することについて幾つかの提案がなされている。こ
れらの殆どの提案の処理動作は、国際標準機構（ＩＳ
Ｏ）のオープン・システム・インターフエース（ＯＳ
Ｉ）の７層からなる通信モデルのアプリケーシヨン層
（第７層）における、時間基準のソフトウエア処理方法
で行なわれている。１９８８年プレンテイス・ホール
（Prentice Hall）でタンネンバウム（Tannenbaum）に
よる「Computer Networks」の報告書から取つた図１に示
した表は、ＩＳＯ／ＯＳＩの通信モデルの７つの層の名
称及び機能を定義している。このモデルに従うと、２つ
以上の第７層のアプリケーシヨン処理は、このモデルの
低い層によつて与えられたサービスを利用することによ
つて通信する。第１層はＬＡＮ中のノードを相互接続す
る物理層を表わす。一方のアプリケーシヨン処理から他
方のアプリケーシヨン処理へ送られるメツセージは、第
１層の相互接続媒体に置かれる前に、第６、第５、第
４、第３及び第２層を通る。次に、メツセージは、物理
的な媒体を横切つた後、アドレス指定されたノードの第
２、第３、第４、第５及び第６層を横切り目標の第７層
のアプリケーシヨン処理に与えられる。この通信路は図
２に示されている。
【０００３】ＩＳＯ／ＯＳＩの通信モデルの第７層にお
いて動作するソフトウエア処理は、制御を持つておら
ず、しかも、ソフトウエア、フアームウエア、またはハ
ードウエアの可視的な処理時間は、ＩＳＯ／ＯＳＩの通
信モデルの低い層を介するメツセージの転送及び受信に
費されない。その結果、ＬＡＮ中の１つのノードからの
メツセージ中で転送された時間基準値は、メツセージが
時間基準のソフトウエア処理を行なうＬＡＮ中の他のノ
ードの第７層において受け取られる時には、現在時間の
正しい値から著しく外れたものとなる。
いて動作するソフトウエア処理は、制御を持つておら
ず、しかも、ソフトウエア、フアームウエア、またはハ
ードウエアの可視的な処理時間は、ＩＳＯ／ＯＳＩの通
信モデルの低い層を介するメツセージの転送及び受信に
費されない。その結果、ＬＡＮ中の１つのノードからの
メツセージ中で転送された時間基準値は、メツセージが
時間基準のソフトウエア処理を行なうＬＡＮ中の他のノ
ードの第７層において受け取られる時には、現在時間の
正しい値から著しく外れたものとなる。
【０００４】マイルス（D.L.Mills）による「Network T
ime Protocol Version 2 Specification and Implement
ation」と題する報告は、ネツトワークの時間配分の分
野における現在の技術状態の一例である。然しながら、
このマイルスによる方法は、通常は１または２時間であ
るが、場合によつては２４時間を超過する設定時間を必
要とする。クリステイアン（F.Cristian）による「A Pr
obabilistic Approachto Distributed Clock Synchroni
zation」と題する刊行物は、システム・ワイドで共通の
時間基準値を設定するための第２の現在の技術状態の一
例を記載している。クリステイアンの処理動作もまた、
ＩＳＯ／ＯＳＩの通信モデルのアプリケーシヨン層にお
いて動作し、正確な時間基準を与えるものではない。
ime Protocol Version 2 Specification and Implement
ation」と題する報告は、ネツトワークの時間配分の分
野における現在の技術状態の一例である。然しながら、
このマイルスによる方法は、通常は１または２時間であ
るが、場合によつては２４時間を超過する設定時間を必
要とする。クリステイアン（F.Cristian）による「A Pr
obabilistic Approachto Distributed Clock Synchroni
zation」と題する刊行物は、システム・ワイドで共通の
時間基準値を設定するための第２の現在の技術状態の一
例を記載している。クリステイアンの処理動作もまた、
ＩＳＯ／ＯＳＩの通信モデルのアプリケーシヨン層にお
いて動作し、正確な時間基準を与えるものではない。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的はローカ
ル・エリア・ネツトワークによつて相互接続されている
データ処理システムのすべてのノードに対して時間基準
値を与えることにある。時間基準値を配分するための設
定時間は必要としないことが望ましい。本発明によれ
ば、時間基準値は高い精度で得ることができる。
ル・エリア・ネツトワークによつて相互接続されている
データ処理システムのすべてのノードに対して時間基準
値を与えることにある。時間基準値を配分するための設
定時間は必要としないことが望ましい。本発明によれ
ば、時間基準値は高い精度で得ることができる。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明は、１）時間基準
マネージヤと、２）ローカル・エリア・ネツトワークの
中のフレームの処理を制御するＬＡＮのアダプタの転送
状態マシン及び受信状態マシンに施される変更と、３）
ホスト・プロセツサ中の時間基準ソフトウエア処理にお
いて遂行されるアルゴリズムと、４）時間基準メツセー
ジのフオーマツトとを開示内容として含んでいる。本発
明に含まれている時間基準のメカニズムは、設定時間を
必要としないで、各ノードにおいて高い精度の時間基準
値を与えるために、低いレベルのインターフエースで動
作されるものである。時間基準プロトコル・データ・ユ
ニツト（ＴＲ−ＰＤＵ）は、該データ・ユニツトが発生
ノードに戻るまで、各ノードの変更された転送状態マシ
ン及び変更された受信状態マシンによつて処理される。
マネージヤと、２）ローカル・エリア・ネツトワークの
中のフレームの処理を制御するＬＡＮのアダプタの転送
状態マシン及び受信状態マシンに施される変更と、３）
ホスト・プロセツサ中の時間基準ソフトウエア処理にお
いて遂行されるアルゴリズムと、４）時間基準メツセー
ジのフオーマツトとを開示内容として含んでいる。本発
明に含まれている時間基準のメカニズムは、設定時間を
必要としないで、各ノードにおいて高い精度の時間基準
値を与えるために、低いレベルのインターフエースで動
作されるものである。時間基準プロトコル・データ・ユ
ニツト（ＴＲ−ＰＤＵ）は、該データ・ユニツトが発生
ノードに戻るまで、各ノードの変更された転送状態マシ
ン及び変更された受信状態マシンによつて処理される。
【０００７】
【実施例】本発明のアーキテクチヤは、ローカル・エリ
ア・ネツトワーク中の各ノードに、アダプタ、即ち、Ｌ
ＡＮのインターフエース・カードと、ホスト・プロセツ
サとが存在するという考え方に基礎を置いている。通
常、ホスト・プロセツサは、ＩＳＯ／ＯＳＩの通信モデ
ルの第３〜第７層の処理と、アプリケーシヨン・ソフト
ウエア・モジユール、即ちアプリケーシヨンの処理とを
行なう。ホスト・プロセツサに対して内部的及び外部的
に装着することのできるアダプタ、即ちインターフエー
ス・カードは、ＬＡＮ上のノードを相互接続する物理的
な媒体にホスト・プロセツサを接続する。ＩＳＯ／ＯＳ
Ｉの通信モデルの第２層は、２つのサブ層、即ちデータ
・リンク制御（ＤＬＣ）サブ層及びメデイア・アクセス
制御（ＭＡＣ）サブ層にしばしば分割される。通常、Ｄ
ＬＣサブ層はホスト・プロセツサ中のソフトウエアによ
つて実行され、そして、ＭＡＣサブ層はＬＡＮのアダプ
タ、即ちＬＡＮのインターフエース・カード中のフアー
ム・ウエア及びハードウエアで実行される。ＭＡＣの機
能については、各ＬＡＮのプロトコル（ＩＥＥＥの８０
２．３、８０２．４及び８０５．５など）の仕様書中に
記載されているマシンの状態図に示されている。
ア・ネツトワーク中の各ノードに、アダプタ、即ち、Ｌ
ＡＮのインターフエース・カードと、ホスト・プロセツ
サとが存在するという考え方に基礎を置いている。通
常、ホスト・プロセツサは、ＩＳＯ／ＯＳＩの通信モデ
ルの第３〜第７層の処理と、アプリケーシヨン・ソフト
ウエア・モジユール、即ちアプリケーシヨンの処理とを
行なう。ホスト・プロセツサに対して内部的及び外部的
に装着することのできるアダプタ、即ちインターフエー
ス・カードは、ＬＡＮ上のノードを相互接続する物理的
な媒体にホスト・プロセツサを接続する。ＩＳＯ／ＯＳ
Ｉの通信モデルの第２層は、２つのサブ層、即ちデータ
・リンク制御（ＤＬＣ）サブ層及びメデイア・アクセス
制御（ＭＡＣ）サブ層にしばしば分割される。通常、Ｄ
ＬＣサブ層はホスト・プロセツサ中のソフトウエアによ
つて実行され、そして、ＭＡＣサブ層はＬＡＮのアダプ
タ、即ちＬＡＮのインターフエース・カード中のフアー
ム・ウエア及びハードウエアで実行される。ＭＡＣの機
能については、各ＬＡＮのプロトコル（ＩＥＥＥの８０
２．３、８０２．４及び８０５．５など）の仕様書中に
記載されているマシンの状態図に示されている。
【０００８】共通の値を持つのが望ましいクロツクは、
ノードのホスト・プロセツサ中に含まれているクロツク
である。ホスト・プロセツサのクロツクは、システム中
で発生した事象と関連するタイム・スタンプを生成する
ためにアプリケーシヨン処理によつて使用されるクロツ
クであり、また、異なるホスト・プロセツサ中で生じた
動作と同期するために、アプリケーシヨン処理で使用さ
れるクロツクである。これらの目的のために、すべての
ホスト・プロセツサは同じ時間値で動作することが望ま
しい。ネツトワーク中で分配された時間基準値は、ホス
ト・プロセツサにおける実時間（リアルタイム）クロツ
クの値である必要はないが、ホスト・システムによつて
必要とされる装置の現在の実時間（リアルタイム）クロ
ツクがその時間基準から発生できるような時間基準値で
ある。本発明において提案される時間値は、ＬＡＮアダ
プタ上で実行されることを意図したクロツク・カウンタ
から取り出される。このクロツク・カウンタは、制御ク
ロツクの正方向（または、負方向）の各立ち上りエツジ
で１単位だけ増分して計数するハードウエア・カウンタ
と考えることができる。このようなカウンタは制御クロ
ツクの周期に基づく単位で計数する。例えば、若し、制
御クロツクが１０メガヘルツで動作するならば、クロツ
ク・カウンタ中に含まれる値は、カウンタが最後にリセ
ツトされてから発生した０．１マイクロ秒周期の発生数
である。時間値は、カウンタを制御するクロツクの周期
（クロツクの周波数の逆数、即ち、上述の例においては
０．１マイクロ秒）でカウンタの値を乗算することによ
つて作られる。
ノードのホスト・プロセツサ中に含まれているクロツク
である。ホスト・プロセツサのクロツクは、システム中
で発生した事象と関連するタイム・スタンプを生成する
ためにアプリケーシヨン処理によつて使用されるクロツ
クであり、また、異なるホスト・プロセツサ中で生じた
動作と同期するために、アプリケーシヨン処理で使用さ
れるクロツクである。これらの目的のために、すべての
ホスト・プロセツサは同じ時間値で動作することが望ま
しい。ネツトワーク中で分配された時間基準値は、ホス
ト・プロセツサにおける実時間（リアルタイム）クロツ
クの値である必要はないが、ホスト・システムによつて
必要とされる装置の現在の実時間（リアルタイム）クロ
ツクがその時間基準から発生できるような時間基準値で
ある。本発明において提案される時間値は、ＬＡＮアダ
プタ上で実行されることを意図したクロツク・カウンタ
から取り出される。このクロツク・カウンタは、制御ク
ロツクの正方向（または、負方向）の各立ち上りエツジ
で１単位だけ増分して計数するハードウエア・カウンタ
と考えることができる。このようなカウンタは制御クロ
ツクの周期に基づく単位で計数する。例えば、若し、制
御クロツクが１０メガヘルツで動作するならば、クロツ
ク・カウンタ中に含まれる値は、カウンタが最後にリセ
ツトされてから発生した０．１マイクロ秒周期の発生数
である。時間値は、カウンタを制御するクロツクの周期
（クロツクの周波数の逆数、即ち、上述の例においては
０．１マイクロ秒）でカウンタの値を乗算することによ
つて作られる。
【０００９】本発明の時間基準アーキテクチヤは、「時
間基準マネージヤ」（Time Reference Manager-ＴＲ
Ｍ）として各ネツトワーク中の１つのノードが選択さ
れ、指定されることを必要とする。ネツトワーク中の他
のノードは、時間基準マネージヤの動作を観測し、そし
て、オリジナルの時間基準マネージヤが誤動作した場
合、「時間基準マネージヤ」の動作を実行することを競
い合う。ＴＲＭの初期の機能は、第２層のメデイアアク
セス制御（Media Access Control、ＭＡＣ）サブ層にお
いて実行され、ＴＲＭのローカル転送状態マシンをして
ＬＡＮ中の時間基準プロトコル・データ・ユニツト（Ti
me Reference Protocol Data Unit、ＴＲ−ＰＤＵ）を
周期的に同報通信（broadcast）させる。ＴＲ−ＰＤＵ
の周期的な同報通信は、ＭＡＣの実施に組込まれるよう
に本発明において提案された新しい機能である。ＬＡＮ
内の他のノードにあるＭＡＣの状態マシン（state mach
ine）は、以下の記述で特定されるようなＴＲ−ＰＤＵ
フレームを受け取り、かつ処理し、そして、定義された
ＬＡＮのプロトコルに従つて、リング・トポロジのネツ
トワーク中で循環するＴＲ−ＰＤＵを転送する。
間基準マネージヤ」（Time Reference Manager-ＴＲ
Ｍ）として各ネツトワーク中の１つのノードが選択さ
れ、指定されることを必要とする。ネツトワーク中の他
のノードは、時間基準マネージヤの動作を観測し、そし
て、オリジナルの時間基準マネージヤが誤動作した場
合、「時間基準マネージヤ」の動作を実行することを競
い合う。ＴＲＭの初期の機能は、第２層のメデイアアク
セス制御（Media Access Control、ＭＡＣ）サブ層にお
いて実行され、ＴＲＭのローカル転送状態マシンをして
ＬＡＮ中の時間基準プロトコル・データ・ユニツト（Ti
me Reference Protocol Data Unit、ＴＲ−ＰＤＵ）を
周期的に同報通信（broadcast）させる。ＴＲ−ＰＤＵ
の周期的な同報通信は、ＭＡＣの実施に組込まれるよう
に本発明において提案された新しい機能である。ＬＡＮ
内の他のノードにあるＭＡＣの状態マシン（state mach
ine）は、以下の記述で特定されるようなＴＲ−ＰＤＵ
フレームを受け取り、かつ処理し、そして、定義された
ＬＡＮのプロトコルに従つて、リング・トポロジのネツ
トワーク中で循環するＴＲ−ＰＤＵを転送する。
【００１０】ＬＡＮのＰＤＵは情報フイールド、即ちデ
ータ・フイールドと、プロトコルに従つたアドレス、制
御及び状態フイールドとを含んでいる。アドレス、制御
及び状態フイールドの詳細な仕様は、異なるＬＡＮの夫
々のＬＡＮプロトコルの仕様書に記載されている。制御
フイールドの１つである「フレーム制御」フイールド
は、通信されているフレームのタイプをＭＡＣ状態マシ
ンに対して定義するコードを含んでいる。本発明におい
て示されている時間基準アーキテクチヤは、「時間基準
のプロトコル・データ・ユニツト」（ＴＲ−ＰＤＵ）と
して１つのフレームを指定するために、留保された「フ
レーム制御」フイールドの値、即ち未使用の「フレーム
制御」フイールドの値の１つを使用することを提案して
いる。
ータ・フイールドと、プロトコルに従つたアドレス、制
御及び状態フイールドとを含んでいる。アドレス、制御
及び状態フイールドの詳細な仕様は、異なるＬＡＮの夫
々のＬＡＮプロトコルの仕様書に記載されている。制御
フイールドの１つである「フレーム制御」フイールド
は、通信されているフレームのタイプをＭＡＣ状態マシ
ンに対して定義するコードを含んでいる。本発明におい
て示されている時間基準アーキテクチヤは、「時間基準
のプロトコル・データ・ユニツト」（ＴＲ−ＰＤＵ）と
して１つのフレームを指定するために、留保された「フ
レーム制御」フイールドの値、即ち未使用の「フレーム
制御」フイールドの値の１つを使用することを提案して
いる。
【００１１】本発明において提案されたＴＲ−ＰＤＵの
情報フイールドのフオーマツトは、図３に示したような
４つのサブ・フイールドを持つている。このＴＲ−ＰＤ
Ｕのサブ・フイールドは、「Ｔ」、「Ｒ」、「カウン
ト」及び「訂正」と名付けられている。「Ｔ」サブ・フ
イールド（即ち、時間サブ・フイールド）は、ＴＲ−Ｐ
ＤＵフレームが転送される時におけるＬＡＮのアダプタ
のクロツク・カウンタの値を含んでいる。「Ｒ」サブ・
フイールドは、計算した差の値を含み、「カウント」サ
ブ・フイールドは、１つのリング中のノードの数を決め
るのに使用され、そして、「訂正」サブ・フイールド
は、リング中のノード間の転送遅延の近似値である計算
値を含んでいる。ＴＲ−ＰＤＵの残りのフイールドはＬ
ＡＮのプロトコル（ＩＥＥＥ８０２．３、８０２．４及
び８０２．５、光フアイバ分散データ・インターフエー
ス等）によつて要求されるものと同じである。
情報フイールドのフオーマツトは、図３に示したような
４つのサブ・フイールドを持つている。このＴＲ−ＰＤ
Ｕのサブ・フイールドは、「Ｔ」、「Ｒ」、「カウン
ト」及び「訂正」と名付けられている。「Ｔ」サブ・フ
イールド（即ち、時間サブ・フイールド）は、ＴＲ−Ｐ
ＤＵフレームが転送される時におけるＬＡＮのアダプタ
のクロツク・カウンタの値を含んでいる。「Ｒ」サブ・
フイールドは、計算した差の値を含み、「カウント」サ
ブ・フイールドは、１つのリング中のノードの数を決め
るのに使用され、そして、「訂正」サブ・フイールド
は、リング中のノード間の転送遅延の近似値である計算
値を含んでいる。ＴＲ−ＰＤＵの残りのフイールドはＬ
ＡＮのプロトコル（ＩＥＥＥ８０２．３、８０２．４及
び８０２．５、光フアイバ分散データ・インターフエー
ス等）によつて要求されるものと同じである。
【００１２】図３に示されたｘの値は、配分された時間
値の所定の精度と、クロツク・カウンタで計数されたビ
ツト数とに依存する。通常、ｘの値は、ハードウエアの
クロツク・カウンタ中に含まれたビツト数以下である。
然しながら、若し、ｘがハードウエアのクロツク・カウ
ンタ中のビツト数よりも大きければ、フイールドを整列
させるために、クロツク・カウンタのビツト数を超過し
たビツト数は、クロツク・カウンタ値がＴＲ−ＰＤＵの
「Ｔ」サブ・フイールドの中に置かれた時には０にされ
なければならない。クロツク・カウンタの中に、何個の
ビツトを含ませるかを考慮する際の重要なフアクタは、
クロツク・カウンタがリセツト状態、即ちすべてのビツ
トが０の状態から、すべてのビツトが０にリセツトされ
元に戻る直前までの最大カウント数に進むためにクロツ
ク・カウンタが取るであろう実時間がどの位の長さ（即
ち、クロツク周期によつて乗算された最大のカウント
数）であるかということである。しばしば、ハードウエ
ア・クロツク・カウンタは、４０乃至４８個のビツトで
実施されるが、それらのすべてのビツトがＴＲ−ＰＤＵ
の「Ｔ」サブ・フイールド中に転送される必要はない。
時間基準値の正確さ、即ち精度は、ｘの値がクロツク・
カウンタ中のビツト数以下の場合に、「Ｔ」サブ・フイ
ールドの最下位ビツトの時間値に＋／−０．５を乗じた
値に等しい。若し、ｘの値がクロツク・カウンタの動作
時に使用されたビツトの数よりも大きければ、時間値の
精度は、クロツク・カウンタの増分を制御したクロツク
の周期に＋／−０．５を掛けた値である。例えば、若
し、ハードウエアのクロツク・カウンタが１０メガサイ
クルのクロツクにより制御された４８ビツト・カウンタ
で動作されたならば、時間基準値の精度は、４８ビツト
のすべてのビツトがＴＲ−ＰＤＵの「Ｔ」サブ・フイー
ルドに使用された場合、＋／−０．０５マイクロ秒であ
る。若し、４８ビツト・カウンタのうちの４０ビツトだ
けが、転送される時間基準値として使用されたならば、
精度は、＋／−１２．８マイクロ秒に等しい＋／−
（０．５）*（２５．６マイクロ秒）である。若し、転
送された時間基準値として、４８ビツト・カウンタの内
の３２ビツトだけしか使用されなければ、精度は＋／−
（０．５）*（６５５３．６マイクロ秒）＝＋／−０．
３２７６８ミリ秒である。
値の所定の精度と、クロツク・カウンタで計数されたビ
ツト数とに依存する。通常、ｘの値は、ハードウエアの
クロツク・カウンタ中に含まれたビツト数以下である。
然しながら、若し、ｘがハードウエアのクロツク・カウ
ンタ中のビツト数よりも大きければ、フイールドを整列
させるために、クロツク・カウンタのビツト数を超過し
たビツト数は、クロツク・カウンタ値がＴＲ−ＰＤＵの
「Ｔ」サブ・フイールドの中に置かれた時には０にされ
なければならない。クロツク・カウンタの中に、何個の
ビツトを含ませるかを考慮する際の重要なフアクタは、
クロツク・カウンタがリセツト状態、即ちすべてのビツ
トが０の状態から、すべてのビツトが０にリセツトされ
元に戻る直前までの最大カウント数に進むためにクロツ
ク・カウンタが取るであろう実時間がどの位の長さ（即
ち、クロツク周期によつて乗算された最大のカウント
数）であるかということである。しばしば、ハードウエ
ア・クロツク・カウンタは、４０乃至４８個のビツトで
実施されるが、それらのすべてのビツトがＴＲ−ＰＤＵ
の「Ｔ」サブ・フイールド中に転送される必要はない。
時間基準値の正確さ、即ち精度は、ｘの値がクロツク・
カウンタ中のビツト数以下の場合に、「Ｔ」サブ・フイ
ールドの最下位ビツトの時間値に＋／−０．５を乗じた
値に等しい。若し、ｘの値がクロツク・カウンタの動作
時に使用されたビツトの数よりも大きければ、時間値の
精度は、クロツク・カウンタの増分を制御したクロツク
の周期に＋／−０．５を掛けた値である。例えば、若
し、ハードウエアのクロツク・カウンタが１０メガサイ
クルのクロツクにより制御された４８ビツト・カウンタ
で動作されたならば、時間基準値の精度は、４８ビツト
のすべてのビツトがＴＲ−ＰＤＵの「Ｔ」サブ・フイー
ルドに使用された場合、＋／−０．０５マイクロ秒であ
る。若し、４８ビツト・カウンタのうちの４０ビツトだ
けが、転送される時間基準値として使用されたならば、
精度は、＋／−１２．８マイクロ秒に等しい＋／−
（０．５）*（２５．６マイクロ秒）である。若し、転
送された時間基準値として、４８ビツト・カウンタの内
の３２ビツトだけしか使用されなければ、精度は＋／−
（０．５）*（６５５３．６マイクロ秒）＝＋／−０．
３２７６８ミリ秒である。
【００１３】本発明の時間基準配分アーキテクチヤは、
ＭＡＣの状態マシン中に従来から含まれている機能に対
して本発明で提案された付加的な機能を持つている。本
発明で新規に提案されたこのＭＡＣは、１）時間基準の
能力を付勢し、滅勢する外側の上部層の介入なしで、Ｔ
Ｒ−ＰＤＵの周期的な配分をサポートするための制御手
段及びタイマと、２）ＴＲ−ＰＤＵを検知し、かつ処理
するために、受信状態マシンへの付加手段と、３）ＴＲ
−ＰＤＵを検知し、かつ処理するために、転送状態マシ
ンへの付加手段と、４）新しいＭＡＣエンテイテイの３
つのサービス呼び出しのための制御手段及び処理手段と
を機能的に含んでいる。新しいＭＡＣが提案するこれら
のサービス呼び出しは、１）「時間基準周期の設定」サ
ービス呼び出し、２）「時間基準機能の付勢」サービス
呼び出し、３）「時間基準パラメータの要求」サービス
呼び出しと呼ばれる。付勢された、即ち選択された「時
間基準マネージヤ」を含むノードにあるＭＡＣのサブ層
は、時間基準値の配分用の制御ＭＡＣである。
ＭＡＣの状態マシン中に従来から含まれている機能に対
して本発明で提案された付加的な機能を持つている。本
発明で新規に提案されたこのＭＡＣは、１）時間基準の
能力を付勢し、滅勢する外側の上部層の介入なしで、Ｔ
Ｒ−ＰＤＵの周期的な配分をサポートするための制御手
段及びタイマと、２）ＴＲ−ＰＤＵを検知し、かつ処理
するために、受信状態マシンへの付加手段と、３）ＴＲ
−ＰＤＵを検知し、かつ処理するために、転送状態マシ
ンへの付加手段と、４）新しいＭＡＣエンテイテイの３
つのサービス呼び出しのための制御手段及び処理手段と
を機能的に含んでいる。新しいＭＡＣが提案するこれら
のサービス呼び出しは、１）「時間基準周期の設定」サ
ービス呼び出し、２）「時間基準機能の付勢」サービス
呼び出し、３）「時間基準パラメータの要求」サービス
呼び出しと呼ばれる。付勢された、即ち選択された「時
間基準マネージヤ」を含むノードにあるＭＡＣのサブ層
は、時間基準値の配分用の制御ＭＡＣである。
【００１４】ＬＡＮ用の「時間基準マネージヤ」が付
勢、即ち選択された後に、時間基準マネージヤは、その
ローカルのＭＡＣエンテイテイに対して、「時間基準周
期の設定」サービス呼び出しと、「時間基準機能の付
勢」サービス呼び出しとを発生する。開始された順番
で、ＭＡＣエンテイテイによりこれらの新しいサービス
呼び出しが受け取られると、新しいＭＡＣエンテイテイ
の時間基準機能が付勢されて、ＴＲ−ＰＤＵを周期的に
発生する。「時間基準周期の設定」サービス呼び出しは
ＴＲ−ＰＤＵの周期的な発生及び転送をトリガする新し
いＭＡＣレベルのタイマのローデイングを付勢する。Ｔ
Ｒ−ＰＤＵは、同報通信モードで転送することができる
ので、ＬＡＮのすべてのノードがＴＲ−ＰＤＵを受け取
るか、あるいは、設定されている「時間基準グループの
アドレス」にＴＲ−ＰＤＵを転送することができる。上
述の「時間基準グループのアドレス」とは、ＬＡＮ中の
他のノードと共通の時間基準値を共有する要件を持つノ
ードだけが予約されているアドレスを意味する。
勢、即ち選択された後に、時間基準マネージヤは、その
ローカルのＭＡＣエンテイテイに対して、「時間基準周
期の設定」サービス呼び出しと、「時間基準機能の付
勢」サービス呼び出しとを発生する。開始された順番
で、ＭＡＣエンテイテイによりこれらの新しいサービス
呼び出しが受け取られると、新しいＭＡＣエンテイテイ
の時間基準機能が付勢されて、ＴＲ−ＰＤＵを周期的に
発生する。「時間基準周期の設定」サービス呼び出しは
ＴＲ−ＰＤＵの周期的な発生及び転送をトリガする新し
いＭＡＣレベルのタイマのローデイングを付勢する。Ｔ
Ｒ−ＰＤＵは、同報通信モードで転送することができる
ので、ＬＡＮのすべてのノードがＴＲ−ＰＤＵを受け取
るか、あるいは、設定されている「時間基準グループの
アドレス」にＴＲ−ＰＤＵを転送することができる。上
述の「時間基準グループのアドレス」とは、ＬＡＮ中の
他のノードと共通の時間基準値を共有する要件を持つノ
ードだけが予約されているアドレスを意味する。
【００１５】時間基準パラメータを受け取ることを望ん
でいるＬＡＮ中の非時間基準マネージヤのすべてのノー
ドは、ローカルＭＡＣエンテイテイに対して「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しを発生しなければ
ならない。
でいるＬＡＮ中の非時間基準マネージヤのすべてのノー
ドは、ローカルＭＡＣエンテイテイに対して「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しを発生しなければ
ならない。
【００１６】既に述べたように、本発明は、「媒体アク
セス制御（ＭＡＣ）」の転送状態マシン及び受信状態マ
シンに変更を提案するものである。これらの状態マシン
はＬＡＮ中のプロトコル・データ・ユニツト（ＰＤＵ）
のすべての転送及び受信を制御する。受信状態マシンに
対して提案された変更は、プロトコルに依存する「フレ
ーム制御」フイールド中の現在不使用の値を使用するこ
とによつて「時間基準フレーム」を検出するのを可能に
する。ＭＡＣの受け取り状態マシンの付加的な変更は、
「時間基準フレーム」を受け取つた時に、下記のアクシ
ヨンを発生させる。
セス制御（ＭＡＣ）」の転送状態マシン及び受信状態マ
シンに変更を提案するものである。これらの状態マシン
はＬＡＮ中のプロトコル・データ・ユニツト（ＰＤＵ）
のすべての転送及び受信を制御する。受信状態マシンに
対して提案された変更は、プロトコルに依存する「フレ
ーム制御」フイールド中の現在不使用の値を使用するこ
とによつて「時間基準フレーム」を検出するのを可能に
する。ＭＡＣの受け取り状態マシンの付加的な変更は、
「時間基準フレーム」を受け取つた時に、下記のアクシ
ヨンを発生させる。
【００１７】１． ローカルＭＡＣサブ層のクロツク・
カウンタ（以下の説明においてＴ＿ｍａｃで示される）
の値を取得し、入力した「Ｔ」（以下の説明においてＴ
＿で示される）の値、「カウント」値及び「訂正」値に
加え、そして、「時間基準パラメータの要求」サービス
呼び出しに応答してこれらの値を転送する。
カウンタ（以下の説明においてＴ＿ｍａｃで示される）
の値を取得し、入力した「Ｔ」（以下の説明においてＴ
＿で示される）の値、「カウント」値及び「訂正」値に
加え、そして、「時間基準パラメータの要求」サービス
呼び出しに応答してこれらの値を転送する。
【００１８】２ａ． 非「時間基準マネージヤ」のノー
ドにおいて、受け取つたＴＲ−ＰＤＵ中の「カウント」
サブ・フイールドを１だけ増分する。
ドにおいて、受け取つたＴＲ−ＰＤＵ中の「カウント」
サブ・フイールドを１だけ増分する。
【００１９】２ｂ． 「時間基準マネージヤ」のノード
において、ローカル・ホスト・プロセツサのクロツク・
カウンタの値を取得し、そして、ＬＡＮを回つて再度循
環する受け取つたＴＲ−ＰＤＵを無視する。
において、ローカル・ホスト・プロセツサのクロツク・
カウンタの値を取得し、そして、ＬＡＮを回つて再度循
環する受け取つたＴＲ−ＰＤＵを無視する。
【００２０】３ａ． 非「時間基準マネージヤ」のノー
ドにおいて、受け取つた時間基準フレームを、ＭＡＣの
転送状態マシンにエンキユーし（待ち行列に入れる）、
ＬＡＮ中へ再度転送する。エンキユーされたＴＲ−ＰＤ
Ｕの情報フイールドは、空白の「Ｔ」サブ・フイールド
と、下記の式１によつて計算された値を含む「Ｒ」サブ
・フイールド（Ｒ＿ｏｕｔで示されている）と、上述の
ステツプ２ａで増分された計数値を含む「カウント」サ
ブ・フイールドと、未変更の「訂正」サブ・フイールド
とを含んでいる。 Ｒ＿ｏｕｔ ＝ Ｒ＿ｉｎ − Ｔ＿ｍａｃ ＋ Ｔ＿ｉｎ （式１） 上記の式１において、Ｒ＿ｉｎは、入力された「時間基
準フレーム」の「Ｒ」サブ・フイールド中に含まれた値
を示し、Ｔ＿ｉｎは、入力された「時間基準フレーム」
の「Ｔ」サブ・フイールド中に含まれた値を示す。Ｔ＿
ｍａｃは、ＴＲ−ＰＤＵを受け取つた時のアダプタのＭ
ＡＣのクロツク・カウンタ値である（上記のステツプ１
参照 ）。
ドにおいて、受け取つた時間基準フレームを、ＭＡＣの
転送状態マシンにエンキユーし（待ち行列に入れる）、
ＬＡＮ中へ再度転送する。エンキユーされたＴＲ−ＰＤ
Ｕの情報フイールドは、空白の「Ｔ」サブ・フイールド
と、下記の式１によつて計算された値を含む「Ｒ」サブ
・フイールド（Ｒ＿ｏｕｔで示されている）と、上述の
ステツプ２ａで増分された計数値を含む「カウント」サ
ブ・フイールドと、未変更の「訂正」サブ・フイールド
とを含んでいる。 Ｒ＿ｏｕｔ ＝ Ｒ＿ｉｎ − Ｔ＿ｍａｃ ＋ Ｔ＿ｉｎ （式１） 上記の式１において、Ｒ＿ｉｎは、入力された「時間基
準フレーム」の「Ｒ」サブ・フイールド中に含まれた値
を示し、Ｔ＿ｉｎは、入力された「時間基準フレーム」
の「Ｔ」サブ・フイールド中に含まれた値を示す。Ｔ＿
ｍａｃは、ＴＲ−ＰＤＵを受け取つた時のアダプタのＭ
ＡＣのクロツク・カウンタ値である（上記のステツプ１
参照 ）。
【００２１】３ｂ． 「時間基準マネージヤ」のノード
において、新しいＭＡＣの時間基準タイマが終了する
と、新しいＴＲ−ＰＤＵを設定して転送し、「時間基準
周期の設定」サービス呼び出しにおいて指定された値に
タイマをリセツトする。
において、新しいＭＡＣの時間基準タイマが終了する
と、新しいＴＲ−ＰＤＵを設定して転送し、「時間基準
周期の設定」サービス呼び出しにおいて指定された値に
タイマをリセツトする。
【００２２】本発明で提案されるＭＡＣの転送状態マシ
ンの変更の結果、「フレーム制御」フイールドの中の値
を通じて、転送状態マシンは、「時間基準フレーム」
（ＴＲ−ＰＤＵ）の転送要求を認識する。ＴＲ−ＰＤＵ
を転送すべきことが認識されると、ＭＡＣの状態マシン
の付加的な変更によつて、時間基準フレームが転送媒体
に通された時に下記のアクシヨンを発生する。
ンの変更の結果、「フレーム制御」フイールドの中の値
を通じて、転送状態マシンは、「時間基準フレーム」
（ＴＲ−ＰＤＵ）の転送要求を認識する。ＴＲ−ＰＤＵ
を転送すべきことが認識されると、ＭＡＣの状態マシン
の付加的な変更によつて、時間基準フレームが転送媒体
に通された時に下記のアクシヨンを発生する。
【００２３】１． ＭＡＣの受信状態マシンによつて、
ローカルのＭＡＣのサブ層の現在値を、エンキユーされ
た「時間基準フレーム」の空白の「Ｔ」サブ・フイール
ドに入れる。
ローカルのＭＡＣのサブ層の現在値を、エンキユーされ
た「時間基準フレーム」の空白の「Ｔ」サブ・フイール
ドに入れる。
【００２４】「時間基準マネージヤ」のノードにおい
て、ＴＲ−ＰＤＵの中に入れられる「Ｒ」の値は、「時
間基準マネージヤ」のホスト・プロセツサのクロツク・
カウンタの値と、ローカルＭＡＣのクロツク・カウンタ
の値との間の差の値である。これは、ＬＡＮのアダプ
タ、即ちＬＡＮのインターフエース・カードがホスト・
プロセツサのクロツクに対してアクセスを獲得できるよ
うに、ノードのアーキテクチヤ全体に必要な条件を設定
する。
て、ＴＲ−ＰＤＵの中に入れられる「Ｒ」の値は、「時
間基準マネージヤ」のホスト・プロセツサのクロツク・
カウンタの値と、ローカルＭＡＣのクロツク・カウンタ
の値との間の差の値である。これは、ＬＡＮのアダプ
タ、即ちＬＡＮのインターフエース・カードがホスト・
プロセツサのクロツクに対してアクセスを獲得できるよ
うに、ノードのアーキテクチヤ全体に必要な条件を設定
する。
【００２５】 Ｒ＿ｏｕｔ ＝ Ｔ＿ｈｏｓｔ − Ｔ＿ｍａｃ （式２）
【００２６】ＭＡＣのクロツク・カウンタ及びホスト・
プロセツサのクロツク・カウンタは同じサイズで、同じ
クロツク源からクロツクされること、つまり、少なくと
も同じ周波数と同じ精度のクロツク源から刻時されるも
のと仮定する。若し、クロツク・カウンタが異なつたサ
イズのものであつたり、あるいは、ホスト・プロセツサ
のクロツク・カウンタ及びＭＡＣのクロツク・カウンタ
のクロツク周波数が異なつていたりするならば、付加的
なシフト及び乗算が上記の式２において必要とされる。
ホスト・プロセツサがそれ自身のクロツクの値を得る手
段は、このアーキテクチヤにおいて重要ではなく、その
値は従来の任意の方法で得ることができる。
プロセツサのクロツク・カウンタは同じサイズで、同じ
クロツク源からクロツクされること、つまり、少なくと
も同じ周波数と同じ精度のクロツク源から刻時されるも
のと仮定する。若し、クロツク・カウンタが異なつたサ
イズのものであつたり、あるいは、ホスト・プロセツサ
のクロツク・カウンタ及びＭＡＣのクロツク・カウンタ
のクロツク周波数が異なつていたりするならば、付加的
なシフト及び乗算が上記の式２において必要とされる。
ホスト・プロセツサがそれ自身のクロツクの値を得る手
段は、このアーキテクチヤにおいて重要ではなく、その
値は従来の任意の方法で得ることができる。
【００２７】ＴＲ−ＰＤＵの周期的な発生及び転送に関
連したＴＲＭノードのＭＡＣサブ層の処理は、ＴＲ−Ｐ
ＤＵ中の「カウント」フイールドを１にセツトし、転送
遅延の訂正の近似値を計算し、そして、その計算結果
を、転送されるべきＴＲ−ＰＤＵの「訂正」サブ・フイ
ールド中に入れなければならない。ＴＲ−ＰＤＵの最初
の転送において、訂正値は０であることが望ましい。Ｔ
Ｒ−ＰＤＵの次の転送において、ノード間の転送遅延の
整数の近似値を発生し、この近似値を「訂正」サブ・フ
イールドに置くために、ＭＡＣサブ層の時間基準エンテ
イテイは、下記の式３で計算される差を「カウント」サ
ブ・フイールドの値で割らなければならない。 Ｔ＿ｈｏｓｔ − （Ｔ＿ｉｎ ＋ Ｒ＿ｉｎ） （式３）
連したＴＲＭノードのＭＡＣサブ層の処理は、ＴＲ−Ｐ
ＤＵ中の「カウント」フイールドを１にセツトし、転送
遅延の訂正の近似値を計算し、そして、その計算結果
を、転送されるべきＴＲ−ＰＤＵの「訂正」サブ・フイ
ールド中に入れなければならない。ＴＲ−ＰＤＵの最初
の転送において、訂正値は０であることが望ましい。Ｔ
Ｒ−ＰＤＵの次の転送において、ノード間の転送遅延の
整数の近似値を発生し、この近似値を「訂正」サブ・フ
イールドに置くために、ＭＡＣサブ層の時間基準エンテ
イテイは、下記の式３で計算される差を「カウント」サ
ブ・フイールドの値で割らなければならない。 Ｔ＿ｈｏｓｔ − （Ｔ＿ｉｎ ＋ Ｒ＿ｉｎ） （式３）
【００２８】上式のＴ＿ｈｏｓｔは、ＴＲ−ＰＤＵを受
け取つた時（即ちＬＡＮの実行の完了の時）のホスト・
プロセツサのクロツク・カウンタ値である。小さいリン
グのネツトワークにおいては、Ｔ＿ｈｏｓｔ−（Ｔ＿ｉ
ｎ＋Ｒ＿ｉｎ）の差は小さいが、ノードの距離が平均５
００メートルにも及ぶ１００＋ノードの構内ネツトワー
クにおいては、媒体だけで転送遅延が１０分の数ミリ秒
になり得る。
け取つた時（即ちＬＡＮの実行の完了の時）のホスト・
プロセツサのクロツク・カウンタ値である。小さいリン
グのネツトワークにおいては、Ｔ＿ｈｏｓｔ−（Ｔ＿ｉ
ｎ＋Ｒ＿ｉｎ）の差は小さいが、ノードの距離が平均５
００メートルにも及ぶ１００＋ノードの構内ネツトワー
クにおいては、媒体だけで転送遅延が１０分の数ミリ秒
になり得る。
【００２９】「時間基準パラメータの要求」サービス呼
び出しの応答として上方に転送されるＴ＿ｍａｃ及びＴ
＿ｏｕｔの値は、下記の式４に示されたｒの値を計算す
るために、ホスト・プロセツサにおいて動作する「時間
基準」処理によつて使用される。この場合、ｒの値は、
ホスト・プロセツサのローカルのクロツク・カウンタ
を、「時間基準マネージヤ」のホスト・クロツク・カウ
ンタの値と一致させるために用いられる値となる。
び出しの応答として上方に転送されるＴ＿ｍａｃ及びＴ
＿ｏｕｔの値は、下記の式４に示されたｒの値を計算す
るために、ホスト・プロセツサにおいて動作する「時間
基準」処理によつて使用される。この場合、ｒの値は、
ホスト・プロセツサのローカルのクロツク・カウンタ
を、「時間基準マネージヤ」のホスト・クロツク・カウ
ンタの値と一致させるために用いられる値となる。
【００３０】 ｒ ＝ Ｒ＿ｏｕｔ ＋ Ｔ＿ｍａｃ − Ｔ＿ｈｏｓｔ ＝ （Ｒ＿ｉｎ − Ｔ＿ｍａｃ ＋ Ｔ＿ｉｎ） ＋ Ｔ＿ｍａｃ − Ｔ＿ｈｏｓｔ ＝ Ｒ＿ｉｎ ＋ Ｔ＿ｉｎ − Ｔ＿ｈｏｓｔ ＝ Ｔ＿ｔｒｍ − Ｔ＿ｈｏｓｔ （式４） 上式において、Ｔ＿ｈｏｓｔはホスト・プロセツサのク
ロツク・カウンタの値を示し、Ｔ＿ｔｒｍの値は「時間
基準マネージヤ」のホスト・プロセツサのクロツク・カ
ウンタの値を示す。従つて、ｒの値は下記の式５のよう
に、ネツトワーク・ワイドの共通の時間基準値を作るた
めの訂正値として使用される。
ロツク・カウンタの値を示し、Ｔ＿ｔｒｍの値は「時間
基準マネージヤ」のホスト・プロセツサのクロツク・カ
ウンタの値を示す。従つて、ｒの値は下記の式５のよう
に、ネツトワーク・ワイドの共通の時間基準値を作るた
めの訂正値として使用される。
【００３１】 Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ Ｔ＿ｈｏｓｔ ＋ ｒ ＋ カウント* 訂正 （式５）
【００３２】実施例１ 図４は、本発明に従つて３ノードのリング回路を与えら
れたアーキテクチヤの動作を説明するための図である。
クロツク・カウンタ値の大きさは、この実施例の説明の
便宜上秒の単位で与えられるが、この値によつて本発明
を限定して解釈するべきではない。この実施例に示され
たすべてのクロツク・カウンタは、同じ周波数で増分さ
れ、そして、ＴＲ−ＰＤＵは、各「転送」状態マシンに
よつて遅延することなく転送され、すべての転送遅延は
０であるものと仮定する。ノード２は、「時間基準マネ
ージヤ」のノードである。ＴＲ−ＰＤＵの１サイクルの
間に発生されるＴＲ−ＰＤＵメツセージとすべての処理
順序の詳細は、以下の通りである。
れたアーキテクチヤの動作を説明するための図である。
クロツク・カウンタ値の大きさは、この実施例の説明の
便宜上秒の単位で与えられるが、この値によつて本発明
を限定して解釈するべきではない。この実施例に示され
たすべてのクロツク・カウンタは、同じ周波数で増分さ
れ、そして、ＴＲ−ＰＤＵは、各「転送」状態マシンに
よつて遅延することなく転送され、すべての転送遅延は
０であるものと仮定する。ノード２は、「時間基準マネ
ージヤ」のノードである。ＴＲ−ＰＤＵの１サイクルの
間に発生されるＴＲ−ＰＤＵメツセージとすべての処理
順序の詳細は、以下の通りである。
【００３３】ホスト・プロセツサのクロツク・カウンタ
及びＭＡＣのクロツク・カウンタの条件は以下のように
仮定する。 ホスト・プロセツサの ＭＡＣの クロツク・カウンタ クロツク・カウンタ ノード１ ２０００ １５ ノード２ ７８ ７９ ノード３ ５００ ３００
及びＭＡＣのクロツク・カウンタの条件は以下のように
仮定する。 ホスト・プロセツサの ＭＡＣの クロツク・カウンタ クロツク・カウンタ ノード１ ２０００ １５ ノード２ ７８ ７９ ノード３ ５００ ３００
【００３４】「時間基準」マネージヤとして動作するノ
ード２は、以下のサブ・フイールドの値を持つＴＲ−Ｐ
ＤＵを生成する。 式２によつて、Ｒ ＝ Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ７８ − ７
９ ＝ −１ カウント ＝ １ （最初の転送の時） 訂正 ＝ ０ （最初の転送の時） フレーム制御フイールド ＝ ＴＲ−ＰＤＵ
ード２は、以下のサブ・フイールドの値を持つＴＲ−Ｐ
ＤＵを生成する。 式２によつて、Ｒ ＝ Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ７８ − ７
９ ＝ −１ カウント ＝ １ （最初の転送の時） 訂正 ＝ ０ （最初の転送の時） フレーム制御フイールド ＝ ＴＲ−ＰＤＵ
【００３５】変更された「転送」状態マシンは、Ｔ＿ｏ
ｕｔの値＝７９として「Ｔ」サブ・フイールド中にノー
ド２のＴ＿ｍａｃの値を入れる。従つて、ノード２から
転送され、ノード３において受け取られるＴＲ−ＰＤＵ
情報フイールドは以下のように現れる。
ｕｔの値＝７９として「Ｔ」サブ・フイールド中にノー
ド２のＴ＿ｍａｃの値を入れる。従つて、ノード２から
転送され、ノード３において受け取られるＴＲ−ＰＤＵ
情報フイールドは以下のように現れる。
【００３６】
【表１】
【００３７】変更された「受信」状態マシンは、ノード
２から受け取つたＴＲ−ＰＤＵフレームから下記の値を
生成する。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ −１ − ３００ ＋
７９ ＝−２２２ 「カウント」 ＝ １ ＋ １ ＝ ２ 「訂正」 ＝ ０ そして、ＴＲ−ＰＤＵをそのローカルの「転送」状態マ
シンにエンキユーした後に、前に発生された「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しに応答して「時間
基準パラメータ」として、Ｔ＿ｍａｃ＝３００、Ｒ＿ｏ
ｕｔ＝−２２２、「カウント」＝１及び「訂正」＝０を
転送する。
２から受け取つたＴＲ−ＰＤＵフレームから下記の値を
生成する。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ −１ − ３００ ＋
７９ ＝−２２２ 「カウント」 ＝ １ ＋ １ ＝ ２ 「訂正」 ＝ ０ そして、ＴＲ−ＰＤＵをそのローカルの「転送」状態マ
シンにエンキユーした後に、前に発生された「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しに応答して「時間
基準パラメータ」として、Ｔ＿ｍａｃ＝３００、Ｒ＿ｏ
ｕｔ＝−２２２、「カウント」＝１及び「訂正」＝０を
転送する。
【００３８】変更された「転送」状態マシンは、「フレ
ーム制御」フイールドのコード＝ＴＲ−ＰＤＵを検出し
た時に、Ｔ＿ｏｕｔの値＝３００として「Ｔ」サブ・フ
イールド中にノード３のＴ＿ｍａｃの値を入れて、その
ＴＲ−ＰＤＵを転送する。ノード３から転送され、ノー
ド１に受け取られるＴＲ−ＰＤＵ情報フイールドは、以
下のように現われる。
ーム制御」フイールドのコード＝ＴＲ−ＰＤＵを検出し
た時に、Ｔ＿ｏｕｔの値＝３００として「Ｔ」サブ・フ
イールド中にノード３のＴ＿ｍａｃの値を入れて、その
ＴＲ−ＰＤＵを転送する。ノード３から転送され、ノー
ド１に受け取られるＴＲ−ＰＤＵ情報フイールドは、以
下のように現われる。
【００３９】
【表２】
【００４０】ノード３のホスト・プロセツサ中の「時間
基準」処理は、「時間基準パラメータ」を受け取つた時
に、以下のようにしてｒの値を計算する。 式４に従つて、ｒ ＝ −２２２ ＋ ３００ − ５
００ ＝ −４２２ そして、次に、以下のように、ノード３のホスト・プロ
セツサのクロツクを調節する。 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ５００ ＋ （−
４２２） ＋ １*０ ＝ ７８
基準」処理は、「時間基準パラメータ」を受け取つた時
に、以下のようにしてｒの値を計算する。 式４に従つて、ｒ ＝ −２２２ ＋ ３００ − ５
００ ＝ −４２２ そして、次に、以下のように、ノード３のホスト・プロ
セツサのクロツクを調節する。 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ５００ ＋ （−
４２２） ＋ １*０ ＝ ７８
【００４１】ノード１において、変更された「受信」状
態マシンはノード３から受け取つたＴＲ−ＰＤＵフレー
ムから以下の値を生成する。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ −２２２ − １５
＋ ３００ ＝６３ 「カウント」 ＝ ２ ＋ １ ＝ ３ 「訂正」 ＝ ０ そして、そのローカルの「転送」状態マシンにＴＲ−Ｐ
ＤＵをエンキユーした後に、前に発生された「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しに応答して、「時
間基準パラメータ」として、Ｒ＿ｏｕｔ＝６３、「カウ
ント」＝２及び「訂正」＝０と共に、Ｔ＿ｍａｃ＝１５
を転送する。
態マシンはノード３から受け取つたＴＲ−ＰＤＵフレー
ムから以下の値を生成する。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ −２２２ − １５
＋ ３００ ＝６３ 「カウント」 ＝ ２ ＋ １ ＝ ３ 「訂正」 ＝ ０ そして、そのローカルの「転送」状態マシンにＴＲ−Ｐ
ＤＵをエンキユーした後に、前に発生された「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しに応答して、「時
間基準パラメータ」として、Ｒ＿ｏｕｔ＝６３、「カウ
ント」＝２及び「訂正」＝０と共に、Ｔ＿ｍａｃ＝１５
を転送する。
【００４２】変更された「転送」状態マシンは、「フレ
ーム制御」フイールド・コード＝ＴＲ−ＰＤＵを検出し
た時、Ｔ＿ｏｕｔの値＝１５として「Ｔ」サブ・フイー
ルドの中にノード１のＴ＿ｍａｃの値を入れ、そして、
そのＴＲ−ＰＤＵを転送する。ノード１から転送され、
ノード２に受け取られるＴＲ−ＰＤＵの情報フイールド
は、以下のように現われる。
ーム制御」フイールド・コード＝ＴＲ−ＰＤＵを検出し
た時、Ｔ＿ｏｕｔの値＝１５として「Ｔ」サブ・フイー
ルドの中にノード１のＴ＿ｍａｃの値を入れ、そして、
そのＴＲ−ＰＤＵを転送する。ノード１から転送され、
ノード２に受け取られるＴＲ−ＰＤＵの情報フイールド
は、以下のように現われる。
【００４３】
【表３】
【００４４】ノード１のホスト・プロセツサ中の時間基
準処理は、「時間基準パラメータ」を受け取つた時に、
以下のようにしてｒの値を計算する。 式４によつて、ｒ ＝ ６３ ＋ １５ − ２０００
＝ −１９２２ そして、次に、以下のようにしてノード１のプロセツサ
のクロツクを調節する。 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ２０００ ＋
（−１９２２） ＋２*０ ＝ ７８
準処理は、「時間基準パラメータ」を受け取つた時に、
以下のようにしてｒの値を計算する。 式４によつて、ｒ ＝ ６３ ＋ １５ − ２０００
＝ −１９２２ そして、次に、以下のようにしてノード１のプロセツサ
のクロツクを調節する。 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ２０００ ＋
（−１９２２） ＋２*０ ＝ ７８
【００４５】ノード２において、転送の遅延の訂正は式
３を使用して以下のようにして計算される。 訂正 ＝ ［（７８−（１５ ＋ ６３））／３］の整
数部分 ＝ ０
３を使用して以下のようにして計算される。 訂正 ＝ ［（７８−（１５ ＋ ６３））／３］の整
数部分 ＝ ０
【００４６】ＴＲ−ＰＤＵが受け取られた時に、ノード
２において、若し、Ｒ＿ｏｕｔの値、ｒの値及びＴ＿ｈ
ｏｓｔ^の値の計算が遂行されたならば、以下の結果が
得られる。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ＋６３ − ７９ ＋
１５ ＝ −１ 式４によつて、ｒ ＝ −１ ＋ ７９ − ７８ ＝
０ 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ７８ ＋ ０ ＋
３*０ ＝ ７８
２において、若し、Ｒ＿ｏｕｔの値、ｒの値及びＴ＿ｈ
ｏｓｔ^の値の計算が遂行されたならば、以下の結果が
得られる。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ＋６３ − ７９ ＋
１５ ＝ −１ 式４によつて、ｒ ＝ −１ ＋ ７９ − ７８ ＝
０ 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ７８ ＋ ０ ＋
３*０ ＝ ７８
【００４７】１つのＴＲ−ＰＤＵが転送された後のホス
ト・プロセツサのクロツク・カウンタ及びＭＡＣのクロ
ツク・カウンタの状態は以下の通りである。 ホスト・プロセツサの ＭＡＣの クロツク・カウンタ クロツク・カウンタ ノード１ ７８ １５ ノード２ ７８ ７９ ノード３ ７８ ３００
ト・プロセツサのクロツク・カウンタ及びＭＡＣのクロ
ツク・カウンタの状態は以下の通りである。 ホスト・プロセツサの ＭＡＣの クロツク・カウンタ クロツク・カウンタ ノード１ ７８ １５ ノード２ ７８ ７９ ノード３ ７８ ３００
【００４８】実施例２ 図５は、本発明に従つて３ノードのリングを与えられた
アーキテクチヤの動作を説明するための図である。クロ
ツク・カウンタ値の大きさは、この実施例の説明の便宜
上ミリ秒の単位で与えられている。この実施例に示され
たすべてのクロツク・カウンタは、同じ周波数で増分さ
れ、そして、同じノードにあるクロツク・カウンタは、
ＴＲ−ＰＤＵが転送される前に増分され、また、すべて
の転送遅延は０であるものと仮定する。図示の実施例に
おいて、ノード１は、「時間基準マネージヤ」のノード
である。ＴＲ−ＰＤＵの１サイクルの間に発生されるＴ
Ｒ−ＰＤＵメツセージとすべての処理順序の詳細は、以
下の通りである。
アーキテクチヤの動作を説明するための図である。クロ
ツク・カウンタ値の大きさは、この実施例の説明の便宜
上ミリ秒の単位で与えられている。この実施例に示され
たすべてのクロツク・カウンタは、同じ周波数で増分さ
れ、そして、同じノードにあるクロツク・カウンタは、
ＴＲ−ＰＤＵが転送される前に増分され、また、すべて
の転送遅延は０であるものと仮定する。図示の実施例に
おいて、ノード１は、「時間基準マネージヤ」のノード
である。ＴＲ−ＰＤＵの１サイクルの間に発生されるＴ
Ｒ−ＰＤＵメツセージとすべての処理順序の詳細は、以
下の通りである。
【００４９】ホスト・プロセツサのクロツク・カウンタ
及びＭＡＣのクロツク・カウンタの条件は以下のように
仮定する。 ホスト・プロセツサの ＭＡＣの クロツク・カウンタ クロツク・カウンタ ノード１ ４３３１６ ３４５７９ ノード２ ５００ ３４８７３ ノード３ ２０００ １５９４３
及びＭＡＣのクロツク・カウンタの条件は以下のように
仮定する。 ホスト・プロセツサの ＭＡＣの クロツク・カウンタ クロツク・カウンタ ノード１ ４３３１６ ３４５７９ ノード２ ５００ ３４８７３ ノード３ ２０００ １５９４３
【００５０】「時間基準マネージヤ」として動作するノ
ード１は、以下のサブ・フイールドの値を持つＴＲ−Ｐ
ＤＵを生成する。 式２によつて、Ｒ ＝ Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ４３３１６
− ３４５７９ ＝８７３７ カウント ＝ １ （最初の転送の時） 訂正 ＝ ０ （最初の転送の時） フレーム制御フイールド ＝ ＴＲ−ＰＤＵ
ード１は、以下のサブ・フイールドの値を持つＴＲ−Ｐ
ＤＵを生成する。 式２によつて、Ｒ ＝ Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ４３３１６
− ３４５７９ ＝８７３７ カウント ＝ １ （最初の転送の時） 訂正 ＝ ０ （最初の転送の時） フレーム制御フイールド ＝ ＴＲ−ＰＤＵ
【００５１】変更された「転送」状態マシンは、Ｔ＿ｏ
ｕｔの値＝３４５７９として「Ｔ」サブ・フイールド中
にノード１のＴ＿ｍａｃの値を入れる。従つて、ノード
１から転送され、ノード２において受け取られるＴＲ−
ＰＤＵ情報フイールドは以下のように現れる。
ｕｔの値＝３４５７９として「Ｔ」サブ・フイールド中
にノード１のＴ＿ｍａｃの値を入れる。従つて、ノード
１から転送され、ノード２において受け取られるＴＲ−
ＰＤＵ情報フイールドは以下のように現れる。
【００５２】
【表４】
【００５３】変更された「受信」状態マシンは、ノード
１から受け取つたＴＲ−ＰＤＵフレームから下記の値を
生成する。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ８７３７ − ３４８
７３ ＋３４５７９ ＝ ８４４３ 「カウント」 ＝ １ ＋ １ ＝ ２ 「訂正」 ＝ ０ そして、ＴＲ−ＰＤＵをそのローカルの「転送」状態マ
シンにエンキユーした後に、前に発生された「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しに応答して「時間
基準パラメータ」として、Ｔ＿ｍａｃ＝３４８７３、Ｒ
＿ｏｕｔ＝８４４３、「カウント」＝１及び「訂正」＝
０を転送する。
１から受け取つたＴＲ−ＰＤＵフレームから下記の値を
生成する。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ８７３７ − ３４８
７３ ＋３４５７９ ＝ ８４４３ 「カウント」 ＝ １ ＋ １ ＝ ２ 「訂正」 ＝ ０ そして、ＴＲ−ＰＤＵをそのローカルの「転送」状態マ
シンにエンキユーした後に、前に発生された「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しに応答して「時間
基準パラメータ」として、Ｔ＿ｍａｃ＝３４８７３、Ｒ
＿ｏｕｔ＝８４４３、「カウント」＝１及び「訂正」＝
０を転送する。
【００５４】図示の実施例において、エンキユーされる
ＴＲ−ＰＤＵが実際に転送される前に、「転送」状態マ
シンにおいて６単位のキユー動作遅延があるものとす
る。変更された「転送」状態マシンは、「フレーム制
御」フイールド・コード＝ＴＲ−ＰＤＵを検出した時
に、Ｔ＿ｏｕｔの値＝３４８７９として「Ｔ」サブ・フ
イールド中にノード２のＴ＿ｍａｃの値を入れて、その
ＴＲ−ＰＤＵを転送する。ノード２から転送された、ノ
ード３に受け取られるＴＲ−ＰＤＵ情報フイールドは以
下のように現われる。
ＴＲ−ＰＤＵが実際に転送される前に、「転送」状態マ
シンにおいて６単位のキユー動作遅延があるものとす
る。変更された「転送」状態マシンは、「フレーム制
御」フイールド・コード＝ＴＲ−ＰＤＵを検出した時
に、Ｔ＿ｏｕｔの値＝３４８７９として「Ｔ」サブ・フ
イールド中にノード２のＴ＿ｍａｃの値を入れて、その
ＴＲ−ＰＤＵを転送する。ノード２から転送された、ノ
ード３に受け取られるＴＲ−ＰＤＵ情報フイールドは以
下のように現われる。
【００５５】
【表５】
【００５６】ノード２のホスト・プロセツサ中の「時間
基準」処理は、「時間基準パラメータ」を受け取つた時
に、以下のようにしてｒの値を計算する。 式４に従つて、ｒ ＝ ８４４３ ＋ ３４８７３ −
５００ ＝４２８１６ そして、次に、以下のように、ノード２のホスト・プロ
セツサのクロツクを調節する。 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ５００ ＋４２８
６５ ＋ １*０ ＝ ４３３１６
基準」処理は、「時間基準パラメータ」を受け取つた時
に、以下のようにしてｒの値を計算する。 式４に従つて、ｒ ＝ ８４４３ ＋ ３４８７３ −
５００ ＝４２８１６ そして、次に、以下のように、ノード２のホスト・プロ
セツサのクロツクを調節する。 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ５００ ＋４２８
６５ ＋ １*０ ＝ ４３３１６
【００５７】ノード３において、変更された「受信」状
態マシンはノード３から受け取つたＴＲ−ＰＤＵフレー
ムから以下の値を生成する。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ８４４３ − １５９
４７ ＋３４８７９ ＝ ２７３７９ 「カウント」 ＝ ２ ＋ １ ＝ ３ 「訂正」 ＝ ０ そして、そのローカルの「転送」状態マシンにＴＲ−Ｐ
ＤＵをエンキユーした後に、前に発生された「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しに応答して、「時
間基準パラメータ」として、Ｔ＿ｍａｃ＝１５９４３、
Ｒ＿ｏｕｔ＝２７３７９、「カウント」＝２及び「訂
正」＝０を転送する。
態マシンはノード３から受け取つたＴＲ−ＰＤＵフレー
ムから以下の値を生成する。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ８４４３ − １５９
４７ ＋３４８７９ ＝ ２７３７９ 「カウント」 ＝ ２ ＋ １ ＝ ３ 「訂正」 ＝ ０ そして、そのローカルの「転送」状態マシンにＴＲ−Ｐ
ＤＵをエンキユーした後に、前に発生された「時間基準
パラメータの要求」サービス呼び出しに応答して、「時
間基準パラメータ」として、Ｔ＿ｍａｃ＝１５９４３、
Ｒ＿ｏｕｔ＝２７３７９、「カウント」＝２及び「訂
正」＝０を転送する。
【００５８】この実施例において、エンキユーされるＴ
Ｒ−ＰＤＵが実際に転送される前に、「転送」状態マシ
ン中に２単位のキユー動作遅延があるものと仮定する。
変更された「転送」状態マシンは、「フレーム制御」フ
イールド・コード＝ＴＲ−ＰＤＵを検出した時、Ｔ＿ｏ
ｕｔの値＝１５９４５として「Ｔ」サブ・フイールドの
中にノード３のＴ＿ｍａｃの値を入れて、そのＴＲ−Ｐ
ＤＵを転送する。ノード３から転送され、ノード１に受
け取られるＴＲ−ＰＤＵの情報フイールドは、以下のよ
うに現われる。
Ｒ−ＰＤＵが実際に転送される前に、「転送」状態マシ
ン中に２単位のキユー動作遅延があるものと仮定する。
変更された「転送」状態マシンは、「フレーム制御」フ
イールド・コード＝ＴＲ−ＰＤＵを検出した時、Ｔ＿ｏ
ｕｔの値＝１５９４５として「Ｔ」サブ・フイールドの
中にノード３のＴ＿ｍａｃの値を入れて、そのＴＲ−Ｐ
ＤＵを転送する。ノード３から転送され、ノード１に受
け取られるＴＲ−ＰＤＵの情報フイールドは、以下のよ
うに現われる。
【００５９】
【表６】
【００６０】ノード３のホスト・プロセツサ中の「時間
基準」処理は、「時間基準パラメータ」を受け取つた時
に、以下のようにしてｒの値を計算する。 式４によつて、ｒ ＝ ２７３７９ ＋ １５９４７
− ２０００ ＝４１３２２ そして、次に、以下のようにしてノード３のプロセツサ
のクロツクを調節する。 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ２０００ ＋ ４
１３２２ ＋２*０ ＝ ４３３２２
基準」処理は、「時間基準パラメータ」を受け取つた時
に、以下のようにしてｒの値を計算する。 式４によつて、ｒ ＝ ２７３７９ ＋ １５９４７
− ２０００ ＝４１３２２ そして、次に、以下のようにしてノード３のプロセツサ
のクロツクを調節する。 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ２０００ ＋ ４
１３２２ ＋２*０ ＝ ４３３２２
【００６１】ノード１において、転送の遅延の訂正は式
３を使用して以下のようにして計算される。 訂正 ＝ ［（４３３２４ −（１５９４７ ＋ ２７
３７９））／３］の整数部分 ＝ ０
３を使用して以下のようにして計算される。 訂正 ＝ ［（４３３２４ −（１５９４７ ＋ ２７
３７９））／３］の整数部分 ＝ ０
【００６２】ＴＲ−ＰＤＵが受け取られた時に、ノード
１において、若し、Ｒ＿ｏｕｔ、ｒ及びＴ＿ｈｏｓｔ^
の値の計算が遂行されたならば、以下の結果が得られ
る。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ２７３７９ − ３４
５８７ ＋１５９４５ ＝ ８７３７ 式４によつて、ｒ ＝ ８７３７ ＋ ３４５８７ −
４３３２４ ＝０ 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ４３３２４ ＋
３*０ ＝４３３２４
１において、若し、Ｒ＿ｏｕｔ、ｒ及びＴ＿ｈｏｓｔ^
の値の計算が遂行されたならば、以下の結果が得られ
る。 式１によつて、Ｒ＿ｏｕｔ ＝ ２７３７９ − ３４
５８７ ＋１５９４５ ＝ ８７３７ 式４によつて、ｒ ＝ ８７３７ ＋ ３４５８７ −
４３３２４ ＝０ 式５によつて、Ｔ＿ｈｏｓｔ^ ＝ ４３３２４ ＋
３*０ ＝４３３２４
【００６３】１つのＴＲ−ＰＤＵが転送された後のホス
ト・プロセツサのクロツク・カウンタ及びＭＡＣのクロ
ツク・カウンタの状態は以下の通りである。 ホスト・プロセツサの ＭＡＣの クロツク・カウンタ クロツク・カウンタ ノード１ ４３３２４ ３４５８７ ノード２ ４３３２４ ３４８８１ ノード３ ４３３２４ １５９４５
ト・プロセツサのクロツク・カウンタ及びＭＡＣのクロ
ツク・カウンタの状態は以下の通りである。 ホスト・プロセツサの ＭＡＣの クロツク・カウンタ クロツク・カウンタ ノード１ ４３３２４ ３４５８７ ノード２ ４３３２４ ３４８８１ ノード３ ４３３２４ １５９４５
【００６４】以上、ローカル・エリア・ネツトワークに
接続されたホスト・プロセツサのノードを共通の時間参
照値にする手段を与えるために、「時間基準」値を発生
し、配分するためのアーキテクチヤの実施例の詳細が説
明された。
接続されたホスト・プロセツサのノードを共通の時間参
照値にする手段を与えるために、「時間基準」値を発生
し、配分するためのアーキテクチヤの実施例の詳細が説
明された。
【００６５】
【発明の効果】本発明はローカル・エリア・ネツトワー
クによつて相互接続されているデータ処理システムのす
べてのノードに対して極めて正確な時間基準値を与え
る。
クによつて相互接続されているデータ処理システムのす
べてのノードに対して極めて正確な時間基準値を与え
る。
【図面の簡単な説明】
【図１】従来のオープン・システム・インターフエース
（ＯＳＩ）のプロトコルを説明するための表である。
（ＯＳＩ）のプロトコルを説明するための表である。
【図２】従来のＯＳＩの動作を説明するための図であ
る。
る。
【図３】本発明に含まれたアーキテクチヤを動作するた
めに必要なデータのパラメータを含む時間参照のプロト
コル・データ・ユニツトの情報フイールドのフオーマツ
トを示す図である。
めに必要なデータのパラメータを含む時間参照のプロト
コル・データ・ユニツトの情報フイールドのフオーマツ
トを示す図である。
【図４】３ノードのＬＡＮの中で動作する時間基準の配
分アーキテクチヤの第１の実施例を示す図である。
分アーキテクチヤの第１の実施例を示す図である。
【図５】３ノードのリング回路の中で実行される時間基
準の配分アーキテクチヤの第２の実施例を示す図であ
る。
準の配分アーキテクチヤの第２の実施例を示す図であ
る。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 トーマス・シー・ラルヤ アメリカ合衆国ペンシルバニヤ州、モンロ ービル、ニューバリー・ドライブ 316番 地
Claims (2)
- 【請求項１】 リング・トポロジのローカル・エリア・
ネツトワーク（ＬＡＮ）中の複数個のノードに時間基準
値を生成する方法であつて、 (a) ローカル・ノードにおいて、 ローカル・クロツク・カウンタの値を得るステツプと、 上記ＬＡＮ上で受け取つた時間値、カウント値及び訂正
値に、ローカル・クロツクの時間値を付加するステツプ
と、 受け取つた時間値、カウント値及び訂正値において、カ
ウントを１だけ増分するステツプと、 時間値訂正アルゴリズムに基いて訂正フアクタを計算す
るステツプと、 時間基準要求に応答して、増分され訂正された時間値、
カウント値及び訂正値を再び転送するステツプとを含む
ことと、 (b) 時間基準ノードにおいて、 ローカル・ノードから受け取つた時間値、カウント値及
び訂正値で現在の時間基準値を置き換えるステツプと、 新しい時間基準値を作成し、転送するステツプと、 時間基準周期の設定サービス呼び出しに応答して、指定
された値にクロツク・カウンタをリセツトするステツプ
とを含むこととを具備する、複数のノードに時間基準値
を生成する方法。 - 【請求項２】 リング・トポロジのローカル・エリア・
ネツトワーク中の複数個のノードに時間基準値を与える
コンピユータ・システムであつて、 転送状態マシンを制御し、通信バスの競合を開始させる
と共に、ＬＡＮに時間基準値を同報通信する時間基準マ
ネージヤと、 ＬＡＮの時間基準値を受け取り、処理された時間基準値
を周期的に転送する状態マシンと、 ＬＡＮのノードに存在し、同報通信された時間基準値を
受け取り、上記時間基準値に１を加え、訂正フアクタを
計算し、リング・トポロジのローカル・エリア・ネツト
ワークで転送するために状態マシンに時間基準値を戻す
ローカル・プロセツサとからなるコンピユータ・システ
ム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US785713 | 1991-10-31 | ||
| US07/785,713 US5386542A (en) | 1991-10-31 | 1991-10-31 | System for generating a time reference value in the MAC layer of an ISO/OSI communications model among a plurality of nodes |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05235973A true JPH05235973A (ja) | 1993-09-10 |
| JP2565625B2 JP2565625B2 (ja) | 1996-12-18 |
Family
ID=25136394
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4232029A Expired - Lifetime JP2565625B2 (ja) | 1991-10-31 | 1992-08-31 | ノードに時間基準値を生成する方法及びコンピユータ・システム |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5386542A (ja) |
| EP (1) | EP0539704A1 (ja) |
| JP (1) | JP2565625B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US9582550B2 (en) | 2011-10-18 | 2017-02-28 | Fujitsu Limited | Information processing apparatus and method for determining time correction values |
Families Citing this family (23)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| DE4224339A1 (de) * | 1992-07-23 | 1994-01-27 | Sel Alcatel Ag | Bussystem für ein lokales Operationsnetzwerk |
| JP2806751B2 (ja) | 1993-08-26 | 1998-09-30 | 積水化学工業株式会社 | 屋根ユニット |
| US6094672A (en) * | 1997-05-19 | 2000-07-25 | Novell, Inc. | Method and system for time synchronization management |
| US6157957A (en) * | 1998-01-22 | 2000-12-05 | Cisco Technology, Inc. | Clock synchronization system and method using a continuous conversion function for a communication network |
| US6324586B1 (en) | 1998-09-17 | 2001-11-27 | Jennifer Wallace | System for synchronizing multiple computers with a common timing reference |
| US6393126B1 (en) | 1999-06-23 | 2002-05-21 | Datum, Inc. | System and methods for generating trusted and authenticatable time stamps for electronic documents |
| DE10000303B4 (de) * | 2000-01-05 | 2011-09-29 | Robert Bosch Gmbh | Verfahren und Vorrichtung zum Austausch von Daten zwischen wenigstens zwei mit einem Bussystem verbundenen Teilnehmern |
| US7493363B2 (en) | 2001-09-19 | 2009-02-17 | Microsoft Corporation | Peer-to-peer group management and method for maintaining peer-to-peer graphs |
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| US7072432B2 (en) * | 2002-07-05 | 2006-07-04 | Meshnetworks, Inc. | System and method for correcting the clock drift and maintaining the synchronization of low quality clocks in wireless networks |
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| US7613812B2 (en) | 2002-12-04 | 2009-11-03 | Microsoft Corporation | Peer-to-peer identity management interfaces and methods |
| US7596625B2 (en) * | 2003-01-27 | 2009-09-29 | Microsoft Corporation | Peer-to-peer grouping interfaces and methods |
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