JPH0557787B2

JPH0557787B2 -

Info

Publication number: JPH0557787B2
Application number: JP59073118A
Authority: JP
Inventors: Akanhora Ansonii; Jeen Rutsuchii Maikeru; Deiuitsudo Tsuao Chan
Original assignee: American Telephone and Telegraph Co Inc; AT&T Corp
Current assignee: AT&T Corp
Priority date: 1983-04-14
Filing date: 1984-04-13
Publication date: 1993-08-24
Also published as: JPS59200554A; US4593282A; DE3473544D1; EP0122765B1; CA1220577A; EP0122765A2; EP0122765A3

Description

【発明の詳細な説明】本発明は単一の通信ネツトワークによつて、相
互接続された一連のデバイスの間でデータ、音声
およびグラフイツク情報を伝送する装置および技
法に関し、細目的にはローカル・エリア・ネツト
ワークと呼ばれるシステムに適用される共通直列
データ・バス上に同期トラフイツクと非同期トラ
フイツクを統合して乗せるネツトワーク・プロト
コルに関する。

ローカル・エリア・ネツトワーク（LAN）は
ホスト計算機、データ端末、フアクシミリ・スキ
ヤナおよび電話機の如き広い範囲のデータ、音声
およびグラフイツク情報源の間で広帯域通信を提
供することを目的としたデータ通信ネツトワーク
である。通常このようなネツトワークの地理的範
囲は１つのビルあるいは１つのキヤンパスに制限
されており、デバイス間で広帯域（１〜
100Mb／ｓ）の通信を行うためには安価な伝送
媒体を必要とする。多くの人はLANが将来のオ
フイスおよび工場の自動化に対する通信のバツク
ボーンを提供するものと信じている。

最近10年にわたつてLANに対し多数のアーキ
テクチユアが提案されて来ているが、最も一般的
なものは放送バスおよびリングであるが、夫々多
数の変形が存在する。周知のアーキテクチユアに
関してはデイー・デイー・クラーク、ケー・テイ
ー・ポグラン、デイー・ピー・リードの“ローカ
ル・エリア・ネツトワーク入門”、プロシーデイ
ングズ・オブ・ザ・アイ・イー・イー・イー、第
66巻、頁1497〜1517、1978年11月およびシー・ト
ロツパの“ローカル・コンピユータ・ネツトワー
ク・テクノロジ”、アカデミツク・プレス、（ニユ
ーヨーク州）、1981年に述べられている。

放送バスおよびリングのいずれのアーキテクチ
ユアにおいても、種々のデバイスと共通の伝送媒
体の間の必要なインタフエースを提供する電子装
置は分散配置されている。そのため、バスまたは
リング・インタフエース・ユニツトは典型例では
各デバイスと伝送媒体の間に介在されており、こ
のユニツトはまた伝送媒体に対するアクセスを制
御し、ネツトワークに接続された種々のデバイス
の間のコンテンシヨンを解決する機能を有してい
る。一般に、ローカル・エリア・ネツトワークの
伝送媒体は多数のデバイスにより時分割使用され
ている。ある場合には一連のフレーム中のタイム
スロツトは割当てられたプライオリテイ・コード
に基づいて特定のデバイスに割当てられる。伝送
される情報はパケツト化、即ちパケツトに分割さ
れ、各パケツトは発信アドレスデータ、着信アド
レス・データおよびプライオリテイ情報を含んで
いる。この場合、デバイスの出力、ビジー／アイ
ドル状態、あるいは他の要因の性質に依存してあ
る型のデバイスに一定の高いプライオリテイを割
当てることが望ましいことがある。あるいは、以
前にタイムスロツトの制御を得ることに失敗した
デバイスに一時的に高いプライオリテイを与えて
他のデバイスがバスにアクセスする前にアクセス
することを保証することが出来る。

バス・アクセス・プロトコルは制限された通信
ネツトワーク資源の効率のよい公平な割当てをす
ることが重要であるので、多大の研究と努力がリ
ングおよびバスの両方のアーキテクチユアの設計
に対して行われている。現在前述のクラーク等お
よびトロツパの参考文献で述べられている２つの
最も一般的な技法はバス・システムでは衝突検出
を行うキヤリア検出多重アクセス（Ｃ SMA／
CD）とリング・システムでは“トークン・パツ
シング”である。いずれの方式も十分に解析、比
較されている。（これに関してはダブリユー・バ
ツクスの“ローカル・エリア・サブネツトワー
ク：特性比較”、アイ・イー・イー・イー・トラ
ンズアクシヨンズ・オン・コミユニケーシヨン
ズ、第COM−29巻、頁1465−1473、1981年10月
およびイー・アーサーズ等の“トラフイツク処理
特性委員会報告”、ローカル・エリア・ネツトワ
ーク標準に対するアイ・イー・イー・イー・プロ
ジエクト802の作業草稿、1982年６月を参照され
たい。）その結果、CSMA／CDはバス長あるい
は伝送速度が増加するか、またはメツセージ長が
減少すると効率が落ちることが分つている。トー
クン・パツシングの場合には、リング・レイテン
シー（待ち時間）（これはより多くのインタフエ
ース・ユニツトが通信媒体に付加されたときに増
える）が増加すると効率が低下することが知られ
ている。この場合効率はチヤネルのスループツ
ト、ビジー期間中における衝突およびチヤネル・
アイドル状態の生起回数およびバスに接続された
デバイス間で送信される有用なデータにプライオ
リテイおよび制御情報を含めるためのオーバヘツ
ドの如き他のフアクタを含めて考えている。

前述のフアクタに加えて、LANの動作は送信
すべき情報を持つたデバイスが実際に所定のタイ
ムスロツトに対するアクセスを獲得する際に生じ
る不確定さによつて引き起される情報の発信源と
着信地間の伝送システムで導入される遅延によつ
て大きな影響を受ける。更に詳細に述べると、各
端末、即ちデバイスが該デバイスによつて要求さ
れるタイムスロツトに対するアクセスが保証され
ており、所定のデバイスで発生される情報の相続
くパケツトの間の時間間隔が一定であると、デバ
イス間に提供される伝送サービスは同期的である
ようにみえる。ところが種々のデバイスによるデ
ータ・バスのコンテンシヨンにより情報のパケツ
トのあるものが異なる時間遅延されると、その結
果として得られるデバイス間の伝送サービスは非
同期的となる。これは特にデイジタル化音声およ
びフアクシミリ伝送で重大な問題を引き起す。

コンテンシヨンのあるデータ・バスの非同期的
性質によつて引き起されるパケツトの到着時間間
隔の変動を平滑化するために幾つかの異なる技法
が開発されている。最も一般的な技法は着信地で
大きなバツフアを使用して情報の最初のパケツト
を受信デバイスに転送する前に一定時間遅延させ
ることである。この平滑化技法は１より小さいあ
る確率で２つのデバイス間の同期伝送を保証す
る。この確率は情報の最初のパケツトの遅延を増
加させることにより１に近づけることが出来る。
しかし、この最初のパケツトの遅延時間を増加さ
せるには着信地のバツフアの大きさもそれに応じ
て増加させる必要がある。更に、受信デバイスに
転送する前にメツセージ全体を着信地でバツフア
記憶することは音声やインタラクテイブ・データ
の如きリアル・タイム・トラフイツクでは出来な
いし、着信地のバツフアの大きさは応用用途に応
じて変える必要がある。

前述のバス・コンテンシヨン法に固有の時間遅
延制限のために、LANシステムは典型例では非
同期サービス（コンピユータ通信は非同期サービ
スで十分である）の提供に制限されていた。音声
およびグラフイツク通信によつて要求される同期
サービスは従来パケツト交換によるローカル・エ
リア・ネツトワーク環境で実現するには適してお
らず、従つて同期サービスは専用線または回線交
換通信に限られていた。

従つて、本発明の広義の目的は一連の異なつた
型のデバイスを相互接続するタイムスロツトを有
するプライオリテイ・コンテンシヨン・データ・
バス上で同期トラフイツクと非同期トラフイツク
を混在させる簡単で有効な技法と装置を提供する
ことである。詳細に述べると、継続中の同期通信
に対しプライオリテイを与え、各々の接続された
デバイスの異なる要求を考慮に入れ、ローカル・
エリア・ネツトワーク伝送媒体によつて提供され
る通信資源を有効に利用するコンテンシヨン技法
を提供するのが本発明の１つの目的である。

いくつかの同期デバイスおよび非同期デバイス
の共用バスへのアクセスが競合する状況下では、
通常は同期通信を要するデバイスに優先権が与え
られるべきである。そうしないと同期デバイスは
アクセス獲得能力がないためうまくいつている情
報転送をほとんど確実に分裂させてしまうことに
なるからである。その一方、非同期デバイスによ
つてこうむるアクセスにおける遅延は耐えること
ができる。

加えて、一旦アクセスがデバイスによつて取得
されられた場合は、通常新しいデバイスに通信処
理を開始させるよりは、むしろそのデバイスによ
つて既に開始された通信を完了することが望まれ
る。

本発明では、このような目的を達成するため、
求められているアクセスが、(a)同期アクセスか非
同期アクセスか、および(b)進行中のアクセスか初
めてのアクセスか、どうかに依存してアクセスが
競合しているデバイスに対して優先コードを割り
当てるようにしている。

本発明の原理に従い、前述の目的は関連するバ
ス・インタフエース・ユニツト（BIU）を介して
タイムスロツトを有するプライオリテイ・コンテ
ンシヨン・データ・バスに接続されたデバイスで
発生された各々の情報パケツトに融通性のあるプ
ライオリテイ・ワードを割当てる効率の良いバ
ス・コンテンシヨン・メカニズムによつて実現さ
れる。プライオリテイ・ワードは２つの部分を有
している。即ちプライオリテイ・コードを規定す
る１つまたはそれ以上の初期プライオリテイ・ビ
ツトとそれに続く各BIUに固有の２進数である。
プライオリテイ・ワードの第２の部分は例えば
BIUのアドレス（以下ではモジユール番号と呼
ぶ）であつてよい。バス上の時間は一連の連続し
たフレームに分割され、各フレームはタイムスロ
ツトを整数個含む周期的な時間期間として定義さ
れ、従つて各フレーム中の所定のタイムスロツト
に対するアクセスは同期回路を形成することにな
る。バス上のあるタイムスロツトに対するアクセ
スのコンテンシヨンはプライオリテイ・コードと
モジユール番号の両方に対してビツト毎に行わ
れ、最も高いプライオリテイ・ワードを有するデ
バイスがアクセスを獲得することになる。

本発明に従い、プライオリテイ・コード割当て
は(a)要求されている通信の性質（即ち同期通信ま
たは非同期通信）および(b)同期通信が要求されて
いる場合にはデバイスが初めてタイムスロツトを
コンテンシヨンしているのか、あるいは既に形成
された同期通信を継続するためにスロツトをコン
テンシヨンしているかに依存する。非同期通信の
場合には、例えばネツトワーク制御メツセージに
は、長いフイルム転送より高いプライオリテイを
有し得るインタラクテイブ・データ・メツセージ
より高いプライオリテイが割当てられ得るよう
に、異なるプライオリテイ・クラスを規定し得る
プライオリテイ・コードが割当てられる。更に、
プライオリテイ・ビツトはまたプライオリテイ・
クラス内でラウンド・ロビン方式に似た方式を実
現するのに使用できる。同期通信の場合には、デ
バイスが初めてバスにアクセスを求めるときには
該デバイスには第１の低いプライオリテイ・コー
ドが割当てられる。このデバイスが最終的にタイ
ムスロツトに対するアクセスを獲得し、相続くフ
レーム中の当該スロツトで継続中の同期トラフイ
ツクの伝送を継続したいと希望するときには、コ
ンテンシヨンに勝つことを保証する第２のより高
いプライオリテイ・コードが割当てられる。

図示の実施例では、１ビツトのプライオリテ
イ・コードが各デバイスと関連するモジユール番
号にプレフイツクスとして付加されており、この
ビツトは非同期伝送の場合および端末が最初にバ
ス上に同期回路を形成したいと望むときには常に
０にセツトされる。同期通信を形成したいと望む
端末が最終的にコンテンシヨンに勝つと、該端末
はその最初のパケツトをアクセスされたタイムス
ロツトで送信し、相続くフレームの同じスロツト
で伝送を続ける。しかし、このときその伝送が完
了するまでプライオリテイ・ビツトは１にセツト
される。これにより捕捉されたスロツトを後続の
いずれのフレームでも該端末が利用できることが
保証される。何故ならばプライオリテイ・ビツト
は任意の非同期伝送または（０なるプライオリテ
イ・ビツトを有してコンテンシヨンする）新しい
同期伝送が該スロツトにアクセスすることを妨げ
るからである。該スロツト中の継続中の同期伝送
は該端末が該スロツトを初めて捕捉することを妨
げていたかも知れない。

本発明の他の実施例では複数ビツトのプライオ
リテイ・コードが使用されており、形成された同
期回路中の本来ならば使用されないタイムスロツ
トがバス上に非同期トラフイツクを挿入したいと
望んでいる端末によつて捕捉出来るようになる。

本発明の特有の装置により同期通信と非同期通
信の両方を同じタイムスロツトを有するバス上に
おいて効率のよい方法で実行することができる。
本技法は周知のコンテンシヨン解決法とコンパテ
イビリテイが有り、既存の方法と比べて最小のハ
ードウエア付加で実現できる。

本発明の特長および利点は付図と参照して以下
の詳細な記述を読むことにより完全に理解されよ
う。

第１図を参照すると、幾つかの端末デバイスを
直列通信バスに接続した状態を表す簡単化された
図が示されている。デバイス１０１〜１０３は計
算機端末、電話機セツト、グラフイツク入力デバ
イス、または同期的あるいは非同期的に情報を発
生し／または受信するよう作られた任意の他のデ
バイスであつてよい。各デバイス１０１〜１０３
は相応するバス・インタフエース・ユニツト
（BIU）１１１〜１１３を介して直列バス１００
に相互接続されており、これらBIUは各デバイス
に向けられた情報および各デバイスで発生された
情報を適当なフオーマツトにするような機能を有
している。第１図には示されているないが、BIU
は周知の時分割技法を用いて幾つかのデバイスに
対するインタフエースとして動作するように作る
ことも出来る。ある場合にはバス１００はデータ
とコンテンシヨン情報の両方を伝送し、またある
場合には別個のコンテンシヨン・バス１２０が設
けていて、各BIUは両方のバスに接続されてい
る。以下の説明では、単一のバスが設けられてい
るものと仮定するが、本発明はいずれの構成に対
しても使用できることに注意されたい。

第１図に示し、以下で詳細に述べるようにBIU
１１１〜１１３は外に向つて出て行く情報を一定
長のパケツトに分割し、バス・コンテンシヨン情
報を含む適当なヘツダを付加することにより該情
報のフオーマツト付けをするよう作られている。
BIUはまたメツセージ・データを関連するデバイ
スに加える前に到来パケツトから不必要な情報を
取除く。バス１００はワイヤードORバスによつ
て実現される直列のタイムスロツトを有する高速
通信媒体である。バスに対して要求される特性は
周知であり、例えば“VMEバス仕様マニユア
ル”、モトローラ、レビユーＡ、1981年10月で述
べられている。

第２図は例えばバス１００の如きタイムスロツ
トを有する通信バスがコンテンシヨンのないバス
へのアクセスが確保されているときに１対の端末
デバイス間で同期通信を提供するのにどのように
使用されるかを示している。バス上の時刻はスロ
ツト２１０〜２１２の如き一連の相続くタイムス
ロツトとして示されており、各タイムスロツトは
送信デバイス２０１中で発生し、受信デバイス２
０２に向けられた情報で満されている。デバイス
２０１の出力は一定速度で生起する一連のパケツ
ト２２１〜２２５より成るメツセージである。イ
ニシアル・パケツト２２１が組立てられると、該
パケツトは組立過程で要求されるわずかな遅延ｄ
１の後に次に利用可能なタイムスロツト２３１中
に加えられる。受信デバイス２０２（または更に
精確に言うとその関連するBIU）はバスをモニタ
し、再び小さな処理遅延ｄ２の後にタイムスロツ
ト２３１中の情報を抽出する。受信された情報の
フオーマツトはパケツト２４１を再生するため適
当に変更される。

同様の手順がデバイス２０１で発生された後続
のパケツト２２２〜２２５に対しても実行され、
これらパケツトは等間隔のタイムスロツト２３２
〜２３５で夫々送信される。各々の受信されたパ
ケツトは同じ時間幅ｄ２だけ遅延され、それによ
つて第１図のインタフエース・ユニツト１１１〜
１１３で要求されるロジツクは極めて簡単とな
る。

バス１００上のタイム・スロツトに対するコン
テンシヨンが必要なときには第２図に示す同期動
作は中断される。例えば第３図に示すようにパケ
ツト３２１は組立て遅延ｄ１の後にタイムスロツ
ト３３１中に挿入され、処理遅延ｄ２の後にパケ
ツト３４１として復元される。タイムスロツト３
３２中に挿入したかつた次のパケツト３２２はこ
のスロツトに対するバス・コンテンシヨンを失う
かも知れない。すると次に利用可能なスロツト３
３３が使用され得る。このとき復元されたパケツ
ト３４２はパケツト３４１の終了後ｄ３時間が経
過するまで受信デバイスでは入手出来ず、そのた
め受信系列は同期がはずれることになる。遅延量
は利用可能なタイムスロツトに対するアクセスを
獲得する前に送信デバイスが実行しなければなら
ない試行回数に依存する。

前述の困難さを緩和するのに使用される従来の
技法の１つとしてバス上の各々の受信デバイスと
関連するインタフエース・ユニツト中に可変遅延
を挿入し、それによつて相続くパケツトの間のギ
ヤツプを回避する方法がある。これは通常バス・
インタフエース・ユニツトの受信器部分にフアー
スト・イン・フアースト・アウト・バツフアを付
加し、それによつて非同期的に到着する情報を規
則的（同期的）に読み出すことにより実現され
る。この技法の効果は第４図に示されている。送
信デバイス４０１中で発生するパケツト４２１は
小さな組立遅延の後にタイムスロツト４３１中に
挿入される。受信デバイス４０２と関連するイン
タフエース・ユニツトで受信されると、このパケ
ツトはパケツト４４１として受信デバイスに加え
られる前に予め定められた遅延時間ｄ１だけバツ
フアで遅延される。通常タイムスロツト４５２中
に挿入されるべき次に発生されるパケツト４２２
は例えば関連する送信デバイスが必要なときにバ
スにアクセスすることが出来なかつたために２タ
イムスロツト遅延されることがある。このパケツ
トはスロツト４３２中に加えられる。情報がデバ
イス４０２において同期的に受信されることを保
証するために、このパケツトはパケツト４４２と
して受信デバイスに加えられる前にインタフエー
ス・ユニツト中で適当な時間ｄ２だけ遅延されね
ばならない。時間幅ｄ２はバス・アクセスを獲得
するのに要する遅延に相応する量だけ予め定めら
れた遅延時間ｄ１より短い。

タイムスロツト４３３（組立て後次に利用可能
なタイムスロツト）中に挿入されたパケツト４２
３はまた受信バツフアにおいて予め定められた遅
延ｄ１に相応する時間ｄ３だけ遅延される。

第４図の例を見ると、普通であつたらタイムス
ロツト４５４および４５５で夫々送信されるパケ
ツト４２４および４２５は数タイムスロツトの間
アクセス出来ないことが分る。結局これらパケツ
トはスロツト４３４および４３５で夫々送信され
ることになる。その結果、到着したパケツト４４
３はｄ４だけ遅延され、パケツト４４５はより短
いｄ５だけ遅延される。もし相続くパケツトが受
信バツフアによつて提供される最大遅延時間ｄ１
より長い時間アクセスが出来ないと、受信したパ
ケツト中のギヤツプは受信した情報の同期性を破
壊することになる。

本発明に従つて同期通信が可能となる仕方を理
解するためには、デバイスがコンテンシヨンのあ
る通信バス上でタイムスロツトへのアクセスを求
めるときに通常使用されるコンテンシヨン・メカ
ニズムとバスで送信されるメツセージを形成する
パケツトの配置を理解することが有効である。第
５図に示すように、メツセージ５００中の典型的
なパケツト５０１はデーダ部分５１０とデータの
前に位置しているヘツダ部分５１１を含んでい
る。パケツト毎に長さが変化する可能性のあるデ
ータ部分はそれ自信いくつかのフイールドを含ん
でいる。各パケツトのデータ部分の種々の配置法
は当業者にあつては周知であり、本発明を形成す
るものではない。

第５図に示すヘツダ部分５１１は着信および発
信アドレス情報５１２および５１３と、どのデバ
イスが所定の時刻にバスにアクセスして良いかを
決定するのに使用されるコンテンシヨン・ビツト
５１４を含んでいる。ある場合には発信アドレス
の一部またはすべてがコンテンシヨン・ビツト中
に含まれていることもある。本発明においても最
も関心があり、以下で更に詳細に述べるのはこの
コンテンシヨン情報の構成と効果である。

一般的に言うと、各パケツト５０１と関連する
コンテンシヨン情報５１４はバスに接続された各
デバイスの他の接続されたデバイスと比べての相
対的優先順位を決定する数値情報（以下では時と
して“プライオリテイ・ワード”と呼ばれる）で
ある。この情報は一定でも可変でもよいが、２つ
またはそれ以上のデバイスが活性コンテンシヨン
状態にあるときには夫々のプライオリテイ・ワー
ドの値が比較され一番高いプライオリテイを有す
るもの（コンテンダ）が決定される。いずれの２
つのデバイスも同じプライオリテイ・ワードを同
時には使用しないことが要求される。1973年１月
９日付のエツチ・ナカムラの米国特許第3710351
号に述べられている１つのコンテンシヨン解決法
はバスに接続されている各々のデバイスは、バス
が論理ORゲートとして機能し、同時に送受信出
来るという仮定に基づいている。この特性は導通
状態（０ボルト＝論理の１）が非導通状態（＋３
ボルト＝論理の０）よりも支配的であるオープ
ン・コレクタ・バス・ドライバで現われる。デバ
イスはビツト同期しており、それによつて各デバ
イスはビツトの送受信に関して同期している。

バス上の特定のタイムスロツトの開始時点にお
いてコンテンシヨンを解決するために、パケツト
をバス上に加えたい各デバイスはそのプライオリ
テイ・ワードを最上位ビツトを先頭にして送信を
開始する。それと同時に、各デバイスはバスを読
む。プライオリテイ・ワード中の各ビツトがバス
上に送信された後に、デバイスは各々自分が送信
したビツトが受信されたものと異なるかどうかを
判定する。もし異なる場合にはそのデバイスはコ
ンテンシヨン（競争）を中止する。何故ならばよ
り高いプライオリテイを有するデバイスが競争相
手として存在するからである。このコンテンシヨ
ン過程により０を送信したのに１が受信されたデ
バイスはそのプライオリテイ・ワードの更なる送
信を中止することになる。プライオリテイ・ワー
ドの送信の終了時点において、最も高いプライオ
リテイ・ワードを有するデバイスが対象となつた
タイムスロツトに対するコンテンシヨンの勝者と
なり、他からの干渉を受けることなくそのパケツ
トの残りの部分の送信を継続する。次のタイムス
ロツトの期間中もコンテンシヨン操作が繰返され
る。

前述のユニークな一定のプライオリテイ・ワー
ドの値を使用した各々のデバイスに基づくコンテ
ンシヨンはバス資源の不公平な割当てが生じるこ
とになる。何故ならば負荷が大きい場合には高い
プライオリテイ・ワードを有するデバイスで発生
されるパケツトは低いプライオリテイ・ワードを
有するデバイスよりずつと小さな遅延しか受けな
いからである。この不公平を回避するために、１
ビツトのプライオリテイ・ビツトがプライオリテ
イ・ワードを形成するのに使用される固定情報に
プレフイツクスとして付加されるグループ・コン
テンシヨン法が考案された。固定情報（これは例
えば固有のBIUアイデンテイフイケーシヨン番号
であつて良い。）と異なり、プライオリテイ・ビ
ツトは時間と共に変化可能で、２つまたはそれ以
上のBIUが同じプライオリテイ・ビツトを同時に
使用することが出来る。この方法では、バス・コ
ンテンシヨンはプライオリテイ・ビツトおよび固
定情報の両方を含むプライオリテイ・ワード全体
にわたつて生じる。プライオリテイ・ビツトが送
信された後、最も高いプライオリテイを有するコ
ンテンダ・モジユールのみが固定情報を使用して
コンテンシヨンを継続する。このグループ・コン
テンシヨン法では最初にバスを要求するデバイス
はそのプライオリテイ・ビツトを０にセツトす
る。もし他のコンテンダ・デバイスがこのビツト
を１にセツトしていたためにこのデバイスがコン
テンシヨンに敗けると、該デバイスはそのプライ
オリテイ・ビツトを０にセツトしてコンテンシヨ
ンを継続する。もしこのデバイスがコンテンシヨ
ンに敗け、勝者がこのビツトを０にセツトしてい
た場合には、該デバイスはそのプライオリテイ・
ビツトを１にセツトし次のスロツトでコンテンシ
ヨンを行い、敗ければいずれ勝つまで同じことを
繰返す。デバイスがコンテンシヨンに勝つと、そ
のプライオリテイ・ビツトは最びコンテンシヨン
を行う前に必要ならば０にリセツトされる。

グループ・コンテンシヨン法では最初のスロツ
トを除くすべてのスロツトが１に等しいプライオ
リテイ・ビツトを有するパケツトを含むようなサ
イクルがバス上に現われる。その結果、バス上に
パケツトを挿入したい各デバイスは、そのデバイ
スが新らしく発生された情報をバス上に挿入する
前にそのデバイスは次のサイクルまで待たなけれ
ばならないという条件付で各サイクル中に１つの
パケツトを送信する機会が与えられることにな
る。

前述したグループ・コンテンシヨン法が使用す
ることにより利点が得られるが、バスへのアクセ
スは非同期的となる。何故ならばコンテンシヨン
過程は同じデバイスからのパケツトは伝送される
前に可変時間遅延されるからである。チヤネルの
帯域幅も遅延も一定であるようなデータのリア
ル・タイムの同期伝送を必要とするPCM音声の
如き通信はこのような技法を使用したLAN環境
で実現することは適していない。

本発明に従う技法および装置を用いれば、同期
回路を要求するデバイスがバス上の特定のタイム
スロツトに対するアクセスを一度獲得すると、該
デバイスはその後、該デバイスがアクセスを放棄
したいと望むまで後続のフレーム中の同じタイム
スロツト中にそのパケツトを挿入することが出来
るようになる。このような同期回路の形成は、各
デバイスに割当てられたプライオリテイ・ワード
中の他のコンテンシヨン情報にプライオリテイ・
コードを形成する１つまたはそれ以上のビツトを
付加するユニークなプロトコルにより達成され
る。プライオリテイ・コードの割当てはバスに接
続された各デバイスと関連するバス・インタフエ
ース・ユニツトによつて制御される。

第１の図示の実施例では、プライオリテイ・コ
ードは各々のBIUと関連する（一般には固定の）
ユニークなモジユール番号にプレフイツクスとし
て付された単一のビツトである。プライオリテ
イ・ビツトは非同期トラフイツクに対しては常に
０にセツトされる。同期回路を形成したいと望む
デバイスが最初にバスをコンテンシヨンするとき
には、そのプライオリテイ・ビツトは０にセツト
される。デバイスがコンテンシヨンに勝つと、該
デバイスはその第１のパケツトを送信し、次いで
１フレーム後同じタイムスロツトで伝送を継続す
る。このときその伝送が完了するまでプライオリ
テイ・ビツトは１にセツトされる。その同期回路
を解放するには該デバイスは送信を停止すればよ
い。

通信の同期／非同期性を考慮に入れた１ビツ
ト・プライオリテイ・コードの使用法およびその
初期／継続状態が第６図に示されている。この場
合共通バス上の時間は一連のフレーム６０１〜６
０３に分割されており、各フレームは例えば４つ
のタイム・スロツト６１１〜６１４、６２１〜６
２４および６３１〜６３４を夫々含んでいる。未
だ通信を行つていないデバイスが最初フレーム６
０１中のタイム・スロツトをコンテンシヨンする
とき、該デバイスと関連するプライオリテイ・ワ
ード中の１ビツト・プライオリテイコードは０に
セツトされる。そしてバスに対するアクセスを獲
得し、その新らしく捕捉したスロツト（例えばス
ロツト６１２）中でそのパケツトを送信するデバ
イスはプライオリテイ・ワードの残りの部分（通
常はモジユール番号）の評価に依存する。後続の
フレーム６０２，６０３中において、特定のスロ
ツト（例えば第６図の第２のタイム・スロツト）
に対するアクセスを獲得したデバイスはそのスロ
ツト（例えばスロツト６２２，６３２）に対する
コンテンシヨンを継続するが、そのプライオリテ
イ・ビツトは１にセツトされる。このプロトコル
はバスへのアクセスを最初に獲得した同期回路を
求めているデバイスがスロツトを得ることを保証
する。何故ならばフレーム６０２および後続のフ
レーム中で１にセツトされたプライオリテイ・ビ
ツトは（０にセツトされたプライオリテイ・ビツ
トとコンテンシヨンする）任意の非同期伝送また
は新らしい同期伝送が該スロツトにアクセスする
ことを妨げるからである。ここでスロツト６１２
中の任意の継続中の同期伝送はデバイスが最初に
該スロツトを捕捉することを妨げていたことに注
意されたい。

前述のコンテンシヨン・プロトコルは“勝利を
得た”デバイスにコンテンシヨンの生じたバス上
の捕捉されたタイムスロツトに対する連続した同
期的アクセスを保証するが、勝利を得たデバイス
がバス・フレーム速度より低い速度で伝送すべき
パケツトを発生する場合には効率が悪くなる。例
えばフレーム当りの１タイムスロツトが64kb／
ｓの同期回路を構成するような速度でフレームが
生起する場合には、32kb／ｓの速度で同期的に
送信を行うデバイスは１フレームおきに１タイム
スロツトを必要とするだけである。第７図に示す
ように、この場合にはスロツトが無駄になるかま
たは同期通信を行つている２つのデバイスによる
コンテンシヨンが生じることになる。詳細に述べ
ると、フレーム７０１中のタイムスロツト７１１
に対するアクセスは32kb／ｓの回路を要求する
デバイスにより先行するフレーム中で得られてい
たかも知れない。フレーム７０２中においては、
相応するタイムスロツト７１２が利用可能であ
り、このスロツトは64kb／ｓの回路を要求する
第２のデバイスによつてアクセスされ得る。その
結果、両方のデバイスがフレーム７０３中のタイ
ムスロツト７１３をコンテンシヨンするときその
プライオリテイ・ビツトを１にセツトし、小さい
モジユール番号を有するデバイスがバスを他方の
デバイスに譲ることになる。あるいはスロツト７
１１を獲得したデバイスは後続のフレーム７０２
および７０３中の相応するスロツト７１２および
７１３が実際に必要であろうとなかろうと、ある
いは使用されようとされまいと、これら使用され
ていないスロツト中に１にセツトしたプライオリ
テイ・ビツトを単に挿入することによりバス上の
他のデバイスが使用出来ないようにすることも出
来る。この解決法は干渉が回避されるが効率は低
下する。

第７図に示す問題を回避し、非同期トラフイツ
クに対して利用可能な現在使用中の同期回路を有
するデバイスにはタイムスロツトを使用させない
ために、２ビツトのプライオリテイ・ビツトを含
むプライオリテイ・コードをBIUに依存するコン
テンシヨン情報と関連して各デバイスに対するプ
ライオリテイ・ワードを形成するのに使用するこ
とが考えられる。この方法ではデバイスが最初に
同期回路を形成したいと望むとき、該デバイスは
その２ビツトのプライオリテイ・ビツトを00にセ
ツトしてバス・タイム・スロツトをコンテンシヨ
ンする。いずれスロツトを獲得した後、そのタイ
ムスロツトは、該デバイスが11または01なるプラ
イオリテイ・コードでコンテンシヨンを行うこと
を許容することにより該デバイスが該スロツトの
制御を放棄するまで、次のフレームおよびその後
のすべてのフレームを自分で使用するために予約
される。該デバイスが実際に予約されたタイムス
ロツトを使用したい場合には、該デバイスはその
２ビツト・プライオリテイ・ビツトを11にセツト
し、該デバイスが所定のフレーム中の該スロツト
を必要としないが、同期回路を後で使用するべく
保存しておきたい場合には、該デバイスはプライ
オリテイ・ビツトを01にセツトし、２ビツトのプ
ライオリテイ・ビツトの期間中においてのみ該ス
ロツトのコンテンシヨンを行う。この方法では非
同期伝送を希望するデバイスはプライオリテイ・
ビツトを10にセツトする。

前述のことにより、現在進行中の同期伝送に対
して与えられているプライオリテイ・コード１１
は、捕捉したスロツトを予約しているデバイスの
意志によるときを除き、この捕捉されたスロツト
に他のデバイスがアクセスすることを妨げる。現
在進行中の同期回路を有するデバイスに割当てら
れたプライオリテイ・コード01は予約を行つてい
るデバイスが放棄したスロツトを（プライオリテ
イ・コード10を有する）非同期パケツトが使用す
ることを許容するが、（プライオリテイ・コード
00を有する）新らしい同期伝送が該スロツトを捕
捉することは妨げる。

本発明に従う２ビツトのプライオリテイ・コー
ド・プロトコルが第８図に示されている。最初の
フレーム８０１ではバス上で未だデータを送信し
ていないデバイスは最初同期通信を希望する場合
にはプライオリテイ・ビツトを00にセツトし、非
同期通信を希望する場合にはプライオリテイ・ビ
ツトを10にセツトして使用されていないタイムス
ロツト８１１をコンテンシヨンする。この方法で
は非同期回路が初めてアクセスを求めている同期
回路よりも高いプライオリテイを有することが許
容される。同期通信を求める勝利を得たデバイス
は後続のフレーム８０２および８０３中の相応す
るスロツト８１２および８１３に対するアクセス
が保証される。何故ならば該デバイスはバス上に
パケツトを実際に挿入したいときにはプライオリ
テイ・ビツトを11（フレーム８０２）に、同期伝
送を一時的に停止するときには01（フレーム８０
３）にセツト出来るが、該スロツトは後で使用出
来るよう予約されているからである。プライオリ
テイ・コードが01であると、スロツト８１３は非
同期通信を希望するデバイスによつてはアクセス
され得るが、新らしい同期回路を希望する他のデ
バイスによつてはアクセス出来ない。

非同期通信に対し初めての同期通信を求めるデ
バイスに割当てられるコード00よりプライオリテ
イの高い10なるコードを割当てることにより幾つ
かの利点が実現される。まず第１に同期回路を形
成したデバイスが非同期通信を求めるデバイスに
対し使用されていないスロツトを譲渡することが
出来る。これは非同期通信に対するコード10の方
がタイムスロツトを譲渡するのに使用されるコー
ド01よりプライオリテイが高いことによる。もち
ろん、コード01を有する予約されたスロツトはプ
ライオリテイ・コード00を有する初めて同期回路
を求めるデバイスによつてはアクセスされ得な
い。第２に、非同期通信に対し初めて同期回路を
求めるデバイスよりも高いプライオリテイを与え
ることは有利である。何故ならば、バツフア記憶
された非同期パケツトを大量に未処理状態として
おくよりも初めての同期通信を遅延させた方が一
般に害が少いからである。

前述の２ビツトのプライオリテイ・コードを更
に拡張してフレーム毎の単一のタイムスロツトを
各々ｎフレームに毎に１タイムスロツトを要求す
るｎ≧２個の同期回路により共有させることが考
えられる。（但しここでｎは2^b−１の整数の集合
が選択されるものとし、ｂは選択されたシステ
ム・パラメータである。）この拡張では前述の２
ビツトのプライオリテイ・コードにはｂビツトの
アイデンテイフイケーシヨン・コードが先行して
いる。このｂビツトはバス・コンテンシヨンを解
決するために使用するのではなく、各々の同期回
路と関連するフレームの周期性(n)を同定するため
にのみ使用される。最初、ｂビツトのアイデンテ
イフイケーシヨン・コードは０にセツトされてい
る。（周期ｎ２を有する）同期回路を要求する
デバイスがタイムスロツトを捕捉すると、ｂビツ
トの所望の同期伝送速度を表わすアイデンテイフ
イケーシヨン・コードが、該デバイスがそのの同
期回路を保持している間、各フレーム中の該捕捉
されたスロツトの最初のｂビツトで伝送される。
ｎフレームおきに該デバイスはその２ビツトのプ
ライオリテイ・ビツトを11にセツトする（かまた
は該デバイスがそのスロツトを非同期トラフイツ
クに利用させようとするときには01にセツトす
る。）ｎフレームの内の残りのｎ−１のフレーム
に対しては、該デバイスはスロツトに対するコン
テンシヨンは行なわず、これらタイムスロツトは
同期回路を要求する他のデバイスによつてコンテ
ンシヨンされる。しかし、ｂビツトのアイデンテ
イフイケーシヨンによつて示されるように、ｎフ
レームの周期で同期回路を要求するデバイスのみ
がこれらタイムスロツトに対するコンテンシヨン
を行なうことが許容される。同じスロツトで同期
回路を形成するのに成功した他のデバイスは各フ
レームでｂビツトのアイデンテイフイケーシヨ
ン・ビツトを送信する。（同じスロツトで同じｂ
ビツトのアイデンテイフイケーシヨン・コードを
送信する２つまたはそれ以上のデバイスは何らの
問題も生じさせない。何故ならばバスはワイヤー
ドORゲートのように動作するからである。）従
つて、このタイムスロツトを同期通信のために使
用する付加的なデバイスが付加または除去される
とき、同期伝送速度は少くとも１つのデバイスか
らの同期伝送が該スロツト中で活性状態に留まる
限り不変である。

前述した同期トラフイツクと非同期トラフイツ
クの両方に対処するプライオリテイ・コードを割
当て、それと同時にバスに接続され得るデバイス
に対し複数個のプライオリテイ・クラスを提供す
るために、３ビツトのプライオリテイ・ビツトよ
り成るプライオリテイ・コードが第９図に示すよ
うに使用される。このプロトコルを用いると、現
在進行中の同期伝送は最高のプライオリテイ・コ
ード１１１をとり、同期コンテンシヨン（即ち同
期回路を形成するためのコンテンシヨン）および
同期予約（即ち非同期トラフイツクに対し使用さ
れていないスロツトを開放すること）は最下位２
つのプライオリテイ・コード（000および001）を
占める。残りの５つのコードは非同期トラフイツ
クによつて使用され、３つのプライオリテイ・ク
ラスを含んでいる。プライオリテイ・コード10X
および01Xによつて表わされる下位の２クラスは
前述のグループ・コンテンシヨン法に従つて変化
し得る最下位ビツトＸを有している。ここで10X
コードは例えばインタラクテイブ・トラフイツク
によつて使用され、01Xコードは非インタラクテ
イブ・トラフイツクに割当てられる。この方法で
は、第３のプライオリテイ・クラス１１０はネツ
トワーク制御信号の如きより高いプライオリテイ
情報に対して使用することが出来る。

下位ｋ個のプライオリテイ・コード（即ちｋ＝
３のときに000，001、および010）がバス上の同
期通信を初めて形成することを求めているデバイ
ス間のプライオリテイを予め決定するのに使用す
るような別の３ビツトのプライオリテイ・コード
を使用することも出来る。この方法では、次に高
位のコード011は同期回路に対するアクセスを獲
得したデバイスが使用されていないタイムスロツ
トを非同期トラフイツクに譲渡することを許容す
るのに使用される。以前と同様、残りのすべての
非同期コード１００，１０１，１１０より高位の
プライオリテイ・コード１１１は形成された同期
回路で同期伝送を行うために予約されている。

必要な場合には、バスに接続されたデイジタル
端末装置の中で更に他のプライオリテイ・クラス
を形成するために付加的なビツトをプライオリテ
イ・コードに対して使用することが出来る。この
場合システム・オーバヘツドが増加するが、時に
はより望ましいフレキシビリテイが増加する。一
般に、ｎビツトのプライオリテイ・ビツトが使用
されると、2ⁿ−３のプライオリテイ・コードが非
同期トラフイツクに対して使用することが出来
る。この場合グループ・コンエンシヨンが望まれ
る場合には、各々のプライオリテイ・クラスには
２つのプライオリテイ・コードが割当てられねば
ならない。前述の如く残りの３つのプライオリテ
イ・コードは初めての同期コンテンシヨン、進行
中の同期伝送および同期予約に使用される。

通信媒体に対する初期同期アクセスをコンテン
シヨンしているデバイスに、非同期アクセスをコ
ンテンシヨンしているデバイスと等しいか又は高
いのプライオリテイを与え、かつ同期伝送を行つ
ているデバイスが使用されていないタイムスロツ
トを非同期トラフイツクに譲渡する能力を保持す
ることが望まれる場合には、非同期デバイスが従
うコンテンシヨン手順もまた変更するならば、前
述の２ビツトのプライオリテイ・コードも以下で
述べるように変更することが出来る。詳細に述べ
ると、非同期コンテンシヨンを行つているデバイ
スが最初のプライオリテイ・コード・ビツトが評
価され、第２のプライオリテイ・コードの評価を
開始するとき生じる結果を抑圧、即ち無視するよ
う作られているならば、表１に示すプライオリテ
イ・コード割当てを使用することが出来る。最初
のプライオリテイ・コードの評価を無視する機能
は以下で述べるように１ビツト時間の間、第１４
図に示すコンテンシヨン・ロジツクにスタート信
号を加えるのを遅延させることにより実現され
る。

表１コンテンシヨンの対象プライオリテイ・コード１継続した同期アクセス 11 ２同期アクセスの予約 10 ３初めての同期アクセス 01 ４非同期アクセス 00 この方法では初めての同期アクセスは非同期ア
クセスよりも高いプライオリテイを有している。
何故ならばプライオリテイ・コード01中の第２の
ビツトはコード00中の第２のビツトより高いプラ
イオリテイを有しているからである。しかし、プ
ライオリテイ・コード１０によりタイムスロツト
が後で同期アクセスを行うべく予約されている
と、非同期アクセスを求めている１つまたはそれ
以上のデバイスは最初のビツトのコンテンシヨン
結果を無視し、第２のプライオリテイ・コード・
ビツト０でコンテンシヨンを開始する。先に説明
したように、予約を行つているデバイスはその２
ビツトのプライオリテイ・コードがバスに加えら
れた後、コンテンシヨンを中断し、１つまたはそ
れ以上の非同期デバイスはコンテンシヨンを継続
する。そして最終的には最も高いプライオリテ
イ・ワードを有するデバイスが所望の如くアクセ
スを獲得する。同期コンテンシヨンを求めるデバ
イスに割当てられたプライオリテイ・コードを01
から00に変更するが、前述の手順は保持したまま
で、同期通信と非同期通信の両方に対するタイム
スロツトへの初めてのアクセスは同等になる。

第１０図はデイジタル端末装置（DTE）１０
０１をタイムスロツトを有するバス１００６に相
互接続するバス・インタフエース・ユニツト１０
００のブロツク図である。先に述べた如く、イン
タフエース・ユニツト１０００（これは第１図の
BIU１０１〜１０３に相応する）によつて提供さ
れる１つの主要な機能はバス上のタイム・スロツ
トにアクセスするためのコンテンシヨンを解決す
ることである。BIUの他の機能は、ヘツダ情報と
DTE１００１で発生されバス１００６上のタイ
ムスロツト中に挿入すべきデータを含むパケツト
の組立てと、到来データの分解である。回路１０
０２中で実行される組立ておよび分解はあらゆる
パケツト交換ネツトワーク・アーキテクチユアで
要求されるものであり多数の文献で述べられてい
る。回路１００２中で実行される操作（その詳細
は本発明を構成するものはない）の概要はエー・
エス・タネンバオムの“コンピユータ・ネツトワ
ーク”、プレンテイス・ホール、1981年、3.4.3節
に述べられている。パケツト組立／分解回路の例
はDECNET（デイジタル・エクウイツプメント・
コーポレーシヨン）、SNA（IBM）、イーサネツト
（ゼロツクス）、ローカルネツト（サイテツク）お
よびネツト／ワン（アンガーマン−バス）（最後
の３つのシステムはローカル・エリア・ネツトワ
ークである）として知られる商用のシステム中に
見出すことが出来る。

パケツトが組立てられるとき、回路１００２は
（線路１００８を介して）パケツト・レデイ・イ
ンデイケーシヨンを判定ロジツク１００３に加
え、バス１００６上でパケツトを送信するための
タイムスロツトが要求されていることを示す。そ
れと同時に、要求されている通信の型（例えば非
同期または同期）を記述する情報がまたロジツク
１００３に加えられる。

選択された特定のプロトコルに応じて、判定ロ
ジツク１００３（これは以下で更に詳細に述べる
が有限状態ロジツク・マシンであつて良い）は
（線路１００９を介して）制御信号をコンテンシ
ョン・ロジツク１００４に加え、バス１００６に
接続された他のBIUからBIU１０００を識別する
ロジツク１００４内にある（一般には一定の）ユ
ニークなコンテンシヨン情報（例えばモジユール
番号）にプレフイツクスとして付加すべき適当な
プライオリテイ・コードを指示する。次のタイム
スロツトの開始時点において、第５図のプライオ
リテイ・ワード５１４を形成するプライオリテ
イ・ビツトと残りのコンテンシヨン情報が１時に
１ビツト最上位ビツトを先頭としてNORゲート
１００５を介してバス１００６に加えられる。先
に述べた如く、バス１００６はORゲートとして
作用し、従つて（負論理では）いずれかの接続さ
れたBIUの出力が低レベルであるとバスの電圧は
低レベルとなる。バスの状態はインバータ１００
７を介して受信された入力を介してコンテンシヨ
ン・ロジツク１００４によつてモニタされてい
る。ロジツク１００４は加えられたプライオリテ
イ・ワードと受信されたコンテンシヨン情報の相
違によつて現在のタイムスロツトへアクセスしよ
うとする試みを終了させるように作られている。
他方、ゲート１００５を介して加えられたプライ
オリテイ・ワード全体がインバータ１００７を介
してロジツク１００４により受信された情報と同
一であるときにアクセスが成功したことが示され
る。

タイムスロツトに対するアクセスが得られる
と、コンテンシヨン・ロジツク１００４は判定ロ
ジツク１００３およびパケツト組立／分解回路１
００２に線路１０１０および１０１１を介して信
号を加え、それによつて回路１００２中で組立て
られたパケツトはNORゲート１００５を介して
獲得したスロツト中に加えられる。DTE１００
１により発生された後続のパケツトが同じ同期メ
ツセージの一部分であると、これらパケツトは同
様に回路１００２中で組立てられ、ゲート１００
５を介してバス１００６に加えられる。しかし、
これらのパケツトに対し、判定ロジツク１００３
は前述の選択されたプロトコルに従つて適当な
（しかし異なる）プライオリテイ・コードを挿入
するよう作られており、それによつてコンテンシ
ヨン・ロジツク１００４は同期通信に必要なスロ
ツトに対するアクセスを獲得することが保証され
る。メツセージ中のすべてのパケツトが処理され
ると、メツセージ終了信号がパケツト組立／分解
回路１００２から線路１００８を介して判定ロジ
ツク１００３に加えられる。

パケツト組立／分解回路１００２はまたインバ
ータ１０１２からの入力を介してバス１００６を
モニタし、BIU１０００と関連するDET１００
１に向かうパケツトを抽出する。この抽出過程は
当業者にあつては周知である。種々の技法がこの
目的のために使用されている。

また第１０図には前述のｂビツトの同期伝送速
度アイテンテイフイケーシヨン・コードを発生し
たい場合に判定ロジツク１００３の制御の下で使
用し得るオプシヨナル・コード発生器１０２０が
示されている。DTE１００１によつて要求され
る同期通信速度に従い、適当なｂビツト・コード
がコード発生器１０２０内のシフト・レジスタ中
にロードされる。判定ロジツク１００３の制御の
下で、このコードは適当な時点でバス上に送出さ
れる。

判定ロジツク１００３中で実行される制御過程
が第１１図に示されている。パケツト組立／分解
回路１００２が、メツセージ中の第１のパケツト
が組立てられ、バス１００６上に加える準備が出
来たことを示すパケツト・レデイ・インデイケー
シヨンを線路１００８上に発生するとき、適当な
プライオリテイ・コードがステツプ1102で選択さ
れる。本発明に従い、プライオリテイ・ワード中
に組込まれている特定のプライオリテイ・コード
は(1)同期伝送が要求されているのか非同期伝送が
要求されているのか、および(2)タイムスロツトが
既に捕捉されているのかどうかに依存する。先に
議論した本発明の１ビツトおよび２ビツトのプラ
イオリテイ・コード・コンテンシヨン・プロトコ
ルが第１２図および第１３図に示されており、以
下これに関して述べる。

一度適当なプライオリテイ・コードが決定され
ると、該コードは（線路１００９を介して）コン
テンシヨン・ロジツク１００４に加えられ、そこ
でプライオリテイ・ワード全体がバスに加えられ
る。コンテンシヨンの結果はコンテンシヨン・ロ
ジツク（第１４図）で決定され、その結果は線路
１０１０を介してロジツク１００３に加えられ、
そこで勝利または敗退の判定はその後にプライオ
リテイ・コードを形成する仕方を決定するのに使
用される。（ステツプ1103）コンテンシヨンに失敗すると、判定ステツプ
1103中における敗退判定により（非同期伝送が前
述のグループ・コンテンシヨン法を使用している
場合の最下位ビツトを除いて）同じプライオリテ
イ・コードを使用したプライオリテイ・コード選
択（ステツプ1102）が繰返される。このループは
最終的にBIU１０００がコンテンシヨンに勝つま
で必要なだけ繰返される。コンテンシヨンに成功
すると、組立てられたパケツトはロジツク１００
４からの制御信号をパケツト組立て回路１００２
に加えることによりバスで伝送された（ステツプ
1104）、次にこのようにして伝送されたパケツト
がDTE１００１により形成されたメツセージ中
の最後のパケツトであるかどうかを決定するテス
トが行なわれる。（ステツプ1105）線路１００８
上でメツセージの終了信号が検出されると、判定
ロジツク１００３は第１１図のステツプ1106の過
程を終了する。メツセージの終了信号が検出され
ず、付加的なパケツトが伝送される場合には、パ
ケツト組立／分解回路１００２から抽出された情
報は、所望の伝送が同期的であるか非同期的であ
るかに関する判定を行う（ステツプ1107）のに使
用される。非同期伝送の場合、バス・アクセスを
獲得するための後続の試みで使用されるプライオ
リテイ・コードはプライオリテイ・コード選択ス
テツプ1102を直ちに組返すことにより決定され
る。他方、同期伝送の場合、成功したコンテンシ
ヨンの期間中、BIU１０００によつて捕捉された
タイムスロツトの各フレーム内の位置を示す計数
値は保持される。（ステツプ1108）適当なプライ
オリテイ・コードまたはステツプ1102を繰返すこ
とにより選択されるが、アクセスは記憶された計
数値により指示される捕捉されたスロツトが後続
のフレームで再び生起するときのみ試みられる。

オプシヨナル・コード発生器１０２０がサブレ
ートの同期伝送に対して使用されるとき、コード
発生器１０２０はスロツト1120において各フレー
ムの捕捉されたスロツトの開始時点で信号が加え
られ、このときコードはスロツトの最初のｂビツ
トで送信される。サブレートの伝送を行うにはｎ
フレーム毎に１スロツトのみが必要とされるが、
使用されていないフレームではそのスロツトが特
定の速度クラスに属することを示すためすべての
フレームでもｂビツトのコードが送信される。

第１２および１３図は夫々本発明のバス・コン
テンシヨン・プロトコルによつて使用されるプラ
イオリテイ・ワード中に組み入れるため選択ステ
ツプ1102で１ビツトおよび２ビツト・プライオリ
テイ・コードが選択される判定過程を示してい
る。第１２図において、ノード1201から始まる判
定樹が示されている。樹中の各ノードは判定ロジ
ツク１００３の特定の状態に相応し、そのロジツ
ク状態で生成されたプライオリテイ・コードを示
している。図示の如く、所望の伝送が同期伝送が
あるか非同期伝送であるかが最初に判定される。
非同期伝送の場合には、０なるプライオリテイ・
コードが常に割当てられる。同期伝送の場合に
は、パケツトが初めてのタイムスロツト・コンテ
ンシヨンを示すメツセージ中の第１のパケツトで
あるか、または進行中の同期通信を示す後続のパ
ケツトであるかどうかに応じて更なる判定（ノー
ド1202）が行なわれる。パケツトが同期メツセー
ジ中の第１のパケツトであると、該パケツトには
０なるプライオリテイ・コードが割当てられ、同
期メツセージ中の相続くパケツトは１なるプライ
オリテイ・コードを受信する。

第１３図にはノード1301から始まる２ビツトの
プライオリテイ・コードの選択に対する判定過程
が示されている。非同期伝送が望まれる場合に
は、１０なるプライオリテイ・コードが各パケツ
トに割当てられたプライオリテイ・ワード中に含
まれている。同期通信（ノード1302）の場合に
は、メツセージ中の最初のパケツトに割当てられ
たプライオリテイ・コードは00であり、進行中の
同期通信に対してはパケツト組立／分解回路１０
０２がバス１００６上に挿入する準備の出来た
DTE１００１からのデータを有しているか否か
に基づいて更なる判定が行なわれる。（ノード
1303）パケツトが存在せず、捕捉されたタイムス
ロツトが非同期通信を行うべくバスに接続された
他のBIUによつて使用可能な場合には、01なるプ
ライオリテイ・コードが割当てられる。この場
合、非同期アクセスを求める他のDTEは１０な
るプライオリテイ・コードでスロツト・コンテン
シヨンに勝つことになる。あるいは（同期伝送が
望まれている場合）初期パケツトの後の空でない
パケツトに対しては１１なるプライオリテイ・コ
ードが使用される。プライオリテイ・コード01を
使用し、バスに加えるべき情報を持たないデバイ
スがコンテンシヨンに勝つた場合には、コンテン
シヨンはプライオリテイ・コードにのみ制限され
る。

第１０図のコンテンシヨン・ロジツク１００４
に対する１つの装置が第１４図にブロツク図とし
て示されている。ロジツクの中心部にはシフト・
レジスタ１４０１が存在し、該シフト・レジスタ
は第１０図の判定ロジツク１００３中で発生され
たプライオリテイ・コードを受信するよう作られ
ている。プライオリテイ・ワードは線路１４０３
上の高レベルのスタート信号が生起する毎にレジ
スタ１４０１中に加えられる。（プライオリテ
イ・ワードのプライオリテイ・コード・セクシヨ
ンおよびスタート信号１４０３は第１０図の線路
１００９によつてコンテンシヨン・ロジツクに加
えられる。）BIUを一義的に同定するプライオリ
テイ・ワードのモジユール番号部分はBIU内にロ
ードされ、記憶された情報からローカルに生成さ
れ、線路１４１５から入力を介してレジスタ１４
０１中に加えられる。それと同時に、スタート信
号がJKフリツプ・フロツプ１４０４のＪ入力に
加えられ、線路１４０５上のそのＱ出力もまた高
レベルとされる。

各々のコンテンシヨン・サイクルの期間中、レ
ジスタ１４０１中のプライオリテイ・ワードはそ
の書き込み入力線路１４０２に加えられるクロツ
ク・パルスの制御の下で１時に１ビツト（最上位
ビツトを先頭にして）バス１００６に加えられ
る。レジスタ１４０１の出力はANDゲート１４
０６を介してバス１００６に加えられ、該AND
ゲート１４０６はフリツプ・フロツプ１４０４の
Ｑ出力が高レベルになるとエネイブルされる。第
１０図に示すNORゲート１００５は組立／分解
回路１００２からのデータ・パケツトが適当な時
点でバス１００６に加えられるように使用され
る。

プライオリテイ・ワード中の各ビツトがバス１
００６に加えられるとき、バスの状態は排他的
ORゲート１４０７によつてモニタされ、該OR
ゲート１４０７はバスの状態をレジスタ１４０１
の出力と比較する。レジスタ１４０１からのプラ
イオリテイ・ビツト出力が“１”であり、バスの
状態もまた“１”であると、排他的ORゲート１
４０７の出力は低レベルに留まり、フリツプ・フ
ロツプ１４０４のセツトされたＱ状態を保持し、
コンテンシヨンを継続する。同様に送信されたプ
ライオリテイ・ビツトと受信されたプライオリテ
イ・ビツトが共に“０”であると、ゲート１４０
７の出力は低レベルとなり、コンテンシヨンは継
続される。しかし、バスの受信された状態が送信
されたプライオリテイ・ビツトと異なる場合に
は、ゲート１４０７の出力は高レベルとなり、フ
リツプ・フロツプ１４０４をリセツトする。する
とANDゲート１４０６は更なるビツトをバス１
００６上のプライオリテイ・ワード中に挿入する
ことが阻止され、コンテンシヨンは終了する。

レジスタ１４０１中に記憶されたプライオリテ
イ・ワードのすべてのビツトが読み出され、線路
１４０５上のフリツプ・フロツプ１４０４の出力
が尚高レベルであると、ANDゲート１４０９は
そのCTIME入力（線路１４１０）が高レベルと
なるとエネイブルされて線路１０１０上に高レベ
ル出力が提供される。この出力はバス・インタフ
エース・ユニツトがコンテンシヨンに勝ち、パケ
ツトのデータ部分を、ORゲート１００５を介し
て、バスに加えてよいことを示す。フリツプ・フ
ロツプ１４０４はコンテンシヨン期間中の任意の
時刻においてリセツトされると、ゲート１４０９
の出力は低レベルに留まる。

第１４図のコンテンシヨン・ロジツク中で使用
されているタイミング信号が第１５図に示されて
いる。レジスタ１４０１にロードするのに使用さ
れるスタート信号１５０１は各々のバス・タイム
スロツトの開始時点においてt₁時間高レベルとな
る。クロツク・パルス１５０２はその後レジスタ
１４０１中のプライオリテイ・ワードを１ビツト
ずつ読み出す。CTIME信号１５０３はt₂時間の
後高レベルとなり、このt₂時間の間に十分な数の
クロツク・パルスが生起してコンテンシヨン過程
を完了させる。パケツト中のデータは次にタイム
スロツト期間の残りのt₃時間の間にバス上に挿入
される。

同期通信を行うために第１図のタイムスロツト
を有するバス１００を実現するとき、異なるデバ
イスによつて通常供給される送信クロツクはバ
ス・クロツクとは同期していないことがある。従
つて通常必要とされるより大きなタイムスロツト
（ビツト同期式プロトコルと比べて数ビツト大き
なタイムスロツト）をバス上に提供することが通
常必要である。異なる端末クロツク速度に対処す
る融通性を提供するために余分なビツトが使用さ
れる。例えば、バスが正確に64kb／ｓで、BIU
クロツクが64.0001kb／ｓであると、時々タイム
スロツトが１つの付加的ビツトを取扱うことが必
要となる。バスの速度が64kb／ｓよりわずかに
速いと、パケツト・サイズはわずかに変化し得る
が、タイムスロツト・サイズは一定に留まる。こ
の方法を使用した場合には、適当なタイムスロツ
ト中において情報パケツト・ビツトと“詰め物”
のビツトを識別する必要が出て来る。通常、１，
01，0001，…なるコード・ワード・セツトが詰め
物のビツトをデータ・ビツトと識別するのに使用
される。この詰め物をすることは同期デバイスが
同期回路を介してより速いフレーム速度で通信を
行う場合に要求される。

第１図のブロツク図において、別個のデータ・
バスとコンテンシヨン・バス１００および１２０
が示されており、夫々情報パケツトとコンテンシ
ヨン情報を伝送するのに使用される。他方、第１
０および１４図には両方の型の情報を伝送するよ
う作られた単一のバス１００６が示されている。
当業者にあつては本発明はいずれの場合にもうま
く動作することと、選択された方法に応じて適当
な変更が必要なことが理解できるであろう。各々
のBIUがそのプライオリテイ・ワード中の１ビツ
トをバスに加え、次いで該ビツトを（すべての加
えられたビツトの論理和として形成される）受信
されたビツトと比較する前述の特定のコンテンシ
ヨン・メカニズムは、バスに沿う端から端までの
伝播遅延が１ビツト時間幅より小であることを要
求することに注意されたい。より速い速度のデー
タ伝送および／またはより大きな遅延を有するよ
り長いバスを許容するためには、（第１図に示す
如き）別個の直列コンテンシヨン・バスを使用す
ることが望ましい。その場合にはデータ・バス上
の特定のタイムスロツトに対するコンテンシヨン
がコンテンシヨン・バス上の以前のタイム・スロ
ツト期間中に生起するようにコンテンシヨン・バ
ス・アクセスとデータ・バス・アクセスの間に時
間オフセツトを導入することが出来る。プライオ
リテイ・ワードとｂビツトの同期伝送速度アイデ
ンテイフイケーシヨン・コードのみがタイムスロ
ツト期間中にコンテンシヨン・バス上で送信する
必要があるので、コンテンバスはデータ・バスよ
りもずつと遅い速度で動作することが出来る。あ
る応用用途にあつてはデータ・バスは並列構造と
することが出来、各クロツク・サイクルで例えば
８または16ビツト・ワードの伝送を行うことが可
能であり、かつコンテンシヨン・バスは簡単な直
列構造であってよい。

本発明の精神および範囲を逸脱することなく、
当業者にあつては本発明に種々の変更を加えるこ
とが可能である。そのため本発明は別記の特許請
求の範囲によつてのみ制限されることに注意され
たい。例えば、バスに接続された各々のBIUと関
連する固有のモジユール番号は通常固定されてい
る。しかし、これらの番号はラウンド・ロビン方
式を採用するため時間に依存したアルゴリズムに
従つて変化させることが可能であり、それによつ
て前述の型のグループ・コンテンシヨン法を使用
する必要がなくなる。このようにしてグループ・
コンテンシヨンに対して使用される単一のプライ
オリテイ・ビツトは除去されるが、この利得は時
間的に変化するアルゴリズムを実現するのに必要
とされる複雑さの増加により相殺される。

また本発明はバスに接続されたBIUの各々が独
立に動作する分散型コンテンシヨン方式と共に使
用することを主として目指しているが、保守およ
び管理のためにバスへのアクセスを制御するのが
機能である“マスタ”デバイスをバスに接続する
ことも可能なことに注意されたい。この“マス
タ”デバイスはより高位のプライオリテイ・コー
ドとコンテンシヨンすることによりバス上のすべ
てのタイムスロツトにアクセスし得る。これは例
えばバス上のすべての通信を停止させたり、制御
情報をBIUに送信するのに使用できる。更に、タ
イムスロツトの一部またはすべてにおいて伝送さ
れたｂビツトのアイデンテイフイケーシヨンは利
用可能な同期伝送速度を要求に従つて混在させる
ことを保証するためにマスタ・デバイスによつて
制御することが出来る。

【図面の簡単な説明】

第１図は相応するバス・インタフエース・ユニ
ツトを介して幾つかのデバイスを直列通信バスに
相互接続する様子を示すブロツク図；第２図はタ
イムスロツトを有するコンテンシヨンのないバス
上における同期メツセージの伝送を示す図、第３
図はデバイスがコンテンシヨン期間中に所望のタ
イムスロツトへのアクセスを獲得することが出来
なかつたために第２図のバス上の同期伝送で生じ
る状態を示す図、第４図は受信バツフアを使用し
てコンテンシヨンのあるタイムスロツトを有する
バス上で同期伝送が実現される仕方を示し図、第
５図は第１図のバス上で伝送されるパケツトのエ
レメントを示す図、第６図は本発明に従う１ビツ
ト・プライオリテイ・コード・プロトコルを示す
図、第７図は１つのデバイスが１つおきのフレー
ムで特定のタイム・スロツトを要求する第６図の
プロトコルを使用する２つの動作中の同期回路に
よる同時コンテンシヨンの可能性を示す図、第８
図はコンテンシヨンのあるタイムスロツトを有す
るバス上において同期および非同期伝送を提供す
る本発明に従う２ビツト・プライオリテイ・コー
ド・プロトコルを示す図、第９図は第８図に示す
プロトコルの利点を有し、非同期トラフイツクに
対する異なるプライオリテイのクラスの生成と、
各クラス内におけるグループ・コンテンシヨンを
許容する３ビツト・プライオリテイ・コード・プ
ロトコルを示す図、第１０図は本発明のプライオ
リテイ・コード・プロトコルを実現するバス・イ
ンタフエース・ユニツトのブロツク図、第１１図
は第１０図の判定ロジツクのソフトウエアによる
実現法を示す図、第１２図および１３図は１ビツ
トおよび２ビツト・プライオリテイ・コードが第
１１図に示すプライオリテイ・コード選択過程で
割当てられる仕方を示す図、第１４図は第１０図
のコンテンシヨン・ロジツク１００４のブロツク
図、第１５図は第１４図のコンテンシヨン・ロジ
ツクのタイミング図である。主要部分の符号の説明、１０１，１０２，１０
３……複数個のデバイス、１００，１２０……共
通の通信媒体。

【特許請求の範囲】

１文字コードデータ処理機能を有する複数の文
字コードステーシヨン及びイメージデータ処理機
能を有する複数のイメージデータステーシヨンを
文字コードデータ及びイメージデータの両データ
の通信が可能なデータ通信回線により接続したデ
ータ通信システム内に設けられたデータ変換装置
であつて、前記文字コードデータステーシヨン又はイメー
ジデータステーシヨンから送られてきた文字コー
ドデータ又はイメージデータとそのデータの送信
先のステーシヨンを示すアドレスデータ及びデー
タの形態を示すデータを前記データ通信回線を介
して受信するデータ受信手段と、前記データ受信手段により受信したアドレスデ
ータを記憶する記憶手段と、前記受信手段により受信した文字コードデータ
をイメージデータに変換するとともに、受信した
イメージデータを文字コードデータに変換するデ
ータ変換手段と、前記データ変換手段により変換されたイメージ

Claims

に比べてより高いプライオリテイを継続中の同
期通信に割り当て、より低いプライオリテイを
初めての同期通信に割り当てるように作られて
いることを特徴とする装置。２特許請求の範囲第１項記載の装置において、前記プライオリテイを割り当てる手段は前記可
変情報に前記デバイスの各々と関連するユニーク
な２進数をプレフイツクスとして付けるよう作ら
れており、前記アクセスを許可する手段は前記プライオリ
テイ情報を最上位ビツトを先頭としてビツトごと
に評価するよう作られていることを特徴とする装
置。３特許請求の範囲第２項記載の装置において、前記プライオリテイを割り当てる手段で形成さ
れた前記可変情報はコード継続中の同期通信 11 初めての同期通信 00 非同期通信 10 なる関係にしたがつて割り当てられた２ビツトの
コードを含むことを特徴とする装置。４特許請求の範囲第３項記載の装置において、
さらに、前記割り当てを行う手段は継続中の同期通信を
行つている前記デバイスの１つによつてアクセス
された選択されたタイムスロツトの期間中コード
01を割り当てるよう作られており、それによつて
前記選択されたタイムスロツトは非同期通信を行
うべく前記デバイスの内の他のものに譲渡し得る
ことを特徴とする装置。５特許請求の範囲第１項記載の装置において、前記可変情報はさらに継続中の同期通信を行つ
ているデバイスによつて使用されないタイムスロ
ツトの発生周期を示すｂビツトのプレフイツクス
を含んでおり、アクセスを許容する手段はさらに
同期アクセスを有するデバイスに対する前記ｂビ
ツトのプレフイツクスを同期アクセスを求めてい
るデバイスに対するｂビツトのプレフイツクスと
比較するよう作られていることを特徴とする装
置。