JPH0612906B2 - データを通信する方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 産業上の利用分野 本発明は、デジタル交換システムにおいてデータを通信
する方法に関し、更に詳細には、送信・待機プロトコル
を使用するシステムの２つのモジュールの間の全二重方
式でデータを通信する方法に関する。

従来技術及びその問題点 現代の通信システムは本質的に益々デジタル化されてき
ており、マイクロプロセッサの急増がこのシステで分散
処理することになった。これらの発展を利用するため
に、このシステムはデータ・リンクによって相互連結さ
れるモジュールでモジュール化される傾向がある。これ
らのリンクにおいて転送される情報は、ヒット指向又は
バイト指向のどちらかであるいろいろなプロトコルによ
って制御される。

ビット指向プロトコルは、同期データ・リンク制御（Ｓ
ＤＬＣ）、高レベル・データ・リンク制御（ＨＤＬＣ）
及び高度データ通信制御手段（ＡＤＣＣＰ）プロトコル
のリンクを含む。これらのビット指向プロトコルは特別
の意味をデータ・ストリームの各フィールドの個々のビ
ットに割り当てる。そのようなシステムにおけるすべて
の通信は、一様なフォーマットのフレームの形式であ
り、そして各フレームは各々が明確な位置と正確な意味
を有する多数のフィールドを含む。

バイト指向プロトコルにおいて、情報は、同期文字、ア
ドレス、制御文字、情報フィールド及びエラー・チェッ
ク・コードから成るデータのブロックの形で転送され
る。特別なブロック制御文字が、データ・リンクの規則
的な動作を行うために使用される。一旦通信チャネルが
確立されそして送信器がデータの１ブロックを送信する
と、停止し、別のブロックを送信する前に肯定応答信号
を待つ。データのブロックを得た受信器は、エラーのチ
ェックを行い、そしてそれからブロックが正しいことを
指示する肯定応答（ＰＡＣＫ）制御文字を送信器に送る
か又はエラーを指示するために否定応答（ＮＡＣＫ）制
御文字を送る。ＮＡＣＫ制御文字が受信すると、送信器
はデータのブロックを再送信するか、又は他の矯正又は
保守動作を取る。そのような送信・待機プロトコルの例
は、２進データ同期通信（Bisync）プロトコル及びＤＳ
−３０プロトコルであり、例えば、米国特許第４、２１
３、２０１号に説明されている。

送信・待機又は強制プロトコルの重大な欠点は、それら
が半二重（二方向代替）動作に制限されることである。
このため全二重動作を提供する送信・待機プロトコルを
提供することが本発明の目的である。

問題点を解決するための手段 本発明に従って、送信・待機データ処理プロトコルを使
用する全二重方法において一対のトランシーバーの間で
データの通信をする方法が提供される。トランシーバー
は、同時に１つの通信路においてデータを送信し、かつ
他の通信路においてデータを受信するように適合され
る。本発明の方法は、各トランシーバーにおいて一次メ
ッセージと二次メッセージを生成する段階と、二次メッ
セージが受信トランシーバーにおいて一次メッセージか
ら容易に弁別されるようにして二次メッセージを一次メ
ッセージ・ストリームに注入することによって一次メッ
セージを二次メッセージと多重化する段階を含む。

実施例 本発明をさらに、添付図面を参照して例示の事項により
説明する。

第１Ａ図は、例えば、前記の米国特許第４、２１３、２
０１号において記載された通信システムにおける２つの
ノード又はモジュールの一対のトランシーバーＡとＢを
示す。これらのトランシーバーは、例えば、上記のＤＳ
−３０プロトコル、を使用する２方向代替メッセージ・
チャネル１０において通信を行う。トランシーバーの間
のメッセージ・チャネル１０は、コード信号と呼ばれる
１バイト制御コードを使用するハンドシェーキング・プ
ロトコルの結果として作動される。簡単に、これらは次
の通りである。

ＩＤＬＥ〔アイドル〕：リンクが使用されていないこと
を示す。

ＭＩＳ〔送信許可要求〕：受信器に対して他のトランシ
ーバーがメッセージを送信したがっていることを示す。

ＳＥＮＤ〔送信せよ〕：送信−メッセージ受信レディ状
態にあることを送信トランシーバーに示すために受信ト
ランシーバーによって送信されるコード。

ＭＳＧ〔メッセージ・データ〕 ＣＨＥＣＫＳＵＭ〔検査合計〕：メッセージの正しい受
信を確かめるためにメッセージ・データの演算処理から
導出される数。

ＰＡＣＫ〔肯定応答〕：メッセージの正しい受信を示す
ために受信通信機によって送信トランシーバーに対して
送信される応答コード。

ＮＡＣＫ〔否定応答〕：最後の受信メッセージが不正で
あることを示すために受信通信機によって送信トランシ
ーバーに送信されるコード。

ＩＷＳ〔送信通知〕：送信し、後退して、ＩＤＬＥ状態
に戻ることを望んでいるトランシーバーに対して送信さ
れるコード。

リンク１０における送信されるメッセージの実際のフォ
ーマットは、もちろんＡ及びＢトランシーバーの適用又
は機能に依存する。それは一般にメッセージ開始（ＳＯ
Ｍ）バイトを含み、続いてメッセージ長及び宛て先識別
バイト並びに情報（ＭＳＧ）を含む。

第１Ｂ図の流れ図は、メッセージ処理に対する入力／出
力プロトコルの要約として考えられる。それは、装置が
２方向信号チャネルの各端において有するいろいろな状
態、いろいろな応答を生成する事象、そして作成される
状態変化と応答を示す。

流れ図において一般に、状態は円によって表され、外部
事象及び、ある場合に、判断は枠のない記号（legend）
によって示され、出力機能は平行四辺形で示され、入力
及び管理機能は矩形で示され、そして判断は菱形によっ
て示される。幾つかの管理機能はオプションであり、そ
してこれらはそれを示すために星印を付けられる。

休止状態は、円１００によってＩＤＬＥとして示され
る。メッセージが問題のユニットによって送信される
か、又はチャネルの他の端における装置が送信を望んで
いることを示すために信号が受信されるまで、このコー
ド信号は周期的に繰り返される。メッセージが送信のレ
ディ状態になる（即ち、送信用バッファに置かれる）と
すぐに、出力ＭＩＳが平行四辺形１０１によって示され
るようにＩＤＬＥコードに対して置き換わり、そしてそ
れから状態は、ユニットが応答ＳＥＮＤを待つ１０２で
示される状態に変わり、またＭＩＳを周期的に送信し続
ける。この状態が端にもたされることができる４つの方
法がある。メッセージＳＥＮＤが到着し、平行四辺形１
０３によって示された如くメッセージの送信に進む。メ
ッセージＭＩＳが受信可能であり、判断菱形１０４によ
って示されるようにユニットが後退すべきかすべきでな
いかの質問を出し、又は後に明記される幾つかの場合に
は、送信通知を意味する廃棄（superceding）メッセー
ジＩＷＳがメッセージを受信する準備のないユニットか
ら受信され、この場合ＩＷＳを受信するユニットはＩＤ
ＬＥ状態１００に復帰し、そしてＩＤＬＥ状態にＭＩＳ
コードを受信したごとく動作する。別の可能性は、ユニ
ットが送信待機（ＷＦＳ）状態１０２にある間、前の事
象は、すべてが正常動作にあるならばそれらの１つが発
生するあるあらかじめ決められた期間内に何も発生しな
いということである。このタイムアウトは、機能不全を
示し、そしてもしあれば代替経路上で再試行をする。好
ましくは、代替経路における再試行への移行は、一般に
障害の累積数を登録するカウンタを増分することに関連
する機能不全の報告によって先行される。この動作は矩
形１０７によって示される。カウンタの状態はいろいろ
な段階において他の保守動作をトリガーすることができ
る。

メッセージが平行四辺形１０３によって示されるように
送信される場合には、その動作に続いてユニットは肯定
応答を待つ状態１１０に入る。後者が肯定（ＰＡＣＫ）
であるならば、ユニットはＩＤＬＥ状態に復帰し、そし
てメッセージがバッファから消去され、バッファは別の
出メッセージを受信するレディ状態になる。ＮＡＣＫが
受信されるか又はタイムアウト期間に受信されるなら
ば、１１０で示されるように別の誤動作カウンタが増分
され、そして菱形１１１によって示されるように、ＮＡ
ＣＫ又はタイムアウトが最初のそのような発生であるか
又はそれが一連の２番目であるかの決定をするためにメ
モリが調査される。１番目の場合には、ユニットはＭＩ
Ｓ（平行四辺形１０１）を送信する状態に戻り、そして
他の場合にはそれは代替経路（矩形１０６）における再
試行に進む。

ＩＤＬＥ状態１００から出る他の方法は、ＭＩＳコード
か又はＩＷＳコードのどちらかの受信により行われる。
それからユニットは、平行四辺形１２０に示された如く
出力ＳＥＮＤに応答し、そして円１２１によって示され
るメッセージ待機状態に進む。通常の結果は、この場合
データ・メッセージが継続することの指示であるメッセ
ージ開始コード（ＳＯＭ）の受信である。もちろん、こ
れに、メッセージ長及び平行四辺形１２２によって示さ
れるメッセージ自身が続く。メッセージ開始（ＳＯＭ）
信号がタイムアウト期間内に受信されないならば、誤り
ＭＩＳの受信のためのカウンタ１２３が増分され、そし
てユニットはＩＤＬＥ状態に復帰する。メッセージの受
信中に、検査合計（checksum）が計算され、そして判断
の菱形１２４によって示されるように、結果がメッセー
ジの最後に送信される検査合計と比較される。検査合計
が正しいならば、平行四辺形１２５に示されるように、
ＰＡＣＫが送信され、そしてそれからユニットは宛て先
にメッセージを送信することに着手するが、もちろんこ
れは、反応が矩形１２７によって示されるように、メッ
セージを別の回路に送信するか又はローカル復号器に転
送することを意味する。その後、ユニットはＩＤＬＥ状
態１００に復帰する。受信される検査合計がメッセージ
と矛盾するならば、矩形１３０によって示されるよう
に、好ましくは別の機能不全カウンタが動作する。ＮＡ
ＣＫが送出され、そしてユニットはＩＤＬＥ状態１００
に復帰する。

既知であるように、いろいろなタイマーは単にユニット
のマイクロプロセッサーと関連するランダム・アクセス
・メモリ位置にあり、初期的にタイムアウト期間に対応
する数をロードされ、そしてプロセッサーのクロックに
よって周期的に減分される。

第１Ｃ図、第１Ｄ図と第１Ｅ図は、第１Ｂ図に包含され
たものの中で特定のメッセージ転送シーケンスを示す。
第１Ｃ図は、第１の試みが成功するメッセージ転送シー
ケンスを示す。送信レディ状態のバッファにおいてメッ
セージを有するユニット１４０は、例えば、中央メッセ
ージ・コントローラ、ネットワーク・メッセージ・コン
トローラ、又は現代のデジタル電話交換システムにおけ
る周辺モジュールである。メッセージが送信レディ状態
にある宛て先ユニット１４１はまた、今述べたユニット
の１つである。ユニット１４０のポートがユニット１４
１に到達するために選択されなければならない場合に
は、それはリンクの結合のためにメッセージ・ヘッダー
の適切なバイトを読み込むことによって行われたことが
想定される。伝送シーケンスは、ユニット１４０と１４
１の間の矢印の線によって下向きの順に示される。

ユニット１４１がアイドルであるならば、それはＩＤＬ
Ｅコードを繰り返して送信しそしてユニット１４０が送
信を望む時、それはＭＩＳコードを繰り返して送信す
る。これらのコードの１つの受信により、ユニット１４
１はそれがメッセージを送信することによって応答する
ＳＥＮＤコードを繰り返して送信する。

メッセージの最後のバイトは、メッセージ受信中にユニ
ット１４１によって計算される検査合計と比較される。
第１Ｃ図の場合において、検査合計は正しく、かつＰＡ
ＣＫコードが送信される。ユニット１４０によるＰＡＣ
Ｋの受信により、後者は次のメッセージの準備のために
バッファをクリアする。ユニット１４０と１４１は、Ｐ
ＡＣＫメッセージが送信された後、自由にアイドル状態
に復帰するか又はメッセージ・バッファによって必要と
されるＭＩＳのような任意の他の状態に進む。

第１Ｄ図は、メッセージ検査合計が検査されず、そして
メッセージ情報を含む送信シーケンスを繰り返させるＮ
ＡＣＫ信号がユニット１４０に送信された条件を示す。
第２の試みにおいて、検査合計は正しく、そしてＰＡＣ
Ｋ信号がユニット１４０に送信されている。

第１Ｅ図に示された如き二重ＮＡＣＫ状況の場合におい
て、プロセッサーは代替（alternate）経路が存在する
ならばメッセージの別ルートでの送信（re−rout）を試
み、そして障害が報告され、保守動作を起こさせる。さ
らに、ユニット１４１のような受信ユニットは、ＰＡＣ
Ｋが受信されたかを決して告げられない。それが受信に
失敗するならば、発生するタイムアウトは二重ＮＡＣＫ
と同じ結果を有する。

データ転送の上記の方法から導出される別の送信・待機
プロトコルは、ＤＭＳ−Ｘプロトコルとして知られてい
る。これは、全二重メッセージ・チャネルを使用するバ
イト指向、半二重プロトコルである。それは、どちらか
のトランシーバーがレディ状態でないならば通信トラン
シーバーにメッセージ転送を送らせることを可能にする
状態コード駆動プロトコルである。状態コードは、メッ
セージ転送中にハンドシェークするためにトランシーバ
ーによって使用される単一バイト・コードである。コー
ドは、ＭＩＳ、ＳＥＮＤ、ＭＳＧ、ＰＡＣＫ、ＮＡＣ
Ｋ、及びＥＳＣである。コードＥＳＣ（エスケープ）
は、ＳＯＭ（メッセージ開始）とＥＯＭ（メッセージ終
了）の両方に対して使用される特殊文字である。ＥＳＣ
コードは、それが単独で出現しかつ複数のＭＩＳ信号に
続く時ＳＯＭ信号として認識され、そして１以上が互い
に隣接して出現する時ＥＯＭ信号として認識される。Ｅ
ＳＣを除くすべての状態コードはフィルターされる−即
ち、誤りの状態遷移によるタイムアウトにおけるメッセ
ージ処理容量の無駄を避けるために２度送信される。こ
のプロトコルにおいて、ＳＯＭ及びＥＯＭフラッグが使
用されるので、メッセージ長をメッセージ自身の一部分
として指示することは必要ではない。また、検査合計情
報は使用されず、そして２バイトで送信される１６−ビ
ットＣＲＣ（巡回冗長符号）で置き換えられる。これ
は、メッセージ・エラーに対して保護を提供する良く知
られた技法である。ＣＲＣは、ＥＯＭフラッグに先行す
る２バイトとしてメッセージにおいて送信される。ＳＯ
Ｍ及びＥＯＭフラッグは、ＣＲＣ計算に含まれない。

トランシーバーの間のハンドシェーキングは、各々が受
信器−送信器の対の特定の状態に関連する単一文字状態
コード（Single character state code）で実行され
る。また、システムは、予期応答又はタイムアウトが発
生するまですべての状態コードがリンクにおいて維持さ
れるということを強制される。リンクにおけるメッセー
ジのバイト・フォーマットは、ＳＯＭフラッグ、メッセ
ージ本体、ＣＲＣの２バイト、及びＥＯＭフラッグから
構成される。一対のトランシーバーの間の状態コードの
次のシーケンスは、送信器ノードと受信器ノードの間の
データ転送のこの方法の動作を示す。

上記表１のライン１において、送信器と受信器は、メッ
セージ転送のために利用可能であることを示す信号コー
ドを送出する。ライン３において、送信器は、ライン５
におけるＳＥＮＤコードに応答する受信器に対する送信
許可を要求する。要求と応答の間の遅延は、処理に対す
る１バイト遅延とリンク伝送遅延とを含む。ライン７に
おいて、送信器は、ＳＯＭ信号（ＥＳＣ）に続いてメッ
セージ・データと２つのＣＲＣバイトを送信する。この
間に、受信器はデータを吸収し、そしてＳＥＮＤ信号を
送信する。それから送信器は、メッセージ終了（ＥＯ
Ｍ）を示すために複数のＥＳＣコードを送信する。少な
くとも２つのＥＳＣの受信時に、受信器はＥＯＭを認識
し、そして受信の正しさを決定するためにＣＲＣを比較
する。受信データが正しいならば、ＰＡＣＫ信号が送信
され、そして不正ならば、ＮＡＣＫコードが送信され
る。ＮＡＣＫコードが伝送器において受信されるなら
ば、伝送シーケンスの反復及び／又は他の補正動作が行
われる。

本発明は、全二重モードで動作しかつ便利さのためにＤ
ＭＳ−Ｙとラベル付けされるバイト指向、送信・待機プ
ロトコルである。ＤＭＳ−Ｘ及びＤＭＳ−Ｙプロトコル
の両方は、理想的には、システムのいろいろなモジュー
ルが通常マイクロプロセッサーの使用によりある知能
（intelligence）を含む分散アーキテクチャーを有する
特にデジタル局内（switching office）における通信シ
ステムの使用に理想的に適している。ＤＭＳ−Ｙメッセ
ージがリンク媒体の各方向において同時に流れることが
できるので、このプロトコルはＤＭＳ−Ｘメッセージよ
りもより有効なモジュール間（inter module）リンク使
用を提供する。例えばデジタル交換システムの適用に対
して、これは、中央制御によって発せられる出（outgoi
ng）メッセージ・バーストは周辺モジュールにおいて発
せられるブロック化入りメッセージ・バーストに対して
殆ど又は全く効果を有さずまた逆も同じであることを意
味する。

ＤＭＳ−Ｙプロトコルは現在多数の設置システムに使用
されるＤＭＳ−Ｘプロトコルに対する拡張であるから、
それは、例えばＤＭＳ−Ｘプロトコルを使用する現存シ
ステムの周辺モジュールと通信するために使用されるこ
とができる。半二重動作モードへ復帰する決定は、自動
的にかつ現存するＤＭＳ−Ｘ動作モードにトランスペア
レント（transparent）である方法で行われる。

全二重機構の説明は、データを伝えかつ肯定応答を返す
ためにそれぞれ使用される一次及び二次メッセージに関
して与えられている。両方のメッセージ形式は、伝送の
各方向にリンク媒体を時分割する。例えば、リンク媒体
は、単一６４Ｋｂ／ｓチャネル、又は多重化リンクにお
ける多重セットのチャネル、又はそのようなリンクのす
べてのチャネルである。各半二重プロトコル相互交換
（interchange）機構は、メッセージ対（即ち一次及び
二次メッセージ−）から成り、そして全二重機構は２つ
の半二重メッセージの対から構成される。

第２図は、半二重チャネル２１と２２から構成される全
二重メッセージ・チャネル２０によってリンクされるノ
ードＡとＢの対を示す。チャネル２１は、一次（Ｐａ）
及び二次（Ｓａ）メッセージを含むデータをノードＡか
らノードＢに移送する。チャネル２２は、一次（Ｐｂ）
及び二次（Ｓｂ）メッセージを含むデータをノードＢか
らノードＡに移送する。一次メッセージは、ＭＩＳ、Ｓ
ＯＭ、ＭＳＧ、ＥＯＭ、及びＩＤＬＥの任意の１つとし
て規定され、そして二次メッセージは、ＩＤＬＥ、ＳＥ
ＮＤ、ＰＡＣＫ、及びＮＡＣＫの任意の１つとして規定
される。これらの頭辞語は、ＤＭＳ−Ｘプロトコルの場
合にはＤＭＳ−Ｔプロトコルと同様に規定される。

メッセージ対は、メッセージトランザクションの中に８
状態を経過しなければならない。これらは、次の表にお
いてリストされている。

予期応答が受信されるか又は後に議論される如くタイム
アウトが発生するまでメッセージ対状態が維持されなけ
ればならないのでこのシステムが強制される。一次メッ
セージは、メッセージ転送（ＭＩＳ）の要求、転送（Ｓ
ＯＭ、ＭＳＧ）の実行、及びリンクの相対する端におけ
る送信器と受信器の間のトランザクション終了（ＥＯ
Ｍ）のために使用される。二次メッセージは、反応ノー
ドの送信器にその受信器の利用可能性を通知し（ＳＥＮ
Ｄ）、かつ一次メッセージがうまく（ＰＡＣＫ）又は不
成功に（ＮＡＣＫ）受信されたことを肯定応答するため
に使用される。一次メッセージのバイト・フォーマット
は、メッセージ開始フラッグＳＯＭ（単一ＥＳＣ）、メ
ッセージ本体（ＭＡＧバイト１からｎ）、２つのＣＲＣ
バイト、そしてメッセージ終了フラッグＥＯＭ（少なく
とも２つのＥＳＣ）から成る。ＣＣＩＴＴ１６−ビット
巡回冗長符号ＣＲＣは、ＤＭＳ−Ｘの場合の如く、メッ
セージ・エラーに対する保護を提供するために使用され
る。二次メッセージは、ＣＲＣチェックから除外され
る。

二次メッセージの一次メッセージからの弁別は、受信器
によって容易に検出される一意的状態コードによりそし
てＤＭＳ−Ｘプロトコル透過性（transparency）を提供
する方法で行われる。この方法は、ＤＭＳ−Ｙ全二重と
ＤＭＳ−Ｘ半二重動作モードとの間の弁別を提供するた
めに新しい二次メッセージ状態コードの追加を提供す
る。この方法は新エスケープ・コード（ＳＥＳＣ）を導
入し、そして弁別のためにエスケープ・シーケンスとし
て二次メッセージを送信する。ＤＭＳ−Ｘプロトコル・
ハンドラーは、新状態コードを受信すると単にそれを無
視するが、これに反して新状態コードの省略はＤＭＳ−
Ｙプロトコル・ハンドラーにそれがＤＭＳ−Ｘプロトコ
ル・ハンドラーとして通信することを知らせる。次の表
は、一次及び二次メッセージに割り当てられるコード例
を示す。

一次コード 二次コード コード ＭＩＳ − ８Ｄ ＥＳＣ − ４Ｂ ＩＤＬＥ − １Ｅ − ＳＥＮＤ ２７ − ＰＡＣＫ １Ｅ − ＮＡＣＫ ５５ − ＳＥＳＣ ６Ｃ 理想的に、これらのコードは、リンクにおける「ヒット
（hit）」によってコード間の変換を最小化するために
互いに最小ハミング距離を有するべきである。例えば、
ＳＥＳＣは、すべての一次及び他の二次コードから４の
ハミング距離であるように選択されている。同様に、Ｉ
ＤＬＥ、ＰＡＣＫ、ＳＥＮＤとＮＡＣＫコードは、すべ
ての二次コードにをもった４のハミング距離であるよう
に選択される。

ＥＳＣ及びＳＥＳＣコードに対応するビット・シーケン
スは一次メッセージ・シーケンス内に出現可能であるか
ら、それらは認識されそしてデータ透過性（transparen
cy）を提供するように変更されなければならない。従っ
て、メッセージ・データ（ＭＳＧ）がＥＳＣバイトを含
む時、送信データは実際に補数が続くＥＳＣバイトであ
る。受信器がＥＳＣバイトを認識し、そして次のバイト
を反転し、これによりそれをデータとして受け取る（Ｅ
ＳＣ＝ＥＳＣ）。同様に、メッセージ・データ（ＭＳ
Ｇ）がＳＥＳＣバイトを含む時、送信データはＳＥＳＣ
の補数が続くＥＳＣバイトである。受信器はＥＳＣバイ
トを認識し、そして次のバイトを反転しこれによりそれ
をデータとして受け取る（ＳＥＳＣ＝ＳＥＳＣ）。さら
に、ゼロ・コード抑制は、メッセージがそれを必要とす
るリンク・タイプで送信される時必要とされる。ゼロ・
コード抑制は、デジタルシツテムにおいて、例えば、ラ
イン中継器における時間ロスを生ぜしめるゼロの繰り返
しを除くために、信号に１を挿入する工程として知られ
ている。たとえば、ゼロ・コード抑制が必要とされかつ
メッセージ・データ（ＭＳＧ）がＦＦ（１６進表記）に
対応するデータを含むならば、送信データは００バイト
がつづくＥＳＣバイトである。受信器はＥＳＣバイトを
認識し、そして次のバイトを反転し、これによりＦＦデ
ータ・バイトを受け入れる。

上記のように、伝送のＤＭＳ−Ｙ全二重方法は、同一リ
ンクにおいて一次及び二次メッセージを多重化すること
によって実現される。二次メッセージ機能を経てハンド
シェーキングにおいて合理的な遅延をなお提供しながら
一次メッセージ機能に専用の帯域幅を最大化するため
に、規則のセット又はアルゴリズムに従わなければなら
ない。例えば、ノードＡからノードＢの方向におけるア
ルゴリズムが第３図の流れ図に示されるが、次のように
表現される。

もし、Ｐａ＝ＩＤＬＥであるならば、 状態１： ５０％のデューティ・サイクルレートでＳａ
をＰａと交替 上記のとおりでなく、Ｐｂ＝ＭＩＳ，Ｓａ＝ＳＥＮＤ、
又は、Ｐｂ＝ＥＯＭ，Ｓａ＝ＡＣＫであるならば、 状態２： 開始直後に、一次及び二次メッセージの間の
あらかじめ決められた帯域幅割り当てを提供するデュー
ティ・サイクルによりＳａをＰａと交替 上記のとおりでないならば、 状態３： Ｐａにリンク帯域幅の全使用を与える 状態１は、ＤＭＳ−ＸとＤＭＳ−Ｙとの間のプロトコル
弁別が行われる状態である。一次ＩＤＬＥ文字の存在
は、メッセージ送信が始まる前に必要とされ、そしてメ
ッセージ終了ＥＯＭシーケンスに従わなければならず、
そうでなければ受信ノードはタイムアウトになる。

状態２は、ノードＢがメッセージ（Ｐｂ＝ＭＩＳ，Ｓａ
＝ＳＥＮＤ）の開始を協議しようとする時、又はメッセ
ージトランザクションを終了させようとする時は常に、
リンク・プロトコル・デッドロックの発生を防ぐ。Ｓａ
とＰａの交替は、メッセージ対Ｐｂ、Ｓａの間のプロト
コル・ハンドシェーク遅延を最小化するために即座に始
まる。従って、強制ハンドシェーク・シーケンス中に使
用される状態コードＩＤＬＥ、ＭＩＳ及びＥＯＭは、エ
ラー状態遷移により不正タイムアウトにおけるメッセー
ジ・プロセッサー容量の無駄を防ぐために連続的に少な
くとも２度送信される。同様に、受信ノードは、連続的
有効状態コードのフィルター化セットが受信されなけれ
ばシーケンスの次の状態に進まない。二次メッセージ
は、定義によりすでに２バイト長（ＳＥＳＣ＋code）で
あり、そしてそれらは他の信号への誤った変換を最小化
するように符号化されているために、受信トランシーバ
ーは、受信の肯定応答の前に１つの二次メッセージを必
要とするだけである。しかし、２つのそのような二次メ
ッセージは、リンク遅延（バイト処理を含むターンアラ
ウンド・タイム）により送信され、そして一次及び二次
メッセージの間の帯域幅を割り当てられる。このため、
用語「開始直後にＳａをＰａと交替」は、Ｐａが一対の
フィルター処理された状態コードを送信するプロセスに
ない時、Ｓａは次のバイト・クロック・サイクルの開始
においてメッセージを注入し、そうでなければそれはフ
ィルター動作が行われるまで待つことを意味する。

状態３は、一次メッセージ・ストリームにリンク媒体へ
の全アクセスを与える。

ＤＭＳ−Ｙプロトコルは送信・待機流れ制御機構を使用
するので、メッセージ間遅延は主にリンク・ターンアラ
ウンド遅延によって影響される。また、状態２の間に二
次メッセージが一次メッセージ帯域幅に導入するオーバ
ヘッドは、一次対二次多重化率を増加させることによっ
て減少できる。

第４図は、ノードＡが、ノードＢからメッセージを受信
する一方ノードＢにメッセージを送信する時リンク２１
と２２に出現するメッセージの典型的シーケンスを示
す。この図はまた、シーケンスの各ラインに対いてノー
ドＡとＢにおけるマルチプレクサーの状態を示す。シー
ケンスの各ラインはクロック・サイクルを表し、そして
容易な参照のために番号が付いている。前記のように、
ノードＡの一次メッセージＰａは、リンク２１において
二次メッセージＳａと多重化される。同様に、ノードＢ
の一次メッセージＰｂは、ライン２２における二次メッ
セージＳｂと多重化される。ＳｂメッセージはＰａメッ
セージに応答し、一方ＳａメッセージはＰｂメッセージ
に応答する。二次メッセージＳａとＳｂは各々、一次と
二次メッセージとの間の弁別を反対ノードによって可能
にするＳＥＳＣコードで開始する。

第４図のライン３まで、両ノードはアイドルであり、そ
してライン４においてノードＢはメッセージ（ＭＩＳ）
の送信許可を要求する。ライン７において、ノードＡ
は、それが受信（ＳＥＳＣ、ＳＥＮＤ）のレディ状態に
あり、かつライン１１においてそれを確認することを指
示する。ライン９において、ノードＡはメッセージ（Ｍ
ＩＳ）の送信許可を要求し、そしてライン１０において
ノードＢはメッセージ（ＳＯＭ）の送信を開始する。ラ
イン１２において、ノードＢは受信（ＳＥＳＣ、ＳＥＮ
Ｄ）レディ状態であり、かつライン１６においてそれを
確認することを指示する。ライン１５において、ノード
Ａはメッセージの送信（ＳＯＭ）を開始し、続いてＣＲ
Ｃとメッセージ終了（ＥＯＭ）バイトを送信する。ライ
ン２５において、ノードＢは、ノードＡからのメッセー
ジを正しく受信（ＳＥＳＣ、ＰＡＣＫ）しており、かつ
ライン２９においてそれを確認することを指示する。ラ
イン２８から始めると、ノードＡはアイドルになり、そ
してノードＢはメッセージの送信を継続する。

上記のように、本発明の送信方法を使用するようになっ
ているノードＡとＢにおけるトランシーバーは、送信イ
ンターフェース回路、状態機械ジェネレータ、各種バッ
ファ並びにリンクにおける送信のためにＥＳＣ挿入及び
バイト反転を含む実際のバイト・シーケンスを発生しか
つ受信データにおいて対応動作を行うためのコントロー
ラを具備する。システムが正しく動作することを保証す
るために、いろいろなタイミング機能がトランシーバー
によって行われなければならない。これらの幾つかは、
他のエラー指示器と共に、次のように規定される。

ＷＡＳ − ＳＥＮＤタイムアウトの待機。トランシー
バーは、ＭＩＳを送信することによってメッセージ転送
を起動しようとし、そしてタイムアウト前に到達しなか
った送信（ＳＥＮＤ）許可を期待していた。

ＷＡＭ − メッセージ・タイムアウトの待機。トラン
シーバーは、ＭＩＳの受信により、タイムアウト前に到
達しなかったＳＯＭ文字を受信することを期待するＳＥ
ＮＤにより応答した。

ＯＶＥＲＦＬＯＷ − メッセージの受信中に、不正メ
ッセージ長を示す許容数を超えるバイトがＥＯＭ無しに
カウントされた。

ＷＡＮ − 肯定応答（ＰＡＣＫ又はＮＡＣＫ）におけ
るアイドルの待機。トランシーバーはＡＣＫ信号を送信
しており、そして他のトランシーバーがタイムアウト期
間内に発生しないアイドル指示を送信することを期待し
ていた。

ＷＡＣＫ − 肯定応答タイムアウトの待機。受信トラ
ンシーバーは、割り当てられた時間内にＰＡＣＫ又はＮ
ＡＣＫのどちらかによりたった今送信されたメッセージ
に肯定応答していない。

ＮＡＣＫ − 否定応答。たった今送信されたメッセー
ジは不良ＣＲＣを有するか、又は過度のバイト数のデー
タが受信された。

これらのエアー指示器は、破局的又は過渡的として分類
される。例えば、ＷＡＳ、ＷＡＣＫ及びＷＡＮタイムア
ウトは、通常ハードウェア故障の結果として発生するの
でに破局的として分類され、一方ＷＡＭタイムアウト、
ＮＡＣＫとＯＶＥＲＦＬＯＷは、通常リンクにおけるヒ
ットの結果として発生するので過渡的として分類され
る。これらのタイムアウトに対して使用される値は、も
ちろんリンクとトランシーバーの構成に従いあらかじめ
決められている。

第５図は、ブロック図形式において全体的にノードＡ又
はＢにおいて具備される回路構成を示す。リンク２０
は、データの受信と送信するようになっているる送信イ
ンターフェース回路５０に結合される。例えば、１９８
６年３月２６日出願、本譲渡人に譲渡されたカナダ国特
許出願第５０５、２４９号において記載されるような典
型的システムにおいて、リンク２２におけるデータはＤ
Ｓ−５１２フォーマットにおけるチャネル化したデータ
（chanelized data）である。インターフェース回路５
０へ及びそれからのデータは、リンク２０に使用される
プロトコルをインタープレットし、かつデータと制御信
号をモジュール・ポートにおけるメッセージ・バッファ
・コントローラ５２に提供するようになっているリンク
・ハンドラー回路５１を通りモジュール・ポートから提
供される。リンク・ハンドラー５１は入力バッファ５
３、出力バッファ５４、及び１以上のプロトコルに従っ
てデータをインタープレットするために状態機械ジェネ
レータを具備する制御回路５５を含む。状態機械ジェネ
レータは一般に当技術において良く知られており、そし
てあらかじめ決められた入力が対応する応答を生ずるよ
うにして相互連結される複数の論理ゲートとして記載さ
れることができる。ゲートは実際にはワイヤード論理で
あるから、応答は非常に速やかに得られる。例えば、１
２５マイクロ秒のフレームレートにおいて動作する５１
２チャネル・システムに対して、リンク・ハンドラー
は、約２４４ナノ秒に対応する１バイト（チャネル）期
間内に応答することが可能である。制御回路５５はま
た、バッファ・コントローラ５２及び送信インターフェ
ース回路５０並びにバイト・カウンタとＣＲＣ回路構成
素子を含む。コントローラは、リンクにおいて送信され
る情報を記憶するための出メッセージ・バッファ５６及
びリンクにおいて受信されるメッセージ・データを記憶
するための入りメッセージ・バッファ５７に結合され
る。

第６図は、制御回路５５のＤＭＳ−Ｙ状態機械ジェネレ
ータに対する状態図である。上述のように、リンク２０
における全二重送信は、リンクの各側における一次及び
二次メッセージの多重化により実現される。こうして、
各半二重チャネルはＰａ−Ｓｂ及びＰｂ−Ｓａから構成
される。第６図は、リンクにおいて送信を望んでいるノ
ードの一次メッセージ（例えば、Ｐａ）及びリンクから
の受信二次メッセージ（例えば、Ｓｂ）のための状態図
である。この状態図は、基本的に第４図の表と同様であ
る。ボックスの内側のコードはリンクにおいて送信され
るコードを表すが、結合ラインにおけるコードは、ボッ
クスにおけるコードを生成させるために状態コード・ジ
ェネレータによって受信される情報を表す。これらのコ
ードは次のように定義される。

ＷＡＮ、ＷＡＣＫ、ＷＡＳ − タイムアウト信号 ＴＲＥＤＹ − メッセージ送信レディ状態のポート ＲＸ＝ＰＡＣＫ − 受信される肯定応答 ＲＸ＝ＮＡＣＫ − 受信される否定応答 ＲＸ＝ＩＤＬＥ − 受信アイドル・コード ＲＲＥＤＹ − メッセージ受信レディ状態のポート ＲＥＲＲ − ポートからの受信アボート ＲＸ＝ＳＯＭ − メッセージの受信状態 ＲＥＯＭ − リンクからの受信ＥＯＭ 第６図な状態図において示されるように、状態ジェネレ
ータはハンドシェーキング手順（ＩＤＬＥ、ＭＩＳ、Ｓ
ＥＮＤ）通じて進行し、続いてメッセージ（ＳＯＭ、Ｍ
ＳＧ、ＥＯＭ）の送信が行われ、そしてアイドル状態に
戻る。送信されるメッセージ長が何等かの理由によりあ
らかじめ決められた最大長を超えたか又はリンクにおけ
るヒットがＥＯＭビット・シーケンスをシミュレートし
たならば、ＮＡＣＫがＭＳＧ送信中にトランシーバーに
おいて受信されることが注目される。また、一次チャネ
ル図における最下位ボックスは、ＮＡＣＫの受信に応答
して生成されるＩＤＬＥのメッセージ対である。この発
生において、メッセージ・バッファ・コントローラはメ
ッセージを再送信させ、又は他の保守動作を取らせる。

上記のように、トランシーバー対は、交換システムのコ
ア・モジュールを結合すると共にこれらのモジュールを
周辺モジュールに結合するのに役立つ。大容量システム
において、大多数のトランシーバー対が使用される。さ
らに、トランシーバーにおける回路構成素子のあるもの
は、例えば状態ジェネレータは、機能を実現するために
非常に多数の論理ゲートを具備する。ＤＭＳ−Ｙプロト
コルは、トランシーバーの正しい動作の完全検証を提供
するために使用される。これは、リンクをそれ自身でル
ープバックさせることによって、即ち半二重リンク（例
えば第５図の２１と２２）を一緒に結合することによっ
て、達成される。トランシーバーはそれ自身と通信して
いるから、送信及び受信状態は、トランシーバーの正し
い動作を指示するあらかじめ決められたシーケンスにイ
ンターロックされる。

第７図は、トランシーバーがそれ自身でループバックさ
れるメッセージ・シーケンスを示す。シーケンスは、Ｐ
ａ、Ｓａ、Ｐｂ及びＳｂに対するサンプリングがリンク
のバイト・クロックの同一エッジにおいて行われ、Ｐｂ
は１クロック・サイクルだけＰから遅延され、そして同
様にＳｂは１クロック・サイクルだけＳａから遅延され
ると仮定する。このシーケンスは、トランシーバーがハ
ンドシェーキング・シーケンスを行い、続いてメッセー
ジの交換が行われ、これにより送信及び受信状態が次の
シーケンスにインターロックされる。

・・・Ｐａ−−Ｐｂ−−Ｓａ−−Ｓｂ−−Ｐａ・・これ
らの状態は、第７図の表における各欄の最後のメッセー
ジ対として示される。

効果 本発明においては、受信トランシーバーによって容易に
識別できる制御信号が二次メッセージの前に置かれてお
り、二次メッセージが一次メッセージから識別され、制
御信号の補数が注入される。これによって、データの透
過性を確実にし、制御信号が誤って識別されることを防
止する。

本発明の他の観点は、二次メッセージが、制御コードの
１つによってメッセージ開始を示し、同じ制御コードの
２つによってメッセージ終了を示し、二次メッセージを
より容易に認識できるようにする。

更に本発明の方法によると、一次メッセージ及び二次メ
ッセージを効率良く通信することができる。

本発明の方法は、全二重システムを既存の半二重システ
ムに接続した場合、双方のシステムの性能を損なうこと
がない。

本発明は、全二重において動作する一対のトランシーバ
ーの間のデータ通信の送信・待機方法を提供し、こうし
て既知の送信・待機プロトコルで以前可能であったより
も有効なリンク利用を提供する。この新しい方法は、単
に送信及び受信チャネルを一緒に結合し、そして送信サ
イクルを始動することによってトランシーバーに対する
自動的自己検査（self−check）として使用される。

本発明は例示の実施態様を使用して説明したが、本発明
の他の実施態様は本発明の範囲と精神から逸脱すること
なく実現されると理解されるべきである。

【図面の簡単な説明】

第１Ａ図は、デジタル交換システムの２つのモジュール
間のデータ・リンクのブロック図。 第１Ｂ図は、第１図のトランシーバー間のメッセージ相
互交換の既知の方法を示す流れ図。 第１Ｃ図、第１Ｄ図と第１Ｅ図は、第１図のトランシー
バー間の特別メッセージ・シーケンスを示す図。 第２図は、交換システムにおける一対のモジュール間の
データ・リンク、及び発明に従うメッセージ・シーケン
スを示すブロック図。 第３図は、第２図のモジュール間のメッセージ多重化方
法を示す流れ図。 第４図は、第３図に示される方法に従う一般的メッセー
ジ・シーケンスを示す表。 第５図は、第２図に示されるトランシーバーのブロック
図。 第６図は、第５図に示されるトランシーバーにおける状
態機械ジェネレータによって生成される発明の方法の状
態図。 第７図は、それ自身にループバックされる２つのモジュ
ール間のリンクを有する結果として生じたメッセージ・
シーケンスを示す表。 ５０……送信インターフェース回路 ５２……メッセージ バッファコントローラ ５５……制御回路 ５６……出メッセージバッファ ５７……入りメッセージバッファ Ａ、Ｂ……トランシーバー

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】一対のトランシーバーが、一対の通信路に
   よって連結されており、該トランシーバーの各々が、同
   時に１つの通信路においてデータを送信し、他の通信路
   においてデータを受信するようになっている、送信及び
   待機データ処理プロトコルを使用する全二重方式で一対
   のトランシーバーの間においてデータを通信する方法で
   あって、 該トランシーバーの各々において、一次及び二次のメッ
   セージを生成する工程と、 二次メッセージを一次メッセージ・ストリームに注入す
   ることによって、一次メッセージを二次メッセージで多
   重化する工程と、 受信トランシーバーによって容易に識別できる制御信号
   を二次メッセージの前に置くことによって、二次メッセ
   ージを一次メッセージから識別する工程と、 該制御信号に対応するビットシーケンスが、伝送され、
   該制御信号にすぐに続くことを、送信トランシーバーに
   おいて認識することを含む、一次メッセージデータの一
   部として該制御信号を同定する工程と、制御信号の補数
   を注入する工程とを含み、 受信トランシーバーが、該補数の制御信号が続く該制御
   信号の組み合わせを認識するようになっている ことを特徴とするデータを通信する方法。
2. 【請求項２】２つのトランシーバーが、一対の通信路に
   よって連結されており、該トランシーバーの各々が、同
   時に１つの通信路においてデータを送信し、他の通信路
   においてデータを受信するようになっている、送信及び
   待機データ処理プロトコルを使用する全二重方式で２つ
   のトランシーバーの間においてデータを通信する方法で
   あって、 該トランシーバーの各々において、送信してよいか、メ
   ッセージ開始、メッセージ終了及びアイドルコード信
   号、及びメッセージデータの任意の１つを含む一次メッ
   セージと、アイドル、送信許可及び肯定応答コード信号
   を含む二次メッセージとを生成する工程と、 二次メッセージを一次メッセージ・ストリームに注入す
   ることによって、一次メッセージを二次メッセージで多
   重化する工程とを含み、 該二次メッセージの各々の前に受信トランシーバーによ
   って容易に認識できる区別制御コードを置くことと、 メッセージ開始及びメッセージ終了信号が、同じ所定の
   制御コードによって達成され、 該メッセージ開始信号が、所定の制御コードの１つを有
   し、 該メッセージ終了信号が、所定の制御コードの少なくと
   も２つを有する ことを特徴とするデータを通信する方法。
3. 【請求項３】２つのトランシーバーが、一対の通信路に
   よって連結されており、該トランシーバーの各々が、同
   時に１つの通信路においてデータを送信し、他の通信路
   においてデータを受信するようになっている、送信及び
   待機データ処理プロトコルを使用する全二重方式で２つ
   のトランシーバーの間においてデータを通信する方法で
   あって、 該トランシーバーの各々において、送信してよいか、メ
   ッセージ開始、メッセージ終了及びアイドルコード信
   号、及びメッセージデータの任意の１つを含む一次メッ
   セージと、アイドル、送信許可及び肯定応答コード信号
   を含む二次メッセージを生成する工程と、 二次メッセージを一次メッセージ・ストリームに注入す
   ることによって、一次メッセージを二次メッセージで多
   重化する工程とを含み、 二次メッセージの各々の前に受信トランシーバーによっ
   て容易に認識できる区別制御コードを置くことと、 任意の１つのトランシーバーの一次及び二次メッセージ
   の間の伝送の多重化率が、 該１つのトランシーバーがアイドルであるならば、該一
   次及び二次のメッセージの伝送が５０パーセントのデユ
   ーテイ・サイクルレートに変更され、 他のトランシーバーがメッセージの開始の相談をしてい
   るが、メッセージ処理の終了工程中であるならば、一次
   及び二次メッセージの間のバンド帯域が、所定のレート
   を割り当てられ、 １つのトランシーバーが伝送し、他のトランシーバーが
   メッセージの開始の相談をしておらず、メッセージ処理
   の終了工程中でもないならば、該１つのトランシーバー
   が、その通信路の総ての使用を割り当てられる という規則に従う ことを特徴とするデータを通信する方法。