JPH0620203B2 - データ通信方法及び通信システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 技術分野 本発明は通信システムに関し、特に単一のバスを介して
通信する局間にパスされる単一の概念化されたトークン
を利用し、各局はトークンを「所有」した場合に他の局
を排してハイレベルのメツセージ伝送を行うことがで
き、さらに必要なら他の局にハイレベルの返答メツセー
ジを伝送させることができるようにした回線非争奪タイ
プの通信システムに関する。

背景技術 多数局通信システムは一般に２種類の通信方式、即ちマ
スター制御方式とマスターなしの方式のいずれかを採用
する。前者の方式では中央制御ユニツト等の装置が監視
制御装置となつて、共通使用伝送資源（代表的には各局
間を相互接続するバス）をどの局がアクセスしているか
を監視するとともに、局に資源アクセスの指示を出す。
この種の方式と異なり、本発明はマスターなしの通信シ
ステムである。

マスターなしの通信システムは、２つに分類される。ひ
とつは回線争奪（コンテンシヨン）システムであり、も
うひとつはトークン・パス・システムである。前者の回
線争奪システムではある局が他の局へのバスの伝送制御
手段として、多数の局にバスへのアクセス権を争わせる
ようにしており、この点で本発明とは異なるシステムで
ある。本発明においても多数の局が同時にトークンへの
アクセスを要求するような場合には争奪の可能性がある
が、全体として本発明は回線争奪なしのトークンパス方
式のみを使用するものである。

回線争奪システムについては、Digital Equipment社
（マサチユーセツツ州メイナード）、Intel社（カルフ
オルニア州サンタクララ）及びXerox社（コネチカツト
州スタンフオード）の共同開発に係るものがあり、これ
はEthernetと呼ばれているものでMetcalfeらの米国特許
第4,０６3,２２０号に記載されている。これによればバ
スにつながつている局はいずれも伝送直前及び伝送中バ
スがクリアであることを条件として情報を送信すること
ができる。送信局が送信中にバスのノイズを検出したと
するとこれは、同時にバスへの情報送信を試みている局
がほかにもひとつ以上あり、送信局とこれからほかの局
間に干渉ないし衝突が生じていると考えられる。この問
題を解決するめ、各局の送信部を動作不能にし、乱数発
生器を用いてある待ち時間を選定し、その経過後次の送
信の試みが行なわれるようにしている。同時にカウンタ
により、１データパケツトの送信中に発生した干渉ない
し衝突回数をカウントし、それに従つて乱数発生器の平
均値に重み付けを行つている。したがつて送信を試みた
局は異なる時点で再送信を行うことになり、やがて局間
の回線争奪はなくなる。

本発明ではこのような争奪ないし衝突検出方式は使用せ
ず、代りに、トークンの概念を採用し、このトークンを
局から局へパスさせ、トークンを所有する局がその間だ
けハイレベルのメツセージ伝送を行なえ、かつ必要なら
他局からのハイレベルの返答メツセージを要求するとい
う非他的な権利をもつようにしている。

トークン・パス・通信システムについては、その従来技
術の代表例がImaizumiらの米国特許第4,０５8,６８１号
に開示されている。この文献には命令確立信号（ELS）
と命令送り信号（SEL）とを用いて局から局へ伝送され
るトークンを利用した情報伝送システムが記載されてい
る。局から局へのトークンパス（トークンの受け渡し）
はトークンを所有することになる次の局のアドレスを与
えるＳＥＬ信号を使用することにより行なわれる。この
次の局はトークンを受け取ると命令確立信号を送信して
命令する権利は自分の局にあることを他局へ知らせる。
現在トークンを所有している局が所定の時間内にＥＬＳ
信号やＳＥＬ信号を送信しない場合は他の局が自己のＥ
ＬＳ信号を送信することによりトークンを入手する。最
初にトークンを持つていた局がアドレスした次の局への
トークン転送を所定の時間内に検出しなかつた場合に
は、この最初にトークンを持つていた局は別の局へトー
クンを転送するため、新しいアドレスのＳＥＬ信号を新
たに送信する。しかしながら、この文献は、現在のトー
クン所有局（所持局）が自局より次にトークンを送らん
とする送り先の局のみならず、自局にトークンを送つて
きた発送局も知つているという制御アークの概念開示し
ていない。現在のトークン所有局がトークンリストに入
つていない要求局にトークンを送ることを可能にする要
求ウインドウを上記制御アークと組み合わせることによ
り、システマチツクベースでトークンの所有権をまわし
ている局のトークンリストに各局を加入させ（パツチイ
ンする）たり、リストから除外させることができる。さ
らにこの文献はトークンをパスしている局間のハンドシ
エイク・プロトコルを自動的に変えることについても開
示していないし、示唆もしていない。

この文献はさらにバスとは物理的につながつているがバ
ス制御のためのトークンを入手する可能性を有さない局
を使用することに関する本発明の結合概念についても開
示や示唆をしていない。このような局はトークン所有者
になれる局に対してのみ応答することができる。結合概
念を用いることにより、比較的低いレベルの局（したが
つて結合概念なしにはバスに情報を送信することのでき
ない局）を相互接続可能な通信システムが与えられる。

さらに本発明は、その基本的な知覚事象及び局状態を変
えるルールインターアクシヨンを介しての事象間の因果
性を用いることにより、再編成され、ユーザーの要望す
る通信ネツトワークの要求事項に合致する新しいアクセ
スメカニズムのプロトコルを有する新規で特徴ある通信
システムを提供する。

発明の概要 トークンパスを利用する同期直列バス通信システムにつ
いて記述する。この共通使用線ないしバスは受動性の通
信媒体であり、これを介して複数の局が通信を行うため
相互接続される。本発明の一構成例においては、各局は
複数のアクセスメカニズムモジユールを含み、これらの
モジユールは局が事象を知覚（観察）したときにとるべ
き行動を表わすルールに基づく状態の変化を表わしてい
る。各局は、トークンを所有・所持・取得した（これら
のことばは同様の意味で使用する）場合に非アクセスタ
イプのメツセージ（本書ではハイレベルのメツセージと
呼ぶ）をバスを通して他の局へ伝送開始でき、さらに他
の局から自局にハイレベルの返答メツセージ伝送を要求
することのできる唯一の局となる（所望なら可能だが、
第３者局へのサロゲートメツセージ伝送は本発明では使
用しない）。いつたんトークンの所有権を取得した後の
取得局（所有局）と他のひとつの局とのデータ通信のや
り方はひとつ以上の周知の規格、例えばＩＳＯ／ＤＩＳ
３３８9.２に記載されたＩＳＯのハイレベル・データ
リンク・コントローラ（HDLC）の規格を満足することが
できる。

本発明のアクセス機構の基本的な特徴として、各局が自
局にトークンを送つてきた局（発送局）と自局よりトー
クンを送る方の局（送付局）とを知ることにより、どの
局が次にトークンを取得するかを判定し、またパツチイ
ンやパツチアウトのし方を定め、さらにすでになされた
局間でのトークンパスの性質に従つて自動的にトークン
パス・ハンドシエイク・プロトコルの推移を判定する技
術があげられる。さらに本発明においてはバスに接続さ
れているが自らトークンをアクセスする機能を持たない
スレーブ局がトークンアクセス能力を持つマスター局を
介して通信することができる。

詳細に述べると、本発明のアクセス機構は任意の局（上
述したスレーブ局に除く）に、トークンの所有権周期的
に取得する局のトークンリスト（ループ又はリング）に
加入可能とする能力を与える。

いつたんこの初期の局のトークンリストが作成される
と、各局の検出した特定の事象であつて支配ルールに従
つて生じる事象に従つて変化する一連の相互接続状態を
有する全体のプロトコルに基いて各局はトークンをパス
する。代表的な支配ルールでは、(1) 単一バスにつな
がつた一連の局に対し、一度にひとつのみのトークンが
存在できる、(2) トークンにアクセス可能な局はすべ
て同一の全体状態プロトコルを知つている、(3) どの
局も、パスを伝わる通信を聞くことにより、局がトーク
ンを所有する時間も含めて、データ通信の使用度を監視
することができる。この(3)の監視では、局のモニター
はバスにつながつているトークンアクセスを持つている
他の局の数、即ちトークンリストの局数を確かめること
ができる。

それらルールは状態変化を起こさせるメツセージを受け
取るフオーマツトと考えることができ、したがつてタイ
ムアウト又はメツセージのような所定の事象が発生しな
いかぎり、状態が変化することはあり得ない。メツセー
ジが生じなければならない方法を定めるこれらルールは
状態を変化させるルールと考えることができる。したが
つて状態自体は任意の局の形態であり、他方ルールは検
出した事象に基づいて局が状態を変化させる方法を明ら
かにしたものである。局の監視した事象に従つて状態を
相互接続することにより特定の通信システムを表わす全
体の状態マツプが定められる。

状態マツプの基本的形態は通信システムの一体的サブセ
ツトを構成する。このような状態サブセツトはトークン
リストに属する各局がトークン発送局並びにトークン送
付局の両局を知るようにした制御アークを有する。した
がつて、発送局（前のトークン所有局）、現在のトーク
ン所有局及び送付局（次のトークン所有局）の３局は、
トークンリストを円と考え、その円上の異なる位置に各
局が配置されているものと考えると、概念上アーク（円
弧）を形成する。このアークは局から局へトークンがパ
スされるにつれ、上記円のまわりを動いていく。発送局
と送付局は物理的に隣り合つている必要はなく、必要な
のは、任意の局が他のある局に対し発送局であり、また
他のある局に対し送付局となるような固有のアドレスを
持つていることである。したがつて制御アークの概念は
各制御アークがユニークであるという考え方を含むもの
である。

トークンを受け取つた局はトークン所有者となるため、
送付局も「自身の」発送局と「自身の」送付局を知らな
くてはならず、したがつて制御アークは新しいアークで
ループ上を動いていくことになる。即ち関連する３つの
局から成るアークはループ移動の際一部が重なり合う。

本発明を構成する状態サブセツトの第２の部分は監視制
御（supervisory control）なしで局をパツチインし
（加入させ）、パツチアウトする（除外する）能力であ
る。ひとつのパツチアウト状況は、トークン所有局の送
付局が自身の発送局（現在のトークン所有局）がトーク
ンを使用せず、トークンを送つてこない状態を判別した
場合に生じる。この状態がタイムアウト（1/3Ｔ）を超
えて継続すると、次にトークンを受け取ることになつて
いる局は自身の発送局からトークンを取り上げる（ピツ
クアツプする）。同様に現在のバトン（トークン）所有
局の送付局が現在のトークン所有局より与えられるトー
クンの受領をアクノリツジしない場合、現在の所有局は
再度トークンのパスを試み、これを所定回数くり返して
もだめな場合は、自身の送付局は故障しているとみな
し、次のステツプに進んでリング上で次にトークンを取
得すべき局がどの局であるかを判別する。ついでこの次
の局が現在のトークン所有者からトークンを受け取る。

状態サブセツトの第３部はトークンリストへの局のパツ
チイン（加入）である。これを行うため、ループ外にい
る局はバスを聞いて自身の発送局がトークンを所有して
いるかどうか確かめる。

本発明に従う相互関連状態のもうひとつのサブセツトは
トークンパスを行う局間で実行されるハンドシエイクプ
ロトコルの自動変更である。トークンパスが所定回数誤
りなしで首尾よく行なわれた場合、トークンパスを実行
するハンドシエイクプロトコルは簡便化され能率がアツ
プする。例えば通常連転中は現在のトークン所有局はト
ークンをパスするのに３つの信号プロトコルを必要とす
る。即ち、まずトークンエネーブル信号を送付局に送
り、送付局はそれに対してトークンアクノリツジ信号で
応答し、ついで現在のトークン所有局が送付局にトーク
ンを送るという手順を踏む。このようなトークンパスの
シーケンスがエラーなしで所定の回数例えば１６回連続
して成功した場合、現在のトークン所有局は単一メツセ
ージのトークンパスに移る。即ち、トークンのパスに先
立つトークンエネーブル信号とトークンアクノリツジ信
号を省略する。この結果トークンのパスの全体速度が上
がる。もし、何らかの理由でこの簡単化されたプロトコ
ルに移つた後、送付局がトークン所有局に正しく応答し
なかつた場合、あるいはその他の問題が生じたことをこ
のアーク内の局が検出した場合には、局はトークンの適
正なパスを確保するため再び厳密なハンドシエイクプロ
トコルに戻る。このようにアーク内のそれぞれの局及び
隣接する局はこれらの局間のトークンのパスの成功に依
存してハンドシエイクプロトコルを自動的に変更する能
力があるため、トークン資源は効率的に使用でき、効率
的な通信を行うことができる。勿論、ループ上の異なる
アークに属する局は自身によるトークンパスの成功の程
度に従い異なるハンドシエイクプロトコルを実行する可
能性がある。

本発明による状態のもうひとつのサブセツト（オプシヨ
ン）は結合概念（binding concept）であり、これによ
ればトークン所有者になる資格をもつ局はバスにはつな
がつているがトークンの所有者にはなり得ないひとつあ
るいはそれ以上のスレーブ局に対するマスターになるこ
ともできる。この場合において、スレーブ局はトークン
の所有権をアクセスするプロトコルを定めるルールを内
部に有する必要がなく、それにもかかわらず要求ウイン
ドウ又は応答の呼びかけを介してのマスター局による制
御を通じてバスの他の局と通信することができる。さら
に２つ以上のマスター局は同一のスレーブ局をアクセス
することができるのでスレーブ局とトークンリストの種
々のトークン所有局との通信が容易になる。

本明細書書では詳述しないが、本発明の概念は、ループ
内の全ての局がいわゆるプリスタイン環境（Pristine e
nviroment）下で動作している場合、即ち、全ての局に
対するトークンパスが誤りなく所定回数にわたり実行さ
れた場合、現在の所有局と次の局間で実際の信号のやり
とりなしで行う仮想トークンパスの概念にも拡張でき
る。これは基本的にはハンドシエイクプロトコルのより
高速のモードへの推移であり、この高速モードにおいて
はトークンをパスする局間での実際のハンドシエイクは
不要となる。

発明の目的 したがつて本発明の主目的は、同期直列バスを使用する
ことにより単一の通信資源を利用する多数の局の通信シ
ステムにおいて、全ての局が資源にアクセスする可能性
をもつ系の中で資源にアクセスする能力をもつ各局に、
認知した事象に対し状態の変化を明らかにする同一のル
ールをもたせることにより、マスターなしのトークンパ
ス通信が行なわれるようにすることである。

本発明の他の目的はトークンパス通信システムにおいて
各局がトークンを周期的にアクセスするトークンリスト
の一員になり得るようにすることである。

本発明の他の目的は上記通信システムにおいて、トーク
ンリストに入つている各局はトークンを送つてきた局
（自身の発送局）と自身からトークンを送る局（送付
局）を知つており、かつ他の全ての局とは識別されるユ
ニークなアドレスをもつているようにすることである。

本発明の他の目的は上記通信システムにおいて、局間の
トークンパス中に要求ウインドウと呼ばれる期間を設
け、これを介してトークンリストのメンバーでない局が
トークンへのアクセスを要求できトークンリストに加入
できるようにすることである。

本発明の他の目的は上記通信システムにおいて欠陥局は
自動的にトークンリストから除外（パツチアウト）され
るようにすることである。

本発明の他の目的は上記通信システムにおいて局間のト
ークンパスが事前に成功したか又は局がバスを認知した
かに従つてトークンパスのハンドシエイクプロトコルを
自動的に変更する機能をもたせることである。

本発明の他の目的は上記通信システムにおいてトークン
を所有することのない局をひとつ又はそれ以上のトーク
ン所有マスター局の制御の下で相互接続することであ
る。

本発明の他の目的は上記通信システムにおいて、電源投
入時及び多数の故障発生時にトークンリストを自動的に
初期設定する機能をもたせることである。

本発明の他の目的は上記通信システムにおいて単一の局
故障の場合にはシステムを初期化しないようにする（初
期化シーケンスは開始しない）ことである。

本発明の他の目的は上記通信システムにおいて、通信シ
ステムの基本ルールを変更することなくユーザーの要望
に合うよう変更可能なシステムを提供することである。

本発明の他の目萄的は上記通信システムにおいてバスは
しや断の可能性があり、そのしや断した場合別個にトー
クンリストを作成し、バスの修理後は、ただひとつのト
ークンを有するより大きなひとつのトークンリストを自
動的に作成することである。

発明を実施するための最良の形態 第２図はローカル地域ネツトワーク形式の通信システム
２１を形成するよう、共有資源代表的にはバス２０に物
理的に接続された多数の局２２間においてこの資源がど
のように利用されるかについて説明するためのブロツク
図である。バスは代表的には周知の標準同軸コネクタを
介してバスに相互接続された局を有する有線テレビジヨ
ンに用いられるごとき同軸ケーブルで構成される。ロー
カル地域ネツトワークの場合バスの全長は数百フイート
から数マイル程度となろう。

代表的なネツトワークにおいて、１〜２５５の番号をも
つ２５５の局があり、各局はユニークなアドレスをもつ
ている。もちろん、大きなビルや都市のような場合には
ローカル地域ネツトワークの通信システムに数千の局を
設けることもあり得る。第２図の例では、バスに接続さ
れた局の数は１２個で夫々ＡからＬの文字で示されてい
る。各局は３つの基本要素で構成される。即ち、バスと
物理的にメツセージの送受を行うモデム２３、認知した
事象に応答して局にバスをアクセスさせる、本発明の状
態を形成するルールを具体化するアクセスモジユール２
４及び局間のデータの実際の伝送のためいくつかの形式
のハイレベルメツセージのプロトコルを利用するデータ
通信部２５である。タイマー６５も各局の一部となつて
いる。データ通信プロトコルに関しては任意の標準フオ
ーマツトを利用することができるが本発明では主とし
て、相互利用のため互にオープンとなつている端末装
置、コンピユータ、人間、ネツトワーク、プロセス間に
おける情報交換のための標準方式としてＩＳＯにより開
発され、オープンシステム相互接続の基準モデル（Refe
rence Model of Open Systems Interconnection，ドキ
ユメントISOＴＣ９７／ＳＣ１６／Ｎ５３７）という名
の書類に詳述されている標準フオーマツトを利用する。
このような標準はシステム間での情報の伝送をシステム
の相互接続を行う物理媒体を介して実行することを考慮
したもので、この場合各システムは論理的に秩序化され
たサブシステムの組で構成されるものとみることができ
る。

本明細書を通じ、局によりバスをアクセスした後のメツ
セージの実際の伝送のフオーマツトはハイレベルのデー
タリンク制御として説明する、したがつてデータ通信部
２５は公知の任意のハイレベルデータリンクコントロー
ラであり得る。このようなメツセージの記号として明細
書及び図面を通じＨＤＬＣの記号を使用する。

本発明は代表的には同軸バスのような受動形の共有通信
資源を使用するものであるから、代表的にはバスに相互
接続された複数の局より成るローカル地域ネツトワーク
での通信に関するものであると考えられる。この通信シ
ステムの目的はこの通信資源の配分使用を可能とし、そ
れぞれの局が他のすべての局から聞くことができ、特定
のスレーブ局を除くすべての局がある与えられた時点に
おいて資源を制御することを理論上可能とすることであ
る。特に、本発明は観察される事象（本書ではプリミテ
イブという）に従つて各局のとり得る各種の状態を表わ
すための一連のルールに関するものである。これらの事
象は代表的にはバス上で聞く活動のいくつか又は各局に
内蔵された内部クロツク６５による時間の経過である。
本明細書を通じ、すべての事象は個々の局がその局の場
所から知覚するものであることに注目されたい。全ての
局がバス上における同一の事象を常に同様に知覚する必
要はなく現実的でもない。なぜならシステムのノイズの
可能性や局の故障の可能性やバスの故障の可能性などが
存在するからである。又、同一の事象は伝搬時間がある
ため全ての局で同一の絶対時間では観察されない。

第２図に示す局間で通信し合えるようにするため、本発
明では概念化されたトークンを利用する。トークンはバ
トンということもあるが、概念化されたデバイスであつ
て、これを得た局には自局のデータ通信モジユールから
バスにメツセージを送信する権利及び他の局にメツセー
ジを転送すべき旨の指示を出す権利が付与される。トー
クンを所有していない局は自局のデータ通信モジユール
からのメツセージ送信を開始させることはできない。し
たがつて本発明はシステム全体がいかなる監視制御をも
必要とせず、局間でのトークンパスを初期化できるとと
もにその他複数の機能として、トークンをアクセスする
局のリスト（トークンリスト）に局を加入させる能力、
リストから除外する機能、トークンをパスする局がトー
クンの転送のためこれらの局間のハンドシエイク動作に
おいて使用するプロトコルを自動的に変更する機能をも
実行できるよう局から局へトークンのパスを行なわせる
ルールを指向するものである。さらに本発明は第５図に
示すようにトークンをアクセスすることがあり得ないい
くつかの局（局Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４）にバスと結合
する能力をも指向するものである。これらの局は２２′
でその全体を示しているが、局２２″（局Ｅ及びＦ）の
ごときマスター局の直接制御によつてのみデータを通信
できる。各マスター局はひとつ又はそれ以上のスレーブ
局を制御でき、実際異なるマスター局が同じスレーブ局
をオーバーラツプして制御することができる。これらの
スレーブ局とバスとの結合はこれらの局にその一部とし
てアクセスモジユールを組み込むことなく実行できるも
のであるから、バスに比較的簡単なデータ通信装置を付
加することができ、かつバス上で通信全体の機能は低下
しない。スレーブ局の代表例としては物理パラメータセ
ンサー（例えば熱、光センサー）や工業制御装置（例え
ばプログラマブルコントローラ）がある。初めに理解す
べきことは、実際盾無数の局をバスに物理的に接続さ
せ、夫々の局にある時点においてトークンの取得者とな
る能力をもたせることができるが、通常の状況において
は概念化されたトークンリストないしトークンループに
入つている局のみがトークンをアクセスできるというこ
とである（尚、このトークンリストは、任意の所与の時
点において通信媒体に周期的にアクセスしている局全て
の概念上のリストであり、従つて、その概念化トークン
リストは、どれかの局に物理的に存在するというもので
はなく、ただ、各々の局が含む情報、即ち自局に通信媒
体へのアクセス（トークン）を送つてくる局（発送局）
の識別と、当該局がそのトークンを送る先の局（送付
局）の識別とに関する情報から成るものである。）。例
えば第１図と第２図には１２の局を示している。第１図
に示す円２７は、円上の各局が送られてくるトーンを取
得するものとするとトークンループないしトークンリス
トを示しているとみることができる。したがつてこのル
ープないしリスト（トークンリングということもある）
上の各局はトークンを順次同期してアクセスする。例え
ばこのリストがある時点からあるものとすると、トーク
ンは局ＡからＢ、Ｃを通つてＬまで順次パスされＬから
再びＡに戻され、円内をまわり続けている。第１図にお
いて局Ｇ′やＧ″のような局もバスに接続されている。
しかしこれらの局は第１図に示すトークンリストの一部
ではないから、トークンを周期的に所有し、それにより
バスを制御してハイレベルメツセージを開始させ他の局
に自局へメツセージを転送するよう指示するためにはト
ークンリストに加わらなければならない。局がトークン
リストに加わる（パツチインするということもある）ル
ールについては後述する。

さらに本発明によれば、誤りなしで任意の局がトークン
を受け取り、渡す能力を失うことになつても、これによ
りシステム全体の通信が故障することはない。例えば第
１図に示すように局Ｊはなんらかの理由で故障した局
で、例えばその受信機が情報を受け取ることができなく
なり、トークンが送られてきたかどうかを知ることがで
きない状態になつている。この故障は他の局により観察
される。なぜなら、前述したように各局は共通資源即ち
バスを常時監視することにより他の全ての局の様子をみ
ているからである。局Ｊの故障が観察されると後述する
ように隣接する局が弦２８で示すように局Ｊをパツチア
ウトし、以降、トークンは故障した局Ｊをバイパスして
局ＩからＫへ送られる。後に局Ｊが正常に戻ると局Ｊは
要求シーケンスを通してトークンリストに再び加入する
ことができ、したがつてトークンリストの全体は再び第
１図に円２７で示すような形となる。

本発明の眼目はトークンをアクセス可能な各局が状態の
公式化したものとみることのできる同一のルールを有し
ていることであり、観察した事象（プリミテイブ）に応
じてどのようにルールが公式化されるかによつて状態が
変化し、このルールにより通信システム全体が同期して
動作することである。この結果得られる同期直列バスは
本発明の通信システムの基本的概念である。これを通し
てマスターなしの通信を行うことができる。

さらにこの目的のため、制御アークの概念があり、これ
により、初期化の後の任意の時点においてトークンのあ
りかに関する情報をもち、認識した事象に従つてトーク
ンを動かす能力をもつ３つの局が存在する。例えば第１
図ではアーク３０は局Ｂ、Ｃ、Ｄ間のトークン転送を表
わす。このアークの場合、局Ｃが現在のトークン所有者
であり、局Ｂはアークのしつぽで前のトークン所有者
（発送局）であり、局Ｄは次のトークン所有者（送付
局）である。後述するプロトコルでは適正なトークンパ
スを確保するため1/3、2/3、3/3、4/3のバス・タイムア
ウト(T)が用いられる。期間Ｔは新しい所有者にトーク
ンがパスされたときに各局が開始するデツトバス・タイ
ムアウトの4/3を表わす、本例でいえば局Ｃが（アーク
３０で示すように）トークン所有者になつたときに局
Ｂ、Ｃ、Ｄは内蔵するタイマーを起動する。1/3Ｔが経
過するまでに局Ｃがバスに何の送信も行なわないときは
アークの頭（局Ｄ）は局Ｃにはなにか問題があるとみな
し、トークンをピツクアツプする。即ち局Ｄは局Ｃをト
ークンを残して死んだとみなしトークンを承継するので
ある。これによりトークンはトークンリストのまわりを
シフトする。局Ｃが1/3Ｔの期間の間になんらメツセー
ジを送信しなかつたことを、なんらかの理由で局Ｄが検
出できなかつた場合は、しつぽの局である局Ｂが2/3Ｔ
経過後にトークンを取り戻す。局Ｃが正常に動作してい
ないにもかかわらず、なんらかの理由でしつぽの局Ｂも
頭の局Ｄもトークンを受け取らなかつた場合においてＴ
（3/3Ｔ）経過後に局Ｃが健康になつたとすると局Ｃは
トークンを動かし続けるためにトークンを再度取得す
る。即ち局Ｃは自分自身にトークンをパスする。しか
し、4/3Ｔの時間経過後においてもバスになにもない
（意味ある情報がない）場合には、各局は全体のトーク
ンパス計画に問題があると判定し、したがつて初期化と
して知られている状態に戻し、そしてこれで、トークン
・スタータにより新しいトークン・リストを作成する。

以上の説明からただちにわかるように、局から局へのト
ークンを送りつづけようとするアークの各局による制御
アークは簡単でエレガントなマスターなしの通信システ
ムを得る上で有効な方法である。

本発明の通信システムの詳細な説明に入る前に本発明の
その他の特徴を示す第２図と第３図について言及する。
第２図では第５図と同様にバスに接続されバス及びバス
上の局の状態を監視するモニター２９が使用される。モ
ニタはバスやバス上の局を直接制御する必要はないが、
バス上のメツセージを観察でき、したがつて通信システ
ム全体の様子を知ることができる。したがつてモニタは
トークンリストに現在入つている局の数やある局にトー
クンがパスされてから次にパスされるまでの全体のアク
セス時間を確かめることができる。さらに後述するよう
に故障局が自分自身に「オンリーワン」トークンパスを
行うため発生する信号から故障局を識別することもでき
る。

第３図は第２図に示す構成の通信システムにおいて場所
２６のところでバス２０がしや断され故障となつた場合
に本発明がこの状況に対しどのような処置をとるかを説
明するためのものである。この場合においてバスのしや
断時点にはトークンは局Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅ、Ｆのいず
れかに存在していたとすると、このトークンはその後こ
れらの局間でパスされ続け、破線３５に示される経路を
とつて帰還する（初期化により）。同時に局Ｇ−Ｌはト
ークンがなくなつたことを認識し、バス・デツド・タイ
ムアウトの経過後初期化シーケンスに入り、トークンリ
ストの再編成を行う。こうして新しいトークンリストが
作られ、新しいトークンは局Ｇ−Ｌ間でパスされ、線３
５′で示すように局Ｌより局Ｇへ戻つて一巡する。

その後バスが修理され場所２６のしや断が解除される
と、２つのトークンが存在して２つの局がハイレベルの
メツセージを開始しているという事実のため不法なメツ
セージがバスを伝送していることがただちに局により確
かめられる。これらの「不法」なメツセージの発生のた
め、又は局の再試タイマーが最大値に達することによ
り、局はいわゆる「バスは死んでいる」（ＢＵＳ ＩＳ
ＤＥＡＤ）状態に入り、トークンリストを再初期化
し、局Ａ−Ｌを構成員とするひとつのトークンリストを
新たに作成することができる。この結果通信システムは
第２図に示す形態に戻り、トークンは破線３５″で示す
ように局Ｌから局Ａに戻される。以上から明らかなよう
に本発明は局の故障発生の状況のみならずバスの故障状
況にも対処することができる。

検出した事象（プリミテイブ）に応じて同期化直列バス
と併用される制御アークの概念によりつくられるトーク
ンパス（トークン送りの）フオーマツトをさらによく理
解するには第１７Ａ〜第１７Ｄ図に示す状態マツプ及び
対応する表１〜１４、さらに本発明の基本原理に従う通
信システムを記載する第６〜第１６図を参照するとよ
い。

第１７Ａ〜第１７Ｄ図において、各円は任意のある時点
における任意のある局の状態を表わしている。ここで理
解すべきことは、各局はなんらかの状態にあるのだが全
ての局が同じ時刻に同じ状態になつているわけではない
ということである。したがつて第１７Ａ〜第１７Ｄ図を
考察する場合には、ある局が認識したある事象のために
ある状態からある状態に変化するとき、これと同時刻に
おいてほかの局は自ら認識した事象により上記とは別の
ある状態からある状態に変化しているということを理解
されたい。実際各局は同時刻において異なる事象を観察
している。これはひとつにはバスに伝搬遅れがあること
による。即ち情報の伝搬速度は光速のほぼ0.7倍に制限
されているため、全ての局は同じ情報を同じ時刻に「見
る」ことはできない。さらにバス上にノイズが発生する
ことにもよる。

いま、トークンリストは出来上つていてトークンは局か
ら局へパスされているものとして、以下トークン・パス
・メツセージのシーケンス（メツセージフオーマツト）
について説明する。このシーケンスは比較的率直なメツ
セージ・シーケンスのひとつであるため、いまからその
紹介を行う。実際にはトークンリストの作成に先立ち初
期化のメツセージシーケンスが実行されるのではある
が。

このメツセージ・フオーマツトは第７図と第８図に示す
ごときもので第６図に示すデータパケツト全体の一部を
構成している。バスで伝送されるデータ・パケツトは４
つの部分から成る。即ち、０１１１１１１０のビツトパ
ターンをもつ第１フラグフイールド３８、４又は５バイ
トから成るメツセージ４３、１６ビツトのフレームチエ
ツクシーケンスをもつＣＲＣフイールド４７、及び第１
フラグフイールドと同じビツトパターンをもつ第２フラ
グフイールド４９から成る。

さて、第７図と第８図に示すメツセージ・フオーマツト
において、第１バイトはメツセージの行先局のアドレス
（好適実施例では１から２５５までのいずれか）を有す
る。このバイトがゼロの場合は全ての局向けのブロード
キヤスト（一斉）メツセージが送られることを意味す
る。第２バイト９１はＣＭＤフイールド、即ちアクセス
メツセージ用の１６進フオーマツトにおけるＣ８に等し
い値を常時送信するハイレベルデータリンクの命令（コ
マンド）フイールドである。第３バイト９２はＦＲＯＭ
バイトで発信局のアドレスを与える。第４バイト９３は
ＴＹＰＥバイトで送信するメツセージのタイプを表わ
す。メツセージのタイプは表Ｉに示す。

第８図に示す第５バイト９４はアドレスをある局からあ
る局へパスする必要がある場合におけるアクセスメツセ
ージ（“次に（トークン所有者に）なるのは誰は”と
“送付局（ＴＯ局）／発送局（ＦＲＯＭ局）をロードせ
よ”）用である。第１７Ａ〜第１７Ｂ図においていまあ
る局、例えば第１図におけるＡ局が現在のトークン所有
者（トークンとバトンは図面と表において類義語として
使用している）であるとする。トークンをパスするため
の第１ステツプとして局Ａよりトークン・エネーブル信
号（信号ＢＥ、表１参照のこと）が局Ａの送付局である
局Ｂに送られる。これに対し、局Ｂはトークン・アクノ
リツジ信号（ＢＡ）で、応答し、さらにこれを局Ａが受
信した後局Ａよりトークン信号（ＢＴ）が局Ｂに送られ
る。この時点で局Ｂはトークン所有者となり局Ａは送付
局（局Ｂ）を監視する状態（第１７Ｄ図）に入る。

したがつてある局からある局への代表的なトークンパス
においては、表２に示すようなステツプがとられる。表
２は第１０図と一緒に参照すべきで、表２中の１から８
までのステツプは第１０図の右側に示されている。同様
なステツプ番号が表３〜８、及び対応する第１１〜１５
図、第９図に夫々示されている。表２と第１０図の両方
からわかるように、まずトークン所有者（局１０）が局
１０の登録送付局（局１５）にトークンエネーブル信号
を送る。局１０は送付局１５がトークンリスト（第１
図）において次にトークンを受け取るべき局（次局）で
あることを知つている。そこで送付局（局のユニークな
アドレスを介して）トークン所有者にトークンを受け取
る準備のあることを知らせる。即ち送付局はトークン・
アクノリツジ信号で応答する。第１図において局Ａが現
在のトークン所有者だとすると、局Ｂが局Ａの送付局で
ある。したがつてトークン・エネーブル信号を受け取る
と局Ｂはトークン・アクノリツジ信号を発生する。次い
で局Ａがトークン信号を発生し、それによりトークンの
局Ｂへのパスが行なわれる。新しくトークン所有者とな
つた局（局Ｂ）は、次いで５０マイクロ秒間観測を行
い、要求者より割込の要求があるかどうかを聞く。この
機能、即ちトークンパスの期間中に要求者が新しいトー
クン所有者に割込むことのできる機能により、新しい局
がトークンリストにパツチイン（加入）することができ
る。このシーケンスは別の見方でいえば、トークンをあ
る局からある局に送る場合において、トークンを受け取
つた局（第１０図でいえば局１５）は５０マイクロ秒の
時間ウインドウをもつており、その間この局は外部から
の割込の有無を調べ、割込信号を受けた場合にはトーク
ンを割込者（要求者）に譲渡することによつて、割込者
のトークン・リストへの加入を可能にしているのであ
る。この点については後で詳述する。

表 ２ トークン・パス １．トークン所有者は登録されている送付局（次局）へ
トークン・エネーブル信号を送る（第１図参照）。

２．エネーブルを受けた局はトークン・アクノリツジ信
号で応答する。

３．トークン所有者はトークンを送る。

４．新しいトークン所有者は要求者より要求があるかど
うかにつき５０μ秒間聞く。

５．トークン所有者はＨＯＬＣメツセージを送り、必要
なら相手からの応答を持つ。

６．トークン所有者は固定最小トークン所有時間以下で
トークンを所有する。

７．トークン所有者は自身の送付局（次局）へトークン
を送る。

８．誤りなしで長いシーケンスが実行された場合（例え
ばトークンパスが誤りなしで１６回続けて実行された場
合）は（ステツプ１と２が省略され）単一のメツセージ
・トークン・パスへ移行する。

トークン・パス・メツセージ・シーケンスにおける次の
ステツプとして、新しくトークン所有者となつた局（局
１５）は他の局へ伝送すべきものとして自身のデータ通
信モジユール内に待機させていたハイレベルデータ・リ
ンク・コントロール・メツセージ（ＨＤＬＣ）を該他の
局へ送り、必要ならその応答を待つ。ここにおいて理解
すべきことは、局がトークンを所有する全時間は少なく
ともバスの最大伝搬時間（バスの一端から他端までの伝
搬遅れ）と情報の要求を受けた局が情報を集めそれを送
信するのに要する時間（受信局がデータを準備し送出す
るのに要する応答時間）を加えたものでなければならな
いということである。このトークン所有時間はバス長が
１5,０００フイート（約４５０ｍ）の場合で２〜１０ミ
リ秒となる。１5,０００フイートのバスではバスのデー
タ伝送レートは、バス上の伝搬速度を光速の0.7倍とし
て、1.５４４MHz（標準の通信システムの伝送レートの
多数倍）に選定することにより、任意の局より送出され
るメツセージの全長をバスに完全に乗せることができ
る。即ち、メツセージを伝送するため局に与えられる時
間は、バス上に別のメツセージパケツトが同時に乗るこ
とがないように選定される。

通常、局がバスを所有する最大時間は局の要求事項に依
存する。代表的にはトークンの所有時間は２〜１０ミリ
秒である。各局が最大トークン所有時間をもつという事
実、及びトークンリストに入つている局数は確かめるこ
とができるので、これらから保証できるアクセス時間を
求めることができる。簡単な例として、トークン・リス
トの局数が４つで、各局が夫々１０ミリ秒、２ミリ秒、
３ミリ秒及び５ミリ秒のトークン所有時間を持つている
ような場合には、保証アクセス時間は２０ミリ秒とな
る。即ち、トークンを間違いなくパスされている場合に
は各局はこの２０ミリ秒以内のトークン所有時間を持つ
ことになる。ここで注意すべきことは、局が自己のトー
クン所有時間より短いステツプ内でＨＤＬＣメツセージ
の伝送を完了した場合（相手からの応答も含めて）、該
局はその後ただちにトークンを送付局に送り出すという
ことである。この点につき、表２のステツプ６と７及び
第１０図を参照されたい。

最後に、ステツプ８に記載しているように、アクセス・
ステツプ（ステツプ１〜３まで）はある状況においては
単一のステツプになるということ、即ちステツプ８に示
すトークンパスになることに留意されたい。これはトー
クン所有局とその送付局のハンドシエイク・プロトコル
が、局間のトークンパスが所定回数、例えば１６回連続
してエラーなしに行なわれた場合に変更されることを意
味している。即ち、このような所定回数にわたりエラー
なしのパスがなされた場合には、ハンドシエイクの手続
としてはトークン所有者や送付局にトークン信号を送る
だけでよくなる。かくしてエラーなしのパスの後はトー
クンパスの手続が省略化されるため、時間の無駄がなく
なり、バスをより有効に利用することができる。所有局
と送付局間のトークン・パス・ハンドシエイク・プロト
コルの自動変更機能は本発明の基本的思想のひとつであ
る。さらに、図面には明記していないが、エラーなしの
トークン・パスがさらに多数回にわたつて実行された場
合には、さらに別のステツプへ変更させ、トークン所有
者から信号を送出させることなくトークン・パスを実行
することができる。これは一種の仮想トークン・パスで
あり、バスの有効利用をさらに向上するものである。こ
れを行うには、全ての局が仮想トークンパス・プロトコ
ルをサポートする必要がある。

トークン・パス・メツセージ・シーケンスは第１７Ａ〜
第１７Ｄ図からも理解することができる。いま、局Ａが
トークン所有者だとすると、局Ａは第１７Ｂ図に示す
「トークン所有」の状態にある。この局Ａが割込なしの
要求ウインドウ（他局から割込みがなかつた）、即ち事
象３３を見たとすると、局ＡはＨＤＬＣマスター状態に
移行する。この状態において局Ａはバスを介してハイレ
ベルリンク（ＨＤＬＣ）メツセージを送出し、応答を要
求する。そしてこの状態にあるとき局Ａはトークンを局
Ｂにパスする準備を整える。したがつて局ＡはＨＤＬＣ
の仕事を完了（事象３１）すると、あるいは自己のトー
クン所有時間が経過すると、第１７Ｄ図に示す「トーク
ン送り」状態に入る。トークンが首尾よく送られたら
（事象３４）、局Ａは「送付局監視」（第１７Ｄ図）の
状態に入る。この監視において送付局である局Ｂが動作
していること（即ち送付局がトークンを受け取つている
こと）を観察した場合（事象３６）、局Ａは第１７Ｄ図
の「リスト入り」の状態に入る。局Ａが送付局監視状態
において、送付局Ｂが不正確な作動又は不作動であるこ
とを観察した場合（事象６０）は、局Ａはトークンを受
け取り、局Ｃを送付局としてトークンを送る。

逆に局Ｂからみると、局Ａがトークンを受け取ると（事
象６２）局Ｂは「リスト入り」状態から「自身の発送局
監視」の状態に移る（第１７Ｄ図参照）。局ＡがＨＤＬ
Ｃの仕事を完了すると（事象３１）局Ｂは局Ａの「トー
クン送り」状態の完了に伴いトークン信号を受け取り
（事象３２、第１７Ｂ図）、「トークン所有」の状態に
入る。この「発送局監視」の状態から「トークン所有」
の状態に移行するには、使用するハンドシエイクプロト
コルに従い、表２のステツプ１〜３または３に示すハン
ドシエイクを必要とする。したがつてこの事象が生じる
場合において、第１７Ａ〜第１７Ｄ図には図示していな
いが、実際には発生する一連のサブ状態がある。

局Ｂも割込なしの要求ウインドウを観察すると（事象３
３）、ＨＤＬＣマスター状態に入り、その通信モジユー
ル２５（第２図）の送信バツフアの待機させているハイ
レベルのメツセージを送出する。メツセージ送出が完了
すると、又はトークン所有時間が経過すると、局Ｂは自
身の送付局である局Ｃへのトークンパスを試み、これに
成功すると（事象３４）、「送付局監視」の状態に入
る。この「送付局監視」の時間において、局Ｃがある期
間内、即ち、バスのタイムアウト期間Ｔの1/3（メツセ
ージのタイムアウトと呼ばれるもので、１００マイクロ
秒の長さで、この間に送付局がトークンを受け取り作動
しているかどうか判定するための期間）以内に局Ｃが作
動していることを局Ｂが観察すると、局Ｂは「リスト入
り」の状態に入り、再び自身の発送局である局Ａがトー
クンを受け取るまでこの状態に置かれる。局Ａが再度ト
ークンを受け取ると、局Ｂは事象６２を観察し、再び
「発送局監視」の状態に入り、このサイクルをくり返
す。

第１図の円２７に示す他の局は「リスト入り」の状態に
ある。局Ｇ′とＧ″はトークンリストの構成員ではない
から、「リスト外」の状態（第１７Ａ図）にある。

以上のトークンパスの説明では各局が自身の発送局と送
付局からのアクセス・メツセージを正しく受け取り、か
つ全てが順調に（本質的にエラーなしの環境下で）進行
していることを仮定している。そこで、以下、局により
誤りが観測された場合にその誤りに従つて進行する特別
な状況について説明する。所望の通信システムを確保す
るため、任意のひとつの局が故障しても全体の通信シス
テムの運転には影響のないことを開示される。さらに本
発明によれば多数局の故障又は通信媒体即ちバスの故障
が発生した場合にトークン・リストを再初期化する手段
が提供される。

トークン・パスの説明を終わる前に、第１０図を参照し
て、制御アーク内の局（即ちトークン所有局、その発送
局及び送付局）間でのアクセス・メツセージのタイプを
説明することにより、ここで使用する技術がさらに明ら
かとなろう。第１０図のステツプ１に示すアクセス・メ
ツセージは局１０より局１５へトークン・エネーブル信
号を送るためのものである。これはトークン・ハンドシ
エイク・プロトコルにおける最初のステツプである。第
２メツセージは局１５より局１０へ局１５がトークン・
エネーブル信号をたしかに受け取つたことを示すトーク
ン・アクノリツジ信号を送るためのアクセス・メツセー
ジである。第３メツセージは局１０より局１５へトーク
ンを送るためのトークン・アクセス・メツセージで、こ
れにより局１５は自分用としてトークンを所有すること
になる。局１５は要求ウインドウに割込があるかないか
について、本例でいえば５０マイクロ秒間観測し、待機
しなければならない。局１５は要求ウインドウの期間に
メツセージを受けなかつた場合、割込なしの要求ウイン
ドウ（事象３３、第１７Ｂ図）であるとみなし、第４メ
ツセージに示すＨＤＬＣ状態に入る。即ち、この時点に
おいて局１５はトークン所有権に基いてバスをアクセス
する。この場合において、局１５は任意のメツセージを
自身の希望するスレーブ局に送るわけであるが、この場
合におけるスレーブ局というのは局１５が送信を希望す
る任意の局の意味であつて、トークンを取得する能力を
持たない意味でのスレーブ局である必要はないことに留
意されたい。局１５が送出するメツセージはリンク＃と
記されているが、これは任意の周知のハイレベル・デー
タ・リンク通信プロトコルを局が使用することを意味す
るにすぎない。

次のメツセージ・シーケンスは局１５よりその送付局で
ある局２０へトークン・エネーブル信号を送るためのア
クセス・メツセージである。局２０はこのトークン・エ
ネーブル信号を受けると、返答としてトークン・アクノ
リツジ信号を局へ送り（第１０図の下から３番目に示す
アクセス・メツセージ）、さらにこれを受けた局１５は
第１０図の下から２番目のメツセージで示すように局２
０へトークンを送る。再び要求ウインドウが、この場合
は局２０に設定される。なんらかの理由で局２０が送出
すべきＨＤＬＣメツセージをもたないときは、次いで局
２０はトークンを送出する。しかしし、局間でのトーク
ンの受け渡しが所定回数、例えば１６回にわたつてエラ
ーなしでなされた場合は、局間のトークン受け渡しのハ
ンドシエイク・プロトコルは単純化され、迅速なトーク
ン送りが行なわれる。これは第１０図の一番下のメツセ
ージに示されており、これによれば、局２０はトークン
・メツセージをその送付局である局２５に送るのみであ
り、トークン（信号ＢＴ）を送る前にトークン・エネー
ブル信号（ＢＥ）を送るステツプとトークン・アクノリ
ツジ信号（ＢＡ）を受け取るステツプは省略される。こ
のハンドシエイク・プロトコルの自動変更機能は相互接
続された局相互によるバスの利用度を向上するものであ
る。ただし、異なる局は同時に異なるトークン・パスハ
ンドシエイクプロトコルを使用することは可能であり、
高速の単純化されたトークン・パス・ハンドシエイク・
プロトコルを使用するのはエラーなしでトークンを受け
渡している局のみであることに留意されたい。もちろん
これらの局と高速トークン・パスプロトコル中にエラー
を観測した場合は表２のステツプ１〜３に示すより厳重
なプロトコルに戻る。

以下説明するアクセスメツセージシーケンスは要求と呼
ばれる手順である。要求はトークンをアクセスする能力
をもつ局がトークンリストへ加入又は少なくとも一時的
にバスに加入する（少なくとも１回トークンを所有す
る）ことを要求することである。要求する前における局
は「リスト外」の状態（第１７Ａ図参照）にある。なん
らの理由でこの局（例えば第１図における局Ｇ′）が一
時的に又は永久的にトークンを所有することが必要にな
つたとしよう。電源が投入され（事象３９）、「ニユウ
ワン」状態に入つた局（局Ｇ′）はあるメツセージを観
測（事象４０）して、通信システムが作動しているこ
と、即ちバスが作動していることを知つた後で「リスト
外」の状態に入ることができる。

しかし、局Ｇ′はトークンが自局を通り過ぎていくのを
知つた場合（事象４１）、即ちトークンを持つている局
が、（局Ｇ′を抜かして）第１図に示すように局Ｈへト
ークンをパスしたことを知つた場合でかつ、トークン・
リストへの加入を希望しているときは、第１７Ａ図に示
すように「要求」状態に入る。ここにおいて、局Ｇ′は
要求ウインドウを待ち、要求トークン・アクノリツジ・
メツセージを該要求ウインドウを観察しているトークン
所有者に送る。ここにトークン所有者はＧ′に最も近い
アドレスをもち、かつＧ′より大きなアドレスをもつ局
であり、第１図の局Ｈがこれに相当する。次いでトーク
ン所有者（局Ｈ）は要求トークン・エネーブル信号を要
求者（局Ｇ′）に送り、これに対して要求者は要求トー
クン・アクノリツジ信号で応答する。次いで要求トーク
ンが要求者に送られ要求者である局Ｇ′はトークン所有
者となつて「トークン所有」状態（第１７Ｂ図）に入
る。したがつて第１７Ａ図に示す「要求トークン受取」
の事象４２は新しいトークン所有者（局Ｈ）と要求局間
で送受される一連の信号を内包し、それらによる（リス
ト内のトークン所有者間でのトークンの受渡のためのハ
ンドシエイクプロトコルと同様な）ハンドシエイク・プ
ロトコルに従つて、結果的に新しいトークン所有者（局
Ｈ）より要求者（局Ｇ′）にトークンが譲渡されること
を表わしている。

上記の場合において、留意すべきことは、新しいトーク
ン所有者（局Ｈ）のアドレスと前のトークン所有者（局
Ｇ）のアドレスの中間のアドレスをもつ局のみがトーク
ンを要求することができるということである。即ち、要
求できる局は、前のトークン所有者のアドレスより大き
なアドレスをもち、〔ただし要求局のアドレスが最初の
番地の場合は、トークンリスト中最終番地（一番大きな
アドレス）をもつ局が前のトークン所有者（要求局の発
送局）となる。第２図の戻りの破線３５″参照〕、かつ
新しいトークン所有者のアドレスより小さなアドレスを
もつ〔ただし要求者のアドレスが最終番地の場合は新し
いトークン所有者（要求局の送付局）のアドレスはトー
クンリスト中の局のうち一番目のアドレスとなる〕。

新しいトークン所有者（局Ｇ′）はついで要求ウインド
ウを観察し、ほかにもトークン要求があるかどうか調べ
る。２つ以上の局が同時に局Ｈよりトークンを要求する
という状況は複数要求状況と呼ばれる。これが生じる
と、局Ｇ′はこのほかの要求局が自局（局Ｇ′）のアド
レスより小さなアドレスを持つているかどうか調べ、そ
の場合には後述するようにトークンをその局に譲渡す
る。

しかし、新しいトークン所有者（Ｇ′）が割込（要求）
なしの要求ウインドウを観察した場合（事象３３）、局
Ｇ′は前局である局Ｇに対し、局Ｇの送付局として局
Ｇ′のアドレスをロードするように知らせるとともに、
局Ｈに対し、局Ｈの発送局として局Ｇ′のアドレスをロ
ードするように知らせることにより、自局のアドレスを
トークン・リストにパツチインする。局Ｇ′は自身の送
付局（局Ｈ）を知つており、したがつて、トークンリス
トは局Ｈに関してその発送局が局Ｇから局Ｇ′に変更さ
れる。

表３と第１１図を参照して要求メツセージ・シーケンス
について詳細に説明する。表３及びこれと対応する第１
１図には８つのステツプがある。

ステツプ１において、トークン・アクセス・メツセージ
により局２０は局１５よりトークンを受け取る。しか
し、局１７がトークン・リストの一員になるのを希望し
ており、かつこの局１７は局１５と局２０の中間のアド
レスを持つているから、この局１７の要求は局２０で受
け取られる。即ち、ステツプ３で示すように局１７は局
２０へ要求トークン・アクノリツジ信号（ＤＢＡ）を送
る。次いで局２０はステツプ４において要求トークン・
エネーブル信号（ＤＢＥ）を局１７へ送り、これに対し
局１７はステツプ５で要求トークン・アクノリツジ信号
を局２０に送る。次いで局２０はステツプ６で要求トー
クン（ＤＢＴ）を局１７へ送る。

留意すべきことは要求者にトークンをパスするためのス
テツプ１〜６は全てアクセス・メツセージであるという
ことである。局１７は次いで自身の要求ウインドウをも
ち（局１７のみが要求者であつた場合はバス上のノイズ
を調べるのみである）、このウインドウが静か（ノイズ
なし）であれば局１７はステツプ８において前局である
局１５へ「送付局をロード」の信号（ＬＹＴ：Load You
r TO）を送る。このアクセスメツセージは５バイトのア
クセス・メツセージで、５番目のバイトにより局１５は
自局の送付局（TO）がいまや、局２０ではなく局１７に
なつたことを知らされる。局１７はさらに次局（送付
局）２０へ「発送局をロード」（ＬＹＦ：Load Your Fr
om）の信号を送る。これも５バイトのアクセスメツセー
ジであり、５番目のバイトは局２０が自身の発送局とし
てロードすべき局１７のアドレス情報である。

表 ３ 要求 １．トークン・マスターは次のことから要求の必要を認
識する。

(a) バスのパワー・アツプ (b) Ｘ時間の間トークンを入手しない (c) ハイレベルのソウトウエア信号要求条件（一時所
有者） ２．要求（可能）者は（普通）トークンの通過を見る。

３．要求者は要求ウインドウを介して要求トークン・ア
クノリツジ・メツセージを新しいトークン所有者へ送る
（このタイプは一つおいて再使用）。

４．トークン所有者は要求トークン・エネーブルを要求
者に送る。

５．要求者は要求トークン・アクノリツジで応答。

６．要求トークンを要求者へ送る。

７．新しい所有者は要求ウインドウを介してバスを聞
く。

８．静かであれば新しい所有者は前局に「送付局をロー
ド」の信号を、次局に「発送局をロード」の信号を送る
（上記ステツプ２の状況が除かれる） ステツプ８の後、局１７はＨＤＬＣメツセージを完了す
ると、又はトークン所有時間が経過すると、自身の送付
局である局２０へトークン・エネーブル信号（ＢＥ）を
送る。次いで局２０は局１７へトークンアクノリツジ信
号（ＢＡ）を送り、これに対し局１７はトークンを局２
０へ送る。この時点において、局２０は自身の発送局が
もはや局１５ではなく局１７であることを知り、こうし
て局１７のトークン・リストへのパツチインが完了す
る。

要求を受け取る側の局からみると、この局は要求を受け
取る前は「トークン所有」の状態（第１７Ｂ図）にあ
る。要求者から要求を受け取ると（事象４５）この局は
「要求トークン送り」の状態に入る。要求者へのパスに
成功すると（事象４６）「要求者監視」の状態に入り、
要求者が作動している場合（事象４８）は、いまや前の
所有者となつたこの局は「発送局監視」の状態に入る。
この「発送局監視」の状態にある局は本質的にはトーク
ンを受け取つた要求者を監視しているのである。1/3Ｔ
の時間が経過した場合、即ち、要求者がこの期間内にバ
スにメツセージを送出しなかつた場合は（事象５３）、
前のトークン所有者は「トークン送り」の状態に入り、
再度自身の送付局（要求者）へトークンを送る。

しかし、前のトークン所有者は、要求者が要求トークン
権を行使したことをみとどけた場合は（事象５５）、
「リスト入り」の状態に入る。

再び第１７Ｂ図に戻つて、トークン所有者は要求を観察
すると（事象４５）、「要求トークン送り」の状態に入
る。要求者へのトークンパスに成功せず、失敗を検出し
た場合（事象５７）、トークン所有者はトークンを要求
者に（再度）送る代りに、「ＨＤＬＣマスター」の状態
に入る。ここにおいてトークン所有者は自身のデータ通
信モジユールに待機させていたハイレベルのデータ・リ
ンク・メツセージ（ＨＤＬＣメツセージ）を送出する。

局１７はトークン・リストに入ることなしでも、局２０
からトークンを要求できることに注目されたい。この場
合の局１７は一時要求者と呼ばれるもので、いつたん局
２０よりトークンを受け取つた後で、局１７に「送付局
をロード」の信号を送らず、（ステツプ８が省略され
る）、したがつて局１５にはその送付局のアドレスとし
て局２０のアドレスがそのまま残されることになる。し
たがつて次のトークン送りを行うときにおいて局１７は
トークン・リスト外の局になつており、局１５は局２０
へトークンを送る。

次の状況として、２つ以上の局がトークンを受け取つた
局に対して、その要求ウインドウ期間中に同時にトーク
ンを要求する場合を考えてみよう。例えば、上述の例に
おいて、第１図の局Ｈが局Ｇからトークンを受け取つた
場合に、局Ｇ′及びその他の局、例えば局Ｇ″が局Ｈに
対し同時にトークンを要求することがあり得る。この場
合、トークン所有者は第１７Ｂ図に示す「トークン所
有」の状態において、要求ウインドウが静か（事象３
３）ではなく騒しいこと（事象４４）を観察する。した
がつて局Ｈは第１７Ｂ図に示すように「要求トークン送
り」の状態に行くかわりに、「要求サーチ」の状態に入
る。この状態において要求サーチに成功した場合（事象
５０）には、局Ｈは「要求トークン送り」の状態に入
る。そしてそのパスに成功した場合には（事象４６）、
局Ｈは「要求者監視」の状態に入り、要求者が作動して
いる場合には（事象４８）、「発送局監視」の状態に入
る。そして局Ｈは後に要求者よりトークン・エネーブル
信号を受け取ることによりトークン所有者になることが
できる。したがつて要求サーチに成功した後は（事象５
０）、局Ｈは要求ウインドウで単一の要求信号を受けた
場合と同様の一連の状態を進んでいく。しかし、要求ウ
インドウが騒しいことを観察した（事象４４）後に、要
求サーチに失敗した場合（事象５２）は、「ＨＤＬＣマ
スター」の状態に入り、トークンを所有し続け、自身の
データ通信バツフアに待機させていたＨＤＬＣメツセー
ジを送出する。

複数要求者のメツセージシーケンスについては、表４及
びこれに対応する第１２図に詳しく示されている。表４
に示すように、ステツプ１において２つ以上のトークン
マスター、即ちトークンをアクセスする能力を有してい
るが「リストス外」の状態（第１７Ａ図参照）にある局
がトークン要求を決定する。次いでトークンがこれらの
局の上を通過するのが観察される（事象４１）。第１２
図では局１５が現在のトークン所有者で、これから局２
０へトークンが送られる。局１７と局１８はトークンの
取得を希望している局であり、かつ局２０が新しいトー
クン所有者であるから、トークンを受け取ると要求ウイ
ンドウをもつ。したがつてこの要求ウインドウ期間中に
局１７と１８はトーン所有者２０に対しトークン・アク
ノリツジ・メツセージを送る。がしかし、局１７と１８
が同時に各々のトークン・アクノリツジ・メツセージを
送出してくるため、局２０のモデムはバス上にエネルギ
ーのあることを感知するのに止まり、局２０はこの状況
を要求ウインドウが騒しい（事象４４）と判定する結
果、「要求サーチ」の状態（第１７Ｂ図）に入る。

こうしてステツプ４の後ステツプ５となり、ここで局２
０は要求者のサーチを行う。即ち、第２機構により局２
０とその発送局（局１５）間の局のアドレスがサーチさ
れる。したがつて局２０はサーチ・ダウンのステツプ
（ステツプ５）で、要求トークン・エネーブル信号（Ｄ
ＢＥ）を局１９へ送る。１００μ秒（要求ウインドウの
２倍の時間）内に応答のない場合局２０はこの局１９は
要求者でないと判定する。次に局２０は局１８へ、要求
トークン・エネーブル信号を送り、この信号にトークン
・アクノリツジ信号で応答する局１８を見つける。次い
で局２０は要求トークン信号（ＤＢＴ）を局１８に送る
ことにより、局１８にトークンを与える。次いで局１８
は要求ウインドウを持ち、その間、元の要求局のひとつ
である局１７より、局１８に対しトークンを要求する要
求トークン・アクノリツジ信号が送られる。これは表４
のステツプ７に対応する。次いで局１８は局１７に要求
トークン信号を送ることにより、局１７にトークンを渡
す。ここにおいて、第１２図には図示しないが、局１７
は局１５に対し「送付局をロード」の信号を送る。とい
うのは局１７は新しいトークン・マスターのうちで最小
のアドレスを持つ局であるから。これは第１２図のステ
ツプ８に対応する。そこで、局１５は局２０ではなく局
１７が新しく自身の送付局になつたことを知る。次いで
局１７は局１８にトークンを渡し、局１８は自身の発送
局と送付局を登録し、その後局１８はトークンを局２０
に渡し、こうして局１７と局１８のトークン・リストへ
のパツチ・インが完了する。

表 ４ 複数要求者 １．２つ以上のトークン・マスターが要求を決定。

２．これらのマスター上をトークンが通過。

３．全ての要求者（要求局）が要求を発信。

４．トークン所有者はエネルギーを見るのみで正当メツ
セージは判別できない。

５．そこでトークン所有者は要求者のサーチ・ダウンを
行う。

６．最初に見つけた要求者に要求トークンを渡す。

７．他の要求者は要求トークンを受け取つた局に対し要
求する。

８．新しいマスター（要求者）のうち最小アドレスをも
つ要求者のみにより、「送付局をロード」の信号が送出
される。

本発明による通信システムによりよく使用されるもうひ
とつのメツセージシーケンスは「次は誰」と呼ばれるシ
ーケンスである。この状況では、トークン所有局より登
録している自己の送付局に対してトークン・エネーブル
信号（信号ＢＥ）が送られるが、送付局からの応答は得
られない。この状況は、トークン所有者より送付局へト
ークンが送られ、送付局が（使用するいずれかひとつ
の）トークン・パス・ハンドシエイクプロトコルに従つ
てトークンを正しく受け取つた後、所定時間内にＨＤＬ
Ｃメツセージを送出できず、さらに自局の送付局にトー
クンを渡さなかつた場合とは区別されることに留意され
たい。今度の状況は、トークン所有者は送付局にトーク
ン・エネーブル信号を送つたのだが送付局よりこの信号
に対する肯定応答が得られないという状況である。この
場合、トークン所有者は送付局に対し何回か例えば３回
トークンパスを試み、それに失敗したときに、送付局は
故障しているとみなし、次いでトークン・リスト中の次
の局へトークンを渡す。この結果、故障した送付局はト
ークン・リストからパツチ・アウト（除外）され、その
後正常に戻つてから上述の要求メツセージ・シーケンス
に成功してからでないとトークン・リストに復帰するこ
とができない。

第１７Ｄ図において局Ａ（第１図）が「トークン送り」
の状態にあるとし、局Ｂへトークンを渡すことができな
かつたとすると、トークン送りの試みに失敗の事象５４
が発生する。そこで局Ａは「次は誰か」の状態に入り、
このときトークン・リストのほかの局（例えば局Ｂの次
にトークンを受け取るべき次の局である局Ｃ）より、
「次はこちら」の信号を受信したとすると（事象５
６）、局Ａは「トークン送り」の状態に戻る。次いで局
Ａは局Ｃに対してトークンを送る。しかし「次はこち
ら」の事象を感知しなかつたときは、局Ａは「次局が見
つからない」と判定し、次はこちらへのパスに失敗の事
象５８が発生する。これにより、局Ａは「バスは死んで
いる」の状態（第１７Ａ図）に入り、これより、通信シ
ステム全体は後述する初期化メツセージシーケンスに入
る。あるいはこの代りに局Ａは「パス初期化（サー
チ）」の状態（第１７Ｃ図）に入つて状態を再構成する
ことができる。このルールの変更は各局により異なる事
象に応じて異なる状態を与えるものであり、本発明の基
本概念が融通性に富んでいることの一例を示すものであ
る。

表５と第１３図に「次は誰」のメツセージシーケンスで
つくられるメツセージの詳細を示す。いくつかは５バイ
トのフオーマツトをとるがいずれのメツセージもアクセ
ス・メツセージである。第１ステツプにおいて、マスタ
ー局、即ち現在トークンを所有している局は登録してあ
る送付局に対しトークン・エネーブル信号（ＢＥ）を送
るが応答がない。第１３図では局１０がその送付局であ
る局１５へトークン・エネーブル信号を送る。しかし局
１５は１００μ秒の時間中にトークン・アクノリツジ信
号で応答しない。そこで局１０は再び局１５に対しトー
クン・エネーブル信号を送る。これは表５のステツプ２
に対応し、ここにおいて局１０は所定回数エネーブルの
再試をくり返す。好適実施例では３回行う。局１０が３
回試しても局１５よりトークン・アクノリツジ信号によ
る応答がないとすると、局１０は次いで応答のなかつた
局（局１５）のアドレスを含むブロードキヤスト（一
斉）の「次の誰か」の信号を送出する。この「次は誰
か」の信号は第１３図においては５バイトの信号として
示されており、その行先アドレスはバス上の全ての局で
受信されるべきものであるためブロードキヤスト・アド
レスになつている。このアドレスはメツセージ・フオー
マツトのところで前述したように（表１参照）、任意に
設定することのできるアドレス０である。全ての局はこ
のアクセス・メツセージを受信し、そのうち局１５を自
身の発送局としてもつている局が局１５に故障があり、
自局を次は誰かにおける次局（局１５の次局）であると
判定する。図示の例では、局１５から平常時トークンを
受け取るのは局２０であつてこの局が次局であることを
知り、そこで局１０に対して次はこちらの信号（ＩＮ）
を送り局１５が局２０の発送局であつたことを示す。次
いで局１０はステツプ５に入り、ここで局１０は局２０
へトークン・エネーブル信号を送り、局２０はこれに対
しトークン・アクノリツジ信号で応答し、次いで局１０
は局２０へトークンを渡す。したがつて局１５はトーク
ン・リストから除外される。

表 ５ 次は誰か １．マスター（現在のトークン所有者）は登録してある
送付局にエネーブルを送るが応答なし。

２．３回試みる。

３．応答がない局のアドレスを含む「次は誰か」メツセ
ージを送る。

４．応答がない局が登録にある自身の発送局であると判
断した局は「次はこちら」と応答する。

５．死んだ局（応答のない局）はこうしてアクセス・シ
ーケンスからパツチ・アウトされる。

もうひとつのよく生じるメツセージ・シーケンスはトー
クン・ピツクアツプと呼ばれるものである。この状況は
ある局よりその送付局のトークンが渡された後で該送付
局が死亡する場合である。即ちこの局がＨＤＬＣメツセ
ージを送出しないか、トークンを自身の送付局へ渡さな
い場合である。第１７Ｄ図の状態マツプにこの様子が示
されている。いま局Ａ（第１図）がトークンを所有して
いるとし、該局は「トークン送り」の状態にあるとしよ
う。トークン送りに成功の場合（事象３４）、この局は
「送付局を監視」の状態に入る。送付局が作動している
場合、即ち、送付局がトークンを取得し、トークンによ
りＨＤＬＣメツセージを送出するか又はトークンを自身
の送付局へ送つた場合（事象３６）には、局Ａは「リス
ト入り」の状態に入る。しかし送付局監視状態にある局
Ａが送付局が不作動であることを感知した場合は送付局
不作動の事象６０が生じ、この結果局Ａは「トークン送
り」の状態に戻る。次いで局Ａは局Ｂに対しトークンの
再送を試み、これに失敗した場合（局Ｂが故障のため）
局Ａは「次は誰かを発信」の状態に入り、その後は上記
次は誰かのメツセージ・シーケンスに従つて処理を行
う。このように送付局がバスのデツド期間Ｔの2/3の期
間にわたり不作動の場合局Ａはトークンを再び取得し、
それ自身の目的のためにトークンを使用する。Ｔは7.5
ミリ秒に選定され、したがつて2/3Ｔは5.0ミリ秒であ
る。

表６と第１４図にトークン・ピツクアツプ・メツセージ
・シーケンスの詳細を示す。表６に示すように４つノス
テツプがトークン・ピツクアツプ・シーケンスに関係し
ている。第１ステツプではトークンを渡した後で局はバ
スを監視して新所有者がトークンを使用するかうか調べ
る。トークンパス信号の発生後所有者がトークンを見な
かつたとすると（バス上のノイズのため）、新所有者は
トークンを使用し得ない。この事象は前のトークン所有
者には現在のトークン所有者がトークンとともに死亡し
たものと受けとられる。現在のトークン所有者はバスの
ノイズによるトークン不受理以外に、次のような場合も
死亡することになる。即ちトークンを受け取つた後にト
ークン所有者（局）に故障が発生してＨＤＬＣメツセー
ジを送信できなくなつたり、トークンを送付局に送れな
くなつた場合である。ある時間、代表的には５ミリ秒の
時間が経過しても前のトークン所有者がバス上にエネル
ギーを観察しない場合（これは新所有者がトークンを使
用していないことを意味する）、前のトークン所有者は
トークンを再び送り、これに失敗したときはトークン送
りに失敗であると判定し、次は誰かのメツセージ・シー
ケンスを開始する。

第１４図に示すように局１０より局１５にトークンが送
られる。しかし局１５はトークンとともに死亡するた
め、バス上にエネルギーが観察されることなく５ミリ秒
が経過してしまう。次いで局１０は再度局１５に対して
トークン・エネーブル信号を送る。１００マイクロ秒経
過しても局１５よりトークン・アクノリツジ信号が得ら
れず、局１０は局１５に対して合計３回トークン・エネ
ーブル信号を送る。その後、局１０は「次は誰か」の状
態に入り、第１３図に示す手順を実行する。即ち、「次
は誰か」のブロード・キヤスト・メツセージが局１０よ
り送出され、局２０が局１５の次にトークンを受け取る
べき局であつたとすると、この局２０は「次はこちら」
の信号（ＩＮ）を発信する。次いで局１０は局２０に対
しトークン・エネーブル信号を送ることにより局２０と
のトークン・パス・ハンドシエイクを開始する。

表 ６ トークン・ピツクアツプ（送付局死亡の場合） １．トークンを送つた後、局は新所有者がトークンを使
用するかどうかを調べるためバスを監視する。

２．新しい所有者はトークンを見ないかも知れないし、
又はただちに死亡するかも知れない。

３．バスにエネルギーを観察することなく５ミリ秒が経
過すると、前の所有者によりトークン・パス・シーケン
スがくり返される。

４．送付局死亡の場合は、「次は誰か」のメツセージ・
シーケンスに移行する。

もうひとつのよく生じるシーケンスはトークン・ピツク
アツプと称するもので、この場合は現在のトークン所有
者の発信局がトークンを持つて死亡する。第１図におい
て局Ｌからのトークンを受け取ることにより局Ａがトー
クン所有者になつているとすると、次にトークンを受け
取るべき局である局Ｂは自身の発送局である局Ａがトー
クンを受け取つたことを観察し（事象６２）、「リスト
入り」の状態から出て「発送局監視」の状態に入る。発
送局Ａが1/3Ｔの期間内にＨＤＬＣメツセージを送出せ
ず、又は局Ｂにトークンをパスしない場合は局Ｂはタイ
ムアウトと判定し（事象５３）、「トークン送り」の状
態に入る。局Ｂは次いでトークンを自身の送付局である
局Ｃに送る。

ここで留意すべきことは、局Ｂは「ＨＤＬＣマスター」
の状態（第１７Ｂ図）には入らず、トークンを動かし続
けるために、単に次局にトークンをパスするためのつな
ぎにすぎないということである。次のパスにおいてトー
クンが局Ｂに戻つてくるときには局Ａはトークン・リス
トから除外されているから、局Ｂは「ＨＤＬＣマスタ
ー」の状態に入ることができる。即ち、この２巡目のパ
スにおいて局Ａがまだ故障中であるとすると、局Ｌは局
Ａにトークンを送ることができないため、「次は誰か」
のメツセージ・シーケンスに入り、このとき、局Ｂは自
局が次である旨を知らせ、局Ｌは局Ｂに対してトークン
を送り、局Ａは除外される。

表７と第１５図には発送局がトークンを持つて死亡した
場合におけるトークン・ピツクアツプのメツセージ・シ
ーケンスを構成するステツプの詳細が示されている。表
７からわかるように第１ステツプにおいてある局（局２
０）は自身の発送局（局１５）がトークンを受け取つた
ことを知る。第２ステツプにおいて、発送局がトークン
を受け取つたことを知つたその局はいまやトークン所有
者になつている発送局よりバスにエネルギーが送出され
ることなく1/3Ｔの時間が経過することを知る。この時
間1/3Ｔは代表的には2.5ミリ秒に選定される。次のステ
ツプにおいて、次にトークンを受け取ることになつてい
た局（局２０）はトークンをピツク・アツプし、それを
自身の送付局に渡す（例えば局Ｂがトークンをピツクア
ップし、それを局Ｃに渡す）。

第１５図この様子をバスに送出されるメツセージの形で
示したものである。即ち、まず局１０がトークン・パス
信号（ＢＴ）によりトークンを局１５へ送る。局１５は
バス上にあり、通常ならＨＬＤＣメツセージをバスに送
出するのであるがなんらかの理由でそうすることができ
ない。このことを局１５の次にトークンを受け取るべき
局である局２０はバス上にエネルギーがないことから知
ることができる。局２０はトークンを捨つてトークン・
エネーブル信号を自身の送付局（ここでは局２５）に送
る。局２５はこのトークン・エネーブル信号に対しトー
クン・アクノリツジ信号で応答する。以下ハンドシエイ
ク・プロトコルが進行し、トークンは局２５へ渡され
る。

表 ７ トークン・ピックアップ（発送局死亡の場合） １．トークンが自身の発送局に送られたことを検出して
記録する。

２．ついで2.5ミリ秒間バスが死んでいる（休止してい
る）場合、トークン・ピックアップを開始する。

３．発送局の送付局はトークンをピツクアツプする。

以上のメツセージ・シーケンスでは全て、トークン・リ
ストは既に出来上つていて運転中であることを想定して
いる。しかし明らかなように、電源投入時にはそのよう
なトークン・リストは存在していない。さらに、トーク
ンを局から局へ渡すことができなくなる多数エラーの可
能性もある。多数エラーが発生した場合にそのような事
態となる。例えば、現在のトークン所有者がトークンを
持つて死亡し、かつなんらかの理由で次にトークンを受
け取るべき局（第１７Ｄ図に示す、「発送局監視」状態
にある局）が1/3Ｔの時間経過に応答せず（事象５３を
見過ごす）、「トークン送り」の状態に入らなかつたよ
うな場合である。あるいは現在のトークン所有者にトー
クンを送つた局（前のトークン所有者）がなんらかの理
由で、現在のトークン所有者がトークンを使用していな
いこと（2/3Ｔの経過、事象６０）を見過ごしてしまつ
た場合である。さらに、現在の所有局が本当に故障して
いて3/3Ｔの時間経過後トークンをピツクアツプしない
場合である。このような多数エラーの場合にはシステム
の運転を正常にするため4/3Ｔの時間経過（タイムアウ
ト）が生じる。この時間経過は「バスは死んでいる」と
呼ばれる時間経過（事象６４）で、これにより「リスト
入り」と「リスト外」状態にある局は「バスは死んでい
る」の状態に入る（第１７Ｃ図、第１７Ｄ図参照）。

「バスは死んでいる」の状態は、トークン所有者により
「不法メツセージ」（事象５９）が観察される場合にも
生じる。このような不法メツセージが生じるのは例えば
しや断されたバス（第３図）が第２図に示すように修理
された場合である。というのはこの場合、２人のトーク
ン所有者がいるため、バス上に不法メツセージが現われ
るからである。トークン所有者は次いで「待機」状態に
入り、メツセージ（事象６１）をある期間（4/3Ｔ）以
内に観察しないときはさらに「バスは死んでいる」の状
態に入る。

第１７Ａ〜第１７Ｄ図に示すように、バスが死んでいる
ことを感知した局は、バス再構成タイムアウト事象を行
う。好適実施例ではこのタイムアウト（時間）はその感
知した局のアドレスに関係した長さである。したがつて
２以上の局が「バスは死んでいる」の状態にある場合は
夫々の局が夫々のバス再構成タイムアウトを実行するが
最初にタイムアウトになつた局のみが「パス初期化（サ
ーチ）」状態に入る。初期化サーチを行う局を決定する
方法として他の技術、例えば乱数タイムアウトの発生に
よる方式を採用してもよく、これは特に幾千もの局が通
信システムの一部となつている場合に有効な方式であ
る。

「サーチ」状態にある局は順次局のアドレスに１を加え
てバス上のひとつ上のアドレスを持つ局を順次サーチす
ることによりリニアなサーチを行う。

表８と第９図に初期化シーケンスの詳細を示す。

表８のステツプ１に示されるように、初期化シーケンス
再構成用のタイムアウト（事象６８）は局のアドレスに
１００マイクロ秒を乗じた長さに設定されている。「サ
ーチ」状態に入つた最初の局は順次高いアドレスをもつ
局に対しトークン初期化エネーブル信号を送つてサーチ
を行う。最初の局は相手局を発見すると、その局に対し
初期化トークンを渡し、相手局はこれを受け取つて（事
象７６）、「サーチ」状態に入つて新しいサーチ局とな
る。新しく「サーチ」状態になつた局は次の局（第３
局）をサーチする。初期化トークンパスに成功（事象７
０、第１７Ａ図）した最初の局は「リスト入り」の状態
に入る。

サーチはサーチ開始者が見つかるまで、即ち好適実施例
においては全部で２５５局を一巡するまで続けられる。
サーチの開始者を定めるため、その局には「サーチ停
止」ビツトと呼ばれる特別なビツトがストアされる。こ
のビツトは最初に「パス初期化（サーチ）」状態に入つ
た局により設定されるもので、初期化サーチが一巡して
この最初の局に戻つてきたときに、この最初の局は初期
化シーケンスが完了したことを知り、通常のトークン・
パスが開始可能であると判断する。このサーチ停止ビツ
トは各局のアクセスモジユール２４（第２図参照）にそ
の発送局と送付局のアドレスとともにストアされてい
る。

表 ８ 初期化シーケンス １．バスが１０ミリ秒（4/3Ｔ、ここにＴ＝7.5ミリ秒）
にわたり死んでいる場合に初期化シーケンスに入る。こ
れはアクセスシーケンスのブレークダウン（複数の故
障）や電源投入（パワーアツプ）の結果生じる。各局は
自局のアドレスに１００マイクロ秒を乗じたタイムアウ
トを設定する。最初にタイムアウトした局が初期化シー
ケンスを開始する。最初の局は次の局が見つかるまで順
次高いアドレスの局に対しＩＢＥ（初期化バトン・エネ
ーブル）信号を送る。

２．次の局を見つけたら、最初の局はこの次の局（第２
局）に初期化トークンを送り、そして第２局は第３局を
サーチする。サーチは開始者が見つかるまで続けられ、
１〜２５５の局を一巡する。次いで開始者（最初の局）
は通常のトークン・パスを開始する。

備考：初期化の開始者は初期化シーケンスを停止するた
め自身のアクセス・モジユール内にサーチ停止ビツトを
設定する。

第９図に示す例では、局１０がタイムアウトした（事象
６８を観察した）最初の局である。そこで局１０は局１
１をアクセスする。１００マイクロ秒が経過するまでに
局１１よりトークン・アクノリツジ信号による応答のな
いときは局１０は次に局１２をアクセスし、１００マイ
ク秒以内にトークン・アクノリツジ信号を発生する局が
見つかるまでサーチを続ける。第９図の例では局１３よ
りこのアクノリツジ信号が局１０に送られる。次いで局
１０は局１３に初期化トークン（ＩＢＴ信号）を送る。
次いで局１３が新しいサーチ局となつて順次高いアドレ
スの局へ初期化トークン・エネーブル信号によるアクセ
スを行い局１５より初期化トークン・アクノリツジ信号
が送られるとこれが次のサーチ局となる。

全体のサーチは一巡して局１０に戻つてくるまで続けら
れ、局１０にくるとこの初期化シーケンスは完了し、通
常のトークンパスが開始する。第１７Ａ図に示すように
初期化パスに成功をしたことを見とどけたサーチ局は
「パス初期化」状態を出て「リスト入り」の状態に入
る。第９図の例でいえば、局１０は局１３へのトークン
パスに成功すると、「リスト入り」の状態に入る。こう
してひとつの局がトークンリストの一員となる。新しい
サーチ局となつた局１３も局１５を見つけると「リスト
入り」し、トークンリストの一員となる。これが初期化
サーチを行つている局に初期化トークン・アクノリツジ
信号を送つたすべての局について次々と行なわれる。

しかし、初期化サーチに失敗した場合（事象７１）、こ
の事象を見た局は「自局のみ（オンリーワン）」の状態
に入る。ここでこの局は「オンリーワンのタイムアウ
ト」を実行し（事象７２）、次いで自分自身にトークン
パスする（「自局へのパス」状態において）。第１６図
はこのようなトークンパスに対するメツセージ・フオー
マツトを示す。

オンリー ワン・タイムアウトはバスデツトタイムアウ
トのかなり大きな倍数の長さに設定される。例えばバス
デツトタイムアウトを１０ミリ秒とするとオンリーワン
・タイムアウトは１６０ミリ秒となる。このタイムアウ
トはバスデツトタイムより相当長い時間に設定される。
この理由は「オンリーワン」の状態にある局のために他
の局が妨害されないようにするためであり、「オンリー
ワン」の状態に入つている局がこの状態に入つた理由
が、実際にはバスに通信を試みている局が自局のみでは
ないのにもかかわらず誤つて自局のみである判断したよ
うな場合を考慮したものである。このような誤つた判断
は、「オンリーワン」の状態の局の受信機が不良であつ
て、バスの他の局を聞くことができず、その結果自局の
みがバスと通信可能である局であると思い込んでしまう
場合に生じる。仮にこの「オンリーワン」の状態にある
局がバス上に自分自身へのトークンパスを頻繁に行うこ
とができるとすると、これによりバス上の他の局が妨害
されてしまうことになる。そこでオンリーワン・タイム
アウトの長さを長く設定することによりこのようなトー
クンパスの頻度を低く抑えているのである。

しかし、サーチに失敗（事象７１）後に「自局のみ」の
状態に入つた局が実際にその局のみである場合もあり得
る。しかし、他の局も目をさましておりバスに対し作動
可能になつているとすると、「自局のみ」の状態にある
局は何らかのメツセージを受信することになる（事象７
４）。これにより局は「自局のみ」の状態から出て「待
機」状態に入り、さらに別のメツセージを受信すると
（事象６３）「リスト外」の状態に入る。

しかし、（他の局において）バスの再構成タイムアウト
の事象６８が発生してサーチが開始されている場合には
サーチ局より「自局のみ」の状態にある局に対し初期化
トークン・エネーブル信号が送られるため、「自局のみ
（オンリーワン）」の局は「サーチ」状態に入り、初期
化シーケンスを継続させる。

このように、初期化メツセージ・シーケンスは電源投入
時（パワーアツプ時）にトークンリストを作成する場
合、及び局を「バスは死んでいる」の状態に入れてしま
うような複数のエラーが発生したときにトークン・リス
トを再び作成する場合に使用される重要なシーケンスで
ある。初期化サーチに失敗し（事象７１）「オンリーワ
ン」状態に入つた局が真実バスと通信可能な唯一の局で
ある場合にはこの局は、他の局が初期化サーチを介して
バス通信を開始し、この「オンリー・ワン」の状態にい
る自分を見つけるまでこの「オンリー・ワン」の状態に
置かれるか、あるいは「オンリーワン」の状態にいる局
は自分自身にトークンをパスするため、これを通じて他
の局が自分以外にもバスに対し作動している局（即ち
「オンリーワン」の状態にある局）があることを知つた
ときである。

しかし、上述したように受信機の故障等のために局が
「オンリーワン」状態に入る可能性もある。この局は他
の局の話が聞こえてこないため、自分自身がバス通信可
能な唯一の局であると判断してしまう。このような場
合、この局が初期化手続を行うことができるとするとそ
れにより、トークンリストを構成する他の局であつてこ
れらの局間でトークンをパスしている局が妨害を受けて
しまう。この問題を解決するため、オンリー・ワン・タ
イムアウトはバスデツドタイムより相当長時間に設定し
てあり、「オンリーワン」状態の局はこの長時間が経過
した後でないと自分自身へトークンをパスして他局にそ
の存在を知らせることはできないようにしている。これ
により、通信システムに対する影響はほとんど除かれ
る。自分自身へのパスはバス上の他の局特にモニタ２９
（第２図、第５図参照）に対し、バス上のある局が故障
していることを知らせることにもなる。したがつてモニ
タは故障局を発見でき、それに対し修理が必要なことを
知らせることができる。モニタは他の目的例えばトーク
ンリストに入つている局の数やＨＬＤＣメツセージの使
用率などを判別するのに使用することもできる。

表９−１３は状態変数定義、バイト変数定義、時間使
用、ノイズ応答、非論理メツセージ、割込使用の詳細を
示している。これらの表は本発明によるローカル地域ネ
ツトワーク通信システムのアクセスメカニズムの実行に
ついてさらに詳細に記載してある。

表 １１ タイマー使用 状態マツプでは数多くのタイムアウトを使用するが、一
度にはひとつしか使用しない。この表は任務状態とこれ
らのタイムアウトに関する説明である。この表に示す個
々の値は例示にすぎず、変えることができる。

注：バトンはトークンと同義。所有者はバトンを 所有する局と同義。任務状態とはトークン所 有者、その発送局及び送付局の状態である。

１．バトン所有 バトン所有者は次のバトン所有者へバトンを渡す前にあ
る最長期間までバトンを保持できる。

この期間は１１０ミリ秒に設定可能である。さらにバト
ン所有者はワイヤ上のメツセージ間隔が2.5ミリ秒（1/3
Ｔ）を超えないことを保証しなければならない。

２．バトン所有者によるバトンパス時間（要求、初期化
を含む） タイムアウト（キヤリヤドロツプからキヤリヤアツプま
で）はこのシーケンスの場合好ましくは１００マイクロ
秒である。

３．新バトン所有者の要求待機時間 バトンメツセージにつづき、新バトン所有者は５０マイ
クロ秒間バスを監視して要求者からの要求の有無を調べ
る。４０〜１００マイクロ秒の間に見た任意のキヤリヤ
アツプは正当メツセージを受信しない場合でも「要求」
と解釈される。

４．バトンを渡した者のエネルギー監視時間 バトンを渡した後、ユニツトはキヤリヤアツプの有無を
監視する。5.0ミリ秒内に見ない場合はバトンを再び送
る（2/3Ｔ）。

５．バスの寿命、送付局のバトン所有 ６．バスの寿命 ユニツトは１０ミリ秒の間にキヤリヤを発見しない場合
はバスの死亡と判定し、初期化シーケンスに入る（4/3
Ｔ、Ｔ＝7.5ミリ秒）。

７．ユニツトのメツセージ受信 最大メツセージを１ミリ秒のキヤリヤアツプとする。キ
ヤリヤアツプがこれより長く続く場合そのキヤリヤアツ
プは無視し、ユニツトは次のシーケンスに進む。

８．オンリーワン 初期化サーチに失敗に続き、ユニツトは１６０ミリ秒ご
とにメツセージを送る。このメツセージは自分自身への
バトンパスであり、そのとき任意の他のマスターが要求
することがでるようにする。

表 １２ ノイズに対する応答アルゴリズム キヤリヤ検出はメツセージの到着の合図として使用され
る。この表はキヤリヤ検出されたが不当メツセージ（又
は全くなし）である場合を扱う。いくつかの任務状態に
より構成される。

１．バトン所有者 バトン所有局は送信に先立ちキヤリヤをチエツクし、高
い場合には送信を遅らせる。キヤリヤが１ミリ秒以上高
レベルの場合はバトン所有局は送信を強行する。

２．ＨＤＬＣマスターとしてのバトン所有者 応答を待つている間に受け取つた不良メツセージ（フラ
グなしのキヤリヤ、不良フレーム、不良ＣＲＣチエツク
・シーケンスをもつフレーム等々）は無視する。時間内
に応答のある場合はユニツトは処理を継続する、タイム
アウトの期間中に正しい応答のない場合はリトライす
る。

タイマのアウト期間中にキヤリヤが到来し、タイムアウ
ト時にも残つている場合（フレームはずれ）、バトン所
有者は１ミリ秒間（最大）キヤリヤがドロツプするのを
待つてリトライ（再試）を遅らせる。

３．バトン所有者のバトンパス このユニツトは次の所有者がバトンを使用するかどうか
確認するためその監視を行わなければならない。キヤリ
ヤが５０μ秒の要求ウインドウ期間中にハイになる場合
にはこの判定にはならない。しかし要求ウインドウ後立
ち上つたキヤリヤが少なくとも２０マイクロ秒持続する
場合は有効となる（正当フレームが検出されなくて
も）。

４．要求を待機する新バトン所有者 ５０μ秒の要求ウインドウ中にキヤリヤが立上り４０マ
イクロ秒持続する場合は、正当フレームが検出されない
きでも、複数要求（衝突）と解釈される。

５．バス（“送付局がバトンを所有”） タイマー使用のところで説明したように、任意のキヤリ
ヤアツプ割込でバス・デツド・タイムはリセツトされ
る。受けとつた不当フレームは無視される。

６．オンリー・ワン 不当フレームは無視される。最初に受け取つた正当フレ
ームによりオンリー・ワン状態はクリアされる。

表 １３ 非論理メツセージに対する応答アルゴリズム この表は予想外の良好ＣＲＣアクセス・メツセージを扱
う。

１．バトン所有者 ユニツトは、予想外のメツセージ（エネーブル・バトン
等）を受け取ると、バトンを落としアイドル状態にな
る。間違つたユニツトからの予想外のスレーブ・メツセ
ージ（例えばバトンアクノリツジ）の場合はシーケンス
を再び開始する。

２．バス ユニツトは不正ないし非論理アクセスメツセージを受け
取つた場合はアクセス・リジツエクトメツセージで応答
する。

最後に、アクセスモジユールを構成するハードウエアは
好ましくはインテル社の８０５１マイクロプロセサであ
る。バスは直列データ伝送であるのに対しマイクロプロ
セサは並列データを使うからモトローラの６８Ｂ５４直
列／並列コンバータをインターフエイスとして使用でき
る。データ通信モジユール２５としてはインテル社の８
０８８マイクロプロセサチツプが使用できる。さらに各
局は、上述した種々の事象を各局で検出するため計時を
行う少なくともひとつのタイマー６５（８０５１の一
部、第２図と第５図参照）を有している。

要約すると、以上説明したものはデータ通信媒体をアク
セスするためトークンを利用する通信システムに関する
もので、トークンはトークンリストの局間で受け渡され
る。感知した事象に応じて局をトークンリストに加入す
る技術、リストから除外する技術についても説明した。
トークンパスのハンドシエイクプロトコルを自動的に変
更する機能についても説明した。さらに初期トークンリ
ストを作成する初期化手続、多数エラーが発生した場合
にトークン・リストを再編成する技術についても説明し
た。

第１７Ａ〜第１７Ｄ図に示した特定の実施例は本発明の
根本思想（トークンを所有している局が発送局と送付局
を知つているということ等々）を具体化した通信システ
ムを提供するものであることは明らかであるが、さらに
図示以外のトークンパスのルールを構成し得ることもま
たただちに了解されるところであり、第１７Ａ〜第１７
Ｄ図に示すのと同じ状態を得るのにほかの方法が考えら
れまた異なる状態を得ることが可能である。各局（スレ
ーブ局２２′を除く）が同一のルールに従つて特定の事
象を監視し、観察した事象に従つて何をなすべきかを決
定するという思想は本発明のかぎであり、各局はすべて
トークンをアクセスする能力を持つているのである。

さらに上述したようにある局（２２′：第４図、第５
図）はトークン・アクセス能力を持たないにもかかわら
ず、トークンアクセス能力を持つひとつ以上のマスター
局の制御の下でバスと相互接続可能である。これにより
比較的不充分なアクセス機構しか持たない局との相互接
続を行う機能が与えられるとともにこれによりトークン
アクセス能力をもつ局間での通信機能が低下することは
ない。したがつて、基本ルールと状態を変えるため事象
を利用する本発明に基づき、トークンパスの概念を用い
る各種の通信システムを得ることができることは明らか
である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明によるローカル地域ネツトワークの概略
図で、３つの局即ち発送局、所有局及び送付局による制
御アークの概念及びパツチインとパツチアウトの概念を
説明するためのものであり、 第２図は本発明による通信システムのブロツク図で、ト
ークンを所有した局がその後アクセクし、ハイレベル(H
LDC)のメツセージを局間で送受するため、アクセス機構
モジユール、タイマー及びデータ通信モジユールを備え
た各局並びにバスに接続されたモニタを示してあり、 第３図は局ＡからＬ間でひとつのトークンを使用して運
転している、本発明による通信システムがバスにしや断
が生じた場合に元の局のサブセツト間でトークンをパス
するようシステムを再構成し、これによりバスにしや断
が生じても各サブセツトにより運転が続けられる様子を
説明するためのブロツク図であり、 第４図は制御ループ（トークンループ）により結ばれて
いる一連の局の概略図で、ループ内でトークンが局から
局へ渡されていくこと、及びループ内のある局は、バス
には接続されているが、バス制御権であるトークンをア
クセスする能力を持ち得ないスレーブ局に対しマスター
局となる能力をもつことを示し、 第５図は第４図のブロツク図でスレーブ局がトークン・
アクセス能力をもつ局とともにバスに物理的に接続され
ていること、さらにバスにはモニタが接続されているこ
とを示し、 第６図は通信システムの局により伝送される、第１フラ
グ、メツセージ、ＣＲＣエラー検出フレーム及び第２フ
ラグから成る情報のエンベロープを示し、 第７図は第６図のエンベロープにおいて送られるメツセ
ージ用の４バイトメツセージフオーマツトを示し、これ
は、代表的には１〜２５５までのいずれかのアドレスを
指定する（０の場合は全ての局へのブロードキヤストア
ドレス）行先アドレス部と、ＨＤＬＣメツセージのため
ハイレベル・データ・リング・コントローラ・コマンド
・フイールドを有するＣＭＤフイールドと（アクセスメ
ツセージを送る場合に１６進フオームのＣ８データフレ
ーム）、代表的には１〜２５５までの数で発信局のアド
レスを表わす発信アドレス部と、アクセス・コントロー
ルのため送られるメツセージのタイプを指示するための
ＴＹＰＥフイールドとから成り、 第８図は５バイトのメツセージ・フオーマツトを示し、
第７図のフイールドに加えて、あるタイプのアクセスメ
ツセージ、即ち「次は誰か」または「発送局／送付局を
ロード」のメツセージを送るのに用いられるＤＡＴＡフ
イールドがあり、 第９図は初期化アクセス・メツセージ・シーケンスで送
られる代表的なメツセージを示し、 第１０図はトークン・パス・アクセス・メツセージ・シ
ーケンスで送られる代表的なメツセージを示し、 第１１図は要求アクセス・メツセージ・シーケンスで送
られる代表的なメツセージを示し、 第１２図はサーチ・アクセス・メツセージ・シーケンス
で送られる代表的なメツセージを示し、 第１３図は次は誰のアクセス・メツセージ・シーケンス
で送られる代表的なメツセージを示し、 第１４図は送付局がバスに入つてこない場合のトークン
・ピツクアツプ・アクセス・メツセージ・シーケンスで
送られる代表的なメツセージを示し、 第１５図は発送局がトークンを持つて死亡する場合のト
ークン・ピツクアツプ・アクセス・メツセージ・シーケ
ンスで送られる代表的なメツセージを示し、 第１６図はオンリー・ワン・アクセス・メツセージシー
ケンスを示し、 第１７図は第１７Ａ〜第１７Ｄ図から成り、本発明によ
るローカル地域ネツトワーク通信システムを運転するた
めの全体の状態マツプであり、 第１７Ｅ図は第１７Ａ〜第１７Ｄ図がどのように組合さ
れるかを示す図である。

フロントページの続き (72)発明者 ジエフリ−・ジエイ・ボブジン アメリカ合衆国ニユ−ハンプシヤ−州サレ ム・レイク・シヨア・ロ−ド31 (72)発明者 ブル−ス・エス・アレン アメリカ合衆国ニユ−ハンプシヤ−州イ− スト・キングストン・ウイロ−・ストリ− ト（番地なし) (56)参考文献 特開 昭52−15204（ＪＰ，Ａ) 特開 昭53−51905（ＪＰ，Ａ)

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】通信媒体に相互接続した複数の局により該
   通信媒体を介して通信を行う通信方法であって、 イ） 前記媒体への周期的なアクセス権を希望する全て
   の局のリストであるトークンリストを生成するステップ
   であって、該トークンリストは、周期的なアクセス権を
   希望する各々の局について、自局へ前記媒体への周期的
   アクセス権を送ってくる局である発送局の識別と、自局
   が前記媒体への周期的アクセス権をパスする局である送
   付局の識別と、を含み、そしてこれら識別の情報を、前
   記媒体への周期的アクセス権を希望する各々の局の情報
   記憶装置に記憶する、前記のステップ、 ロ） 前記トークンリスト内の各々の局は、前記媒体に
   相互接続した自局とその他の局との間で、前記媒体への
   アクセス権を受け取ったり転送したりするためのアクセ
   スタイプのメッセージと、前記媒体に相互接続した局へ
   その他の全てのタイプの情報を転送するための非アクセ
   スタイプのメッセージと、を送出する能力があり、 ハ） 前記トークンリスト内の各々の局は、自局が前記
   媒体へのアクセス権を得るのを可能にするアクセス転送
   エネーブル情報及びアクセス制御情報を受け取るべき発
   送局と、また自局が前記媒体へのアクセス権を受け取っ
   た後にアクセス転送エネーブル情報及びアクセス制御情
   報を次にパスすべき送付局と、を知るステップ、 ニ） 前記トークンリスト内の各々の局は、前記媒体へ
   のアクセス権を受け取ってから第１の所定長さの時間内
   に、前記媒体に非アクセス・メッセージを送信するか、
   あるいは自己の送付局に対しアクセス転送エネーブル情
   報をパスし、そしてまた、前記媒体へのアクセス権を受
   け取ってから最大の非アクセス・メッセージの所定長さ
   の時間内に、自己の送付局に対しアクセス転送エネーブ
   ル情報をパスするステップ、 ホ） 各々の送付局は、第２の所定の長さの時間内に、
   自局に前記アクセス転送エネーブル情報を送ってきた前
   記の局に対し、受取アクノリッジ情報を送出するステッ
   プ、 ヘ） 前記アクセス転送エネーブル情報をパスした前記
   の局は、前記媒体の聴取を行って自己の送付局が前記第
   ２の所定長さの時間内に受取アクノリッジ情報を送出し
   たこと、また受取アクノリッジ情報を受け取ったこと、
   について確認を行い、そしてアクセス制御情報を自己の
   送付局に送出して、その送付局が前記媒体にアクセスで
   きるようにするステップ、 ト） 前記トークンリスト内の各々の局は、前記媒体の
   聴取を行って、いつ自己の発送局が前記媒体へのアクセ
   ス権をもっているかについて確認を行い、これにより自
   己の発送局が前記媒体へのアクセス権をもっているとい
   う状態が発生し、しかも自局が自己の発送局が前記第１
   の所定の長さの時間内に前記媒体上で送信を行っていな
   いと判定した場合には、始動して前記媒体に対する自己
   のアクセス権を獲得するステップ、 チ） アクセス転送エネーブル情報をパスした前記の局
   が、自己の送付局から、前記第２の所定長さの時間内に
   受取アクノリッジ情報を受け取らない場合に、前記局
   は、ゼロまたはそれより大きい整数であるＮの回数だ
   け、自己の送付局に対しアクセス転送エネーブル情報を
   再送出するステップ、及び リ） アクセス転送エネーブル情報をパスした前記の局
   が、アクセス転送エネーブル情報をＮ回再送出した後、
   自己の送付局から受取アクノリッジ情報を受け取らなか
   った場合に、前記局は、前記媒体に相互接続した全ての
   局にブロードキャスト・メッセージを送出して、自己の
   送付局のさらにその送付局である局の識別を要求し、そ
   してその送付局のさらにその送付局を確認した時に、こ
   の新たな送付局に対しアクセス転送エネーブル情報を送
   出し、かつ自己の送付局の識別を前記の新たな送付局の
   識別と置換するステップ、 を備えた通信方法。
2. 【請求項２】ハイレベルのメッセージを伝送する通信シ
   ステムであって、 イ） バス、及び ロ） 該バスに接続した複数の局であって、各前記局
   が、 １） 前記バスとメッセージの送受を行うモデム、 ２） いったん前記バスへのアクセス権が確立した場
   合、非アクセス・メッセージを送信し、また前記バスへ
   のアクセス権を有する他の局より指令を受けた場合に、
   非アクセス・メッセージ受信するデータ通信モジュー
   ル、及び ３） 前記モデムと前記データ通信モジュールに接続し
   ていて、観察した事象に従って前記バスへのアクセス権
   を確立するアクセスモジュールであって、該アクセスモ
   ジュールが、前記バスへのアクセス権であるトークンを
   自局に送ってくる局である発送局の識別と自局から前記
   トークンをパスする局である送付局の識別とを記憶する
   手段と、タイマとを含み、これにより、自己の発送局が
   前記トークンを受け取ったが前記タイマの第１のタイム
   アウトまでにメッセージを前記バス上で送信しなかった
   場合に、始動して自己の前記トークンを獲得し、また自
   己の送付局が前記タイマの第２のタイムアウトまでに前
   記トークンの受取アクノリッジをしない場合に、前記バ
   スに相互接続した全ての局にブロードキャスト・メッセ
   ージを送出して、自己の送付局のさらに送付局である局
   の識別を要求し、そしてその送付局のさらに送付局を確
   認した時に、この新たな送付局に前記トークンをパス
   し、かつ自己の送付局の識別をその新たな送付局の識別
   と置換するようにした、前記のアクセスモジュール、 を備えている、前記の複数の局と、 を備えた通信システム。