JPH0646061A

JPH0646061A - 分散伝送方式

Info

Publication number: JPH0646061A
Application number: JP19534992A
Authority: JP
Inventors: Naomasa Shimojo; 直政下條
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1992-07-22
Filing date: 1992-07-22
Publication date: 1994-02-18

Abstract

(57)【要約】【目的】伝送遅延を極小化すると共にシーケンスを保
存して分散伝送する。【構成】送信側中継装置１４のしきい値記憶部14b-1
に、予めＭＡＣフレーム２１を分散して伝送すべきであ
るか、分散せずに伝送すべきかのしきい値Ｓtを設定し
ておき、分散処理部１４ｄはＭＡＣフレーム２１を構成
するセグメント数ＳＮがしきい値ＳＴ以上の場合、セグ
メント数をしきい値で除算して得られる数にＭＡＣフレ
ームをブロック分割すると共に、各ブロックにブロック
毎のシーケンスを維持するためのＢＰＳを付加して複数
の伝送路ＴＬ１〜ＴＬnに均等になるように分散して伝
送し、ＭＡＣフレームを構成するセグメント数がしきい
値以下の場合には、ＭＡＣフレームを分散せず１本の伝
送路で伝送する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はローカルエリアネットワ
ーク（ＬＡＮ）間で中継装置を介して多数のセグメント
よりなるＭＡＣフレームを複数の伝送路に分散して伝送
する分散伝送方式に関する。

【０００２】

【従来の技術】ＬＡＮ(Local Area Network)とＷＡＮ
（Wide Area Network)間に中継装置であるＩＷＵ（Inte
r Working Unit)を設け、該ＩＷＵによりＬＡＮ−ＷＡ
Ｎ−ＬＡＮ接続を実現して各ＬＡＮの端末（例えばＬＡ
Ｎワークステーション）間で通信を行うシステムがあ
る。このような通信システムにおいては、ＬＡＮ−ＷＡ
Ｎ−ＬＡＮ接続は広帯域（例えば8Mbps)−狭帯域(たと
えば1.5Mbps)−広帯域通信であるため、その中継を行う
ＩＷＵとしてＷＡＮの伝送効率を向上させることが重要
な課題となっている。限りある伝送資源を有用に活用す
る方法の１つとして、ＭＡＣフレーム（ＬＡＮ間でのデ
ータ通信における１塊の伝送単位で、宛先アドレスＤ
Ａ、発信元アドレスＳＡ、データ、ＦＣＳ等を含んでい
る）を細分化し複数の伝送路に送出して伝送負荷を分散
させる負荷分散方式（分散伝送方式）が考察されてい
る。一般に、負荷分散には以下に示す２種類 (a) 隣接ノード間の複数の伝送路を使用した第１の負荷
分散 (b) 複数のネットワーク経路を使用した第２の負荷分散のレベルがある。

【０００３】図１５は第１の負荷分散方式の説明図であ
り、１，２は隣接ノードを構成するＬＡＮ、３はＷＡＮ
であり、隣接ノード間に２つの伝送路Ａ，Ｂが設けられ
ている。４、５はＬＡＮとＷＡＮ（Wide Area Netwaor
k)間に設けられた中継装置であるＩＷＵである。この第
１の負荷分散方式によれば、隣接ノード間に複数の伝送
路が存在する場合に１つのＭＡＣフレームを分割して伝
送することにより伝送効率を向上しようとするものであ
る。図１５は第１の負荷分散方式における最も簡単なネ
ットワークモデルであり、このネットワークにおける負
荷分散は、送信側ＩＷＵが１つのＭＡＣフレームを細分
化して２つの伝送路に送出し、受信側ＩＷＵがこれらを
受信して元のＭＡＣフレームに組み立てるという手順に
より行われる。細分化はハードウェアによるフレーム転
送能力の向上の点からも必須の機能であり、後述するよ
うに本発明においてもＭＡＣフレームのハードウェアに
よるセグメント転送を前提にしている。

【０００４】図１６は第２の負荷分散方式の説明図であ
り、Ａ〜Ｉは図示しないＬＡＮとＷＡＮ間に設けた中継
装置（ＩＷＵ）であり、ａ〜ｐは伝送路である。この第
２の分散方式によれば、複雑なネットワーク中の２つの
ＩＷＵ間で通信を行う場合、１つのＭＡＣフレームをい
くつかの伝送方路に分けて送出し、それを中継ＩＷＵが
ネットワーク全体としてうまくトラヒックを分散させて
効率良く伝送して目的ＩＷＵ迄送り届けて伝送効率を向
上させるものである。この第２の負荷分散方式は、パケ
ット交換ネットワークとして様々な研究がなされている
が順序列をデータリンクレイヤレベルで保証しておらず
上位のプロトコルにこれを依存している。伝送ネットワ
ークにおいては研究段階であり、最近のＬＡＮ−ＷＡＮ
接続の要求からコネクションレス（connection less)の
概念をＷＡＮへ取り込み、ダイナミックに伝送路を変更
して負荷分散する方法が求められている。しかしなが
ら、実用レベルで実現されているのはホスト−特定端末
（プリンタ、ファックス等）間を固定伝送路でつないで
大量データ転送を行う場合のシーケンス割り当てによる
負荷分散が主であり、通常ＬＡＮの大小パケットが混在
する場合において有用な非シーケンス割り当て分散の有
効な方法は未だ見出されていない。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】第１の負荷分散（複数
伝送路による隣接ノード間の負荷分散）を実現する上で
以下の３つの解決すべき問題点がある。すなわち、分散化伝送遅延の問題（伝送遅延の極小化が必要）シーケンス保存の問題（細分化フレームの順序ずれ
発生に対処する必要）同一性（identity)の問題（同一の宛先、発信元アド
レスのＭＡＣフレームが同時に来た場合のＭＡＣフレー
ム識別の必要）である。について：負荷分散した時の伝送遅延が単一伝送路に
よる伝送遅延より小さくなくては分散化の意義が薄れる
（第２の負荷分散法式では、中継フレームを他のネット
ワークに分散するトラヒック分散の意義の方が重要であ
る）。従って、負荷分散アルゴリズムは、負荷分散を矛
盾なく実現すると同時にを満足すること、すなわち、
実際の伝送路数と伝送するＭＡＣフレームの大きさを考
慮して伝送時間が極小となるように負荷分散しなければ
ならない。しかし、従来はかかるを考慮せずに負荷分
散するものであり、単一伝送路伝送の方が有利にも拘ら
ず分散して伝送する問題や、伝送時間の極小化ができな
い問題があった。

【０００６】は伝送路の経路等によって先に送出した
セグメントが後に送出したセグメントよりも遅れて到着
するという問題である。かかる場合には、データ順序が
狂ってしまうため、データのシーケンスを保存する必要
がある。かかる問題は、結構頻繁に発生する可能性があ
り、従来は以下のようなシーケンス割り当てにより解決
している。すなわち、ＭＡＣフレームを細分化する際に
細分化した各部（セグメントフレーム）にシーケンス番
号を付け、途中で順序の逆転が発生しても、受信側でこ
のシーケンス番号を識別することにより元のＭＡＣフレ
ームを復元する。しかしながら、この方法は、受信側の
ＩＷＵにおいて個々のセグメントのシーケンス番号を一
々見る必要があり、ＩＷＵの負荷が大きくなり、しかも
処理に時間を要して転送遅延が大きくなる問題がある。
また、この方法に限定したのでは、１本の伝送路しかな
い場合にはシーケンスは保存されるのに、シーケンス番
号を見てしまって伝送効率が悪くなる問題がある。の
問題は余り発生しないが、従来かかる点を考慮していな
い問題があった。

【０００７】以上から、本願発明は第１の分散伝送方式
において、実用レベルで伝送路可変の負荷分散が行える
分散伝送方式を提供することである。本発明の別の目的
は、伝送遅延を極小化して伝送できる分散伝送方式を提
供することである。本発明の別の目的は、セグメントの
集まりであるブロック毎にシーケンス番号を付すだけで
シーケンスの保存ができる分散伝送方式を提供すること
である。本発明の更に別の目的は同一性の問題を、フレ
ーム毎のＦＣＳ（フレームチェックシーケンス）に基づ
いて、あるいはブロック毎にフレーム識別子を用意する
ことにより容易に解決できる分散伝送方式を提供するこ
とである。

【０００８】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。１１，１２は隣接ノードを構成するＬＡＮ、
１３はＷＡＮ（ネットワーク）であり、隣接ノード間に
ｎ本の伝送路ＴＬ₁〜ＴＬ_nが設けられている。１４，１
５はＬＡＮとＷＡＮ間に設けられた中継装置（ＩＷＵ）
である。送信側の中継装置１４には、しきい値記憶部14
b-1、分散処理部１４ｄが設けられ、受信側中継装置１
５にはＭＡＣフレーム組み立て処理部１５ｇが設けられ
ている。２１はＭＡＣフレームである。

【０００９】

【作用】送信側の中継装置１４のしきい値記憶部14b-1
に、予めＭＡＣフレーム２１を分散して伝送すべきであ
るか、分散せずに伝送すべきであるかのしきい値ＳＴを
設定しておき、分散処理部１４ｄはＭＡＣフレーム２１
を構成するセグメント数ＳＮがしきい値ＳＴ以上の場
合、セグメント数をしきい値で除算して得られる数にＭ
ＡＣフレームをブロック分割すると共に、各ブロックを
複数の伝送路ＴＬ１〜ＴＬnに均等になるように分散し
て伝送し、ＭＡＣフレーム２１を構成するセグメント数
がしきい値以下の場合には、ＭＡＣフレームを分散せず
１本の伝送路で伝送する。このようにすれば、伝送遅延
を極小化して分散伝送することができる。また、分散処
理部１４ｄは各ブロックの先頭にブロックパーティショ
ンセグメントＢＰＳを付加すると共に、ＭＡＣフレーム
２１の先頭ブロックに付加する先頭ＢＰＳにＭＡＣフレ
ームのトータルセグメント数、先頭からのブロック位置
を示すＢＰＳシーケンス番号、ブロック分割数、各ブロ
ックのセグメント数を少なくとも含め、先頭ブロック以
外のブロックのＢＰＳに先頭からのブロック位置を示す
ＢＰＳシーケンス番号を少なくとも含めて伝送する。ブ
ロック内のセグメントのシーケンスは維持されているか
ら、ブロック毎にシーケンス番号を付すだけでＭＡＣフ
レーム全体のセグメントのシーケンス保存ができる。

【００１０】更に、受信側中継装置１５は、先頭ＢＰＳ
を受信した時、該先頭ＢＰＳに含まれる情報に基づいて
ブロック毎に該ブロックを記憶するメモリ領域における
先頭アドレスとブロックのセグメント数とを管理する受
信管理テーブルＲＡＴを作成し、各ブロックの先頭に付
加されたＢＰＳに基づいて該受信管理テーブルＲＡＴを
参照してブロックを記憶するメモリ領域の先頭アドレス
とセグメント数を求め、該セグメント数分のセグメント
（ブロック）を該先頭アドレスから順にメモリ領域に記
憶するようにして元のＭＡＣフレームを組み立てる。こ
のようにすれば、受信側中継装置１５はブロック毎のシ
ーケンス番号を参照するだけで、元のＭＡＣフレームに
おけるセグメントのシーケンスを保存しながら、組み立
てることができ、中継装置の負荷を軽減でき転送遅延を
少なくできる。また、本発明によれば、フレーム毎のＦ
ＣＳ（フレームチェックシーケンス）に基づいて、ある
いはブロック毎にフレーム識別子を用意することにより
容易にＭＡＣフレームの同一性を識別できる。

【００１１】

【実施例】１本の伝送路でフレームを送る場合には該フ
レームを構成する各セグメントのシーケンスは保存され
る。本発明では分散化伝送遅延の問題と同一性の問題を
解決するためにこの特性を利用し、できるだけナンバリ
ングすることなくフレームを複数の伝送路に分散化する
ことを試みている。アプローチとしては、・ブロック分散の概念・伝送遅延とセグメント数及びブロック分割数の関係の
評価、・ブロック分散を実現する中継装置（ＩＷＵ）の構成と
具体的伝送手順の順番で説明する。すなわち、まず、本発明の「ブロッ
ク分散方式」がどのような状況を考慮して検討されたか
を説明したあと、ブロック分散方式を用いた場合の伝送
遅延とセグメント数の関係を定性的に評価し、その結果
によってＭＡＣフレームをブロックに分割し、得られた
ブロックを分散化する最適設計について言及する。その
あと、本方式を実現するための中継装置の構成と具体的
な伝送手順について説明する。

【００１２】(a) ブロック分散の概念（図１参照）送信側中継装置１４の送信キュー→伝送路→受信側中継
装置１５の受信キューの間ではセグメントフレームのシ
ーケンスは保証される。このような経路が複数あるとす
ると幾つかのセグメントからなるフレームを分割する
際、シーケンスを保存した経路数個のブロックに分割
し、これらをパラレルに伝送する方が効率が良い場合が
あると考えられる。たとえば、あるＭＡＣフレーム２１
（図１参照）が５０個のセグメントＳよりなる２つのセ
グメントフレーム（ブロック）ＢＬ１，Ｂｌ２に分割さ
れたとして、送信側中継装置１４がそのシーケンス番号
１、２、３、・・・５０をポート１（第１伝送路ＴＬ
１）に割り当て、シーケンス番号５１、５２、５３、・
・・１００を第２ポート（第２伝送路ＴＬ２）に割り当
てればポート（伝送路）毎のシーケンスは保存されるこ
とになる。これらは同時に転送されるから、１〜１００
迄のセグメントを１本の同一バンド幅の伝送路でシーケ
ンス転送した場合よりも遅延は小さいはずである。

【００１３】もちろん、分割されたブロックはどれが先
に到着するか保証されないからブロック単位でナンバリ
ングする必要はある。そこで、本発明では、ブロックＢ
Ｌ１，ＢＬ２の先頭にブロックの境界を識別し、かつ、
着信側でフレームを組み立てるのに必要な情報（ブロッ
クパーティションセグメント：以後単にＢＰＳという）
を置く。ＢＰＳには、引っ越しの際に幾つかに梱包され
た荷物の個口と同じようにブロック番号（ＢＰＳシーケ
ンス番号）やブロック分割数等の情報を含ませるように
する。すなわち、送信側の中継装置１４はセグメント列
（ＭＡＣフレーム）２１をブロック分割した際に、各ブ
ロックのブロック番号とブロック分割数等を含むＢＰＳ
を生成する。そして、ブロックの送信タイミング時に各
送信ポートの送信キューへＢＰＳ付きブロック毎に一括
転送する。ファームウェア的に見るとこのブロック一括
転送は重要である。なぜならば、ポートを識別しながら
各セグメントを一つ一つ逐次転送するのに比較して遅延
が小さいからである。一方、受信側の中継装置１５で
は、受信キューから獲得したＢＰＳの情報によって予め
フレーム組み立て用のバッファ領域を確保することがで
き、その情報に従ってキューイングバッファからブロッ
ク毎に一括転送することができる。もし、後者のブロッ
クが先に到着してもＢＰＳに含まれるブロック番号（Ｂ
ＰＳシーケンス番号）を用いてフレーム組立バッファ内
の妥当な格納アドレスを発見することは容易であり、最
終的に元のＭＡＣフレーム２１のシーケンス通りにＭＡ
Ｃフレームを復元することができる。

【００１４】(b) 伝送遅延とセグメント数及びブロック
分割数の関係の評価ブロック化方式についての別の考察すべき事柄は、ブロ
ック化作業による遅延の問題がある。たとえば、極端な
例であるが、２つのセグメントよりなるＭＡＣフレーム
を２本の伝送路で転送する場合を考えると、ブロック化
されるセグメントは高々１個である。このような小フレ
ームの転送の場合にはブロック化に要する時間はパラレ
ル転送で短縮される時間のアドバンテージよりも大きく
なり、ブロック化は有効でなくなる可能性がある。つま
り、分割化の優位性はブロック化に要する時間とパラレ
ル転送で短縮される時間のアドバンテージのトレードオ
フにより依存する。

【００１５】１フレームに要する伝送遅延の評価式は、
次式［伝送遅延時間」＝［受信側中継装置での１ＭＡＣフレ
ーム組立完了時刻］−［送信側中継装置での１ＭＡＣフ
レームの分割開始時刻］＝［ブロック分割判定時間］＋［ブロック設定時間］＋
［エンキュー時間］＋［送信キュー遅延時間］＋［伝送
路遅延時間］＋［受信キュー遅延時間］＋［デキ
ュー時間］＋［フレーム組立時間］で表現される。すなわち、 τ＝τ_j+b(τ_HP+τ_HG)+(s+b)(τ_qi+τ_qo)+{Σ(τ_1k(t)}/L （k=1〜(s+b)) ＝Ａ＋Ｂ＋Ｃ＋Ｄ・・・(1) となる。

【００１６】但し、Ｌ：伝送路数ｂ：ブロック分割数ｓ：セグメント数 τ_j：ブロック分割判定時間 τ_HP：１ブロック当りの、分割してＢＰＳを設定する時
間 τ_HG：１ブロック当りの、ＢＰＳを取り除きフレームを
組み立てる時間 τ_qi：１セグメント当りのエンキュー時間 τ_qo：１セグメント当りのデキュー時間 τ_1k：１セグメント当りの、その時刻における伝送路滞
在時間ここで、Ａ（＝τ_j）はブロック分割判定に要する時
間、Ｂ（＝b(τ_HP+τ_HG)）は（送信側でブロック化を行
ってＢＰＳの設定及びＢＰＳとデータブロックの関連付
けを行う時間＋受信側でＢＰＳを取り除き１フレームを
組み立てる時間）、Ｃ（＝(s+b)(τ_qi+τ_qo)）は（全て
のブロックのセグメントが送信キューにキューイングさ
れる時間＋受信キューにキューイングされている時
間）、Ｄ（＝Σ(τ_1k(t)/L）は全てのセグメントが送信
キューにエンキューしてから受信キューをデキューする
までの時間である。Ｄの項が時間に依存しているのはそ
の時のキューイングの状態によって遅延の変動が起こる
ことを示している。このうち、上記したブロック化に要
する時間に相当するのはＡ，Ｂの部分、不可分散による
アドバンテージに相当するのはＤの部分、Ｃは共通に必
要な部分である。

【００１７】今、簡単のために、・１ポート単位の伝送路バンド幅は同一・伝送速度に比べて送受信割込み制御の処理は十分に高
速である（つまり、割込み制御の遅延が連続伝送に影響
を与えることはない）と仮定すると、上記遅延評価式のＤ項は次のように表現
できる。Ｄ＝8・ls・(s+b)/L/C₀・・・(2) 但し、Ｃ₀：伝送路速度(bit/sec) １s：１セグメント当りのオクテッド長ここで、ブロック化しない場合の遅延（＝τ_o）とブロ
ック化する場合の遅延（＝τ_b）を比較する。ブロック
化しない場合にはＡ，Ｂの項がなくてｂ＝０となるか
ら、 τ_o＝s(τ_qi+τ_qo)＋8・ls・s/C₀・・・(3) 一方、ブロック化する場合は、 τ_b＝τ_j+b(τ_HP+τ_HG)+(s+b)(τ_qi+τ_qo)+8・ls・(s+b)/L/C₀ ＝Ａ＋Ｂ＋(s+b)(τ_qi+τ_qo)+8・ls・(s+b)/L/C₀・・・(4) となる。

【００１８】ここで、ブロック分散のための余分に必要
な時間をＥ＝Ａ＋Ｂ＋b(τ_qi+τ_qo) のように定義すると τ_b＝Ｅ＋s(τ_qi+τ_qo)+8・ls・(s+b)/L/C₀・・・(4)′ となる。従って、τ_bの方がτ_oよりも小さくなるときの
Ｅの条件は τ_b−τ_o＜０を計算するとＥ＜（8・1s/C₀){s-(s+b)/L} (6) となる。この式をもとにＬ＝ｂとし、ｂをパラメータと
してｓとＥの関係を示すと図２に示すようになる。

【００１９】この図２より次の傾向を読み取ることがで
きる。すなわち、・ブロック分割が有効である領域は少なくともｂ＝２の
グラフの下領域にＥが存在する時である。従って、ブロ
ック分散による負荷分散を行った場合に分散化に要する
遅延時間を測定した結果がこの領域にあればブロック分
散の有効性があると判断できる。・異なるブロック数のグラフを比較すると、同一セグメ
ント数においてはブロック数が大きくなってもＥの余裕
度はそれ程多くはならない。これは分散する伝送路数を
多くしたからと言ってそれによる遅延縮小のメリットは
必ずしも大きくならないことを示している。一方、同一
Ｅで異なるセグメント数のグラフを比較すると、ブロッ
ク数＝２のｓはブロック数＝４のｓの２倍はないことが
判る。従って、ブロック分割増大よりもｓ増大の方がマ
ージン増加の効果が大きいと言える。

【００２０】図２及び(3)式、(4)′式から予想される遅
延時間とセグメント数及びブロック分割数の関係を図３
に示す。これを見ると判るように、伝送遅延はセグメン
ト数が少ない時にはブロック分割しない方が小さく、セ
グメント数が多い場合にはブロック化するアドバンテー
ジの方が大きいことが判る。ブロック化の優位性を判断
するセグメント数をブロック分割しきい値ＳＴと表現す
ると、セグメント数ＳＮがしきい値ＳＴより大きい場合
ブロック分割数が大きい方が遅延は小さいことが判る。
これらのことからブロック分割を行う判断としては次の
ことが言える。・セグメント数ＳＮがしきい値ＳＴより小さい場合には
ブロック分割数ｂ＝１とする・セグメント数ＳＮがしきい値ＳＴより大きい場合には
ポート数（伝送路数）＝ブロック分割数としてブロック
化する。ここで評価した方法では大胆な仮定を行っているので、
結果はブロック分割する場合としない場合の遅延効果の
定性的傾向を示していると解釈するのが妥当である。ブ
ロック分割の効果が有効と判断されるブロック分割しき
い値ＳＴは、図３の各直線交点におけるセグメント数で
あるが、余裕を見てこの値より少し大きめにしても良
い。

【００２１】(c) 送信側中継装置の構成図図４は送信側中継装置ＩＷＵ１４の構成図であり、隣接
ノード間に伝送路が３本ある場合の例である。図中、１
４ａはＬＡＮから入力されたＭＡＣフレームをセグメン
トに分割するセグメント分割部、１４ｂはＭＡＣフレー
ムをブロックに分割すべきか否か、又分割する場合のブ
ロック数を決定するブロック数決定部であり、ブロック
分割のしきい値ＳＴを記憶するしきい値記憶部14b-1
と、セグメント分割部１４ａから入力されるＭＡＣフレ
ームのセグメント数ＳＮとしきい値ＳＴの大小を比較
し、ＳＮ≦ＳＴの場合にはブロック分割しない旨を指示
し（ｂ＝１）、ＳＮ＞ＳＴの場合にはブロック分割を指
示する比較部14b-2と、ＳＮ＞ＳＴの場合にブロック分
割数ｂを算出するブロック分割数算出部14b-3を備えて
いる。１４ｃはＭＡＣフレームを記憶するデータバッフ
ァ、１４ｄは分割すべきブロック数ｂに基づいてフレー
ム管理テーブルＦＡＴや各ブロックの先頭に付されるブ
ロックパーティションセグメントＢＰＳを生成すると共
に、各ブロックをどのポート（伝送路）に割り当てるか
を決定する分散処理部、１４ｅはフレーム管理テーブル
ＦＡＴを記憶するフレーム管理テーブル記憶部、１４ｆ
は各ブロックのＢＰＳを記憶するＢＰＳ記憶部、１４ｇ
はポート毎にブロック伝送順を管理するブロック伝送順
序管理部であり、第１〜第３ポート用のキュー部14g-1,
14g-2,14g-3を備えている。１４ｈ〜１４ｊは各ポート
１４ｋ〜１４ｎに対応して設けられた第１〜第３送信制
御部であり、対応するキュー部14g-1,14g-2,14g-3に記
憶されたブロック伝送順に従って各ブロックのＢＰＳと
ブロックのセグメントデータをそれぞれＢＰＳ記億部１
４ｆ、データバッファ１４ｃから読み出して第１〜第３
ポート１４ｋ〜１４ｎを介して第１〜第３伝送路ＴＬ１
〜ＴＬ３に出力するものである。尚、データバッファ１
４ｃ、フレーム管理テーブル記憶部１４ｅ、ＢＰＳ記憶
部１４ｆは１つのＲＡＭ上の領域を使用する。

【００２２】図５はフレーム管理テーブルＦＡＴとＢＰ
Ｓの内容説明図であり、同図(a)はフレーム管理テーブ
ルＦＡＴの内容説明図、同図(b)はフレームの先頭ブロ
ックに付加するフレーム先頭ＢＰＳの内容説明図、同図
(c)は先頭ブロック以外のブロックに付加するＢＰＳの
内容説明図である。フレーム管理テーブルＦＡＴは分散
処理部１４ｄの制御で生成され、フレーム識別子ｆｉ
ｄ、宛先アドレスＤＡ、発信元アドレスＳＡ、ブ
ロック分割数ｂ、及び各ブロックの情報を含み、ブロッ
ク毎に該ブロックを送出するポート番号（伝送路）Ｐ
ｉ（ｉ＝１，２，３，・・・ｂ）、該ブロックのＢＰ
Ｓを記憶するＢＰＳ記億部１４ｆの先頭アドレスを指す
ＢＰＳポインタＢＰｉ、該ブロックのデータを記憶す
るデータバッファ−１４ｃにおける先頭アドレスを指す
ブロックデータポインタＤＰｉ、該ブロックのセグメ
ント数Ｓｉを管理するようになっている。

【００２３】各ブロックの先頭に付加されるＢＰＳはフ
レーム管理テーブルＦＡＴと同様に分散処理部１４ｄの
制御で生成され、先頭ブロックに付加されるフレーム先
頭ＢＰＳは、宛先アドレスＤＡ、発信元アドレスＳ
Ａ、フレーム先頭識別コードOxff、サイクリック識
別子ｃｉｄ、トータルセグメント数ＳＮ、ブロック
の先頭からの位置を示すＢＰＳシーケンス番号Ｓｅｑ、
ブロック分割数ｂ、及び各ブロックの情報を含み、ブ
ロック毎に該ブロックを送出するポート番号（伝送
路）Ｐｉ（ｉ＝１，２，３，・・・ｂ）、該ブロック
のセグメント数Ｓｉを保持するようになっている。先頭
ブロック以外のブロックに付加される各ＢＰＳは、宛
先アドレスＤＡ、発信元アドレスＳＡ、サイクリッ
ク識別子ｃｉｄ、ブロックの先頭からの位置を示すＢ
ＰＳシーケンス番号Ｓｅｑ、ブロックのセグメント数
Ｓｉを保持するようになっている。

【００２４】図６はブロック伝送順序管理部１４ｇにお
ける各キュー部14g-1,14g-2,14g-3の説明図であり、各
キュー部はそれぞれリングバッファＲＢＦと、キューイ
ングカウンタＱＣＮＴを備えている。リングバッファＲ
ＢＦには送出する順にブロックがキューイングされ、各
ブロックに対応して該ブロックのＢＰＳ記憶位置を指
すＢＰＳポインタＢＰｉとＢＰＳのセグメント数Ｂｉ、
ブロックデータ記憶位置を示すブロックデータポイン
タＤＰｉとブロックのセグメント数Ｓｉが記憶されるよ
うになっている。キューイングカウンタＱＣＮＴはブロ
ックがキューイングされる毎にインクリメントし、また
デキューされる毎にデクリメントし、各伝送路に分散す
るブロック数が均等になるように、分散処理部１４ｄが
分散処理時に参照する。

【００２５】(d) 送信側中継装置の制御図７〜図１０は送信側中継装置の制御の流れ図である。ブロック分割処理（図７参照）ＬＡＮよりＭＡＣフレームが入力されると、セグメント
分割部１４ａはセグメント分割してデータバッファ−１
４ｃに格納すると共に、全セグメント数ＳＮを求める。
ブロック数決定部１４ｂは、セグメント分割部１４ａよ
りＭＡＣフレームの全セグメント数ＳＮが入力される
と、ブロック分割しきい値ＳＴ（図３に従って予め設定
されている）と全セグメント数ＳＮの大小を比較し、Ｓ
Ｎ≦ＳＴの場合にはブロック分割しないとしてブロック
分割数ｂ＝１とし、ＳＮ＞ＳＴの場合にはブロック分割
をするものとし、次式ｂ＝ＳＮ／ＳＴにより、ブロック分割数ｂを演算する（ステップ１０
１）。尚、上式において余りは例えば切上げてブロック
分割数ｂは整数になっている。

【００２６】ブロック分割数ｂが決定されると、分散処
理部１４ｄはフレーム管理テーブルＦＡＴを記憶するた
めの領域（フレーム管理テーブル記億部１４ｅ）を確保
すると共に、その先頭アドレスを獲得する（ステップ１
０２）。ついで、フレーム識別子ｆｉｄ、宛先アド
レスＤＡ、発信元アドレスＳＡ、ブロック分割数ｂ
をフレーム管理テーブル記億部１４ｅの先頭アドレスか
ら順に記憶する（ステップ１０３）。しかる後、分散処
理のメインル−チンを実行する（ステップ１０４）。

【００２７】分散処理（図８、図９参照）分散処理のメインル−チンにおいては、まずｉ＝１と
し、ついで１ＢＰＳを記憶するための記億領域（ＢＰＳ
記億部１４ｆ）を確保すると共に、先頭アドレスＢＰｉ
を獲得する（ステップ２０１）。ついで、ｉ＝１か判断
し（ステップ２０２）、ｉ＝１であれば、フレーム先頭
ＢＰＳを生成する。すなわち、宛先アドレスＤＡ、発信
元アドレスＳＡ、フレーム先頭識別コードOxff、サイク
リック識別子ｃｉｄ、トータルセグメント数ＳＮ、ブロ
ックの先頭からの位置を示すＢＰＳシーケンス番号Ｓｅ
ｑ、ブロック分割数ｂをＢＰＳ記億部１４ｆに格納する
（ステップ２０３）。しかる後、フレーム先頭ＢＰＳの
セグメント数Ｂｉを計算すると共に、ＢＰＳの先頭アド
レスＢＰｉをフレーム管理テーブルＦＡＴに記録する
（ステップ２０４、２０５）。

【００２８】ＢＰＳ先頭アドレスの記録後、データバッ
ファー１４ｃの先頭アドレスとブロック分割数ｂを用い
て、各ブロックの先頭アドレスＢＰ２〜ＢＰｂを計算し
てフレーム管理テーブルＦＡＴに記録する（ステップ２
０６）。ついで、各ブロックのセグメント数Ｓ１〜Ｓｂ
を計算してフレーム管理テーブルＦＡＴに記録する（ス
テップ２０７）。尚、第１〜第（ｂ−１）ブロックまで
のセグメント数はＳＴ、最後の第ｂブロックのセグメン
ト数は[SN-(b-1)・ST]となる。しかる後、分散処理部１
４ｄは各キュー部14g-1〜14g-3のキューイングカウンタ
ＱＣＮＴの計数値(初期値は０）を捜査してキューイン
グ長（計数値）が最も小さいものを求め、該キューイン
グ長が最も小さいキューイングカウンタＱＣＮＴに応じ
たポート番号Ｐｉを求め、該ポート番号をフレーム管理
テーブルＦＡＴとフレーム先頭ＢＰＳに記録する(ステ
ップ２０８，２０９)。

【００２９】ついで、ポート番号Ｐｉと、第ｉブロック
に付加するＢＰＳのＢＰＳポインタＢＰｉと、該ＢＰＳ
のセグメント数Ｂｉとを引数として該当キュ−部のリン
グバッファーＲＢＦにエンキューする（ステップ２１
０）。又、ポート番号Ｐｉと、データバッファーにおけ
る第ｉブロックの先頭アドレス（データポインタ）ＤＰ
ｉと、第ｉブロックのセグメント数Ｓｉとを引数として
該当キュ−部のリングバッファーＲＢＦにエンキュ−す
る（ステップ２１１）。以上により、ステップ２０８で
求めたポート番号に対応するキュ−部のリングバッファ
ＲＢＦに、第ｉブロックがキューイングされる。すなわ
ち、第ｉブロックに対応して該ブロックのＢＰＳ記憶位置を指すＢＰＳポインタＢ
ＰｉとＢＰＳのセグメント数Ｂｉ、ブロックデータ記
憶位置を示すブロックデータポインタＤＰｉとブロック
のセグメント数Ｓｉがそれぞれ所定のキュー部にキュー
イング（記憶）される。

【００３０】以上により、第ｉブロックの分散処理が終
了すれば、分散処理部１４ｄは全ブロックの分散処理が
終了したか判断し、すなわちｉ＝ｂであるか判断し（ス
テップ２１２）、ｉ＝ｂであれば分散処理を終了し、ｉ
＜ｂであればｉ＋１→ｉによりｉをインクリメントし
（ステップ２１３）、ステップ２０１に戻り以降の処理
を繰り返す。一方、ステップ２０２においてｉ≠１であ
れば、先頭ブロック以外のブロックのＢＰＳを生成す
る。すなわち、宛先アドレスＤＡ、発信元アドレスＳ
Ａ、サイクリック識別子ｃｉｄ、ブロックの先頭からの
位置を示すＢＰＳシーケンス番号Ｓｅｑ、ブロックのセ
グメント数ＳｉをＢＰＳ記億部１４ｆに格納する（ステ
ップ２１４）。しかる後、ＢＰＳのセグメント数Ｂｉを
計算すると共に（ステップ２１５）、ＢＰＳの先頭アド
レスＢＰｉをフレーム管理テーブルＦＡＴに記録し（ス
テップ２１６）、以後、ステップ２０８以降の処理を行
なう。

【００３１】送信処理（図１０）以上の分散処理により、ブロック伝送順序管理部１４ｇ
の各キュ−部にブロックが分散されてキューイングされ
ると、各キュ−部に対応する送信制御部１４ｈ〜１４ｊ
は以下の処理を行なって伝送順にブロックをデキューし
ながら対応するポートを介して伝送路に送り出して受信
側中継装置に伝送する。すなわち、各送信制御部１４ｈ
〜１４ｊは対応するキュ−部のリングバッファーＲＢＦ
よりポインタとセグメント数を獲得し、セグメント数を
データ数としてセットする（ステップ３０１、３０
２）。尚、１つのブロックにつき、ＢＰＳポインタＢＰｉとＢＰＳセグメントＢｉ及びデータバッファーポインタＤＰｉとブロックセグメン
ト数Ｓｉが順に獲得される。ついで、データ数が０であ
るかチェックし（ステップ３０３）、データ数が０でな
ければ、ポインタ（ＢＰＳポインタあるいはデータバッ
ファーポインタ）が指示するアドレスから１セグメント
を読出して対応するポートを介して伝送路に送り出す
（ステップ３０４）。

【００３２】１セグメントのデータ送出後、データ数を
デクリメントすると共に（ステップ３０５）、ポインタ
をインクリメントし（ステップ３０６）、しかる後、ス
テップ３０３に戻り以降の処理を繰り返す。一方、ステ
ップ３０３においてデータ数＝０であれば、１ＢＰＳま
たは１ブロックの伝送が終了する。ついで、全ブロック
の伝送が完了したかチェックし（ステップ３０７）、完
了してなければステップ３０１に戻り次に伝送すべきＢ
ＰＳ又はブロックのポインタとセグメント数を獲得して
以降の処理を繰り返す。以上により、各キュ−部にキュ
ーイングされているブロック順序で、まずＢＰＳが次い
でブロックが対応するポート及び伝送路を介して受信側
中継装置に伝送される。

【００３３】(e) 受信側中継装置の構成図図１１は受信側中継装置ＩＷＵの構成図であり、隣接ノ
ード間に３本の伝送路ＴＬ１〜ＴＬ３がある場合の例で
ある。図中、１５ａ〜１５ｃは各伝送路ＴＬ１〜ＴＬ３
に対応するポート、１５ｄ〜１５ｆは各ポートより取り
込まれたブロックを取り込み順にキューイングする受信
キュー、１５ｇはＭＡＣフレームを記憶するメモリ領域
を確保すると共に、受信したフレーム先頭ＢＰＳを用い
て受信管理テーブルＲＡＴを生成し、かつ、該受信管理
テーブルＲＡＴを用いて伝送されてきたブロックより元
のＭＡＣフレームを復元する（組み立てる）ＭＡＣフレ
ーム組立処理部、１５ｈは受信管理テーブルＲＡＴを記
憶する受信管理テーブル記憶部、１５ｉは各ブロックを
元のシーケンスを維持しながら記憶し、最終的にＭＡＣ
フレームを記憶するするＭＡＣフレーム記憶部である。
ＭＡＣフレーム組立処理部１５ｇは、各ポートに対応し
て処理部15g-1〜15g-3を備え、対応する受信キューより
受信ブロック順にＢＰＳとブロックデータを取り出して
ＭＡＣフレーム組み立て処理を行なう。

【００３４】図１２は受信管理テーブルＲＡＴの内容説
明図である。受信管理テーブルＲＡＴは、フレーム先頭
ＢＰＳに基づいてＭＡＣフレーム組み立て処理部１５ｇ
の制御で生成され、発信元アドレスＳＡ、フレーム
先頭識別コードOxff、サイクリック識別子ｃｉｄ、
トータルセグメント数ＳＮ、ブロックの先頭からの位
置を示すＢＰＳシーケンス番号Ｓｅｑ、ブロック分割
数ｂ、及び各ブロックの情報を含み、ブロック毎にブ
ロックポート番号Ｐｉ（ｉ＝１，２，３，・・・ｂ）、
該ブロックのセグメント数Ｓｉ、ブロックの各セグ
メントデータを記憶するＭＡＣフレーム記億部１５ｉに
おける先頭アドレスａｄｄｉを保持するようになってい
る。尚、先頭アドレスａｄｄｉは図１３を参照して以下
のように生成される。すなわち、ＭＡＣフレームを記憶
するメモリ領域（ＭＡＣフレーム記億部１５ｉ）の先頭
アドレスをＡ₁とすれば第１ブロックの先頭アドレスａ
ｄｄ₁はＡ₁となり、第２ブロックの先頭アドレスａｄｄ
₂（＝Ａ₂）は（Ａ₁＋Ｓ₁）となる。但し、Ｓ₁は第１ブ
ロックのセグメント数である。以下、同様に第３ブロッ
クの先頭アドレスａｄｄ₃（＝Ａ₃）は（Ａ₂＋Ｓ₂）とな
り、第４ブロックの先頭アドレスａｄｄ₄（＝Ａ₄）は
（Ａ₃＋Ｓ₃）、・・・となる。

【００３５】(f)ＭＡＣフレーム組み立て処理図１４は受信側中継装置によるＭＡＣフレーム組み立て
処理の流れ図である。ＭＡＣフレーム組み立て処理部１
５ｇにおける各処理部15g-1〜15g-3はそれぞれこの流れ
図に従ってＭＡＣフレーム組み立て処理を並行的に実行
する。各処理部は対応する受信キュ−から受信ブロック
順にセグメントを獲得し、内蔵のデータカウンタ（初期
値は０）であるかチェックする（ステップ４０１、４０
２）。データカウンタの内容が０の場合には、受信キュ
−から獲得したセグメントはＢＰＳと判断し、つぎに該
ＢＰＳがフレーム先頭ＢＰＳであるかをフレーム先頭識
別コ−ドを参照して判断する（ステップ４０３、４０
４）。フレーム先頭ＢＰＳであれば、ＭＡＣフレーム組
み立て用のデータバッファー領域（ＭＡＣフレーム記億
部１５ｉ）及びその先頭アドレスＡ１を確保し、次いで
フレームリリース処理を行なう（ステップ４０５、４０
６）。フレームリリース処理は直前に組み立てていたフ
レームをＦＣＳ（フレームチェックシ−ケンス）に掛
け、ＦＣＳがＯＫでない場合には破棄するものである。
これにより、同一性の問題を解決できる。ついで、受信
管理テーブルＲＡＴを作成して受信管理テーブル記億部
１５ｈに格納する（ステップ４０７，４０８）。この場
合、図１３で説明したように各ブロックを記憶する領域
の先頭アドレスａｄｄｉが計算されて受信管理テーブル
ＲＡＴに記録される。

【００３６】受信管理テーブルＲＡＴの作成が完了すれ
ば、図示しないバッファーポインタ及びデータカウンタ
にそれぞれ、先頭アドレスａｄｄ₁とブロックセグメン
ト数Ｓ₁をセットして初めに戻る。以後、次のセグメン
トが受信キュ−より取り込まれる（ステップ４０１）。
今度は、データカウンタの内容は０でないから、ステッ
プ４０２において「ＮＯ」となる。このため、処理部15
g-1〜15g-3は獲得したセグメントデータをバッファーポ
インタが指示する記億域に格納する（ステップ４１
０）。ついで、データバッファーポインタの内容をイン
クリメントし（ステップ４１１）、データカウンタの内
容をデクリメントし（ステップ４１２）、初めに戻る。
以後、ステップ４０１→４０２→４１０→４１１→４１
２の処理が繰り返され、最終的に１ブロックの全セグメ
ントデータがＭＡＣフレーム記億部１５ｉの指定された
領域に格納される。

【００３７】１ブロックの全セグメントデータがＭＡＣ
フレーム記億部１５ｉに格納された時点では、データカ
ウンタの内容は０になり、受信キューより獲得する次の
セグメントはＢＰＳと判断される。このＢＰＳはフレー
ム先頭識別コ−ドを有していないからフレーム先頭ＢＰ
Ｓでない。マークフレーム組立処理部１５ｇはＢＰＳに
含まれる発信元アドレスＳＡ、サイクリック識別子ｃｉ
ｄ、ＢＰＳシーケンス番号をキーとして（ＢＰＳシーケ
ンス番号のみをキーとしても良い）受信管理テーブルＲ
ＡＴを参照し、第２ブロックのデータ記憶領域における
先頭アドレスａｄｄ₂とセグメント数Ｓ₂を求め、内蔵の
バッファーポインタ及びデータカウンタにそれぞれセッ
トし始めに戻る。以後、ステップ４０１→４０２→４１
０→４１１→４１２の処理が繰り返され、最終的に１ブ
ロック（第２ブロック）の全セグメントデータがＭＡＣ
フレーム記億部１５ｉの指定された領域に格納される。
以後、同様にして第３、第４・・・第ｂブロックがＭＡ
Ｃフレーム記憶部１５ｉに格納されて行き、最終的にＭ
ＡＣフレームがＭＡＣフレーム記憶部１５ｉに連続的に
記憶され（組立られ）、ＬＡＮに順に送出される。

【００３８】以上ではフレーム毎のＦＣＳ（フレームチ
ェックシーケンス）に基づいてＭＡＣフレームの同一性
の判断を行っているが、ブロック毎にフレーム識別子を
付加することによりＭＡＣフレームの同一性を識別する
ようにもできる。また、以上では、送信側、受信側の中
継装置を別々に説明したが、各中継装置は送信、受信の
両構成を備えているものである。以上、本発明を実施例
により説明したが、本発明は請求の範囲に記載した本発
明の主旨に従い種々の変形が可能であり、本発明はこれ
らを排除するものではない。

【００３９】

【発明の効果】以上本発明によれば、予めＭＡＣフレー
ムを分散して伝送すべきであるか、分散せずに伝送すべ
きかのしきい値ＳＴを設定しておき、ＭＡＣフレームを
構成するセグメント数ＳＮがしきい値ＳＴ以上の場合、
セグメント数をしきい値で除算して得られる数にＭＡＣ
フレームをｂｕｒｏ分割すると共に、各ブロックを複数
の伝送路に均等になるように分散して伝送し、ＭＡＣフ
レームを構成するセグメント数がしきい値以下の場合に
は、ＭＡＣフレームを分散せず１本の伝送路で伝送する
ようにしたから、伝送遅延を極小化して分散伝送するこ
とができる。また、本発明によれば、各ブロックの先頭
にＢＰＳを付加すると共に、ＭＡＣフレームの先頭ブロ
ックに付加するフレーム先頭ＢＰＳにＭＡＣフレームの
トータルセグメント数、先頭からのブロック位置を示す
ＢＰＳシーケンス番号、ブロック分割数、各ブロックの
セグメント数を少なくとも含め、先頭ブロック以外のブ
ロックのＢＰＳに先頭からのブロック位置を示すＢＰＳ
シーケンス番号を少なくとも含めて伝送するように構成
したから、各ブロック内のセグメントのシーケンスは維
持されており、ブロック毎にシーケンス番号を付すだけ
でＭＡＣフレーム全体のセグメントのシーケンス保存が
できる。

【００４０】更に、本発明によれば、フレーム先頭ＢＰ
Ｓを受信した時、該フレーム先頭ＢＰＳに含まれる情報
に基づいてブロック毎に該ブロックを記憶するメモリ領
域における先頭アドレスとブロックのセグメント数とを
管理する受信管理テーブルを作成し、各ブロックの先頭
に付加されたＢＰＳの内容をキーとして該受信管理テー
ブルを参照し、ブロックを記憶するメモリ領域の先頭ア
ドレスとセグメント数を求め、該セグメント数分のセグ
メント（ブロック）を該先頭アドレスから順にメモリ領
域に記憶するようにして元のＭＡＣフレームを組み立て
るようにしたから、受信処理に際してブロック毎のシー
ケンス番号を参照するだけで、元のＭＡＣフレームをそ
のシーケンスを保存しながら組み立てることができ、中
継装置の負荷を軽減でき転送遅延を少なくできる。ま
た、本発明によれば、フレーム毎のＦＣＳ（フレームチ
ェックシーケンス）に基づいて、あるいはブロック毎に
フレーム識別子を用意することにより容易にＭＡＣフレ
ームの同一性を識別できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図である。

【図２】ブロック化による遅延時間Ｅとセグメント数の
関係図である。

【図３】伝送遅延時間とセグメント数及びブロック数の
関係図である。

【図４】本発明の送信側中継装置の構成図である。

【図５】フレーム管理テーブル及びＢＰＳの内容説明図
である。

【図６】キュー部の説明図である。

【図７】送信側中継装置による処理の第１の流れ図（ブ
ロック分割処理）である。

【図８】送信側中継装置による処理の第２の流れ図（分
散処理）である。

【図９】送信側中継装置による処理の第３の流れ図（分
散処理）である。

【図１０】送信側中継装置による処理の第４の流れ図
（送信処理）である。

【図１１】受信側中継装置の構成図である。

【図１２】受信管理テーブルの内容説明図である。

【図１３】ブロックの記憶位置説明図である。

【図１４】ＭＡＣフレームの組立処理の流れ図である。

【図１５】従来の第１の負荷分散方式の説明図である。

【図１６】従来の第２の負荷分散方式の説明図である。

【符号の説明】

１１，１２・・ＬＡＮ１３・・ＷＡＮ（ネットワーク）１４・・送信側中継装置（ＩＷＵ）１４ｂ−１・・しきい値記憶部１４ｄ・・分散処理部１５・・受信側中継装置（ＩＷＵ）１５ｇ・・ＭＡＣフレーム組立処理部２１・・ＭＡＣフレームＴＬ₁〜ＴＬ_n・・伝送路

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）
間で中継装置を介して多数のセグメントよりなるＭＡＣ
フレームを複数の伝送路に分散して伝送する分散伝送方
式において、送信側の中継装置に予めＭＡＣフレームを分散して伝送
すべきであるか、分散せずに伝送すべきかのしきい値を
設定しておき、該中継装置はＭＡＣフレームを構成するセグメント数が
しきい値以上の場合、セグメント数をしきい値で除算し
て得られる数のブロックにＭＡＣフレームを分割すると
共に、各ブロックを複数の伝送路に分散して伝送し、ＭＡＣフレームを構成するセグメント数がしきい値以下
の場合には、ＭＡＣフレームを分散せず１本の伝送路で
伝送することを特徴とする分散伝送方式。
【請求項２】各伝送路で伝送するブロック数が均等に
なるように各ブロックを伝送路に分散することを特徴と
する請求項１記載の分散伝送方式。
【請求項３】各ブロックの先頭にブロックパーティシ
ョンセグメントＢＰＳを付加すると共に、ＭＡＣフレームの先頭ブロックに付加する先頭ＢＰＳに
ＭＡＣフレームのトータルセグメント数、先頭からのブ
ロック位置を示すＢＰＳシーケンス番号、ブロック分割
数、各ブロックのセグメント数を少なくとも含め、先頭ブロック以外のブロックのＢＰＳに先頭からのブロ
ック位置を示すＢＰＳシーケンス番号を少なくとも含め
て伝送することを特徴とする請求項１又は請求項２記載
の分散伝送方式。
【請求項４】受信側の中継装置は、先頭ＢＰＳを受信
した時、該先頭ＢＰＳに含まれる情報に基づいてブロッ
ク毎に該ブロックを記憶するメモリ領域における先頭ア
ドレスと、ブロックセグメント数とを管理する受信管理
テーブルを作成し、各ブロックの先頭に付加されたＢＰＳを受信した時、該
ＢＰＳに基づいて前記受信管理テーブルを参照して該ブ
ロックを記憶するメモリ領域の先頭アドレスとブロック
セグメント数を求め、該セグメント数分のセグメントを該先頭アドレスから順
にメモリ領域に記憶することによりＭＡＣフレームを組
立ることを特徴とする請求項３記載の分散伝送方式。