JPH0810868B2 - バスシステムとして構成された局域通信用のチャネルアクセス方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、バスシステムとして構成された通信用伝送
網用であって、中央制御なしにパケットの分割を行な
い、各送信局が伝送チャネルをモニタし、伝送チャネル
の情況に応じて自局の通信を中断し、また伝送チャネル
上で通信が衝突した場合に通信伝送の割込みを行い、衝
突の解除を解除段階で行なうチャネルアクセス方法に関
する。

この様なネットワークのアクセス方法においては、各
発信局が伝送チャネルが自然にアクセスできることが基
本的原則である。この場合、衝突を可能な限り避けなけ
ればならない。送信すべき情報をもっている全ての局は
伝送チャネルが占用されているか否かについて伝送チャ
ネルを検出する。もしも、そのチャネルが空いていると
きには、通信の割込みが行なわれる。この場合、伝送チ
ャネルを同様に検出し、そのチャネルにアクセスしてい
る加入者があるために、衝突を生じると、この衝突は認
識され、両方の局は、まず起動されたランダム発生器に
よって両方の関係局での偶然のタイムシフトが行なわれ
るように無駄な試行が繰返される。従って、通信が伝送
チャネルに与えられる確率が大きくなるのは極めて限ら
れている。この様な方法の情報伝送では、常にいわゆる
伝送プロトコルが基準となっている。最も良く知られて
いる方法は、いわゆるCSMA/CD（carrier sensemultiple
access with collision detection）−キャリア検知多
重アクセス／衝突検出）方式である。

情報伝送網の各々の局は、上記伝送プロトコルによっ
て制御を行なうためには、全ての局が同等に作動するこ
とを保障する様な制御装置を備えていなければならな
い。上記のチャネルアクセス方法の場合には、伝送チャ
ネルの負荷が大きいと衝突が頻繁に起り、データの平均
伝送時間が長くなり全システムの効率は低下する。情報
量の増大、例えば分散したメモリへのアクセスや画像伝
送に伴って、新しい伝送業務が導入され、そのため通信
伝送網の負荷が大きくなってくる。通常データ網中の基
本負荷は10％以下であるが、トラヒックの発生量が絶え
ず増大しているために、負荷ピークもまた30乃至40％程
度以上に増加している。その結果、負荷が過剰となった
り、利用者に対する応答時間が期待以上に長くなる危険
がある。

上記の方法の場合に必然的に生じる衝突の数を、衝突
の解除に特に有利なアルゴリズムに開発することによっ
て減少せしめるための研究は、既に行なわれている。

パケット伝送網の場合においてデータ伝送時のデータ
伝送時間を短縮するめたに、各パケット中継方向のパケ
ットを、その長さに従って分類し、短いパケットを優先
的に伝送するように、吟味（discussoin）に優先権が与
えられる。

本発明は、解除すべく衝突の数を最小に抑制する様に
配慮しない限り、衝突の解除のための処置のみで平均伝
送時間の改善に寄与することはできないという知見に基
づいている。しかし、これは、チャネルアクセス方法自
体の最適化によってにみ実現することがでるものであ
る。

従って、本発明の課題は、中央制御を行うことなく分
配システム用のチャネルアクセス方式を確立して、起り
得る衝突の数を減少し、同時に平均伝送時間を短縮する
ことにある。

上記の種類の方法は、本発明によるこの課題を解決す
るために、滞留長さと滞留出力時間の増加に対応する順
序で情報を伝送し、且つまた衝突の終了によって開始す
る解除段階が必要に応じて複数の時間区分からなり、そ
の中にその都度予め決められた滞留長さと滞留出力時間
の情報のパケットに対する伝送時間を任意に与えるよう
に構成される。

この上記課題の解決のための出発点になっているもの
は、大抵の局域情報伝送網において情報の長さが著しく
分散しているという観察である。短い情報が伝送された
ときに、長い情報を局内に保留することによって、伝送
チャネル上での衝突の発生を、この情報の伝送中に、よ
り短い情報が到着し、そのためにその短い情報が優先し
て伝送されるようになっている場合においてもなお処理
することが可能となる。このことは、起り得る衝突の数
が初めに述べた一般的な方式におけるよりも実質的に少
ないことを意味する。衝突解除段階を、その都度予め定
められた滞留出力時間の情報のみ伝送することができる
ような適宜の複数の時間区分に分割することによって、
衝突した情報を自動的に分類することができ、従って、
再度の衝突を実際に抑止することができる。

本発明の多くの応用例においては、各時点において局
内にある情報が、その滞留長さと滞留出力時間に関して
順序付けられることが好ましい。これにより、伝送すべ
き情報の局内処理を容易ならしめることができる。

本発明による方法は、特に滞留長さと滞留出力時間を
表わすために各情報のパケットに連続した残留パケット
番号を付けて、その情報を伝送すべき全てのパケットの
数を示すように構成することが好ましい。この様な処理
は既に一般的に提案されているが、しかしこれはある局
ないに並列に近接している複数の通信にのみ対するもの
であって、前述の本発明による方式と関係するものでは
ない。本発明においては、伝送されるべき各情報のパケ
ットを番号付けするこの方法によって、伝送チャネルを
モニタする場合、及び各個の局に近接している複数の通
信情報の伝送において、伝送された情報を特に簡単に利
用することができる。滞留パケット番号はそれぞれの情
報の滞留出力時間に、従ってその情報の滞留長さに正比
例する。

この場合、本方法は特に好ましくは、発信局によりあ
る時点での伝送が検出されたときに、その局内で発生す
る情報のパケット番号が、実行中の伝送の後続の見込み
パケットの滞留パケット番号よりも小さい限り、その実
行中の伝送は排除される。即ち、滞留パケット番号を使
用することにより、伝送チャネルをモニタしている送信
局内で別の局から丁度伝送されたある情報のパケットの
滞留パケット番号を検出し、この番号から次のまた予想
される滞留パケット番号を計算することが特に簡単とな
る。この番号がモニタしている送信局内にある情報の滞
留パケット番号よりも大きければ、この情報は継続中の
伝送の範囲内で待ち状態にある伝送チャネルに対する最
も近いパケットを考慮することなく指定され、従って、
両方の情報パケットの衝突が誘起される。この過程の時
間的な制御は、この場合実行中の情報パケットの指定が
完了したときに開始するという前提に従って行なわれ
る。これは、原則的には伝送チャネルが空いているとき
にのみその通信を行なうためである。これは常に伝送さ
れるべき複数の情報パケットの間にある。

伝送チャネルでの上記の方法での衝突が一度誘起され
ると、その終了と同時に、常に解除段階が開始され、そ
の中で最小の滞留パケット時間のパケットを送信する衝
突関係局の伝送に伝送権が最初に与えられる。

本発明の思想を更に発展せしめて、解除段階の時間区
分に更に広範囲の滞留パケット番号を付けるように本方
法を実現することもできる。従って各々の可能な滞留パ
ケット番号に対して、解除段階の唯一の時間区分を与え
るのではなく、現在の衝突を解除するために充分な数
の、しかし若干の範囲が与えられる。

上記で説明した本発明のそのほかの構成においては、
第１の時間区分は、滞留パケット番号１のみに割当てら
れることができる。このことは、通常１個のパケットの
みからなる複数の情報通信を伝送しなければならないと
きに有利である。

解除段階の時間区分の数及び任意の範囲の滞留パケッ
ト数の上限値は、伝送網のトラヒックの滞留に応じて設
定することができる。このことは、伝送網上で一般に生
じるトラヒックでの衝突の解除に適用可能であること、
及び伝送網に接続されている伝送時間を最適化すること
を意味する。

同様に、解除段階の時間区分数及び１又は任意の範囲
の滞留パケット数の上限値を、任意の時点で障害なく伝
送された最新のパケットのパケット数に応じて設定する
ことができる。このような衝突の解除を滞留情報長さに
適応させる方法は、同様に伝送時間の最適化に役立つ。

同様に、情報伝達の割込みを所定の最少滞留情報長さ
と最少滞留出力時間を有する情報に対してのみ行なうよ
うにすることも好ましい。即ち、例えば伝送網が一定時
間トラヒックの滞留を生じたときには、本発明によって
達成可能な伝送時間の短縮は、比較的長い情報に応用し
た場合には達成できるが、比較的短い情報の場合には、
経費との関係で実質的な改善を達成することができな
い。

最後に、本発明の適用は、ある情報パケットの伝送が
行なわれた後に、所定の期間伝送チャネルが占有されな
いままであるときに、その情報の滞留長さと滞留出力時
間とに関係なくチャネルアクセスが行われる場合に有利
である。

以下、本発明を図面に基づいて、更に詳細に説明す
る。図面中、 図１は、中央制御なしの離散型の情報伝送網の一般説
明図である。

図２は、衝突なしのパケット型情報伝送網中のチャネ
ルアクセスの概略説明図である。

図３は、図２と同様の図であるが衝突の発生を伴った
場合の概略説明図である。

図４は、本発明の方法における複数の衝突発生の概略
説明図である。

図５は、本発明の方法によって作動する局内の制御設
備のブロック図である。

図６は、図５に示した制御装置内の制御装置の最も重
要な構成部分の概略図である。

図7,8,9及び10は、本発明のチャネルアクセス方法に
よって作動する局内の機能の流れのフローチャートであ
る。

図11は、本発明によって達成可能な平均伝送時間の短
縮を説明するための解説図である。

図１に、バス構造を有し、局域遠隔区域内に設置さ
れ、中央制御なしの離散型情報伝送網を示す。この伝送
網は１から６の全局に共通してアクセス可能な伝送チャ
ネルとして機能し、受動的な情報転送を行なうバス10を
有する。このことは、すべての送信が無関係の局を作動
させることなくその送信の全ての受信側に到着するこ
と、及び過誤のデータの入力により個別の局内に遅滞時
間を生じることを意味する。１〜６までの各ステーショ
ンはそれぞれ送受信器１′乃至６′を経てバス10に接続
されている。バス10は、例えば、多重回線システム、同
軸ケーブル、または光ケーブルであってもよい。バス10
は、その始めと終りにそれぞれ終端抵抗12及び13によっ
て成端されている。

次に更に理解しやすいように図２および図３を用い
て、公知のCSMA/CD−プロトコルによる衝突のない場合
とある場合におけるチャネルアクセスについて説明す
る。

図２に、公知の技術に従って実施した場合の局３によ
るチャネルアクセスを時間ｔのと関係を図解説明する。
図２に示した場合には衝突は起らない。局１の信号は、
局３が送信リクエストをうける前に局３に到達する。こ
のリクエストが生じると局３は、バス10の占有状態を認
識し、従って、局３は局内の現在の情報を中断しない。
これはパケット伝送時間より短い衝突窓Δｔで表われさ
る。この窓は、局１が既に送信しているにも拘らず局３
がバス10をまだ空いていると認識する局１から局３への
信号移行時間に一致する。もしもこの時間中に局３が自
局中の現在の情報を中断すると、衝突が発生し、局１に
よって認識される。しかしこれは図２に示した場合には
現れず、局３が衝突窓Δｔよりも遅い時点で受信を開始
し、バス10の占有状態を認識し、従って、同局内にある
現在の情報をパケット伝送時間後に送信する。

図３は衝突を生じた場合のチャネルアクセスについて
説明している。局１は送信状態を検知してバス10をモニ
タする。局２は、既に衝突窓の時点までに送信準備がで
きておりバス10をモニタしているので、衝突窓Δｔの中
には送信しているが、しかし局１の情報はまだ受信され
ていない。局１は局２の情報が到着すると衝突を認識
し、その結果停滞信号を出力し、これによりバス10に接
続されている全ての局に衝突の発生したという情報が通
知され、情報のバス10へのアクセスはそれ以上行なうこ
とができなくなる。この衝突の解除は、その停滞信号に
関する解除段階で、公知の解除アルゴリズムの１つによ
り行なわれる。次に例えば、局１はバス10が占用状態に
あるか空き状態にあるかを検出するため、再びバスをモ
ニタする。

CSMA/CDシステムでは、各局は通常、１回の伝送が終
了してから、所定のパケット間隔後において、バスの空
き状態が保持されている限り送信を開始することができ
る。この場合、前述のように、特に通信網の負荷が高い
ときには、平均の伝送時間が明らかに長くなるために、
多くの衝突が発生し、システムの能率は実質的に低下す
る。

ここで、図４を参照して、この種のシステムに対する
本発明の応用例を説明する。即ち、各通信パケット内
に、いまだ送信されていない情報区分の長さに比例した
滞留パケット番号が記憶されるという前提をたてる。１
つの局から送信される１個のパケットの滞留パケット番
号が確立されると、他のいずれの局においても衝突が誘
起されるか、誘起されないかの決定が可能となる。かか
る局内の滞留パケット番号が、最も近く且つ送信中の局
によって待機されており、各送信局により計算されるこ
とのできる滞留パケット番号より大きいかもしくは等し
いときには、バスに対するアクセスは行なわれない。送
信局は、その最も近いパケットもまた伝送することがで
きる。従って、衝突を避けることができる。しかし送信
局内の滞留パケット番号が、最も近く、且つ送信局によ
り待機される滞留パケット番号よりも小さいときには、
送信局は所定のパケット距離後に伝送を開始し、衝突を
生じる。この誘起された衝突によって開始される解除段
階中は、予め適宜に決定した範囲のパケット番号を持つ
パケットの伝送開始がリサーブされる。時間区分の１つ
の中で複数の局が伝送を開始することがあり得るときに
は、発生する衝突を解除するために解決アルゴリズムを
使用することもできる。

以下に、この過程を実施例により説明する。

図４に示した、下向きの矢印は、Sn局の滞留パケット
番号RPNを有する新しい情報が到着したことを示してい
る。２重の矢印は複数の局の伝送が１個の同一タイムス
ロットtzに対して試行されていることを示している。タ
イムスロットtz及び2tzは各Sn局内において伝送が首尾
よく接続されるごとに、また衝突を生じるごとに新しく
開始されるタイミング発生器によって作られる。全ての
局Snがバスをモニタしているので全てのタイミング発生
器がその都度同時にスタートされる。

図４は、S1局の滞留パケット番号RPN＝22のパケット
の伝送中に、S2局のRPN＝28の情報が伝送に割込みでき
たことを、時間図表の最初の時点で示している。S2局は
バス上にRPN＝22を設定し、そのS2局により最も近いも
のとして期待されるべきRPN＝21よりもRPN＝28が大きい
ので、パケット間隔後にチャネルアクセスを行なわな
い。衝突は回避される。S1局がRPN＝21のパケットを伝
送中であるときには、S3局では唯一のパケットから成り
従ってRPN＝１を持つ情報が予定の時点で到着する。そ
のためにS3局は、S1局のRPN＝21のパケットの伝送が終
了すると衝突を誘発する。S1局のRPN＝20とS3局のRPN＝
１の２つのパケットが衝突する。

この衝突が検出されると、システム内の全ての局では
S1局が期待する最も近いパケットのRPN＝20が記憶され
る。RPN＝１のパケット用にリザーブされている解除段
階が衝突によって開始される。この実施例では、S3局も
また唯１個のパケットから成る自局の情報の伝送を開始
する。

S3局からの伝送が行なわれている間にS4局のRPN＝６
の伝送されるべき情報が到着する。RPN＝１のパケット
の終了が検出されると、RPNが20（RPN≦20）以上の情報
が存在する局のみがバスにアクセスする。この状態はS1
局とS4局によって感知され、再び衝突が誘発される。

ここで、上様のようにして呼び出された解除段階の最
初の２つの時間区分は、RPN＝２又はRPNが３以下（RPN
≦３）の情報が存在しないので、空き状態にある。衝突
後の３番目のスロットでは、S4局がRPN＝６のパケット
の伝送に成功して伝送を開始する。

その後S4局がRPN＝５のパケットを送信している間、S
5局とS6局のRPN＝３とRPN＝２の２個の短い情報が到着
する。RPN＝５のパケットの後で、S4局、S5局及びS6局
間の衝突が生じる。この関係のある解除段階の最初の空
き時間区分に対して、S5局とS6局のRPNが３以下（RPN≦
３）であるので、両局の情報は再び衝突する。これらの
局は、解除アルゴリズムを利用し、またS5局はRPN＝３
のパケットを伝送する。ネットワーク中の全ての局は、
解除段階にある間最後の衝突の滞留パケット番号を記憶
している。これらの局は、バスの使用状態を観測し、記
憶している滞留パケット番号を、伝送する局側自体にあ
って、従ってその局が伝送を始めるかどうかを決定する
情報の滞留パケット番号と比較する。

図５に、バス50に接続された各局の重要な制御部分を
示す。これには、受信器51、データデコーダ52、データ
エンコーダ53、受信一時記憶装置54、送信一時記憶装置
55、記憶アクセスコントロール56と57、及びここで対象
となる局をコンピュータデータバス59に接続するインタ
フェース58が含まれている。上記の装置を相互接続し、
相互作用状態に置く遠距離信号路がある。ここで比較的
重要な構成要素は制御装置60であり、この構成を下記に
更に詳細に説明する。

まず、チャネルアクセスが本発明の方法によって実施
されるとき、図５に示した機能装置が互いにどのように
作用し合うかについて説明する。

図５に示した局内で伝送すべき情報があると、ここに
説明しないがそれ自体公知の方法で数個のパケットに分
割され、制御装置60からメモリアクセス回路57により連
鎖リストとして送信バッファ55内に登録される。この場
合各パケットは、滞留パケット番号を有し、滞留パケッ
ト番号は、例えば見出し領域に登録される。パケット連
鎖が長いほどその最初のパケットに大きい滞留パケット
番号を有し、パケット連鎖が短いほど滞留パケット番号
は小さくなる。図５の例えば送信バッファ55中に示した
パケット連鎖の最初のパケットには、滞留パケット番号
5,3及び１がある。送信バッファ55を管理し分別するた
めに必要な時間は、局の送信業務を阻害するものであっ
てはならない。これを保証するために、下記の説明する
原則が立てられた。

コンピュータデータバス59を介して接続された制御装
置60のコンピュータが、次の情報を送信するように信号
を発信すると、制御装置60はこの情報をコンピュータの
記憶装置から読取り、送信バッファ55内に、その長さに
応じた位置に登録する。複数の情報の長さが等しい場合
には、時間的な順番が決められる。送信バッファ55の最
初の２つのパケットがデータデコーダにロードされる。
両方のパケットには、最も小さい滞留パケット番号、こ
こでは１及び３の滞留パケット番号がつけられている。
データデコーダは、この場合これらの両方のパケットの
第１のパケット、従って滞留パケット番号１をもつパケ
ットが、もう１つのパケットによって排除されることが
できないように構成されている。このことは、いずれの
時点においても空き状態にあるチャネルに即座にアクセ
スすることができるためには、重要である。データエン
コーダ53中の最初のパケットが既に伝送段階に見出ださ
れないときにのみ、第２の現存のパケットは送信バッフ
ァ55中に既に記憶されている情報として、より小さな滞
留パケット番号を有する情報であって送信バッファ55に
生じる新しい情報のパケットによって排除されることが
可能である。従って図５に示した制御装置内では、バス
50が空いているときにそれを未使用のままにしておくこ
となく管理操作を行うことができる。その結果、伝送さ
れた情報パケットは、送信バッファ55から除去される。

データデコーダ52は、バス50を経て受け取ったそれぞ
れの情報をデコーダしなければならない。その目標アド
レス領域内で固有のアドレスが読まれると、受信したパ
ケットはそれぞれ受信バッファ54内に登録される。この
過程は、本来の機能と共に受信した各パケットの滞留パ
ケット番号をデコーダし、その番号を制御装置60に伝送
するデータデコーダ52を通して行われる。

データデコーダ52は、更に制御装置60に判断基準CSを
与える。この判定基準は情報パケットの検出（キャリア
検出）に関する。送受信器51から制御装置60に、既に送
受信器51において検出されている情報衝突の状況を特徴
づける判断基準CD（衝突検出）が伝送される。

データデコーダ52はまた、バス50を通る他の局の活動
状態をすべての時点で制御装置60に通知する。

受信バッファ54は、記憶装置アクセス回路を介して制
御装置60と接続されている。更にインタフェース58を経
てコンピュータ・データバス59に接続されており、従っ
てその中に記憶された情報は制御装置60によって読取ら
れ、またインタフェース58とデータバス59を経て接続さ
れたコンピュータに伝送されることができる。次いでコ
ンピュータが制御内容と情報内容を解析する。

図６は、図５に示した制御装置の重要な構成部分の概
観図である。この制御装置60は、主としてプロセッサ6
1,受信レジスタ62,送受レジスタ63,衝突レジスタ64,イ
ンターバル上限レジスタ65,タイミング発生器66,プロト
コルコード記憶装置67,タイムスリット・カウンタ68,及
び衝突カウンタ69より成る。プロセッサ61は、図５に示
した装置51から53及び56から57までと接続されており、
バス50にアクセスする全ての処理工程を制御する。プロ
セッサ61は、この処理工程に対する制御量を装置62〜69
から読取る。レジスタ62〜65には、その中に記憶すべき
情報がプロセッサ61を介して伝送される。更にタイミン
グ発生器66はプロセッサ61によって設定される。プロト
コルコード記憶装置67は、例えばバス50へのアクセス用
のCSMA/CDプロトコルを保持している。

受信レジスタ62は、情報伝送網の任意の局からバス50
に伝送された最後の情報パケットの滞留パケット番号を
記憶する。受信レジスタ62の初期値は、情報の伝送に成
功した場合には、その伝送が常にRPN＝１の情報パケッ
トで終了し、全システムの初期状態が達成されるので、
RE＝１である。送受レジスタ63は、データデコーダ53内
に保持されている最初の情報パケットの滞留パケット番
号を記憶する。このレジスタの初期値はRS＝０である。
衝突レジスタ64は、衝突が発生したときに、最後に伝送
に成功した情報パケットの１だけ減じた滞留パケット番
号を記憶し、解除段階中に衝突が発生したときには、イ
ンターバル上限値レジスタ65の値を記憶する。その初期
値はRK＝０である。インターバル上限値レジスタ65は、
解除段階の実際の各時間区分に対して、その時間区分中
にバス50へのアクセスを許されたそれぞれの最大滞留番
号を記憶する。バス50上での衝突が誘起されたのち、バ
ス50上のそれぞれの時間区分中にアクセスされるべき滞
留パケット番号について予め記憶されている解除段階の
時間区分の上限値がインターバル上限値レジスタ65に順
次ロードされる。

レジスタ62から65までは、それぞれの関係局が接続し
た場合に初期値をロードされる。この初期値は、更に情
報伝送網全体に伝送すべき情報が待機してないときには
常に基準化されている。

情報伝送網の局は全てバス50を全ての時点でモニタし
ているために、送受レジスタ66を除き、各局の62から65
までの全てのレジスタの内容は同一である。タイミング
発生器66は、伝送に成功したとき、及び衝突が生じたと
きに始動する。タイミング発生器66の状態とレジスタ62
の内容によって、制御装置はその各局について情報伝送
を開始すべきか否かを検出する。タイミング発生器がこ
こでタイムスリットを発生する。タイムスリットは情報
伝送網用に標準化されており、例えば51.2μｓである。

ここで実施例として説明したチャネルアクセス方法で
は、１つの局からの情報のパケットを直列に伝送すると
き、この伝送は別の伝送を希望しており送信パケット番
号RSが送受レジスタ63に記憶されている別の局の伝送ト
ライアルにより、割込まれないのは、RSが、それぞれの
受信レジスタ62に記憶されているパケット50に属する最
後のパケットの滞留番号REに関係する送信パケット番号
RSが下記の関係を満すときである。

RS≧RE−１又はRE≦３ また３個以下のパケットのみの伝送を必要とする情報も
また割込みされない。しかし、送信を希望している局の
データエンコーダ53中にある情報パケットは、 RS＜RE−１及びRE＞３ の条件を満していれば、バス50にちょうど伝送されたパ
ケットの伝送が終了すると、上記の情報パケットの伝送
を開始する。その結果衝突が誘起され、既に説明した解
除段階が開始され、衝突に関係した局であって、伝送す
べき滞留パケット番号の最も小さい情報パケットが待機
している局に伝送権が与えられる。

情報伝送網に接続された局の情報の送信は、本発明の
方法に基づく送信資格が成立するときに誘起される。こ
の送信資格は下記の条件の１つが満されたときに成立す
る。

1.最後に伝送に成功した情報パケットが送信を意図して
いる局から出たものであること。

2.送信されるべき滞留パケット番号が、バス上で待機し
ている最も近い滞留パケット番号よりも小さいこと。そ
の結果、衝突が誘起される。

このことはRS＜RE−１及びRE＞３を意味する。

3.伝送が終了し、別の情報と衝突していることが認めら
れないこと。

このことはRE＝１（初期値）及びRK＝０であることを意
味する。

4.伝送が終了し、送信を意図している局内で送信を待機
している滞留パケット番号が、衝突していると認められ
た情報の滞留パケット番号よりも小さいかもしくは同一
であること。この場合には衝突が誘起される。

このことは、RE＝１及びRS≦RKであることを意味す
る。

5.伝送チャネルが、RE＞１であるにも拘らず、複数のタ
イムスリットによって未だ満されていないこと。この条
件は送信資格は持っているが送信していない局の誤動作
に関係している。この条件は防止すべきものであって、
伝送チャネルは恐らくどの局によっても使用されない。

解除段階の４つのタイムスリットに対する滞留パケッ
ト番号の領域上限値としては、例えば下記の値が好まし
いものと認められている。

B1＝1,B2＝3,B3＝7,B4＝RK−１ この場合最大衝突数は15である。

図７から図10までを用いて、チャネルアクセス方法に
関するプロセッサ中の機能の流れのフローチャートを以
下に説明する。

送信局が伝送チャネルをモニタしているときに、図５
及び図６に示した制御装置によりアクセス方法の流れが
実行されるチャネルアクセスの第１の区分を図７に示
す。アクセス方法の流れが開始されると、伝送チャネル
が空いているか送信中であるかどうかが第１のステップ
100で検知される。もしも空いていれば、ここで対象と
なっている局内に送信リクエストがあるかどうかがステ
ップ101で検知される。空いていない場合には、制御は
ステップ100に戻り、ステップ100と101のループが新た
に形成される。ステップ101で送信リクエストが検出さ
れると、ステップ102で送信資格の検知が行われる。上
記の５つの送信資格のための条件が現れると、ステップ
103に情報パケットの送信が行われる。同時に送信チャ
ネルがモニタされることによってステップ104で、送信
チャネル上で衝突が発生しているかどうかが検知され
る。衝突が発生していないときは、ステップ105で伝送
が行われたのちにレジスタの内容RE及びRK（図６）が図
10上に説明した方法で処理される。即ちステップ103で
送信された情報パケットによって変化させられた状態に
設定される。続いて、上記のルーチンがステップ100か
ら新たに実行される。

またステップ102で送信資格がないことを検出したと
きにも、ルーチンはステップ100に戻る。

ステップ104で衝突が検出されると、ステップ105aで
は、ここで対象となる局からの停滞信号の発信が誘起さ
れる。従って伝送チャネルと接続されている全ての局
は、その伝送チャネル上での衝突状態について通知さ
れ、伝送チャネルへの引続くアクセスが排除される。続
いてステップ106において、レジスタの内容REが１より
も大きいかどうか、即ち伝送チャネルを経て受信された
情報パケット１の滞留パケット番号が出力状態値が１の
受信レジスタ62（図６）中に含まれているかどうかにつ
いてチェックされる。このような場合には、ステップ10
7において衝突レジスタ64は、その内容に対してRK＝RE
−１を設定する。即ち受信レジスタ62の内容REに較べて
１だけ減じる。最後に伝送に成功した情報パケットの１
だけ減じた滞留パケット番号も、ステップ104で衝突が
検出されたので、記憶される。次に、衝突を解除するた
めにステップ108においてタイムスリット・カウンタ68
が１に設定され、制御は続いて図８に示した以後の段階
に入る。

ステップ106において受信レジスタ62の内容REが滞留
番号１を保持していることが検出されると、直接ステッ
プ108に伝送され、また更に記述されるべき衝突解除が
誘起される。

ステップ100において伝送チャネルが占用されている
ことが検出されると、ステップ109において占用を生じ
ている情報パケットの受信が他の局に誘起され、また同
時にステップ110で衝突が生じているかどうか、即ち受
信された情報パケットが衝突に関係しているかどうかが
チェックされる。衝突を生じている場合には、直接105
に移行し、停滞受信が発信され、それに引続いて開示さ
れているステップ106からステップ108までが実行され
る。衝突を生じないときは、伝送後ステップ111におい
て受信された情報パケットの伝送が無欠陥であるかどう
かがチェックされる。欠陥があると、そのことがステッ
プ112で信号が発信される。欠陥がなければ、レジスタ
の内容REとRKの操作が誘起され（図10）、制御はステッ
プ100に戻り、また上記の過程が新たに開始される。

図８に、ステップ105からステップ108により開始され
るルーチンの継続について示す。ステップ108に続い
て、ステップ114でインターバル上限値レジスタ65が、
ステップ108でタイミング発生器66により設定された解
除段階の時間区分に対応する上限値に設定される。続い
て、ステップ115でタイミング発生器66が再設定され、
指導される。続いて、ステップ116で、新たに送信リク
エストが発生しているかどうかがチェックされる。もし
発生していなければ、伝送チャネル上でのパケットの相
互距離が維持されるように、情報パケットの出力を時間
的に順序づけるためにステップ117で待ち時間が確保さ
れる。ステップ118ではタイムスリット間の伝送チャネ
ルが空いているか占用されているかがチェックされる。
空いていれば、解除段階の最も近い時間区分にタイムス
リット・カウンタ68がステップ119で接続され、前記の
ルーチンがステップ114により新たに開始される。

ステップ116で送信リクエストが検出されると、ここ
で対象となっている送信レジスタ63がインターバル上限
値レジスタ65の内容RIよりも小さいかもしくは同等の内
容RSを有するかどうかがステップ120でチェックされ
る。ここで、またインターバル上限値レジスタ65により
記憶されたインターバル上限値を決定する時間区分中に
送信される必要のある情報パケットの滞留パケット番号
が、送信レジスタ中に保持されているかどうかがチェッ
クされる。保持されていない場合には、前記のステップ
117からステップ119までに伝送される。かかる情報パケ
ットがあると、そのステップ121への送信が誘起され
る。送信中、ステップ122では伝送チャネル上で衝突が
生じているかどうかがチェックされる。衝突が発生して
いない場合には、ステップ123においてレジスタの内容R
E及びRKの操作が誘起され（図10）、またそれに続いて
制御がステップ100（図７）に戻って実行される。

ステップ122で衝突が検出されると、ステップ124に停
滞信号が送信され、またステップ125ではここで対象と
なっている局の衝突レジスタ64の内容RKがインターバル
上限値レジスタ65の内容RIに設定される。更にステップ
126では衝突カウンタ69が１に設定され、次いで図９に
詳細に示した処理手段の流れに移行する。

ステップ118で伝送チャネルが占用されているものと
して検出されると、ステップ127では情報パケットの受
信が伝送チャネル上で誘起され、またステップ122で
は、同時に衝突が発生したかどうかチェックされる。そ
れに続いてステップ123または124からステップ126まで
が実行される。

図９に、衝突カウンタ69を１に設定した場合のステッ
プ126に続く処理手順の流れを示す。それに続いて、こ
こで対象となっている局内に送信リクエストがあるかど
うかがステップ128でチェックされる。送信リクエスト
が認められないときは、伝送チャネルが空いているか、
それとも占用されているかがステップ129でチェックさ
れる。伝送チャネルが空いているときには、制御はステ
ップ128に戻り、またこのステップが実行される。伝送
チャネルが占用されているときには、情報パケットの受
信がステップ130で誘起され、また同時に受信中に衝突
が生じたかどうかがステップ131でチェックされる。衝
突が発生している場合には、ステップ132に停滞信号の
送信が誘起され、また制御はステップ128に戻り、新た
に送信リクエストがあるかどうかチェックされる。

ステップ128で送信リクエストが検出されると、送信
レジスタ63の内容RSが衝突レジスタ64の内容RKよりも小
さいかどうかがステップ133でチェックされる。小さく
ない場合には、ステップ129に伝送され、また伝送チャ
ネルは空き状態又は占用状態についてチェックされる。
内容RSが内容RKよりも小さいときには、衝突カウンタの
内容ｎが予め設定された最高可能衝突数Ｎよりも小さい
かどうか、ステップ134でチェックされる。この数Ｎに
達すると、アクセス処理手順はステップ135で中止され
る。衝突カウンタ69の内容が予め設定された最高可能衝
突数Ｎよりも小さいときには、ステップ136においてラ
ンダム呼発生器により遅れ時間が生じ、その時間内に処
理された衝突を解除アルゴリズムによって解除すること
ができ、またステップ137でこの遅れ時間の待機が誘起
される。引続いてステップ138では再び、伝送チャネル
が占用されているか、空いているかチェックされる。占
用されていれば、伝送チャネルはステップ129にそれぞ
れの場合に検出された占用状態に対応しステップ130か
らステップ132までが実行可能となる。空いているとき
は、ステップ139において、ここで対象となる局により
情報パケットの送信が誘起される。ステップ140では同
時に、伝送チャネルに衝突が生じているかどうかがチェ
ックされる。伝送中のチャネルが衝突を生じていないと
きは、このチャネルはステップ131からの同じ結果に対
応し、制御はステップ100（図７）に戻る。衝突が生じ
ると、ステップ141では停滞信号が誘起され、またステ
ップ142では衝突カウンタ69の内容が１だけ増える。引
続いて制御は送信リクエストがあるかチェックするため
にステップ128に戻る。

図10にレジスタの内容RE及びRKの操作機能について説
明する。これらの両方のレジスタの操作は、まず第一
に、受信レジスタ62の内容REがその初期状態に一致する
かどうか、即ちこの内容が１であるかどうかをチェック
することである。この場合に１であれば、ステップ144
で衝突レジスタ64の内容RKは０に設定され、またそれに
続いてステップ145では、ちょうど成功したばかりの伝
送チャネルを通して受信した情報パケットの滞留パケッ
ト番号に受信レジスタ62の内容REが設定される。ステッ
プ143において、受信レジスタ62が初期状態にないこと
が検出されたときは、直接ステップ145に伝送され、そ
こで受信レジスタ62の内容はその時点の実際の状態にも
たらされる。

図11に、本発明に従って達成可能な短縮効果を説明す
るために、代表的な情報ミックスの平均伝送時間の比較
をグラフで示す。平均伝送時間は、伝送チャネルのトラ
ヒック負荷に依存しており、即ち処理率／伝送率の比で
表わされる。上側の曲線Ａは、CSMA/CD基準プロトコル
を使用した場合に得られる。トラヒック負荷が0.1から
0.5まで変化するときに、平均伝送時間は5msから80msま
での間で発生する。これに対して本発明に従って提供さ
れる処理手順によりチャネルアクセスを実行するとき
は、上記の範囲内では曲線Ｂに従って約0.8ms乃至1.8ms
の非常に短縮された平均伝送時間が得られる。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 シュライバー，フリードリッヒ ドイツ連邦共和国・デー‐5108・モンシャ ウ・イム ブラント・71 (56)参考文献 米国特許5265094（ＵＳ，Ａ) ＩＢＭ Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｄｉｓｏ ｌｏｓｕｒｅ Ｂｕｌｌｅｔｉｎ，Ｖｏ ｌ．24 Ｎｏ．11Ｂ，Ａｐｒｉｌ1982，Ｉ ＢＭ ＣＯＲＰ．，ｐａｇｅｓ5805− 5808.

Claims (15)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の局がローカル通信ネットワークの伝
   送チャネルに接続され、上記複数の局が中央制御なしで
   バスシステム内に構築され、且つ複数のパケットに分割
   された情報を伝送することができる場合、上記複数の局
   の各々が上記伝送チャネルにアクセスできるようにする
   ための方法であって、上記方法が、 （Ａ）滞留パケット番号を各情報に付随させるステップ
   と、 （Ｂ）上記伝送チャネルが空き状態であれば、第１の局
   からの第１の情報パケットを伝送するステップと、 （Ｃ）第２の局から伝送されてくる第２の情報パケット
   と上記第１の情報パケットとが上記伝送チャネル上で衝
   突すると、上記第１の情報に残っているパケットの伝送
   を中断するステップと、 （Ｄ）上記ステップＣで衝突した２つのパケットの内、
   どちらのパケットがより大きい滞留パケット番号を有し
   ているかを検出するステップと、 （Ｅ）上記ステップＤで検出された大きい滞留パケット
   番号を有するパケットを再伝送するステップとを具備
   し、 上記滞留パケット番号は、現在のパケットが伝送された
   後に上記情報に残っているパケットの数を示すものであ
   り、 上記滞留パケット番号は、上記情報から伝送されてくる
   各パケットに付されていることを特徴とする方法。
2. 【請求項２】（Ｆ）上記ステップＣの衝突の終了から始
   まる時間を複数の時間区分に分けるステップと、 （Ｇ）少なくとも１つの所定の滞留パケット番号を、上
   記ステップＦの時間区分の各々に付随させるステップ
   と、 （Ｈ）上記ステップＧの上記所定の時間区分で、上記ス
   テップＣの上記第１及び第２パケットを再伝送するステ
   ップと をさらに具備する請求項１記載の方法。
3. 【請求項３】（Ｉ）上記複数の局の各々に存在する複数
   の情報から最小の滞留パケット番号を有する情報を選択
   し、上記複数の局の各々から伝送するステップをさらに
   具備する請求項１記載の方法。
4. 【請求項４】上記ステップＡが、 （Ｊ）情報からのパケット伝送が成功する度に、各情報
   に付随する滞留パケット番号から１を減ずるステップを
   有する請求項１記載の方法。
5. 【請求項５】（Ｋ）上記伝送チャネル上で進行中の伝送
   があることを検知した場合、もし伝送すべき情報の滞留
   パケット番号が少なくとも上記進行中の伝送における次
   の予定パケットの滞留パケット番号に等しければ、各局
   からパケットを上記伝送すべき情報と共に伝送するステ
   ップをさらに具備する請求項４記載の方法。
6. 【請求項６】上記パケット伝送が、上記進行中の伝送の
   終了後に開始される請求項５記載の方法。
7. 【請求項７】上記複数の時間区分の各々が、滞留パケッ
   ト番号の範囲に割り当てられる請求項２記載の方法。
8. 【請求項８】第１の上記時間区分が、滞留パケット番号
   １に割り当てられる請求項７記載の方法。
9. 【請求項９】上記ステップＦの複数の時間区分の数が、
   上記伝送チャネルの伝送量負荷に応じて決められる請求
   項２記載の方法。
10. 【請求項１０】滞留パケット番号の範囲が各時間区分に
    付随し、上記範囲の上限が上記伝送チャネルの伝送量負
    荷に応じて決められる請求項２記載の方法。
11. 【請求項１１】上記ステップＧの時間区分の数が、衝突
    せずに伝送された最後のパケットの滞留パケット番号に
    基づいて調節される請求項２記載の方法。
12. 【請求項１２】上記ステップＧの滞留パケット番号の上
    記範囲の上記上限が、衝突することなく伝送された最後
    のパケットの滞留パケット番号に基づいて調節される請
    求項10記載の方法。
13. 【請求項１３】上記ステップＣの中断が、所定の最小滞
    留パケット番号を有する情報についてのみ起こる請求項
    １記載の方法。
14. 【請求項１４】上記ステップＣの中断が、滞留パケット
    番号３を有する情報についてのみ起こる請求項１記載の
    方法。
15. 【請求項１５】１つのパケットの伝送が成功したとき、
    もし上記伝送チャネルが所定時間非占有状態のままであ
    れば、上記伝送の成功に続き、次のパケットの伝送が行
    われるが、この伝送は上記次のパケットの滞留パケット
    番号には関係なく行われる請求項１記載の方法。