JPS5997253A - デ−タ伝送方法及び装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の技術分野〕 本発明は、データ伝送方法及び装置に関１〜、更に詳細
には、内容誘導トランザクションオーバラップ多重アク
セス通信方法及び装置に関する。

〔従来技術〕

現在、様々々種類の多重アクセスチャネル通信装置がち
るが、これら装ｆ１イｄ′、、便宜上、２つの種類すな
わち時分割多重アクセス（ＴＤＭＡ）装置とギヤリヤ検
出多重アクセス（Ｃ８ＭＡ）装置とに分類されている。

たとえば発明者Ｊ（ＯｐｌＣ３ｎ８　　他による米国特
許第４，１６１．７８６号、Ｌｏｗｅ、　　Ｊｒ。

による米国特許第４，１９９，６６２号、または、Ｗｈ
　ｉ　ｔ　ｅ　　他による米国特許第４，１９９，６６
１号に記載されたような時分割多重アクセス装置では、
伝送チャネルの容址は、時間スロットに分割され、この
間に、指定された送信器は通信ネットワークで情報を伝
送することができる。各送信器は、その情報を送信する
機会を有するように、特定の時間スロットを割り当てら
れている。発明者Ｅｓｗａｒａｎ他による米国特許第４
，２９２，６２３　号、発明者Ｈｅｒｚｏｇによる米国
特許第４，１９９．６６３号、または発明者５ｐｒａｃ
ｌｃｌｅｎ他による米国特許第４゜３３７．４６５号に
示すようなキャリヤ検出多重アクセス装置では、各送信
器は、通信チャネルがｉｔ、ｉｊ作していない時を検出
し、所定の期間後に、その情報を送信する。通常、ウェ
イティング期間は、送信器の割当伝先順位により決咬る
。各送信器の侃先順位は固定【７ていてもよいが、発明
者Ｂｕｒｋｅｆｌ！ｘによる米国特許第４，２３２．２
９’４号では、各送信器の（ン先順位は循環しているの
で各送信器は所定の時には最高位の送信憂先順位を有し
ている。衝突が生じた場合、す彦わち、２つの異なる送
信器が同時に送信しようとする場合、送信器は送信を中
止し、それぞれの遅延時間だけ待った後、チャネルに送
信する。送信がうま＜Ｕ１］始した場合、送信器は通信
が終了する址で情報を送信する。発明者Ｈｏｐｋｉｎｓ
　　他による米国特許は、時分割多重アクセス装置及び
キャリヤ検出多重アクセス装置を内蔵した交互デュアル
モード通信装置を開示している。

１９８０年１０月発行の［オートメーション及びリモー
トコントロール−１のＶｏｌ　、４１　、ｌｈＩ　Ｏ、
Ｐａｒｔ２　、　Ｐ　１４６３〜１４６９　　にＥ載の
、Ｔ　、　Ｎ　、　Ｚａｌｃｈａｒｏｖａ　＋Ｖ　、　
Ｓ　、　Ｐｏｄｌａｚｏｖ及びに、Ｇ、５ｔｅｔｓ）’
ｕｒａ　　にょる゛共通チャネルへの分散優先順位アク
セス用高速アルゴリズム°“は、チャネルアクセス問題
を解決する優れたアルゴリズムを示している。このアル
ゴリズムでは、各送信器は、優先順位コードを割当てら
れており、シンクロボーズとして定義されている。すな
わち、チャネルがアイドルになった時送信される予定の
４Ｗ報を有する全送信器は、１ジエネレーシヨンを構成
している。従って、優先順位コードは通信チャネルに送
られる。各ジェネレーションの送信器は、優先順位にょ
シ選択され、これらは、減少していく優先順位の順位で
チャネルに対してアクセスできる。この方法を用いれば
、ジエ４Ｖ−ｙ−ｙンの各送信部は、次のシンクロボー
ズのジェネレーション及び次のジェネレーションの発生
前に、チャネルに対してアクセスできる。

この方法は、各ジェネレーションにおいて送信が同時に
行なわれることを阻止し、そのジェネレーションにおけ
る各送信器がその優先順位に無関係に情報を送信する機
会があるようにしている。

時分割多重アクセス装置に関する問題点は、特定の送信
器が、割当られた時１”ｆｆｊスロット間に送信すべき
情報を有していない場合がしばしばあり、また他の送信
器がこわらの割当時間スロット間の期間に２つまたはそ
れ以上のメツセージを生じるということである。従って
、いくつかの送信時間スロットが無駄になり、一方、共
通送信ラインに対するアクセスを待っている間、他のメ
ツセージは遅延する。この問題点は、少ないす々わち適
当なロードなら、キャリヤ検出多重アクセス装ｆａによ
り部分的に５°１０服することができる。しかし、多重
のメツセージ通信ばては、共通送信ラインに対する同時
アクセスの確率は、急に上昇し、関係した送信器の優先
順位の相違を解決するには多大な時１１３１を費してし
１う。

〔発明の概要２］ 本発明の内容ｄ４（コンテント・インデュースド・）ト
ランザクンヨン・オーバランプ通信装置はこれら問題を
解決するものである。

本発明は、枚数の送信器から受信器へ学−の通１＾チャ
ネルでデータを伝送する内容誘導トランザクション・オ
ーバラップ通信較ｔｈ′を提供する。各送信器は、送信
されるマルチゾルビットデータワードをト己憶するデー
タレジスタと、データワードのビット数を記憶するワー
ドバウンダリレジスタと、ビットポジションレジスタと
を有している。伝送は、各送信器がデータレジスタに記
憶された最上位ビットを伝送することで開始される。ビ
ットは、チャ浄ル状態が、伝送されるビットの論理合計
であるようなオーバラップ方法でチャネルにより伝送さ
れる１、ゼロビットを有限信号レベルとして伝送し、１
ビツトなヌルイ６°号レベルとして伝送するシングル−
フェーズ表示を使用すれば、複合チャネル状態は０また
は１である。

Ｋｆｉ２いて、各送イｉ３４には、通信チャネルの状態
とそれらの伝送ビットとを比較し、これらが同じである
かどうかを決定する。通’ｆＢチャネルの状態が、伝送
ビットと同じであると、送信器は次に高位のビットを伝
送し、ワードバウンダリレジスタとビットポジションレ
ジスタをデイクレメントする。

しかし、通信チャネルの状態がその伝送ビットとは異な
る場合には、送信器は残りのビットの送信を中止するが
、通信チャネルをモニタしかつ通信チャネルに伝送され
る各ビットに対してワードバウンダリレジスタをデイク
レメントし続ける。ワードバウンダリレジスタがゼロま
でデイクレメントされてデータワードの送信を終了する
と、各送信器は伝送を中止してそれが辞書編集的に二番
目に小さいデータワードを有しているか否かを決定する
時、送信器はビットポジションレジスタの内容に基づい
て全送信器とのビットコンペティションを行なう。もし
、上記データワードを有しているならば、送信器は残っ
たデータビットの送信を開始する。しかし、二番目に小
さいデータワードを有していない場合には、送信器は現
在のデータワードの送信が終了するまで待ち、かつビッ
トコンペティションを再開する。このサイクルは、全送
信器がデータワードの全ビットの送信をｕ了ｆる壕で繰
返される。

本発明の内容誘導トランザクション・オーバラップ通信
装置ｕの利点としては、スループットが増加し、安定度
も向上する他、情報を重複して送信することがガく、チ
ャネルがロンクーアップすることもなく、さらにオーバ
ロードからの同役が速いことがＭげられる。

〔実施例〕

以下、添付の図面に基づいて、本発明について説明する
。

本発明の内容誘導トランザクション・オーバラップ通信
装置は、複数の送信器が共通受信器の単一通信チャネル
に対して多重アクセスを必要とする場合に生ずる多くの
問題点を解決する。

第１図は、共通通・信チャネルす々わちバス３゜によシ
受信器２０に情報を伝送する複数の送信器１０〜１８を
有する代表的が装置を示している。

各送信器１０〜１８は、受信器２０が要求した情報を任
意に伝送することができる。送信器１０〜１Ｂは、セン
サ、制御装置または他の種類の入力装置であるか、また
はマルチプルコンピュータシステムのマイクロプロセッ
サまたはフォルト・トレラント・コンピュータネットワ
ークのコンピュータ、またはこれらの組合せである。受
信器は、利用装置、址たはマルチプルコンピュータシス
テムのマスク、−または他の類似装置である。

各送（ｉ器１０〜１Ｂは、第２図に示すように、データ
レジスタ（ＤＲ）３２．ビットポジション（ＢＰ）レジ
スタ３４．チャネルステータス（ＣＳ）レジスタ３６．
及びワードバウンダリＣＷＢ）レジスタ３８を有してい
る。データレジスタ３２は、通信チャネル３０に伝送さ
れるデータワードを保持している。データワードは、デ
ータレジスタ３２から通信チャイル３０ヘシリアルに一
度に１ビツトずつシフトされる。ビットポジションレジ
スタ３４は、送信）１；）がチャネルと同期した後に送
信されるデータワードのビットｉＧ　（ｒ）をロードさ
れる。

これは、送信器がデータビットを有効に送信する度に減
少していく。〜また、これは通信チャネルに対するアク
セス梅を決定する。チャネルステータス（Ｃ８’）レジ
スタ３６は、通信チャネルにおける最終伝送のビット値
を記憶する１ピントレジスタであシ、送信器の受信器部
分として動作する。ワードバウンダリ（ＷＢ）レジスタ
３８は、通信チャネルにより送信されたビット数のトラ
ックを保持しており、１ワードを完全に伝送した時を決
定するのに使用される。上記ワードを完全に伝送する壕
で、ワードバウンダリレジスタ３８は、そのデータ伝送
を継続するよう送信器に信号を送乙。

内容誘導ト２ンザクショ／・オーバラップ通・信装置ム
′は、連想（内容−アドレス可能）メモリ技術に関して
開発されたマルチブルーマツチ解決方法に基づいている
。このマルチブルーマツチ方法の問題点は、二以上の項
目が、入力サーチ基準に対応する時に連想メモリから項
目を選択する点におる。この問題点は、Ｇ　、Ｇ　、　
５ｔｅｔｓｙｕｒｅ　　による°′コンピュータメモリ
構成の新しい原理”（Ｄｏｋｌ−ａｄｙ　　Ａｌ＜ａｄ
ｅｍｉＹａ　　Ｎａｕｌｃ　　ＵＳＳＲＶｏｌ、　　１
３２　　、Ｎｎ６　　。

ＰＰ、１２９１〜１２９４）　　やＭ　、　Ｈ、Ｌｅｗ
ｉ　ｎによる６内容−アドレスされたメモリからのオー
ダされたリスト検索”　（ＲＣＡ　ＲｅｖｉｅｗＰＰ、
２１５〜２２’１１９６２年６月）における連想処理の
初期研究により解決されている。なお、各ビットのセン
スラインがメモリの全ワードを通り、検知されたビット
が４つの可能状態のうちの１つの状態にちると仮定し、
これに二進コードを使用すると、これらラインの状態は
次のとおりになる。

“’０”−０１選択された全てのワードがこのビット位
置に′０”を有して いる。

“’１”　−１０選択された全てのワードがこのビット
位置に゛１パを有して いる。

Ｘ−１１このビット位置において、い くつかのワードがＯを有し、 いくつかのワードが１を有し ている。

ｚ−００ワードは選択されていない。

第３図は、３つのビットタグを有する連想メモリにおけ
るワードの一例を示している。マルチブルーツチアルゴ
リズムは、これらタグの内容を使用して、３つのビット
位置を連続的に走査することによシ、各ワードを引き出
している。”Ｘ”を検出する度に、マツチしたワード、
すなわちこの位置において”０”″を有するワードのサ
ブセットを分離することができる。このように、このア
ルコリズムはメモリサイズに無関係で、ｍ個のワードを
検索するのに２ｍ−１個の読出しサイクルしか必要とし
ない。

データ通信において、各送信器は、連想メモリにおける
１ワードとして処理され、ビットポジションの順次検出
はシリアル伝送となる。また伝送結果をテストすること
によって、同様に、送信器のサブセットを分離できる。

゛分散優先順位アクセス″と呼称されている、このよう
な多重アクセス構成については、Ｇ　、Ａ　、Ｋｏｔｙ
ｕｚｈａｎｓｋｉ　、　Ｌ　、Ｂ　。

Ｎｉ８ｎｅＶＬｅｈ及びＧ　、Ｇ　、　　５ｔｅｔａｙ
ｕｒａによる”単一チャネルデータ伝送システムにおけ
る分散優先順位制御（１９７１年Ｔｅｋｎｉ　ｃｋｅｓ
ｋａｙａ　ＫｉｂｅｖｎｅｔｉｋａＮ１１２）や、Ｔ、
、Ｂ　、Ｎ１５ｎｅｖｉｃｈおよびＧ、Ｇ　５ｔｅｔ−
ｓｙｕｒａによる゛総合伝送システムにおける分散優先
順位制御”　　１９７２年Ａｕｔｏｍａｔｉｏｎ　ａｎ
ｄ　ＲｅｍｏｔｅＣｏｎｔｒｏｌ　Ｖｏｌ　３３　、Ｎ
ｎ４　、　Ｐ７９５〜７９８　　、及びＴ、Ｎ、Ｚａｋ
ｈａｒｏｖａ　　、Ｖ、Ｓ、Ｐｏｄｌａｚｏｖ及びＧ、
Ｇ。

５ｔｅｔｓｙｕｒａによる゛共通チャネルに対する分散
優先順位アクセスの高速アルゴリズム゛’　１９８０年
１０月Ａｕｔｏｍａｔｉｏｎ　ａｎｄ　Ｒｅｍｏｔｅ　
Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｖｏｌ。

４１　、Ｎ１１０　、　Ｐａｒｔ　２　、　Ｐ　１４６
３〜１４６９において説明されている。これらにおいて
は、このアルゴリズムは、種々の優先順位の送信器間で
のチャネルアクセスのコンテンションを解決する分散制
御を行々うため使用されていた。

本発明の内各誘導トシンザクショ／・オーバラップ通信
装置は、このアルゴリズムを別の方法で使用している。

すなわちこのアルゴリズムを、チャネルアクセス役先順
位の解決のかわりに、データの取得に使用している。こ
の内容誘２８４トランザクション・オーバラップ通信装
置では、集合データワードを同時に伝送している。従っ
て各データワードの情報内容は、送信中に、オーバラッ
プしたトランザクション−から徐々に分析される。実際
には送信は、データワード集合を表わすバイナリ・トリ
ー〇分散ブリオーダトラパーサルである。

この技術は、多重アクセスチャネル通信装置のいくつか
の領域における改良、すなわち遅延を減少する一方、平
均スループット及び安定度を向上する。さらに、この技
術は、送信制御に対するフレキシビリティを増大すると
いう他の特性も有している。内容誘導トランザクション
・オーバ２ツブ通信装置の特徴としては、ユーザの数の
変更、緊急メツセージ用即時優先順位、内容に基づいた
データ選択、二重情報の送信をなくすこと、バーストモ
ードにおいてチャネルロック−アップがないこと、及び
オーバロードからの高速回復等がある。

連続データの固有冗長度を説明するため、ｍ個のｒ−ビ
ットワードの集合を使用する。この集合は、その連続表
示としてｍＸｒピットを必要としている。全可能ｒ−ビ
ットメツセージのカージナリテイは、２ｍｒである。ど
のよう力順列でも、ワードの同じ集合は、データ到着の
時間シーケンスに無関係力受信器に関して同じ情報値を
有している。これは、有効々種類のメツセージがｍ！倍
小さいということを意味している。従って、このような
ワードの集合の情報内容（１）は次のとおりになる。

この対数の底は２である。

ここでは、識別可能なワードの集合を取り扱っているの
で、ｍは２ｒ、シり大きくはない。ｍの大きい値として
Ｓｔｉｒｌｉｎｇρ近似式ｍｊ−ＶＤ口「（ｍ／ｅ）ｍ
を使用すると、次のようになる。

１　＝ｍｒ　−ｍＬｏｇｍ＝ｍｒ［１，−（ｌｏｇｍ　
）／ｒ　）（２） 第３図に示すように、５個の３−ビットタグは５個の３
ビツトワードを表わしている。これら５個の３ビツトワ
ードをあるシーケンスで表示するには１５ピツトを必要
とする。５！すなわち１２０がこれらワードの異なるオ
ーダリングであるので、このよう外シーケンスの表示は
冗長度を含んでいる。

連続データワードの冗長度を概算するため、第４図に示
したバイナリ・トリー表示について考えてみる。トリー
のブランチを０及び１に分類すれば、ルートから端末ノ
ードまでの通路はワード集合を示している。順序を考慮
しなければ、比較的少力い付加情報を有するトリーのブ
リオーダトラパーサルにおける一組のブランチを使用し
て、全体的なワード集合を得ることができる。第４図に
おいて、トリーは１０個のブランチを有し、ブランチ４
０〜５８は、集合の情報内容が、１５ではなく約１０ビ
ツトであることを意味している。

本来、ブリオーダトラパーサルは、ワード集合を表わす
バイナリ・トリーを再構成するには不十分である。ブリ
オーダトラパーサルを一義的にデコード可能にするには
、ワード間の境界にいくつかの情報を加えなければなら
ない。たとえばバイナリ、トリーの分岐点６０〜６４は
、ブリオーダトラパーサルのＯ及び１との結合ブランチ
に対して、オーバラップしたＸ状態を使用していること
を示している。これは、連想メモリからの順序圧しい検
索の上述アルゴリズムにおける”Ｘｏ“状態の使用に相
当している。従って、ブリオーダトラパーサルのブラン
チを表わしている“Ｏ“及びｎ　Ｉ　ＩＩは、オーバシ
ップしたトランザクション記号”０“、”１°′、Ｘ“
に割当てられる。

記号”　ｘ　”は、２つの付随ブランチを有するノード
を通る時、“０°゛及び°′１゛′が１カシ合った結果
である。１つの付随ブランチしか持たないノードは、こ
の記号形式において”Ｏ′″または１′”に相当する。

ワード長が固定している場合、このようなオーバラップ
したトランザクションがデコード可能なことを証明する
ことは容易である。なお、オーバシップしたトランザク
ション（Ｑ）の記号舷は、バイナリ・トリーにおけるブ
ランチ数より少ない。

トランザクションにおけるＸ“°（分岐点）の数は、ｍ
−１である。このｍはワードの総数である。これは、２
つのブランチを伴ったノードの数、すなわち′Ｘ゛の数
と、任意のバイナリ・トリーに関する端末ノードの数と
の間の一般関係を示している。１従って、バイナリ・ト
リーのプジンチ数はＱ十（ｍ−１）で多る。遊想メモリ
からｍ個のワードを抽出するのに必要な読出しサイクル
の数は、”　ｘ”の数とワード数の合孔すなわち（２ｍ
−＋）である。

ｍ（−のｒ−ビットワードの集合の情報内８　（Ｉ）は
、ブリオーダトラパーサルにおけるピット数（Ｑ十ｍ−
１）より大きい５．一方、これは、全情報よシ少なく、
この全情報はＱ　Ｌｏｇ　３と表わすことができる。

Ｑ十（ｍ−１）＜　Ｉ＜Ｑ　ｌｏｇ　３　　　　　（３
）異なるｒ及びｍパラメータによるランダムワード集合
において行彦ったシミュレーションの結果は、Ｑが、式
（２）で示されるよりな“Ｉ　”の近似値に近いことを
表わしている。以下、内容篩尋トランザクション・オー
バラップ通信装置において、ｒ−ビットワードのｍ個の
集合を伝送するのに必要々ビットの数”Ａ１１は、Ｑの
２進デジツトにワートアたりｔｏｇ　ｒピットのオーバ
ーヘッドを加えたものに等しく、次の式で示される。

Ａ　＝Ｑ＋ｍＡｏｇｒ＝ｍｒ［１−Ｃ，ｌ−ｏｇ　　、
）／ｒ　）（４） 式（４）におけるＣ　Ｉ　−ｔｏｇｍ／ｒ）／ｒ　］は
、ｍがｒより大きい」す合、１より小さい。このよう々
場合、除去した冗長度が伝送オーバヘッドをオフセット
しているので、内容訪導トシンザクション・オーバラッ
プ通信装置は、データ圧縮を打力う。たとえば、各々１
６ビツトの６４ワードを有している場合、オーバヘッド
ファクタは、〔１−（ｔａｇ”’Ａ６）／１６〕二〇、
８８　となる。従って、この例では、ｍｒの積よりも１
２係少ないビットでデータを伝送することかでさる。

内容ｒ、８’１Ｊｉｌランザクショアφオーバラップ通
信装置ｂ′の基本動作は、上述した連想メモリにおける
マルチ−マツチ分析に基づいて、各データビットをオー
バ２ツブ伝送することである。ビット伝送に際して、内
容誘等トランザクション・オーバラップ通信装置は３つ
の状態を有している。

”ｏ”　　全送信器は、ゼロ−ピントを送信している。

”　１　”　　全速イｉ器は、１−ビットを送Ｇしてい
る。

Ｘ゛いくつかの送イキ器はゼロ−ビットを送（Ｍし、い
くつかの送信器は１ピツトを送信している。

受信器は、笑除にケよ、これら３状態を分類する必要が
ない。すなわち、Ｘが受信されると、“０′。

と判断されるので、“Ｘ″と”０″を同一であると認６
１″にできる。送信器は、“Ｘ　＋１と“０′°を区別
できる。これは、送信器が丁度送信したことを認識し、
かつ現在のチャネル状態に対する自身のあシ得る不一致
を認めることができるという事実による。

従って１．伝送プロセスは、ただ２つの状態コーディン
グ、すなわち”０″及び“１″を使用して構成すること
ができる。

これは、第５図に示すように、ゼロ−ビット（”０°”
）の伝送用パルス及び１−ビット（”１′′）の伝送用
零レベル信号として送信器の情報を表示することによっ
て、可能と々る。この表示は、有限値レベル信号として
表わされたチャネル状態”０′°または”Ｘ′”及び零
レベルとして表わされたチャネル状態ＩＩ　Ｉ　Ｉ＋と
なる。この表示における送信器の数は、Ｍ要ではないが
、七′λ別可能なメツセージの叡は２ｍに制限されてい
る。

送信器が、ゼロビットを表わす有限値レベル信号を伝送
した居合、通信チャネルは”０“または”ｘ“状態とな
り、この送信器は伝送を続けることができる。送信器が
１−ビットを表わす零レベル信号を伝送した場合には、
伝送を継続する前に通信チャネルの状態を先づ決定しな
ければなら々い。チャネル状態が、零信号レベル、すな
わち１ピツトである場合、伝送された１ピツトは、受信
器によシピックアップされ、送信器は動作を継続するこ
とができる。しかし、チャネル状態が、有限値レベル（
Ｈ号に示されるように゛０°′ピットであるならば、受
信器は伝送されたゼロ信号を受信せず、送信器は、伝送
された１−ビットかつ、１．信チャネル状態とは異なる
ことを認ｉｉ＋Ｑする。従って、送４ｉ器は、通信チャ
ネル状態が実際は”Ｘ　Ｉ＋状態であることを認識し、
少くとも１つの他の送信器はゼロ−ビットを送信してい
る。送信器は現在のビット位置を保持し、他の送信を遅
延する。このコーディングは、伝送集合における辞書編
集的最小ワードを最初に受信器が受信するように伝送を
構成している。

チャネル状態０．Ｘ、１は情報を運ぶ。バイ−フェーズ
インプリメンテーションにおける°°Ｚ°“のようなセ
パレータ記号は、内容誘導トランザクション・オーバラ
ップ通信装置のシングル・フェーズにおいては避けてい
るので、特定のプロトコルを導入してワード集合境界を
識別しなければならない。

次にｎ個の送信器を有する内容訪σ１コトランザクショ
ン・オーバラップチャネルについて考える。

送信器の任意数゛ｎ１゛は、データレディを有し、かつ
通信チャネルに対する多重アクセスを有している。各送
信器は、単一のｒ−ピットワードヲ送信することができ
る。ｍ個の異方る送信器におけるｒ−ビットワードの集
合を”データ・パケットパと呼称している。アクティブ
々”データ・パケット゛においては、他の送信器は通信
チャネルにすぐ送信できる状態になるが、これら送信器
は、現在のデータ・パケットの送信が完了するまで待た
なければならない。従って、待っている送信器のデータ
は、次に続く°“データ・パケット°′の一部となる。

第６図は、第３図に示したデータを使用して、受イ３器
２０に送信されるメツセージのフォーマットを示してい
る。メツセージは２種類の情報、ビットポジション及び
データから成っている。ビットポジション情報は、受信
１〜だワードを受信器が再（蒋成せるのに使用される。

単一データ・パケットの伝送について考える。

データ・パケットがアクティブにガると、各送信器のワ
ードバウンダリレジスタ３８とビットポジションレジス
タ３４（第２図）には、伝送されるワードにおけるピッ
ト数を表わす値“ｒ”がロードされる。すると、通信チ
ャネル３０による伝送は、ｍ個の各送信器により、高順
位のデータビットから同時に行なわれる。これら゛０″
ビットの伝送は、通信チャネル３０の信号レベルを有限
値まで上昇させる。１ビツトの伝送は、通信チャネル３
０の信号値を変化せず、そのままにしておく。

各送信器は、この伝送の際に、通信チャネルに対してリ
スンする。送信器が０または１を伝送し、かつチャネル
状態が伝送ビットとは異方ることを検知した場合、送信
器は、ワードバウンダリレジスタ３８だけをディクレメ
ントし、次のビットを伝送しない。しかし、この送信器
は、通信チャネリレジスタ３８をディクレメントする。

この手順は、上述のように送信器が伝送をやめる一方、
第１のｒ−ビットワードの伝送を完了するまで縁返され
る。このワードは辞書編集的には最小のものである。残
りのｍ−１個の送信器は、ゼロまでディクレメントする
これらのワードバウンダリレジスタ３８によるワードバ
ウンダリの発生を確認する。残りのｍ−１個の各送信器
は、再び伝送を開始するが、データビットを伝送しない
。

その代りに、送信器は各ピットポジションレジスタ３４
の上位ビットを伝送する８、この伝送は、データに関し
て述べたように正確に行なわれる。しかし、各送信器が
現在のチャネルに対してリスンする時、各送信器はこの
ピント値をワー　ドバウンダリレジスタ３８にシフトす
る。このビットポジション伝送は、ビットポジションレ
ジスタ３４の全ビットを伝送するまで継続される。カお
、”ビットコンペティション゛°と呼ばれているこの動
作が２ると、ワードバウンダリレジスタにシフトされた
値は、残りの送信器のビットポジションレジスタの辞書
編集的に最小値となる。データを伝送する必要がある送
信器は、ビットポジションレジスタトワードバウンダリ
レジスタを比較する。そして、２つが等しい場合には、
送信器はすぐさまデータレジスタにおける次のビットの
伝送を開始する。

ビットコンペティションで勝った送信器は、伝送すべ＠
残りのデータワードにおける最少ビットを有する送信器
である。ビットコンペティションで勝つのｄ″ただ１つ
の送信器ではあるが、伝送すべきワードにおける冗長度
に関しては、複数の送信器がビットコンペティションに
ＩＩｂつことも可能である。第４図のプリオーダ・トリ
ー・トランスパーサルでは、ピットコンペティションの
月を者は、トリーの最終分岐点で伝送を終了した単数−
１：たけ複数の送信器である。データ伝送は、このブラ
ンチのトラバースダウンによシ再開する。ピットコンペ
ティションに勝った送信器は、伝送を終了し７た時に送
られた′１″を再び伝送することはない。

これは、受信姦２０がこのビットの値を既に識別してい
るという」実によっている。！侍に、ビットコンペティ
ションに展つ巣−のまたは複数の送信器が送信すべきビ
ットをもう一つだけ有しているならば、その値は”１゛
′であるため、このビットを送信しない。

データ送信は、ビットコンペティションが終了すると再
開する。送信しているか否かのいずれでも、各送信器は
、通信チャネルのアクティビイティに関してリスンを行
ない、かつ各ピントが送信される時ワードバウンダリレ
ジスタをデイクレメントする。ワードバウンダリレジス
タ３８がゼロ値に到達した時、次のワードバウンダリが
発生しかつ”ビットコンペティション°′を繰返す。

データ伝送とピントコンペティションのこのインタリー
ブは、全送信器がそのデータワードの伝送を完了するま
で続く。この時点で、全ビットポジションレジスタ３４
はゼロで、送信器はピントコンペティションを行なわな
い。ｍ個の送信器は、ｚｏｇ（ｒ）十”サイレンス（無
音）“′の１ピントにより現在の°“データ・パケット
°゛の伝送を確認し、かつ次の°“データ・パケット”
の伝送線、任意の同期パターンの後に開始する。

通信チャネルとの同期は、送信器がワードバウンダリ及
びピントコンペティションを識別できることを意味して
いる。送信器がこのように一旦同期すると、送信器は通
信チャネルへのデータ伝送を打力える。送信器が動的に
取りつけた＃）また取りはずしたりできるならば、これ
らは、これらがそろった時、これらが自身で同期できな
ければならない。特定の同期記号を使用しない場合、同
期は所定のデータパターンの確認によってのみ行なうこ
とができる。このデータパターンは、パケットを伝送す
る際には発生することができない。このパターンは、デ
ータ・パケットの終了時に通信チャネルに現われるｔａ
ｇ　（ｒ）＋１　＋”　１　”　のｒビットである。同
期したい送信器は、合図としてこれをイ吏用する。

リアルタイム用途に使用する内容ａミ導トランザクショ
ン・オーバラップ通信装置の１つの特徴に、”アラーム
″メツセージを急送するためパケット伝送に割込む能力
がある。“アラーム°′が生じた場合、関連送信器は、
次のビットコンペティションを待つ。その後、この送信
器は、コンペティションに肋つゼロ値を有しているビッ
トポジションレジスタ３４とコンペティションを行なう
。受イ６器２０と他の送信器は、特別の場合と認「１°
にし、かつ”アラーム°“を発生した送信器がｒ−ビッ
ト・ワードの全部を送信することを期待し、ま／こ、°
°アラーム”を発生した送信器は全ｒ−ビットワードを
伝送する。アラーム送信器の伝送が終了すると、通常の
ビットコンペティションを再開し、中止していた伝送を
開始する。

内容誘導トランザクション・オーバラップ通信装ｕ用の
アルゴリズムの（良能は、カリフォルニア州・サンタク
ジラのインテルコーポレーション製の８０８ＯＡマイク
ロプロセツサや他のマイクロコンピュータのよう万適当
な記憶及び計算能力または比較能力を有する、プログラ
ムマイクロプロセッサにおいて、使用することができる
。しかし、必要に応じて、市販されている集積回路や個
々の電子素子を使用したハードウェアにおいてもこのア
ルゴリズムを使用することができる。

通１ｄ装首において使用するアルゴリズムの詳細は、擬
似コードプログラムのりスティングの形で以下に示され
ている。擬似コードは、本発明を特定のマイクロプロセ
ッサまたは特定の種類のマイクロプロセッサに供する予
定ではガいので、この擬似コードはプログラムリスティ
ングにおいて使用され、また擬似コードリスティングは
一般に、異方る種類のコンピュータ及びコンピュータ言
語に対して使用される。従って、普通の技術を有するプ
ログラマでも、提示された擬似コードプログラムリステ
ィングを特定のコンピュータ用の実際のプログラムリス
ティングに翻訳することができる。さらに、電子回路分
野における技術者は、提示された擬似コードプログラム
を市販されている集４′５ｊ回路や個別部品を使用して
いるノ・−ドウエアでの実施に翻訳することができる。

送信器１０〜１８の擬似コードプログラムは、以下の表
１に示されており、第７図はこれに相当するフローチャ
ートを示している。

表　　Ｉ 送信器 開始 同期を待つ； ＤＲエニーータ値； ＷＢ：＝ｆ； ＢＰ：＝ｒ； ｉに関して：ｒからトまで実行 開始 もしＤＲ［１Ｊ−０ ならば チャ冬ルへ伝送 さも々けれは 開始 チャネルをサイレントに保・詩； もしＣ５＝Ｏ 々らば ワード終了を待つ； ピットコンペティションヲ実行； エンド； ５ＢＰＲ：＝ＳＢＰＲ−１； ＷＢ：＝ＷＢ−１ エンド； 第７図のフローチャートにおいて、送信器プロセデュア
は、ブロック７０で示すように、データレジスタ３２．
ビットポジションレジスタ３４゜ワードバウンダリレジ
スタ３８及びインデックスレジスタをイニシアライズす
ることにより開始する。インデックスレジスタは、伝送
すべき、データレジスタのデータビットを示すポインタ
である。

第１判断ブロック７２は、インデックス°“ｉ゛°が１
より小さいかどうかを調べる。インデックス”、　ｌ゛
が１よシ小さいということは、伝送すべき残ったピット
がもうないことを表わしている。′ｉ”がＯの場合、全
データが伝送され、プロセデュア終了ブロック７４に示
すように、この送信器に関するプロセデュアは終了する
。

しかし、”ｔ　”がゼロではない場合には、プログラム
はブロック７６に進み、伝送すべきデータピッ）ＤＲ（
ｉ）が輪堤Ｏであるかどうかを調べる。もし、そうであ
るならば、論理ゼロのデータビットはブロック７８に示
すように伝送され、ビットポジションレジスタ３４．ワ
ードバウンダリレジスタ３８及びインデックスレジスタ
はデイクレメントシ、プロセデュアはデータレジスタ３
２の次に高いピットにインデックスする。

ブロック７６において分析されたデータビット　　゛が
論理１である々らば、送信器は、ブロック８２に示すよ
うにチャネルを１サイレント′°に保持し、かつ１ビツ
トの伝送はチャネルにおけるゼロ信号であるので、論理
１のデータビットを伝送し々い。

従って、プロセデュアは、判断ブロック８４で示すよう
に他の送信器がゼロビットを伝送【７たかどうかを決定
するようチャネル状態（Ｃ８）をチェックする。他の送
信器がゼロビットを伝送したならば、プロセデュアはブ
ロック８６．８８に示すように”ワード終了を待つ°′
及び“′ビントコンペティション実行”ザブルーチンを
呼出す。送信器がブロック８８で示すビットコンペティ
ションで勝つならば、送信器は、ビットポジションレジ
スタ３４とワードバウンダリレジスタ３８をデイクレメ
ントし、データレジスタ３２の次のピットを伝送する手
順に進む。

送信器のプログラムにおいて呼出されたサブルーチン”
ワード終了を待つ′°及び”ビットコンペティションの
実行“は、表■、Ｉにおいて示され、これらのフローチ
ャートは第８図及び第９図に示されている。衣用と、表
…のフローチャートを示す第８図は、ザブルーチン“ワ
ー　ド終了を待つ°゛の詳細を示し、このサブルーチン
は、伝送データビットの状態がチャイ・ルの状態と異な
ることを検出した後、各送信器により実行される３゜表
　■ ワード）ビアを待つ； １４ＦＩ　（冶 （ＷＢンＯ）で実行 もし、新しいビットが伝送された ならば ＷＢ：コニＷＢ−１ 実行終了； エンド； 第８図に示したフローチャートにおいて、サブルーチン
゛ワード終了を待つ“は、ワードバウンダリレジスタ３
８の内容がブロック９０で示すようにゼロより大きいか
どうかを調べることによね開始する。もし、そうである
ならば、ブロック９２で示すように次のクロックサイク
ルを待ち、ワードバウンダリレジスタ３Ｂだけをデイク
レメントする。ワードバウンダリレジスタ３８が０１で
デイクレメントされると、サブルーチンは、プロセデュ
ア終了ブロック９６に示すように、第７図の送信器プロ
セデュアに戻る。

表型と、表■のフローチャートを示す第９図は、サブル
ーチン６ピツトコンペテイシヨンの実行”の詳細を示し
ている。このサプルーチ／は、データワードの伝送を完
了していない全送信器により実行される。このザブルー
チンは、通信チャネルに対する最終アクセスを有する送
信器がその全データワードの送信を完了した後に実行さ
れ、かつサブルーチン”ワード終了を待つ°゛の後に続
く。

表型 ビットコンペティションの実行； ウォッチ、センディング：プール； 開始 ウオッチ：二真； （クオツテ）で実行 センディングニー真 Ｊに対して：　＝　ｔａｇ　２（ｒ）＋　１から１′ま
で実行開始 もしｎｐ［ｊ）−〇 ならば もし、センディングならばチャネルに伝送そうでない々
らば チャイルをサイレントに保持する； もし、Ｃ８二〇 ならば センディング：＝偽 Ｃ３（ＷＢ）を読み出す； 実行終了； もし、ＷＢ＝ＢＰ ならば ウオッチコニ偽 そうでないなら　　　゛ ワード終了を待つ； 実行終了； 第９図に示したサブルーチン６ビツトコンペテイシヨン
を実行°“は、ブロック９８で示すように、ウォッチ・
フラッグを“真″に設定することで開始する。サブルー
チンは、ブロック１００で示すようにウォッチ・フラッ
グが”真゛′であるかどうか及びポインタｊを所定の数
ｔＯｇ　２（ｒ）＋　１まで調べる。ウォッチ・フラッ
グが”真′°であるガらば、サプルーチ／はセンディン
グフラッグを、ブロック１０２に示すように“真°°に
設定する。ウォッチ・フラッグが”偽°′であるガらば
、サブルーチンはプロセデュア終了ブロック１０４に示
すように終了し、第７図の送信プロセデュアに戻る。セ
ンディングフラッグを”真°“に設定した後、サブルー
チンは、ピントポジションレジスタ３４の全ビットが伝
送されたかどうか、すなわち′ｉ−０であるかどうかを
判断ブロック１０６において調べる。もし、そうで万い
々らば、サブルーチンは、ブロック１０８においてビッ
トポジションレジスタが論理Ｏビットであるか否か、ま
たブロック１１０においてセンディングフラッグが”真
゛であ、るか否かを調ベる。両方とも”真″であるなら
ば、サブルーチンはブロック１１２に示すように通信チ
ャネルに０ビツトを伝送する。

ビットポジションレジスタ３２のビットが論理０でない
か、またはセンディングフラッグが°′偽゛である々ら
ば、サブルーチンはブロック１１４に示すようにチャネ
ルを°°サイレント″に保持する。

続いて、サブルーチンは、ブロック１１６において、チ
ャネル状態レジスタ３６の状態が論理０であるかどうか
を調べる。もし、そうであるならば、センディングフラ
ッグは、ブロック１１８に示すように°“偽゛に設定さ
れ、そうでガいカらば、サブルーチンは、サブルーチン
゛ＣＳ　（ＷＢ　）を読出す′”を呼出すブロック１２
０へ直接進む。このブロックでは、チャネル状態をワー
ドバウンダリレジスタ３８に直接的に記録する。さらに
、サブルーチンはブロック１２２に示すようにワー　ド
バウンダリレジスタのポインタをデイクレメント（３＝
３−１）し、ビットポジションレジスタ３４０次のビッ
トに関してこのルーチンを繰返す。最終ビットが、ブロ
ック１０６において：Ｊ−０で示すようにビットポジシ
ョンレジスタから読出されると、サブルーチンは、ブロ
ック１２４に示すように、ワードバウンダリレジスタ３
８の内容とピットポジションレジスタ３４の内容とを比
較する。これらが等しい場合、ウォッチ・フラッグは、
ブロック１２６に示すように偽“′に設定され、サブル
ーチンは前述したように終了する。これらが等しくない
場合には、サブルーチンはブロック８６に示すようにサ
ブルーチン゛ワード終了を待つ“を再び呼び出す。

ビットポジションレジスタ３４の内容と等しいワードバ
ウンダリレジスタ３８の内容に応じてウォッチ・フラッ
グを゛偽°゛に設定することは、送信器のデー　タレジ
スタ３２の残υのビットが、伝送されるべく残った辞書
編集的に最小のビットであり、またこれら残りのビット
の伝送を始めることができることを意味している。

嚢■と第１０図に示したこの表のフローチャートは、゛
ピットコンペティションを実行する′°サブルーチンに
おいて行なわれる、サブルーチン”ワードバウンダリレ
ジスタにチャネル状態を読出す（Ｃ８（ＷＢ）を読出す
）°の詳細を示している。

表　■ Ｃ８をワードバウンダリレジスタに読出す開始 論理１ビツト左にシフト（ｒｅｇ）　：ｒｅｇ　Ｌｌ　
］　：　＝　Ｃ８； エンド； エンド 第１０図に示したザブルーテン゛チャネル状態をワー　
ドバウンダリレジスタに読出す゛は、ブロック１２６に
示すようにワードバウンダリレジスタのピントを１ピツ
トだけシフトし、次にブロック１２８に示すようにテヤ
イ・ルの状態を第１ビット位間に、溌出す。さらにこの
サブルーチンは、プロセテユア終了ブロック１３０に示
すように第１０図の“ビントコンペティションの実行”
サブルーチンに戻る。１ 表■は受信器２０の擬似コードプログラムを示し、第１
１図はこのフローチャートを示している。

表Ｖ 受信器； Ｄ　Ｒ：　ｒビットレジスタ； ＷＢ　：　Ｌｏｇ　２（ｒ、１−１−１ビットレジスタ
；ＣＳ：１ピントレジスタ： エンドーオプーパケット二プール； 開始 エンドーオプーパケット：＝偽； ＷＢ　：　＝　ｒ　； 同期を待つ； （エンドーオプーパケット）まで実行；（ＷＢ＞０　）
で実行； 開始 Ｃ３（ＤＲ）＠（ｇ出す ｗｎ　：＝Ｗｎ−１ エンド ストア（、Ｄ　Ｒ） ｉに対してニー１からＬｏｇ　２（ｒ）−４−２まで実
行Ｃ８（、ＷＢ）仇出す； もし、ＷＢ＝、＜全部１） ならば エンド〜オブーパケット：−真 そうでなければ ｉ、１埋ＷＢピツト（、ＤＲ，）右にシフト１ビットｌ
：　ｌ）　Ｒ）左へシフト ＤＲＬ　１　］　：　−ニー１ 実行終了； エンド 受信器プロセデュアは、ブロック１３２によシ示すよう
に、受信器のワードバウンダリレジスタをイニシアライ
ズし、工／ドーオブーパケットフラッグを“偽°゛に設
定することにより開始される。

さらに、受信器は、ブロック１３４で示すように同期を
待つ。同期イ菖号は、一連の全部１である。これは、現
在のパケットにおける最終データビットを送信した後、
ピットコンペティションサブルーチンにおいて送信器に
より伝送される零レベルである。続いて、プロセデュア
は、判断ブロック１３Ｇに示すように、エンドーオブー
パケットフラッグが偽であるか否かを調べる。もし、そ
うであるならば、プログラムは、判断ブロック１３８に
おいて、受信器のワードバウンダリレジスタが空である
か否かを調べる６、もし、受信器のワードバウンダリレ
ジスタが空で力いならば、チャネル状態は、受信器のデ
ータレジスタに読出され、受信器のワードバウンダリレ
ジスタは、ブロック１４０で示すようにデイクレメント
される。さらに、プログラムは進行し、受信器のワー　
ドバウンダリレジスタの内在を繰り返して分析し、受信
器のワードバウンダリレジスタがゼロまでデイクレメン
トされ、全データワードが受信されるまで受信器のデー
タレジスタにチャネル状態を記憶する。続いて、受信器
は　ブロック１４２に示すように受信器のデータレジス
タに読出されたデータワー　ドを記憶する１、さらに、
受信器は、ブロック１４４で示すように、受信器のワー
ドバウンダリレジスタのポインダ゛Ｉ“°を１に先ず設
定することにより、送信器により行なわれるピットコン
ペティションをモニタする。次に、判断ブロック１４６
で示すように、ビットコンペティションが終了したか否
か、すなわちＩ　）　ｔａｇ　２（ｒ）＋１　　である
か否かを調べる１、もし、ビットコンペティションがな
おＸ１ｌｉ枕しているならば、受イム器は、ブロック１
４８　、１５０に示すように、チャネル状態を受信器の
ワードノ（ウンダリレジスタに睨出し、かつ°“Ｉ“°
をインクリメントする。ビットコンペティションが終了
した時、す力わち判断ブロック１４６において示すよう
にＩ〉ｔｏｇ　２　（ｒ）＋１　の場合、受信器はプＩ
」ツク１５２に示すように、受信器のワードバウンダリ
レジスタの内容が全部１で、パケットが終了したかどう
かを調べる。もし、そうであるならば、エンドーオプー
パケットフラッグは゛真゛に設定され、プロセデュアは
、ブロック１５８で示すように終了する。

もし、そうでないならば、受信器のデータレジスタの内
容は、ブロック１５６に示すように、受信器のワードバ
ウンダリレジスタに記憶された数値に相当する数のビッ
トを右にシフトさせる。さらに続いて、データは１ビツ
ト左にシフトされ、かつブロック１５７に示すように、
レジスタの下位ビットを１に設定する。プロセデュアは
、上述したように、送信器によシ伝送された次のデータ
ビットシーケンスを記録するように戻る。さらに、この
プロセデュアは、全送信器がデータワードの送信を終了
するまで繰返され、エンドーオプーパケットコードを、
ブロック１５２において検出する。

ガお、本発明はハードウェア装置やここで示したような
任意プロセデュアに限定されない。また本発明は、本発
明の思想範囲内で、擬似コー　トリスティングに示され
たプロセデュアを改変１〜たり、またはコーディング技
術を使用することもできる。

【図面の簡単な説明】

第１図は多重アクセス通信装置のブロック図、第２図は
内容誘導トランザクション・オーバ２ツブ通信装置にお
ける送信器の構成要素を示したブロック図、第３図は３
−ビット（ワード）タグの集合の例を示し、第４図は第
３図の３−ビット（ワード）タグの集合のバイナリ・ト
リー表示であり、第５図は通信チャネルに伝送されるＯ
ビット及び１ビット信号を示し、第６図は、内容誘導ト
ランザクション・オーバラップ通信において伝送される
メツセージの例を示し、第７図は送信器の動作のフロー
チャートで、第８図はサブルーチン”ワード終了を待つ
”のフローチャー）、ｇｃｔ図はサブルーチン”ピット
コンペティションの実行パのフローチャー）、ＭＩ　０
図はサブルーチン”チャネル状態をワードバウンダリレ
ジスタに読出す“″のフローチャート、第１１図は受信
器の動作のフローチャートを示している。 １０．１２．１４，１６．１００畳・・送信器、２０・
・・拳受信器、３０＠・・嗜バス、３２・・・・データ
レジスタ、３４・・・・ビットポジションレジスタ、３
６・・・Φチャネルステータスレジスタ、３８・ｓｅｅ
ワードバウンダリレジスタ。 ％”Ｆｌｆ　出ｍ　人ｆ・ペンデイツクス・コーポレー
ション代理人　山川数構（ほか１名） Ｆ〜−２ Ｆｉｇ−５ Ｆｉｇ−（。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１）単一の通信チャネル（３０）で複数の送信器（１
   ０゜１２．１４．１６．１８）から受信器（２０）へデ
   ータを伝送する方法であって；受信器に伝送されるデー
   タを表ｂｆマルチーピットデータワードを、各送信器の
   データレジスタに記憶する過程（７０）を備え、各ピッ
   トは２つの可能状態の１つの状態をもっており；上記デ
   ータワードのビット数を各送信器のワードバウンダリレ
   ジスタに記憶する過程（７０）を備え；上記データワー
   ドのピット数を各送信器のビットポジションレジスタに
   記憶する過程（７０）を備え；上記データレジスタにお
   ける最上位データビットを上記通信チャネルへ伝送する
   過程を備え；通信チャネルの状態が、伝送されるデータ
   ビットの状態と同じである時を決定するよう、各送信器
   により通信チャネルの状態を検出する過程（７２）を備
   え；上記チャネルの状態が伝送データビットの状態と等
   しい場合に、次に高いデータビットを伝送する過程（７
   Ｂ）を備え；通信チャネルの状態と同じ状態の各伝送デ
   ータビットに関して上記ワードバウンダリレジスタ及び
   ビットポジションレジスタをデイクレメントする過程（
   ８０）を備え；通信チャネルの状態とは異なる状態の伝
   送データビットを有する各送信器により、残りのデータ
   ビットの伝送を終了する過程（８２）を備え；現在伝送
   されているデータワードの伝送が終るまで、その残シの
   データビットの伝送を中断した各送信器により待つ過程
   （８６）を備え、送信器のビットポジションレジスタの
   内容が、二番目に小さいデータワードを辞書編集的に表
   わしているかどうかを決定するように、伝送データワー
   ドの終了に応じてビットコンペティションを行なう過程
   （８８）を備え、そのデータワードが上記二番目に小さ
   いデータワードを辞書編集的に表わしていることを上記
   ピットコンペティションが確認した時、残シのデータビ
   ットを通信チャネルに伝送する過程（７２）を備え、通
   信チャネルの状態を検出する過程と、二番目に高いデー
   タビットを伝送する過程と、伝送を終了する過程と、各
   送信器によシ待つ過程と、全送信器が記憶データワード
   の送信を完了する゛までビットコンペティションを行な
   う過程とを繰返す過程を備えたことを特徴とするデータ
   伝送方法。 （２、特許請求の範囲第１項記載の方法において、デー
   タワードのビットの２つの可能状態はＯと１で；最上位
   データビットを伝送する過程は有限値として０ビツトを
   、零レベルとして１ビツトを伝送することを特徴とする
   データ伝送方法。 （３）特許請求の範囲第２項記載の方法において、待つ
   過ＴＭ（８６）は、ワードバウンダリレジスタがゼロは
   でデイクレメントしたかどうかを決定するように、通信
   チャネルにおける各伝送の終了時に、待っている各送信
   器によりそのワードバウンダリレジスタの内容をチェッ
   クする過程（９０）と；そのワードバウンダリレジスタ
   の内容がゼロでない場合、各伝送データビットに関して
   そのワードバウンダリレジスタをデイクレメントする過
   程（９４）と；ワードバウンダリレジスタの内容がゼロ
   の場合、デー砂−ドの伝送が完了したことを表わす過程
   （９６）とを含むことを特徴とするデータ伝送方法。 （４）特許請求の範囲第１項または第３・項記載の方法
   において、ビットコンペティションを行彦う過程（８８
   ）は、全データビットを送信する前に伝送を終了する各
   送信器のウオッチフラツクを↓゛（“°に設定する過程
   （９８）と；全データビットを送信する前に伝送を終了
   する各送信器のセンディングフラッグを°“真°“に設
   定する過程（１０２）と；ビットポジションレジスタに
   おいて、その状態を決定するように最上位ビットポジシ
   ョンビットをテストする過程（１ｏｅ）と；上記センデ
   ィングフラッグが°“真°゛でかつ、上記テストしたビ
   ット位１行のピントが第１状態を有している時、通信チ
   ャネルに上記最上位ピントポジションビットを伝送する
   過程（，１１０）と；チャネルが第２状態にあるかどう
   かを決定するように、第２状態を冶する上記テストした
   ビットポジションビットに応じてチャネルの４大態をテ
   ストする過程（１１６’）と；上記チャネル状態が上記
   テストしたビットポジションビットの状態どけ異なる場
   合、上記センディングフラッグを“偽゛′に設定する過
   程（１１８）と：通信チャネルの状態をワードバウンダ
   リレジスタに読出す過程（１２０）と；ビットポジショ
   ンレジスタの次に低いビットポジションビットにインデ
   ックスする過程（１０６）とビットポジションレジスタ
   が尽きるまで、上記過程を繰返す過程と；ピントポジシ
   ョンレジスタとワードバウンダリレジスタの内容が等し
   く、データレジスタに記憶されたワードが辞書編集的に
   二番目に小さいことを表わしている場合、−上記ウォッ
   チフラッグを°゛偽″設定するようにワードバウンダリ
   レジスタの内容ヲピットポジションレジスタの内容と比
   較する過８Ｃ１２４）と：ワードバウンダリレジスタと
   ピントポジションレジスタの内容が異なる場合待つ過程
   を繰返す過程（８６しとを含むことを特徴とするデータ
   伝送方法１１、（５）特許請求の範囲第４項記載の方法
   において、複数の送信器により伝送されたデータワード
   の集合をデータパケットと呼称し、かつビットコンペテ
   ィションを行々う過程（８８）は、上記データパケット
   の最終データワードを送信した後、所定のビットパター
   ンを伝送する上記方法であって；受信器（２０）の動作
   は、各マルチ−ビットデータワードのデータビットを表
   わす数値を受信器のワードバウンダリレジスタに記憶す
   る過程（１３２）と；エンドオプ　パケットフラッグを
   偽に設定する過程（１３２）　、！：　；レコーダのデ
   ータレジスタに各受信データビットを記録する過程（１
   ４０）と；各受信データビットに応じて上記受信器のワ
   ードバウンダリレジスタをデイクレメントする過程（１
   ４０）と；データレジスタに、記録されたデータビット
   を記憶するため上記ワードバウンダリレジスタが空に力
   る時を検出する過ｊＦｆｆｌ（１３Ｂ）と、ビットポジ
   ションデータに相当する次に連続的に受信したピントを
   上記ワードバウンダリレジスタに記録する過程（１４２
   ）と、ビットコンペティションの過程が完了した時を決
   定するため、上記ワードバウンダリレジスタに記憶され
   た、受信したビットポジションデータビットを計数する
   過程（１４６，１５０）と；上記エンドオプーパケット
   フラッグを真に設定して全送信器からのデータが上記所
   定の上記ビットパターンに応じて受信°されたことを表
   わすため、ワードバウンダリレジスタの内容を所定のビ
   ットノ；ターンに関してテストする過程（１５２，１５
   ４）と；上記所定のビットバク−／を有していガい受信
   器のワードバウンダリレジスタの内容に応じて、受信器
   のワードバウンダリレジスタに現在記憶されているビッ
   トポジションデータにより確認されたピント数、データ
   レジスタ内のデータをシフトする過程（１５６）と；デ
   ータレジスタ内のデータを反対方向に１ビツトシフト（
   １５７）　Ｌかつ低位ビットを論理１に設定する過程と
   ；受信器のワードバウンダリレジスタの内容をテストす
   る過程が上記所定のピットノ（ターンを検出するまで上
   述した過程な緑返す過程と：　ｕ　、Ｅ　＋ｌに設定さ
   れている上記工／ドーオプーパケットフラッグに応じて
   上ｉ己手順を終了する過程（，１５８）とを含むことを
   １Ｉ４ｓ徴とするデータ伝送方法。 （６）特許請求の範囲第５項記載の方法において、所定
   のビットパターンは、一連の１ビツトで、全送信器がそ
   れらのデータワードを送信したことを示していることを
   特徴とするデータ伝送方法。 （７）複数の送信器（１０，１２，１４，１６，１８）
   を少くとも１つの受信器（２０）に相互接続する単一の
   データ通信チャネル（３０）を有するデータ伝送装置に
   おいて；各送信器は、各データビットが可能々２つの状
   態のうちの１つの状態を有する、マルチ−ビットデータ
   ワードを記憶するデータレジスタ手段（３２）を有し；
   上記マルチ−ビットデータワードのデータビット数に相
   当する数値を記憶するワードバウンダリレジスタ手段（
   ３Ｂ）を有し；上記マルチ−ビットデータワードのビッ
   ト数に相当する数値を記憶するピントポジションレジス
   タ手段（３４）を有し；／リアルで一度に１ビツトづつ
   上記データレジスタから通信チヤ不ルヘデータビットを
   伝送する第１手段（７２，７６）を有し；伝送データビ
   ットと同じ状態の通信チャネルに応じて、次のデータピ
   ントを伝送するように上記第１手段の伝送をエネーブル
   にする手段（７６，７８）を有し、上記第１手段は、伝
   送データビットの状態が通信チャネルの状が１と同じで
   あることを示すよう上記ワードバウンダリレジスタと上
   記ビットポジションレジスタをデイクレメントする手段
   を有し；伝送ビットの状態と通信チャネルの状態との差
   の検出に応じて第１手段の伝送をディスエーブルにする
   手段（８２゜８４　、８６　）を有し、このディスエー
   ブルにする手段は、通信チャネルに伝送される各ビット
   に関して上記ワードバウンダリレジスタだけをテイクレ
   メントする手段を有し；ゼロまでデイクレメントされる
   ワー　ドバウンダリレジスタに応じて、そのビットポジ
   ションレジスタの内容が、伝送されるべき残りの辞書編
   集的最小データワードを表示している場合に、上記第１
   手段の伝送をエネーブルにするため、そのビットポジシ
   ョンレジスタの内容と他の送信器のビットポジションレ
   ジスタの内容とを比較するビットコンペデイション手段
   （８Ｂ）とを含むデータ伝送装置。 （８）特許請求の範囲第７項記載の装置−′において、
   第１手段の伝送をエネーブルにする手段は、伝送される
   データビットが所定の状態と等しいかどうかを決定する
   ため、伝送されるデータビットの状態と所定の状態とを
   比較する手段（７２）と；次のデータビットを伝送する
   よう第１手段の伝送をエネーブルにするため、伝送され
   るデータビットの状態と及び上記所定の状態とけ異方る
   通信チャネルの状態とに応答する手段（７６）とを含む
   データ伝送装置。 （９）４！ｊ許請求の範囲第８項記載の装置１Ｈにおい
   て、２つの可能状態とは論理状態のＯと１とであυ、所
   定の状態とは０であるデータ伝送装釘。 （１０）特許請求の範囲第９項記載の装置において、第
   １手段は、有限値として論理Ｏ状態を、零レベルとして
   論理１状態を伝送することを特徴とするデータ伝送装Ｍ
   　。 （ｉｌｌ特許請求の範囲第７項又は第１０項記載の装（
   ｉ９において、ピットコンペティション手段（８８）Ｕ
   、伝送手段がディスエーブルされると、ウォッチフラッ
   グを゛冥″に設定する手段（９８）と；ワードバウンダ
   リレジスタがゼロまでデイクレメントされたことを検出
   すると、センディングフラッグを貢”に設定する手段（
   １０２）と；ビットポジションレジスタの内容を通信チ
   ャネルへシリアルで一度に１ビツトずつ伝送する第２手
   段（１１２）と；真である上記センディングフラッグと
   伝送されたビットポジションビットの状態と同じ状態の
   通信チャネルに応じて、通（ｉチャネルへビットポジシ
   ョンビットを伝送するよう上記第２手段をエネーブルに
   する手段（１０Ｂ、１１０）と；各伝送ピントに関して
   上記ワードバウンダリレジスタに通信チャネルの状！７
   １１を記録する手ｔ’ｆｆ１（，１２０）と；上記セン
   ディングフラッグ’ｉ　”　ｍ　”に設定し、かつ伝送
   されるピントポジションビットの状態と通信チャネルの
   状、１ホとの差を検出すると第２手段の伝送をディスエ
   ーブルにする手段（１１０，１１４，１１８）と；ワー
   ドバウンダリレジスタの内容とビットポジションレジス
   タの内容とが等しい場合、ウォッチフラッグを“偽パに
   設定するよう、全ビットポジションビットの伝送に応じ
   てワードバウンダリレジスタの内容とビットポジション
   レジスタの内容を比較する比較手段（１１６）とを含み
   、上記ウォッチフラッグを°゛偽゛′に設定することに
   より第１手段の伝送をエネーブルにしてデータレジスタ
   からのデータビットの伝送を再開することを特徴とする
   データ伝送装ｆゐ。 ０２、特許請求の範囲第７項記載の装置において、複数
   の送信器（１０，１２，１４，１６，１８）により伝送
   されるデータワードの東金をデータパケットと呼称し、
   かつビツトコンペティション手段（８Ｂ）は、上記デー
   タパケットの最終データワードを伝送した後、所定のビ
   ットパターンを伝送し、さらに受信器（２０）は、通（
   ｇチャイ・ルの状態に応じてデータビットを記録する手
   段（１３８，１４０）と、ビットコンペティションの間
   、通信チャネルの状態に応じて送信器により伝送される
   データフードを再構成する手段（ＩＪ、２，１４４，１
   ４６，１４８，１５０，１５２，１５４，１５６，１５
   ７）とを含むことを特徴とするデータ伝送装置。 ［３＋特許請求の範囲第１２項記載の装置において、記
   録手段（１３Ｂ、１４０）は、受信すべきデータワード
   のピッｌを表わす数値を記憶する受信器のワードバウン
   ダリレジスタ（３８）と；通信チャ坏ルに伝送される各
   ビットの状態を受信器のデータレジスタ（３２）に記録
   する手段（１４０）と；上記受信器のデータレジスタへ
   の上記各データビットの記録に応じて上記受信器のワー
   ドバウンダリレジスタをデイクレメントする手段（１４
   ０）と；上記受信器のデータレジスタ（３２）にデータ
   ワードとして記録されたデータビットを記憶するよう、
   受信器のワードバウンダリレジスタがゼロまでデイクレ
   メントした時を検出する手段（１３Ｂ）とを含むデータ
   伝送装置δ。 Ｉ特許請求の範囲第１３項記載の装置において、データ
   ワードを再構成する手段（１４２，１４４，１４６゜１
   ４８．１５０，１５２，１５４，１５６，１５７）は、
   通信チャネルへ伝送されるビットポジションビットの数
   を計数するカウンタと；受信器のワードバウンダリレジ
   スタがゼロまでデイクレメントされると、上記カウンタ
   をリセットする手段（１４４）と；伝送される各ビット
   ポジションビットに関して上記通信チャネルの状態を上
   記受信器のワードバウンダリレジスタに記録する手段（
   １４８）と；記録された各ビットポジションビットに関
   して上記カウンタをインクリメントする手段（１５０）
   と；データパケットにおける全データワードの伝送が終
   了したことを検出するため、上記受信器のワードバウン
   ダリレジスタを所定のコードと比較する手段（１４６）
   と；上記所定コードではない受信器のワードバウンダリ
   レジスタの内容に応じて、受信器のワードバウンダリレ
   ジスタに記憶された数値に等しいビット数、受信器のデ
   ータレジスタのデータをシフトする手段（１５２，１５
   ６）と；ワードバウンダリレジスタのデータを１ビツト
   シフトバンクしかつ低位ビットを論理“１″に設定する
   手段（１５７）と；データパケットの全データワードを
   、所定のコードと等しい受信器のワードバウンダリレジ
   スタの内容に応じて受信したことを示す手段（１５２，
   １５４）とを含むデータ伝送装置。 （１５）特許請求の範囲第１４項に記載の装置において
   、所定ノコードは全部１であることを特徴とするデータ
   伝送装置。