JPS6072352A - デ−タ伝送方式 - 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〕 この発明は、１つの従局のデータ端末装置と複数の従局
のデータ端末装置とが１つのデータウェイを介して接続
されたシステムのデータ伝送方式の改良に関するもので
ある。

〔発明の技術的背景〕

従来、上記のようなシステムではデータ伝送を次のよう
にして行なっていた。送信局から、先頭にＳ　Ｔ　Ｘ　
（５ｔａｒｔ　ｏｆ　Ｔｅｘｔ　）コードデータが付加
され末尾に誤りチェックコードデータが付加されたデー
タをフレームとして送信する。受信局では、このフレー
ムを受信し、誤りチェックコードデータを除くデータに
基づいて新らたに誤りチェックコードデータを作成し、
この誤りチェックコードデータと送られてきた誤りチェ
ックコードデータとを比較する。この比較の結果、２つ
の誤りチェックコードデータが一致すると、受信局は送
信局へ正常に受信できた旨を知らせるコードデータであ
るＡ　ＣＫコードデータを返送する。また、比較の結果
、２つの誤りチェックコードデータが不一致となると、
受信局は送信局へ正常に受信できなかった旨を知らせる
コードデータであるＮＡＣＫコードデータを返送する。

第１図に、上記のような方式によるデータ伝送の手順の
例を示す。同図において、ＳＴＸはフレームのヘッダの
ＳＴＸコードデータを示し、Ｌは情報部データの長さデ
ータを示し、■は情報部データを示し、ＢＣＣは誤りチ
ェックコードデータを示す。また、ＮＡＣＫは正常に受
信できなかった旨を知らせるコードデータを示し、ＡＣ
Ｋは正常に受信できた旨を知らせるコードデータを示す
。

この第１図の例では、送信局からＳＴＸコードデータ、
情報部データ■の長さデータム１情報部データＩ、ｉ負
りチェックコードデータＢＣＣが送１言されたが、情報
部データウェイりが生じ、受信局にて誤りが検出され、
受信局からＮＡＣＫコードデータが返送されたことを示
す。このため、送信局ではＮＡＣＫコードデータを受け
取り、前回と全く同じデータ内容を持つ、ＳＴＸコード
データ、情報部データＩの長さデータム１情報部データ
■、誤りチェックコードデータＢＣＣからなるフレーム
を送信したことを示す。今回は、フレームに誤りのない
ことが受信局にて検知され、受信局からＡＣＫコードデ
ータが返送されたことを示す。

〔背゛蹴技術の問題点、〕

しかしながら、このような従来のデータ伝送方式では、
受信局がビジィ−であることを送信局で検知できず、ま
た、ＡＣＫコードデータ、ＮＡＣＫコードデータに誤り
が発生すると送信局で検出できず、これらの場合、デー
タの再送手順が正常に行なわれがかった。更に、主局の
データ端末装置と従局のデータ端末装置上の双方からい
つでもデータの送信開始が可能であったため、データウ
ェイにおいて双方から送信されたデータが衝突し、これ
以降データ伝送を行なえなくなる可能性があったー 〔発明の目的〕 本発明は、以上述べた従来のデータ伝送方式の欠点に鑑
みなされたもので、その目的は、双方から同時にデータ
が送信されることが無いようにするとともに、データウ
ェイや相手局の状態に合せてデータの再送等の処理が可
能であり、１つの主局のデータ端末装置と複数の従局の
データ端末装置との間で確実にデータリンクを確立しう
るデータ伝送方式を提供することである。

〔発明の概要〕

そこで本発明では、１つの主局のデータ端末装置と複数
の従局のデータ端末装置とが１つのデータウェイを介し
て接続されたシステムのデータ伝送方式における、上記
１つの主局のデータ端末装置と上記複数の従局のデータ
端末装置との間のデータ伝送に用いられるフレームの所
定位置に自局のデータ端末装置の動作状態を示す第１の
データと相手局から送出されたデータが正しく受信でき
たか否かを示す第２のデータとを少なくとも含む伝送制
御用のデータを他のデータと一体的に配設することとし
、問い合せのだめの第１の伝送制御用のデータが他のデ
ータと一体的に配設されたフレームを上記１つの主局の
データ端末装置から上記複数の従局のデータ端末装置の
夫々へ所定順序で送出し、上記第１の伝送制御用のデー
タが他のデータと一体的に配されたフレームを受け取っ
た上記従局のデータ端末装置から応答のための第２の伝
送制御用のデータが他のデータと一体的に配されたフレ
ームを上記主局のデータ端末装置へ送出することにより
、上記第１の伝送制御用のデータが他の、、データと一
体的に配設されたフレームと上記第２．０伝送制御用の
データが他のデータと一体的に配、、設されたフレーム
とを交互に伝送するようにし１．上記目的を達成したも
のである。

〔発明の実施例コ □ 以下、図面を参照して本発明の詳細な説明する。　。

第２図竺、本発明のデータ伝送で用いられるフレームの
例を示すものである。この例では、８ビツトのデータウ
ェイを用いるので、８ビツトを１ワードとしである。第
２図（４）は情報部データ■が無いときのフレームを示
し、第２図（■は情報部データＩが有るときのフレーム
を示す。これらの図において、先頭の１ワードｔ；１．
ヘッダ部を示す。このヘッダ部の上位５ピツ１４まヘッ
ダコードデータＨＤであり、次の１ビツトは自局のデー
タ端末装置の動作状態−ビシイーであるか否か−を示す
第１のデータである受信状態変数データＲであシ、次の
１ビツトは相手局から送出されたデータが正しく受信で
きたか否かを示す第２のデータであるフレーム変数デー
！Ｎであシ、最下位の１ビツトは情報部データ■が有る
か無いかを示すデータである。このように、本発明で社
、フレーム内にデータ伝送における伝送制御用のデータ
（この実施例では、ヘッダ部の下位３ビツトのデータ）
を、他のデータ（例えば、ヘッダコードデータＨＤ％Ｖ
（リチェックコードデータＢＣＣ，情報部データ１１情
報部データエの長さデータＬ）と一体的に配設した。こ
の伝送制御用のデータは、上記の例以外に設けても良い
し、捷だ、配設の位置をどこにするかという制限社ない
。

更に、第２図において、ＬＬ情報部デデー■の長さを示
すための情報部データ■の長さデータでちゃ、Ｉは情報
部データであり、本来的に相手局へ送信すべきデータで
ある。また、ＢＣＣは酔りチェックコードデータであり
、この誤りチェックコードデータＢＣＣの直前のワード
までの各ワードのデータを、各ビット毎に加算（第２図
では縦方向に加ｎ）して作成したものである。

第３図はデータ伝送のシステムを示す。同図において１
は主局を示し、２　Ｔ　＋　２％　’　−ｍ−は従局を
示す。主局１内にはデータ端末装置であるＣＰＵ（中央
処理装置）３が設けられ、従局２１　ｇ　２１　＋−−
−内にはデータ端末装置であるＣＰＵ４ｔ。

Ｇ＋−−−が設けられる。更に、ＣＰ　Ｕ　４１　、４
ｍ　。

−ｍ−にはデータバス６ｓ＋６ｓ＋−−−ｓ制御信号線
７１　＋　’７ｔ＋’−−−を介して入出力インタフェ
ース５□５ｆｉ＋−−−が接続され、この入出力インタ
フェース５ｉ　、５ｔ　、−−−はデータウェイ８、制
御信号線９を介してＣＰＵ３と接続される。ここで、デ
ータバス６、．６．、−−−、データウェイ８は８ビツ
トでおり、制御信号線７１　＊　’Ｉｓ　＋　−−−１
９は。

ＣＰＵ３、ＣＰＵ４１，４ｓ、−−−から入出力インタ
フェース’５１＋５１−ｍ−へのチップセレクト信号、
ライト信号、リード信号、の出力用とされる。また、入
出力インタ黄エース５１．５１＋−−−は、制御信号線
７１，７唯＋−−−＋９を介してＣＰＵ３、ＣＰＵ４ｍ
、４＊、−−−に割シ込み信号を与えることができ、Ｃ
ＰＵ３は、制御信号線９を介して入出力インタフェース
５１＋５１＋−−−をリセッにできる。−）ｆシ、ＣＰ
Ｕ３がチップセレクト信種によって、順次に従局２１１
２１＋−−一を指定でｉる。

割り込み信号によりて、ＣＰＵ３、ＣＰＵ４．。

Ｇ＋−−一は割シ込みを受け、リード、ライト信号を使
用して、入出力インタフェース５１．５ｇ　、−−一内
のレジスタから相手局からのデータを読み取ることがで
き、同レジスタ内へ自局からのデータを書き込むことが
できる。また、ＣＰＵ３Ｕ後述の１セツシヨンが終了す
るとチップセレクトしていた入出力インタフェース５１
＋　５＊　＊　−−一をリセットする。　１ このように構成されたデータ伝送システムに１．おいて
、主局１は自局からの送信データの有無にかかわらず、
所定の間隔と所定の順序で、従局石。

２．１−−一へフレームを送信し、主局１の状態、を伝
送制御用のデータによって従局２□＊　２ｓ　＋　−−
ｌ−へ知らせるとともに、従局２１＋２ｓ＋−−−から
の応答を待つ。また、従局２１．２２．−−−は、自局
からの送信データの有無にかかわらず、主局１からのフ
レームを受け取るとただちに応答のフレームを返送し、
従局２４＋　２９　＋　−−一の状態を伝送用のデータ
によって主局１へ知らせる。このように、主局１からフ
レームが送信され、これに基づくフレームが従局２１１
２ｇ＋−−−の１つの従局から返送されるまでを、１セ
ツシヨンという。主局ｌは、ある従局との間で１セツシ
ヨンのデータ伝送が終了すると、次に別の従局との間で
１セツシヨンのデータ伝送を行ない、以下この動作を繰
り返す。

主局ｌは、ある従局との間で前回行なった１セツシヨン
のデータ伝送において得たフレーム中の受信状態変数デ
ータＲにより、当該従局が受信レディであることを知っ
た場合で、当該従局へ送信すべきデータが有るときには
、このデータを情報部データ■としてフレーム化し、こ
のフレームを当該従局へ送信する。また、従局２ｔ、２
ｔ、−一−は、主局１との間で前回行なった１セツシヨ
ンのデータ伝送において得たフレーム中の受信状態変数
Ｒにより、主局１が受信レディであることを知った場合
で、主局１へ送信すべきデータが有るときには、このデ
ータを情報部データ■としてフレーム化し、このフレー
ムを主局１へ送信する。主局１、従局２１１２ｔ＋−−
−は、相手局が受信ビジィ−である場合には、相手局へ
送信すべきデータが有るときであっても、このデータを
送信せず、第２図（４）に示すようなフレームを送信す
る。

主局１は、従局２１＋２１１＋−−一から返送されたフ
レームに情報部データＩが含まれていることを知ったと
きには、従局２．．２．、−−−へできる限り速く伝送
結果を知らせるため、その従局が受信レディであれば、
引き続き当該従局との間で１セツシヨンのデータ伝送を
行なう。また、主局１は従局２＋　、２９、−−−が受
信レディであれば、引き続きその従局へ情報部データ■
が含まれたフレームを送信するため、当該従局との間で
１セツシヨンのデータ伝送を行なう。更に、上記２つの
場合、相手局が受信レディである限り、１セツシヨンの
データ伝送において、フレーム中に情報部データ■を含
オせることができ、かつ、このようなセツションを所定
回舷続けても良い。

また、第２図のフレームにおけるフレーム変数データＮ
を、主局１、従局２１，２ａ、−−一で次のように扱う
。主局１は当初アレーン・変数データＮをｒＯＪｊたけ
「１」として送信し、従局２．。

２、　、−−−は受信したフレーム変数データＮを反転
させたデータを新らたな７レーム変数データＮとして送
信する。更に、主局１は従局２１＋　２ｇ　＋−−−か
らフレーム変数データＮを受け取ったときには、このフ
レーム変数データＮをそのまま新らしいフレーム変数デ
ータＮとして送信する。

以上説明したような動作を行なうためのプログラムを、
ＣＰＵ３、ＣＰＵ４＋＋４．ｌｌ＋−−一へ具備させる
ことによって、ＣＩ）　Ｕ　３とＣＰＵ４ｔ、４ｔ。

−ｍ−とは相互に相手の状態とデータ伝送の状態を、フ
レーム内に含洩れるデータ伝送における伝送制御用のデ
ータによって知ることができ、これ以降の対応をとるこ
とができる。

本実施例では、上記の対応をも含めたプログラムをＣＰ
Ｕ３、ＣＰＵ４．．４２．−−一に具備させることにす
る。

即ち、受信したフレームが次のような場合には、エラー
が発生したものとみなし、そのフレームを廃棄する。

■）受信されるデータのバイト（＝ワード）間隔が１１
秒を越えたとき。

２）ＢＣＣ誤りを検出したとき。

３）へラダコードデータＨＤが誤っているとき。

４）情報部データＩの長さデータＬが、受信バッファサ
イズ（ＣＰＵ３、ＣＰＵ４ｔ、４ｓ、−−−に備えられ
るデータバッファのサイズ）　Ｎｉ１を越えたとき。

１）はタイマにより、２）は誤りチェック動作により、
３）はへラダコードデータＨＤのフォーマットテーブル
により、４）は自らのデータバッファのサイズのデータ
により、夫々、ＣＰＵ３、ＣＰ　Ｕ４．。

４、、−−一が検出可能である。また、上記２）、３）
％４）の場合には、確立されたデータリンクを維持する
ため、夫々の状況を検出した後も、ＣＰ（Ｊ３．ＣＰＵ
４ｔ、４＊、−−−は、１）とならぬ限り、データの受
信を続け、その後１）となったときこのデータを廃棄す
る。

更に、主局ｌは、１つのフレームを送信した後′ｒ１秒
経過しても従局からフレームが返送されない場合には、
送信したフレームまたは返送されるべきフレームに誤シ
が発生したものとして、同一のフレーム変数データＮを
持つフレームを送信する。

このとき、受信状態変数データＲを新らたな受信状態変
数データＲとすることができる。また、上記フレームの
再送にあたっては、前回のフレームに情報部データＩが
含まれていたときは、再送のフレームに同一の情報部デ
ータＩを含めて送信する。更に、１％送が連続してＮ１
回起訴たときには、上位レベルによる回復動作を待つ（
例えば、ＣＰＵ３は図示せぬアラームを鳴らし、システ
ムをダウンさせ、オペレータによる介入を待つ）。

従局２１，２Ｓ＋−−一は、主局１から送信されたフレ
ームのフレーム変数データＮが、前回のセツションにお
いて送信したフレー、ムのフレーム変数データＮと異な
っているときには、前回のセツションにおいて送信した
フレームのデータに誤ｖ４＝発生したものとして、前回
のセック＝Ｉ／においす送信したフレームに情報部デー
タＩが含まれて訊たときには、この情報部データ■を含
めたフレ÷ムを再送する。このとき、フレー・変数デー
タ閃は前回のセツションにおいて送信したフレーム必′
１ フレーム変数データＮを用いることとし、受信体態変数
データＲは新らしい受信状態変数データ詠とすることが
できる。　１ このような動作を行なう、ＣＰＵ３は第４図、：第５図
、第７図に示すようなフルーチャートのテログラムを有
し、ＣＰＵ４ｔ＋４＊＋−−−は第５１、第６図、第７
図に示すようなフローチャートのテログラムを有し、か
つ必要なフラグ及びレジスーを有する。　１ 先ず、ＣＰＵ３のフローチャートに従って動拝ＣＰＵ３
は、第４図のように、フレームの送二のために、ステッ
プ１０１において、送信すべき受信状態変数データＲ（
８１に、現在の受信データの処理状況フラグ（Ｍ　−Ｂ
　Ｓ　Ｙ　）に基づいて、「１」（ビジィ−）か「０」
（レディー）かをセットする。これで相手局へ受信ビジ
ィ−または受信レディーを通知でき得る。次に、ＣＩ）
Ｕ３はステップ１０２へ進み、送信データの準備状況フ
ラグ（Ｍ−８ＮＤ）に基づいて、データが揃い、準備Ｏ
Ｋか否か調べる。準ｆｌｉｆ　ＯＫであれｔ、１′、Ｃ
ＰＵ３はステップ１０３へ進み、相手局のビジィ−状況
フラグ（Ｙ−ｎｓＹ）に基づいて、相手局がビジィ−（
Ｉｌｌ　）であるか否か調べる。このステップ１０３は
、前回の１セツシヨンに１９得られた相手局から送信さ
れた受信状態変級データＲにより判断でき、当初におい
ては、レディーとしてＮＯへ分岐する。相手局がレディ
ーであると、ＣＰＵ３はステップ１０４へ進み、送信す
べき情報部データ■の有無状況フラグ（Ｉ　−８ＮＤ　
）に「１」（情報部データ■あり）をセットする。

ステップ１０３でビジィ−であった場合、ステップ１０
４を終了した場合には、ステップ１０５へ進みＪＣＰＵ
３は、１１秒でタイムアウトとなるＴ、タイ４−をスタ
ートさせ、相手局によってフレームが−棄されることを
防止し、フレーム送信中が否がめ状況フラグ（Ｆ−８Ｎ
Ｄ）を「１」（フレーム揉信中）へセットし、送信割込
み（Ｓｉｎｔ　）を許苛する。次に、ＣＰＵ３は、ステ
ップ１０６におい下、フレーム送信中か否かの状況フラ
グ（Ｆ−８ＮＤ）に基づいて、フレーム送信中（ｒｌＪ
　）が否　。

＜　ｒｏＪ　）かを判断し、ステップ１０７において呼
Ｔ１タイマーがタイムアウトとなったか否が判り１ｃ（
Ｄ−Ｘｆｙ　７．１０５〜−＜？　ｙ　７’１０７（Ｄ
ｆａ’ＪＴｕ、。□。

ＰＯ２は割込みを受け、第５図に示すような〕・ニーチ
ャフ　、１）のプログラムを実行している。即ち７１割
込みを受けると、ＣＰＵ：１．ｊステップ１２０にお：
。

いて、受信用の自己７ｘ−ズ（Ｓ−ＰＨＡＳＥ）が：（
００）か否か判断する。ここで（ｏｏ）−ｔ’あル１゜
と、ＣＰＵ３はステップ１２１へ椎み一阻り千イ９クカ
ウンタ（ＢＣＣ−Ｃ）をリセットする。次にステップ１
２２において、送イ３すべき情報部データＩの有無状況
フラグ（ｌ−３ＮＤ）を参照して、情報部データ■の有
（ｒｉｂ）無（ｒＯＪ　）を調べる。ここで、情報部デ
ータ■が無いときには、ステップ１２３へ進み、ＣＰＵ
３はヘッダ部のデータを送信し、ステップ１２４におい
て自己フェーズ（Ｓ−ＰＨＡＳＥ）を（０３）とする。

更に、ＣＰＬＪ３はステップ１２５へ４（み、誤りチェ
ックカウンタ（ＢＣＣ−Ｃ）へ送信データであるヘッダ
部のデータを加え、更にＴ、タイマーを再スタートさせ
、リターンする。つまり、１バイト分のデータが送信さ
れたから、Ｔ１タイマーを再スタートさせるのである。

ステップ１２２において、情報部データ■があると判断
すると、ステップ１２６へ進み、ＣＰＵ３はヘッダ部の
データを送イ４し、ステップ１２７において自己フェー
ズ（Ｓ−ＰＨＡＳＥ：）を（０１）とし、ステップ１２
５へ准む。

また、ステップ゛１２０で、自己フェーズ（Ｓ−ＰＨＡ
ＳＥ、）が（００）でなければ、ステップ１２８におい
て、ＣＰＵ３けそれまでにＴ１秒経過していないかをＴ
、タイマーによシ調べ、タイムアウトと々っていなけれ
ば、ステップ１２９へ進み、自己フェーズ（Ｓ−ＰＨＡ
ＳＥ）が（０１）か否か調べる。自己フェーズ（Ｓ−Ｐ
ＨＡＳＥ）が（０１）であれば、ステップ１３０へ進み
、ＣＰＵ３は送信データバッファ（Ｓｎｄバッファ）か
ら情報部データ■の長さデータＬをロードし、ステップ
１３１でこれを送信する。次に、ステップ１３２へ進み
、ＣＰＵ３は情報部データＩの送信を管理するために、
バイトカウンタ（Ｂｙｔｅ　−Ｃ）にｒＬＪをセットし
、自己フェーズ（Ｓ−ＰＨＡＳＥ）を（０２）とする。

更にステップ１３３へ進み、ＣＰＵ３はバイトカウンタ
（ＢｙｔｅＣ）がゼロとなったか否か判断する。上記の
ように、ステップ１３２からこのステップ１３３へ進む
と、通常、　ＮＯへ分岐し、ステップ１２５へ進む。今
回、ステップ１２５で誤りチェックカウンタ（ＢＣＣ−
Ｃ）へ加えられる送信データは、情報部データ■の長さ
データしてある。

ステップ１２９において、自己フェーズ（’Ｓ−Ｐ　Ｈ
Ａ　Ｓ　Ｅ　）が（０１）でないときには、ステップ１
３５へ進み、ＣＰ　Ｕ　ａ　ｔ、Ｉ、自己フェーズ（Ｓ
−ＰＨＡＳＥ）が（０２）か調べる。自己フェーズ（Ｓ
−ＰＨＡＳＥ）が（０２）であれば、ステップ１３６へ
進み、ＣＰＵ３け送信データバッファ（Ｓｎｄバッファ
）から１バイト分の情報部データＩｅロードし、ステッ
プ１３７でこれを送信する。

更に、ステップ１３８へ進み、ＣＰＵ３はバイトカウン
タ（１３ｙｔｅ　−Ｃ）を１−１」ディクリメントする
。更に、ステップ１３３−＼進み、ＣＰＵ３は、バイト
カウンタ（Ｂｙｔｅ　−Ｃ）が−Ｆ口か否か調べる。

ステップ１３７からステップｌ：１８が「Ｌ」回繰り返
えされぬ限り、ステップ１：＋３ではＮ’　０へ分岐し
、ステップ１２５において、（１）Ｕ３は誤りチェック
カウンタ（ＢＣＣ−Ｃ）へ１η信データである情報部デ
ータ■の１バイトのデータを加える。ステップ１３３で
ＹＥＳへ分岐すると、ステップ１３４へ進み、ＣＰＵ３
は自己フェーーズ（Ｓ−Ｐ）ＩＡＳＥ）を（０３）とす
る。

自己フェーズ（Ｓ−ＰＨＡＳＥ）が（ｏ３）となってい
ると、ステップ１３５ではＮＯへ分岐し、ステップ１３
９へ進む。自己フェーズ（Ｓ、ＰＨＡＳＥ）が（０３）
ということは、情報部データＩを全て送信したというこ
とであり、ステップ１３９においては、ＣＰＵ３は誤り
チェックカウンタ（’ＢＣＣ７Ｃ）内のデータでちる誤
りチェックコードデータを送信する。次に、ＣＰＵ３は
ステップ１４０において、自己フェーズ（Ｓ−ＰＨＡＳ
Ｅ）を（ＯＯ）とし、ステップ１４１で割込み（Ｓｉｎ
ｔ）を禁止し、ステップ１４２でフレーム送信中が否か
の状況フラ、グ（Ｆ−８ＮＤ）を「０」（フレーム送信
路り）・＼セットし、リタτンする。寸た、ステップ１
２８でＴ０タイマーのタイムアウトが検出されたときも
、ＣＰＵ３はステップ１４０がらステップ１４２を実行
する。

寸た、第４図において、ステップ１０７でＴ１タイマー
のタイムアウトが検出されると、ステップ１０８におい
て、ＣＰＵ３は既述のステップ１４０がらステップ１４
２に相当する動作を行なう。このステップ１０８が終了
した後、または、ステップ１０６においてフレーム送信
中でないこと（フレーム送信路り）が検出されたときに
は、ステップ１０９へ進み、ＣＰＵ３は、相手局からフ
レームが返送されるべき時間である１１秒を監視するた
め、Ｔ、タイマーをスタートさせる。次に、ステップ１
１０へ進み、ＣＰＵ３Ｉ／′ｉ、相手局からのフレーム
が受信されたか否かを示す状況フラグ（Ｆ−ＲＣＶ）に
基づいて、フレームが受信された（　ｒｌＪ　）か否（
ｒＯＪ　）か調べる。フレームが受信されていなければ
、ステップ１１１へ進み、ＣＰＵ３はＴｔタイマーのタ
イムアウトを調べる。仁こで、タイムアウトでなけれは
、ステップ１１０、ステップ１１１をループ動作する。

ステップ１１１で、ＴＩタイマーのタイムアウトが検出
されると、ステップ１１２へ進み、同一フレームの再送
回数をセットするための再送カウンタ（１０を「１」イ
ンクリメントする。次に、ステップ１１３へ進み、ＣＰ
Ｕ３は再送カウンタ（にの値が最大再送回数Ｎ１を示す
か否か判断し、最大再送回数Ｎ１未満であれば、同一フ
レームを再送するため、ステップ１０１へ戻シ、以下の
フローチャートに従った動作を行なう。また、ステップ
１１３で再送カウンタ（６）が最大再送回数Ｎ１となっ
ているときには、既述のように上位レベルによる回復動
作を待つ。

一方、ステップ１１０でフレームが受信されたことが検
出されると、ステップ１１４へ進み、相手局からのフレ
ームが受信されたか否かを示す状況フラグ（Ｆ−ＲＣＶ
）へ「０」をセットし、フレームの受信に備えるととも
に、再送カウンタ（６）をイニシャライズし、送信すべ
きフレーム変数データＮ　（Ｓ）を受信したフレーム変
数データＮ（１’６と一致させ、相手局のビジィ−状況
フラグ（Ｙ−ＢＳＹ）を受信した受信状態変数データＲ
（Ｒ）と一致させる。

これによって、当該相手局との次の１セツシ官ンにおけ
るデータ伝送の準備がなされたことになる。

次に、ステップ１１５へ進み、ＣＰＵ３は、送信すべき
情報部データ■の有無状況フラグ（Ｉ−８ＮＤ）に基づ
いて、送信すべき情報部データＩが有る（Ｉｌｌ）か否
（、ｒＯＪ）か調べる。ここで、送信すべき情報部デー
タＩが有を示していると、ステップ１１６へ進み、ＣＰ
Ｕ３は、送信すべき情報部データＩの有無状況フラグ（
Ｉ−８ＮＤ）を「０」（情報部データエ無し）とし、送
信データの準備状況フラグ（Ｍ−８ＮＤ）を「０」（準
備中）とする。これによって％次の１セツシヨン。

（上記相手局とは異なる次のデータ伝送をすべき相手局
との間の１セツシヨン）の準備がなさ、れる。

次に、ステップ１１７に進み、ＣＰＵ３は、相手局から
受信したフレームに情報部データＩが有るか否かを示す
状況フラグ（Ｉ−ＲＣＶ）に基づいて、情報部データＩ
の有＜ｒＩＪ）無（ｒＯＪ　）を調べる。情報部データ
Ｉが有るときは、ＣＰＵ３はステップ１１８へ進み、現
在の受信データの処理状況フラグ（Ｍ−ＢＳＹ）を「ｌ
」（ビジィ−）とし、相手局から受信したフレームに情
報部データエが有るか否かを示す状況フラグ（Ｉ−ＲＣ
Ｖ）を「０」（受信されていない状況）とする。これに
よって上記ステップ１１６の場合と同様に次のｌセッゾ
ｌ／の準備がなされるとともに、受信したフレームが後
述の第７図に示す受信割込みのプログラムの処理を待つ
。尚、受信割込み（Ｒｉｎｔ）はステップ１１４以降ス
テツプ１０１までの間で可能である。こ些以後、データ
が処理されると、次の１セツシヨンでは、ステップ１０
１で送信すべき受信状態変数データＲ（Ｓ）が「０」（
レディー）とされ、データが処理されていなければ「１
」（ビジィ−）とされる。

また、ステップ１１７において、情報部データＩが無い
と判断すると、ＣＰＵ３はステップ１１９へ進み、送信
データの準備状況フラグ（Ｍ−８ＮＤ）に基づいて、デ
ータが揃って準備ＯＫとなった（、ｒｘＪ）か否（ｒＯ
Ｊ　）か調べ、準備ＯＫであれは、続いて次の１セツシ
ヨンを実行するためにステップ１０１へ進み、準備ＯＫ
でなければ、メインプログラムに戻って、このデータ伝
送プログラムのスタートとなる迄、他の必要な処理を行
なう。

次に、従局２ｘ　＋　２ｓ　＋　−−一のＣＰＵ４ｔ、
４＊。

−−−の動作を、ＣＰＵ４□を例に第６図、第７図のフ
ローチャートに従って説明する。

ＣＰＵ４ｔは第６図のように、フレーム受信のために、
ステップ２０１において、ＣＰＵ４ｔは相手局からのフ
レームが受信されたか否かを示す状況フラグ（Ｆ　−Ｒ
ＣＶ　）に基づいて、フレームの受信の有（ｒｌ−１）
無（［ＯＪ）を判断する。相手局からのフレームが受信
されていなければ、ステップ２０２へ進み、ＣＰＵ４、
は送信すべ−き情報部データ■の有無状況フラグ（Ｉ　
−８ＮＤ　）に基づいて、送信すべき情報部データ■が
有るか否か調べる。

このステップ２０２で、送信すべき情報部データ■が有
ると判断すると、ＣＰＵ４．けステップ２０１へ戻り、
ステップ２０１１ステツプ２０２のループ動作を続ける
。また、送信すべき情報部データＩが無いときは、ＣＰ
Ｕ４．はこのデータ伝送のプログラムからメインプログ
ラムへ戻り、必要な処理を行なう。

ステップ２０１で、相手局からのフレームが受信された
と判断すると、ＣＰ［Ｊ４．はステップ２０３へ進み、
相手局からのフレームが受信されたが否か一ムの受信な
し）へ戻し、相手局のビジィ−状況フラグ（Ｙ−ＢＳＹ
）と受信した状態変数データＲ（Ｒ）とを一致させる。

これによって、次の１セツシヨンのデータ伝送に備える
とともに、この１セツシヨンにおいて情報部データエを
送出できるか否か調べ得る↓うにしておくものである。

次１＜。

ステップ２０４へ進み、ＣＰＵ４□は受信したフレーム
変数データＮ（Ｒ）と送信すべき（前回送信した）フレ
ーム変数データＮ　（Ｓ）とが一致しているが否かを調
べ、主局１が正しくフレームを受信しているか否か（正
しく受信のときは、一致する）を検出する。ここで、一
致したときにはステップ２０５へ進み、ＣＰＵ４．は送
信すべき情報部データ■の有無状況フラグ（ｌ−８ＮＤ
）を参照し、情報部データＩの有（「ｌ」ン無（ｒＯＪ
）を判断する。

ここで、情報部データ■が有シのときには、ステップ２
０６へ進み、送信すべき情報部データ■の有無状況フラ
グ（１−８ＮＤ）を「０」（情報部データＩがない状況
）とし、送信データの準備状況フラグ（Ｍ−８ＮＤ）を
ｊｏｂ（準備中）とする。

これによって、このセツションで前回のセツションで送
出した情報部データ■の再送を保証している。次に、ス
テップ２０６の終了後またはステップ２０５でＩＮＯと
なったときには、ステップ２０７へ進み、ＣＰＵ４１は
相手局から受（Ｆ＝ｉＬだフレームに情報部データ■が
有るか否がを示す状況フラグ（ニー４ＣＩＶ）を参照し
て、１ｎ報部データ■の有（ｒｌ：Ｊ　）無（ｒＯＪ　
）を調べる。情報部データ■が有るときには、ステップ
２０８へ進み、ＣＰＵ４１は現□在の受信データの処理
状況フラグ（Ｍ　−ＢＳＹ）ｌを「１」（ビジィ−）と
する。これによって、情報部データ■の処理中を知らせ
る。

このステップ２０８の終了後、または、ステップ２０４
に１おいて受信したフレーム変数データＮ（Ｒ）と送信
すべきフレーム変数データＮ　（Ｓ）とが一致しなかっ
た場合には、ステップ２０９へ進み、ＣＰＵ４□は相手
局から受信したフレームに情報部データＩが有るか否か
を示す状況フラグ（Ｉ−ＲＣＶ）を１０」１（情報部デ
ータＩが無し）とし、送信すべきフレーム変数データＮ
　（ｓｌを受信したフレーム変数データＮ（Ｒ１の反転
データｉと一致させる。これによって、受信されたフレ
ームについての処理の終了が示され、このセツションで
送出するフレームのフレーム変数データＮが作成された
ことになる。また、ステップ２０４からステップ２０９
へ進んだ場合は、受信フレームに含捷れた情報部データ
■は誤っているとして廃棄したことを示す。

次に、ステップ２１０へ進み、ＣＰＵ４１は送信すべき
受信状態変数データＲ（Ｓｌを、現在の受信データの処
理状況フラグ（Ｍ−ＢＳＹ）と一致させる。

これによって送信すべき、受信状態変数テーク’Ｒ（Ｓ
）はＣＰＵ４１の動作状態を反映することになる。次に
、ステップ２１１へ進み、ＣＰＵ４ｔは送信データの準
備状ｖンｆｆ（Ｍ−８ＮＤ）に基づイテ、準備ＯＫ（ｒ
　Ｉ　Ｊ　）　ｉ４１！Ｉヘル。準（ＭｉＯＫ　ｆ　ア
ｔＬＩｄ、ＣＰＵ４１はステップ２１２へ進み、相手局
のビジィ−状況フラグ（Ｙ−ＢＳＹ）に基づいて、相手
局がビジィ−（ｒｌＪ　）であるか否か８周べる。この
ステップ２１２は、前回の１セツシヨンにより得られた
相子局から送信された受信状態変数データＲにより判断
できる。相手局がレディーであると、ＣＰＵ４ｔはステ
ップ２１３へ進み、送信すべき情報部データ■の有無状
況フラグ（Ｉ−８ＮＤ）に「１」（情報部データｌあり
）をセットする。

次に、ステップ２１１で準備ＯＫでなかった場合、ステ
ップ２１２でビジィ−であった場合、ステップ２１３を
終了した場合には、ステップ２１４へ進み、ＣＰＵ４１
は　Ｉｌ＋　、秒でタイムアウトとなるＴ１タイマーを
スタートさせ、相手局によってフレームが廃棄されるこ
とを防止し、フレーム送信中か否かの状況フラグ（Ｆ−
８ＮＤ）を「１」（フレーム送信中）ヘセットし、割込
み（５ｉｎｔ　）を許可する。

次に、ＣＰＵ４．は、ステップ２１５において、フレー
ム送信中か否かの状況フラグ（Ｆ−８ＮＤ）に基づいて
、フレーム送信中（ｒｌＪ　）か否（ｒＯＪ　）かを判
断し、ステップ２１６において、Ｔｔタイマーがタイム
アウトとなったか否か判断する。

このステップ２１４ゞステツプ２１６の間では、ＣＰ　
Ｕ　４　、は割込みを受け、第５図に示すようなフロー
チャートのプログラムを実行しているが、既述であり省
略する。

また、ステップ２１６でＴ１タイマーのタイムアウトが
検出されると、ステップ２１７において、ＣＰＵ４１は
既述の第５図のステップ１４０からステップ１４２に相
当する動作を行なう。このステップ２１７が終了した後
、または、ステップ２１６においてフレーム送信中でな
いことが検出されたときには、ステップ２１８へ進み、
送信すべき情報部データＩの有無状況フラグ（Ｉ−８Ｎ
Ｄ）を参照して、情報部データ■があれ（ｒｌＪ　）は
引き続きデータ伝送するためにステップ２０１へ戻り、
情報部データＩが無けれ（ｒＯＪ　）は、メインプログ
ラムに−戻りて、このデータ伝送のプログラムのスター
トとなる迄他の必要な処理を行なう。

次に、第７図を参照して、フレームを受信した場合の割
込ルーチンの動作について述べる。既述のように、ＣＰ
Ｕ３では、ステップ１１４以降ステツプ１０１以前で割
込み可能であシ、ＣＰＵ４１．４雪。

−ｍ−では、ステップ２０８以降ステツプ２１０以前で
割込み可能である。以下の説明では、ＣＰＵ３の動作と
して説明する。

ＣＰＵ３はステップ３０１で、データを取り込む。

次に、ステップ３０２へ進みＣＰＵ３は（受信用の）自
己７エーズ（Ｒ−Ｐ　Ｉｔ　Ａ　Ｓ　Ｅ　）が（００）
であるか否か調べ、（００）であれにステップ３０３へ
進む。ステップ３０３では、ＣＰＵ３は誤りチェックカ
ウンタ（ＢＣＣ−Ｃ）をイニシャライズする。

次に、ステップ３０４　、３ｏ５　、３０６　において
、ｃｐＵ３け夫々、ヘッダのデータがあるが 情報部データＩが有るか、現在の受信データの処理状況
フラグ（Ｍ−ＢＳＹ）がビジィ−（ｒｌＪ）を示してい
るか調べる。ステップ３０４でヘッダ部のデータ〃モい
と判断したときには、ステップ３０８へ１篤み、ＣＰＵ
３け自己フェーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）を（０４）とする
。ステップ３０５で情報部データ■がりいと判断したと
きＫは、−ＣＰＵ３は自己７　エ、４　（ＲＰ　ＨＡ　
Ｓ　Ｅ　）を（ｏ３）とする。ステツ２３ｏ６で、ＣＰ
Ｕ３け現在の受信データの処理状況フラグ（Ｍ−ＢＳＹ
）が、ビジィ＝　、ｃ　ｆ、ｉ　Ｊ　）を示していると
きには、自己７エーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）を（０４）と
し、レディー（ｒＯＪ　）を示しているときには自己フ
ェーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）を（０１）とする。このステ
ップ３０６によって、受信データバッファ（ＲＣＶバッ
ファ）がデータ格納しうるようになっていることを確認
しているものである。

ステップ３０７、ステップ３０９を終了すると、ＣＰＵ
３はステップ３１０へ進み、ヘッダ部の１ワードのデー
タを誤りチェックカウンタ（ＢＣＣ−Ｃ）に加える。カ
テップ３０８、ステップ３１０を終了すると、ＣＰＵ３
はステップ３１１へ進み、Ｔ１タイマーをスタートさせ
、リターンする。これによって、受信されるデータのバ
イト間隔が１０秒を越えるのを監視しているのである。

フレームにヘッダ部のデータがあシ、情報部データＩが
ない場合には、自己フェーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）が（０
３）となっているから、ステップ、３０２でＮＯへ分岐
し、ステップ３１２へ進み、ＣＰＵ　３　ＦｉＴ、タイ
マーがタイムアウトとなったか否か調べる。ここで、タ
イムアウトとなっていれば、フレームを廃棄し、ステッ
プ３０３へ進ム。タイムアウトでなければ、ステップ３
１３　、３１４　、３１９で、ＣＰＵ３は、自己フェー
ズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）が夫々、＜０４）、（０１）、（
０２）か調べる。

ここでは（０３）であるから、ステップ３２１へ進み、
ＣＰＵ３は８呉りチェックカウンタ（ＢＣＣ−Ｃ）内の
データと、入力データである誤りチェックコードデータ
１３ＣＣとが一致しているか調べ、一致していなければ
、ステップ３２５へ進み、自己７　ｘ−ズ（Ｒ−ＰＨＡ
ＳＥ）を（ｏ４）とし、ステップ３１１へ進む。上記２
つのデータが一致していれば、ステップ３２２へ進み、
フレーム中に情報部データエが含まれていたか否かを調
べる。これによって、ＮＯとなるから、ステップ３２４
へ進み、ＣＰＵ３は、相手局からのフレームが受信され
たか否かを示すフラグ（Ｆ−ＲＣＶ）を「１」（受信終
了）とし、自己フェーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）を（００）
とし、受信したフレーム変数データＲ（卸と受信した受
信状態変数データＮ＠とを所定のレジスタヘセットする
。

また、フレームに情報部データＩが含まれるときには、
ステップ３０７で自己フェーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）が（
０１）とされるから、ステップ３０１から、ステップ３
０２　、３１２　、３１３　、３１４　、３１５と進む
。ステップ３１５においてＣＰＵ３は受信データバッフ
ァ（ＲＣＶバッファ）に情報部データ■の長さデータＬ
を格納し、バイトカウンタ（Ｂｙｔｅ−Ｃ）にｒ　Ｌ−
Ｊをセットする。次に、ステップ３１６へ進み、受信デ
ータバッファ（、ＲＣＶバッファ）の容量Ｎ９が情報部
データ■と情報部データ■の長さデータＬとを格納でき
るか否か−即ち、Ｌ＞Ｎ９　１が成立するか否か−調べ
る。格納できると判断すると、ＣＰＵ３はステップ３１
７へ進み、バイトカウンタ（、＋３．ｙｔｅ　−Ｃ）が
ゼロか否か調べセロでなければ、ステップ”３１８へ進
み、自己フェーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）を（０２）とする
。

更に、ステップ３１０へ進み、ＣＰＵ３はムリチェック
カウンタ（ＢＣＣ−Ｃ）へ情報部データ■の長さデータ
Ｌを加え、ステン、プ３１１において　＋１′。

タイマーを再スタートさせる。

これで、自己フェーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）は（０２）に
なったから、ステップ３０１　、３０２　。

３１２　、３１３　、３１４　、３１９　、３２０と進
む。ステップ３２０では、ＣＰＵ３は受信データバソタ
ア（ＲＣＶバッファ）へデータを格納し、バイトカウン
タ（Ｂｙｔｅ　−Ｃ）を「１」ディクリメントする。次
に、ステップ３１７へ進み、バイトカウンタ（Ｂｙｔｅ
−Ｃ）がゼロか否か調べる。以下同様にＬ　／＜イト分
の情報部データ■が受信データバッファ（ＲＣＶバッフ
ァ）へ格納され、最後の１バイトのデータの格納が終了
するとステップ３１７からステップ３０９へ進み、ＣＰ
Ｕ３は自己フェーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）を（０３）とす
る。これ以降はフレームがヘッダｌ５１１のデータと誤
りチェックコードデータからできていたときと同様に、
ステップ３０１　、３０２　。

３１２　、３１３　、３１４　、３１９．３２１　、３
２２　、３２３と進む。ステップ：）２３において、Ｃ
ＰＵ３は、相手局から受信したフレームに情報部データ
■が有るか否かを示す状″況フラグ（１−１１ｃＶ）を
「１」（情報部データエがある）とし、ステップ３２４
へ進む。

尚、ステップ３０４でヘッダ部のデータがなしとなった
とき、ステップ３０６でビジィ−であったとき、ステッ
プ３１６でフレームのデータが受信データバッファの容
量を越えていると判断したとき、ステップ３２１で誤り
チェックコードデータにより、ＢＣＣ誤りを検出したと
きのいずれにも、自己７エーズ（Ｒ−ＰＨＡＳＥ）は（
０４）とされるから、結局Ｔ、タイマーがタイムアウト
となり、受信したフレームは廃棄される。

以上のようなシステムでのデータ伝送の例を第８図、第
９図に示す。

第８図（Ａ）は情報部データ■を持たないフレームを示
し、ここで、Ｒは受信状態変数データ、添字はフレーム
変数データを示す。第８図（Ｂ）は情報部データエを持
つフレームを示す。また、第８図、第９図にお屋て、受
信状態変数データＲが、ｒＲＪのように示されるときは
、受信レディー、「Ｔ」のように示されるときは、受信
゛ビジィ−である。

また、フレーム変数データは、「０」または「１」で示
される。第８図（０以降では、上側に主局の送信データ
を、下側に、ある１つの従局の送信データを示す。

第８図（Ｃ）Ｆｉ、主局、従局ともに送信すべき情報部
データ■がなく、一定のザイクルで、１セツシヨンのデ
ータ伝送が行なわれている様子を示す。

第８図０は、第２回目の１セツシヨンにおいて、主局か
ら情報部データ■を持ったフレームが送出され、これを
受信した従局が受信ビジィ−となったが、次の１セツシ
ヨンで従局が再び受信レディーとなった様子を示す。

第８図（Ｏけ、主局から３回、情報部データＩを持った
フレームが送信された場合を示す。このとき、２回連続
して主局からフレームを送信したが、第２回目の１セツ
シヨンで従局が受信ビジィ−となったので、第３回目の
１セツシヨンには情報部データ■を送信するのを市め従
局の受信レディーを確認して、第４回目の１七ツゾヨン
で情報部データＩを送イ言したのである。

第８図（Ｆ′Ｉは、第８図（Ｏと逆の場合を示す。即ち
、２回連続して従局からフレームを送信したが、第２回
目の１セツシヨンで主局が受信ビジィ−となったので、
第３回目の１セツシヨンには情報部データＩを送信する
のを勇め、主局の受信レディーを確認して、第４回目の
１セツシヨンで情報部データエを送信したのである。

第８図（０は、主局及び従局から情報部データエを持つ
フレームを送信した場合を示す。第１回目の１セツシヨ
ンでは主局及び従局から情報部データエを送信したが、
従局の受信ビジィ−が確認されたので、第２回目の１セ
ツシヨンでは、従局のみから情報部データＩを送信した
。第２回目の１セツシヨンで、従局の受信レディーが確
認されたので、第３回目の１セツシヨンでは、主局及び
従局から情報部データＩを送信したものである。

第８回目は、主局及び従局から情報部データ■を持つフ
レームを送信し、主局及び従局がともに受信ビジィ−と
にりた場合を示す。第２回目の１セツシヨンにおいて主
局及び従局が受信ヒシイーとなったので、１サイクル後
の１セツシヨンでは、主局及び従局はともに、情報部デ
ータＩを送信していない。

第９図はデータ伝送のエラーが生じた場合を示す。

第９図（Ａｌは、主局から最初に送信されたフレームに
誤りがあり、従局からは１′１秒経過しても応答がない
ので、主局は更にフレーム送信し、このフレームが正し
く伝送されて、従局から応答のフレームが返送された場
合を示す。

第９図（Ｂｌは、主局に応答して従局から返送したフレ
ームに誤りがち’ｙ、”ｒ”ｘ秒経過しても主局に到来
しなかったため、主局は再度フレームを送信し、これに
応答して従局がフレームを返送した場合を示す。

第９図（Ｃ１、＋１）は、主局から情報部データエを送
信するセツションで誤りが生じ、主局が情報部データＩ
を再送した場合を示す。

第９図（ｊは従局から情報部データエを送信するセツシ
ョンで誤りが生じ、従局が情報部データエを再送した場
合を示す。

第９図（Ｆｌ、（Ｇｌは、従局から情報部データＩを送
ａするセツションの次のセツションで、夫々第９図（４
）、（Ｂｌに示した誤りが生じた場合を示す。

このように、本実施例では、情報部データ■の有無によ
って、主局は同一の従局と連続してデータ伝送した９、
１サイクルにおいてデータ伝送するというように、フレ
キシブルに対応することができる。また、各誤りの場合
にも、適切に対処してデータリンクを確立できるもので
ある。また、ビジィ−の通知、誤シ検出、誤り通知、誤
りを回復する再送等が簡年な原理に基づいてなされてい
るため、プログ２１ムを簡素化できる。

〔発明の効果〕： 以上説明したよ、うに本発明によれば、主局からの問い
合せによるデータ伝送方式を採用しているので、双方の
局から同時にデータが送信されることがない。また、フ
レーム内に他のデータと一体□、的に伝送制御用のデー
タを含ませているので、データウェイや相手局の状態に
合わせてデータの再送等の処理が可能である。更に、主
局と１つの従局との間では、主局からのフレーム送信に
応えて従局からフレームを返送することを基本としてい
るので、異常時にも主局から必要回数フレームを送信し
てデータリンクを確立しうるので、確実性の高いデータ
リンクの確立がなされる。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来のデータ伝送方式を説明するための図、第
２図は本発明に用いられるフレームの構成を示す図、第
３図は本発明が採用されるデータ伝送方式のシステムブ
ロック図、第４図乃至第７図は本発明による主局と従局
との動作のフローチャートを示す図、第８図、第９図は
本発明によるデータ伝送方式を説明するだめの図である
。 １・・−主局　２１，２！ｌ、−−−・・・従局３＋４
＋＋４＊＋−−一・・・ＣＰ　Ｕ５□＋５Ｐ＋−−−・
・・入出力インタ７ユース６Ｉ、（ｉｇ、−−−・・・
データバス７＋、７ｓ、　−−−、９・・・制御信号線
８・・・データウェイ Ｒ・・・受信状態変数データ Ｎ・・・フレーム変数データ Ｌ・・・情報部データ■の長さデータ ■・・・情報部データ ＢｅＣ・・・誤りチェックコードデータ代理人　弁理士
　則　近　憲　佑 （ほか１名） 第８図 （）（）　Ｒｔ　Ｉ　Ｒｏ　Ｒ＋ トー呻−一−−Ｈトー１　）−Ｉ 第９図

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）１つの主局のデータ端末装置と複数の従局のデー
   タ端末装置とが１つのデータウェイを介して接続された
   システムのデータ伝送方式において、前記１つの主局の
   データ端末装置と前記複数の従局のデータ端末装置との
   間のデータ伝送に用いられるフレームの所定位置に自局
   のデータ端末装置の動作状態を示す第１のデータと相手
   局から送出されたデータが正しく受信できたか否かを示
   す第２のデータとを少なくとも含む伝送制御用のデータ
   を他のデータと一体的に配することとし、問い合せのた
   めの第１の伝送制御用のデータが他のデータと一体的に
   配されたフレームを前記１つの主局のデータ端末装置か
   ら前記複数の従局のデータ端末装置の夫々へ所定順序で
   送出し、前記第１の伝送制御用のデータが他のデータと
   一体的に配されたフレームを受け取った前記従局のデー
   タ端末装置から応答のための第２の伝送制御用のデータ
   が他のデータと一体的に配されたフレームを前記主局の
   データ端末装置へ送出することにより、前記第１の伝送
   制御用のデータが他のデータと一体的に配されたフレー
   ムと前記第２の伝送制御用のデータが他のデータと一体
   的に配されたフレームとを交互に伝送することを特徴と
   するデータ伝送方式。
2. （２）１つの主局のデータ端末装置と複数の従局のデー
   タ端末装置の１つの従局のデータ端末装置とが、１回ま
   たは連続して２回以上、第１の伝送制御用のデータが他
   のデータと一体的に配されたフレームと第２の伝送制御
   用のデータが他のデータと一体的に配されたフレームと
   を交互に伝送することを特徴とする特許請求の範囲第（
   １ン項記載のデータ伝送方式。