JPS6097752A - 多重アクセス制御方法 - 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】 ［産業上の利用分野コ 本発明は多重局データ通信システム、とりわけ全ての局
が共通の通信チャネルを介して互いに通信するようなシ
ステムに関する。さらに詳しく言えば、本発明は、例え
ばマイクロコンピュータのようなデータ処理局で構成さ
れたＬＡＮにおいて用いられる通信チャネルアクセスプ
ロトコルに関する。

［従来技術］ データ通信システムにおいては、システム内の複数の局
が共通の通信チャネルを介して互いに通信をするような
場合がよくある。そうした場合、通信チャネルへのアク
セス権を獲得できるように何らかのプロトコルを構成す
ることが必要である。

これに関する１つの例として米国特許第３４８４７７１
号がある。当該特許では、盗難予防用自動警報システム
において複数の感知局が共通の伝送線を介して中央局へ
接続される。各感知局は伝送線が使用状態にあるのかま
たは空き状態にあるのかを監視するための回路を有する
。成る感知局が中央局への送信を要求する時に伝送線が
使用状態にあれば、その感知局は伝送線の状態の監視を
継続して、伝送線が空き状態になった後の所定の期間、
信号の送信を遅延する。こうした手法は盗難予防用自動
警報システムの場合は容認されるかもしれないが、伝送
媒体を最大の効率で使用することが要求されるさらに高
度なデータ通信システム（そうしたシステムでは遅延な
しに大量のデータが伝送される）においてはこうした手
法は取り扱いにくくまた実際的でない。

通信チャネルアクセスプロトコルに係る他の従来のシス
テムとして米国特許第４０１３９５９及び米国特許第４
２３４９５２号がある。いずれのシステムにおいても、
送信が監視され、通信チャネルの空き状態が検知される
まではデータの送信は遅延される。前者のシステムでは
、局が通信チャネルの干渉を監視して、干渉を感知する
たびごとに、前もって調整された一定間隔で送信の試行
を繰り返す。この繰返しはメツセージの送信が成功する
まで続けられる。後者のシステムでは、送信端末が衝突
を検知した直後、自身の送信を短い期間打ち切って、所
定の遅延期間の終りで通信チャネルが空いていれば、そ
の後に送信を再試行する。このシステムでは、各送信端
末が衝突を感知する時間は、最も近くで干渉した送信端
末からその送信端末までの距離に関係するので、各送信
端末の再送の時間は効率的に配分される。

通信チャネルアクセスプロトコルの問題はマイクロコン
ピュータの分野において特に重要になってきた。マイク
ロコンピュータがより広範囲にわたって使用されるにつ
れて、事務所、会社、工場等に複数のマイクロコンピュ
ータを配置して異なる場所で関連する機能を実行するこ
とが一般的になってきた。そうした場合、ＬＡＮにおけ
る複数のマイクロコンピュータを接続してコンピュータ
内の通信をすることが要求される。米国特許第４０６３
２２０号及び米国特許第４２１０７８０号は、共通のデ
ータバスを介して複数のコンピュータが互いに通信する
ための通信チャネルアクセスプロトコルについてｔ己載
している。

米国特許第４２１０７８０号と前述の米国特許第４２３
４９５２号は同様なシステムでありこれらのシステムで
は、データ搬送波の有無を感知するために通信チャネル
が監視され送信は通信チャネルの空き状態が検知されて
から開始される。送信局は通信チャネルの監視を継続し
て自局の送信するデータと他局の送信するデータとの衝
突が発生しているか否かを判断する。このようなシステ
ムは、Ｃ：　Ｓ　Ｍ　Ａ　／　ＣＤ　（衝突検知式の搬
送波感知多重アクセス；　Ｃａｒｒｉｅｒ　５−ｅｎｓ
ｅ　Ｍｕｌｔｉｐｌｅ　Ａｃｃｅｓｓ＋＋＋ｉｔｈ　Ｃ
ｏ１１ｉｓｉｏｎ　Ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ）システムとし
、で知られている。Ｃ８ＭＡ／ＣＤシステムは現在広く
一般に認められるようになった。Ｃ８ＭＡ／ＣＤシステ
ムは局間のデータ送信を容易に成功させるのであるが、
一方では、通信チャネルを介するデータ交換に利用でき
るはずの相当量の時間が衝突が生じるたびに失われてし
まう。

［発明が解決しようとする問題点］ １２１　トＬ−Ｈ悸１旧１．？−Ｃ８ＭＡ／ＣＤシステ
ムのような衝突検知式のシステムは、衝突発生の確率が
小さい場合には優れたシステムであるが、衝突発生の確
率が大きい場合には、衝突が生じた際の送信の繰返し及
び送信の延期による時間のロスが、システム全体として
の効率を下げてしまうという問題がある。

従って本発明の目的は、衝突検知式の多重局データ通信
システムにさらに衝突回避の能力を提供することにより
、システム全体としての効率を高めることである。

［問題点を解決するための手段］ 複数の局が通信媒体を共有する多重アクセスデータ通信
システムにおいて１本発明では、複数の局の通信媒体へ
のアクセスを、次のような手法を用いて制御することに
より、本発明の目的を達成する。

通信媒体が使用状態から空き状態に遷移した後に一定期
間を確保する通信を開始する一備を完了している局の通
信媒体へのアクセスを（、この一定期間に、調停する。

そのために、システムの全ての局に一意的なアクセス窓
が、この一定期間内でそれぞれ割り当てられる。そうし
て通信開始の準備を完了した局であってかつ最先のアク
セス窓を有する局に、この一定期間内で通信媒体へのア
クセスを許可する。

［実施例］ 本発明は、ＣＳ　Ｍ　Ａ／ＣＤシステムに関する改良で
あり、それをＣ８ＭＡ／ＣＡ　（衝突回避式の搬送波感
知多重アクセス；　Ｃａｒｒｉｅｒ　５ｅｎｓｅ。

ＭｕｌｔｉｐｌｅＡｃｃｅｓｓ　ｗｉｔｈ　Ｃｏ１１ｉ
ｓｉｏｎ人ｖｏｉｄａｎｃｅ）システムと呼ぶことにす
る。本発明に基づく通信チャネルアクセスプロトコルは
送信データの衝突を検知しそのデータの再送を調整する
だけでなく、ネットワーク内の各々の局が通信チャネル
へのアクセス権の獲得を試行できるように各局の優次順
位付けを行い、それによって、衝突の頻度を大幅に減じ
システム全体としての効率を高めるものである。

本発明の良好な実施例は、送信フレームの全てが確認さ
れるような通信システムに用いることを意図している。

本実施例では、送信されたフレームの終端の後に一定期
間が確保される。この確保される一定期間を″ネットワ
ークアクセス調停期間”と呼ぶことにする。ネットワー
クアクセス調停期間の初めの部分を１′応答アクセス期
間″と呼ぶことにする。″応答アクセス期間″は、送信
されたフレームを受信する局が送信局即ち起点ノードへ
応答を送信するためのものである。応答アクセス期間に
続く残りの期間を、各々等しい期間を有する複数の期間
に細分する。この細分された期間をそれぞれ″アクセス
窓″と呼ぶことにする。

複数のアクセス窓はネットワークの各々のノードのため
のものである。各ノードに割り当てられたアクセス窓は
、その期間は全て等しいがその到来時期が異なるのであ
る。

応答アクセス期間は既知であり、各アクセス窓の期間も
また既知であるので、各ノードの局はフレームの終端か
ら各自のアクセス窓までの期間を計算することができる
。通信チャネル上の伝送を検知すると、各々の局は各自
のアクセス窓の到来一時期に対応する値を各自のカウン
タにロードする。

このカウンタはフレームの送信が終ると、カウントを開
始する。局のカウンタが、その局のアクセス窓が到来し
たことを標示すると、その局の割込み処理ルーチンは、
その局がネットワークへのアクセスを要求しているか否
かを判断するためのフラグを検査する。もしアクセスを
要求しているなら、キャリア（搬送波）感知標識が活動
化しているか否か（即ち、その局よりも１′早い″アク
セス窓を有する局が既に送信を開始しているか否か）を
検査する。もしネットワークが依然として空いていれば
、その局は送信を開始できる。送信シフトレジスタがそ
の時点で空いていれば、その局は他の全ての局のキャリ
ア感知標識を活動化させるために１１１　Ｉ＋を送信し
続ける。この連続的な１”の送信は、送信すべきデータ
の送信の直前に行なわれる。カウンタには、ネットワー
クアクセス調停期間終了までの残時間に対応する値がロ
ードされる。従って、ネットワークアクセス調停期間の
終了時期のがわかる。

第１図は本実施例の標準的な衝突回路避手順を簡略的に
表わす図である。前の送信フレームの終端で局のキャリ
ア感知標識は非活動化され、受信局が肯定応答または返
答を送信できるように、初めに応答アクセス期間ＴＲ（
例えば２００マイクロ秒）が確保される。ネットワーク
アクセス調停期間から応答アクセス期間を差し引いた残
りの期間は、期間の等しいＮ個のアクセス窓に分けられ
る。Ｎはネットワークに接続できる局の最大数である。

１個のアク易ス窓の適当な期間はおよそ４０マイクロ秒
である。従って、Ｎ＝６４ならば、ネットワークアクセ
ス調停期間はおよそ２．８ミリ秒である。アクセス窓＃
０が割り当”てられている最も優先順位の高い局は時刻
ＴＯから送信を開始できる。アクセス窓＃１が割り当て
られている２番に優先順位の高い局は時刻Ｔ１から送信
を開始できる（以下同様である）。成る局が送信を開始
すれば、それによってアクセス窓が連続する間は、他の
全ての局のキャリア感知標識は活動化されるので、こう
した局は通信チャネル咎利用することはできない。

第２図は、ネットワークアクセス調停期間が終了してか
つ通信チャネルを占有しようとした局がなかった場合に
おける本実施例の手順を表わす。

そのような場合に、成る局がフレームを送信しようとし
た時にネットワークがなお空いたままであれば、その局
はおよそ１５０マイクロ秒の開会てＩＩ　Ｉ　ＩＩを送
信して（これを事前送信処理という）、ネットワークの
全ての局のキャリア感知標識を活動化させる。こうして
ネットワークアクセス調停期間を再び設定する。キャリ
ア感知標識が１５０マイクロ秒のＩＩ　Ｉ　ＩＩの送信
の終わりで活動状態から非活動状態になる時点で全ての
局は同期される。

そうして送信しようとする局は全て各自のアクセス窓が
来るのを待ってネットワークが依然として空いている場
合に送信を開始する。例えば、アクセス窓＃４が割り当
てられている局がフレームを送信しようとしたが既にネ
ットワークアクセス調停期間が過ぎていたとする。そう
すると当該局は所定の短い期間、ネットワークに全て“
１″を送信して、ネットワークの全ての局のキャリア感
知標識を活動化させる。次に当該局は自分のアクセス窓
＃４が来るのを待って、それが到来したときにキャリア
感知標識がなお非活動状態ならば、自分のアクセス窓の
所からフレームの送信を開始する。以上の動作が第２図
に示されている。こうして他の全ての局は、この送信が
終了し再びネットワークアクセス調停期間が設定される
のを待つ。

ネットワークのアクセスに関して全ての局が平等になる
ように、本実施例では、毎回の送信ごとにアクセス窓を
再割当てする手法を用いる。各局は一意的に対応するネ
ットワークアドレスを有する。そして各送信フレームの
制御ヘッダでネットワークアクセストークンバイト（以
下［トークンＪと略称する）が送信される。任意の局に
よって送信が行われると、それと共に送信されるトーク
ンが他の全ての局で受信されて、その局のネットワーク
アドレスにモジュロＮ（Ｎは局の最大数）で加えられる
。この計算結果はその局の新たなアクセス窓番号として
使用される。アクセスの優先順位を循環させるために、
それぞれの送信の前に、トークンを減分してもよい６ネ
ツトワークへのアクセスを待っている各局のアクセス窓
番号は送信のたびごとに減分され、アクセス窓番号が＃
０になると、次は＃　（Ｎ−１）となって再びこれを繰
り返す。アクセス窓番号が小さい程、アクセス権獲得の
優先順位は高い。

他にアクセス時間を短くする方法として、擬似ランダム
シーケンスの手法によってトークンを変える方法がある
。この方法は、フレームをＮ回送信する間、Ｎ個の全て
のネットワークアドレスを循環させる擬似ランダムシー
ケンスを用いて、現トークンから次のトークンを引算す
るというものである。この方法によれば、他の局がアク
セス権獲得を待っている間に１つの局が何回もフレーム
送信を行うというような確率は減るであろう。

ネットワークの局の数が最大数Ｎよりも少ない場合は、
実際に利用されるアクセス窓の数はＮよりも少ないので
（即ち利用されないアクセス窓が存在するので）、衝突
回避の能力を高めることができる。例えばネットワーク
アドレスをＯから番号順に割り当て、ネットワークアド
レスの右端の７ビツトを反転することによって各局で“
スクランブル″アドレスが計算できる。Ｎ個の局を支援
するネットワークにおいて実際上Ｍ個（ただしＭ＜Ｎ）
の局がある場合は、ネットワークは連続する″スクラン
ブル”アドレスの間で平均的に（Ｎ／Ｍ）−１個分のア
クセス窓を有することになる。

各アクセス窓の番号は、現トークンに各局の″スクラン
ブル″アドレスをモジュロＮで加算することによって計
算できる。この手法による効果は、以上示したように異
なる局のアクセス窓とアクセス窓との間がさらに広がる
ことである。このように利用できるアクセス窓をネット
ワークアクセス調停期間内にまばらに分配すれば成る局
がそれよりも優先順位の高い局によって通信チャネルが
占有されたということを検知する前にその局が通信チャ
ネルを占有するかもしれないという確率は大幅に減ぜら
れるであろう。

衝突の確率をさらに減するために１局が活動化された即
ち初期設定された直後に送信を行う場合は、２回分のネ
ットワークアクセス調停期間を経て初めて送信を開始す
るという方法がある。これによって成る局がその直前の
ネットワークアクセス調停期間の通信チャネルの状況を
知らずに通信チャネルの占有を試行して送信を開始する
という確率は減ぜられる。

本実施例で衝突を回避するためのこのようなステップを
採用してもなお、衝突の生ずるケースが２．３考えられ
る。例えば、成る局が直前の送信フレームの受取りに失
敗して自身のトークンを更新しない場合である。この場
合は、従って、２つの局が同しアクセス窓を有すること
になる。衝突がまれであるにせよそれが生じた場合は、
衝突した各局でフレームの送信を延期して、各自のアク
セス窓が来るのを待ってから、各局はそれぞれフレーム
を再送する。フレームの最初の２バイトは送り手によっ
て読み取られ、これらの２バイトが正規のものでない時
は、　ｌｉｉ突とみなされる。応答アクセス期間Ｔ　Ｒ
の間に宛先局から応答を受け取らない時も、そのフレー
ムは最高８回まで再送が試行される。

次に、本実施例の構成及び動作を説明する。第３Ａ図及
び第３Ｂ図に示すように、ネットワークの各局は外部プ
ロセッサ１０及びアクセス制御プロセッサ１２を含む。

外部プロセッサ１０は１例えば、ＩＢＭパーソナルコン
ピュータで使用されるＩｎｔｅ１社の８０８８マイクロ
プロセツサであり、アクセス制御プロセッサ１２は、例
えばＩｎｔｅ１社の８０３１マイクロプロセツサである
。アクセス制御プロセッサ１２は、外部プロセッサ１０
と伝送媒体１４との間のネットワークアクセスインター
フェースとして働く。伝送媒体１４（例えば同軸ケーブ
ル）はネットワークの全ての局に共有される。外部プロ
セッサ１０はＣＰＵインターフェースの入力バッファ１
８及びＣＰＵインターフェースの出力バッファ２０をそ
れぞれ介して、アクセス制御プロセッサ１２の内部バス
１６に接続される。ＣＰＵインターフェースの状況標識
は一般的な方法を用いて内部バス１６へ供給され、ＣＰ
Ｕインターフェースの入力バッファ１８またはＣＰＵイ
ンターフェースの出力バッファ２０が一杯になったか否
かを標示する。アクセス制御プロセッサ１２は、さらに
、外部ＲＯＭ２２、外部ＲＡＭ２４、ＣＲＣ回路２６及
びノードアドレス切替２８を備える。外部ＲＯＭ２２は
、アセンブラリスティングの制御プログラム関連部分を
記憶する。

外部ＲＡＭ２４は、外部プロセッサ１０から伝送媒体１
４へ送られるべきデータを記憶するための、及び伝送媒
体１４から受け取ったデータを記憶するためのフレーム
バッファとして働く。ノードアドレス切替２８は特定の
局のネットワークアドレスを指示する。ノードアドレス
切替２８はシステムオペレータによって外部からセット
できる。

アクセス制御プロセッサ１２は送信部３０、受信部３２
、及びキャリア感知部３４を介して伝送媒体１４へ接続
される。第４Ａ図に示すように、送信部３０はシングル
エンド型のライン駆動器３６（２６ＬＳ２９）を含んで
いてもよい。線３８の−ＲＴＳ　（送信要求）信号が高
レベルにある時は、線４０には何ら電圧は供給されない
。それ以外の場合は、線４２が“１″ならば線４０には
正電圧信号が供給され線４２が＃　ＯＩ＋ならば線４２
には負電圧信号が供給される。

第４Ｂ図かられかるように、受信部３２及びキャリア感
知部３４においては、線４０の信号が＋５０ｍＶを超え
る時は正のデータ信号が回復され、線４０の信号が−５
０ｍ　Ｖよりも低い時は負のデータ信号が回復される。

回復されたデータ信号は線４４を介して受信シフトレジ
スタ４６（第３Ａ図）へ供給される。

比較器４８及び比較器５０の出力信号は共にキャリア感
知部３４のＯＲゲート５２へ供給される。

キャリ、ア感知部３４は例えば７４ＬＳ１９１のような
２進カウンタ５４を含んでいてもよい。２進カウンタ５
４は、そのクロック入力でＩ　Ｍ　Ｈｚのクロック信号
を受け取るようにそれが接続されてもよい。正のデータ
信号または負のデータ信号が伝送媒体１４に供給される
ことによって２進カウンタ５４は繰返しリセットされる
。従って正であれ負であれ伝送媒体１４にデータ信号が
存する限りは、２進カウンタ５４は繰返しリセットされ
。

２進カウンタ５４は所定の値（高レベル信号が出力端子
Ｃから出力されるようになる値）に達することはない。

逆に、伝送媒体１４にデータ信号が存しない間は何らの
リセット信号も存しないので、高レベル信号が出力端子
Ｃから出力されるまで２進カウンタ５４はカウントを進
行する。２進カウンタ５４の出力端子Ｃから送出される
のは−Ｃ８（キャリア感知）信号である。−Ｃ８信号が
低レベルの場合が、キャリア感知標識の活動状態に対応
し、−ＣＳ信号が高レベルの場合が、キャリア感知標識
の非活動状態に対応する。

アクセス制御プロセッサ１２は複数バイトから成る内部
ＲＡＭ１５を有する。例えばＩｎｔｅ１社の８０３１マ
イクロプロセツサの場合この内部ＲＡＭは１２８バイト
である。内部ＲＡＭ１５を用いて特定の変数を記憶した
りフラグ値を記憶したり、または内部ＲＡＭ１５をスク
ラッチパッドバッファとして用いたりする。最初の８バ
イトは第３Ｂ図のレジスタＲＯないしＲ７を構成してい
てもよい。現トークン値、ネットワークアドレス（ノー
ドアドレス切替２８で指示される）、″スクランブル”
アドレス、及びマルチカストアドレスの記憶用に付加的
なバイトを用いてもよい。マルチカストアドレスは複数
の局で共有されるアドレスである。これは、このマルチ
カストアドレスを共有する局の全てが特定の伝送データ
を受信することを意図するものである。マルチカストア
ドレスの他に回報通信アドレスがある。回報通信アドレ
スに応答して全ての局が伝送データを受信する。従って
、同じマルチカストアドレスをネットワーク内の局にグ
ループごとに割り当てれば、ネットワーク全体よりも少
ない範囲で“′同報通信″が可能である。

良好な実施例ではネットワークの局は最高１２８個存在
し、ネットワークアドレスの番号は０から１２７までの
範囲で存在する。ネットワークの全ての局のための回報
通信アドレスの番号は２５５であり、マルチカストアド
レスの番号は１２８乃至２５４の範囲内にある。

内部ＲＡＭ１５の多数のバイトはビット写像形である。

フラグ状況を保管するためにこうしたバイトを用いるこ
とができる。フラグ状況には、例えば、′アクセス待ち
″フラグ、″送信待ち″フラグ、″送信″フラグ、″ア
クセス窓通過”フラグ、′調停期間終了″フラグがある
６　′′アクセス待ち″フラグは、セットされると、局
がネットワークへのアクセス権の獲得を待っているとい
うことを表わす。゛′送信待ち”フラグは、セットされ
ると、アクセス待ちの状態にある局が前述の事前送信処
理を既に終えて送信を開始するために自分のアクセス窓
を待っているということを表わす。

１′送信”フラグは、セットされると、局がアクセス権
を獲得してデータ送信の開始が可能になったということ
を表わす。″アクセス窓通過″フラグは、セットされる
と、その局に割り当てられたアクセス窓が通過したとい
うことを表わす。″調停期間終了″フラグは、クリアさ
れると、ネットワーク１７　ｈセｙ、Ｍａ傅皿間の錦値
が通過したことを表わす。

アクセス制御プロセッサ１２は、さらに、アキュムレー
タとしての目的を有するレジスタＡ及びレジスタＢを含
む。

前述のように、本実施例の特徴は、送信フレーム終端直
後のネットワークアクセス調停期間中のアクセス窓の割
当てである。次に本実施例の動作を説明する。

初めにデータの受信について説明する。伝送媒体１４を
介してデータが受信される場合は、−ＣＳ信号（線５６
）は低レベルであり（言い換えればキャリア感知標識が
活動状態にある）、割込み部５８がトリガされる。これ
に応答してアクセス制御プロセッサ１２はフレーム受信
ルーチン６０を遂行する。フレーム受信ルーチン６０で
は、初めに、受信フレームの宛先を検査して受信フレー
ムの残りを当局で受信すべきＩ４”否かを判断する（６
０−１：以下フレーム受信ルーチンの処理項目を６０−
２．６０−３、・・・のように記す）。

肯定応答を返すことが必要ならばそれができるように、
受信フレームの起点もまた検査される（６０−２）。

フレームの制御ヘッダに含まれるトークン値が受け取ら
れて記憶される（６０−３）。アクセス制御プロセッサ
１２はこのＩ・−クン値を用いて、当該受信フレームの
終端から当局に割当てられたアクセス窓の開始点までの
経過時間を計算する（６０−４）。この計算は、良好に
は、２ステツプで実行される。初めに、何らかの方法で
ネットワークアドレスとトークン値とを組合せてアクセ
ス窓番号を決定する。例えばネットワークの局が１２８
個ある場合、この組合せの手法の１つとして、ネットワ
ークアドレスとトークン値とをモジュロ１２８で加算す
ることが考えられる。この計算を実行するに際し、トー
クン値をレジスタＡにロードして″スクランブル”アド
レスをレジスタＡの内容にモジュロ１２８で加算する（
“スクランブル″アドレスはネットワークアドレスの右
端の７ビツトを反転することによって得られる）。

この加算結果が新たに割り当てられたアクセス窓番号と
なる。

アクセス窓の割当ての循環の高速化を図るために、必要
ならば、毎回の送信のたびにトークン値を１度に２以上
減分してもよい。しかしながら、この手法を用いれば、
最高の優先順位の割り当てられたアクセス窓を獲得でき
ない局がどうしても存在してしまうであろう。

アクセス窓番号が決定されると、第２のステップは、各
自のアクセス窓までの時間を計算することである。これ
を計算するために、第１図の応答アクセス期間ＴＲに等
しくなるようなアクセス窓の数を表わす値を、レジスタ
Ａで既に記憶されているアクセス窓番号に、加算する。

例えば、応答アクセス期間ＴＲが２００マイクロ秒でア
クセス窓の期間が２０マイクロ秒の場合、値１０がレジ
スタＡに加算される。こうして、送信フレームの終端か
ら自局に割り当てられたアクセス窓の開始点までの時間
に等しくなるようなアクセス窓の数を表わす値が生成さ
れる。レジスタＢにはアクセス窓の期間を表わす値がロ
ードされる。レジスタス窓の期間を表わす値がロードさ
れる。レジスタＡとレジスタＢとを乗じることによって
自局のアクセス窓までの時間が得られる。

好適には、レジスタＢにロードされた値は、所定の周波
数（例えばＩ　Ｍ　Ｈｚ　）を有するクロック信号のパ
ルスの数によってアクセス窓の期間を表わす。タイミン
グカウンタはカウントアツプ式のカウンタであろうから
、積の１の補数化が行われ、この１の補数化された値が
カウンタ６２にロードされる。カウンタ６２は事前セッ
ト可能なカウンタならば、商用のどんなものでもよい。

カウンタ６２は前述のフレーム受信ルーチン６０が遂行
されている間は付勢されるが、カウンタ６２はＡＮＤゲ
ート６４を介してクロック信号（ＩＭＨｚ）しか受け取
らないので、送信フレームが終了して−Ｃ８信号（線５
６）が高レベルになって（言い換えればキャリア感知標
識が非活動状態になって）はじめて、カウンタ６２がカ
ウントを開始する（６０−５）。

次にフレーム受信ルーチン６０は、（、）　”アクセス
窓通過″フラグをクリアして、自局に割り当てられたア
クセス窓がまだ来ていないことを標示し、（ｂ）　”送
信″フラグをクリアして、自局がネットワークのアクセ
ス権をまだ獲得していないことを標示し、（ｃ）　”調
停期間終了″′フラグをセットして、ネットワークアク
セス調停期間がまだ終了していないことを標示する（６
０’−６）。そうして最終的には、受信したフレームの
宛先が、自局のネットワークアドレス（個々のアドレス
、マルチカストアト゛レスまたは回報通信アドレス）に
一致すれば、フレームの残りを受信し、受信バッファ６
６を介して外部ＲＡＭ２４に記憶する（６０−７）。こ
うしてフレームを正しく受信したなら、応答を送り手へ
ただちに返す。外部ＲＡＭ２４にバッファされたデータ
はＣＰＵインターフェースの出力バッファ２０を介して
外部プロセッサ１０へ送られる。受信フレームの宛先が
自模のアドレスでない時は、フレームの残りは無視され
る。

しかしながら、新たなトークン値は既に受信され記憶さ
れて、自局のアクセス窓の到来時期の計算に使用されて
いる。

キャリア（搬送波）がなくなると、カウンタ６２はＩ　
Ｍ　Ｈｚのクロック信号のカウントを開始する。Ｉ　Ｍ
　Ｈｚのクロック信号はＡＮＤゲート６４を介してグロ
ック７０から得られる。カウンタ６２が自局のアクセス
窓までの時間に相当する数のクロックパルスをカウント
すると、線７２を介してその終結カウント信号ＴＣが送
出され、割り込み部７４が１へリガされる。そうしてア
クセス制御プロセッサ１２は、アクセス窓割込みルーチ
ン７６を遂行する。

アクセス窓割込みルーチン７６は、２ステツプで遂行さ
れる。第１ステツプでは、″アクセス窓通過″フラグが
クリアされているか、及び″送信部ち”フラグがセット
されているか、を検査する。

１′アクセス窓通過”フラグは、前述のフレーム受信ル
−チンにおいてクリアされるであろうが、自局に割り当
てられたアクセス窓がまだ通過していないことを標示す
るためになおりリアされるべきである。パ送信待ち″フ
ラグは、送信フレーム処理ルーチン（第５Ａ図及び第５
Ｂ図を参照して後で説明する）において、自局がネット
ワークへのデータの送信を要求すれば、セットされるで
あろう。こうして“アクセス窓通過″フラグがクリアさ
れ、かつ、″送信部ち″フラグがセットされ、しかもキ
ャリア感知標識レジスタ７８によってキャリアが感知さ
れていないことが標示されているならば、アクセス制御
プロセッサ１２は、（ａ）前述の線３８の−ＲＴＳ信号
が低レベルになるようにＲＴＳレジスタ９０（第３Ｂ図
）をセットすることによって送信部３０（第４Ａ図）を
付勢しく送信シフトレジスタ９２が空の時は常に連続し
てｉｔ　１　ｔ＋が送信される）　、　（ｂ）自局の送
信に応答してフレーム受信ルーチン６ｏが始まることの
ないように割込み部５Ｂを減勢し、（Ｃ）“送信′”フ
ラグをセットして、自局がネットワークへのアクセス権
を獲得しデータの送信を開始できるということを標示す
る。

以上がアクセス窓割込みルーチン７６の第１ステツプで
ある。第２ステツプでは、″アクセス窓通過″フラグが
依然としてクリアされているか否かを検査する。しかし
ながら第１ステツプの判断規準が満足されたかどうかに
係りなく、第２ステツプは遂行される。“アクセス窓通
過″フラグがクリアされていれば、まず初めに、″アク
セス窓通過″フラグをセットすることによって自局のア
クセス窓が通過したことを標示する。次に、ネットワー
クアクセス調停期間が終わるまでに幾つアクセス窓が残
っているかを計算して、これに相当する時間を計算し、
カウンタ６２がネットワークアクセス調停期間の終了時
点で終結カウント信号ＴＣを出力できるような値をカウ
ンタ６２ヘロードする伝送媒体４０にキャリアが感知さ
れないならば、カウンタ６２は付勢されてＡＮＤゲート
を介して送ら肛るクロックパルスのカウントを開始する
。

アクセス窓割込みルーチン７６の第２ステツプでアクセ
ス制御プロセッサ１２が、″アクセス窓通過″フラグが
クリアされていない（即ち既にセットされている）こと
を見い出せば、アクセス制御プロセッサ１２は、カウン
タ６２の終結カウント信号ＴＣがネットワークアクセス
調停期間の終了を意味することを理解する。このような
場合、″調停期間終了″フラグがクリアされ、″送信″
フラグがクリアされて、カウンタ６２が減勢される。

第３Ａ図の８０はタイムアウト割込みルーチンである。

タイムアウト割込みルーチンの目的は、アクセス制御プ
ロセッサ１２が所与の指令の処理に手間どること、また
はアクセス待ちの状態に長くとどまることのないように
することである。タイムアウト値は内部メモリに保持さ
れ、自局がアクセスを待っている場合は、このタイムア
ウト値はおよそ１３秒にセットされる。この時間は、キ
ャリア感知標識が非活動状態になって自局がネットワー
クを占有するよりも十分に長い時間である。

これ以外の場合は、タイムアウト値は、もつと長い時間
（例えばおよそ２分３０秒）に相当する値がセットされ
、それを越えると、アクセス制御プロセッサ１２は所与
の指令のところで立往生しているとみなされる。

タイムアウト割込みルーチン８０の動作を説明する。カ
ウンタ８２はクロック７ｏのＩ　Ｍ　Ｈｚのクロック信
号を連続的にカウントして周期的に終結カウント信号Ｔ
Ｃを供給する。カウンタ８２が１６ビツ１−カウンタな
らば、終結カウント信号ＴＣはおよそ６５ミリ秒ごとに
出方されであろう。

カウンタ８２から終結カウント信号ＴＣが出力されるた
びに、アクセス制御プロセッサ１２は、指令が進行中か
否かを検査する。指令が進行中でない時は、何らの動作
はない。指令が進行中の時は、内部メモリのタイムアウ
ト値を１だけ減分して、減分されたタイムアウト値がＯ
になったがどうかを検査する。減分されたタイムアウト
値が０でなければ、そのルーチンは終了し、カウンタ８
２がら次の終結カウント信号ＴＣが出方されるとルーチ
ンは繰り返される。

同じ指令が進行している限りは、タイムアウト値は連続
的に減少され続ける。タイムアウト値が０に達した時に
″アクセス待ち″フラグがセットされていれば、″アク
セス待ち″フラグはクリアされて、″使用中″標識が外
部プロセッサ１ｏへ返される。“アクセス待ち″フラグ
がセットされていなければ、指令タイムアウトとみなさ
れ、アクセス制御プロセッサ１２は、次の指令に進むと
同時にエラーフラグをセットする。新しい指令の実行が
始まるたびに、タイムアウト値は適切な値にリセットさ
れる。

第５Ａ図及び第５Ｂ図は、送信フレーム処理ルーチンの
各ステップを表わす流れ図を示す。外部プロセッサ１０
がネットワークへのアクセスを要求する時は常にアクセ
ス制御プロセッサ１２によってこの送信フレーム処理ル
ーチンが遂行される。

アクセス制御プロセッサ１２は、初めに、自身のスタッ
クの先頭に１′戻り″アドレスを記憶する。

プログラム中゛′戻り″が要求された時は必ずこの″戻
り″′アドレスへ飛越しが行われる。次に、内部メモリ
の選択されたレジスタ位置において送信無応答値及び送
信拒否値をそれぞれ初期設定する。

送信無応答値は、局が宛先局から応答をダ・け取らずに
続行できる最大送信回数に設定される。宛先局によって
送信が拒否された回数を表わす送信拒否値は最初Ｏに設
定される。

ステップ１００において、アクセス制御プロセッサ１２
は自身のタイムアウト値をおよそ１３秒にセラ１−シ、
″アクセス待ち”フラグをセットして自局がネットワー
クへのアクセス権の獲得を待っていることを標示する。

局がネッｉ・ワークへのアクセスを待っている場合は、
タイムアウト値は１３秒にセットされる。これは、局が
アクセス権を獲得するよりも十分に長い時間であるべき
である。これ以外の場合は、アクセス制御プロセッサ１
２が所与の指令のところで立往生することのないように
、タイムアウト値はさらに大きな値にセットされる。こ
れらのタイムアウト値のセットは前述のタイムアウト割
込みルーチン８０の所で説明したものである。

“アクセス待ち”フラグをセットした後、レジスタＲ２
、レジスタＲ１，及びレジスタＲ３は、それぞれ、０１
２０、及び１００にセットされ、アクセス制御プロセッ
サ１２は１′アクセス待ち″フラグを検査する（ステッ
プ１０２）。ステップ１００以降で例えばタイムアウト
割込みルーチン８０によって“アクセス待ち″フラグが
クリアされていなければ、キャリア感知標識レジスタ７
８のキャリア感知標識を検査してネットワークが非活動
状態か否かを調べる。もしネットワークが非活動状態で
ないならば、レジスタＲ２の値を１だけ減分して、ステ
ップ１０２で再び“アクセス待ち″フラグを検査する。

延長期間の間キャリア感知標識がなお活動状態ならば、
レジスタＲ２の値は再びＯになるまで連続的に減分され
る。レジスタＲ２の値が０になる時はレジスタＲ３の値
は１だけ減分される。従ってレジスタＲ２が再び０にな
るとレジスタＲ３の値も再び減分されて９８になる。こ
の減分はレジスタＲ３の値が０になるまで続行され、レ
ジスタＲ３の値がＯになるとレジスタＲ１の値が１だけ
減分されて１９になる。こうしてレジスタＲ２及びレジ
スタＲ３の減分は続行する。レジスタＲ２が８ビツトレ
ジスタとすれば、キャリア感知標識はおよそ５１２００
０回検査される。これはおよそ２秒である。こうしてレ
ジスタＡには、″リンク使用中１′標識がロードされる
。゛リンク使用中″標識は外部プロセッサ１０へ返され
るものである。

もし以上の過程の間に、タイムアウト割込みルーチン８
０で許可された１３秒が軽過すれば、１１アクセス待ち
″フラグはクリアされて、ステップ１０４で、″リンク
タイムアウト”標識がレジスタＡにロードされる。

１′リンク使用中”標識、及び″リンクタイムアウト″
標識のいずれの場合も、第５Ｂ図の１０６のプログラム
場所に対応するアドレスへ戻る。プログラムがこのアド
レスへ戻ると、例えば、タイムアウト値を指令タイムア
ウトのための２分３０秒の値へ復元すること、及び各フ
ラグのクリアを確実に行うこと、のようなハウスキーピ
ングタスクを遂行する。そうしてアクセス制御プロセッ
サ１２はステップ１０８で、送信フレーム処理ルーチン
を呼び出す元のプログラムへ戻る。

タイムアウトする前にキャリア感知標識が非活動化すれ
ば、ルーチンはステップ１．１０からステップ１１２へ
進み、アクセス要求が回報通信フレームのためのものか
どうかを検査する。アクセス要求が回報通信フレームの
ためのものであれば、宛先局からは何の応答もないはず
なのでルーチンはステップ１１４へ進む。

自局が単に接続要求を送るためにネットワークのアクセ
スを要求し、かつ接続が既に確立されていて接続要求の
必要がないならば、ステップ１０８でルーチンはレジス
タＡに“ＯＫ”標識をセットする。そうして第５Ｂ図の
ステップ１０６及びステップ１０８を介して送信フレー
ム処理ルーチンから出る。

これ以外の場合は全て、プログラムはステップ１１６へ
進み、そこでリンクテーブルが更新される。リンクテー
ブルはネットワークの丸部な宛先の各々に対して外部Ｒ
ＡＭ２４に１バイトの領域を含んでいてもよい。要求さ
れた送信の宛先に対応するバイトが更新されて、その宛
先からの応答がまだであることを標示する。

アクセス要求が回報通信のためのアクセス要求と判断さ
れた後、または、ステップ１１６で所望のリンクテーブ
ルを更新した後、ルーチンはステップ１１４へ進み、そ
こでネットワークアクセス調停期間がまだ継続中である
か否かを見るためにパ調停期間終了″フラグを検査する
。ステップ１１４で″調停期間終了”フラグが依然とし
てセットされていると判断されれば、アクセス制御プロ
セッサ１２は、ネットワークアクセス調停期間がまだ終
了していないということを知る。

″調停期間終了″フラグが依然としてセットされている
ならば、“アクセス待ち”フラグがステップ１２０で再
び検査されて、それがタイムアウト割込みルーチンでク
リアされていないことを確証する。“″調停期間終了″
フラグ及び″アクセス待ち″フラグがいずれもセットさ
れていれば、パアクセス窓通過”フラグを検査して、自
局に割り当てられたアクセス窓が到来してアクセス窓割
込みルーチン７６（第３Ａ図）によってセットされてい
るか否かを調べる。′アクセス窓通過”フラグがまだセ
ットされていなければ、アクセス制御プロセッサ１２は
自局のアクセス窓が到来していないということを知って
、ルーチンはステップ１２４へ進む。こうしてアクセス
制御プロセッサ１２は１′送信”フラグをクリアし“ア
クセス窓通過″フラグをセットして、次に、（ａ）”調
停期間終了″フラグ及び“アクセス待ち”フラグがセッ
トされること、（ｂ）　”アクセス窓通過″フラグ及び
“送信”フラグがクリアされること、（ｃ）キャリア感
知標識が非活動状態にあること、を待つ。

自局に割り当てられた窓が到来してなおキャリア感知標
識が非活動状態にある場合は、アクセス窓割込みルーチ
ン７６（第３Ａ図）は−ＲＴＳ信号を低レベルにセット
してネットワークへの送信を開始し、″送信″フラグを
セットし、１′アクセス窓通過″フラグをセットする。

これと同時に、アクセス制御プロセッサ１２はステップ
１２６へ進み、そこで“送信待ち″フラグをクリアする
。

次にステップ１２８で″送信”フラグが検査されて、ア
クセス窓割込みルーチン７６によって″送信”フラグが
セットされて自局のアクセス窓が到来していることを標
示するならば、アクセス制御プロセッサ１２はステップ
１３０でそのフレームを送信する。

ネットワークのデータ送信についてはよく知られている
ので、ステップ１３０で実行されるフレーム送信ルーチ
ンは詳しく説明する必要はないだろう。しかしながら、
フレーム送信ルーチンには、送信フレームに必ず付随す
るトークン値の生成も含まれていることに留意されたい
。トークン値の生成は、単に、レジスタＡに現トークン
値をロードしてレジスタＡの内容から値１、値２、また
は所望の値を減分し新たなレジスタＡの内容をトークン
レジスタへ記憶するだけで行われる。または、トークン
値を無作為に生成したいなら１次のような方法を用いて
もよい。現トークン値をレジスタＡにロードしレジスタ
Ａの内容を１ビツトだけ右方ヘシフトしてレジスタＢに
値１３をロードしレジスタＡの内容とレジスタＢの内容
とを乗する。

次にこの乗算結果をレジスタＡに記憶してそれを１だけ
減分し、減分された内容と３Ｆ　（１６進表示）とをＡ
ＮＤして、そうして生成されたレジスタＡの内容を１ビ
ツトだけ左方ヘシフトすることによって新しいトークン
値を得る。こうして得られた新しいトークン値をトーク
ンレジスタへロードする。

トークンバイト中で不使用のビットの値を調整すること
によって偶数パリティを有するようにトークン値を強制
し、偶数パリティを有しないことが検知された時にその
トークン値を無視するようにしてもよい。所望の応答を
受け取らない時は、トークン値を保持して、再送を優先
させてもよい。

ステップ１２８でアクセス窓割込みルーチン７６によっ
て１′送信″フラグがまだセットされていないとアクセ
ス制御プロセッサ１２が判断した場合（例えば他局がア
クセス権を獲得したためにキャリア感知標識が活動状態
になった場合）、送信フレーム処理ルーチンは経路１３
１を介してステップ１００の直後へ復帰する。

ステップ１１４で１′調停期間終了″フラグがクリアさ
れていることが見い出されたような場合は、アクセス制
御プロセッサ１２は、ネットワークアクセス調停期間が
終了したということを知る。これに応じて、ルーチンは
ステップ１３２ないしステップ１４０へ進む。ステップ
１３２では、アクセス制御プロセッサ１２は自分のアク
セス窓番号を計算する。自局に割り当てられたアクセス
窓が到来した時にカウンタ６２が終結カウント信号ＴＣ
を供給できるように、カウント６２ヘロードすべき値を
ステップ１３４で計算する。ネットワークへ連続的にｒ
ｒ　ｌ　＋＋を送出するために−ＲＴＳ信号を低レベル
にセットしくステップ１３６）、所定の期間（１５０マ
イクロ秒）経過後（ステップ１３８）、カウンタ６２を
付勢して−ＲＴＳ信号を高レベルにセットする（ステッ
プ１４０）。この一連の処理が、第２図の所で説明した
ネットワークアクセス調停期間の再設定である。

前述のネットワークへの連続的な１”の送出ｊｔｌｌｌ
ｌＩＩｌ：ｔｔ４ｆ　Ｐ　１　！’１　（１マイ／７　
ａｈ　（Ｘ−？ツブ１３８）であるが、これと異なる期
間を用いてもよい。

いずれにせよ、自局に割り当てられたアクセス窓が到来
した時に当該局は送信を開始し、アクセス制御プロセッ
サ１２はネットワークを監視して衝突が生じたか否かを
判断する。ステップ１４２の衝突検知はよく知られた手
法であるので詳しくは説明しない。衝突検知の手法は、
要約して言えば、フレームが送信されるたびにそのフレ
ームの最初の２バイトを受信して、それらが正しい起点
アドレスと正しい宛先アドレスであるかどうかを検査す
ることである。それらが正しくなければ衝突が検知され
たことになる。衝突が検知されると、ルーチンは経路１
３１を介してネットワークへのアクセス権獲得を繰り返
し試行する。

衝突が検知されなければ、アクセス制御プロセッサ１２
は次にステップ１４４で、その送信フレームが応答の返
ってこない回報通信フレームであるか否か、または、そ
の送信フレーム自身が応答フレームであるか否かを判断
する。いずれにせよ送信は成功したとみなされルーチン
は次にステツプ１５４へ進む。

アクセス制御プロセッサ１２がステップ１４４で、送信
フレームが回報通信フレームでないと判断するか、また
は送信フレームが応答フレームでないと判断すれば、応
答を期待してネツ１−ワークが監視される。何らの応答
が得られなければ、ステップ１４６で送信無応答値を１
だけ減分し、再送を試行するためにルーチンは経路１４
９を介してステップ１００へ復帰する。これは、送信無
応答値がステップ１４８で０と判断されるまで繰り返さ
れ、ステップ１４８で０と判断されれば、レジスタＡに
無応答標識がセットされて、ステップ１０６及びステッ
プ１０８に介して送信フレーム処理ルーチンから出る。

アクセス制御プロセッサ１２が応答を受け取ったと判断
すれば、ルーチンはステップ１５０へ進む。ステップ１
５０では、そのフレームが宛先局で拒否されたか否かを
判断するために受け取った応答を検査する。フレームが
宛先局で拒否されたと別派すれば、パ送信拒否゛′値を
１だけ増分して、アクセス制御プロセッサ１２は送信処
理を、例えば拒否された回数の２乗に比例する期間だけ
遅延する。そうして送信フレーム処理ルーチンは経路１
５１を介してステップ１００へ戻って送信を繰り返す。

送信拒否の回数が許容される最大の回数を超えるまで、
この送信は繰り返される。この判断はステップ１５２で
行う。送信拒否の回数が許容される最大の回数を超える
と、レジスタＡには″フレーム拒否”標識がセットされ
て、ステップ１０６及びステップ１０８を介して送信フ
レーム処理ルーチンから出る。

最終的に、ステップ１５０でアクセス制御プロセッサ１
２が、フレームは拒否されなかったと判断すれば、その
応答が″非接続”応答であったかどうかを検査する。そ
の応答が゛非接続″応答であったと判断されると、レジ
スタＡには″非接続″標識がセットされて、ステップ１
０６及びステップ１０８を介して送信フレーム処理ルー
チンから出る。その応答が“非接続”応答ではなかった
と判断されると、肯定応答を受け取っているのでルーチ
ンはステップ１５４へ進む。

ステップ１５４でアクセス制御プロセッサ１２は、送信
したフレームがデータフレームであったか否かを判断す
る。送信したフレームがデータフレームであったと判断
されると、その宛先へ送信された最後のデータフレーム
のシーケンス番号を標示するために、通常の方法により
、その宛先のリンクテーブルエントリを更新する。デー
タフレームに逐次的な番号を付する目的は、データフレ
ームの送信が再送であるのかまたは新しいデータフレー
ムの送信であるのかを宛先局が弁別できるようにするこ
とである。送信したフレームが制御フレームであったな
ら、リンクテーブルエントリを更新する必要はない。い
ず九にせよ、レジスタＡには“ＯＫ”標識がセットされ
て、ステップ１０６及びステップ１０８を介して送信フ
レーム処理ルーチンから出る。

以上の説明から、外部プロセッサ１０がネットワークへ
のアクセスを要求する時は常に送信フレーム処理ルーチ
ンが呼び出されること、フレーム受信ルーチン及びアク
セス窓割込みルーチンはネットワークとの同期を維持す
るためにフラグのセットとクリアとを適宜制御すること
、がわかるであろう。さらに前述のように、局の数がア
クセス窓の数よりも少ない場合は、利用されるアクセス
窓はまばらに分布するので、衝突の確率が大幅に減ぜら
れ、これにより送信の繰返し及び送信の延期の生ずる頻
度は減って、結果的には、伝送媒体の利用効率はさらに
高くなる。

前にも説明したように衝突の確率をさらに減する手法と
して、局が初期設定された直後に送信を試行する場合は
２回分のネットワークアクセス調停期間を経て初めてア
クセス権を獲得するという手法がある。この処理は、以
下のように比較的簡単な方法で実施することができる。

局が初期設定されたときに、レジスタＡに値２５５をロ
ードして、レジスタＢには、１つのアクセス窓の期間に
相当する値をロードする。レジスタＡの内容とレジスタ
Ｂの内容とを乗じて、その積を１の補数化してそれをカ
ウンタ６２ヘロードする。″アクセス窓通過″フラグと
゛′調停期間終了″′フラグをセットして、２つのネッ
トワークアクセス調停期間が終了したことをカウンタ６
２が終結カウント信号ＴＣによって示したときに、″調
停期間終了″フラグがクリアされて、当局が初期設定し
ているということを表わすフレームが送信される。

［発明の効果］ 以上説明したように、衝突検知式の多重局データ通信シ
ステムにおいて、本発明に基づく手法を用いて、システ
ムに衝突回避の能力を与えることにより、システム全体
としての効率をさらに高めることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に基づく衝突回避のためのアクセス制御
の実施例の概略を表わす図、第２図は、実施例において
事前送信処理の後にネットワークアクセス調停期間が再
び構成される様子を表わす図、第３Ａ図及び第３Ｂ図は
本発明に基づ〈実施例の構成を表わすブロック図、第４
Ａ図は第３Ｂ図の送信部３０の構成を簡略的に表わすブ
ロック図、第４Ｂ図は第３Ａ図の受信部３２及びキャリ
ア感知部３４の構成を簡略的に表わすブロック図、第５
Ａ図及び第５Ｂ図は伝送媒体へのアクセスが要求された
ときに各局で実行される送信フレーム処理ルーチンの各
ステップを表わす流れ図である。 出願人　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・
コーポレーション 代理人　弁理士　頓　宮　孝　− （他１名）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数の局が通信媒体を共有する多重アクセスデ−タ通信
   システムにおいて前記複数の局の前記通信媒体へのアク
   セスを制御する多重アクセス制御方法であって、 通信開始の＄備を完了した局の前記通信媒体へのアクセ
   スを調停するために、前記通信媒体が使用状態から空き
   状態に遷移した後に一定期間を確保し、 前記一定期間内において前記複数の局の全てに一意的な
   アクセス窓をそれぞれ割り当て、前記通信開始の準備を
   完了した局であってかっことを特徴とする多重アクセス
   制御方法。