JPS61125252A - 媒体アクセス制御状態遷移割込方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は地理的に近接した地域内で複数の８１算機を通
信で結合するローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）の
伝送媒体へのアクセス方式に係り１特にリング状の伝送
媒体においてフリート−クンを捕捉した計算機のみが送
信権をもつというｌ・−クン方式の媒体アクセス制御状
態遷移割込方式に関する。

近年、中央演算装置（ＣＰｔＪ）による集中処理から複
数のワークステーションによる分離処理の時代になって
きた。そして、地理的に近接した構内やビル内にある計
算機を通信ネットワークで有機的に結合して１分散処理
やオフィスオートメーションｔ−ａ率よく実行するロー
カルエリアネットワーク（ＬＡＮ）が注目されてきた。

このＬ　Ａ　Ｎを有効に利用することによって、ワーク
ステージジン間のプログラム、文字あるいは画像のデー
タの転送あるいは大容量共有ファイル装置への入出力等
が効率よく実行できる。Ｌ　Ａ　Ｎの代表的な結合方式
にはバス型とリング型がある。バス型でもリング型でも
、ＬＡＮにおいては主にデータと送受信アドレス等から
なるパケットがデータ転送の単位となるが、この場合、
複数のノードと呼ばれるワークステーションが伝送媒体
を共有するので。

媒体へのアクセスを調整、すなわち通信を行う場合のプ
１コ］・コルと呼ばれる通信規約に基づいて。

アクセス選択を行うことが重要となる。従って。

アクセス方式によってネットワークの基本的性質。

すなわち、単位時間にいくつのパうソトが伝送できるか
という伝送容量、故障の対策あるいはシステム設計の容
易さ等の性質が決定されることになる。

（従来の技術〕 従来、この種のＬ　Ａ　Ｎにおけるアクセス方式にはＣ
Ｓ　Ｍ　Ａ　／　ＣＤ　（Ｃａｒｒｉｅｒ　５ｅｎｓｅ
　ｍｕｌｔｉｐｌｅａｃｃｅｓｓ／　ｃｏｌｌｉｓｉｏ
ｎ　　ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ）　＋タイムスロット方式そ
してトークンパッシング（Ｔｏｋｅｎ　ｐａｓｓｉｎｇ
　）方式がある。Ｃ３ＭＡｌＣＤ方式は、イーザネ・７
トに代表される方式で、送信すべきバケノＩ・を持つノ
ードはハスが空いているならば即座に送信し。

バスが使用中のとき送信を中止し再送するまで適当な時
間だけ待って再び送信する方式である。タイムスロット
方式は一定時間をノード数に対応して分割し、各ノード
は決められたタイムスロット・期間のみパケットを送信
できるようにしたりあるいは要求に応じてタイムスロッ
トを割り当てる方式である。最後のｌ・−クンパッシン
グ方式は、送信権を表すフリート−クンと呼ばれるパケ
ットを主にリング状の伝送媒体に循環させ、送信したい
ノードはトークンが廻ってくるまで待ち、トークンを中
に取り込むことによってデータパケットを送信し再びト
ークンを伝送媒体に出すという方式一般的に、ＬＡＮの
ノードの伝送媒体への結合方式には、バス型とリング型
があるが、バス型ではＣ３ＭＡ／ＣＤ法が主に使われる
が、バス型の短所は、原理的にあまり長距離のネットワ
ークや高速のネットワークには向かないこと、および光
ファイバが使用するのが難しく５特に、負荷を増やして
いくと１ｆｉ突による遅延が増し、伝送効率が低下する
という欠点がある。そこで、負荷が多い場合にはトーク
ンリング方式が最も効率がよいといわれている。すなわ
ち、負荷を増しても遅延時間の変化が急増せず伝送容量
が高く、最大遅延時間はリング−周の伝播遅延で決ると
いう長所を持っている。しかし、短所としては、リンク
状の１つの断線の故障が全体に影響したり、パケットが
廻り続けたり、トークンが失われたりする現象があるの
で、これを対処する機能が必要となる。

従来３　この種のトークンリング方式の媒体アクセス制
御のほとんどが各ノード内のマイクロブロクラムすなわ
ち、ファームウェアを使って実行されていた。従って１
・−クンを捕捉した後フレームデータを送信しトークン
を再び送出させる制御をファームウェアで実行している
間は、マイクロプロセッサは他の仕事を実行することは
できず、従って、当該ノー］−のスループットが低下す
るばかりでなく、リング全体のデータ伝送能力の低下を
もたらすという欠点をもっていた。

〔発明が解決しようとする問題点〕

本発明は従来のこのような」二記欠点を解除するために
、トークンリング方式において、　　ｌ−−クンを捕捉
した後フレームデータを送信しトークンを再び送出させ
るという状態制御をファームウェアとは独立に専用ハー
ドウェアで実行できるようにするには専用ハードウェア
とファームウェアをいかに分割するかという問題を解決
するものである。

〔問題を解決するための手段〕 本発明は、リング状の伝送媒体のアクセス権のコントロ
ールをトークンにより行うローカルエリアネットワーク
において、各ノードは媒体アクセス制御（ＭＡＣ）を行
うため、複数個の状態を有し、それらは正常状態とリカ
バリィ状態に分類され、正常状態に分類された状態間の
遷移はノードのプロセッサに通知されず、リカバリィ状
態に分類された状態間の遷移はノードのプロセンサに割
込により通知することを特徴とする媒体アスセス制御状
態遷移割込方式を提供することにある。

〔作　　用〕

本発明は、トークンリング方式において、各ノー「が正
常時にはトークンをまだ捕捉していないというリピート
状態、トークンを捕捉しフレームを送出するトークン保
持状態および、フレームの終りを検出してトークンを送
出するトークン送出状態の３状態を正常状態として専用
ハートうエアに容易に置換できるように定義し、これら
の状態の遷移はＣＰＵの制御を介さずその専用ハードウ
ェア（１，３Ｉ）で実行し、“１・−クンなし”や断線
等の異常状態からのリカハリイ動作はファームウェアに
割込で通知するようにした。

〔実　施　例〕

次に本発明の実施例を図面を参照して説明する。

第１図ｆａｔは２本発明の媒体アクセス制御（ＭＡＣ）
遷移割込方式を説明する回路ブロック図で。

リング状の通信路にノードと呼ばれる針算機が複数個接
続されたローカルネットワーク（ＬＡＮ）において、フ
リート−クン（以下単に“トークン”と呼ぶ）を捕捉し
たノードのみが送信権をもっというトークン方式の原理
に基づいて、各ノードが正常状態の遷移状態の制御を行
う専用ハードウェアと異常状態からのリカバリィを実行
するマイクロプログラム（ファームウェア）に従って行
うアクセス制御回路を示している。

トークンパッシング方式の場合、一般的には３バイトか
らなるトークンをリングに廻したときあるノードがその
１・−クンを捕捉したとき送信権をもちデータフレーム
を流すことになる。ノー１゛が送信を終えたときどの時
点でトークンを解放するということはいくつかの手法が
あるが２本実施例ではそのノードはデータフレームを流
し終った後かつ該フレームのヘッダを認識したときトー
クンを流すことによって、伯のノードに送信権を譲ると
いう手法に従う。上記トークンパッシング方式について
、第３図について説明する。例えば、第３図ｆａｌは、
リング状に４つのノードＡ、Ｂ、Ｃ。

Ｄが接続されている場合、フリート−クンがＣとＤの間
にあッテ、全”ｌ）／−Ｆ、　Ａ、　　Ｂ、　Ｃ，Ｄの
どのノードもトークンを捕捉していない状態で。

フレームを受信し、同じデータを流すことができるリピ
ート状態である。同図ｆｂｌではノードＤがフリート−
クンを捕捉した状態で該ノードＤはト−クン保持状態す
なわち、フレーノ、を送信する権利の待ち状態となる。

この時、他のノードＡ、Ｂ、Ｃはリピート状態のままで
ある。同図ｔｅｌでは、ノードＤはトークン保持状態を
継続しながら、ビジートークンをリングに送出した状態
である。従って、ノードＤのトークン保持状態ではビジ
ートークンを送出できるが５他のリピート状態のノード
Ａ、ＢＣはフリート−クン及びビジートークンをリピー
トすることとなる。

同図（ｄ＋では、ノードＤがフレームを送出終了した状
態で、トークン送出状態となる。同図ｔｅ＋では。

ノードＤはトークン送出状態を継続しているが５リピー
ト状態にあるノート′Ｂがフレームを受信している状態
である。同図（ｆｌでは、ノート“Ｄがトークン送出状
態を継続しながらフレームのヘッダを認識した場合、フ
リート−クンを送出し、ビジートークンを除去する状態
である。そして、同図ｆｇｌに示すように、ノードＤは
ビジート−クンの除去を終了し、再びリピート状態にな
った状態である。

従って、トークン保持状態とトークン送出状態ではフレ
ームはリピートされないこととなる。このようなトーク
ンパッシング方式では各ノー１゛が実際にどのようにア
クセス制御するかが問題になる。

本発明ではこの問題を解決するためにまず状態区分を行
い、さらにこの状態のうち正常状態とリカバリィ状態と
に分類することに特徴がある。

第２図に状態遷移図を示す。トークンを捕捉した場合と
持たない場合を識別するためまずリピート状態φあるい
は■というトークンを持たない状態を定義する。この状
態ではリング内の送信ノードからフレームデータを受信
するだけの機能を持っている。また、この状態では、受
信と同時に同じデータを流すといういわゆるリピートと
いう機能をもっている。この状態において、トークンを
捕捉するとトークン保持状態■あるいは■になり。

送（８できる状態になる。そして、フレームデータを送
信し終るとトークンを放すことになるが、その状態にな
るまでの間をトークン送出状態■あるいは■と呼ぶ。そ
してトークン送出終了後、再びリピート状態■あるいは
■となる。このようにリングもノードが正常である場合
はぎノードはこの■、■、■あるいは■、■、■の各状
態を繰り返すことになる。この■、■、■あるいは■、
■。

■の状態を正常状態と定義する。

各ノードはリピート状態でないときには自己フレームを
除去するという機能も持つ。すなわち。

自分がトークン保持状態■あるいは■でありフレームデ
ータを送出したとき自分のところまでそのフレームデー
タが戻ってきたときにはそのフレームデータを除去して
、そのデータがリングを何度も廻ることを防止し、かつ
フレームの吸収が終了されることを確認する機能を含む
。

また、各ノードにはトークンがなくなったとき再生する
という機能をもつが、でたらめに再生するのではなく特
定なノード、すなわちアクティブモニタ（ＡＭ）と呼ば
れるノードのみが再生できるようにしている。このとき
、アクティブモニタでないノード、すなわち、トークン
の再生を実行しない普通のノードはパンシブモニタ（Ｐ
Ｍ）と呼ぶ。このような本方式ではさらに、ＡＭになる
シーケンスあるいは１・−クンを再生するシーケンス、
あるいはリングの断線時に異常通知フレームを出すため
のシーケンスが状態遷移としである。

トークン再生するための状態をトークン再生状態■と呼
び、そしてＰＭにおいて、八Ｍになるためのフレームを
送信する状態をモニタリカバリィ状態■と呼び、さらに
、異常通知フレームを再生している状態をビーコン送出
状態■と呼ぶ。この■。

■５■の状態をリカバリィ状態と定義する。

ＡＭあるいはＰＭにおいて、状態を監視するタイマがあ
り、それにはタイマ１１〜１５がある。

タイマ１１はＴ＋タイマと呼ばれ、ＡＭがフレームがリ
ングから流れてこないことを時間で監視しており、一定
時間流れてこないとき、すなわちｌ・−クンおよびフレ
ームの両方が流れてこない比較的短い時間Ｔ１　（数十
ｍｓ）を測定する。これは。

トークン再生するためのタイマである。Ｔ２タイマ１２
はＰＭでもＡＭでも起動するがトークンのみが流れてこ
ない比較的長い時間を監視しているタイマである。これ
は、たとえば、断線あるいはｒＡＭなし」の異常状態の
場合でトークンは流れないことになる。Ｔ２の時間は普
通１〜２秒である。Ｔ２タイムアウトになると断線より
もまず“トークンなし”として判断するために、まずＰ
Ｍはモニタリカバリィ状態■となる。Ｔ３タイマ１３は
、トークン保持状態■で１・−クンを保持する時間を制
限するタイマである。Ｔ４タイマ１４は、トークン送出
状態■で動作し、トークンを出すタイミングを制御する
。すなわちフレームを送出１＆ヘツダを認知するまでは
トークンを出さないようにするための時間を監視するの
である。すなわち、フレームがこわれたときはＴ４タイ
ムアウトになるので、このことによって、フレームがこ
われたと判断してトークンを意識的に出すように制御す
る。Ｔ５タイマ１５は、モニタリカバリィー１３＝ 状態■でモニタリカバリィフレームというフレームを何
度か出すことになり、これを出すタイミングを測るタイ
マである。

次にこれらのタイマ１１〜１５を使ってＡＭ状態を生成
するシーケンスについて説明する。まず電源投入時にノ
ードはＰＭのリピート状態である。

この状態でトークンがこないときにはｌ・−クン保持状
態■にもなれないので、Ｔ２タイマ１２がその時間を測
定している。Ｔ２タイムアウト（１〜２秒）になるとそ
のノードはモニタリカバリィ状態■となる。モニタリカ
バリィ状態■となったノードはモニタリカバリィフレー
ムというリカバリィ用のフレームを送出する。そのフレ
ームの中にはソースとディスティネーションのアドレス
フィールドがあり、ソースアドレスは自分のアドレスで
あるので、これによってリング内の同時にリカバリィ状
態にあるノード間の競合を防止する。すなわちＡＭにな
ろうとするノードへの要求がモニタリカバリィフレーム
の送出であるが、自分がモニタリカバリィ状態φであっ
て他からのモニタリカハリイフレームを受けとったとき
、フレーム内のソースアドレス（ＳＡ）とマイアドレス
（ＭＡ）と比較する。ＳＡ＞ＭＡであればそのノードは
モニタリカバリィ状態■を放棄し、リピート状態■にな
る。そして、そのフレームが下流に廻るようにする。こ
れを繰り返すと、Ｔ２タイムアウトになったノードのう
ち１つだけ最大アドレスのノードのみがリピート状態■
でなくモニタリヵバリイ状態■を維持する。そしてＴ１
１　（数ｌ１ｌｓ）時間モニタリカハリイ状態■を続け
る。すなわちモニタリカバリフレームを送出して、最後
に残ったモニタリカバリィ状態■のノート゛でＳＡ＝Ｍ
Ａのモニタリカバリフレームを受信したとき初めて、そ
のノードはＡＭ状態になれると認識する。そしてＡＭ状
態のリピート状態■になって普通の受信状態になり、リ
ングではこれのみがＡＭとなる。ノードのＡＭ状態のリ
ピート状態■においてトークンが捕捉できずＴ１タイム
アウト（数十ｍｓ）となったとき、そのＡＭノードはト
ークン再生状態■となり、リングバージフレーム（ＲＰ
　Ｆ）という特定のフレームを送出する。これはトーク
ンを持たない状態でありながらフレームを流すことがで
きる状態である。このＲＰＦを送出すると、そのＡＭノ
ードはトークン送出状態■になる。すなわちリングは再
び“トークンあり”の状態になり、このＡＭノードは正
常の３状態■、■、■を続ける。

ＰＭも同じく■、■、■の状態を継続することになる。

なお、リングのどこかが断線しているときは、あるノー
ドはリピート状態■がらモニタリヵバリイ状態■に遷移
することになるが、このときは断線しているので自分の
アドレスＭＡのモニタリカバリフレームを受信できなく
なり、リトライアウト検出するところまで遷移し、これ
を１００回ぐらい繰り返してもだめなときビーコン送出
状態■となる。これはリング内の通信路が断線している
場所のすぐ下のノードがこの状態となり、このノードと
その上のノードとの間で断線となっている可能性があり
１断線の検出もできることになる。

次に、上記した３つの状態すなわちリピート状態、トー
クン保持状態およびトークン送出状態を使ってノーマル
な制御をプロセッサの制御を介さずに行う専用ハードウ
ェアについて述べる。

トークンパッシングコントローラ（ＴＰＯ）１０は、第
４図に示すように、各ノードのアダプタ内に１つ含まれ
ており、共通バス６０にマイクロプロセッサ２０．プロ
グラム格納用のＲＯＭ３０、作業用格納用のＲＡＭ４０
および送信／受信バッファ５０とともにその共通バス６
０に接続され、リング通信路の他のノードからビットシ
リアルで転送されてきた受信データ６００をリピート状
態において同期を取りながら入力し、マイクロプロセッ
サ２０の制御を介さずに受信フレームデータを受信バッ
ファ５０にＤＭＡ転送した後。

マイクロプロセッサ２０で処理し結果をＲＡＭ４０に格
納する。他のノードに転送すべきデータは、共通データ
バス６０を介してＤＭＡで送信／受信バッファ５０に転
送され送信可能状態となる。

そして他ノードからトークンが転送されてきた場合には
、ＴＰＯはリピート状態からトークン保持状態に遷移す
るように制御し、送信バッファ５０からの送信データフ
レームを送出し終った時点において、トークン送出状態
に遷移するように制御する。そして最後にトークンを送
出し、フレームの最終バイトを検出することによって再
びリピート状態へ移行する制御を実行する。このＴＰＣ
の存在によって、このようなアクセス制御用の状態遷移
をマイクロプロセッサ２０の制御を介さずに行うことが
できる。このＴＰＣは第５図に示すように、リピート状
態において受信するビットシリアルデータ６００を直並
列変換して得られるバイトデータ１０１０を制御回路＋
０３の制御の下で受信回路１０２に転送し、同期制御し
て受信バッファ５０に転送する。そして、トークン捕捉
後。

トークン保持状態からトークン送出状態において制御回
路１０３の制御下で送信バッファ５０から転送されてく
るフレームデータを送信回路に転送し同期制御してリピ
ート回路１０１よりバイトを並直列変換してフレームお
よびトークンをビットシリアルに出力６０１より出力す
る。

次にＴＰＣのリピート回路１０１とその周辺回路につい
て第６図を用いて説明する。

ビットシリアルで転送されてくる６００のデータＲＸＤ
はまず直並列変換回路Ｒ３Ｒ１０１２でバイトに直ず。

このときまずフレームであるかどうかをみるために特定
なＦＳパターンをデータ線６００に流し、そのフレーム
の先頭パターンを同じＦＳパターンとを比較して−・致
するかどうかを一致回ＩＩ　０１３で調べる。フレーム
は９ビツトバイト、たとえば、ＦＳパターンの９ビツト
を先頭に、ＭＡＣ３ｆｌ＋およびＭ　Ａ　ＣＳ　ｆ２１
がそれぞれ９ピノ］・バイト、その後ディスティネーシ
ョンアドレスおよびソースアドレスがそれぞさ６バイト
。

コマンドとデータがｎハイド、そしてチェックコードが
４バイトでファイルエンｌ゛（ＦＥ）コー１−が１バイ
ト、最後にスティタスが１ハイ［となるようにフィルド
構成されている。まずハイドになるためＲ３Ｒでシリア
ルパラレル変換され、そのビットパターンとＦＳパター
ンと比較されて一致した場合はフレームの先頭であるこ
とが確認されるので、フレーノ・受信開始というフリ、
プフロ。

プＦＦ１０１４すなわちＲＸＦＲＭ信号がセノｌされる
。ＦＳパターンの次の１ハイドは９ビット時間後なので
フレーム先頭時にリセノｉされる４ビツトカウンタ１０
１５によって０から８までカウントし、ＲＣＮ＝８にな
ったとき、リピート回路は、Ｒ３Ｒが次のハイドをセッ
トしているごとを知る。そしてこのシーケンスがフレー
ム内で繰り返される。一方、ＢＦＡバッファ１０１７は
各バイトを一時保持するものである。この一時保持され
たバイトデータは受信回路に転送されて受信シーケンス
カウンタ　（Ｒ３ＣＮ）と受信アドレスカウンタ（ＲＡ
ＣＮ）を使ってフレーム内の各フィールドを識別する。

そして、前者はフィール１′内のハイ］・数をカウント
し、それによってバイトがとのようなものであるかがわ
かる。すなわち。

そのバイトがアドレス部であれば、あらかじめ用意され
たアドレスと比較の実行ができ、たとえばＳＡとＭＡの
比較を行うことができることになる。

また、もし、コマンド部であれば、それを使って。

モニタリカハリイ状態■においてＳＡとＭＡのアドレス
を比較せよというシーケンスに移るように接続すること
ができる。

ｒ（ＦＡバッファ１０１７に接続された２つのレジスタ
ＢＦＥとＢＦＯは同期合せのためのバッファである。す
なわち、受信データからビット同期して得られた自己同
期クロックと訂び送信するクロックとは違うためそれを
カバーするため、ＢＦＯとＢＦＥがあり、それぞれは、
クロック位相の進みと遅れに従ってデータをずらしてへ
ソファリングしバイトｏｄｄとｅｖｅｎとを交互にセン
トするようにしている。このようにして入力されたフレ
ームはＢＦＥとＢＦＯに入力するがそこから取り出すか
どうかを制御回路で決めて送信用レジスタＴＳＲ１０２
０に入れる。ＴＳＲ１０２０はパラレルイン・シリアル
アウトのシフトレジスタである。

このＴＳＲ１０２０に接続されたＴＦＧフリップフロッ
プは１と０を交互に発生する発生器であり。

送（言フレームがないときはＴＳＲがその１０１０・・
・というパターンを送信するようにしている。

次に第２図の状態遷移図の各状態に対応して。

２ｌ− ＴＰＯのステータス制御部内に存在する状態表現用の状
態フリップフロップについて第７図を使って説明する。

ＴＰＯの状態フリップフロップ（Ｆ／Ｆ）には。

アクティブモニタ（ＡＭ）、　　リピート（ＲＩＥＰ）
。

トークン保持（ＴＫＮＨＤ）、）−クン送出（ＴＫＮＰ
Ｓ）、）−クン再生（ＴＫＮＧＲ）、モニタリカバリィ
　（ＭＲＥＣ）、　　ビーコン送出（ＢＣＰＳ）の各状
態をそれぞれ表現するＦＯ，Ｆｌ。

Ｆ２．Ｆ３．Ｆ４．Ｆ５．Ｆ６がある。まず、電源投入
時にはＦｌのリピー１−Ｆ／Ｆが１″にセントされる。

または、ファーＪ、ウェアによる初期設定時においても
Ｆｌは１″にセントされる。

このときこのノードはパッシングモニタ状態のリピート
状態となる。ＴＰＣのリピート回路１０１にトークンが
入力すると、ＦＳ、ＭＡＣ３，ＦＢの３バイトから構成
される。このトークンは順にＢＦＡバッファ１０１７に
ランチされ、ＴＣＰがトークン捕捉を認識すると、Ｆｌ
のリピートＦ／Ｆをリセットし、Ｆ２のトークン保持Ｆ
／Ｆがｌ゛にセントされる。このとき、トークンはこの
ノートによって吸収された状態であり、ｌ・−クンはリ
ピートされず、　　ｋｉｌｌ状態となって、下位ノーｌ
−に転送されないことになる。トークン保持Ｆ／Ｆが“
１”にセントされている間、送信バッファ５０で用意さ
れた送信フレームをリピート回路１０１内のＴＳＲ１０
２０に送り、送信する。送信終了時にトークン送出状態
となり、Ｆ２のトークン保持Ｆ／ＦをリセットしＦ３の
１・−クン送出Ｆ／Ｆを“ｌ”に七ノドする。フレーム
送出後ト−クンを送出すると再びリピート状態となるの
で。

トークン送出Ｆ／Ｆをリセットすると同時に、再びＦｌ
のリピートＦ／Ｆを“ｌ”にセットする。

ＦｌのリピートＦ／Ｆが“１”にセントされノードがリ
ピート状態にあるとき、Ｔ２タイマにおいてタイムアウ
トとなると、モニタリカハリイ状態を表現するＦＳのモ
ニタリカバリィＦ／Ｆが“１”にセントされる。そして
、モニタリカバリィフレームをＴＳｌ’？１０２０を介
してリングに転送し。

そのフレームがリングを巡回して帰還されたかどうかを
みて、フレーム内のソースアドレス（ＳＡ）と自分のア
ドレス（ＭＡ＞を比較する。前述したように、ＳＡ＞Ｍ
Ａのときにはリピート状態にもどるために、ＦＳのモニ
タリカバリィＦ／Ｆをリセットする。そして、ＳＡ＝Ｍ
Ａとなった場合には、このノードがアクティブモニタと
なるために。

Ｆ５のモニタリカパリイＦ／Ｆをリセットすると同時に
ＦＯのアクティブモニタＦ／Ｆを１″に七ノドし、さら
にＦｌのリピートＦ　／　Ｉ？も１”にセットする。す
なわち、このノードはアクティブモニタ状態のリピート
状態となる。そして、］・−クン保持、トークン送出２
そしてリピートを繰り返すことができれば、Ｆ２．Ｆ３
が七ノ１されながら３つの状態を繰り返す。しかしリピ
ート状態で、Ｔ＋タイマにおいてＴ＋タイムアウｌとな
ると、Ｆ４のトークン再生Ｆ／Ｆが”Ｉ”にセントされ
る。トークンを再生してリングに転送されるとＦ４はリ
セットされ、１・−クン送出状態を表現するトークン送
出Ｆ／Ｆが“１”にセントされてトークンが再生される
。なお、パンシブモニタ状態でＳＡとＭＡを比較したと
き、Ｔ５タイム内で常にＳＡ≠ＭＡであるときは、この
ノードはアクティブモニタにはなれず、ビーコン送出状
態となるので、Ｆ６のビーコン送出Ｆ／Ｆが１”にセン
トされる。また、このＦ６はＢＣＦ受信時にはリピート
状態となるのでリセットされるが断線検出した場合には
再びセントされる。

次に第１図（δ）を用いて２本発明のＭＡＣ遷移割込方
式を説明する。

本発明は５各ノードがＭＡＣ制御を行うために。

第２図に示した状態遷移図において、■５■、′■（あ
るいは■、■、■）の正常状態と■、■、■のリカバリ
ィ状態に分類し、正常状態の状態間の遷移はノードのプ
ロセッサ２０に通知せずにＴＰＯが実行し、リピート状
態の状態間の遷移はプロセッサ２０に“割込”により通
知し１遷移する理由を割込原因表示レジスタによりプロ
セッサ２０のファームウェアに提示することを特徴とす
る。すなわち、正富時のフレーム、トークンの送出再生
のフォーマットやタイミングの正常状態の制御はＴＰＣ
のＬＳＩでファームウェアが意識せずに自動で独立に行
い、“１・−クンなし”あるいは”ＡＭなし”等に対す
るリカバリィはファームウェアに割込で通知するように
して制御することによって２時間的な損失を除去するこ
とになる。

もし、すべての状態遷移をすべてファームうエアで実行
すると１−クンを捕捉してフレームを送出してトークン
を送出するまでの正常状態の遷移にはかなりの遅延があ
り、この間のマイクロプログラムで実行するべき他の仕
事が完全に待ち状態となる。偶発的に発生するリカバリ
ィの制御はファームウェアに通知してすべてファームウ
ェアで実行するようにして効率を上げる。すなわち、“
トークンなし”、ＡＭなし”あるいは″断線”といった
偶発的な状態はファームウェア自身がリカバリィ用のフ
レームを用意し、ファームウェアが意識してそのフレー
ムを送信し、結果のフレームもフレームウェアに通知さ
れる。たとえばモニタリカバリィ状態■において、モニ
タリカバリィフレームを送出したとき、その結果として
、ＳＡとＭＡの比較はＴＰＣのハートすなわちＬＳＩで
実行するが、“ＡＭになれ”という信号はファームウェ
アに割込で通知する。そして、ファームウェアが八Ｍに
なったことを認識した場合には、ファームウェア自身が
状態を検知する。このように。

リカバリィ状態におけるファー１２ウエアへの割込には
次のようなものがある。

′ＦＩタイマ割込； ＴＩタイマはアクティブモニタリピート状態■のときに
動作し、トークンまたはフレーＪ、のいずれも通過しな
いと数〜数十ｌｌ１ｓでタイムアウトになる。これは割
込でファームウェアに通知される。ファームウェアは状
態をトークン再生状態■にセットし、ＲＰＦ（リングバ
ージフレーム）を送出する。

トークンまたはフレームが通過するとＴＩタイマはリス
タートする。

Ｔ２タイマ割込： Ｔ２タイマはモニタリカバリィ状態■あるいはビーコン
送出状態■以外の状態において動作し、トークンが通過
しないと数秒でタイムアウトになる。これは割込でファ
ームウェアに通知される。ファームウェアは状態をモニ
タリカバリィ状態にセットし。

ＭＲＦを送出する。トークンが通過するとリスタートす
る。

Ｔ５タイマ割込： Ｔ３タイマはモニタリカバリィ状態■において動作し、
数ｌｌｌ５でタイムアウトになる。

これは割込でファームウェアに通知される。

ファームウェアは状態は変更せす、肖びモニタリヵハリ
イフレームを送出する。

ＡＭ獲得割込： モニタリカバリィ状態■において、ＳＡ＝ＭＡのモニタ
リカバリィフレームを受信すると割込で通知し、ファー
ムウェアは状態をアクティブモニタリピート状態■にセ
・ノドする。

ＭＲＣ解除割込： モニタリカバリィ状態■において、ＳＡ＞ＭＡのモニタ
リカパリイフレームを受信すると割込で通知する。ファ
ームウェアはパッシブモニタリピート状態■にセットす
る。

ＢＣＰＳ解除割込： ビーコン送出状態■において、ＢＣＦ受信すると割込で
通知し、ファームウェアはパッシブモニタリピート状態
■にセントする。

ＡＭ解除割込ニ アクチイブモニタ状態において、ＳＡ＃ＭＡのＲＰＦを
受信すると割込で通知するファームウェアはパッシブモ
ニタリピート状態に七ノドする。

従って、第７図の状態フリッフロップＦＯ〜Ｆ６におい
て、＊印の信号はファームうエアでセントされることに
なる。

次に、第１図ｆａｔは割込みを発生するＴＰＣの受信回
路の一部であって、上述したタイマＴ　＋　。

Ｔ２．Ｔ５を含みＳＡとＭＡの比較も実行する。

受信フレームの先頭ＦＳパターンが確認されると。

ハイドデータは受信回路に転送されて５受信シーケンス
カウンタ（Ｒ３ＣＮ）１０２０と受信アドレスカウンタ
（ＲへＣＮ）］　０２１Ｈ！って、フレーム内の各フィ
ールドを識別できる。たとえばＢＦＡバッファ１０１７
に入力されたバイトがもしアドレス部ＳＡであれば、カ
ウンタ１０２０と１０２１をデコード回路１０２２でデ
コード信号でノードアドレスレジスタ１０２３より選択
されるあらかじめ用意された自分のアドレス（ＭＡ）と
の比較を比較回路１０２４で実行できる。ＳＡ＝ＭＡの
ときには初期化のとき“０゛にセットされたフリップフ
ロップに１”がセントされる。

そして、プロセンサ２０からコントロールレジスタの特
定なビットが有効となった時点で、すなわちアンド回路
１０２７の出力が“１″となり、受信ステータス１０２
８内にＳＡ＝ＭＡを示すビットがセントされ、制御回路
部１０３に与えられる。

受信ステータスレジスタＲＸＦ３の内容は第１図（ｂｌ
に示すように１ビツト目とθビット目は００が非すカバ
リイフレーム、０１がリングパージフレーム（ＲＰＦ）
、１０がモニタリカバリィフレーム（ＭＲＦ）および１
１がビーコンフレーム（ＢＣＦ）を示し、３ビツト目と
２ビツト目において００がＳＡ＝ＭＡ、０１がＳＡ＞Ｍ
Ａ、１０がＳＡ＜ＭＡ、そして１１がフレームアボート
を表現する。４ピツＩ・目のＦＣ３Ｅは自ノードでＦＣ
Ｓエラーを検出したとき七ノドされるものである。

エラー検出は第１図（ａｌの受信回路１０２のＲＣＲＣ
レジスタとＣＲＣ演算回路１０３０でＢＦＡバッファ１
０１７にセントされたチェックコートに対してＣＲＣ演
算した結果と定数１０３２と比較回路１０３１で比較し
て行われる。不一致の場合にはファームウェアにその異
常を通知する。また。

フレームの終りは比較回路１０３３で受信したＦＥパタ
ーンがあらかじめ定められたＦＢパターンと比較して実
行され、不一致の場合はやはりファームウェアに割込を
かけることになる。

このように本発明は、リング状の伝送媒体のアクセス権
のコントロールをトークンにより行うローカルエリアネ
ットワークにおいて、各ノートは媒体アクセス制御（Ｍ
ＡＣ）を行うため、複数個の状態を有し、それらは正常
状態とリカバリィ状態に分類される。正常状態ではフリ
ート−クンを捕捉し、フレームの送出後に、フリート−
クンを送出し、また自ノード宛のフレームを受信するた
めの制御を行い、リカバリィ状態ではフリート−クンの
消失を検出し再生を行い、あるいは１・−クンを再生す
る権利を獲得するための制御あるいは。

異常を通知するためのフレームを送信するための制御を
行う。このとき正常状態に分類された状態間の遷移はノ
ードのプロセッサに通知されず、リカバリィ状態に分類
された状態間の遷移はノードのプロセッサに割込により
通知し、遷移する理由を割込原因表示レジスタによりプ
ロセッサに提示することを特徴とする。

〔発明の効果〕

本発明は、このように、各ノードにおいて、リピート状
態、トークン保持状態およびトークン送出状態という正
常状態に対して、正常状態間の遷移はマイクロプロセッ
サ（ＭＰＵ）のファームウェアを介さずにプロセッサと
は独立にＴＰＣ専用ハードウェアが実行し５　″トーク
ンなし”、ＡＭなし”あるいは断線という異常状態に対
してはファームウェアに割込で制御することによって。

Ｍ　Ｐ　ｔＪはＴＰＣが状態遷移を実行している間は他
の仕事を実行し異常状態のときのに伝送媒体のチェック
を行うようにして、全体のスループットを向上させるば
かりでなく、ＭＰＵに対するファームウェア負担が小さ
くなり従ってシステム設針が極めて容易になるという効
果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図１ａｌは本発明の実施例に係る割込みを発生する
ＴＰＣ受信回路の一部のブロック図。 同図（ｂ）は第１図（ａ）における受信ステータスレジ
スタＲＸＴ３の内容を示す図。 第２図は本発明の媒体アクセス制御状態遷移割込方式の
状態遷移図。 第１図１ａｌ〜（ｇｌはトークンパッシング方式の説明
図１ 第４図はトークンパッシング方式におけるアダプタの構
成図。 ＝３３− 第５図は第４図に示したアダプタに設けられるトークン
パッシングコントローラのプロ・ツク図。 第６図はＴＰＣのリピート回路図。 第７図はＴＰＣのステータス制御部を示す図である。 １０２・・・受信回路。 １０２６・・・コントロールレジスタ。 １０２８・・・受信ステータスレジスタ。 −３４＝ ヱ ＣＤＩ 、　　　　　　′：Ｌ も　　　　ゝ ■ −シー 嘔 ℃へ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）リング状の伝送媒体のアクセス権のコントロール
   をトークンにより行うローカルエリアネットワークにお
   いて、各ノードは媒体アクセス制御（ＭＡＣ）を行うた
   め、複数個の状態を有し、それらは正常状態とリカバリ
   ィ状態に分類され、正常状態に分類された状態間の遷移
   はノードのプロセッサに通知されず、リカバリィ状態に
   分類された状態間の遷移はノードのプロセッサに割込に
   より通知することを特徴とする媒体アスセス制御状態遷
   移割込方式。
2. （２）正常状態ではフリートークンを捕捉し、フレーム
   の送出後に、フリートークンを送出し、また自ノード宛
   のフレームを受信するための制御を行い、リカバリィ状
   態ではフリートークンの消失を検出し再生を行い、ある
   いはトークンを再生する権利を獲得するための制御ある
   いは、異常を通知するためのフレームを送信するための
   制御を行うことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載
   の媒体アクセス制御状態遷移割込方式。