JPS6235733A - 通信制御装置 - Google Patents
通信制御装置Info
- Publication number
- JPS6235733A JPS6235733A JP60174153A JP17415385A JPS6235733A JP S6235733 A JPS6235733 A JP S6235733A JP 60174153 A JP60174153 A JP 60174153A JP 17415385 A JP17415385 A JP 17415385A JP S6235733 A JPS6235733 A JP S6235733A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- dunning
- frame
- deadlock
- node
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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- Communication Control (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の利用分野〕
本発明は、受信可能応答によりデータ転送を開始する通
信システムに係り、特に、受信可能応答によるデッド口
、りを容易解除する手段を有する通信制御装置に関する
。
信システムに係り、特に、受信可能応答によるデッド口
、りを容易解除する手段を有する通信制御装置に関する
。
受信ノードの受信可能応答（以下ＲＲという）を受けて
送信ノードがデータ送信を開始するというネットワーク
がある。
送信ノードがデータ送信を開始するというネットワーク
がある。
このＦｔＲでデータ転送の同期をとるネットワークにお
いては、各ノードのデータバッファを送受信兼用とする
ことが可能である。つまり、ＲＲを送信した時は、デー
タバッファを受信用としデータを待ち、Ｒ，Ｒを受信し
六時は送信用とする。複数のＲ，Ｒ受信処理要求または
ＲＲ送信要求のある時はこれを順に処理すｎば、実質的
にはバッファは１つで良く、通信制御装置の小型化、低
価格化がはかれる。
いては、各ノードのデータバッファを送受信兼用とする
ことが可能である。つまり、ＲＲを送信した時は、デー
タバッファを受信用としデータを待ち、Ｒ，Ｒを受信し
六時は送信用とする。複数のＲ，Ｒ受信処理要求または
ＲＲ送信要求のある時はこれを順に処理すｎば、実質的
にはバッファは１つで良く、通信制御装置の小型化、低
価格化がはかれる。
しかし、通常は、入力データは待ち行列に入れらｎ順に
処理されるため、次に示すデッドロックが生じる。第１
図にデッドロックの例を示す。
処理されるため、次に示すデッドロックが生じる。第１
図にデッドロックの例を示す。
ＣからのＲＲを受信したＡは、受信Ｒ，Ｒを処理待ち行
列に入れ、現在処理中または、該受信ＲＲより先に処理
されるＲＲ送信を行いデータ待ちになったとする。同様
のことがＡからＢ、ＢからＣへのＲＲ送信に関して起こ
ったとする（第１図）と、Ａ、Ｂ、 Ｃはデータ待ちと
なりこの状傅は解除されない。
列に入れ、現在処理中または、該受信ＲＲより先に処理
されるＲＲ送信を行いデータ待ちになったとする。同様
のことがＡからＢ、ＢからＣへのＲＲ送信に関して起こ
ったとする（第１図）と、Ａ、Ｂ、 Ｃはデータ待ちと
なりこの状傅は解除されない。
このデッドロックを対策するのに受信し７′ｉ：ＲＲを
待ち行列に入れないですぐ処理する等の方法が、処理が
複雑となり、また高速通信では処理が間に合わない。
待ち行列に入れないですぐ処理する等の方法が、処理が
複雑となり、また高速通信では処理が間に合わない。
本発明の目的は、前記デッドロックを解除する手段を有
する通信制御装置を提供することである。
する通信制御装置を提供することである。
デッドロックを解除するには、デッドロックを起こして
いるＲＲを知る手段があれば、容易にこれを解除するこ
とができる。
いるＲＲを知る手段があれば、容易にこれを解除するこ
とができる。
例えば、第１図でＣがＢからのＲＲ，がデッドロックを
原因になっていることを知ったとすると、Ｂにデータを
送信するＢはデータ受信処理の後人にデータを送信し、
Ａはデータ受信処理の後Ｃにデータを送信してデータ転
送を終了する。
原因になっていることを知ったとすると、Ｂにデータを
送信するＢはデータ受信処理の後人にデータを送信し、
Ａはデータ受信処理の後Ｃにデータを送信してデータ転
送を終了する。
デッドロックを知る方法としては、Ｒ，Ｒ送信後ある一
定時間たってもデータを受信しない時は督促情報をＲＲ
，送信先に送信し、ＲＲを送信しているノードは次々に
その情報を伝達していき、督促情報の発行元にそｎが戻
った時にデッドロックと判定すｎばよい。
定時間たってもデータを受信しない時は督促情報をＲＲ
，送信先に送信し、ＲＲを送信しているノードは次々に
その情報を伝達していき、督促情報の発行元にそｎが戻
った時にデッドロックと判定すｎばよい。
また、ノードにプライオリティをつけ、督促情報の伝達
に制限をつけｎば、最もプライオリティの高いまたは低
いノードのみがデッドロックを検出する様にできる。
に制限をつけｎば、最もプライオリティの高いまたは低
いノードのみがデッドロックを検出する様にできる。
以下、本発明の一実施例を示す。本実施例は、いわゆる
ループ状ネットワーク用ノード装置である。第２図に本
実施例のネットワークを示す。ネットワークは、端末８
や計算機９とのインタフェース６を有するノード７を複
数個をループ状に伝送路５で接続しｔものである、 第３図に本実施例のノード装置を示寸。ノード装置は、
シリアルデータ入力４００から同期をとりパラレルデー
タに変換し、復号化を行う受信部４０、パラレルデータ
線１３１を符号化しシリアルデータを伝送路４０１に出
力する送信部４２、データ線１３０で受信部４０からデ
ータを受は取り、フレームの取込、中ｑ、送出を行いま
たタイマー４４を有する制御部４３、コマンドや応答等
非データフレームの情報用待ち行列１０、制御部４０が
データ線１２０を介してデータを書き込んだり読出した
りするデータバッファ２０、データバッファのデータを
データ線１２５を介して読出したり、データバッファに
データを書込む、端末とのインタフェース１３０．１３
１を有する接続部３０で構成される。バッファ２０は１
パケット情報分だけである。
ループ状ネットワーク用ノード装置である。第２図に本
実施例のネットワークを示す。ネットワークは、端末８
や計算機９とのインタフェース６を有するノード７を複
数個をループ状に伝送路５で接続しｔものである、 第３図に本実施例のノード装置を示寸。ノード装置は、
シリアルデータ入力４００から同期をとりパラレルデー
タに変換し、復号化を行う受信部４０、パラレルデータ
線１３１を符号化しシリアルデータを伝送路４０１に出
力する送信部４２、データ線１３０で受信部４０からデ
ータを受は取り、フレームの取込、中ｑ、送出を行いま
たタイマー４４を有する制御部４３、コマンドや応答等
非データフレームの情報用待ち行列１０、制御部４０が
データ線１２０を介してデータを書き込んだり読出した
りするデータバッファ２０、データバッファのデータを
データ線１２５を介して読出したり、データバッファに
データを書込む、端末とのインタフェース１３０．１３
１を有する接続部３０で構成される。バッファ２０は１
パケット情報分だけである。
第４図に本実施例でのフレーム形式を示す。フレームの
境界を示すフラグＦ、送信先ノードアトＬ’スＤＡ％
送信元ノードアドレスＳＡ、フレーム種別を示す制御部
ＬＯ，情報■、ピット誤シ検出部ＦＣ８からなる。
境界を示すフラグＦ、送信先ノードアトＬ’スＤＡ％
送信元ノードアドレスＳＡ、フレーム種別を示す制御部
ＬＯ，情報■、ピット誤シ検出部ＦＣ８からなる。
第５図に、督促フレームの形式を示す。本フレームが督
促フレームであることを示すパタンＵＲＧ（実際には、
００１０１００１の８ビツトバタン）をＬＯ１本督促フ
レームの督促元ノードアドレスＵＳＡを情報とするフレ
ームである。
促フレームであることを示すパタンＵＲＧ（実際には、
００１０１００１の８ビツトバタン）をＬＯ１本督促フ
レームの督促元ノードアドレスＵＳＡを情報とするフレ
ームである。
ＷＪ６図にＩ（Ｒ，送信後一定時間内にデータ受信がな
い時の制御部４３の処理フローを示す。第７図に、督促
フレームを受信した時の制御部４３の処理フローを示Ｔ
。フロー中、ＵＲＧ（Ａ−＋Ｂ％Ｃ）は、第５図の５Ａ
＝Ａ％ＤＡ＝Ｂ、ＵＳＡ＝Ｃ！の督促フレームを示す。
い時の制御部４３の処理フローを示す。第７図に、督促
フレームを受信した時の制御部４３の処理フローを示Ｔ
。フロー中、ＵＲＧ（Ａ−＋Ｂ％Ｃ）は、第５図の５Ａ
＝Ａ％ＤＡ＝Ｂ、ＵＳＡ＝Ｃ！の督促フレームを示す。
ＭＡは自ノードアドレス、ＤＡ （ＲＲ）はＲＲの送信
先ノードアドレスを示す。実施例では、制御部４３はマ
イクロコンピュータを用い、第６および７図の処理はこ
のマイクロプログラムにより実現した。
先ノードアドレスを示す。実施例では、制御部４３はマ
イクロコンピュータを用い、第６および７図の処理はこ
のマイクロプログラムにより実現した。
本ノード装置がデッドロックを検出する様子を第８図に
示す。例ではノード番号０．１．２をもつ３つのツード
ナＯ１≠１、◆２で構成される。
示す。例ではノード番号０．１．２をもつ３つのツード
ナＯ１≠１、◆２で構成される。
３つのノードがほぼ同時にＲＦＬを送信し、受信非デー
タフレーム待行列１０に入：ｎをか処理待コマンドが多
くデッドロックが生じたとする。第８（ｇｚ４（ａ）に
示すように、φ０→す１、≠１→４２．４Ｐ２→す０へ
ＲＲを送信したとする。各ノードはデータバッファ２０
を受信用に設定し、データフレームを待っている。この
状態が一定時間続くとタイマー４４がタイムアウトとな
り第６図に示す処理を開始し、第８図（ｂ）に示す様に
＋０→≠１、＋１→φ２に督促フレームが送信さｎる。
タフレーム待行列１０に入：ｎをか処理待コマンドが多
くデッドロックが生じたとする。第８（ｇｚ４（ａ）に
示すように、φ０→す１、≠１→４２．４Ｐ２→す０へ
ＲＲを送信したとする。各ノードはデータバッファ２０
を受信用に設定し、データフレームを待っている。この
状態が一定時間続くとタイマー４４がタイムアウトとな
り第６図に示す処理を開始し、第８図（ｂ）に示す様に
＋０→≠１、＋１→φ２に督促フレームが送信さｎる。
督促フレームを受信したす１と＋２のノードは第７図の
処理に入り第８図（Ｃ）に示す様に＋１→＋２に督促フ
レームが送信される。＋２は督促フレームを受信したの
で第７図の処理に入り第８図（ｄ）に示す様に＋２→す
Ｏへ督促フレームが送信される。督促フレームＵＲＧ（
＋２→＋０１ すＯ）を受信したすＯノードは第７図に
示す処理に従い、＋２からのＲＲがデッドロックの原因
の１つであることを知ることができる。そこで、＋２に
データを送信し、それが終了してからデータ受信動作に
入る。
処理に入り第８図（Ｃ）に示す様に＋１→＋２に督促フ
レームが送信される。＋２は督促フレームを受信したの
で第７図の処理に入り第８図（ｄ）に示す様に＋２→す
Ｏへ督促フレームが送信される。督促フレームＵＲＧ（
＋２→＋０１ すＯ）を受信したすＯノードは第７図に
示す処理に従い、＋２からのＲＲがデッドロックの原因
の１つであることを知ることができる。そこで、＋２に
データを送信し、それが終了してからデータ受信動作に
入る。
データを受信した＋２は＋１からのｌｌ’Ｌに答えデー
タを送信する。＋１は同様にして＋２からのデータを受
信し、≠０ヘデータを送信する。この様にしてデッドロ
ックからぬけることができな。
タを送信する。＋１は同様にして＋２からのデータを受
信し、≠０ヘデータを送信する。この様にしてデッドロ
ックからぬけることができな。
第７図の処理中、ＲＲを送信していない時や、ＵＳＡ＋
ＭＡの時はノードは何もしないが、ＵＳＡに対し督促応
答を出し、必ず督促フレームの送信元に、督促フレーム
か督促応答が戻ることにして信頼性を上げることができ
る。
ＭＡの時はノードは何もしないが、ＵＳＡに対し督促応
答を出し、必ず督促フレームの送信元に、督促フレーム
か督促応答が戻ることにして信頼性を上げることができ
る。
またＳ第７図の処理で、ＭＡとＵＳＡの大小を比較して
処理しているが、他の方法で例えばあらかじめ与えてお
く等して優先順位をつけ、その順序に行って督促フレー
ムを出すことにしても良い。
処理しているが、他の方法で例えばあらかじめ与えてお
く等して優先順位をつけ、その順序に行って督促フレー
ムを出すことにしても良い。
また、督促フレーム送信した時タイマ４４をセットして
、タイムアウトするたびに督促フレームを出し確実性を
上げることもできる。
、タイムアウトするたびに督促フレームを出し確実性を
上げることもできる。
本発明によｒば、Ｒ［によるデッド口、りを容易に解除
できる。
できる。
第１図はデッド口、り状態を示す図、第２図は本発明の
実施例のネットワークを示す図、名３図は本発明の実施
例のノード装置を示す図、第４およびｉ５図は本発明の
実施例の７レ一ム形式を示す図、第６および；Ｊ７図は
処理フローを示す図、第８図は本発明の実施例の動作を
示す図である。 符号の説明 ５：伝送路、６：端末インタフェース、７：）−ド装置
、８：端末、９：計算機、４０：受信部、４２：送信部
、４３：制御部、１０：待ち行列、２０：データバッフ
ァ、３０：接続部 第２図 ′ｙ′ デ 第４図 茅夕図 第２囚 （Ｕ （ｂ） ３図 （Ｃ） （ｄ−）
実施例のネットワークを示す図、名３図は本発明の実施
例のノード装置を示す図、第４およびｉ５図は本発明の
実施例の７レ一ム形式を示す図、第６および；Ｊ７図は
処理フローを示す図、第８図は本発明の実施例の動作を
示す図である。 符号の説明 ５：伝送路、６：端末インタフェース、７：）−ド装置
、８：端末、９：計算機、４０：受信部、４２：送信部
、４３：制御部、１０：待ち行列、２０：データバッフ
ァ、３０：接続部 第２図 ′ｙ′ デ 第４図 茅夕図 第２囚 （Ｕ （ｂ） ３図 （Ｃ） （ｄ−）
Claims (1)
- １、相手通信制御装置からの受信可能応答を受信してか
らデータを送信する通信システムにおいて、少なくとも
自通信制御装置を督促元と認識できる督促情報を受信可
能応答送信先に送信する手段と受信した督促情報から督
促元を認識する手段と受信した督促情報を受信した通信
制御装置がすでに送信した受信可能応答送信先へ転送す
る手段を有する通信制御装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP60174153A JPS6235733A (ja) | 1985-08-09 | 1985-08-09 | 通信制御装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP60174153A JPS6235733A (ja) | 1985-08-09 | 1985-08-09 | 通信制御装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6235733A true JPS6235733A (ja) | 1987-02-16 |
Family
ID=15973606
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP60174153A Pending JPS6235733A (ja) | 1985-08-09 | 1985-08-09 | 通信制御装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6235733A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH02121494A (ja) * | 1988-10-31 | 1990-05-09 | Mazda Motor Corp | 車両用多重伝送装置 |
-
1985
- 1985-08-09 JP JP60174153A patent/JPS6235733A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH02121494A (ja) * | 1988-10-31 | 1990-05-09 | Mazda Motor Corp | 車両用多重伝送装置 |
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