JPS6367942A

JPS6367942A - 計算機ネツトワ−クの伝送方式

Info

Publication number: JPS6367942A
Application number: JP61211584A
Authority: JP
Inventors: Tadahiro Teraoka; 寺岡　忠浩; Makoto Nomi; 能見　誠; Masaharu Yabushita; 藪下　正治
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1986-09-10
Filing date: 1986-09-10
Publication date: 1988-03-26

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、計算機ネットワークの伝送方式に関し、特に
ネットワークの障害を短時間に険出し、障害時にもデー
タ伝送を中断することなく維持でき、かつノード装置を
経済的に構成できる計算機ネットワークの伝送方式に関
するものである。

〔従来の技術〕

従来、パケット交換網等の蓄積型ネットワークにおいて
は、ネットワークのトラフィックを抑制する方法とし７
て、互いに網を介し、て結合された計算機同志が送出す
るメツセージの−・部に着償確認、情報を挿入し１て、
その確認が取ハるまで、続１−１で送らない方法を採用
している。しかし、トｙ数の計算機１こ同時に同じｌ′
ｉｖ報を送信する、いわゆる同報通信を行う場合、複数
の確認情報が必要どなり、かつ確認情報を挿入する手順
が複雑であった５また、ネットワーク網を利用して交信
する加入者同志を結合する経路は、一定のルールで唯一
の経路を選択し、障害発生時に代替経路を探オ；する−
・１一方法が採られている。この方式では２経路の再構成に時
間を要し、また回報通信、つまり全てないし一部の複数
のＲ１算機に同一のメツセージを同時に送信することが
困難であった。

そこで、この問題を解決するために５例えば、特願昭６
０−２８０９１３号明細書に記載さ狙た方法が提案され
た。この方法では、各ノードにおいて、受信したメツセ
ージをそのまま中継するどともに、メツセージの到来し
た方向にも送信することで送信確認とするのである。送
達未確認の場合、引き続く同一発信源のメツセージの発
信、および中継を保留することにより、同報通信の送達
確認とメツセージトラフィックの抑制伝効果的に行うこ
とができる。その場合に、具体的には発信源ごとにメツ
セージ保持数カウンタを設けて、送信直前にこのカウン
タ値を参照し、メツセージを送信し、ないでキューに戻
すことにより保留する。

一方５．ノード装置に内蔵さＪｌているトライノ、チー
１−論理素子を利用したオープンコレクタ回路は第３０
図に示すように、トライステー１−輪Ｊｌ素了３１の入
力データ３・１と同じ信号を出力コントロール信号どし
て入力することにより、オープンコレクタ＠路を構成し
ている。第３０図の回路では、オーブンコレクタの出力
をディスエーブルすると、　きの出力立上り時間が、オ
ーブンコレクタ特有のプルアップ抵抗ＲＬと負荷容ｆＡ
Ｃして定まる時定数に基づいて変化し１１通常の論理素
子より増大する。すなわち、入力信号を出力ディスエー
ブル（ｉ号と兼用し、て通常のオープンコレクタど同じ
ような動・作を行わせる論理回路では、出力をディスエ
ーブルしたときの出力の立上り時間については。

配慮されていなかった。

〔発明が解決しようどする問題点〕

上記提案の方法では、ネットワークの障害を検出する場
合、一定回数だけ再送した後、送達未確認のポートを異
常と判定していた。しかし、再送のためにメツセージを
保留することが、メツセージ１−ラフイック機能に大き
な影響を及ぼすことについて、何も配慮されていなかっ
た。さらに５上記の方法では、保留するメツセージが、
送４ｒＪするメツセージと混在してノード装置内を巡回
しているが、その場合の処理効率の点についても配慮さ
れていなかった。また、従来のノード装置相互の結合は
、ループを除き、半二重（バス方式）や全二重通信であ
るが、半二重の場合、競合調整時間なるオーバヘッドと
、そのためのロジックの複雑化、全二重の場合、伝送線
が２本必要であることが必要であり、いず、１（も１台
のノード装置の結合にポートが２つ必要であった。

また、、ノード装置に内蔵さ扛るオーブンコレクタ回路
についても、従来の技術では、オーブンコレクタ出力の
立上り時間を短くする点については配慮されていなかっ
た。すなわち、複数の出力をワイアードＯＲして、高速
に動作させる回路においては、プルアップ抵抗ＲＬの値
をできる限り小さくしなけ肛ば高速に動作できないので
、電’Ｊ＋ｆ、容量が大きい論理素子を使用し、なけれ
ばならず、消費電力が増大するという問題がある。また
、電流容量の小さい論理素子では、プルアップ抵抗Ｒし
を小さくすることができないので、出力の立上り時間が
増大するという問題もある。

本発明の目的は、こ」Ｉらの問題を改善し、（ａ）ネッ
トワークのメツセージ伝送遅延時間の長さを短縮でき、
（ｂ）ネットワークのメツセージ伝送における確認情報
挿入手順の複雑さをなくシフ、（ｃ）ネットワーク経路
の再構成に要する時間を短縮し、かつ（ｄ）障害に対す
る許容度が高く。

（ｅ）回報通信を行うことができ、（ｆ）、ノード装置
を経済的に構成できる計算機ネットワークの伝送方式を
提供することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明による計算機ネットワ
ークの伝送方式は、複数の送受イａポートを備えた複数
のノード装置を該送受４８ポートにより任意に結合し、
て計算機ネットワークを構成し５、任意のノード装置か
ら予め定めたｌｏつ以上の送１ｄポートを介して複数の
ノード装置に同時に同一のメツセージを送信し、該メツ
セージを受４Ｂポートを介し２て受信した。ノード装置
が該メツセージを再度送信を繰り返し、上記メツセージ
を伝達する蕾積型伝送方式において、各受信ポートに対
し、該受信ポートによるメツセージの受信数を示すカウ
ンタを設け、異なる時刻での該カウンタの値を比較して
、その結果が等しくなった受イ３ポートを異常と判定す
ることに特徴がある。また、各受信ポートに対し、該受
信ポートによるメツセージの受信数を示すカウンタを設
け、任意のノード装置から発信ないし中継送信したメツ
セージと同一のノンセージが、該、ノード装置が上記メ
ツセージを送信したポート・の企てより受信さ、ＩＬる
まで、上記ノンセージを発信した同一のノード装置より
引き続き発信さＪｔた上記メツセージとは異なるノンセ
ージの発信および中継を保留することにも特徴がある。

（作　　用〕本発明の第１の実施例においては、受（ごカウンタが伝
送ポートのモニタとして動作するので、ノンセージ受信
が行われないと、カウンタ値が更新されない。すなわち
、ボー］−に、ノード装置が粘合さＪしていないか、あ
るいは結合さ、ＩＬＣいる、ノード装置が停止中である
ど判断することができろ−また。

メツセージを新たに受信することにより、正常復帰と見
なすことができるので、短時間で、しかもｍ純な操作に
より、ポートの異常、正常復帰在検出することがでさる
。すなわち、第１実施例では。

受信バッファに対応して受信カウンタを設け、各シの受
信バッファからメツセージを取り出すごとに。

対応した記憶領域に記憶し１．所定の時間経過した後に
この記録値とこの時の現カウンタ値とを比較すれば、値
の等し、いカウンタに対応するポートでは受信が行わ、
１１ていない異常ポートであることが判定できる。この
判定を、再送を行う前に行えばよい。

次に、第２の実施例では、送１Ｂ制御モジュールｉ　　
　　　　　−ｕ　− に対して送信を必要とするメゾセージのみが転送される
ため、中継メツセージのスループッ１−の向上が図９る
。すなわち、第２実施例では、受信したメツセージをそ
の発信源でグループ化し７．送イａするメッセージをは
タグ（以下、１−一クンと記す）を付加する。各グルー
プに割当てるトークンの数の上限を定めて、ノード装置
内のノンセージの受け渡しはトークンで行い、トークン
の付加さ］１ていないメツセージを伝送処理の対象から
外すことにより５送信を保留する。

第３の実施例においては、計算機ネットワークをループ
の合成とし７１．ノード装置を複数ループの交点どする
ことにより、各、ノード装置は、備えているポート数と
等しい数のノード装置と結合する。

各、ノード装置がブロードキャストし、たデータは、そ
のノード装置を含むループを一巡し、で、そのノード装
置の備えた全ての受信ポートで再受ＩＨさ、１する。す
なわち、この−逆時間がその、ノード装置周辺における
トラフィックのフィードバック情報であるから、この情
報を次データ送信の時期に利用することにより、トラフ
ィックの抑制を効果的に行う。

第４の実施例においては、１−ライスチー１−論理素子
の入力信号の立上りまたは立下りに対し、で。

出力コントロール信号を充分に遅らせる手段を設ける８
すなわち、出力コントロール信号を遅らせることは、ト
ライステート論理素子がディスエーブルされてハイイン
ピーダンス状態になるタイミングを遅らせることになる
。従って、トライステート論理素子がハイインピーダン
スになるまでの間では、通常の二値論理素子として高速
に動作するので、出力の立上りは、プルアップ抵抗ＲＬ
の大きさと殆んど関係なく、高速化できる。さらに。

プルアップ抵抗ＲＬの値を大きくすることができるので
、スイッチング動作時の消ｌ１１電力が格段に小さくな
る。また、トライステート論理素子の特性として、ディ
スエーブル時の出力電流が通常の二値論理素子より格段
に小さいので、低消費のオープンコレクタ回路が実現で
きる。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例を、図面により詳細に説明する。

第５図は、本発明の第１の実施例を適用した計算機ネッ
トワークシステムの構成図である２第５図において、１
がノード装置、２が伝送線である。こ、：で、ノード装
置ｌの結合は、格子状に結合した場合を示したが５他の
結合（例えば。

ループ結合）でも勿論差し支えない。

この計算機ネットワークシステムは、各ノード装置１を
伝送線２で格子状に結合さ九た構成をしており、各ノー
ド装置１は伝送線２を通し、Ｃ他の、ノード装置ｌどメ
ツセージの伝送を行う、１：のどき、ノード装［１から
のメツセージの送信は、ブロードキャスト方式により、
伝送線２を通して接続さ第１た隣接のノード装置ｌへメ
ツセージを送信する。

第６図は、第５図の、ノード装置１の詳細構成図である
。第６図において、３は、ノード装置ｌの制御ど機能処
理を行う処理装置モジュール、４はメツセージの伝送を
制御する伝送制御モジュール、２１は受（Ｈ線、２２は
送４７１線である。送信線２２は。

接続先のノード装置１では受ｆＲ線２１となる。

以下、伝送制御モジュール４ど処理装置モジュール３と
の間での送信（受信）をローカル送信（受信）といい、
ノード装置ｌ相互間の送ｆ口（受信）をグローバル送信
（受（ｉ）ということにする。

第７図は、第６図の伝送制御モジュール４の詳細構成図
である５第７図において、５は受（１制御モジユール、
６は送信制御モジュール、７はメツセージ管理テーブル
、８はポート管理テーブル。

９は他、ノード装置１１＼送信するメツセージを接続す
る中継キュー、１０は再送キュー５１１は受（ｎポート
（添字ａ−ｄは異なる機種に対するポートＩＤ）、１２
は受信バッファ（添字は１１と同じようにポート　Ｉ　
Ｄ以下、同じである）、１３は送（ｎバッフ７．１４は
送信ポート、１５け処理装置モジュール３に送信するメ
ツセージを結合するローカル送（ｎキュー、１Ｇはメツ
セージを格納するための分割さ］ｔたメモリ空間（以下
、バレンＥ・という）のうち５空パレツトを管理しｏ（
給するパレット管理モジュール、１７は非使用中の１・
−クンを管理するトークン管理モジュール、１８は各ポ
ートにおけるメツセージの受信数を示す受イごカウンタ
であるヤ第９図は、第７図における受ｆａカウンタ１８の構成を
示す図である。受（ａカウンタ１８は、受４Ｑバッファ
１２に対応してａ−ｅの５つのカウンタから構成さ、ｌ
Ｘている。各カウンタは符号無しの整数カウンタであり
、受信バッファ１２からメツセージが取り出されるごと
に対応するカウンタの値がプラス１される。メツセージ
をバレン１−に格納するために、ノード装置ｌの始動時
にバレンｌ−管理モジュール１Ｇがパレットを各受信バ
ッファ１２と結合する。客受（ｉポート１１は５対応す
る受４７３バッファ１２ど結合しているバレン１−に、
受イａ線２１より到来するメツセージを格納するヨ受信
制御モジュール５は、受信バッファ１２からメツセージ
が格納さ、Ｉｔているパレットを取り出し、そのメツセ
ージが中継を必要とするものであり、か・つメツセージ
管理テーブル７にト・−クンの番号が登録されていなけ
れば、トークン管理モジュール１７から［−−クンを得
てその番号をメツセージ管理テーブル７に登録するとと
もに、［・−クンとパレットを結合し、１−一クンを中
継キュー９に接続する。しかし、中継を必要とするが、
既に１・−クンの番号がメツセージ管理テーブル７にＭ
−８さ１＋。

ていた場合、パレットのアドレスをメツセージ管理テー
ブル７に登録するのみとする。

ここで、トークンとメツセージ管理テーブル７の構成を
説明する。第８図は、１−一クンの構成例を示す図、第
１０図はメツセージ管理テーブル７の構成例を丞す図で
ある。

第８図において、１０１１−１．次トークン番号（以下
、ＮＰと記す）、１０２は前トークン番号（以下、ＢＰ
と記す）、１０３はアドレスボイ〉りである。アドレス
ポインタ１０３には、結ばしているバレン］−のアドレ
ス値が入る。もし、０′Ｃ−あＪｌば、バレン１−が結
合していないことを示す、ＮＰＩＯｌどＢＰ１０２は、
中継キュー９あるいは再送キュー１０において田川され
るｅキューの中で、前後のトークンを指しているので、
自身のＮＰＩＯＩ、ＢＰ１０３の値を前後の１−一クン
に写すことにより、キューの途中からトークンを取り出
すことが可能である。このようなトークンをｌ　・Ｄの
、ノード装置１内に複数個備える２第１０図において、７１は１−一りン番号登録フ、ｌ−
ルド、７２は中継保留メツセージ登録フィールドで、中
継保留メツセージのバレン１〜アドレスを入れる。７３
はメツセージ通番フィールド（メッセージをは、その発
信源を示す情報ＳＡと１発１ｎ源ごとにイ］加されるメ
ツセージ通昌情報があるものとする）、７４はメツセー
ジが受４’Ｂ済であることを示す受信済フラグ、７５は
メツセージが送信済であることを示す送信済フラグ、７
６ば再送カウンタである。ここで、受信済フラグ７４は
、７４　ａ　、　７４　ｈ　、　７４　ｃ　、　７４　
ｄ　、　７４　ｅの５・っに分けら、Ｉｔており、そＪ
しぞれ受信バッファ１２ａ。

１２ｂ、１２ｃ、１２ｃｌ、１２０に対応している。

送信済フラグ７４も同じように、７５ａ、７５ｂ。

７５　ｃ　＋　７５　ｄ　＋　７５　ｅの５つの分けら
、１ｔてＪ３す。

そＪしぞれ送信バッファＩ　３　ａ　、　　ｌ　３　ｂ
　、　　ｌ　３　、：　。

１３ｄ、１３ｅに対応している。上記再送カウンタ７６
は、メツセージが再送キューｌＯから取り出さｊｔ、中
継キュー９に接続さ、Ｉするどさにプラス１さ、１１る
が、カウンタ値が所定の値に達したどきには、未確認ポ
ートもしくはそ、ＩＬに接続されている隣接、ノードに
異常があり、メツセージが帰還しない、ことを示してい
る。

第１１図は、第７図におけるポート管理テーブル８の構
成例を示す図である。第１１図においで、８１は受信ポ
ートの異常を示す受（’Ｂポート異常フラグ、８２は送
信ポートの異常を示す送信ポート異常フラグである。両
フラグともに、ポートに対応してそれぞ、１１４つに分
かｔｃでいる。受信ポート異常フラグ８１は、受信カウ
ンタ記録フィールド７７と受４Ｂカウンタ１８とを比較
した時、値の等してカウンタと対応するものがセットさ
２１シ、あるいは上記再送カウンタ７６の値が所定の値
に達したどき、送達未確認のポートに対応するものがセ
ントされ、メソセージが受信されるとリセットさ戯るも
のであり、送信ポート異常フラグ８２は対応するポート
からメツセージが送（ａできない時にセットされる。受
（ｎポート異常フラグ８１がセットされている間は、そ
れど対応するポートでの送達確認は行わない。

第１２図は、第７図における伝送制御モジュール４の受
１３側、特に受信制御モジュール５の内部構成の詳細図
である。受信制御モジュール５は、伝送ポートに対応し
た４つのグローバル受４８制御モジュール５０　］、　
ａ　＝　ｄと、処理装置モジュール３に対応したローカ
ル受信制御モジュール５０２と、再送制御モジュール５
０３ど、上記モジュールのタイミングをとるタイミング
制御モジュール５０４とから構成さ、Ｉする。にこでは
、グローバル受（ｉ制御モジュール５０１とローカル受
信制御モジュール５０２とは、全て同り、構成であるた
め。

５０１ａのみを示し１．他の記載を省略している。

グローバル受信制御モジュール５０１またはローカル受
信制御モジュール５０２は、対応する受（ｎバッファ］
２からメツセージを取り出すと、所定の受信カウンタ値
をプラス１するとともに、受信ポート異常フラグをリセ
ツ１へする。取り出したメツセージを中継あるいは保留
する場合には５全ての受信カウンタ値をメツセージ管理
テーブル１７の受信カウンタ記録フィールド７７にセッ
ト・する。

再送制御モジュール５０３は、再送キューｌＯからメツ
セージを取り出すと、受信カウンタ記録フィールド７７
の値と受信カウンタ１８の値とを比較し、等し、いポー
トに対応する受信ポート異常フラグをセラ１−する。ま
た、再送カウンタ７Ｇの値が所定の値を越えていたなら
ば、送達未確認のボてトに対応する受（ｉポート異常フ
ラグをセットする。受信ポート異常フラグがリセット・
さ、ＩＬでいるポートで送達未確認がある場合には、メ
ソセージを中継キュー９に接続する。

第１３図は、第７図における伝送制御モジュール４の送
信側、特に送信制御モジュール６の内部構成の詳細を示
す図である。送１３制御モジュール６は、グローバル送
信モジュール６０１と、ローカル送信モジュール６０２
とで構成される。

グローバル送信モジュール６０１は、中継キュー９から
トークンを取り出し、送イａバッフ−／　１３ａ　−ｄ
の全てに、メツセージを格納したバレン！〜のアドレス
をセットする。送信終了後、所定の送信済フラグをセッ
トし、再送キュー１０に１・−クンを接続する。送４Ｂ
が行われない送イａバッファ１３と対応するポート管理
テーブル８内の送信ポート異常フラグをセットする。

【１−カル送信制御モジュール６０２は、ローカル送（
ａキュー１５からパレットアドレスを得て、これを送信
バッフγ１３ｅにセットする。送信終了後、メツセージ
管理テーブル７の所定の送信済フラグをセットし、パレ
ットをパレット管理モジュール１６に返却する。送信が
行われない場合には。

ポート管理テーブル８内の所定の異常フラグをセットす
る。

以上説明し、たような、ノー１（装置１において、池の
ノード装置ｌどの間でメツセージ伝送を行う場合を詳述
する。

先ず、受信制御モジュール・１の動作を述べる５第１図
（ａ）（ｂ）、第２図は、受信制御モジュール４の動作
フローチャートである。第１図（ａ）（ｂ）はグローバ
ル受（ｎ制御モジュール５０１またはローカル受信制御
モジュール５０２の動作フローを示し、第２図は再送制
御モジュール５０３の動作フローを示し、ている。

メツセージはパレットに格納されるため、受信の前に受
信バッファ１２にはパレットのアドレスがセットされ、
受１ａポート１１は、対応する受（，７バツフア１２の
パレットアドレスに従って受信したメツセージを格納す
る。

先ず、受信バッファ１２ａにメツセージを格納したパレ
ットが結合されているとすると（ステップ１００１）、
グローバル受４３制御モジュール５０１ａは、受信バッ
フγ１２ａからパレットアドレスを取り出しくステップ
１００２）、ポート管理テーブル８内の受（ｎポート異
常フラグ８１ａをクリアするとともに、受イＨカウンタ
１８内の対応するカウンタの１直をプラス１する（ステ
ップ１００３）。次に、メツセージ１゛γ理テーブル８
の通番領域７３を読み出し７、これとメツセージの通番
とを比較しくステップ１００４’）、等し、くなけ］１
ば、受（ａ済フラグ７・１および送（ｎ済フラグ７５を
クリアし、受信バッファ１２ａと対応する受信済フラグ
７４ａをセットし、受信カウンタ１８の値をメツセージ
管理テーブル７内の受信カウンタ記録フィールド７７に
記録する（ステップ１００５）。一方、等しい時には、
受４ｎ済フラグ７４ａをセットする（ステップ１００６
）、ステップ１００５を実行し、た後、メツセージ管理
テーブル８のトークン番号登録フィールド７１を確認し
くステップ１００８）、０となっていれば、［・−クン
管理モジュール１７よりトークンを受け取り、そのアド
レスポインタ１０３に受信バッファ１２ａより得たバレ
ン１−のアドレスを七ッ１−するとともに、１−一クン
の番号を１−一クン番号フィールド７１にセットし、再
送カウンタ７６を０にクリアし、てから（ステップ１ｏ
ｏ９）、ｔ−−クンを中継香ニー９に接続しくステップ
１０１０）、パレット管理モジュール１６を呼び出し、
受信バッファ１２にバレントを結合させる（ステップｔ
ｏｌｌ）。ステップ１００８の結果、トークン番号登録
フィールド７１の内容が０以外であった場さ、受（ａバ
ッファ１２ａより取り出したパレットのアドレノ、を中
ＪｔＨＲ留メツセージ登録フィールド７２にセットする
（ステップｌｏ　１２）のみで、ステップｔｏｌｌに移
る。

ステップ１００６を実行した後は、パレットをパレット
管理モジュール１６に返却する（ステップ１０１３’）
。次に、受信済フラグ７４および送信済フラグ７５が全
て（ただし、セラ［・さ、ｌｔている受（ｎポート異常
フラグ８１および送信ポート異常フラグ８２に対応する
ものは除く）セットさ５１シていることを確認したなら
ば（ステップ１０１４）、ト・−クンを現在いるキュー
から外しくステップ１０１５）、アト１ノスポインタ１
０３が指し、ているパレットをパレット管理モジュール
１６に返却し、（ステップ１０１Ｇ）、中＊ｉ留メソセ
ージ登録フィールド７２の内容をアドレスポインタ１０
３に写し、中継保留メツセージ登録フィールド７−　２
＝＋　　− ２をＯにクリアする（ステップ１０１７）。ステップ１
０１７を実行した結果５　トークンのアドレスポインタ
１０３の内容が０でなければ、ステップ１０１Ｏを実行
し、０であれば、ト・−クンをトークン管理モジュール
１７に返却し１．１−一クン登録フィールド７１を０ク
リアする（ステップ１０１７．１０１８）。ステップ１
０１８を実行した後は、ステップ１０１１を実行する。

他のグローバル受信制御モジュール５０１ｂ−ｄおよび
ローカル受信制御モジュール５０２も同しように行う。

次に、再送制御モジュール５０３の動作を５第２図によ
り詳述する。先ず；−再送制御モジュール５０３は、再
送キュー１０に１・−クンがあるか否かを調べ（ステッ
プ１１０１）、あ］（ばトークンを取り出し、そのメツ
セージと対応する受信カウンタ記録フィールド７７の内
容と、この時の受４Ｂカウンタ１８の値とを比較し、一
致するものは。

受信ポート異常フラグ８１をセラＩ−Ｌ（（ｆｌｌえば
。

受信カウンタ記録フィールド７７ａと受ｊａカウ〉り１
８ａの値が等しけハば、受信ポート・異常フラグ８１ａ
をセットする）（ステップ１１０２）、再送カウンタ７
６の値が所定値より大きいか否かを調べる（ステップ１
１０３）。所定値より大きいどきには、送達未確認（受
信済フラグ７４がセットされていない）ポートに対応す
る受信ポート異常フラグ８１をセラ［・し、て（ステッ
プ１１０・１）、所定値以下の場合には、処理ステップ
１１０４を実行せず、メツセージ管理テーブル７の受イ
ご済フラグ７４を参照し、メツセージが全ポートで受信
済になっているかを調べる（ステップ１１０５）。

受信済でないポートがあれば、１・−クンを中継キュー
９に接続しくステップｌｌ０Ｇ）、再送カウンタ７６の
値をプラス１する（ステップ１１０７）。

全ポートで受信済であれば、トークンのアドレスポイン
タ１０３が指すパレットをパーツｌ−管即モジュール１
６に返却しくステップ１１０８）、新しくアドレスポイ
ンタ１０３には、中継医留メツセージ登録フィール［へ
の内容をセラ］−する（）、テｙブ１１０９’）。ステ
ップ１１ｏ９を実行した結果。

アドレスポインタ１０３の内容が０でない場合、ｈ−ク
ンを中継キュー９に接続し、中継保留メツセージ登録フ
ィールドを０クリアする（ステップ１１１０．１１１１
）、Ｌかし、アドレスポインタ１０３の内容が０どなっ
た場合には、トークンをトークン管理モジュール１７に
返却し、トークン番号登録フィールドを０クリアする（
ステップ１１１２）。

次に、第７図における送信制御モジュール６により、メ
ツセージの送信を行う場合について５説明する。第３図
および第４図は、送（ａ制御モジュール６の動作フロー
チャートである。詳し、くは、第３図がグローバル送（
ａ制御モジュール６０１の動作フローチャート、第４図
がローカル送信制御モジュール６０２の動作フローチャ
ートである。

先ず、第３図において、中継キュー９にトークンがある
と（ステップＬ２０１’）、１−−クンを取り出し、そ
のアドレスポインタ１０３の内容、゛つまりメツセージ
を格納したパレット・のア１（レスを送信バッファ１３
　ａ　”　ｄにセットしくステップ１２０２）、送信ポ
ート１４ａ−ｄにメツセージ送信を行わせ、送信が終了
するのを待つ（ステップ１２０３）、送信が終了すると
、正常終了したポートに対応した送ｄｉ済フラグ７５を
セットするとともに、異？ｉｔ終了したポートに対応し
た送信ポート異常フラグ８２をセットする（ステップ１
２０４）。そし、て、　１−−クンを再送キュー１０に
接続し、（ステップ１２０５）、再び中継キュー９を見
に行く。中継キュー９にトークンが無い場Ｃには待機す
る。

次に、第４図においては、ローカル送信制御モジュール
６０２は、０−カル送１０キュー１５にメツセージがあ
ると（ステップ１３０１）、ローカル送信キューＩ５か
らメツセージが格納さ、ｌまたパレットのアドレスを取
り出す（ステップ１３０２）。

次に、このアドレスを送信バッファ１３ｅにセットし、
処理装置モジュールに受（ａを行わせ、こ、１シが終了
するまで待機する（ステップ１３θ４〕２正常終了の場
合には、送信ポー１〜異常フラグ８２ｅをセラ［−する
（ステップ１３０５）、この後、パレットをパレット管
理モジュール１６に返却し（ステップ１３０６）、再び
ローカル送信キュー１５を見に行き、無はＪｔば待機す
る。

このように、第１の実施例においては、受信カウンタを
設けて、異なる時刻でのカウンタ値を比較することによ
り、受（ｉポートの異常を短時間に検出することが可能
である。特に５．ノード装置が接続されていないポート
や接続さＪｌでいるがノード装置が停止しているポート
の検出が短縮さＪする。

次に、第１５図および第１６図は１本発明の第２の実施
例を示すメツセージ管理テーブル７および受信制御モジ
ュール６の構成図である。すなわち、第２実施例におい
ては、第７図のノード装置の構成のうち、受信制御モジ
ュール６に特徴かある。

第１５図において、７１はトークン番号登録フィールド
、７２は中継区留メツセージ登録フィールドで、中継保
留メツセージのパレットアドレスを入れる。７３はメツ
セージ通番フィールド（メッセージをは、その発（ｉ源
を示す情報ＳΔと１発信源ごとに付加さＪＬろメツセー
ジ通毒情報があるも　　　　　゛のどする）、７４はメ
ツセージが受（ｎ済であることを示す送信済フラグ、７
６は再送カウンタである。ここで、受信済フラグ７４は
５７４ｄ〜７４ｅの５つに分けらｉｙており、そ、１℃
ぞ］Ｌ受信バッファ１２ａ−１２ｅに対応する。送（ｎ
済フラグ７４も同し、ように、７５ａ〜７５ｅの５つに
分けら、Ｉｔており、それぞハ送信バッファ１３ａ〜１
３ｅに対応する。再送カウンタ７６は、メツセージが再
送キュー１０から取り出され、中継キュー９に接続さ、
ｌするときにプラス１されるが、カウンタ値が所定の値
に達したときには、未確認ポー１〜あるいはそれに接続
さ］ｔている隣接ノードに異常があり、メツセージが帰
還し、ないことを示し、ている。

第１６図において、受信制御モジュール５は。

ポートに対応したグローバル受信制御モジュール５０１
ａ−ｄ、ローカル受１３制御モジュール５０２、再送制
御モジュール５０３、および上記モジュールのタイミン
グをとるタイミング制御モジュール５０４とから構成さ
、ｆｌる。

第１４図は、受信制御モジュール４の動作フ［１−のう
ちの再送制御モジュール５０３の動作フローを示してい
る。なお、グローバル受信制御モジュールとローカル受
信制御モジュールの動作は、第１図（ａ）（ｂ）に示し
たものと同じである。

メツセージはパレットに格納されるため、受信の前に受
信バッファ１２には、パレットのアドレスが七ソ１−さ
、ＩＬ、受信ポート１１は、対応する受信バッファ１２
のパレットアドレスに従って受（ｉしたメツセージを格
納する。

先ず、再送制御モジュール５０３は、再送キュー１０に
１ヘークンがあるか否かを調べ（ステップ１１０１ａ）
、あ］ｌば［・−クンを取り出しく１１０２ａ）、再送
カウンタ７６の値が所定値より大きいか否かを調べる。

所定値より大きいときには、送達未確認（受信済フラグ
７４がセラ［・されていない）ポートに対応する受信ポ
ート異常フラグ８１をセラ１〜して（ステップ１１０４
）、所定値以下の場合には５処理ステツプ１１０４を実
行せず。

メツセージ管理テーブル７の受信済フラグ７４を参照し
、メツセージが全ポートで受信済になって−：ｌｌ　− いるかを調べる（ステップ１１０５ａ）ｃ受信済でない
ポートがあれば、トークンを中継キュー９に接続しくス
テップ１１０６）、再送カラ〉り７６の値をプラス１す
る（ステップ１１０７）。全ポートで受信済であれば、
トークンのアドレスポインタ１０３が指すパレットをパ
レット・管理モジュール１６に返却し、（ステップ１１
０８ａ）、新し。

くアドレスポインタ１０３には、中継保留メソセージ登
録フィールドの内容をセットする（ステップ１１０９ａ
）、ステップ１１０９ａを実行した結果、アドレスポイ
ンタ１０３の内容が０でない場合、トークンを中継キュ
ー９に接続し１、中継保留メツセージ登録フィールドを
Ｏクリアする（ステップ１ｌｌｌａ）、Ｌかし、アドレ
スポインタ１０３の内容がＯとなった場合には、１−−
クン在トークン管理モジュール１７に返却し、トークン
番号Ｒ８フィールドをＯクリアする（ステップ１１１２
ａ）。

このように、第２実施例においては、ネットワークのメ
ツセージ伝送における確認情報挿入手順−３３−ｎｒ・の複雑さがなくなり、ネットワーク経路の再構成に要す
る時間が短縮され、障害に対し、て許容度が高く２かつ
回報通信も行えるネットワークを構成することができる
。

次に、第１７図は１本発明の第３の実施例を示す計算機
ネットワークシステムの基本構成図である。第１７図に
おいて、ｌはノード装置、２は伝送線であり、矢印の向
きはデータの流肛を示している。つまり、隣接関係にあ
る２台のノード装置間は単方向通信方式であり、３台の
ノード装置により形成されるループの合成が、本実施例
の構成である。

第１８図は、第１７図におけるノード装置１の構成図で
ある。第１８図において、４１は処理ユニット（以下、
ＰＵと記す）、４２は通信制御ユニット（以下、ＣＵと
記す）、４３ａ＝ｃは受信ポート、４４ｄ−ｆは送信ポ
ートである。また。

１２１は受信制御ユニット（以下、ＲＣＵど記す）、１
２２は送信制御ユニツ１−（以下、Ｓ　ＣＵど記す）、
１２３は中継キュー、１２５はデータ管理−３＝１− テーブル（以下、ＤＭＴと記す）、１２６はポートステ
ータス５１２７は時計である。他のノード装置からのデ
ータは、受信ポート１３で受信さａｔ、ＲＣＵ　ｌ　２
１に渡さ、１１る。ＰＵ４１からのデータはＲＣＩＪ　
１２１が受ける。ＲＣＵＩ２１は、受け取ったデータを
中継キュー１２３に°っなぐ。５ＣＵ１２２が中継キュ
ー１２３がらデータを取り出し、送信ポート４４がその
データを他の一ノード装置に送信する。また、ＳＣ，Ｕ
１２２は、１）シ丁１１にデータを送る。

第１９図は、第１７図において使用されるデータのフォ
ーマットを示す図である。第１９図°において、１３１
はデータ種別コード（以下、ＦＣと記す）領域、１３２
はデータ発信源アドレス（以下、ＳＡど記す）領域５１
３３はデータ通番（以下、Ｃと記す）領域、１３４は情
報（以下、■と記す）領域である。

第２１図は、第１９図におけるＲＣＵ１２１の構成図で
あり、第２０図はデータ管理テーブル（Ｄ　Ｍ　Ｔ）　
　ｌ　２５の構成図であり、第２２図は第２１図におけ
るポートステータス１２６の構成図である。

第２１図において、１２１１は受信バッファ（以下、Ｒ
Ｂと記す）、１２１２は受信制御部。

１２１３は受信制御部１２１２を時分割的に動作させる
タイミング制御部である。なお、添字ｇは。

ＰＵ４１用ＲＢを示している。

第２０図において、１２５１がＳＡ領域３２．１２５２
が通番領域であり、これらは、データのＳＡ領域３２５
通番領域３３に各々対応する。また、１２５３は受信済
フラグ（ａ　＝　ｃは、受信ボー　ｈ　４３の添字に対
応する）、１２５４は送侶済フラグ、１２５５は着信済
フラグである。また。

第２２図において、１２６１が受信ポート異常フラグで
あり、１２６２が送信ポート異常フラグである。ａ−ｆ
はポートの添字に対応する。

第２１図において、受信ポート４３は、受信データ（Ｐ
Ｕ４１は生成データ）をそ１ｔぞ、１を対応するＲＢ１
２１１に格納しく例えば、受信ポート４３ａはＲＢ１２
１１ａ）、その後、タイミング制御部１２１３を起動す
る。タイミング制御部１２１３は、ポートステータス１
２６の受（Ｒポート異常フラグ１２６１のうち、クリア
されている（つまり、正常を示している）ビットと対応
する受信制御部１２１２を起動する。受信制御部１２１
２は、自身と対応するＲＢ１２１１にデータが無い場合
、前回受信し、てからの経過時間を求め、その値が予め
定めておいた所定の値を越えていたならば、受信ポート
異常フラグ１２１３１の自身ど対応するビットをセット
・シ、受信ポートの異常を表示する。ＲＢ１２１１にデ
ータが有る場合、そのデ　□−タの５Ａ３２とＣ３３と
で０ＭＴ１２５を検索する。この結果、そのデータが未
ＲＩＩＩ＝　ｔ’あった場合、登録しく通番領域３３の
値を０ＭＴ１２５の通番領域１２５２に書く）、受信し
たポートと対応する受信済フラグ１２５３のビットをセ
ラ［・シて、中継キュー１２３につなぐ。検索の結果、
登録済であった場合、そのデータを受信したポートと対
応する受信済フラグ１２５３のビットをセットし５その
受信データを抹消する。ＰＵ４１からデータを受ける受
Ｉｎ制御部１２１２は、受信済フラグではなく、七償済
フラグ１２５５をセットする。

次に、５ＣＵ１２２の構成と動作について、詳述する。

第２３図は、５ＣＵ１２２の構成図である。１２２１は
送信データ処理部、１２２２は送イｎバッファ（以下、
Ｓ　Ｂ　ト記す）、１２２３はＦＣ登録テーブル（以下
、Ｆ　ＣＴと記す］である。

５ＣＵ１２’２は、中継キュー１２３がらデータを取り
出し、５Ｂ１２２２ｄｅｆにセットする。また、そのデ
ータのＦＣ領域３１の値が、ＦＣＴ１２２３に登録され
ており、かっＤ　ＭｏＴｌ　２５内のそのデータに対す
るｔ信済フラグがクリアのままであったならば、ＳＢ１
２２２ｇにもセットする。

ただし、そのデータのＳ　Ａ　３２と等しいデータで、
以前に送信済となっているデータが受４’Ｂポート４３
全てで受信済となっていない場合、（受信済フラグ１２
５３と受信ポート異常フラグ’１２６１を対応するビッ
トごとに論理和をとり（異常ポートでは、受信不能であ
るから、二扛を無視するため）、その結果がオール１か
否かで確認する。オール１であＪｌば、全ポートで受（
７３済である）、５Ｉ３１２２２にセットせずに、中継
キュー１２３につなぐ、５Ｂ１２２２ｄｅ、ｆにセノ［
・シた場合、送イｎ済フラグ１２５４をセットし、ＳＢ
１２２２ｇにセットした場合には、着信済フラグ１２５
５をセットするｅＳＣＵ１２２は、データを５Ｂ１２２
２ｄｅｆにセットしたならば、送信ポート４４を起動す
る。送信ポート４４は、５Ｂ１２２２ｄｅｆのデータを
他のノード装置に転送するが、送信ポート１４の動作中
に障害を検知すると、転送を中断し、再度送信を試みる
。しかし、この回数・が予め定めた値（０以上）を越え
た場合には、そのデータの転送を行わない。また、この
時、送信ポート異常フラグ１２６２のそのポートに対応
するビットをセット・することにより、異常である旨の
表示がなされる（正常である旨の表示は、そのビットを
クリアすることによりなさＪする。これは、送信が正常
終了した時に、送信ポートが行う）。

第１７図に示した基本構成のままでは、耐故障性は低い
。各ノード装置１には、送信、受信それぞれ３藺のポー
トを設けているが、第１７図におい゛てネットワー！・
の端に位置する。ノード装置１は、そのうちの３ポート
しか使用していない。仮に、中央に位置した。ノード装
置１が停止したとすると。

送（ｉ不能や受信不能となるノード装置があるので、空
いているポートをつないで（１つのノード装置の送信ポ
ート数および受信ポート数は、各々奇数個であるため、
基本構成時の空送信ポート数と空受信ポート数が等しい
）、第２４図に示す構成にしている。こｊｔは、全ノー
ド装置で１つのループを形成するようにしたものである
。この構成において、データバスは少なくとも２つ有り
、■データの中継回数は多くて１回である。この構成に
おいて、中央に位置するノード装置が停止した時の構成
図が、第２５図である。この構成になっても、２つのノ
ード装置間のデータバスは少なくとも２つ有る。また、
全ノード装置（６台）で１つのループを構成している。

空ポートの処理に関しては、他に幾つが有り、例えば、
第２６図に示す構成とする方法である。

この構成においても、データバスは少なくとも２つ有る
。また、第２６図の構成で、中央に位置するノード装置
を停止させると、第２７図の構成となる。この構成でも
、データバスは少なくとも２つ有るが、■データの中継
が最短でも２回必要な経路が存在する。

このように、第３実施例においては、単純な制御により
、トラフィックの増大を抑制でき、複数の経路に同時に
同一のメツセージを送ることができるので、過負荷時に
おいても高（ａ頼性のあるネットワークを実現できる。

また、受信ポートと送信ポートの合計数のノード装置と
接続できる。つまり、接続可能なノード装置数以下の送
信（受信）ポート数で構成できるので、経済的である。

第２８図は１本発明の第４の実施例を示すもので、ノー
ド装置に内蔵さＪＬるオープンコレクタ回路の構成図で
ある。また、第２９図は、第２８図の動作原理を示すタ
イミングチャート・である。

トライステート論理素子の入力信号の立上り、−、＋１
−　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
’ｌρまたは立下りに対して、出力コントロール信号を
充分に遅らせることは、トライステート論理素子がディ
スエーブルさ九てハイインピーダンス状態になるタイミ
ングを遅らせることになる。従って、　　　・トライス
テート論理素子がハイインピーダンスになるまでの間で
は１通常の二値論理素子どし、て高速に動作するので、
出力の立上りは、プルアップ抵抗ＲＬの大きさと殆んど
関係なく、高速ｆヒできる。さらに、プルアップ抵抗Ｒ
Ｌの値を大きくすることができるので５スイッチング動
作時の消費電力が大幅に小さくなる。また、トライステ
ート論理素子の、特性として５デイス工−ブル時の出力
電流が通常の二値論理素子より大幅に小さいので、低消
費のオープンコレクタ回路が実現できる。

オープンコレクタ回路として、トライステート論理素子
を使用する場合、出力をオフにしてハイインピーダンス
とする出力コントロール信号入力を、出力を゛′ト１”
に変化させる入力信号の変化より遅らせる方法５例えば
遅延回路を設けることにより、トライステート論理素子
の出力がハイインビー・１２− −ダンスになるタイミングが、出力信号が入力（８号に
基づいて変ずヒするタイミングより遅（なるので、出力
信号の立上りがオープンコレクタでない通常の論理素子
の動作と同じになり、出力（ｇ号の立上りがオープンコ
レクタ素子に比べて早くなる。

一方、トライステート論理素子の入力信号を直接出力コ
ントロール入力に接続してオープンコレクタ回路どして
使用する場合には、出力コントロール人力により、出力
がハイインピーダンスとなるのが入力信号に基づく出力
信号の変ｆヒより早いので２通常のオープンコレクタ素
子と同じような動作どなり、出力の立上りは、プルアッ
プ抵抗ＲＬど負荷容量ｃＬの積で決まる時定数ＴＬ＝Ｒ
ＬｃＬとなり、オープンコレクタでない論理素子と同じ
立上り速度とするためには、ＲＬの値を充分に小さくす
る必要がある。ＲＬを小さくするには。

出力電流の大きい素子が必要であり、消費電力が高くな
る。

本発明の第４実施例では、入力が変化して出力をハイレ
ベルにしようとするとき、トライステート論理素子の出
力コントロール４ａ号を入力変化より遅らせて動作させ
ることにより、出力のローレベルからハイレベルへの変
化は５通常の論理素子として動作するため、出力の立上
り速度は、プルアップ抵抗ＲＬの影響を殆んど受けない
ので、Ｒ１の値を高くすることにより、低消費電力とす
ることができる。

トライステート論理素子５１に入力データが入力され、
出力コントロール信号５Ｇが′Ｈ′′のとき５トライス
テート論理素子５１の出力が出力データ５７に反映さ狂
る。出力コン［・ロール信号５６は、入力データ５４を
遅延回路５゛２を介して、予め定められた時間だけ遅延
する遅延データ５５および入力データ５４に基づいて、
出力制御回路５３により出力される。トライステート論
理素子５１の出力はプルアップ抵抗（Ｒし）５８を介し
て電源にプルアップさ、ＩＬ、駆動する負荷と等価な負
荷容量ｃＬが接続されている。簡ｑｔのために、ト・ラ
イステート論理素子５１にインバータを使用し、人力デ
ータ５４として、第２９図（ａ）に示すパル〜・１３− ス幅ｔ　Ｐ　ｗの矩形波を入力した場合を説明する。

入力データ５４は、遅延口ｖｆｓ５２により予め定めら
れた時間ｔｄだけ遅延させられ、第２９図（ｂ）に示す
ような遅延データ５５どなる。入力データ５４と遅延デ
ータ５５とを入力とし、て、出力制御回路５３は出力コ
ントロール信号５６を生成する。出力コントロール信号
５Ｇの生成手段は、種々の方法が考えられるが５例えば
２人力データ５４と遅延データ５５の論理和をとること
により。

第２９図（ｃ）に示すような（ｔｐｗ＋ｔｄ）のパルス
幅の信号となり、出力コントロール信号がＨＨＨのとき
、出力イネーブルとなり、出力コントロール信号がＩＩ
　Ｌ　Ｈのとき、出力ディスエーブルどなるように、ト
ライステート論理イ〉′バーク５１の出力を制御する。

すなわち、入力データが’　Ｈ”から′Ｌ″に変化する
タイミングが遅延時間ｔｄだけ遅らされた（ｃ）に示す
４６号が出力コントロール信号５６として使用さ九るの
で、入力データ５４が’Ｈ”から゛′Ｌパに変化してか
ら遅延時間ｔｄの間も出力コントロール信号が′Ｈ゛′
である。ぞのため、トライステート論理素子５１はイネ
ーブルであり、その出力は入力データ５４の反転信号と
なり、素子固有の伝搬遅延時間の後、直ちにｎ　Ｌ　１
１から゛Ｈ″に変化する。

次に、入力データ５４が゛Ｈ″から′Ｌ′°に変化して
時間ｔｄを経過した後、出力コントロール信号５６が、
　（ｅ）に示すように”Ｈ″′からｚｌ　Ｌ　ＩＩ　／
＼変ｆヒするため、トライステート論理素子５１の出力
がディスエーブルされ、ハイインピーダンス（ｚ）状態
となる。

この後、入力データ５４が（ｆ　Ｌ　１１からＩ　）（
１１に変化すると、トライステート論理素子５１がイネ
ーブルされ、出力データは入力データの反転信号である
Ｌ″になる。

以上の出力データ５７の波形が（ｄ）である。

従って、トライステート論理素子５Ｉの出力の立上りは
、トライステート論理素子５１がイネーブルのときのＩ
Ｌ′″から＃　ＨＩＩへの立上り時間ｔ　Ｔ　Ｌｌと等
しくなる。

一方、第３０図に示すトライステート論理素子３１を用
いた従来のオープンコレクタ回路では、入力データ３４
は、トライステート論理装置３１の出力コンｉ・ロール
入力に接続され、入力データが′Ｈ″からＬ″に変化す
ると、直ちにト・う・ｒステート論理装置３１の出力が
ディスエーブルされ。

出力がハイインピーダンス状態になるので、出方データ
３７′は、プルアップ抵抗ＲＬと等価負荷容量ＣＩ−の
積で定まる時定数ＴＬ　”　ＲＬ　ＣＬで立上る。

この波形が第２９図（ｅ）であり、その立上り時間ｔＴ
ＬＨ２は、ＴＬの関数となり、出力が１０％から９０％
に変化する時間、つまり立上り時間ｔＴＬＨ２は、次式
のようになる。

ｔ−ｒＬＨｓ＋　＝ＴＬ　（１２ｎ０．９−１！ｎＯ，
ｌ）辷２．２ＴＬ従って１例えば、ローショット・キー（Ｌ　Ｓ）タイプ
のＴ　Ｔ　Ｌ　（Ｔ　ｒａｎｓｉｓｔｅｒ　−Ｔ　ｒａ
ｎｓｉｓｔｅｒ　　Ｌ、　ｏｇｉｃ）の集積回路（Ｉ　
Ｃ：　Ｉ　ｒ＋ｔｅｇｒａｔｅｄ　　Ｃ１ｒｃｕｉ仁）
の出力立上り時間ｔ　ＴＬ　Ｈはｌ　Ｄ　ｎ　Ｓ以下で
あるため、これと等価に動作させるには、としなければならず５負荷容量ＣＬが１０数ｐＦのオー
ダであり、ＲＬの値を小さくしなければならない。しか
し、そのようにすると、消費電力が大きくなり、通常の
ＬＳタイプのＴＴＬでは、駆動できない場合が生じる工このように、従来のオープンコレクタ回路は。

出力の立上りがプルアップ負荷抵抗Ｒ■、と負荷容量Ｃ
Ｌの時定数Ｔ　Ｌ　＝　ＲＬ　ＣＬで決定さ４ｙるため
。

出力の立上り時間がオープンコレクタでない通常の論理
素子に比べて遅くなる。もし２通常の論理素子と同じ立
上り速度を得ようとすると、プルアップ抵抗ＲＬを小さ
くしなけ４Ｌばならず５出力電流が増大するので、出力
電流の消費電力が増加する。

本発明の第４実施例においては、［・ライステート論理
素子を使用し、出力コン］・ロール信号をオフするタイ
ミングを入力４’Ｂ号のレベルが変ｆヒするタイミング
より遅らせることにより、入力信号が変化したとき、入
力に追従して出力信号が変化するまでは、オープンコレ
クタでない通常の論理素子として動作させ、その後５出
力コントロール（８号のオフにより、出力をハイインピ
ーダンスとすることができるので、出力がハイレベルに
立上る時間が１通常の論理素子と同等となり、オープン
コレクタ素子より早くなる。また、トライステート論理
素子は、ハイインピーダンスになったときのオフ状態出
力電流が通常の論理素子に比べて１折重さいので、低消
費電力である。さらに、プルアップ抵抗ＲＬの値が、出
力の立上り時間に及ぼす影響も少ないため、オープンコ
レクタ素子よりも高いインピーダンスのプルアップ抵抗
とすることができる。すなわち、本発明の第４実施例に
おいては、立上り時間は、使用する論理素子に対応した
ものになるので、従来のオープンコレクタ回路より高速
で低消費電力のオープンコレクタ回路が実現できる。

〔発明の効果〕

以上説明したように１本発明によれば、異なる時刻での
カウンタ値を比較することにより、受信ポートの異常を
短時間に検出することができ、また、ネットワークのメ
ツセージ伝送における確認情報挿入手順の複雑さがなく
なり、ネットワーク経路の再構成に要する時間が短縮さ
れ、障害に対して許容度が高く、かつ回報通信も行え、
また、単純な制御によりトラフィックの増大を抑制でき
、複数の経路に同時に同一のメツセージを送ることがで
きるので５信頼性を高めることができる。また、出力立
上り時間が短縮され、低消費電力であるオープンコレク
タ回路を実現できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の第１の実施例を示す計算機ネットワー
クシステムにおけるノード装置の受信制御モジュールの
動作フローチャート、第２図は同じく再送制御モジュー
ルの動作フローチャート、第３図、第４図は同じく送信
制御モジュールの動作フローチャー１・、第５図は本発
明の第１実施例を適用した計算機ネットワークシステム
の構成図、第６図は第５図のノード装置の詳細構成図、
第７図は第５図の伝送制御モジュールの詳細構成図、第
８図はトークンの構成図５第９図は第７図における受信
カウンタの構成図、第１０図は第７図のメツセージ管理
テーブルの構成図、第１１図は第７図のポート管理テー
ブルの構成図、第１２図は第７図の受信制御モジュール
の詳細構成図、第１３図は第７図の送信制御モジュール
の詳細構成図、第１４図は本発明の第２の実施例を示す
受信制御モジュールの動作フローチャート・、第１５図
は第７図におけるメツセージ管理テーブルの構成図、第
１６図は第７図の受信制御モジュールの構成図、第１７
図本発明の第３実施例を示す計Ｗ機ネットワークシステ
ムの全体構成図、第１８図は第１７図におけるノード装
置の構成図、第１９図はデータフォーマットの構成図、
第２０図は第１８図のデータ管理テーブルの構成図、第
２１図は第１８図の受信制御ユニットの構成図、第２２
図は第２１図のポートステータスの構成図、第２３図は
第２１図の送信制御ユニットの構成図、第２，１図は第
３実施例の構成図、第２５図は障害時の再構成例を示す
図、第２６図は第２４図の変形実施例の構成図、第２７
図は第２６図の構成で障害時の再構成例の図、第２８図
は本発明の第４実施例を示すオープンコレクタ回路の構
成図、第２９図は第２８図の動作原理を示すタイムチャ
ート、第３０図は従来のオープンコレクタ回路の構成図
である。ｌ：ノード装置、２：伝送線、３：処理装置モジュール
、４：伝送制御モジュール、５：受信制御モジュール、
６：送信制御モジュール、７：メツセージ管理テーブル
、８：ポート管理テーブル。９：中継キュー、１８：受信カウンタ、１００；１・−
クン、４１：処理ユニット、４２：通（Ｓ制御ユニット
・、１３：受信ポート、１４：送信ポート５１２１：受
信制御ユニット、１２２：送信制御ユニット、１２３：
中継キュー、１２５：データ管理テーブル、１２６：ポ
ートステータス、３１゜５１　：　ｔ−ライステート論
Ｔ！Ｊ、素子、５２；遅延回路、５３：出力制御回路、
５４：入力データ、５５：遅延データ、５６：出力コン
トロール信号、５７゜３７′　：出力データ、５８．３
８ニブルアツプ抵抗、５９，３９：負荷容量。代現人弁理士小　月１　勝　男琴１０（ｅ−）第２図始め／−７７ｔ’ｇｌ！ρｌヵｔ−３１，３も−１，フずνヅ）ｘ３＋１Ｌ丁）ント７１ρ２．、　ｙｙρ２Ｙ−り凛）１ｔ、しｙｌｌ、３　　　　　　　　　　　　クンψ専）すζン
タ１ｊ　　ν　　　　　　　　　　　／／７θＪ・ノＸ、
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　、ｊ；′ｙ〜　　　　　　　　　　　
　　　　了ドレ又ネηンタ　　　）し７　ｙ　’　４　
　　　　　　　　ｔｓ穣＝θ楼料　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　“　Ｉ〃ｔセメ・月シジば全床゛−）九　　７／ｐ４　　　　　　　　　　　　　　２Ｙ−ク
ン曹す有Ｉユ　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　トクンθ７】ＩＹ／７１！７７ノタのを７竿３凹竿４図竿５ａ竿を済ｔＩ　　　　　　　　Ａ’ｚ築８ｒｆＪ＄９ＴＭ子１０凹竿１７　Ｉ！Ｉｔ第７ｚ口蜂１３　Ｔ！１華！４図芋１５別Ｚ４　　　　　７（草７乙図薪！７図￥Ｉ８凹隼ｌｑ口￥ｚＯ口Ｌｌ）Ｃ子２１図＃ｚｚ目矛２４　Ｔ！１隼ｚ３Ｔｊ：Ｊ￥２５図Ｖ−２６０竿２７回 ′第２３図

Claims

【特許請求の範囲】１、複数の送受信ポートを備えた複数のノード装置を該
送受信ポートにより任意に結合して計算機ネットワーク
を構成し、任意のノード装置から予め定めた１つ以上の
送信ポートを介して複数のノード装置に同時に同一のメ
ッセージを送信し、該メッセージを受信ポートを介して
受信したノード装置が該メッセージを再度送信を繰り返
し、上記メッセージを伝達する蓄積型伝送方式において
、各受信ポートに対し、該受信ポートによるメッセージ
の受信数を示すカウンタを設け、異なる時刻での該カウ
ンタの値を比較して、その結果が等しくなった受信ポー
トを異常と判定することを特徴とする計算機ネットワー
クの伝送方式。２、上記ノード装置の異常ポートは、メッセージを新た
に受信したとき、正常復旧と判定されることを特徴とす
る特許請求の範囲第１項記載の計算機ネットワークの伝
送方式。３、複数の送受信ポートを備えた複数のノード装置を該
送受信ポートにより任意に結合して計算機ネットワーク
を構成し、任意のノード装置から予め定めた１つ以上の
送信ポートを介して複数のノード装置に同時に同一のメ
ッセージを送信し、該メッセージを受信ポートを介して
受信したノード装置が該メッセージを再度送信を繰り返
し、上記メッセージを伝達する蓄積型伝送方式において
、各受信ポートに対し、該受信ポートによるメッセージ
の受信数を示すカウンタを設け、任意のノード装置から
発信ないし中継送信したメッセージと同一のメッセージ
が、該ノード装置が上記メッセージを送信したポートの
全てより受信されるまで、上記メッセージを発信した同
一のノード装置より引き続き発信された上記メッセージ
とは異なるメッセージの発信および中継を保留すること
を特徴とする計算機ネットワークの伝送方式。４、上記メッセージの送信保留に際して、送信されるメ
ッセージにタグを付け、同一のノード装置より引き続き
発信された上記メッセージとは異なるメッセージにはタ
グを付けず、上記メッセージの送達確認完了後、タグを
受け渡すことにより、メッセージの送信保留およびその
解除を行うことを特徴とする特許請求の範囲第３項記載
の計算機ネットワークの伝送方式。５、上記任意のノード装置は、送信済みのメッセージが
、規定された時間内に所定のポートの少なくとも１つの
受信ポートより、受信済みでない場合、改めて再送する
ことを特徴とする特許請求の範囲第３項記載の計算機ネ
ットワークの伝送方式。６、上記任意のノード装置は、上記メッセージを送信し
た送信ポートに対応して定められた１つ以上の受信ポー
トの全てより受信されるまで、該メッセージを一定回数
再送した後、未だ上記メッセージを受信しない受信ポー
トを障害ポートとみなし、再送を打ち切るとともに、以
後、該障害ポートよりの受信完了を待たずして、上記障
害ポートよりの受信完了条件のみを再送条件とすること
を特徴とする特許請求の範囲第３項記載の計算機ネット
ワークの伝送方式。７、上記任意のノード装置は、予め定めた時間が経過し
ても受信が行われない受信ポートを障害ポートとみなし
、メッセージを新たに受信したポートを正常復帰とみな
すことにより、送信保留に対する受信完了条件を適宜変
更していくことを特徴とする特許請求の範囲第３項記載
の計算機ネットワークの伝送方式。８、上記任意のノード装置は、出力コントロール信号を
利用して、オープンコレクタ論理素子と等価にトライス
テート論理素子を動作させるオープンコレクタ回路を内
蔵し、該オープンコレクタ回路は、トライステート論理
素子の出力コントロール信号による出力ディスエーブル
タイミングを入力信号の変化タイミングより遅らせるこ
とを特徴とする特許請求の範囲第３項記載の計算機ネッ
トワークの伝送方式。