JPH0411057B2

JPH0411057B2 -

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Publication number: JPH0411057B2
Application number: JP59184737A
Authority: JP
Priority date: 1983-10-19
Filing date: 1984-09-05
Publication date: 1992-02-27
Also published as: US4628311A; EP0140077A3; CA1225714A; JPS6097752A; DE3480637D1; EP0140077B1; EP0140077A2

Description

【発明の詳細な説明】［産業上の利用分野］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ヤ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ユータの
ようなデータ処理局で構成されたLANにおいて
用いられる通信チヤ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ヤ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、
通信チヤネル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。或る感知局が中央局
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つた後の所定の期間、
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。

通信チヤ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4234952号がある。いずれのシステムにお
いても、送信が監視され、通信チヤネルの空き状
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、局が通信チヤネルの干
渉を監視して、干渉を感知するたびごとに、前も
つ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
切つて、所定の遅延時間の終りで通信チヤネルが
空いていれば、その後に送信に再試行する。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。

通信チヤネルアクセスプロトコルの問題はマイ
クロコンピユータの分野において特に重要になつ
てきた。マイクロコンピユータがより広範囲にわ
たつ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ユ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
なつてきた。そうした場合、LANにおける複数
のマイクロコンピユータを接続してコンピユータ
内の通信をすることが要求される。米国特許第
4063220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ユータが互いに通
信するための通信チヤネルアクセスプロトコルに
ついて記載している。

米国特許第4210780号と前述の米国特許第
4234952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
通信チヤネルが監視され送信は通信チヤネルの空
き状態が検知されてから開始される。送信局は通
信チヤ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、
CSMA／CD（衝突検知式の搬送波感知多重アク
セス；Ｃarrier Ｓense Multiple Access with
Ｃollsion Ｄetection）システムとして知られ
ている。CSMA／CDシステムは現在広く一般に
認められるようになつた。CASM／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、通信チヤ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］以上に説明したCSMA／CDシステムのような
衝突検知式のシステムは、衝突後にその調停期間
を設定する方式である。衝突の検出の直後、その
端局は伝送を中断し、所定の時間後に回線が空き
状態のときは再伝送する。この方式では、衝突発
生の確立が小さい場合には問題ないが、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。

従つて本発明の目的は、各送信毎に調停期間を
設定することにより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与えてシス
テム全体としての効率を高めることである。

本発明の他の目的は、多重アクセスデータ通信
回線に接続された複数の局に対しその回線へのア
クセス順位を衝突発生前から割り当てており、そ
の順位を受信毎に変更して各局が均等に回線にア
クセスできるようにする多重アクセス制御方法を
提供することである。

［課題を解決するための手段］本発明の上記の目的は次のような構成により達
成される。

「各々一意的なアドレスを有する複数の局が通
信媒体を共有し該通信媒体を介する伝送が終了す
るたびに前記複数の局の前記通信媒体へのアクセ
スの調停のための一定の調停期間が確保され該調
停期間は前記複数の各局に対応するよう時間的に
ずれている複数のアクセス窓に分割されておりこ
れらのアクセス窓には通信媒体へのアクセス順位
を表わす窓番号が割当てられており、各局は対応
する自己のアクセス窓よりも前に到来するアクセ
ス窓によつて他の局の伝送が開始されていない場
合に対応する自己のアクセス窓の到来により自己
の伝送を開始できるようにした多重アクセス通信
システムにおける本発明の多重アクセス制御方法
は、前記アクセス窓に従つて伝送を開始しようと
する局は、前回のフレーム伝送の間に受信し記憶
していたアクセス制御番号に基づいて新しいアク
セス制御番号を算出し、この算出された更新アク
セス制御番号を自己の伝送フレーム情報に含めて
全ての局に伝送するとともに該全ての局は受取つ
た更新アクセス制御番号と自己のアドレスとに基
づいて新たなアクセス窓番号を生成しこの新たな
アクセス窓番号に従つて通信網へのアクセスを可
能にすることを特徴としている。

［実施例］本発明は、CSMA／CDシステムに関する改良
であり、それをCSMA／CA（衝突回避式の搬送
波感知多重アクセス；Ｃarrier Ｓense Ｍ
ultiple Ａccess with Ｃollision Ａvoidance）
システムと呼ぶことにする。本発明に基づく通信
チヤ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、ネツトワークの各々の局が通信チヤネルへの
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、それによつて、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“ネツトワークアクセス調停期
間”と呼ぶことにする。ネツトワークアクセス調
停期間の初めの部分を“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ツ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。通信チヤネル上の伝送を
検知すると、各々の局は各自のアクセス窓の到来
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、その局がネツトワークへ
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、キヤリア（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“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。もしネツ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ヤリア感知標識を活動化させ
るために“１”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、ネツトワークアク
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。従つて、ネツ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
端で局のキヤ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。ネツ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はネツトワークに接続できる局の最大数で
ある。１個のアクセス窓の適当な期間はおよそ40
マイクロ秒である。従つて、Ｎ＝64ならば、ネツ
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T0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）。或る局が送信を開始すれ
ば、それによつてアクセス窓が連続する間は、他
の全ての局のキヤリア感知標識は活動化されるの
で、こうした局は通信チヤネルを利用することは
できない。

第２図は、ネツトワークアクセス調停期間が終
了してかつ通信チヤネルを占有しようとした局が
なかつ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、或る局がフレームを送信しよ
うとした時にネツトワークがなお空いたままであ
れば、その局はおよそ150マイクロ秒の間全て
“１”を送信して（これを事前送信処理という）、
ネツトワークの全ての局のキヤリア感知標識を活
動化させる。こうしてネツトワークアクセス調停
期間を再び設定する。キヤリア感知標識が150マ
イクロ秒の“１”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
ス窓が来るのを待つてネツ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ツトワークアクセス調
停期間が過ぎていたとする。そうると当該局は所
定の短い期間、ネツトワークに全て“１”を送信
して、ネツトワークの全ての局のキヤリア感知標
識を活動化させる。次に当該局は自分のアクセス
窓＃４が来るのを待つて、それが到来したときに
キヤ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ツト
ワークアクセス調停期間が設定されるのを待つ。

ネツ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ツ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ツダでネツト
ワークアクセストークンバイト（以下「トーク
ン」と略称する）が送信される。任意の局によつ
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、その局のネツ
トワークアドレスにモジユロ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。ネツトワークへ
のアクセスを持つ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＃０
になると、次は＃（Ｎ−１）となつて再びこれを
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。

他にアクセスを均等にする方法として、凝似ラ
ンダムシーケンスの手法によつてトークンを変え
る方法がある。この方法は、フレームをＮ回送信
する間、Ｎ個の全てのネツ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計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
得を待つている間に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。

ネツ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。例えばネツトワークアドレスを０から番
号順に割り当て、ネツ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つて各局で“スクラ
ンブル”アドレスが計算できる。Ｎ個の局を支援
するネツ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、ネツトワークは連続す
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”アドレスをモジユロＮで加算す
ることによつて計算できる。この手法による結果
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ツトワークアク
セス調停期間内にまばらに分配すれば或る局がそ
れよりも優先順位の高い局によつて通信チヤネル
が占有されたということを検知する前にその局が
通信チヤ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ずるために、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回分のネツ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
によつて或る局がその直前のネツトワークアクセ
ス調停期間の通信チヤネルの状況を知らずに通信
チヤ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。

本実施例では衝突を回避するためのこのような
ステツ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、或る局が直前の送
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、従つて、２
つの局が同じ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つてから、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
は送り手によつて読み取られ、これらの２バイト
が正規のものでない時は、衝突とみなされる。応
答アクセス期間TR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、ネツトワーク
の各局は外部プロセツサ１０及びアクセス制御プ
ロセツサ１２を含む。外部プロセツサ１０は、例
えば、IBMパーソナルコンピユータで使用され
るIntel社の8088マイクロプロセツサであり、ア
クセス制御プロセツサ１２は、例えばIntel社の
8031マイクロプロセツサである。アクセス制御プ
ロセツサ１２は、外部プロセツサ１０と伝送媒体
１４との間のネツトワークアクセスインターフエ
ースとして働く。伝送媒体１４（例えば同軸ケー
ブル）はネツトワークの全ての局に共有される。
外部プロセツサ１０はCPUインターフエースの
入力バツフア１８及びCPUインターフエースの
出力バツフア２０をそれぞれ介して、アクセス制
御プロセツサ１２の内部バス１６に接続される。
CPUインターフエ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、CPUイン
ターフエースの入力バツフア１８またはCPUイ
ンターフエースの出力バツフア２０が一杯になつ
たか否かを標示する。アクセス制御プロセツサ１
２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、アセンブラリステイン
グの制御プログラム関連部分を記憶する。外部
RAM２４は、外部プロセツサ１０から伝送媒体
１４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から受け取つたデータを記憶する
ためのフレームバツフアとして働く。ノードアド
レス切替２８は特定の局のネツトワークアドレス
を指示する。ノードアドレス切替２８はシステム
オペレータによつて外部からセツトできる。

アクセス制御プロセツサ１２は送信部３０、受
信部３２、及びキヤリア感知部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３
６（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“０”ならば線４２には負
電圧信号が供給される。

第４Ｂ図からわかるように、受信部３２及びキ
ヤリア感知部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−50ｍＶ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
ヤリア感知部３４のORゲート５２へ供給され
る。キヤリア感知部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５４は、そのクロツク入力で1MHzのクロ
ツ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つて２進カウンタ
５４は繰返しリセツトされる。従つて正であれ負
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は繰返しリセツトされ、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ツ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−CS
（キヤリア感知）信号である。−CS信号が低レベ
ルの場合が、キヤ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、キヤリア感知
標識の非活動状態に対応する。

アクセス制御プロセツサ１２は複数バイトから
成る内部RAM１５を有する。例えばIntel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をスクラツチパツドバツフアと
して用いたりする。最初の８バイトは第３Ｂ図の
レジスタR0ないしR7を構成していてもよい。現
トークン値、ネツトワークアドレス（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。マルチカスエアド
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。マルチカストアトレスの他に同報
通信アドレスがある。同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。従つて、同
じマルチカストアドレスをネツトワーク内の局に
グループごとに割り当てれば、ネツトワーク全体
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ツトワークの局は最高128
個存在し、ネツ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。ネツトワークの全て
の局のための同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ツト写像形
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。“アクセス待ち”
フラグは、セツトされると、局がネツトワークへ
のアクセス権の獲得を待つているということを表
わす。“送信待ち”フラグは、セツトされると、
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
セス窓を待つているということを表わす。“送信”
フラグは、セツトされると、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つたというこ
とを表わす。“アクセス窓通過”フラグは、セツ
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、ネツトワークアクセ
ス調停期間の終端が通過したことを表わす。

アクセス制御プロセツサ１２は、さらに、アキ
ユ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
ム終端直後のネツ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
キヤ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
御プロセツサ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か否かを判断する（60
−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）。

フレームの制御ヘツ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
御プロセツサ１２はこのトークン値を用いて、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、何らかの方法でネツトワーク
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。例えばネツトワークの局が128個
ある場合、この組合せの手法の１つとして、ネツ
トワークアドレスとトークン値とをモジユロ１２
８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
にモジユロ１２８で加算する（”スクランブル”
アドレスはネツ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つて得られる）。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のステツ
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Ａとレ
ジスタＢとを乗じることによつて自局のアクセス
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1MHz）を有するクロツク信
号のパルスの数によつ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は事前セツト可能なカウン
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を介してクロツク信号（1MHz）
しか受け取らないので、送信フレームが終了して
−CS信号（線56）が高レベルになつて（言い換
えればキヤリア感知標識が非活動状態になつて）
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、(a)“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”フラグがクリアして、自局がネツ
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”フラグをセツトし
て、ネツ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（60−６）。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
ツトワークアドレス（個々のアドレス、マルチカ
ストアドレスまたは同報通信アドレス）に一致す
れば、フレームの残りを受信し、受信バツフア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
バツフアされたデータはCPUインターフエース
の出力バツフア２０を介して外部プロセツサ１０
へ送られる。受信フレームの宛先が自極のアドレ
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。

キヤリア（搬送波）がなくなると、カウンタ６
２は1MHzのクロツク信号のカウントを開始する。
1MHzのクロツク信号はANDゲート６４を介して
クロツク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ツク
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
がトリガされる。そうしてアクセス制御プロセツ
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
待ち”フラグがセツトされているか、を検査す
る。“アクセス窓通過”フラグは、前述のフレー
ム受信ルー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クリアされ
るべきである。“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５Ｂ図を参照
して後で説明する）において、自局がネツトワー
クへのデータの送信を要求すれば、セツトされる
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、“送信待ち”フラグがセツト
され、しかもキヤリア感知標識レジスタ７８によ
つてキヤ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ツサ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）をセツト
することによつて送信部３０（第４Ａ図）を付勢
し（送信シフトレジスタ９２が空の時は常に連続
して“１”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６０が始まることのな
いように割込み部５８を減勢し、(c)“送信”フラ
グをセツトして、自局がネツ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”フラグをセツトすることによつて自局のア
クセス窓が通過したことを標示する。次に、ネツ
トワークアクセス調停期間が終わるまでに幾つア
クセス窓が残つ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がネツトワーク
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へロー
ドする伝送媒体４０にキヤ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
介して送られるクロツ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ツサ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
ツトされている）ことを見い出せば、アクセス制
御プロセツサ１２は、カウンタ６２の終結カウン
ト信号TCがネツ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ツサ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
クセスを待つている場合は、このアイムアウト値
はおよそ13秒にセツトされる。この時間は、キヤ
リア感知標識が非活動状態になつて自局がネツト
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
セツトされ、それを越えると、アクセス制御プロ
セツサ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はクロツク７０の1MHzのク
ロツ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TCを供給する。カウンタ８２が16
ビツトカウンタならば、終結カウント信号TCは
およそ65ミリ秒ごとに出力されであろう。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ツサ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０になつたかどうかを
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８２から
次の終結カウント信号TCが出力されるとルーチ
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
値を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”フラグがセツト
されていれば、“アクセス待ち”フラグがクリア
されて、”使用中”標識が外部プロセツサ１０へ
返される。“アクセス待ち”フラグがセツトされ
ていなければ、指令タイムアウトとみなされ、ア
クセス制御プロセツサ１２は、次の指令に進むと
同時にエラーフラグをセツトする。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
にリセツトされる。

第５Ａ図及び第５Ｂ図は、送信フレーム処理ル
ーチンの各ステツプを表わす流れ図を示す。外部
プロセツサ１０がネツ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ツサ１２によ
つ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ツサ１２は、初めに、自
身のスタツクの先頭に“戻り”アドレスを記憶す
る。プラグラム中“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受
け取らずに続行できる最大送信回数に設定され
る。宛先局によつて送信が拒否された回数を表わ
す送信拒否値は最初０に設定される。

ステツプ100において、アクセス制御プロセツ
サ１２は自身のタイムアウト値をおよそ13秒にセ
ツトし、“アクセス待ち”フラグをセツトして自
局がネツトワークへのアクセス権の獲得を待つて
いることを標示する。局がネツトワークへのアク
セスを待つている場合は、タイムアウト値は13秒
にセツトされる。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ツサ１２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ツトさ
れる。これらのタイムアウト値のセツトは前述の
タイムアウト割越みルーチン８０の所で説明した
ものである。

“アクセス待ち”フラグをセツトした後、レジ
スタＲ２、レジスタＲ１、及びレジスタＲ３は、
それぞれ、０、20、及び100にセツトされ、アク
セス制御プロセツサ１２は“アクセス待ち”フラ
グを検査する（ステツプ102）。ステツプ100以降
で例えばタイムアウト割込みルーチン８０によつ
て“アクセス待ち”フラグがクリアされていなけ
れば、キヤリア感知標識レジスタ７８のキヤリア
感知標識を検査してネツトワークが非活動状態か
否かを調べる。もしネツ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、ステツプ102で再び“アクセス待ち”フラグ
を検査する。延長期間の間キヤリア感知標識がな
お活動状態ならば、レジスタＲ２の値は再び０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。従つてレジスタ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０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、キヤ
リア感知標識はおよそ512000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”標識がロードされる。“リンク使
用中”標識は外部プロセツサ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８０で許可された13秒が経過すれば、“ア
クセス待ち”フラグはクリアされて、ステツプ
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。

“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に戻ると、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ツサ１
２はステツプ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ヤリア感知標識が非活
動化すれば、ルーチンはステツプ110からステツ
プ112へ進み、アクセス要求が同報通信フレーム
のためのものかどうかを検査する。アクセス要求
が同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
テツプ114へ進む。

自局が単に接続要求を送るためにネツトワーク
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、ステツプ108
でルーチンはレジスタＡに“OK”標識をセツト
する。そうして第５Ｂ図のステツプ106及びステ
ツプ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、プログラムはステツプ
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ツトワークの可能な宛先の
各々に対して外部RAM２４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。

アクセス要求が同報通信のためのアクセス要求
と判断された後、または、ステツプ116で所望の
リンクテーブルを更新した後、ルーチンはステツ
プ114へ進み、そこでネツ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“調
停期間終了”フラグを検査する。ステツプ114で
“調停期間終了”フラグが依然としてセツトされ
ていると判断されれば、アクセス制御プロセツサ
１２は、ネツ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ツトさ
れているならば、”アクセス待ち”フラグがステ
ツプ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ツトされていれば、“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）によつてセツトされて
いるか否かを調べる。“アクセス窓通過”フラグ
がまだセツトされていなければ、アクセス制御プ
ロセツサ１２は自局のアクセス窓が到来していな
いということを知つて、ルーチンはステツプ124
へ進む。こうしてアクセス制御プロセツサ１２は
“送信”フラグをクリアし“アクセス窓通過”フ
ラグをセツトして、次に、(a)“調停期間終了”フ
ラグ及び“アクセス待ち”フラグがセツトされる
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)キヤリア感知標識
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ヤリア感知標識が非
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
セツトしてネツトワークへの送信を開始し、“送
信”フラグをセツトし、“アクセス窓通過”フラ
グをセツトする。これと同時に、アクセス制御プ
ロセツサ１２はステツプ126へ進み、そこで“送
信待ち”フラグをクリアする。

次にステツプ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によつて“送
信”フラグがセツ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
プロセツサ１２はステツプ130でそのフレームを
送信する。

ネツ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、ステツプ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に現トークン値にロー
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、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
け右方へシフトしてレジスタＢの値１３をロード
しレジスタＡの内容とレジスタＢの内容とを乗ず
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ANDして、そうして生成されたレジス
タＡの内容を１ビツトだけ左方へシフトすること
によつ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ヘロー
ドする。

トークンバイト中で不使用のビツトの値を調整
することによつて偶数パリテイを有するようにト
ークン値を強制し、偶数パリテイを有しないこと
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。

ステツプ128でアクセス窓割込みルーチン７６
によつて“送信”フラグがまだセツトされていな
いとアクセス制御プロセツサ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ヤ
リア感知標識が活動状態になつた場合）、送信フ
レーム処理ルーチンは経路１３１を介してステツ
プ100の直後へ復帰する。

ステツプ114で“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ツサ１２は、ネツトワークア
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、ルーチンはステツプ132ないしステ
ツプ140へ進む。ステツプ132では、アクセス制御
プロセツサ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へロードすべき値を
ステツプ１３４で計算する。ネツトワークへ連続
的に“１”を送出するために−RTS信号を低レ
ベルにセツトし（ステツプ136）、所定の期間
（150マイクロ秒）経過後（ステツプ138）、カウン
タ６２に付勢して−RTS信号を高レべルにセツ
トする（ステツプ140）。この一連の処理が、第２
図の所で説明したネツトワークアクセス調停期間
の再設定である。

前述のネツトワークへの連続的な“１”の送出
期間はおよそ150マイクロ秒（ステツプ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
ス制御プロセツサ１２はネツトワークを監視して
衝突が生じたか否かを判断する。ステツプ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１３１を介してネツトワーク
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
ツサ１２は次にステツプ144で、その送信フレー
ムが応答の返つてこない同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ツサ１２がステツプ144で、
送信フレームが同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トワークが監
視される。何らの応答が得られなければ、ステツ
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１４９を介してステ
ツプ100へ復帰する。これは送信無応答値がステ
ツプ148で０と判断されるまで繰り返され、ステ
ツプ148で０と判断されれば、レジスタＡに無応
答標識がセツトされて、ステツプ106及びステツ
プ108を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ツサ１２が応答を受け取つ
たと判断すれば、ルーチンはステツプ150へ進む。
ステツプ150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つた応答を
検査する。フレームが宛先局で拒否されたと判断
すれば、“送信拒否”値を１だけ増分して、アク
セス制御プロセツサ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を介してステツプ100へ戻つて送信を繰り返
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
ステツプ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”標識がセツトされて、ステツプ106及
びステツプ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、ステツプ150でアクセス制御プロセ
ツサ１２が、フレームは拒否されなかつたと判断
すれば、その応答が“非接続”応答であつたかど
うかを検査する。その応答が“非接続”応答であ
つたと判断されると、レジスタＡには“非接続”
標識がセツトされて、ステツプ106及びステツプ
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”応答ではなかつたと判断さ
れると、肯定応答を受け取つているのでルーチン
はステツプ154へ進む。

ステツプ154でアクセス制御プロセツサ１２は、
送信したフレームがデータフレームであつたか否
かを判断する。送信したフレームがデータフレー
ムであつたと判断されると、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
に遂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
ームであつたなら、リンクテーブルエントリを更
新する必要はない。いずれにせよ、レジスタＡに
は“OK”標識がセツトされて、ステツプ106及
びステツプ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、外部プロセツサ１０がネツト
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
ツトワークとの同期を維持するためにフラグのセ
ツ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
窓から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つて、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ず
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回分のネツ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へロードする。“アクセス窓
通過”フラグと“調停期間終了”フラグをセツト
して、２つのネツトワークアクセス調停期間が終
了したことをカウンタ６２が終結カウンタ信号
TCによつて示したときに、“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ツトワーク
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図は本発明に基づく実施
例の構成を表わすブロツク図、第４Ａ図は第３Ｂ
図の送信部３０の構成を簡略的に表わすブロツク
図、第４Ｂ図は第３Ａ図の受信部３２及びキヤリ
ア感知部３４の構成を簡略的に表わすブロツク
図、第５Ａ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ツプを表わす流れ図で
ある。

Claims

【特許請求の範囲】１各々一意的なアドレスを有する複数の局が通
信媒体を共有し該通信媒体を介する伝送が終了す
るたびに前記複数の局の前記通信媒体へのアクセ
スの調停のための一定の調停期間が確保され該調
停期間は前記複数の局の各々に対応するようにア
クセス窓番号を割当てられた複数のアクセス窓に
分割されており、各局は対応する自己のアクセス
窓よりも前に到来するアクセス窓によつて他の局
の伝送が開始されていない場合に対応する自己の
アクセス窓の到来により自己の伝送を開始できる
ようにした多重アクセス通信システムにおける多
重アクセス制御方法であつて、前記アクセス窓番号に従つて伝送を開始しよう
とする局は、前回のフレーム伝送の間に受信して
記憶していたアクセス制御番号に基づいて新しい
アクセス制御番号を算出し、この算出された更新
アクセス制御番号を自己の伝送フレーム情報に含
めて全ての局に伝送するとともに該全ての局は受
取つた更新アクセス制御番号と自己のアドレスと
に基づいて新たなアクセス窓番号を生成しこの新
たなアクセス窓番号に従つて前記通信媒体への次
回の送信開始のアクセスを可能にする、各局のア
クセス順位を送信毎に変更することを特徴とする
多重アクセス制御方法。