JPH088572B2

JPH088572B2 - 通信システムにおけるノード装置

Info

Publication number: JPH088572B2
Application number: JP62053808A
Authority: JP
Inventors: 泰弘高橋; 治高田
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1987-03-09
Filing date: 1987-03-09
Publication date: 1996-01-29
Anticipated expiration: 2011-01-29
Also published as: EP0281757B1; US4930122A; DE3855739T2; EP0281757A2; JPS63220631A; DE3855739D1; EP0281757A3

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕本発明は、通信システムにおけるノード装置（以下、
単に「ノード」ともいう）に関し、特にパケット長より
長いメッセージを分割して送り、受信側で再びメッセー
ジに組立てることによりメッセージ転送を行う方式にお
いて、メッセージ処理能力に見合った最少のバッファ容
量で単純に制御を行うノードに関する。

〔従来の技術〕

従来、ループ伝送によるネットワークシステム等にお
いては、ノードからパケット長より長いメッセージを分
割して送り、受信側で再びメッセージに組立てることに
よりメッセージ転送を行うメッセージ転送方式を採用し
たものがある。この方式では、いずれのノードからのパ
ケットも受信し、メッセージが復元できるようにするた
めに、送り元別のメッセージバッファを最大ノード数分
用意し、各ノードに備えるという方法を採っていた。

関連する文献の例としては、「データ伝送」（日本電
信電話公社）p.354〜p.367、電子通信学会編「パケット
交換技術とその応用」（p.88〜p.92,1982）が挙げられ
る。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上記従来技術は、何の制限もなく、領域を獲得したノ
ードがパケットを送信してくるため、あるノードには、
別々のノードからのパケットが混在して到着する場合が
ある。このため、受信側では、送り元ノード別に取り込
んでメッセージを復元するためのバッファを、ループに
接続される最大ノード数分（通常,32〜128）用意する必
要があった。しかし、一つのノードへのメッセージの集
中度は、その運用方法にもよるが、常にどのノードも同
じように高いということはない。ある程度片寄りがある
場合、特定のノード用バッファに比べて、大半のバッフ
ァは、使用頻度は非常に少ない値となり、また、同時に
使われるバッファ数も全ノード数に比較して少ない値と
なるであろう。したがって、バッファの使用効率や同時
に必要なバッファ数と無関係に大量のバッファを用意し
なくてはないということで、無駄が多いという問題があ
った。

本発明の目的は、このような従来の問題を解決し、ノ
ードに搭載するバッファ数を必要最少限で通信が維持可
能なノードを提供することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明の上述の目的は、伝送路に接続され、上位装置
からの送信メッセージを複数のパケットに分割して前記
伝送路上に送出し、前記伝送路から受信した自装置宛て
のパケットをメッセージに組み立てて前記上位装置に転
送する如く構成された通信システムにおけるノードであ
って、受信パケットをメッセージに組み立てるための受
信バッファと、該受信バッファに受信すべきパケットの
送信元アドレスを記憶するためのアドレス記憶手段と、
前記受信バッファの空塞状態を示すフラグ手段と、前記
伝送路から自装置宛てのパケットが受信されたとき、前
記フラグ手段が前記受信バッファ空きの状態を示してい
れば、当該受信パケットの送信元アドレスを前記アドレ
ス記憶手段に登録するとともに、当該受信パケットのデ
ータ部を前記受信バッファに蓄積し、一方、前記フラグ
手段が前記受信バッファ使用中の状態を示していれば、
当該受信パケットの送信元アドレスと前記アドレス記憶
手段に登録されているアドレスとを比較し、一致した場
合に限って当該受信パケットのデータ部を前記受信バッ
ファに蓄積し、アドレス不一致の場合は前記受信バッフ
ァへの蓄積を禁止するための受信相手限定手段とを有す
ることを特徴とする通信システムにおけるノードによっ
て達成される。

〔作用〕

本発明においては、伝送路上のノードへのメッセージ
の集中度と、ノードに接続され、メッセージを実際に処
理する機器のメッセージ同時処理数などから、用意すべ
きメッセージバッファ数を算出し、その数分のバッファ
を設け、これをメッセージ復元完了までを単位とし、動
的に割り当て、共用させることにより、バッファ容量を
削減できる。

すなわち、分割されて送られてくるメッセージの先頭
パケットを受信し、その送り元アドレスを、空いている
バッファの登録レジスタに登録し、そのパケットのデー
タを該バッファに書き込む。以降、同じ送り元からのパ
ケットのデータはそのバッファに書込む。メッセージの
終了パケットを受信後、メッセージを上位計算機に渡す
などの処理を終了したところで、登録レジスタをクリア
し、他のノードからのメッセージを受信できるようにす
る。これらの処理をバッファ毎に行うことで、同時に
は、バッファ数分の相手からのメッセージを受信するこ
とができる。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例を、図面により詳細に説明す
る。

第３図は、本発明を適用したループ伝送方式によるネ
ットワークシステムの構成図である。

第３図においては、各ノード51,52,53,54は、伝送路5
9によってループ上に結ばれており、それぞれには、上
位計算機55,56,57,58が接続され、計算機間のデータ通
信が行われるネットワークシステムを示している。この
中で、本発明は、ノード内部の制御回路に適用してい
る。各計算機は、任意の長さからなるメッセージの授受
により通信を行なうのだが、ネットワーク上ではこれら
の任意の長さのメッセージは、ある一定の長さのデータ
に区分され、宛先、送り元などの情報を付与し、パケッ
トという形に変えて、各ノード間の通信を実現してい
る。すなわち、送り元の計算機からのメッセージは、接
続されているノードにて、複数のパケットに形を変え、
伝送路を伝わり、相手側ノードにて元のメッセージに組
立て直され、宛先の計算機には再び、メッセージの形で
届くのである。

伝送路59上には、このパケットを運ぶためのフレーム
が一定周期で周回している。

第４図は、フレーム内の構成を示す図である。

第４図において、61は各ノードが同期を取るための同
期パターンである。62は63,64,65,66,67,68の各領域か
らなる一括総称するところのパケット領域、すなわちパ
ケットを運ぶための領域が空いているか、使用中である
かを示す空塞情報である。63は宛先アドレス、64は送り
元アドレスが入る領域である。65は１つのメッセージを
複数のパケットに分解した時の最終番めのパケットであ
ることを示す最終パケットの表示，任意の長さのメッセ
ージを一定長に区切った際に発生する端数を表示するた
めの、データ領域66中の有効データ長の表示などを行う
制御情報である。66はパケット化するために区分された
データが入るデータ領域。67には誤り制御のためのフレ
ームチェックシーケンス情報が入る。68は受信側での受
信状況を送り元に返すためのループアンサ領域である。
66のデータ領域は、固定長になっている。

第５図はメッセージのセグメンティング／リアセンブ
リの説明図であり、第６図は混在したパケットからメッ
セージを復元する説明図である。

第５図に示すように、上位計算機からの送るべきメッ
セージ71が、第４図におけるフレーム内のパケット領域
に定められたデータ長（66の大きさ）より長い場合に
は、72,73,74,75,76,77のように、第４図で示したデー
タ領域66のデータ領域長に合うように区切って送らねば
ならない。そして、受信側ではこれらを組み立て、78の
ように、元のメッセージに戻す必要がある。

区切られたパケットは、第６図に示すように、他のノ
ードからのパケットと混在して到着するため、それぞれ
のノードからのパケットを蓄積し、元のメッセージを復
元させるためのバッファを、従来の方式では、全ノード
数分持つ必要があった。しかしながら、常に全ノードか
ら均一にパケットが送られてくるわけではなく、比較
的，特定の相手からのノードのパケットが多い場合や、
通信頻度があまり高くない場合では、全ノード数分のバ
ッファを用意しても、ほとんど使用されないままにな
り、無駄である。

そこで、本発明では、受信相手限定機能（詳細につい
ては後述第１図参照）と再送機能（詳細については第２
図参照）をノードに備えることによって、必要最少限の
バッファ容量でメッセージ転送を行うものである。

第３図に示したノードの詳細構成図を第７図に示す。
この中で伝送路から到達するパケットを受信し前記動作
を実現させるのが第１図の受信相手限定部であり、一
方、パケットの送信、特に再送動作を司るのが、第２図
に示す再送制御部である。全体の流れについては後述
し、ここでは本発明の中心的動作から説明を行なう。

第１図は、本発明の一実施例に係る受信相手限定部の
詳細構成図である。これは、上述の受信相手限定機能を
回路によって実現する例を示している。

第１図において、１は到着したパケットがバイト単位
にパラレル化され、順次流れる信号路である受信データ
バス、２は到着したパケットが、登録した相手からのも
のかを判断するためのアドレス比較器、３は受信相手と
して登録するために相手のアドレスを格納しておくアド
レスレジスタ、４は受信相手が登録され、メッセージバ
ッファが予約状態にあるか、未登録でメッセージバッフ
ァは空き状態にあるかを示すフラグレジスタ、５は受信
されたパケットのデータ（第４図における66）を格納
し、元のメッセージに復元するメッセージバッファ、６
は到達したパケットの送り元がどのバッファにも相手と
して登録されていないことを示すためのゲート、７は未
登録のパケット到着時，空きバッファを選択するセレク
タ、８は受信データバス１上にパケットのデータ部分が
通過中であることを示すデータタイミング信号、９は受
信データバス１上にパケットの送り元アドレス（SA）部
分が通過中であることを示すSAタイミング信号、10は比
較器２を動作させるためのタイミングゲート、12はメッ
セージバッファへの書き込み信号用のゲート、13はアド
レスが一致したことを、バッファへのデータ書き込み終
了まで保持するラッチ、14はデータタイミング信号８が
オフになり、ラッチ13をリセットさせるタイミングを生
成する遅延回路、15はメッセージ受信完了を示すゲー
ト、16は分割されたメッセージの最終パケット制御情報
（CTL）部分に示されている値と同一の値であるエンド
パケットパターン、17は制御情報の比較器、18は到着し
ているパケットの制御情報（CTL）部分の値、19は到着
しているパケットに対して返す返答情報すなわち，ルー
プアンサ（LA）値である。

第２図は、本発明の本実施例に係る再送制御部の詳細
構成図である。これは、上述の再送機能を回路によって
実現したものである。

第２図において、31はメッセージを分割して複数のパ
ケットにした中の第１番目のパケットの宛先からの返答
情報（LA）、32は宛先ノードが受信不可能状態にある時
に返ってくる返答情報と同一の値であるLA受信不可パタ
ーン、33は返答情報が受信不可を示しているか否かを知
るための比較器、34は比較器33からの一致信号により起
動される時間計数器、35は再送を開始するまでの待ち時
間をあらかじめ設定しておくための、待ち時間レジス
タ、36はあらかじめ設定してあった待ち時間に、時間計
数器34が至ったかどうかを判断する比較器、37は上位計
算機からの送信要求または比較器36からの再送信要求を
伝えるためのゲート、38は送信要求状態にあることを示
すラッチ、39は空き領域を送信のために占有するための
ゲートである。そして第８図は従来の送信制御用の回路
であるが、第２図の再送回路と組み合わさるので次に説
明する。第８図において、40は送信データバスに対し
て、各種タイミング信号に従って、送り出すべきデータ
を選択するためのセレクタ、41はパケットを送信するた
めの送信データバス、42は分割してパケットにして送る
際に、宛先アドレス，送り元アドレス，エンドパケット
パターン217をパケットに乗せるためのヘッダ情報生成
回路、216はエンドパケットパターン発生器、43は現在
送出済みとなっているデータの長さを計数するカウン
タ、44は送るべきメッセージの長さを格納するメッセー
ジ長レジスタ、45は送るべきメッセージが全て送出し終
えたか否かを判断する比較器、46はメッセージバッファ
から送出すべきデータを取り出すための読み出し回路、
47は送出すべきメッセージを格納するためのメッセージ
バッファである。

以下、第１図と第２図と第８図とを用いて、受信相手
限定部および再送制御部の動作を説明する。

パケットは、第３図に示すノードを通過する際、バイ
ト単位に区切られ、受信データバス１上に現われるの
で、自ノード宛パケットに関しては、送り元アドレス
（SA）を調べ、比較器２により既にその相手からのパケ
ットを受信していないかどうかをアドレスレジスタ３
と、受信データバス１上の送り元アドレスとを比較して
行う。未受信である場合には、セレクタ７により、受信
すべき空のメッセージ・バッファ５が選択され、そのア
ドレスレジスタ３に、受信データバス１上の送り元アド
レスを登録すると共に、空塞表示用のフラグレジスタ４
をセットする。そして以後、データタイミングにて、メ
ッセージ・バッファ５にデータを取り込む。

同じノードからの２番目のパケットが到着すると、既
にアドレスレジスタ３に登録がされているため、データ
部分だけが、メッセージ・バッファ５に取り込まれる。

他のノードからのパケットが到着した場合、アドレス
が一致するバッファがあれば、それに受信させる。一致
するバッファはないが、フラグレジスタ４が空きを示し
ているバッファがある場合には、そのアドレスレジスタ
３に登録を行い、データを取り込む。

アドレスが一致するバッファもなく、全てのバッファ
のフラグレジスタ４が使用中状態を示している場合に
は、セレクタ７にてループアンサ情報（LA情報）を生成
し、受信不可能である旨を送り元に返す。

アドレスレジスタ３に登録のある送り元からのパケッ
トであり、コントロール情報（CTL情報）18にエンドパ
ターンが示されているパケット、すなわち、メッセージ
の最終パケットが到着した場合には、ノードに接続され
ている上位計算機に、そのバッファには、メッセージが
受信完了したことを知らせる。上位計算機がバッファ内
のメッセージを読み出し、バッファ読み出し完了指示を
行うと、そのバッファのフラグレジスタ４はリセットさ
れ、他のメッセージを受信することができるようにな
る。

一方、受信不可能である旨が返された送り元では、第
２図に示す再送制御部により、ある時間の後に再送信が
行われる。すなわち、比較器33で返されたループアンサ
値（LA値）31とLA受信付加パターン32とを比較して、一
致すると、タイマ34を起動し、比較器36により待ち時間
レジスタ35にあらかじめ設定した時間に一致するまでの
間、待つ。定められた時間の経過の後、あたかも、上位
計算機からの送信要求があったかのように動作し、ゲー
ト37によりラッチ38がセットされたことで、領域占有動
作が開始される。次にこの再送制御部に接続される第８
図に示すところの従来回路である送信制御部のカウンタ
43をリセットし、空き領域を見つけたところで、ヘッダ
情報を加えて、データタイミング信号が知らせる分だけ
のデータをメッセージバッファ47より読み出すことによ
って、パケット化し、再送信が行われる。

これにより、相手を限定することによって、限られた
数のメッセージバッファを使い、任意の相手と通信可能
になるのと共に、受信されなかったパケットを送ったノ
ードでは、ある時間の後に、再送することで、通信可能
になる。

第７図は、第３図に示すノードの詳細構成図である。
このノード内に、先に説明した第１図に示す受信相手限
定部および第２図に示す送信制御部を、受信相手限定部
108および送信制御部119として、組込み、時分割のフレ
ーム周回させ、パケット交換を行っている。

ループの上流から来るフレームは、伝送路127より受
信器101に受信され、シフトレジスタ102によって、シリ
アルからバイト単位のパラレルデータに変換される。同
期パターン発生回路103とバイト単位に変換されたフレ
ームとが比較器104で比較され、フレームの先頭にある
同期領域に書き込まれている同期パターンとが一致する
と、タイミング発生用カウンタ105をリセットすること
で、ノードとフレームの同期は取られる。これにより、
タイミング発生用カウンタ105からは、通過していくフ
レームの各領域に一致した各種タイミング信号（LAタイ
ミング207、CTLタイミング214、フラグタイミング208、
SAタイミング９、DAタイミング213、データタイミング
８）を発生させる。

通常、フレームは、バイト単位に変換された後、セレ
クタ114,フラグ書き換え回路124,セレクタ126を通過
し、シフトレジスタ115にて、再びシリアル化され、送
信器116によって、伝送路128に送られ、ループの下流へ
と流れていく。

ノードの中をフレームが通過する際に、自ノード宛か
どうかのアドレスチェック，受信動作，そして、領域占
有，パケット送信などの動作が必要に応じて行われる。

アドレスチェックは、シフトレジスタ102の出力であ
るフレームデータと、タイミング発生用カウンタ105か
ら得られるDAタイミング213に従い、比較器107におい
て、あらかじめ設定しておいたノードアドレスレジスタ
106の値とを比較し、一致した場合は、自ノード宛のパ
ケットであるので、受信相手限定部108に対して、受信
動作開始を指示する。同時に、フレームチェックシーケ
ンス検査部（FCS検査）129において、FCS演算行い、誤
りチェックを行う。また、CTLタイミング214を用いて、
フレームデータからCTL情報を取り出し、CTL解析部109
にて、解析し、受信相手限定部108に渡す。

受信相手限定部108では、第１図に示す受信データパ
ス１上に現われるパケットのうち、送り元アドレス（S
A）が到着したことを、SAタイミング９にて知ると、用
意された複数の比較器２にてアドレス比較を行う。一致
／不一致が各比較器２から、ゲート６に伝わると、一致
が全く無かった時のみ、セレクタ７にその旨を伝える。
セレクタ７では、各バッファごとにあるフラグレジスタ
４のうち、空きを示しているバッファを選択する。ここ
では、メッセージバッファ“1"の系統が選択されたと仮
定すると、フラグレジスタ４がセットされ、受信データ
バス１上に現われている「送り元アドレス」をアドレス
レジスタ３取り込む。これにより、比較器２から一致信
号が出力されて、ラッチ13がセットされる。以降、デー
タタイミングにて、ゲート12が開くため、受信データバ
スに現われるパケットのデータ部分が、メッセージ・バ
ッファ“1"に、１パケット分のデータが取り込まれる。

次に第７図にて受信時のフレームチェックシーケンス
（FCS）検査部129での検査結果をLAパターン発生器110
に入れる。ここでは受信相手限定部108からのLA情報と
から、返すべきLAパターンを決定し、セレクタ114にお
いて、LAタイミングにて、シフトレジスタ102からの旧L
Aと入れ替える。その後、シフトレジスタ115にて、シリ
アル化され、送信器116より伝送路128に、送出される。

次に、同じ送り元からの２番目のパケットが到着する
と、同様にして、第１図に示す受信データバス１上に、
送り元アドレス（SA）が現われるが、既にアドレスレジ
スタ３には同アドレスが登録済みであるため、比較器２
から一致信号が出力され、ラッチ13がセットされ、デー
タタイミングにて、データがメッセージバッファ“1"内
に取り込まれる。

同じ送り元からのメッセージの最終パケットが到着し
た場合、第７図のCTL解析109にて、パケットフォーマッ
ト中のCTL情報を解析し、受信相手限定部108内にある第
１図の比較器17に渡す。エンドパターン16と比較し、一
致するとゲート15から、上位計算機に対して、第１図の
上位計算機インタフェース113経由で「バッファ“1"メ
ッセージ完了」指示を伝える。上位計算機は、これに従
い、メッセージバッファ“1"内のメッセージを上位計算
機インタフェース113経由で読み出す。その後、「バッ
ファ“1"読み出し完了指示」を上位計算機が上位計算機
インタフェース113経由で出すと、フラグレジスタ４は
リセットされ、再び空きとなり、他のメッセージのため
に使用できるようになる。

送信動作においては、上位計算機は、第７図の送信バ
ッファ120内に送信すべきメッセージを上位計算機イン
タフェース113経由で用意し、送信要求レジスタ118をセ
ットする。

送信制御部119は、読み出し回路121を用いて、送信制
御部119内の、第８図に示すところの、メッセージバッ
ファ47内にメッセージを取り込むと共に、メッセージ長
レジスタ44に、その長さをセットする。送信要求レジス
タ118がセットされたことで、ゲート37により、ラッチ3
8がセットされ、領域占有動作が開始される。すなわ
ち、第７図の空き検出回路117によって、フレーム上のb
usy/empty表示が、emptyを示しているフレームが到着し
たことが検出されると、第２図のゲート39が開き、「フ
ラグ書き換え占有信号」を送り、これを受けて、第７図
のフラグ書き換え回路124がbusy表示になるように書き
換える。

その後、DAタイミング,SAタイミング,CTLタイミング
にて、ヘッダ情報生成回路42から、ヘッダ情報が、セレ
クタ40を介して、送信データバス41上に送られる。デー
タタイミングでは、カウンタ43をスタートさせ、これと
共に、読み出し回路46にて、アドレスを発生させ、メッ
セージバッファ47から、バイトごとにデータを読み出
す。そしてセレクタ40を介して、同様に送信データバス
41に送出する。この後、送出されたヘッダ情報，データ
は第７図のセレクタ126に送られる。その際、FCS生成回
路125でFCSが計算され、同じくセレクタ126に送られ
る。その後、シフトレジスタ115,送信器116を経由して
伝送路128に送り出される。

一度に送れるデータ量は、フレーム上のパケットの領
域の大きさに依存し、その大きさ分だけの長さのデータ
タイミング信号が出て、これを示す。したがって、送る
べきメッセージの長さがパケットのデータ長よりも長い
場合は、第８図のメッセージバッファ47からは、複数回
に分割されて送られることになる。カウンタ43の示す値
が、メッセージ長レジスタ44に設定してあった値に、等
しくなったことを、比較器45にて判定すると、ラッチ38
をリセットし、ゲート39を閉じ、以降の領域は占有しな
くなる。

送信したパケットが戻ってきた時、すなわち，第７図
のタイミング発生用カウンタ105からのSAタイミングに
て、シフトレジスタ102からのデータとノードアドレス
レジスタ106の設定値が、比較器122で一致したことがわ
かると、LA値読み出し回路123によりLA値を読み出し、
第２図の比較器33において、LA受信不可パターンでない
かを調べる。LA受信不可であった時は、受信ノード内バ
ッファ満杯とみなし、ある一定時間の後に再送する。す
なわち、比較器33からの一致信号により、ラッチ38をリ
セットし、送信を中断する。そして、タイマ34をリセッ
トさせる。タイマ34はリセットにより“0"からカウント
を開始し、待ち時間レジスタ35に定めた値に等しくなる
と、比較器36から一致信号が出て、ゲート37より、あた
かも、はじめて、送信要求が出されたのごとく、動作す
る。これにより、第８図のカウンタ43はリセットされ、
メッセージの先頭から送信できるようになる。そしてラ
ンチ38がセットされ、空き領域を検出したところで、再
送が開始される。

以上のように、受信相手限定部を組み込み、送信制御
部に、再送機能を追加することにより、本来ならば、メ
ッセージ組み立て用のメッセージバッファを、全受信相
手ノード数分用意しなくてはならないのに対して、本発
明を用いることによって、限られた少数のバッファを用
意するだけで済み、用意したバッファ数以上のメッセー
ジが、そのノードに集中した場合、受けとられなかった
メッセージは、送信側にて再送機能が働き、これを救済
することによって、通信を維持することができる。

一般的な例として述べると、トークンリングLANなど
に代表されるLANでは、取り扱える最大メッセージ長
は、8Kバイト程になりつつあり、また、ループネットワ
ークの最大ノード数は、128が一般的である。この場
合、従来方式に従い、どのノードからのパケットも受け
られ、メッセージを組み立てられるようにするには、12
8ノード×8Kバイト＝1Mバイトものバッファを、メッセ
ージのリアセンブルだけの目的で、全ノードに設けなく
てはならない。しかしながら、措置形からワークステー
ション組み込み形へと移りつつあるノードは、ますます
小形化，低価格化が求められており、上記のような目的
だけのために、そのような大容量のバッファを搭載する
ことは、非現実的である。

そこで、本実施例に係るノードを用いたメッセージ転
送方式を適用することにより、そのノードへの通信集中
度、トラヒック、処理能力に応じた最少の量のバッファ
を用意するだけで済む。上記条件によっても異なるが、
交換機における最適な回線数を算出するのに用いるアー
ラン分布の考え方に適用するとすれば、必要とするバッ
ファ量は、従来の数十分の１で済むであろう。

そして、受信相手を限定するという単純な論理のた
め、限られた数のバッファの使用法を複雑に制御すると
いったことも必要がなく実現できる。

メッセージのリアセンブリ処理は、LANの高速・大容
量化を実現する１つの方式として、注目されているミニ
パケット方式には、必須の処理であるため、本実施例に
よるバッファ容量の大幅な削減は、今後の超高速LAN実
現にも、有効である。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、１つのノード
の中に、全ての相手ノードの数分のバッファを持つ必要
がなく、限られた数のバッファ数だけで、通信が維持で
きるため、無駄なバッファを持たずに済むため、ノード
のハードウェア量が少なく、経済化を図れる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例に係る受信相手限定部の構成
図、第２図は本発明の一実施例に係る送信制御部の構成
図、第３図は本発明を適用したネットワークのシステム
構成図、第４図はフレーム構成図、第５図はメッセージ
のセグメンティング／リアセンブリの説明図、第６図は
混在したパケットからメッセージを復元する説明図、第
７図は本発明を適用したノード内部の構成図、第８図は
第７図内の送信制御部の構成図である。 1:受信データバス、2:送り元アドレス比較器、3:受信限
定対象先アドレス設定レジスタ、4:メッセージバッファ
限定使用中表示用フラグレジスタ、5:メッセージバッフ
ァ、6:全バッファ・アドレス不一致検出用ゲート、7:受
信バッファ選択用セレクタ、12:バッファ書き込み用ゲ
ート、15:メッセージ完了指示用ゲート、31:受信LA信
号、32:LA受信不可パターン、33:再送実施判断用比較
器、34:再送開始遅延用タイマ、35:待ち時間設定用レジ
スタ、36:再送開始判断用比較器、38:送信制御用ラッ
チ、40:送信内容選択用セレクタ、41:送信データバス、
43:メッセージ読み出し用カウンタ、44:メッセージ長設
定レジスタ、45:メッセージ読み出し完了判断用比較
器、47:メッセージバッファ。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】伝送路に接続され、上位装置からの送信メ
ッセージを複数のパケットに分割して前記伝送路上に送
出し、前記伝送路から受信した自装置宛てのパケットを
メッセージに組み立てて前記上位装置に転送する如く構
成された通信システムにおけるノード装置であって、受信パケットをメッセージに組み立てるための受信バッ
ファと、該受信バッファに受信すべきパケットの送信元アドレス
を記憶するためのアドレス記憶手段と、前記受信バッファの空塞状態を示すフラグ手段と、前記伝送路から自装置宛てのパケットが受信されたと
き、前記フラグ手段が前記受信バッファ空きの状態を示
していれば、当該受信パケットの送信元アドレスを前記
アドレス記憶手段に登録するとともに、当該受信パケッ
トのデータ部を前記受信バッファに蓄積し、一方、前記
フラグ手段が前記受信バッファ使用中の状態を示してい
れば、当該受信パケットの送信元アドレスと前記アドレ
ス記憶手段に登録されているアドレスとを比較し、一致
した場合に限って当該受信パケットのデータ部を前記受
信バッファに蓄積し、アドレス不一致の場合は前記受信
バッファへの蓄積を禁止するための受信相手限定手段とを有することを特徴とする通信システムにおけるノード
装置。
【請求項２】前記ノード装置が、前記受信バッファと前
記アドレス記憶手段および前記フラグ手段を各々複数組
備え、前記複数組の受信バッファで送信元の異なる複数
のメッセージを並列的に組み立てることを特徴とする特
許請求の範囲第１項記載の通信システムにおけるノード
装置。
【請求項３】前記各手段に加えて、前記受信相手限定手
段による受信可／否の判定結果に応じたアンサ情報を含
むパケットを送信元装置に送信する手段を有することを
特徴とする特許請求の範囲第１項または第２項記載の通
信システムにおけるノード装置。
【請求項４】前記各手段に加えて、前記受信バッファに
蓄積中のメッセージの最終のパケットの当該受信バッフ
ァへの蓄積動作を完了したとき、前記上位装置に対して
メッセージの組み立て完了を通知する手段、および、前
記受信バッファに蓄積されたメッセージの上位装置への
転送が完了したとき、当該受信バッファと対をなす前記
フラグ手段をバッファ空き状態に変更するための手段を
有することを特徴とする特許請求の範囲第１項〜第３項
のいずれかに記載の通信システムにおけるノード装置。