JP2003078536A - シリアル通信システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 バスリセット発生毎に下位層アドレス空間上
における各通信ノードのアドレス再割付処理が自動的に
実行されるＩＥＥＥ１３９４バス等のシリアルバスを使
用して通信を行う場合において、アドレス自動割付処理
が実行されたとしても、複雑な物理アドレス（Ｐｈｙ＿
ＩＤ）の確認処理等を行うことなく、メッセージを送信
可能とする。 【解決手段】 各通信ノードには、 自機の下位層アド
レスと、下位層アドレス通知希望の通信ノードの上位層
アドレスとを含む送信要求コマンドを一斉同報する一
方、それに対するレスポンスに基づいて当該通信ノード
の下位層アドレスを認知する手段と、受信した送信要求
コマンドに下位層アドレス通知希望の通信ノードの上位
層アドレスが自機の上位層アドレスと一致するときは、
その送信要求コマンドの送信元下位層アドレスに対して
自機の下位層アドレスを含むレスポンスを送信する手段
とを含むアドレスチェック手段を具備する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明は、バスリセットが
発生する毎に各通信ノードのアドレス再割付処理が自動
的に実行されるシリアルバスを使用したシリアル通信シ
ステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】シリアルバスの一種であるＩＥＥＥ１３
９４バスでは、各ノードの論理的な位置を示す上位アド
レスである論理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）は、下位層で
ある物理層で自動的に決定される。これにより、ユーザ
は、自己がアドレス設定をすることなく、ノードを接続
・離脱できると言う利点がある。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、このよ
うなＩＥＥＥ１３９４等のシリアルバスにあっては、ノ
ードを接続・離脱すると、バスリセットが発生して、全
てのノードの物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）が再割付さ
れてしまうため、それ以前と同じアドレスに割り付けら
れる保証がない。そのため、物理アドレス（Ｐｈｙ＿Ｉ
Ｄ）を指定してアプリケーションがメッセージを送信し
ようとすると別のノードに送信する可能性があり、あて
先の確認処理が煩雑となると言う問題点がある。

【０００４】さらに、アプリケーションアドレスと物理
アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）との関係を設定しようとする
と、ネットワークの構成が変更されたときに、アプリケ
ーションアドレスと物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）とを
正しく関連付けし直すことが必要となると言う問題点が
ある。

【０００５】この発明は、上述の問題点に着目してなさ
れたものであり、その目的とするところは、バスリセッ
トが発生する毎に下位層アドレス空間上における各通信
ノードのアドレス再割付処理が自動的に実行されるシリ
アルバスを使用して通信を行う場合において、アドレス
自動割付処理が実行されたとしても、複雑な物理アドレ
ス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）の確認処理等を行うことなく、メッ
セージを送信可能とすることにある。

【０００６】この発明の他の目的並びに作用効果につい
ては、明細書の以下の記載により当業者であれば容易に
理解されるであろう。

【０００７】

【課題を解決するための手段】この発明のシリアル通信
システムは、バスリセットが発生する毎に下位層アドレ
ス空間上における各通信ノードのアドレス再割付処理が
自動的に実行されるシリアルバスを有する。なお、ここ
で、『バスリセット』とは、ＩＥＥＥ１３９４バス等で
よく知られているように、シリアルバスを構成する各ノ
ードのインタフェース機能を初期化することで、これに
より各通信ノードの下位層アドレスはリセットされる。
また、『下位層アドレス』には、物理層アドレスが含ま
れる。

【０００８】各通信ノードのそれぞれには、自機の下位
層アドレスと、下位層アドレス通知希望の通信ノードの
上位層アドレスとを含む送信要求コマンドを一斉同報す
る一方、それに対するレスポンスに基づいて当該通信ノ
ードの下位層アドレスを認知する手段と、受信された送
信要求コマンドに下位層アドレス通知希望の通信ノード
の上位層アドレスとして含まれる上位層アドレスが自機
に割り付けられた上位層アドレスと一致するときには、
その送信要求コマンドの送信元下位層アドレスに対して
自機の下位層アドレスを含むレスポンスを送信する手段
と、を含むアドレスチェック手段が具備されている。こ
こで、『上位層アドレス』には、アプリケーションアド
レスが含まれる。

【０００９】このような構成によれば、各通信ノードで
は、送信要求コマンドを適当なタイミングで一斉同報す
ることにより、任意の上位層アドレスで特定される通信
ノードの下位層アドレスを知ることができる。

【００１０】別の一面から見た本発明のシリアル通信シ
ステムは、バスリセットが発生する毎に下位層アドレス
空間上における各通信ノードのアドレス再割付処理が自
動的に実行されるシリアルバスを有する。

【００１１】各通信ノードのそれぞれには、ノード毎に
異なるタイミグで、重複検査対象アドレスとして自機の
上位層アドレスを含む重複検査要求コマンドを一斉同報
する手段と、受信された重複検査要求コマンドに重複検
査対象アドレスとして含まれる上位層アドレスが自機に
割り付けられた上位層アドレスと一致するときには、ア
ドレス重複割付時の誤動作回避処理を実行する手段と、
を含むアドレスチェック手段が具備されている。

【００１２】このような構成によれば、ネットワークに
含まれる通信ノードにおけるアドレス重複設定を容易に
知ることができ、これに基づいてアドレス重複割付時に
必要な誤動作回避措置をとることができる。このような
誤動作回避処理としては、その後の他のノードとの通信
を停止するための処理が含まれる。つまり、アドレスが
重複して割り付けられたままでノード間通信を行えば、
予期せぬ誤動作の原因となるため、そのような状態では
ノード間通信を禁止するものである。

【００１３】別の一面から見た本発明のシリアル通信シ
ステムは、バスリセットが発生する毎に下位層アドレス
空間上における各通信ポートのアドレス再割付処理が自
動的に実行されるシリアルバスを有する。

【００１４】各通信ノードのそれぞれには、ノード毎に
異なるタイミングで、自機の上位層アドレスと自機の下
位層アドレスとを含む登録要求コマンドを一斉同報する
手段と、受信された登録要求コマンドに含まれる上位層
アドレスと下位層アドレスとを登録することにより、各
通信ノード別に上位層アドレスと下位層アドレスとを関
連付けたアドレス変換テーブルを作成する手段と、を含
むアドレスチェック手段が具備され、アドレス変換テー
ブルを用いたアドレス自動変換処理を介在させることに
より、上位層アドレスの指定によるノード間通信を可能
としている。

【００１５】このような構成によれば、アドレス再割付
等により下位層アドレスに変更が生じても、上位層アド
レスと下位層アドレスとの再割付処理が自動的に実行さ
れて両者の関係が維持されるため、アブリケーションで
は下位層アドレスを意識することなく、上位層アドレス
のみを使用して通信を継続することができる。

【００１６】本発明の好ましい実施の形態においては、
アドレスチェック手段は、初回のアドレス割付処理直
後、および／または、アドレス再割付処理直後に実行さ
れる、ようにしてもよい。

【００１７】このような構成によれば、アドレス再割付
処理等により下位層アドレスが変更されたままで、意図
しないノード間で通信が行われてしまう虞を確実に防止
することができる。

【００１８】本発明の好ましい実施の形態においては、
アドレスチェック手段にて扱われるコマンドが、宛て先
下位層アドレスを含むヘッダ欄と、送信元下位層アドレ
ス欄と、送信元上位層アドレス欄と、対象上位アドレス
欄とを含むアドレスチェックパケットで構成される、よ
うにしてもよい。

【００１９】このような構成によれば、構成の簡素化と
フォーマットの共通化により、信頼性の向上とシステム
製作費の低減が可能となる。

【００２０】別の一面から見た本発明のシリアル通信シ
ステムは、バスリセットが発生する毎に下位層アドレス
空間上における各通信ノードのアドレス再割付処理が自
動的に実行されるシリアルバスを有する。

【００２１】各通信ノードのそれぞれには、ノード毎に
異なるタイミングで、自機の上位層アドレスと自機の下
位層アドレスとを含む登録要求コマンドを一斉同報する
手段と、受信された登録要求コマンドに含まれる上位層
アドレスと下位層アドレスとを登録することにより、各
通信ノード別に上位層アドレスと下位層アドレスとを関
連付けたアドレス変換テーブルを作成する手段と、を含
む第１のアドレスチェック手段と、ノード毎に異なるタ
イミグで、重複検査対象アドレスとして自機の上位層ア
ドレスを含む重複検査要求コマンドを一斉同報する手段
と、受信された重複検査要求コマンドに重複検査対象ア
ドレスとして含まれる上位層アドレスが自機に割り付け
られた上位層アドレスと一致するときには、アドレス重
複割付時の対応処理を実行する手段と、を含む第２のア
ドレスチェック手段と、自機の下位層アドレスと、下位
層アドレス通知希望の通信ノードの上位層アドレスとを
含む送信要求コマンドを一斉同報する一方、それに対す
るレスポンスに基づいて当該通信ノードの下位層アドレ
スを認知する手段と、受信された送信要求コマンドに下
位層アドレス通知希望の通信ノードの上位層アドレスと
して含まれる上位層アドレスが自機に割り付けられた上
位層アドレスと一致するときには、その送信要求コマン
ドの送信元下位層アドレスに対して自機の下位層アドレ
スを含むレスポンスを送信する手段と、を含む第３のア
ドレスチェック手段と、が具備されている。

【００２２】このような構成によれば、各ノードの上位
層アドレスと下位層アドレスとの関係をより一層確実に
管理すると共に、アドレス重複設定も監視して、通信ミ
スが発生することを確実に防止できる。

【００２３】本発明の好ましい実施の形態においては、
第１および／または第２のアドレスチェック手段が、初
回のアドレス割付処理直後、および／または、アドレス
再割付処理直後に実行される、ようにしてもよい。

【００２４】本発明の好ましい実施の形態においては、
アドレスチェック手段にて扱われるコマンドが、宛て先
下位層アドレスを含むヘッダ欄と、送信元下位層アドレ
ス欄と、送信元上位層アドレス欄と、対象上位アドレス
欄とを含むアドレスチェックパケットで構成される、よ
うにしてもよい。

【００２５】本発明の好ましい実施の形態においては、
シリアルバスがＩＥＥＥ１３９４バスであり、上位層ア
ドレスがアプリケーションアドレスであり、下位層アド
レスが物理アドレスであり、コマンドの送受がアシンク
ロナスフェーズでおこなわれる、ようにしてもよい。

【００２６】一方、本発明の通信方法は、バスリセット
が発生する毎に下位層アドレス空間上における各通信ノ
ードのアドレス再割付処理が自動的に実行されるシリア
ルバスを使用した通信方法である。

【００２７】この通信方法には、初回のアドレス割付処
理毎に、および／または、バスリセットによるアドレス
再割付処理毎に、各通信ノードが互いに時間をずらせ
て、自機の上位層アドレスおよび下位層アドレスを含む
登録要求コマンドを一斉同報する一方、他機の側では受
信された登録要求コマンドに含まれる上位層アドレスと
下位層アドレスとを登録することにより、各通信ノード
別に上位層アドレスと下位層アドレスとを関連付けたア
ドレス変換テーブルを作成する通信前処理が具備されて
いる。

【００２８】このような構成によれば、アドレス再割付
処理毎にアドレス変換テーブルの更新が行われるため、
ユーザはアドレス変換テーブルの構成を気に掛けること
なく、各ノードの脱着作業を自由に行うことが出来る。

【００２９】本発明の好ましい実施の形態のおいては、
アドレス変換テーブルを用いたアドレス自動変換処理を
介在させることにより、アプリケーションの側では下位
層アドレスを意識することなく上位層アドレス空間にお
いて通信を可能としてもよいであろう。

【００３０】このような構成によれば、アプリケーショ
ンの側では、バスリセットがあったとしても、それを気
に掛けることなく、アプリケーションアドレス（上位層
アドレス）を使用した通信を継続することができる。

【００３１】本発明の好ましい実施の形態においては、
通信前処理にて他機から受信された上位層アドレスの中
に自機と同一の上位層アドレスが含まれているときに
は、アドレス重複割付時の誤動作回避処理を実行するよ
うにしてもよい。ここで、『誤動作回避処理』として
は、他の通信ノードとの間における通信を停止する処理
が含まれる。

【００３２】このような構成によれば、ネットワークに
含まれる通信ノードにおけるアドレス重複設定を容易に
知ることができ、これに基づいてアドレス重複割付時に
必要な誤動作回避措置をとることができる。このような
誤動作回避処理としては、その後の他のノードとの通信
を停止するための処理が含まれる。つまり、アドレスが
重複して割り付けられたままでノード間通信を行えば、
予期せぬ誤動作の原因となるため、そのような状態では
ノード間通信を禁止するものである。

【００３３】本発明の好ましい実施の形態においては、
作成されたアドレス変換テーブルに下位層アドレスが不
明なノードが存在するときには、自機の下位層アドレス
と、下位層アドレス通知希望の通信ノードの上位層アド
レスとを含む送信要求コマンドを一斉同報する一方、そ
れに対するレスポンスに基づいて当該通信ノードの下位
層アドレスを認知するようにしてもよい。

【００３４】このような構成によれば、常に、アドレス
変換テーブルは実際のノード構成を適切に反映したもの
となり、アドレス変換テーブルの信頼性を向上させるこ
とができる。

【００３５】

【発明の実施の形態】以下に、この発明の好適な実施の
一形態を添附図面にしたがって詳細に説明する。

【００３６】先に説明したように、この発明のシリアル
通信システムは、バスリセットが発生する毎に下位層ア
ドレス空間上における各通信ノードのアドレス再割付処
理が自動的に実行されるシリアルバスを使用することを
前提としている。このようなシリアルバスとしては、Ｉ
ＥＥＥ１３９４バスが知られている。

【００３７】本発明の理解を容易とするために、ＩＥＥ
Ｅ１３９４に関する基本的な事項について説明する。Ｉ
ＥＥＥ１３９４の標準的な送信手順を示すタイムチャー
トが図１に示されている。

【００３８】ＩＥＥＥ１３９４のデータ転送では全ての
ノードが主従の関係なく対等に動作する。各ノードの転
送動作には、特定のノードＩＤを指定して転送を行う場
合と、全てのノードを対象として転送を行う場合（一斉
同報）とが存在する。

【００３９】いずれの場合も、複数のノードが同時にバ
スにデータを送信すると衝突が起こるので、あらかじめ
アービトレーション（調停：Arbitration）を行って使
用権を獲得したノードだけがバスを使用する。ただし、
使用できる時間は比較的短時間に限られており、すぐに
次の伝送に交代する。一つのノードの伝送が長時間にわ
たりバスを占有することを防ぎ、ほかの伝送の帯域幅を
保証することにより、複数のリアルタイム・データを同
時に転送可能とするためである。

【００４０】バスにはルート（根）のノードがただ一つ
定められており、ルートから全てのノードまでツリーを
辿ることができる。各ノードに対して上流側のノードは
親ノードであり、親ノードを順次辿ってルートに到達す
ることができる。バスの使用権を要求するノードは親ノ
ードに要求を出し、その要求がルートに集められる。ル
ートは各ノードが公平になるように使用権を与える。

【００４１】ＩＥＥＥ１３９４の転送方式には、帯域幅
が保証されるアイソクロナス（Isochronous）転送フェ
ーズと、帯域幅が保証されないアシンクロナス（Asynch
ronous）転送フェーズとの二つのフェーズが存在する。
いずれのフェーズにおいても、転送の最初にはこのよう
なアービトレーションが行われる。アイソクロナス転送
フェーズの場合、アービトレーションで後回しにされた
としても、少なくとも１２５μｓｅｃ毎に１回はデータ
転送ができることが保証される。これに対して、アシン
クロナス転送フェーズの場合、アービトレーションの結
果によっては長く待たされる場合もある。

【００４２】ＩＥＥＥ１３９４のデータ転送は、１２５
μｓｅｃ毎に転送サイクルが反復され、それぞれのサイ
クルの中で各ノードに少しずつ転送時間が割り当てられ
る。サイクルの前半は、アイソクロナス転送のチャネル
（図１に示されるアイソクロナスバケツとが相当）が割
り当てられる。サイクルの後半の余った時間に、アシン
クロナス転送（図１に示されるアシンクロナスバケツと
が相当）が割り当てられる。

【００４３】サイクルの開始について詳述する。ノード
のうちの一つ（一般にルート）がサイクルマスタとなっ
て、サイクルの実行を管理する。サイクルマスタは１２
５μｓｅｃ毎にサイクルスタートパケットをブロードキ
ャストで送信し、各ノードはそれによってサイクルの開
始タイミングを知ることとなる。

【００４４】アイソクロナス転送について詳述する。デ
ータの衝突を防ぐため、サイクルスタートパケットの後
に一定時間の間隔をおいて、アイソクロナス転送を要求
するノードがチャネル使用権の要求を出す。この間隔は
アイソクロナスギャップと呼ばれる。アービトレーショ
ンによってチャネル使用権を獲得したノードは、引き続
いてアイソクロナスパケットとしてデータを転送する。
一つのチャネルの終了後、アイソクロナスギャップをお
いて次のチャネルのアービトレーションが行われ、チャ
ネル使用権を獲得したノードがアイソクロナスパケット
としてデータを転送する。チャネル使用権を要求するノ
ードがなくなるまで、これが順次に繰り返される。

【００４５】アシンクロナス転送について詳述する。ア
イソクロナス転送の最後のチャネルが終了すると、チャ
ネル使用権を要求するノードがなくなるため、バスに空
き時間が生ずる。アシンクロナス転送を要求するノード
は、バスの空き時間がアイソクロナスギャップよりも長
い一定時間に達したことを検出したら、アシンクロナス
転送の要求を出すことが許される。この時間はサブアク
ションギャップと呼ばれる。アービトレーションによっ
てバス使用権を獲得したノードは、引き続いてデータパ
ケットを転送する。一つのデータパケットの終了後、サ
ブアクションギャップをおいて次の転送のアービトレー
ションが行われ、バス使用権を獲得したノードがデータ
パケットを転送する。バス使用権を要求するノードがな
くなるか、サイクル時間が１２５μｓｅｃに達するま
で、これが繰り返される。

【００４６】サイクルの終了について説明する。サイク
ル時間が１２５μｓｅｃになるよりも先にバス使用権を
要求するノードがなくなれば、サイクルの残り時間は空
き時間となる。一方、データパケットの転送中にサイク
ル時間が１２５μｓｅｃになった場合には、サイクルマ
スタはそのパケットが最後まで転送されるまで待って
（つまり、そのサイクルを１２５ｓｅｃ以上に延ば
す）、次のサイクルを開始する。このとき、開始が遅れ
た分だけ次のサイクルの時間を短縮して、サイクルの平
均時間を１２５μｓｅｃに維持する。次のサイクルの時
間が短くなりすぎるのを防ぐため、アシンクロナス転送
のパケットは最大６２μｓｅｃに制限される。

【００４７】図１を参照して説明したように、ＩＥＥＥ
１３９４には、同期メッセージの送信のためにアイソク
ロナスパケット（Isochronous Packet）が、又非同期メ
ッセージの送信のためにアシンクロナスパケット（Asyn
chronous Packet）又はアシンクロナスストリームパケ
ット（Asynchronous Stream Packet）が用意されてい
る。アイソクロナスパケットとアシンクロナスパケット
のパケット構成は同じである。

【００４８】アイソクロナスパケットは同期パケットで
あり、各ノードが定期的に送信することができる。アイ
ソクロナスパケットはチャネルＩＤ（タグ）、すなわち
そのパケットの送信先の物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）
を指定して送信される。各局にはチャネルＩＤのフィル
タが具備されており、フィルタにより受信が許可されて
いるチャネルＩＤのパケットのみが受信される。

【００４９】アシンクロナスパケット、アシンクロナス
ストリームパケットの送信タイミングはＩＥＥＥ１３９
４では規定されておらず、その決定はアプリケーション
側に委ねられている。アシンクロナスパケットは、ＩＥ
ＥＥ１３９４のＰｈｙ＿ＩＤ（物理ＩＤ／物理層アドレ
ス）を直接指定して送信され、Ｐｈｙ＿ＩＤが該当する
ノードにより受信される。

【００５０】参考のために、ＩＥＥＥ１３９４バスにお
けるアシンクロナスリクエストパケット（Ａｓｙｎｃｈ
ｒｏｎｏｕｓ Ｒｅｑｕｅｓｔ＿Ｐａｃｋｅｔ）のフォ
ーマット例を図２に示す。同図において、アルファベッ
トで記された記号の意味は次の通りである。

【００５１】 （記号） （内容） 『ｄｅｓｔｉｎａｔｉｏｎ＿ＩＤ』：あて先のＩＥＥＥ１３９４による物理アド レス（Ｐｈｙ＿ＩＤ） 『ｔｌ』 ：任意のコードを割り当てる。応答が返る前 に重複しなければよい。 『ｔｃｏｄｅ』 ：トランザクションコード。Ｗｒｉｔｅ ｒ ｅｑｕｅｓｔ ｆｏｒ ｔｈｅ ｑｕａｄ ｌｅｔとし、コードは０である。 『ｐｒｉ』 ：ケーブル環境では無視される。００００（ ｂｉｎ）とする。 『ｓｏｕｒｃｅ ＩＤ』 ：自局のＩＥＥＥ１３９４の物理アドレス（ Ｐｈｙ＿ＩＤ）をセット。 『ｄｅｓｔｉｎａｔｉｏｎ ｏｆｆｓｅｔ』：あて先のアドレス。詳細は未定。 『ｄａｔｅ ｌｅｎｇｔｈ』 ：ｄａｔａｆｉｅｌｄのサイズ。単位はＢｙ ｔｅ。 『ｅｘｔｅｎｄｅｄ ｔｃｏｄｅ』：０を設定する。 『ｈｅａｄｅｒ ＣＲＣ』 ：ＩＥＥＥ１３９４ヘッダ部のＣＲＣコード 。 『ｄａｔａ ｆｉｅｌｄ』 ：ＤＬＣ−ｎｅｔパケットもしくはＩＥＥＥ １３９４で規定されているパケット。 『ｄａｔａ ＣＲＣ』 ：ｄａｔａ ｆｉｅｌｄのＣＲＣコード。

【００５２】ところで、ＩＥＥＥ１３９４では、初期処
理時に自己認識（Ｓｅｌｆ＿ＩＤ）処理を実行し、各ノ
ードの物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）を決定する。ま
た、ノードのオンライン脱着が許されており、オンライ
ンでノードが脱着されると、バスリセット（ＢｕｓＲｅ
ｓｅｔ）が起こる。バスリセット（ＢｕｓＲｅｓｅｔ）
処理では、再度、自己認識（Ｓｅｌｆ＿ＩＤ）処理が実
行されて、物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）が再決定され
る。このとき、再決定される物理アドレス（Ｐｈｙ＿Ｉ
Ｄ）は、バスリセット（ＢｕｓＲｅｓｅｔ）以前の物理
アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）と同じになるとは限らない。
なお、自己認識（Ｓｅｆ＿ＩＤ）処理の具体的な手順は
ＩＥＥＥ１３９４仕様により規定されている。

【００５３】このように、バスリセットの前後で、いず
れかのノードにおいて物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）の
変更が生ずると、特に、アシンクロナスパケット（Ａｓ
ｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ Ｐａｃｋｅｔ）を送信する場合
には、送信に先立って、送信しようとする物理アドレス
（Ｐｈｙ＿ＩＤ）が正しい相手であるかを確認する必要
が生じ、通信手順が複雑になって支障を来す。アシンク
ロナスパケット（Ａｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ Ｐａｃｋ
ｅｔ）を利用したアプリケーションを作成する場合に
は、必ずそのことを踏まえた上でプログラム作成の必要
が生ずる。本発明によれば、斯かる問題点は以下のよう
に解決される。

【００５４】本発明の一実施形態として説明するシリア
ル通信システムは、ＩＥＥＥ１３９４バスに対して複数
台の通信ノードを接続して構成される。それらの通信ノ
ードのそれぞれを構成する通信ボードの一例を示すハー
ドウェア構成図が図３に示されている。

【００５５】同図に示されるように、各通信ノードを構
成する回路装置（一般には通信ボード等として具現化さ
れる）３００は、シリアルバス（Ｂｕｓ）を構成する通
信線との間でデータ送受信機能を実現するための通信コ
ントローラ３０１と、回路装置全体を統括制御するＣＰ
Ｕ３０２と、ＣＰＵ３０２を構成するマイクロプロセッ
サの動作プログラム等を格納するＲＯＭ３０３と、本発
明の要部である変換テーブルを格納するフラッシュメモ
リ等の第１テーブルメモリ３０５と、物理アドレス（Ｐ
ｈｙ＿ＩＤ）リストを格納するフラッシュメモリ等の第
２テーブルメモリ３０６とを含んでいる。

【００５６】第１テーブルメモリ３０５内の変換テーブ
ルには、アプリケーションで使用する通信ノードの論理
アドレスに相当するアプリケーションアドレスとその通
信ノードの物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）とが対となっ
て格納される。すなわち、図示例では、アプリケーショ
ンアドレスの『６２』が物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）
の『１』に、アプリケーションアドレスの『２１』が物
理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）の『２』に、アプリケーシ
ョンアドレスの『３５』が物理アドレス（Ｐｈｙ＿Ｉ
Ｄ）の『３』にそれぞれ対応している。したがって、こ
の変換テーブルを使用して、公知のテーブルルックアッ
プ手法を採用すれば、アプリケーションプログラムから
与えられたアプリケーションアドレスを対応する物理ア
ドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）に、又その逆に、物理アドレス
（Ｐｈｙ＿ＩＤ）を対応するアプリケーションアドレス
に簡単に変換することができるから、通信に際しても、
アプリケーションプログラムの側では、各ノード間にお
けるパケット送受信を、その通信ノードの物理アドレス
（Ｐｈｙ＿ＩＤ）を認識することなく実現することがで
きる。

【００５７】しかも、この変換テーブルの内容は、後述
するように、初期処理時のアドレス割付処理直後に、お
よび／または、バスリセットによる自己認識（Ｓｅｌｆ
＿ＩＤ）処理の毎に、本発明の通信前処理により自動的
に更新されるため、通信中のノード脱着があったとして
も、各ノードの物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）の変動
は、アプリケーションアドレスには影響を与えることが
ない。そのため、ユーザは変換テーブルの更新の手間を
掛けることなく、気軽に通信中のノード脱着を行うこと
ができる。このことは、通信システムにおける通信ノー
ドの接続変更自由度を向上させ、又メンテナンス性も良
好なものとする。

【００５８】なお、第２のテーブルメモリ３０６は、Ｉ
ＥＥＥ１３９４のシステム側の制御によって、バスリセ
ットの際に自動的に更新されるもので、その時点でシリ
アルバス（Ｂｕｓ）に接続されている全ての通信ノード
の物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）が自動的に書き込まれ
る。したがって、後述する変換テーブル作成処理に際し
ても、この第２のテーブルメモリ３０６の内容を参照す
ることにより、現在接続されている全ての通信ノードに
ついて、変換テーブル作成が完了したか否かを確認する
ことができる。

【００５９】本発明の一実施形態では、通信中のノード
脱着等によりバスリセットが発生して、物理アドレス
（Ｐｈｙ＿ＩＤ）に関して、アドレス再割付処理が行わ
れた場合、その都度、システムサービス側の処理とし
て、アドレスチェック処理が実行されて、アプリケーシ
ョンアドレスとそれに該当する通信ノードとの関係が再
構築される。このアドレスチェック処理は、図４〜図６
に示されるアドレスチェックパケットの送受信処理を介
して実現される。

【００６０】繰り返し説明するように、このＩＥＥＥ１
３９４バスにおいては、バスリセットが発生する毎に物
理層アドレス空間上における各通信ノードのアドレス再
割付処理が自動的に実行される。そのため、これを無視
してアイソクロナス通信を実行しようとすれば、意図し
た通信ノードとは異なる通信ノードとの間でデータ通信
が行われて、不測の事態に発展する虞もある。

【００６１】そこで、この実施形態のＩＥＥＥ１３９４
バスを使用したシリアル通信システムにあっては、初回
のアドレス割付処理毎に、および／または、バスリセッ
トによるアドレス再割付処理毎に、各通信ノードが互い
に時間をずらせて、自機のアプリケーションアドレスお
よび物理層アドレスを含む登録要求コマンドを一斉同報
する一方、他機の側では受信された登録要求コマンドに
含まれるアプリケーションアドレスと物理層アドレスと
を登録することにより、各通信ノード別にアプリケーシ
ョンアドレスと物理層アドレスとを関連付けたアドレス
変換テーブルＴＡＢを作成する通信前処理を実行する。
以後、アドレス変換テーブルＴＡＢを用いたアドレス自
動変換処理を介在させることにより、アプリケーション
の側では物理層アドレスを意識することなくアプリケー
ションアドレスのみを使用して、通信ノード相互間で通
信が可能となる。

【００６２】また、上述の通信前処理にて他機から受信
された送信元アプリケーションアドレスの中に自機と同
一のアプリケーションアドレスが含まれているときに
は、アドレス重複割付時の誤動作回避処理を実行する。
この誤動作回避処理としては、例えば、再度のアドレス
再割付処理が実行されて、他のノードとのアドレスの重
複が解消されるまで、通信動作を停止させる等の処理が
挙げられる。より具体的には、アドレス重複割付が判定
されたときには、その旨の警告を各ノードにおいて行
い、オペレータの所定操作を待って、バスリセットを発
生させて、アドレス再割付処理を起動させることができ
る。

【００６３】さらに、作成されたアドレス変換テーブル
に物理層アドレスが不明なノードが存在するときには、
自機の物理層アドレスと、物理層アドレス通知希望の通
信ノードのアプリケーションアドレスとを含む送信要求
コマンドを一斉同報する一方、それに対するレスポンス
に基づいて当該通信ノードの物理層アドレスを認知する
ようにしている。

【００６４】次に、アプリケーションアドレスと通信ノ
ードの物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）との関係を維持す
るために、各通信ノードにて通信前処理として実行され
るアドレスチェック処理を含む通信手順が図４および図
５に示されている。

【００６５】同図において、電源投入等により処理が開
始されると、アドレスチェックパケット送信待ちタイマ
を起動したのち（ステップ４０１）、そのタイマがタイ
ムアウトするまでの間（ステップ４０２ＮＯ）、アドレ
スチェックパケットチェック処理（ステップ４０３）が
実行される。ここで、扱われるアドレスチェックパケッ
トのフォーマットが図８（ａ）〜図８（ｃ）に、各通信
ノードＮｏｄｅ−１〜Ｎｏｄｅ−ＮとシリアルバスＢｕ
ｓとの関係か図７に示されている。

【００６６】図８（ａ）に示されるように、アドレスチ
ェックパケットには、ＩＥＥＥ１３９４ヘッダ格納領域
（ＩＥＥＥ１３９４ｈｅａｄｅｒ）８０１、送信元物理
アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）格納領域８０２、送信元アプ
リケーションアドレス格納領域８０３、対象アプリケー
ションアドレス領域８０４からなる４つの基本領域が設
けられている。

【００６７】ＩＥＥＥ１３９４ヘッダ格納領域（ＩＥＥ
Ｅ１３９４ｈｅａｄｅｒ）８０１には、あて先となる通
信ノードの物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）が格納され
る。送信元物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）格納領域８０
２には、送信元となる通信ノードの物理アドレス（Ｐｈ
ｙ＿ＩＤ）が格納される。送信元アプリケーションアド
レス格納領域８０３には、送信元となる通信ノードのア
プリケーションアドレスが格納される。対象アプリケー
ションアドレス格納領域８０４には、相手から通知を希
望するアプリケーションアドレス又は相手に通知したい
アプリケーションアドレスが格納される。

【００６８】アドレスチェックバケットチェック処理
（ステップ４０３）の詳細が図６のフローチャートに示
されている。同図に示されるように、アドレスチェック
パケットチェック処理では、先ず、他の通信ノードから
一斉同報送信されたアドレスチェックパケットの受信有
無を判定する（ステップ６０１）。このとき、他の通信
ノードから一斉同報送信されるアドレスチェックバケッ
トは、本発明の登録要求コマンドの機能と重複検査要求
コマンドの機能とを併有している。そのため、このアド
レスチェックパケットには、自機のアプリケーションア
ドレスと自機の物理アドレスとが登録要求対象アドレス
として含まれている。この場合、自機のアプリケーショ
ンアドレスは、重複検査対象アドレスとしても機能して
いる。ここで、アドレスチェックパケットの受信なしと
判定されれば（ステップ６０１ＮＯ）、図４のフローチ
ャートに戻って、タイマのタイムアウトが未だであるこ
とを確認したのち（ステップ４０２ＮＯ）、再びアドレ
スチェックバケットチェック処理（ステップ４０３）へ
と復帰し、以後、アドレスチェックパケットの受信（ス
テップ６０１）又はタイマのタイムアウト（ステップ４
０２）が確認されるまで、以上の動作が繰り返される。
なお、このとき受信されるアドレスチェックパケットの
構成は、図８に示す各領域８０１〜８０４に、一斉同報
を示すあて先アドレスである６３（３Ｆｈ）、送信元物
理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）、送信元アプリケーション
アドレス、通知したいアプリケーションアドレスをそれ
ぞれ格納した形態を有する。例えば、図８（ｂ）に示さ
れる通信ノード（Ｎｏｄｅ−１）が一斉同報する場合、
アドレスチェックパケットの領域８０１には一斉同報を
示す『６３（３Ｆｈ）』が、領域８０２には自己の物理
アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）を示す『１』が、領域８０３
には自己のアプリケーションアドレスを示す『９』が、
領域８０４にはデータなしを示すコードが格納される。

【００６９】以上の動作中に、他の通信ノードから一斉
同報されたアドレスチェックパケットの受信が確認され
ると（ステップ６０１ＹＥＳ）、続いて、その受信され
たアドレスチェックパケットに含まれるアプリケーショ
ンアドレスが自機のアプリケーションアドレスと一致し
ないことを条件として（ステップ６０２ＮＯ）、当該パ
ケットに含まれる物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）とアプ
リケーションアドレスとを対としてアドレス変換テーブ
ルＴＡＢ（図３参照）に登録する処理が実行される（ス
テップ６０３）。これに対して、受信されたアプリケー
ションアドレスが自機のアプリケーションアドレスと一
致すると判定されると（ステップ６０２ＹＥＳ）、アド
レス重複割付ありと判断して、誤動作回避のために、以
後の通信処理を停止してアドレス再設定待ちの状態とな
る。以上の一連の処理が繰り返し実行されて他のノード
からのアドレスチェックパケットが順次に受信されるこ
とにより、アドレス変換テーブルＴＡＢの生成が行われ
る。こうして作成されたアドレス変換テーブルＴＡＢ
は、アプリケーションプログラムから受け渡されたアプ
リケーションアドレスを物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）
に変換するためのテーブル参照処理に使用され、これに
よりアプリケーションプログラムでは物理アドレス（Ｐ
ｈｙ＿ＩＤ）を意識することなく、アプリケーションア
ドレスだけを使用して所望の通信ノードとの通信が可能
となるのである。

【００７０】一方、アドレスチェックパケット送信待ち
タイマがタイムアウトすると（ステップ４０２ＹＥ
Ｓ）、自機のアプリケーションアドレスと物理アドレス
（Ｐｈｙ＿ＩＤ）とを含むアドレスチェックバケット
（本発明の登録要求コマンドと重複検査要求コマンドと
に相当）を他の通信ノードに対して一斉同報送信する処
理が実行される（ステップ４０４）。このとき、アドレ
スチェックパケットの構成は先に説明した他機から一斉
同報送信されるパケットと同様である。

【００７１】続いて、アドレスチェックパケット受信待
ちタイマの起動が行われたのち（ステップ４０５）、当
該タイマがタイムアウトするまでの間（ステップ４０６
ＮＯ）、再び、アドレスチェックパケットチェック処理
（ステップ４０７）が繰り返され、これによりアドレス
変換テーブルの生成が継続される。

【００７２】その後、アドレスチェックパケット受信待
ちタイマのタイムアウトが確認されると（ステップ４０
６ＹＥＳ）、図５のフローチャートに移って、他の通信
ノードの物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）が全て受信され
たか否かの判定が行われる（ステップ５０１）。この判
定処理（ステップ５０１）は、第１テーブルメモリ３０
５内のアドレス変換テーブルに書き込まれた物理アドレ
ス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）と第２テーブルメモリ３０６に書き
込まれた物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）とを照合するこ
とで、未処理物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）を探し出す
ことにより実行される。なお、先に説明したように、第
２テーブルメモリ３０６には、電源投入やバスリセット
の毎に、システム側の制御で、その時点でバスに接続さ
れた全ての通信ノードの物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）
が自動的に書き込まれている。

【００７３】ここで、物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）が
全て受信済と判定されれば（ステップ５０１）、アドレ
ス変換テーブルＴＡＢは完成したとして、アドレスチェ
ック処理を終了して、アシンクロナス通信フェーズによ
るメッセージ通信処理への移行が行われる。

【００７４】これに対して、物理アドレス（Ｐｈｙ＿Ｉ
Ｄ）が全て受信されていないと判定されると（ステップ
５０１ＮＯ）、その物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）を有
する通信ノードに対してアドレス要求処理が実行される
（ステップむ５０２）。このアドレス要求処理（ステッ
プ５０２）では、当該通信ノードに対して本発明のアド
レス送信要求コマンドに相当するアドレスチェックパケ
ットが送信される。

【００７５】このとき送信されるアドレスチェックパケ
ットの構成が図８（ｂ）に示されている。同図に示され
るように、例えば、図７のシステム構成において、通信
ノード（Ｎｏｄｅ−１）がアプリケーションアドレス
『７』を有する通信ノードからの物理アドレス（Ｐｈｙ
＿ＩＤ）の送信を要求する場合、アドレスチェックパケ
ットの領域８０１には一斉同報を示す『６３（３Ｆ
ｈ）』が、領域８０２には送信元物理アドレス（Ｐｈｙ
＿ＩＤ）である『１』が、領域８０３には送信元アプリ
ケーションアドレスである『９』が、又領域８０４には
送信要求対象となる通信ノードのアプリケーションアド
レスである『７』が格納される。

【００７６】上述のアドレス要求コマンドに対するレス
ポンスとして、図７のシステム構成において、通信ノー
ド（Ｎｏｄｅ−３）から返送されるレスポンスに相当す
るアドレスチェックパケットの構成が図８（ｃ）に示さ
れている。同図に示されるように、領域８０１にはあて
先物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）である『１』が、領域
８０２には送信元物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）である
『３』が、領域８０３には送信元アプリケーションアド
レスである『７』が、又領域８０４には送信先アプリケ
ーションアドレスである『９』が格納される。このレス
ポンスを受信した通信ノード（Ｎｏｄｅ−１）では自己
のアドレス変換テーブルＴＡＢに、アプリケーションア
ドレス『７』と物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）『３』と
を対にして格納する。

【００７７】物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）＝Ａ，アプ
リケーションアドレス（ＡＰＰ）＝Ｂを有する任意のノ
ードが、ＡＰＰ＝Ｘを有するノードからその物理アドレ
ス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）＝Ｋの送信を要求する場合における
アドレス要求コマンドとそのレスポンスのフォーマット
を、図８（ａ）の構成を前提としてより一般化して説明
すれば、次の通りである。 （１）アドレス要求コマンド（アドレスチェックパケッ
ト）の構成 ＩＥＥＥ１３９４ｈｅａｄｅｒ（８０１）：『６３（３
Ｆｈ）』 送信元（Ｐｈｙ＿ＩＤ）（８０２）：Ａ 送信元アプリケーションアドレス（８０３）：Ｂ 対象アプリケーションアドレス（８０４）：Ｘ （２）レスポンス（アドレスチェック応答パケット）の
構成 ＩＥＥＥ１３９４ｈｅａｄｅｒ（８０１）：Ａ 送信元（Ｐｈｙ＿ＩＤ）（８０２）：Ｋ 送信元アプリケーションアドレス（８０３）：Ｘ 対象アプリケーションアドレス（８０４）：Ｂ 以上の動作を、不明物理アドレス（Ｐｈｙ＿ＩＤ）の全
てに対して、それが受信されると（ステップ５０３ＹＥ
Ｓ）、アドレスチェック処理は全て終了して、アシンク
ロナスフェーズによるメッセージ通信処理へと移行され
る。

【００７８】以上説明した本発明の実施形態によれば、
バスリセットが発生する毎に下位層アドレス空間上にお
ける各通信ノードのアドレス再割付処理が自動的に実行
されるＩＥＥＥ１３９４バス等のシリアルバスの使用を
前提として、各通信ノードＮｏｄｅ−１〜Ｎｏｄｅ−Ｎ
のそれぞれには、自機の下位層アドレス（物理層アドレ
ス）と、下位層アドレス通知希望の通信ノードの上位層
アドレス（アプリケーションアドレス）とを含む送信要
求コマンド（アドレスチェックパケット（図８（ｂ））
を一斉同報する一方、それに対するレスポンス（アドレ
スチェックパケット（図８（ｃ））に基づいて当該通信
ノードの下位層アドレスを認知する手段（ステップ６０
３）と、受信された送信要求コマンド（アドレスチェッ
クパケット（図８（ｂ））に下位層アドレス通知希望の
通信ノードの上位層アドレスとして含まれる上位層アド
レス（アプリケーションアドレス）が自機に割り付けら
れた上位層アドレスと一致するときには、その送信要求
コマンドの送信元下位層アドレスに対して自機の下位層
アドレスを含むレスポンスを送信する手段と、を含むア
ドレスチェック手段が具備されていため、各通信ノード
では、送信要求コマンドを適当なタイミングで一斉同報
することにより、任意の上位層アドレスで特定される通
信ノードの下位層アドレスを知ることができる。

【００７９】また、本発明の実施形態によれば、各通信
ノードのそれぞれには、ノード毎に異なるタイミグで、
重複検査対象アドレスとして自機の上位層アドレスを含
む重複検査要求コマンドを一斉同報する手段（ステップ
４０４）と、受信された重複検査要求コマンドに重複検
査対象アドレスとして含まれる上位層アドレスが自機に
割り付けられた上位層アドレスと一致するときには、ア
ドレス重複割付時の対応処理を実行する手段（ステップ
５０１）と、を含むアドレスチェック手段が具備されて
いるため、ネットワークに含まれる通信ノードにおける
アドレス重複設定を容易に知ることができ、これに基づ
いてその後の通信を禁止する等のアドレス重複割付時に
必要な措置をとることができる。すなわち、アドレス重
複割付状態のままで通信を継続すれば不測の事態が想定
されるため、そのような危険を通信処理を停止すること
で未然に防止しようとするものである。

【００８０】さらに、本発明の実施形態によれば、各通
信ノードのそれぞれには、ノード毎に異なるタイミング
で、自機の上位層アドレスと自機の下位層アドレスとを
含む登録要求コマンドを一斉同報する手段（ステップ４
０４）と、受信された登録要求コマンドに含まれる上位
層アドレスと下位層アドレスとを登録することにより、
各通信ノード別に上位層アドレスと下位層アドレスとを
関連付けたアドレス変換テーブルを作成する手段（ステ
ップ６０３）と、を含むアドレスチェック手段が具備さ
れているため、アドレス再割付等により下位層アドレス
に変更が生じても、上位層アドレスと下位層アドレスと
の再割付処理が自動的に実行されて両者の関係が維持さ
れるため、アプリケーションでは下位層アドレスを意識
することなく通信を継続することができる。

【００８１】

【発明の効果】以上の説明で明らかなように、この発明
によれば、バスリセットが発生する毎に下位層アドレス
空間上における各通信ノードのアドレス再割付処理が自
動的に実行されるＩＥＥＥ１３９４バス等のシリアルバ
スを使用して通信を行う場合において、アドレス自動割
付処理が実行されたとしても、複雑な物理アドレス（Ｐ
ｈｙ＿ＩＤ）の確認処理等を行うことなく、メッセージ
を送信可能とすることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】ＩＥＥＥ１３９４バスの標準的な送信手順を示
すタイムチャートである。

【図２】アシンクロナスリクエストパケットのフォーマ
ットを示す説明図である。

【図３】通信ノードを構成する通信ボードのハードウェ
ア構成図である。

【図４】アドレスチェック処理を含む通信手順を示すフ
ローチャート（その１）である。

【図５】アドレスチェック処理を含む通信手順を示すフ
ローチャート（その２）である。

【図６】アドレスチェックパケットチェック処理を示す
フローチャートである。

【図７】アドレスチェックバケットの内容例を示すフロ
ーチャートである。

【図８】アドレスチェックパケットの内容例を示す説明
図である。

【符号の説明】

Ｂｕｓ シリアルバス ３００ 回路装置 ３０１ 通信コントローラ ３０２ ＣＰＵ ３０３ ＲＯＭ ３０４ ＲＡＭ ３０５ 第１のテーブルメモリ ３０６ 第２のテーブルメモリ ８０１ アドレスチェックパケットのＩＥＥＥ１３９４
ｈｅａｄｅｒ格納領域 ８０２ アドレスチェックパケットの送信元物理アドレ
ス格納領域 ８０３ アドレスチェックパケットの送信元アプリケー
ションアドレス格納領域 ８０４ 対象アプリケーションアドレス格納領域

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5K032 AA02 CC10 CC11 EC04 5K033 AA05 CB11 CB13 CB14 EC01 EC03

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 バスリセットが発生する毎に下位層アド
   レス空間上における各通信ノードのアドレス再割付処理
   が自動的に実行されるシリアルバスを有し、 各通信ノードのそれぞれには、 自機の下位層アドレスと、下位層アドレス通知希望の通
   信ノードの上位層アドレスとを含む送信要求コマンドを
   一斉同報する一方、それに対するレスポンスに基づいて
   当該通信ノードの下位層アドレスを認知する手段と、 受信された送信要求コマンドに下位層アドレス通知希望
   の通信ノードの上位層アドレスとして含まれる上位層ア
   ドレスが自機に割り付けられた上位層アドレスと一致す
   るときには、その送信要求コマンドの送信元下位層アド
   レスに対して自機の下位層アドレスを含むレスポンスを
   送信する手段と、 を含むアドレスチェック手段が具備されている、シリア
   ル通信システム。
2. 【請求項２】 バスリセットが発生する毎に下位層アド
   レス空間上における各通信ノードのアドレス再割付処理
   が自動的に実行されるシリアルバスを有し、 各通信ノードのそれぞれには、 ノード毎に異なるタイミグで、重複検査対象アドレスと
   して自機の上位層アドレスを含む重複検査要求コマンド
   を一斉同報する手段と、 受信された重複検査要求コマンドに重複検査対象アドレ
   スとして含まれる上位層アドレスが自機に割り付けられ
   た上位層アドレスと一致するときには、アドレス重複割
   付時の誤動作回避処理を実行する手段と、 を含むアドレスチェック手段が具備されている、シリア
   ル通信システム。
3. 【請求項３】 バスリセットが発生する毎に下位層アド
   レス空間上における各通信ポートのアドレス再割付処理
   が自動的に実行されるシリアルバスを有し、 各通信ノードのそれぞれには、 ノード毎に異なるタイミングで、自機の上位層アドレス
   と自機の下位層アドレスとを含む登録要求コマンドを一
   斉同報する手段と、 受信された登録要求コマンドに含まれる上位層アドレス
   と下位層アドレスとを登録することにより、各通信ノー
   ド別に上位層アドレスと下位層アドレスとを関連付けた
   アドレス変換テーブルを作成する手段と、 を含むアドレスチェック手段が具備され、 アドレス変換テーブルを用いたアドレス自動変換処理を
   介在させることにより、上位層アドレスの指定によるノ
   ード相互間通信を可能としたシリアル通信システム。
4. 【請求項４】 バスリセットが発生する毎に下位層アド
   レス空間上における各通信ノードのアドレス再割付処理
   が自動的に実行されるシリアルバスを有し、 各通信ノードのそれぞれには、 ノード毎に異なるタイミングで、自機の上位層アドレス
   と自機の下位層アドレスとを含む登録要求コマンドを一
   斉同報する手段と、受信された登録要求コマンドに含ま
   れる上位層アドレスと下位層アドレスとを登録すること
   により、各通信ノード別に上位層アドレスと下位層アド
   レスとを関連付けたアドレス変換テーブルを作成する手
   段と、を含む第１のアドレスチェック手段と、 ノード毎に異なるタイミグで、重複検査対象アドレスと
   して自機の上位層アドレスを含む重複検査要求コマンド
   を一斉同報する手段と、受信された重複検査要求コマン
   ドに重複検査対象アドレスとして含まれる上位層アドレ
   スが自機に割り付けられた上位層アドレスと一致すると
   きには、アドレス重複割付時の誤動作回避処理を実行す
   る手段と、を含む第２のアドレスチェック手段と、 自機の下位層アドレスと、下位層アドレス通知希望の通
   信ノードの上位層アドレスとを含む送信要求コマンドを
   一斉同報する一方、それに対するレスポンスに基づいて
   当該通信ノードの下位層アドレスを認知する手段と、受
   信された送信要求コマンドに下位層アドレス通知希望の
   通信ノードの上位層アドレスとして含まれる上位層アド
   レスが自機に割り付けられた上位層アドレスと一致する
   ときには、その送信要求コマンドの送信元下位層アドレ
   スに対して自機の下位層アドレスを含むレスポンスを送
   信する手段と、を含む第３のアドレスチェック手段と、 を具備することを特徴とするシリアル通信システム。
5. 【請求項５】 アドレス重複割付時の誤動作回避処理
   が、他のノードとの通信を停止させるための処理であ
   る、請求項２又は４に記載のシリアル通信システム。
6. 【請求項６】 バスリセットが発生する毎に下位層アド
   レス空間上における各通信ノードのアドレス再割付処理
   が自動的に実行されるシリアルバスを使用した通信方法
   であって、 初回のアドレス割付処理毎に、および／または、バスリ
   セットによるアドレス再割付処理毎に、各通信ノードが
   互いに時間をずらせて、自機の上位層アドレスおよび下
   位層アドレスを含む登録要求コマンドを一斉同報する一
   方、他機の側では受信された登録要求コマンドに含まれ
   る上位層アドレスと下位層アドレスとを登録することに
   より、各通信ノード別に上位層アドレスと下位層アドレ
   スとを関連付けたアドレス変換テーブルを作成する通信
   前処理を有することを特徴とする通信方法。
7. 【請求項７】 アドレス変換テーブルを用いたアドレス
   自動変換処理を介在させることにより、アプリケーショ
   ンの側では下位層アドレスを意識することなく上位層ア
   ドレスを使用したノード相互間通信を可能とした、請求
   項６に記載の通信方法。
8. 【請求項８】 通信前処理にて他機から受信された上位
   層アドレスの中に自機と同一の上位層アドレスが含まれ
   ているときには、アドレス重複割付時の誤動作回避処理
   を実行することを特徴とする請求項６又は７に記載の通
   信方法。
9. 【請求項９】 作成されたアドレス変換テーブルに下位
   層アドレスが不明なノードが存在するときには、自機の
   下位層アドレスと、下位層アドレス通知希望の通信ノー
   ドの上位層アドレスとを含む送信要求コマンドを一斉同
   報する一方、それに対するレスポンスに基づいて当該通
   信ノードの下位層アドレスを認知することを特徴とする
   請求項６又は７に記載の通信方法。
10. 【請求項１０】 アドレス重複割付時の誤動作回避処理
    が、他のノードとの通信を停止させるための処理であ
    る、請求項８に記載の通信方法。