JP2003527765A - フラッディング通信のための方法およびシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 リアルタイム環境においてメッシュ状回路網が信頼性をもって実施することを可能にする通信プロトコルおよびハードウエアが提供される。プロトコルは、１つのノードが任意の時点にメッシュにおいて送信することを確立する。送信されたメッセージは、回路網をフラッディングすることによりメッシュにおける他の全てのノードへ送られる。各データ・ビットの受取りと同時に、受信ノードはこのビットをただちに再送し、これによりフラッディングの速度を増大する。多数のソースからデータを受取るノードがこのデータの適正な処理と再送が可能であることを保証する調停およびロックアウト・ロジックが提供される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】発明の分野 本発明は、通信方法およびトポグラフィに関する。本発明は特に、リアルタイ
ムな使途に対して信頼し得る方法でメッシュ・トポグラフィを介し情報を送る際
に有効である回路およびプロトコルに関する。関連技術の記述 １つの点から別の点へ電子情報を通信するためには、この情報は送信点から受
信点に向けてある接続媒体に沿って送られねばならない。例えば電報においては
、回線の一端で生じた信号が他端において受信され了解されるように、電気回路
が予測できかつ理解し得る方法で開閉される。このことは、１つの送信点と１つ
の受信点しかないときには、非常に良好に働く。両方の点が同じ回線に沿って送
信することができる場合に、問題が生じ始める。両方の点が回線の両端で偶然に
信号を生成するならば、識別できないノイズが生じ、いずれの側も他方のメッセ
ージを理解できない。その結果、一方の側のみが送信するときにシステムが良好
に働き、両側がたまたま同時に送信するときにのみ失敗することになる。

【０００２】 システムの有効性を増すためには、多数の局をある大きな距離にわたり相互接
続された単線に沿って備えることが役に立つ。このような形態においては、通信
回路網へアクセスする多数の局が存在することになろう。回路網にアクセスする
多数の局の明らかな利益にも拘わらず、任意の２つの局が同時に送信する確率は
大幅に増大する。先に述べたように、このことが、特定のメッセージが届かない
リスクを生じる。

【０００３】 今日では電報はたしかに情報を通信するためには依存されないが、多くの最新
電子デバイスは先に述べたような同じ問題から免れない。例えば、パーソナル・
コンピュータにおける異なる構成要素が、相互に通信すると同時にＣＰＵと通信
しなければならない。更に大きなスケールでは、複数のコンピュータがイントラ
ネットにおいて、あるいはインターネットにおいて相互に、通信しようと欲する
ことがあり得る。この問題は各例において同じことで、すなわち、相互接続され
た電子構成要素が共用された回線上でどのように通信できるか、である。

【０００４】 過去において、このような通信問題の解決のため多くの種類の解決法が用いら
れてきた。図２は、「バス」トポグラフィとして周知である１つの以前の解決策
を示している。回路網１００における各ノードＮが、実質的に直列にバス１０に
接続されている。任意のノードＮがメッセージを送るとき、これはバス１０に沿
って移動することにより、他の全てのノードＮにより迅速に受信される。どのノ
ードＮに対してメッセージが意図されようとも、同様にメッセージを受取って情
報を処理することになる。このような種類のトポロジでは３つの別個の問題があ
る。第一に、電報の例におけるように、多数のノードＮが同時に送信しようとし
得る。第二に、任意の対のノードＮ間のリンクが供されるならば、システム全体
が少なくとも激しく損なわれ、おそらくは完全に不動作状態になる。第三に、実
際の使途においては、ノードＮの構成は略図的に示されるようなシンメトリック
なものではあり得ない。

【０００５】 第１の問題に対処する１つの方法は、図１１に示されるようなテーブル・ドリ
ブン・プロポーショナル・アクセス（ＴＤＰＡ）として知られるプロトコルを使
用することである。このプロトコルによれば、各ノードＮは同じテーブル２０を
備える。このテーブル２０は、どの特定ノードＮが任意の時点に送信できるかを
指示することになる。示された事例では、１ないし４の番号を付した４つのノー
ドが存在する。各ノードＮは、テーブルを逐次通過し、どのノードＮが送信する
よう指示されるかを全てのノードＮに対し同時に表示するノード識別ポインタ３
０を有する。図１１において、ポインタ３０はノード３が送信できることを表示
している。この時、他の全てのノードＮは、ノード３により送信されるかされな
いメッセージについて「聴取」する。メッセージが送信された後、ポインタ３０
は、たまたまノード１が自由に送信できることを表示する次の指示識別子へ進む
。このポインタは、テーブルを通過し、終りに達すると、初めへリセットされる
。このように、各ノードＮは、「話す」ときと「聴く」ときを知り、これにより
２つのノードＮが同時に送信しようと同時に試みる問題を回避する。

【０００６】 ＴＤＰＡは、商業的に受入れられた周知のプロトコルであるが、標準バスによ
り用いられる広範囲の他のプロトコルが存在する。これらプロトコルのあるもの
、例えばＣＳＭＡにおいては、多数のノードＮが同時に送信することも可能であ
る。この状態が生じると、２つの信号が互いに「衝突」することになる。システ
ムはこの時このような衝突を認識し、各ノードＮがその各々のメッセージを再び
送ろうとする。再度の衝突を避けるため、２つのノードはランダム遅延時間（相
互に異なる確率が非常に高い）を独立的に選定し、再送前に前記期間だけ待機す
る。確率によれば、以降の衝突はあり得る（これにより、各ノードに再びランダ
ム遅延時間を選定させて、この過程を再開させる）が、２つのメッセージが最終
的にそれぞれ送られることを示唆する。このようなプロトコルを用いると、バス
上のある点において衝突が生じ得る。このため、１つ以上のノードＮは、衝突前
にメッセージの１つを受取って、従って衝突があったことを認識しないことにな
る。最終的には、メッセージが再送されると、これらのノードＮはこのメッセー
ジを、前のメッセージの反復ではなく新たなメッセージと解釈する。これを避け
るため、衝突が生じると、この衝突を検知した各ノードがただちにジャム信号を
残りのノードへ送って衝突が生じたことを表示する。当該プロトコルは、その適
正な行き先に対する情報を最終的に取得するが、本質的に遅く、容易に動きがと
れなくなる。

【０００７】 データ・バスの使用における第２の大きな問題は、１対のノードＮ間のリンク
１５０が切断されるかあるいは特定ノードが誤動作する（スプリアス情報を生じ
る）ときに起生する。このような条件下では、システム全体が阻害される。この
ような誤動作は、ノードＮとバス間の接続か、あるいは個々のノードＮ間のバス
において生じ得る。図５は、４つのノードＮ１−Ｎ４をもつバス１０を示してい
る。バス１０におけるＸで示されるように、Ｎ３とＮ４間のリンクが切断された
。これは、システムを完全に停止させ得る。

【０００８】 接続の切断により生じる重大な故障を防止するため、冗長バス線路１０′を付
加することができる。要約すれば、現在あるバス線路の１００％が重複されて、
１つのレベルの冗長度を達成する。図８は、２レベルの冗長度を達成するため、
３つのバスがどのように用いられるかを示している。明らかに、このような保護
方法は、過剰量のケーブル付設を必要とし、これによりシステムのコストおよび
複雑さを増大する。

【０００９】 再び図５において、ノード自体（Ｘ印を付したＮ２に注目）に問題がある第２
の潜在的な問題が示される。このノードは、ランダム信号あるいはスプリアス信
号を生じ、これによりバス１０および１０′の両方にノイズを生じる。このよう
な誤動作を行うノードもまた、接続媒体のインピーダンスの変化を生じ得る。こ
の状態が生じると、このノードは雑音発生ノードとして知られる。このように、
どのようなレベルの冗長度が達成されようとも、１つの雑音発生ノードがシステ
ム全体を停止させ得る。

【００１０】 データ・バスの使用における第３の主な問題は、相互接続ケーブルの物理的な
パラメータである。図１３に示されるように、色々なノードＮが対称的な間隔で
配置されることはほとんどなく、従って異なる長さの連結ケーブルすなわちリン
ク１５０が使用されるはずである。信号の伝搬の性質により、連結ケーブルの最
大長さを越えることができず、これによりデータ・バスの物理的形態を制限する
。

【００１１】 別の一般に用いられるトポロジは、図３に示されるリングである。ここでは、
回路網１００はノードＮの直列接続された閉ループを形成することになる。この
リングは、先に述べたデータ・バスと同じ問題の多くを蒙ることになる。図６お
よび図９は、単一の冗長度あるいは２重の冗長度を生じるのに要求される更に多
くのケーブル付設を示している。同様に、図１４は、非対称的に構成されるリン
グを示している。明らかなように、このような形態は、異なる長さの多くのケー
ブルを必要とする。

【００１２】 更に別の既知のトポグラフィは、図１および図７に示されるようなメッシュの
回路網１００である。メッシュにおいては、各ノードＮが格子状に複数の他のノ
ードＮへリンクされる。従って、所与の対のノードＮ間に複数の経路が存在する
。

【００１３】 メッシュを使用することの大きな利点は、この構造の本質的な信頼性である。
メッシュは、唯一の本質的に故障に耐えるトポロジである。図４において、どれ
か特定のリンク１５０が切断されると、代替的な経路が更に得られる。大きな回
路網においては、これは他のトポロジにおけるより少ないケーブルを用いながら
優れた信頼性が達成される点において、非常なコスト節減である。

【００１４】 図１０において、メッシュ状回路網１００の送信プロトコルについて記述する
。信号の伝搬は、回路網１００のフラッディング（ｆｌｏｏｄｉｎｇ）により達
成される。すなわち、１つのソースにより信号が生成され、全ての接続されたノ
ードへ送られる。次いで、各受信ノードがメッセージを再送信する。この信号を
受取ったノードＮが再び、回路網における実質的に各ノードが送信の少なくとも
一部を受取るまで信号を再送信する。図４において、ノードＳは、送信源を表わ
し、ノードＤは意図された宛て先である。ノードＳは、信号をその４つの接続さ
れたノード（そのうちの３つが示される）へ送信する。次に、これらノードＮの
各々が、ノードＤに実質的に達するまで送信する。この時、実線矢印により示さ
れる経路がデータがノードＤに達する最初の経路であるものと仮定する。いった
ん達成されると、これが選択された経路となり、全メッセージが実線矢印により
示される経路に沿ってノードＳからノードＤへ送信される。従って、フラッディ
ング・プロトコルは、経路の決定に用いられるのみであり、いったんそのように
確定されると、他のノードＮによる冗長送信は無視される。次に１つの送信源が
送信を欲すると、フラッディング・プロトコルが再び実施されて経路を確定する
。このように、リンク１５０が送信の途中で切断されても、使用する接続経路を
依然として確定することができる。実線矢印により示された経路が生じ得る多く
の経路の唯一のものであることは注目に値する。このようなメッシュ形態を用い
ると、回路網の１００％使用を許容しながら多くのリンクが切断され得る。

【００１５】 メッシュ回路網において同様なプロトコルを用いる２つの公知の回路網がある
。すなわち、電話システムおよびインターネットはこれらの原理を用いて動作す
る。電話番号がダイヤルされると、受け手に対して接続が確保されるまで、ダイ
ヤルされた最初の数桁が付近のノードへの接続を許容し、次の数桁が更に離れた
ノードへの接続を許容し・・・というように動作する。接続がいったん確保され
ると、この１つの経路が呼出しの期間中維持される。全てのデータがこの１つの
経路上に送られる。図１０において、ノードＳが発呼側でありノードＤが被呼側
であるならば、接続は再び実線矢印により示される。

【００１６】 インターネットは、僅かに異なる原理で働く。すなわち、経路の確立のために
フラッディングを用いて次に情報をこの経路に送るのではなく、インターネット
・プロトコルが全メッセージ（パケット）を各ノードへ送らせる。メッセージの
ヘッダにおける情報は、最終的な宛て先を規定する。図１０において、ノード１
０がその接続されたノードに対して全メッセージを送る。接続されたノードは、
全メッセージが受取られるまで待機し、その後この全メッセージを再送信する。
先に述べたように、このメッセージは最終的にノードＤに達し、このメッセージ
が適正に受信されることになる。

【００１７】 このような「インターネット」プロトコルにおける問題は、各ノードＮがいか
なる時も有限量の情報のみを保持できることである。従って、ノードＳが接続さ
れたノードＮへ送信するとしても、この接続されたノードがメッセージの記憶に
は不充分なメモリを有するならば、このメッセージは失われる。メッシュ構成は
、情報がノードＤのような離れたノードに最終的に達することを可能にする。し
かし、意図された被呼側がノードＳに接続されたノードであったか、あるいは宛
て先への経路を表わす全てのノードが同様にメモリ不足であったならば、メッセ
ージは決して受取られない。

【００１８】 インターネット・プロトコルにおける別の問題は、これがやや遅いことである
。全メッセージが全体としてソース・ノードから他のノードへ送られねばならな
いから、結果はやや遅い送信となる。このことは、このような構成を多くのリア
ルタイム用途には望ましくないものにする。更にまた、先に述べたメモリ不足問
題により更なる遅延が付加される。

【００１９】 メッシュ・トポロジの使用における１つの最後の問題は、特定のノードＮが２
つの異なるノードＮから正確に同時にメッセージを受取る可能性である。ノード
Ｎは、通常はこれが受取るメッセージをまず選択してこのメッセージを処理する
ように指示される。しかし、呼出しには近すぎる場合がつねにあり、メッセージ
を検出するのに用いられる電子装置が準安定状態となる。この状態が生じると、
ノードＮはクラッシュし、使用可能な出力を生じることなく２つのあり得る入力
間で基本的に前後に振動する。

【００２０】 適正に働くメッシュが有利となる多くの用途があるが、これらの用途は今日の
メッシュ・プロトコルが不充分であるゆえに用いられていない。例えば、航空機
や大きなスケールの車両におけるバスのようなリアルタイム制御システムは、高
速な、信頼し得る、正確なデータ転送を必要とする。従って、リアルタイム用途
を容易にするため迅速な送信が可能である非常に信頼性の高いメッシュ回路網を
備える必要がある。発明の概要 本発明は、ノードのメッシュ状回路網におけるデータ信号の伝搬に関するもの
である。メッシュは単に、複数の異なる経路に沿って相互に接続された複数のノ
ードである。このため、どれか特定のリンクが切断されるか破損されると、代替
的な経路がデータの移動のため利用可能である。

【００２１】 現在のメッシュ・プロトコルは、信頼性に富むリアルタイムデータ転送を必要
とするシステムにおける使用には適用できない。本発明は、フラッディングの概
念を修正して、高速であると共に信頼性に富むプロトコルを提供する。

【００２２】 本発明においては、任意の時点において１つのノードが送信することを許容さ
れる。特定のノードが送信するときを相関させるため、ノードはＴＤＰＡプロト
コルを利用する。すなわち、ノードはそれぞれ、全てのノードに対しどのノード
がいつ送信するかを表示する対応テーブルを有する。このテーブルは時間ベース
である。従って、各ノードが送信する特定量の時間を有する。この時間が経過し
た後、テーブルは異なるノードがこの時送信できることを表示する。

【００２３】 いったん指示されると、ノードはメッセージをビット単位で送信し始める。最
初のビットは、ノードの全てのリンクで送出され、これに接続された他のノード
により受取られる。最初のデータ・ビットの受取りと同時に、このビットを受信
側のノードがこれが接続される全てのリンクへ再送信する。このように、回路網
全体がすぐに最初のデータ・ビットによりフラッド（ｆｌｏｏｄｅｄ）されるこ
とになる。

【００２４】 その直後に、メッセージ全体が送出されるまであるいはその時間的制限が切れ
るまで、送信側ノードが２番目のビットを送出し、次いで３番目・・・というよ
うに送出する。このように、メッセージ全体が回路網にビット単位にフラッドす
る。

【００２５】 これを行うため、受信側のノードは、データを受取っていないリンクをロック
・アウトする機構を備えなければならない。このノードはまた、ノードが同時あ
るいはほぼ同時に異なるリンクに到達する２つのメッセージを弁別できる機構を
備えなければならない。このような機構がないと、メッセージは２回目にノード
により受取ることができる。実際に、これがメッセージをすでにメッセージを送
ったノードへ送らせることになる。このことが起こったならば、１つのメッセー
ジが回路網を無期限に伝搬することができる。更に、２つのメッセージが同時あ
るいは略々同時に到達すると、その時のノードの電子装置を準安定状態にさせる
ことができ、これによりメッセージを失わせる。

【００２６】 本発明は、これらの問題を解決するため新規な調停およびロックアウト回路を
用いる。メッセージの最初のビットがいったん受取られると、当該回路はメッセ
ージの残りに対してノードを特定の構成へロックする。このような構成では、最
初に受信するリンクのみがノード出力に影響を及ぼすことを許容される。このよ
うに、データが手前のノードへ返送されるならば、これは無視されることになる
。この回路はまた、調停機能をも有する。これは、信号を最初に受取るリンクが
出力を制御することを許容する。しかし、２つのリンクがメッセージを正確に同
時に受取るならば、これらは共に出力に影響を及ぼすことが許容される。ＴＤＰ
Ａプロトコルが１つのメッセージを任意の時点で送ることのみを許容するので、
このことは両方のリンクが正確に同時に正確に同じデータを受取ることを意味す
る。従って、２つのリンクが出力に影響を及ぼしても、信号を組合わせる回路の
能力のゆえに正味の結果は同じである。最後に、２つの信号が非常に接近しても
同時ではなく到達するならば、最初の信号が通過し出力となることを許容される
。２番目の信号は、これが受取られたリンクを準安定状態にさせる。当該回路は
、最初のリンクがノードからデータを正しく出力することを許容しながら、ノー
ドの当該部分を準安定状態にならせる。

【００２７】 当該メッシュ・プロトコルはまた、時間に基くポインタを用いてＴＤＰＡテー
ブルを進行する。先に述べたように、各ノードは送信に充分な時間のみが割当て
られ、ポインタが自動的にテーブル内を進行する。データが種々のノード間で伝
搬するためある量の時間を要するので、遅延が加算される。データがそのソース
から任意の受信ノードへ進むノード数を監視することにより、このノードは生じ
た遅延を計算し、その時間に基くポインタを送信側のノードのそれで校正するこ
とが可能である。このように、回路網は同期状態を維持する。

【００２８】 本発明の別の特質は、１つのメッシュ状回路網における多数のメッセージの同
時伝搬である。先に述べたように、ＴＤＰＡが１つのノードが任意の時点で送信
することのみを可能にする。しかし、メッシュを複数のサブメッシュへ分けるこ
とにより、１つのメッセージが各サブメッシュに伝搬することができ、これによ
りシステム全体の帯域幅を増大する。

【００２９】 各ノードは、望ましい実施の形態においては４つのノードと１つの局部接続と
を有する。従って、各ノードは２つの異なるメッセージを同時に取扱うことがで
きる。規定されたサブメッシュ自体の内部では、ノードはちょうど１つのメッシ
ュにおけるノードとして働く。色々なサブメッシュを分割する境界に沿っては、
ノードは別の働きをする。すなわち、所与のサブメッシュに生成されたメッセー
ジはこのサブメッシュ内に止まらねばならなず、異なるサブメッシュに進むこと
は許されない。境界に沿ったノードは、一般に１つのサブメッシュに２つのリン
クを、また別のサブメッシュに２つのリンクを有することになる。これら２つの
リンクを一時的に接続するプロトコルが確定される。ノードが１、２、３および
４の番号が付されたリンクを持つものとすれば、第１のメッセージはリンク１お
よび２のみで入出力させられ、第２のメッセージはリンク３および４のみで入出
力させられる。リンクの特定の接続性は、静止状態かあるいは各テーブル・エン
トリ程度の頻度で変更される。

【００３０】 回路網の完全性を更に容易にするには、自己検査ペアが用いられる。すなわち
、元の各ノードが１対のノードと置換され、１対のケーブル（１本ではなく）が
各リンクを形成する。このように、各対のノードが、これがリンクの２本の結線
で受取るデータを比較する。この２つが同じであれば、ノードはメッセージを正
確であると判定する。しかし、メッセージに相違があると、ノードは、メッセー
ジが壊れたものと判定し、このメッセージを無視する。

【００３１】 本発明の目的は、システムの信頼性の高いリアルタイム使用を可能にするメッ
シュ状回路網に対するプロトコルを提供することである。 本発明の別の目的は、同時のメッセージ間を調停することができ、かつ色々な
電子構成要素が準安定状態になる時影響を受けないままであるノードを有するメ
ッシュ状回路網を提供することである。

【００３２】 本発明の更に別の目的は、メッシュ状回路網に、種々のサブメッシュに沿って
多数のメッセージを同時に送る能力を提供することである。 本発明の更に他の目的は、１つのサブメッシュの境界に存在するノードの色々
なリンクにおけるリンキング接続プロトコルをトリガする最小データ信号を提供
することである。

【００３３】 本発明の更なる目的は、回路網の各ノード内のテーブルと、時間ベースのポイ
ンタを相関させるため、メッセージ・ストリームに対して同期する構成要素を提
供することである。

【００３４】 本発明の更に他の目的は、これにより送信されたデータの完全性が検証される
自己検査ペアを持つメッシュ状回路網を提供することである。 本発明の更に他の目的は、メッシュに対して新たに追加されあるいは再結合さ
れたノードがみずから残りのノードと同期し得る機構を提供することである。望ましい実施の形態の詳細な記述 本発明は、独特なデータ転送プロトコルおよび関連機構を用いて、メッシュ・
トポロジにおける正確で信頼し得る使用レベルを獲得する。図１５は、リンク１
５０を形成する複数のケーブル１１０によって相互接続される複数のノードＮを
備える回路網１００を示している。当該ノードは、任意の通信電子構成要素を表
わし、１つのコンピュータ内で接続された種々の構成要素、一つに接続された複
数のコンピュータ、あるいはシステムを形成するよう接続された任意数の構成要
素を含んでいる。各ノードＮは、これに集積化されるある形式の受信機と送信機
とを備える。ケーブル１１０は、任意の形式の電気的な相互接続でよく、ワイヤ
・コネクタあるいは光ファイバ・ケーブルを含む。

【００３５】 この回路網１００は、フラッディング・プロトコルを用いて情報を１つのノー
ドＮから別のノードＮへ搬送する。特定のノードＮが情報を特定の宛て先へ送る
ことを欲するとき、このノードはこれが接続される全てのノードＮに対するメッ
セージの送信を開始する。例えば、図１５において、ノードＳが信号をノードＤ
へ送ることを欲する。メッセージは、最初にその接続された近傍（Ｎ′として示
される）へ送られ、実線矢印４０により表わされる。情報の最初のビットの受取
りと同時に、全ての受信ノードがこのメッセージのその近傍への再送信を開始す
る。すなわち、このプロトコルは、再送信の開始前にメッセージ全体が受取られ
るのを待つのではなく、各ノードＮを介してメッセージの全ビットをビット単位
で再送信するか、あるいは単にフラッディング・パラメータを用いて１つの経路
を確保する。最初のデータ・ビットが接続されたノードＮ′により受取られると
、これらノードＮ′がこのビットを再送する。この第２レベルの送信は、破線矢
印４２により表わされる。ノードＮのの第２の連絡が前記の最初のビットを受取
ると、これらノードがそれを再送する。この第３レベルの送信は、点線矢印４４
により表わされる。ノードＮのこの第３の連絡が情報の最初のビットを受取ると
、ノードはこれを再送する。このような第４レベルの送信は、点鎖線矢印４６に
より表わされる。当該プロセスは、ノードＤを含む全てのノードＮが情報の特定
ビットを受取るまで継続する。情報の最初ビットの送出直後に、メッセージ全体
が送られるまで、ノードＳが第２のビット、第３のビット・・・を送出する。従
って、メッセージ全体は、システムにおける各ノードＮを介してビット単位で送
られる。

【００３６】 多数のメッセージが同時に発されて故障を生じる問題を避けるため、１つのノ
ードＮが所与の期間だけ送られるよう選択される。このノードＮの選択について
は、後で論述する。残りのノードは下記のステップを実施する。第一に、全ての
送信しないノードＮが、全てのリンクで到来するメッセージを聴くように設定さ
れる。第二に、到来するメッセージが特定リンクに到着すると、このリンクは次
にソースとして選定される。２つのメッセージが同時に到着するならば、一方が
ソースとして選定される。第三に、他の入力を同時にロックアウトする間、他の
全てのリンク１５０に対して入力を再ブロードキャストする。第四に、メッセー
ジの終りに、全てのリンクのロックを解除し、最初のステップへ進む。

【００３７】 先に述べたように、過去においては、ノードＮが２つのメッセージを同時ある
いは略々同時に受取るときに問題が生じ、電子装置はこれらメッセージを弁別で
きない。このような場合は、ノードＮが準安定状態になる。このような状態に残
された情報の最初のビット（あるいは、後続するどれかのビット）が、所与のノ
ードＮを１回以上移動しつづけることによって、無限ループとなるおそれがある
。このような問題を克服するため、ロックアウト・ロジック（Ａ＆ＬＬ）が各ノ
ードＮにおいて用いられる。このような回路に対する１つの形態が図１６に示さ
れる。

【００３８】 他の図面では、各ノードＮが他のノードＮに対する４つのリンク１５０を持つ
ように示される。このようなリンク１５０の特定数は任意であり、システムの最
終ユーザに応じて多くも少なくもあり得る。図１６の回路は、１つのノードＮの
２つのリンク１５０を示している。用いられる付加的なリンクについては、当業
者に理解されるように回路は反復される。

【００３９】 図１６のＡ＆ＬＬ回路１０２は、下記のように動作する。所与のリンク１５０
がアイドルである（すなわち、メッセージが受取られない）とき、リンク１５０
は聴取状態に維持される。通信システム内部では、全てのメッセージが「１」で
始まる。「１」が受取ると、リンク１５０は受信状態に設定される。ノードＮが
アイドルに置かれるときはつねに、アイドル入力１２２がフリップフロップ１２
０を設定するようパルスが与えられ、その結果「１」（論理的「ハイ」の出力）
がフリップフロップ１２０の各々のＱ出力に保持される。メッセージからのデー
タの最初のビットがアイドルリンク入力１６０に到達すると、これはフリップフ
ロップ１２０を「通過し」（Ｑ出力がすでにハイであるから）、ＡＮＤゲート１
３０の第１入力１３１へ直接進む。「アイドル」のフリップフロップ１２０がそ
のＱ出力（第２入力１３２へ接続される）に「１」を持ち、かつリンク１５０も
第１入力１３１に接続される「１」を持つので、ハイ信号がＡＮＤゲート１３０
の出力に存在する。この「１」は、次にＯＲゲート１４０へ与えられる。

【００４０】 ＯＲゲート１４０の出力は、特定の前記ノードＮに対する出力１４２となり、
従って当該ノードの全てのＮ出力リンク１６２に生成される信号である。ＯＲゲ
ート１４０からの信号もまた、前記の特定ノードＮにおける全てのフリップフロ
ップ１２０のクロック入力１２１へ同時に戻される。クロック信号が受取られる
と、メッセージを最初に受取ったリンク１５０のみがそのフリップフロップ１２
０のＤ入力に「１」を持つことになる。フリップフロップ１２０の残りは、その
Ｄ入力に「０」（ローの論理信号）を持つことになる。このように、ＯＲゲート
１４０からのクロック信号が受取られると、これらフリップフロップ１２０はＱ
出力に「０」を生じることになる。Ｑ出力におけるこの「０」は次に関連するＡ
ＮＤゲート１３０へ与えられる。これは、各ＡＮＤゲートにその出力が「０」の
ままにすることになる。このように、これらのフリップフロップ（従って、その
関連するリンク１５０）は、メッセージの残部に対するノードＮの出力に対して
何の影響も及ぼさない。

【００４１】 最初にメッセージを受取りＤ入力に「１」を持つリンク１５０は、そのＱ出力
に「１」を持ち続けるので、メッセージ全体を、ノードＮの出力１４２としてフ
リップフロップ１２０、ＡＮＤゲート１３０および最後にＯＲゲート１４０を通
過させることになる。メッセージの終りに、アイドル入力１２２がトリップされ
、これによりリンク１５０の全ておよびそれらのフリップフロップ１２０を、全
てがそのＱ出力に「１」を持つことになる聴取モードへリセットする。

【００４２】 このように、最初に特定のモードを受取るリンク１５０のみが、ノードＮの出
力に影響を及ぼすことがあり得よう。他の全ての入力は確実に無視されることに
なる。

【００４３】 同じノードＮにおける２つの異なるリンク１５０が同時かあるいは時間の小さ
な枠内で１つのメッセージを持つというある小さな可能性があり、歴史的にノー
ドに対する問題となっている。このこは、代替的なリンクがまだ「ロックアウト
」されないときに潜在的な問題を生じる。２つの信号が「同時に」到達し、この
ような状態が存在する場合、これら信号は、ＡＮＤゲートとＯＲゲートの遅延の
和からフリップフロップ１２０のセットアップ時間を差し引いたもので定義され
る小さな時間的枠内に、その各リンク１５０に到達するはずである。

【００４４】 ２つの信号が同時に到達すると、これら信号は必ずしも同じメッセージではな
い（後で説明するように）。従って、両方のフリップフロップ１２０と、最後に
は両方のＡＮＤゲート１３０が同じ信号をアクティブに出力していることになる
。これらの信号がＯＲゲート１００を通過するので、ノードＮの最終出力１４２
は実質的に影響を受けない。すなわち、正しいメッセージがノードＮにより出力
されることになる。

【００４５】 次に、１つのメッセージが２つ以上のリンク１５０に時間的に比較的接近して
到達するならば、１つ（またはそれ以上）のフリップフロップ１２０が準安定状
態になるという可能性がある。再び図１６において、「１」で始まるメッセージ
が一番上のリンク１５０に到達すると仮定しよう。先に述べたように、「１」は
ＡＮＤゲート１３０の最初の入力１３１へ直接進む。フリップフロップ１２０が
アイドルであり「１」がＱ出力に生じるので、ＡＮＤゲート１３０に対する両入
力は「１」である。その結果、「１」がＯＲゲート１４０へ送られる。ＯＲゲー
ト１４０は「１」を出力し、これがフリップフロップ１２０を再びクロックする
。ここで、この状態が生じている間メッセージが下方のリンク１５０に到達する
ことも仮定しよう。このメッセージもまた「１」で始まり、従ってこのパルスが
フリップフロップ１２０のＤ入力へ進む。クロック信号が下方のフリップフロッ
プ１２０に達すると、「０」または「１」以外のなにか、すなわち半パルスがＤ
入力に生じることがある。これは、フリップフロップ１２０を前後に振動させ、
準安定状態にさせ得る。同じメッセージが両方のリンク１５０により受取られる
かぎり、上方のフリップフロップ１２０が準安定にならずに信号を生じるので、
下方のフリップフロップ１２０が準安定状態になることとは無関係である。準安
定状態のフリップフロップ１２０がたまたま振動して出力が生じるならば、これ
がフリップフロップ１２０の機能と一致するので悪い結果とならない。

【００４６】 上記の結果を達成するには、２つのメッセージが同時かあるいは略々同時に受
取られるとき、これらが同じメッセージであることが重要である。ノードＮが単
に任意の時点でメッセージを独立的に生じることが許されるならば、２つの異な
るメッセージが１つのノードＮの２つの異なるリンク１５０に同時に到達し得る
という可能性がある。このことが生じるものとすれば、スプリアスなメッセージ
がこのノードＮにより生成されることになり、その後転送されることになる。従
って、プロトコルは、任意のノードＮが送信モードにあるときと、このノードが
受信モードにあるときを識別するように確立されるべきである。

【００４７】 先に述べたように、これを行う１つの方法は、テーブル・ドリブン・プロポー
ショナル・アクセス（ＴＤＰＡ）・プロトコルを用いることである。図１７にお
いて、４つのメッシュ状ノードＮがノード１ないしノード４として示される。ノ
ードＮ上には、それらの各テーブル２０が略図的に示される。これは、無論、内
部のプログラミング機能である。このテーブル２０は、任意のノードＮがメッセ
ージを送信するときを識別する。１つのノードＮが送信していると示されなけれ
ば、これは到来するメッセージを受取る、すなわち「聴取」するように設定され
る。図１７に示されるように、ノード３はその時送信状態のノードとして示され
る。ノード１、２および４（および、他の接続された任意のノード）は、指定さ
れた期間だけ、ノード３がメッセージを送るのを待機する。この時間ベースのポ
インタ３１は、ノード３が動作可能状態にあると判定する。この時間ベース・ポ
インタ３１は単に逐次にテーブル２０に進み、終りに達すると、テーブル２０の
初めから再び開始する。各ノードのテーブルが一致するかぎり、テーブル内のノ
ードの順序および何らかのシーケンスが選択される。

【００４８】 ポインタを進めるには種々の方法がある。各ノードＮは、メッセージを送る予
め定めた量の時間が与えられる。選択されたノードは、送信するかあるいは静止
したままであり、残りのノードＮは前記期間受信するように設定される。この期
間が終了すると、このノードＮは単に送信を停止し、時間ベースのポインタ３１
が進行する。あるいはまた、「メッセージの終り（ＥＯＭ）」標識としてデータ
を含めることもできる。このように、送信状態のノードＮは、期間のいかんに拘
わらず、そのメッセージ全体を送信する。このメッセージが完了すると、ＥＯＭ
が（時間ベースでない）ポインタをテーブル２０における次のノードＮへ進める
ことになる。これは、メッシュにおける全てのノードＮがＥＯＭを同時に認識す
ることは可能でないので、望ましいプロトコルではない。今日のメッシュ・プロ
トコル（ならびに、多くのバス・プロトコル）は、時間ベースのプロトコルにお
いて生じる各ノードＮにおける個々のクロックの遅いドリフトを勘案するためＥ
ＯＭ標識を使用する。 望ましい実施の形態において、更に多くのデータ・セグメントをも含むが、時間
ベース・ポインタ３０がＴＤＰＡプロトコルにより用いられる。このデータ・セ
グメントは、メッセージが移動するリンク数を示すことになる。先に述べたよう
に、データが移動するノードＮの各連結子では、（元の送信の観点から）時間的
遅延が付加される。どれだけ多くの連結子を情報が通過したかを知り、かつ生じ
た平均遅延を知ることにより、各ノードＮは元の送信時間を実質的に計算するこ
とができる。従って、種々の受信ノードＮの時間ベース・ポインタ３０が、送信
するノードＮのポインタにより適正に校正されることになる。このようなデータ
・セグメントの付加を行うため、移動する連結子をカウントするフィールドがメ
ッセージに追加される。このカウントは、これ以上の遅延がカウント自身により
生じないように、直列１ビット加算器を持つ各ノードＮを通過するときに増分さ
れる。

【００４９】 再び図１７において、４つのノードＮしか示されず、テーブル２０がこれら４
つのノードＮを勘案するに過ぎない。明らかに、余分なノードＮが付加されると
、これらノードはテーブル２０において勘案されねばならない。図示のように、
この時ノード３が送信するノードＮである。このことは、ノード３から出る実線
矢印１６２により表わされる。他のノードＮからの全ての出力は、開いた矢印１
６３として示される。ノード３が４つ全ての方向で送信しており、これによりノ
ード３の上下に付加されたノードＮもまたメッセージを受取ることに注意すべき
である。情報の１ビットがどれかのノードＮにより受取られると、これは即時に
反復される。従って、元のメッセージを送信するノードＮの能力と受信したメッ
セージを単に反復するノードＮの能力との間に相違が存在する。

【００５０】 図２４は、ある小さな時間量が経過しただけの、図１７におけるものと同じノ
ード１ないし４を示している。ノード３は、そのデータ・メッセージの最初のビ
ットをノード２および４に対し成功裏に送信した。このデータ・ビットの受取り
と同時に、ノード２および４はこのデータ・ビットをその送出リンク１６５の全
てに再送信する。リンク１６５は先に述べた開いた矢印であったが、ここでは受
取ったメッセージを再びブロードキャストしていることを示す実線である。ノー
ド３の送出リンク１６２は、ノード３が特定メッセージの２番目および以降のデ
ータ・ビットを送信しているので、実線矢印のままである。ノード１の送出リン
ク１６３は、ノード１が再ブロードキャストするデータ・ビットをまだ受信して
いないので開いた矢印のままであり、これはテーブル２０では元のメッセージを
送信できるものとして示されない。

【００５１】 先に述べた全てのことは、メッシュ送信における１つのノードＮおよび受信す
る（および反復する）１つおきのノードＮに当てはまる。しかし、メッシュは、
多くのメッセージを同時に取扱うことが可能である。図１８において、５４のノ
ードを持つメッシュが示される。このメッシュは、先に述べたように、すなわち
、１つおきのノードＮが受信し反復する間送信する１つのノードとして働くこと
ができる。更に、個々のノードＮは、２つの個々のメッセージを取扱うことが可
能である。明瞭にするため、これらのノードについては、メッセージ１およびメ
ッセージ２として記述する。任意の数のサブメッシュを全メッシュ内に画定する
ことができる。従って、各サブメッシュにおける１つのノードＮは同時に送信す
ることができる。例えば、破線Ｘ−Ｘにより画定された人為的な境界がメッシュ
を対角方向に半分に分割する。この境界は、任意の数のサブメッシュを生じるた
めどんな形状あるいは形態にも画定することができる。任意のサブメッシュの完
全に内部にあるノードＮは、正確に先に述べたように挙動し、すなわち、１つの
リンク１５０で受取られたどのメッセージも全てのリンク１５０で反復される。
サブメッシュを確立して多数のメッセージを同時に送信することに対する利点は
、その結果として得る帯域の増加である。この能力は、標準的なバスでは得られ
ない。

【００５２】 境界上にあるノードＮは、２つの異なるメッセージを取扱うように構成されね
ばならない。どのノードＮも４つのリンク、プラスその局部接続を有する。ノー
ド２２においては、リンクは北、南、西および東として表わされる。図１８に示
される事例では、線Ｘ−Ｘはメッシュを右方のサブメッシュと左方のサブメッシ
ュに分ける。従って、右のサブメッシュにおけるノードＮにより送られるメッセ
ージは右のサブメッシュ内に止まらねばならない。このためには、境界Ｘ−Ｘに
沿ったノードＮは特定のリンク・プロトコルを備える。すなわち、北から入るメ
ッセージは東へ送られるのみであり、その逆も真である。南からくるメッセージ
は西へのみ送られ、その逆も真である。ノードＮは２つの異なるメッセージを同
時に取扱うことができることに注意すべきである。任意の２つのリンクが先に述
べたように結合されるように、種々の境界を確定することができる。図１８にお
いて、メッセージ１（Ｍ１）は右からノード２２に接近する。メッセージ２（Ｍ
２）は左からノード２２に接近する。Ｍ１が東のリンクに到達すると仮定しよう
。ノード２２は、北のリンクにおいてこのメッセージを反復するのみである。ま
た、おそらくは同時に、Ｍ２が南のリンクに到達し、次いで西のリンクでのみ反
復される。このためには、Ａ＆ＬＬロジックはこれらの色々なリンク形態間で切
換え可能である。

【００５３】 上記の構成はメッシュの恒久的な分割であり得るが、完全なメッシュの使用は
含まない。望ましい実施の形態が図１９に示され、これはシステム内のどのノー
ドが送信できるかを示すために用いられたＴＤＰＡテーブル２０のハイブリッド
部分（テーブル２２）を示している。テーブル２２は、先に述べたＴＤＰＡテー
ブル２０に追加される更に多くのデータ・バイトを含んでいる。ここで、テーブ
ル２０は、ある時点で多数のノードＮが同時に送信することができるように画定
されたものである。他の時点では、僅かに１つのノードＮしか送信できない。図
１９においては、テーブル２２が図１８のノード２２に適用される。テーブル２
２においては、最初のエントリが、ノード１５とノード３８が同時に送信するこ
とを示す。従って、ノード２２の４つのリンクがこれを行うように設定されねば
ならない。ノード２２は、確定された人為的な境界（Ｘ−Ｘ）に沿って存在する
。メッセージ１はゼロで表わされ、メッセージ２は１で表わされる。テーブル２
２におけるバイトの最初の４ビットが、どのメッセージが受取られるかを識別し
、最後の４ビットが前記メッセージがどこで反復されるかを識別する。明らかな
ように、北と東はメッセージ１に設定され、南と西はメッセージ２に設定される
。これらメッセージに対する期間がいったん経過すると、時間ベースのポインタ
３１が次のテーブル２０、２２のエントリへ進み、これはたまたまノード２６が
送信する唯一のノードＮとなることを示している。このように、北、南、東およ
び西を同じメッセージに設定することによって、全てのリンクがこの１つのメッ
セージを受取るように設定される。このことを表わすバイトは、全てゼロからな
る。このメッセージに対する期間が経過した後、時間ベースのポインタ３１が再
び進んでノード６およびノード１９がともに送信中であることを示す。従って、
人為的な境界が再び確定される。このように、完全なメッシュは時に使用され、
他の場合は、サブメッシュが確立される。この２つの任意の組合わせが可能であ
る。この特徴は、あるノードがメッシュの他の既知のセグメントのみと通信する
ことが判っている場合に特に有利である。

【００５４】 図２０は、５４のノードのメッシュの別のあり得るサブメッシュの組合わせを
示す。破線Ｘ−Ｘは、右下の四半部におけるサブメッシュを示す。ノード３３の
リンクは、北、南、東および西として示された。図２１のテーブル２４は、この
メッシュ／サブメッシュのくるに対するプロトコルを示し、テーブル２２と同様
に機能する。このため、異なるサブメッシュにおけるノードが同時に送信すると
き北と西のリンクが通信し南と東のリンクが通信することを除いて、詳細な説明
は省くことにする。

【００５５】 本発明の主な利点は、メッシュを信頼し得るリアルタイムな方法で使用できる
ことである。メッシュ自体の利点は、みずから生成する固有の耐故障性である。
すなわち、特定のリンク１５０が切断されると、複数の代替経路が得られる。更
に、ノードＮが動作を止めると、メッセージはこれを完全に通り抜け、依然とし
て残りのノードＮを介してその宛て先で受信できる。バブリング・ノードはある
送信時間枠を持つに過ぎず、従ってシステムの全体的性能に影響を及ぼすことが
ない。このプロセスが反対になる必要があるときが存在する。すなわち、不良ノ
ードＮあるいは切断したリンクが流服されるとき、あるいは新たなノードがメッ
シュに追加されるとき、プロトコルは追加された接続を勘案しなければならない
。リンク１５０を単にノードＮに接続しあるいは再接続することにより、データ
は受取られたときに自動的に送られる、などである。残る問題は、新たなノード
あるいは再接合されたノードがどのようにＴＤＰＡタイミング・パラメータ内で
同期されるかである。すなわち、新たなノードあるいは再接合されたノードに対
する時間ベース・ポインタ３１は、メッシュにおける残りのノードと同期されね
ばならない。

【００５６】 本発明においては、ノードＮがメッシュに付加されるか再接合されるとき、ノ
ードＮはメッセージ間の間隔だけ待機することになる。この時、ノードＮは次の
メッセージからのテーブル２２のエントリを行い、テーブル２０の次の通過時に
同じメッセージを受取る用意をする。このプロセスが、ノードＮがメッセージを
受取る用意ができるテーブル２０の全期間を許容する。

【００５７】 以上述べたように、メッシュ・フラッディング・プロトコルは、システムに高
度の耐故障性を提供するが、このシステム単独では必ずしも完全性の対処をもた
らすものではない。すなわち、正しいメッセージが受取られつつあるか、あるい
はある程度の破損が生じたかどうかを判定する方法がない。システムにこのよう
な信頼度、従って完全性を与えるために、図２２は、自己検査ノード・ペアの概
念を盛込んで以下に述べる。このような概念により、全てが複製される。各ノー
ドＮごとに、実際に２つの組合わせられたノード２００、２０１が存在する。ま
た、各リンク１５０ごとに、２つのデータ線路２１０、２１１がある。これは、
先に述べたバス線路の二重化および三重化とは実質的に異なる。そこで、１つの
経路が切断されると、単に別の経路を提供するため更に多くの線路が追加された
。この場合、両方のデータ線路２１０、２１１が同じメッセージを同時に送り、
２つの個々のノード２００、２０１がそれぞれデータ線路２１０、２１１の１つ
からメッセージを受取るという理念である。従って、２つのノード２００、２０
１はそれぞれデータ線路２１０、２１１を介して受取ったメッセージ間のビット
ごとの比較をそれぞれ行うことになる。自己検査ノード・ペアは、この機能を実
施する比較回路を盛込んでいる。両方のメッセージが同じであれば、信頼し得る
と見なされる。１つのメッセージが他のメッセージと異なるならば、何かが消え
て特定のメッセージが無視される。このような特定のノードＮは壊れたメッセー
ジを再ブロードキャストすることがない。Ａ＆ＬＬロジックがおそらくはリンク
１５０の残部が同じメッセージを受取ることを阻止したから、このノードＮがメ
ッセージの残部についてメッシュから有効に除去される。しかし、メッシュは依
然として本質的に耐故障性を備えるから、メッセージは前記のルーチンにより単
にノードＮを通り抜けることになる。

【００５８】 図２３に関して、本発明のプロトコルが要約されよう。図２３は、ノード３０
０をその中心とする５５ノードのメッシュを示している。各ノードＮは、そのハ
ードウエアまたはソフトウエアへ集積されたテーブル２０を持つ。ある時点にお
いて、テーブル２０の時間ベースのポインタ３１が、ノード３００が送信するノ
ードＮとして指示される時点へ進む。この時点において、ノード３００が生じる
べきメッセージを有するならば、このノードはこのメッセージをビットずつ送信
を開始する。図２３では、ノード３００が送るべきメッセージを有するものとし
よう。このメッセージの最初のビットは、その接続されたリンク１５０の４つ全
てに送出される。この最初のビットは、ノード３０１、３０２、３０３、３０４
のそれぞれの１つのリンクにより受取られる。これは連結子１を表わす。どれか
他のノードＮがこの時点で送信する可能性がないため、この時点でメッセージを
たまたま受取るノード３０１、３０２、３０３、３０４における唯一のリンク１
５０となる。従って、ノード３０１、３０２、３０３、３０４の他の３つのリン
ク１５０が「ロックアウト」される、すなわち到来しないメッセージが受入れら
れる。これら４つのノード３０１、３０２、３０３、３０４がただちに、このメ
ッセージの最初のビットを再送信する。従って、ノード３０１、３０２、３０３
、３０４が最初のビットをノード３０５、３３０、３３１、３３２、３３３、３
３４、３３５および３３６へ送信する。ノード３０１、３０２、３０３、３０４
はまた、このメッセージをノード３００へ戻すこともできるが、ノード３００は
これを受取ることはできない。従って、無限の伝搬が避けられる。遠く外れた受
信ノードに同じことが生じることになる。すなわち、あるノードがこれが受取っ
たメッセージを、これを送ったばかりのノードへ送信することもあり得る。この
送信は許容されるが、手前のノードによる受信はＡ＆ＬＬ回路のゆえに予防され
る。

【００５９】 これは、連結子２を確立することになる。データ・ビットが連結子１を通過し
たため、ノードＮを通過することによりある遅延が付加された。このような時間
的遅延は連結子の数を逐次カウントすることにより表わされ、従って連結子のカ
ウントはこの時１となる。このような時間／遅延の因子は、ＴＤＰＡテーブル２
０に相関させられる。ノード３０５、３３０、３３１、３３２、３３３、３３４
、３３５および３３６の多数のリンク１５０が同時にメッセージを受取る可能性
はあるが、この可能性は薄く、ここでは取上げない。このような状況は、以下に
述べるように取扱われる。１つのリンク１５０のみがノード３０５、３３０、３
３１、３３２、３３３、３３４、３３５および３３６におけるメッセージを受取
り、しかも唯一の受信リンクであると仮定しよう。このメッセージの最初のビッ
トが、５４の受信ノード全てがこのビットを受取るまで、このように送られ続け
ることになる。これらを全て詳細に説明する必要はない。所与のリンク１５０（
単数または複数）がたまたま不動作状態であるならば、信号は単にこれらリンク
を通過することになる。

【００６０】 正常な動作環境を仮定すると、ノード３３５、３３６が同時に最初のビットを
受取るはずである。ノード３３５、３３６が同じ速さで処理するならば、最初の
ビットが２つの異なるリンク１５１、１５２で同時にノード３３７へ送られるこ
とは非常にあり得る。先に述べたように、ノード３３７は、これを取扱うＡ＆Ｌ
Ｌ回路を有することになる。ビットがリンク１５１、１５２に正確に同時に到着
するならば、両者は受取るように設定され、かつ両者はノード３３７の出力に影
響を及ぼすことになる。しかし、これが同じメッセージであるので、出力は依然
正しいものとなる。ビットがオフセット状態であるがフリップフロップ１２０の
セットアップ時間以内にリンク１５１、１５２に到着するならば、後者の到着信
号が前記リンク（１５１または１５２）のフリップフロップ１２０を準安定状態
にさせる。しかし、これは、他のリンク（１５１または１５２）のフリップフロ
ップ１２０がメッセージを処理してノード３３７により出力させるので、問題を
生じない。

【００６１】 ノード３００はその最初のビットを送信した直後に次のビットを送信し、これ
が先に述べたと全く同じように伝搬することになる。これは、受信リンクがすで
に確立されているゆえに生じ、たとえこのビットがより早く遠いノードにおける
異なるリンクに到着し得ても、受信リンクのみが入力を処理し得ることになる（
最初のビットが到着していたとき同時の連結子がなければ）。この時点において
、最初のビットを受取った全てのノードＮが特定モードへ「ロック」される。メ
ッセージ全体がこのようにこれらノードをビット単位で通過することになる。あ
る時点では、ノード３００がその時のメッセージの最終ビットを送信することに
なる。これは、他のビットと同じようにノードＮを通過する。この最終ビットは
、ノード３００が送信を許される期間の終りと一致するか、あるいは一致しない
。データビットは、ちょうど波のようにメッシュを通過することになる。波の前
面３１０は、最初のビットを表わす。波の終端３１０は、送信ノード３００に対
する送信期間の終りを表わす。波の終り３２０が連続的なノードＮを通過すると
き、これはノードを再び「アンロック」してこれらノードを聴取モードも設定す
る。これは、フリップフロップ１２０におけるアイドルの入力１２２をトリップ
することによりＡ＆ＬＬロジックに関連付けることになる。従って、図２３にお
いては、ドーナッツ状の波が波の前面３１０と波の終端３２０とにより形成され
る。図示のように、前面３１０はまさにノード３０６へ入るところで、最初のビ
ットをちょうど受取ったことを示している。ノード３０７のような波の外側のノ
ードは聴取モードにあり、ノード３００により生成されたメッセージのどの部分
も受取らない。ノード３００は、そのメッセージ全体を送信し、メッセージ全体
がノード３０１、３０２、３０３、３０４を完全に通過したところである。この
ように、これらのノード３０１、３０２、３０３、３０４はこの時次のメッセー
ジを待っている。ノード３０５、３３０、３３１、３３２、３３３、３３４、３
３５および３３６は、情報の最終ビットを受信しているか、あるいは単にノード
３００の期間が経過する間を待っている。

【００６２】 ある期間が経過した後、各ノードＮのテーブル２０における時間ベースのポイ
ンタ３１が次のエントリへ進み、このことがどのノードＮが次に送信するかを指
定する。各ノードＮの時間ベースのポインタは、伝搬の遅延を勘定に入れる連結
カウントを監視することによって相関させられる。

【００６３】 先に述べたと同じプロセスが、メッシュ内に確立された各サブメッシュ内に生
じる。境界ノードは、２つの個々のメッセージを取扱うことができ、これらメッ
セージを適切に指向させることになる。

【００６４】 無論、図２３に示されたメッシュは、壊れたデータを無視することによりシス
テムの保全性をもたらす自己検査ノード・ペアを持つように構成することもでき
る。

【００６５】 最後に、先に述べたメッシュ伝搬システムは、ＴＤＰＡプロトコルを組込んで
以下に述べる。ＣＳＭＡのような色々な確立された他のプロトコルを本発明の趣
旨および範囲内で働くように適応させることもできる。例えば、ＣＳＭＡの場合
は、特定のノードが送信するときに関して宛て先が存在しない。従って、メッセ
ージが衝突する可能性が存在する。この衝突が生じると、ジャム信号が送出され
てメッセージを除去する。更に、このシステムは、メッセージ内に埋込まれたメ
ッセージの終了（ＥＯＭ）標識を用いて、各ノードＮにメッセージが完了したと
きを知らせる。このＥＯＭは、図２３における波の終り３２０に対応する。この
システムは、機能的であるが、リアルタイム・アクセスを必要とし伝搬の不徹底
性のゆえに制御するシステムにおいては選好されない。すなわち、衝突およびジ
ャミング信号が、正確に制御されるシステムに悪影響を及ぼすおそれがある無用
かつ予測不能な時間的遅延を付加するからである。

【図面の簡単な説明】

【図１】 メッシュに接続された複数のノードを示す概略図である。

【図２】 １つのバスに接続された複数のノードを示す概略図である。

【図３】 １つのリングに接続された複数のノードを示す概略図である。

【図４】 不良ノードと切断されたリンクとを持つメッシュ状回路網を示す概略図である
。

【図５】 不良ノードと切断リンクとを持つデュープレックス・バスを示す概略図である
。

【図６】 切断リンクと不良ノードとを持つデュープレックス・リンク回路網を示す概略
図である。

【図７】 メッシュ状回路網を示す概略図である。

【図８】 トリプレックス・バスを示す概略図である。

【図９】 トリプレックス・リンクを示す概略図である。

【図１０】 メッシュ状回路網の伝搬パターンを示す概略図である。

【図１１】 ＴＤＰＡプロトコルにおける順序付けテーブルの概略図である。

【図１２】 非対称メッシュ回路網を示す概略図である。

【図１３】 非対称バスを示す概略図である。

【図１４】 非対称リングを示す概略図である。

【図１５】 メッシュ状回路網の伝搬シーケンスを示す概略図である。

【図１６】 調停およびロックアウト論理回路の実施の一形態の回路図である。

【図１７】 複数のノードとそれらの関連テーブルを示す概略図である。

【図１８】 ２つのサブメッシュを有するメッシュ状回路網を示す概略図である。

【図１９】 サブメッシュにおけるノードのリンク相互接続性を示すテーブルである。

【図２０】 ２つのサブメッシュを持つメッシュ状回路網を示す概略図である。

【図２１】 サブメッシュにおけるノードのリンク相互接続性を示すテーブルである。

【図２２】 自己検査ノード・ペアを備えるメッシュ状回路網を示す概略図である。

【図２３】 データ信号の伝搬と共にメッシュ状回路網を示す概略図である。

Claims (26)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ノードのメッシュ状回路網にデータを伝搬させる方法であっ
   て、 ａ）予め定めた期間に１つのノードを送信側ノードとして確立するステップと
   、 ｂ）予め定めた期間に残りのノードを受信側ノードとして確立するステップと
   、 ｃ）データ・メッセージを送信側ノードから該送信側ノードに接続された全て
   のリンクに沿って送信するステップと、 を含み、 ｄ）各受信側ノードが、 １）到来するメッセージをそのリンクの全てにおいて聴き、 ２）１つのメッセージがそのどれかのリンクに到来する唯一のメッセージで
   あるならば、該メッセージをソースとして選定し、あるいは１つのメッセージが
   １つ以上のリンクに到着するならば、該メッセージを任意にソースとして選定し
   、 ３）ソースとして指定されない全てのリンクを、これらが残りのメッセージ
   に対するデータを受取ることを阻止するため、全ての該リンクをロックアウトし
   、 ４）データの各ビットが受信側ノードにより受取られた直後に、全てのリン
   クにおけるデータの各ビットを再送し、 ５）メッセージが完了したとき全てのリンクをアンロックする 方法。
2. 【請求項２】 前記送信側ノードが、 ａ）前記メッシュにおける各ノードに、どのノードが送信可能であるかを示す
   エントリを持つ同じアクセス・テーブルを提供し、 ｂ）どのノードが特定の時点に送信するかを示すポインタを前記テーブル内に
   提供し、 ｃ）前記メッシュにおける異なるノードに送信させるため、前記ポインタを前
   記テーブル・エントリで逐次進まさせる ことにより確立される請求項１記載の方法。
3. 【請求項３】 前記テーブル内のポインタが時間に基くものであり、予め定
   めた時間量の経過後に各エントリを逐次進む請求項２記載の方法。
4. 【請求項４】 ａ）前記データが通過するノードの各連結子ごとにカウンタ
   を増分するステップと、 ｂ）各連結子により生じる時間遅延を表わすよう前記カウンタを校正するステ
   ップと、 ｃ）前記カウンタに基いて各受信側ノードの時間ベースのポインタを校正する
   ステップと、 を更に含む請求項３記載の方法。
5. 【請求項５】 １つのメッセージが１つ以上のリンクに到着するならば任意
   にメッセージを選定する前記ステップが、各ノードに調停およびロックアウト・
   ロジックを持つ回路を提供することを更に含み、該回路が、 ａ）同時に到着する２つ以上のメッセージを論理的に一つに組合わせて１つの
   適正な出力を形成し、 ｂ）２つ以上のメッセージが１つ以上のリンクを準安定状態にさせるには時間
   的に非常に接近して１つのノードに到着するならば、少なくとも１つのリンクが
   適正な出力を提供することを保証する 請求項１記載の方法。
6. 【請求項６】 送信側ノードを確立する前記ステップが、 ａ）前記メッシュ内に複数のサブメッシュを確立するステップと、 ｂ）各サブメッシュにおける１つのノードを送信側ノードとして指定するステ
   ップと、 ｃ）各サブメッシュの境界に沿って存在するノードをサブメッシュ固有のパラ
   メータに設定するステップと、 を含む請求項２記載の方法。
7. 【請求項７】 第１のサブメッシュから受取るメッセージのみが前記第１の
   サブメッシュへ再送され、かつ第２のサブメッシュから受取るメッセージのみが
   第２のサブメッシュへ再送されるように、サブメッシュ固有のパラメータが、前
   記ノードのリンクを一時的に一つに結合することによって設定される請求項６記
   載の方法。
8. 【請求項８】 各テーブル・エントリのためのリンク相互接続性を識別する
   アクセス・テーブルの各エントリに対しデータの余分なバイトを追加することに
   よって、前記サブメッシュ固有のパラメータが確立される請求項７記載の方法。
9. 【請求項９】 自己検査ノード・ペアをメッシュにおけるノードごとに提供
   するステップと、 自己検査ペアの１つのノードにより受取られたデータを、前記自己検査ノード
   ・ペアの第２のノードにより受取られるデータと比較するステップと、 前記自己検査ペアにおけるノードにより受取られたデータが一致する場合にの
   み、データを再送させるステップと、 を更に含む請求項１記載の方法。
10. 【請求項１０】 メッシュ状回路網におけるノードで使用される調停および
    ロックアウト回路が、 複数の入力リンクと、 各々がフリップフロップの入力に結合される１つの入力リンクに結合された複
    数のフリップフロップと、 各々が第１の入力と第２の入力とを持ち、該第１の入力が前記入力リンクに直
    接接続され前記第２の入力がフリップフロップの出力に結合される、複数のＡＮ
    Ｄゲートと、 複数の入力と１つの出力とを持つＯＲゲートと、 を備え、各ＡＮＤゲートからの出力が前記ＯＲゲートに対する入力を提供し、前
    記ＯＲゲートの出力がノードに対する出力を提供し、かつ複数の前記フリップフ
    ロップの各々にクロック信号を提供する 回路。
11. 【請求項１１】 複数のフリップフロップの各々におけるアイドル入力を更
    に含み、該アイドル入力がトリップされるとき、該入力が前記フリップフロップ
    の出力をハイにさせる請求項１０記載の回路。
12. 【請求項１２】 前記ＯＲゲートがクロック信号を出力するとき、ローの入
    力を持つ複数のフリップフロップのどれかがその出力をローにさせる原因となる
    が、ハイの入力を持つ出力はハイの出力を維持するように、複数のフリップフロ
    ップが構成される請求項１１記載の回路。
13. 【請求項１３】 アイドルの入力がトリップされるまで、ローの出力を持た
    された複数の前記フリップフロップのどれかがローの出力を持ち続ける請求項１
    ２記載の回路。
14. 【請求項１４】 前記アイドルの入力が予め定めた期間後にトリップされる
    請求項１３記載の回路。
15. 【請求項１５】 予め定めた前記期間がｎ個のノードを持つアクセス・テー
    ブル内に画定され、該アクセス・テーブルが、前記メッシュ内の所与のノードが
    送信する時間長さを規定する請求項１４記載の回路。
16. 【請求項１６】 前記アイドル入力が、メッセージの終了標識がノードによ
    り受取られるときにトリップされる請求項１３記載の回路。
17. 【請求項１７】 メッシュ状回路網において使用されるノードが、 第１のデータ受信機と、 前記受信機に接続された第１のデータ送信機と、 １つのリンク入力を介して受取られたデータが即時全てのリンク出力に対し再
    送されるように、前記受信機に接続された入力と前記送信機に接続された出力と
    をそれぞれ持つ第１の複数のリンクと、 調停およびロックアウト論理回路と、 を備え、該回路が データが１つのリンクを介してのみ受取られるならば、データを適正に送信さ
    せる手段と、 データが複数のリンク入力を介して同時に受取られるならば、データを適正に
    送信させる入力手段と、 データが複数のリンクを介して、１つ以上のリンク入力を準安定状態にさせる
    ようなタイミング・シーケンスで受取られるならば、データを適正に送信させる
    手段と を含むノード。
18. 【請求項１８】 メッシュにおいて連結された送信が可能である全てのノー
    ドのシーケンスを識別するアクセス・テーブルと、 どのノードが送信するかを表示する標識と、 を更に備える請求項１７記載のノード。
19. 【請求項１９】 前記標識が時間に基く請求項１８記載のノード。
20. 【請求項２０】 メッセージの終り標識がノードで受取られるときに、前記
    標識が進められる請求項１８記載のノード。
21. 【請求項２１】 前記アクセス・テーブルがソフトウエアに基く請求項１８
    記載のノード。
22. 【請求項２２】 前記アクセス・テーブルがハードウエアに基く請求項１８
    記載のノード。
23. 【請求項２３】 前記アクセス・テーブルが、メッシュにおける１つのノー
    ドのみが任意の時点で送信することを許容する請求項１８記載のノード。
24. 【請求項２４】 前記アクセス・テーブルが、メッシュ内の複数のサブメッ
    シュを画定し、各サブメッシュにおける１つのノードが同時に送信することを許
    容する請求項１８記載のノード。
25. 【請求項２５】 種々のリンクの相互接続性の接続を一時的に確立する手段
    を更に備える請求項２４記載のノード。
26. 【請求項２６】 第２の受信機と、 前記第２の受信機に接続された第２の送信機と、 各々が前記第２の受信機に接続された入力と前記送信機に接続された出力とを
    持つ第２の複数のリンクと、 前記第１の受信機により受取られたデータを、前記第２の受信機により受取ら
    れたデータに比較し、前記第１の受信機からのデータが前記第２の受信機からの
    データと一致する場合にのみデータの再送を許容する比較回路と、 を更に備える請求項１７記載のノード。