JP2531836B2 - メツセ―ジ除去方法及びメツセ―ジ除去装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 A.産業上の利用分野 本発明は一般に通信ネットワーク、特に早期トークン
解放方式を用いてネットワークからのデータをストリッ
プするプロトコルに関する。

B.従来技術及びその課題 データ転送に用いる従来技術のリング通信ネットワー
クはよく知られている。これらのネットワークは通信媒
体に直列に接続された一組の局から成る。情報はビット
毎に１つの局から次の局に順次に転送される。非活動状
態の局はバイパスされ活動状態の局は各ビットを再生し
再送する。更に、局は、ネットワーク上の他の装置と通
信する１又は２以上の装置（端末、ワークステーショ
ン、コンピュータ、表示装置等）を接続する手段として
用いられる。

発信局ないしは起点局（originating station）はそ
の情報メッセージをリングに転送する。メッセージは宛
先局に到着するまで１又は２以上の中間局を循環・通過
し、宛先局でコピーされる。ある実施例では、宛先局は
メッセージをリングからストリップ（strip）する。他
の実施例では、メッセージは発信局に到着するまでリン
グ上に留まり、発信局でリングからストリップされる。
通常、リングは、さらに、普通はストリッピング（stri
pping）を実行する責任を有する局によってストリップ
されていないメッセージをストリップする責任がある監
視局を含んでいる。更に、監視局はリングの基本的なハ
ウスキーピング機能を実行することができる。

アクセス方法のプロトコルは局がリング上に送信する
ことを可能にする一定の手順である。前記アクセス・プ
ロトコルの１つはトークン挿入アクセス・プロトコルと
呼ばれる。このプロトコルは解放されたトークンを局が
受信する毎に、送信する機会を該局に与える。解放され
たトークンは普通は上流の局によって生成される。トー
クン・アクセス・プロトコルは任意の特定の時刻に１つ
のメッセージだけがリング上にあることを許可する。ト
ークン・リング・ネットワークの１つの特徴は、リング
待ち時間である。これは、信号がリングを一回り伝播す
るのに要する時間をデータ転送速度のビット数で測定し
たものである。トークン・アクセス・プロトコルの場
合、リングの待ち時間と比較してメッセージが割合に短
いときは使用可能な帯域幅の一部分だけが用いられる。
使用可能な帯域幅の全てを用いないことは、一連の遊休
パターンを送信してリング上の空白を埋めなければなら
ないので、リングの効率を低下させる。

最も短いメッセージの持続期間を大きく越える待ち時
間を有し且つリング上に複数のメッセージが共存するこ
とを可能にするアクセス・プロトコルを用いるリングで
は、メッセージを発信した局の各々はこのメッセージを
該リングを一回り循環した後にストリップし、該メッセ
ージが宛先局で再度受信されないようにすることが望ま
しい。

局は、自分自身によるストリッピング動作を必要とす
るメッセージと別の局によるストリッピング動作を必要
とするメッセージを識別できなければならない。そのた
めに、メッセージの直列バッファを必要とすることがあ
る。費用を軽減しリング待ち時間の追加を限定するため
には、前記バッファを最小にしておくことが望ましい。

使用済みのメッセージ（exhausted message）を処理
するためのストリッピング・プロトコルは様々なタイプ
のものがある。１つのストリッピング・プロトコルで
は、目的局はそれが受信する各々のメッセージをストリ
ップすることを必要とする。このアプローチは帯域幅を
直ちに回復するが、複数の目的ノード宛の同報通信メッ
セージには不向きである。

別のストリッピング・プロトコルでは、送信局は送信
した各々のメッセージを、このメッセージが該リングを
一回りして戻った後に、ストリップすることを必要とす
る。このアプローチは、この送信局で生じたメッセージ
がどれも戻らないうちに、別の局で生じたメッセージが
該送信局に到着できないようにするアクセス・プロトコ
ルに適している。

米国特許第4567590号は保存に値しない（expendabl
e）メッセージを直列リングからストリップするために
複数の局を用いるリング通信ネットワークのメッセージ
・ストリッピング・プロトコルを開示している。１つの
局はメッセージの一部分を除去するために宛先フィール
ド又はソース・アドレス・フィールドのどちらかを用い
る。別の局はリングからのメッセージの残りの部分を除
去するために制御の証印（indicia）の状況を用いる。
リング上の複数の局にストリッピングを振り分けること
により、リングの待ち時間はかなり減少する。

通常のトークン解放の下では、戻りフレームの見出し
のソース・アドレスを見分けるまで、局はトークンを保
持する。もし局が戻りフレームの見出しを受信する前に
フレーム送信を終了すれば、該局は該見出しを受信する
まで遊休文字を送信しなければならない。もし送信され
たフレームがリングのビット容量よりも短いならば、遊
休文字の送信によって帯域が浪費される。16Mbps以上の
データ速度を処理できるトークン・リングの開発によ
り、リングを埋めるために必要なバイトの数が増加し且
つより多くの遊休文字がフレーム送信後のリングを埋め
るために必要になり、効率に悪影響を及ぼす。早期トー
クン解放の概念はフレームの見出しが当該局に戻ったか
どうかにかかわらず送信局がフレーム送信完了後直ちに
トークンを解放することを可能にする。トークンの早期
解放により、通常のトークン解放よりも早く他の局にト
ークンが使用可能になり、（フレーム及びフレーム間ギ
ャップから成る）送信メッセージの末尾とトークンの間
のリングを埋める遊休文字が不要になる。従って、早期
トークン解放は複数のフレームを同時にリングに乗せる
ことを可能にする。その時、リング上のワークステーシ
ョンはフレームの戻りを待たずにフレームのデータの送
信後直ちにトークンを送信することができる。早期トー
クン解放は送信されたフレームがリングのビット容量よ
りも短いときにリングの効率を改善する。

早期トークン解放方式を用いるトークン・リングで
は、基本プロトコルに２つの問題がある。第１に、送信
局は、もし自己のフレームの原形がそこなわれて（corr
upt）いれば、別の局のフレームをストリップする。第
２に、リング上のフレームの全てが間違った局によって
ストリップされるという誤り条件を監視局が検出できな
い。本発明はこれらの問題をどちらも解決する方式につ
いて記述する。

本発明の目的は局が誤り条件を最も早い時期に見分け
ることを可能にする新しいストリッピング・プロトコル
を提供することである。

更に本発明の目的は簡単に実現でき且つ既存のプロト
コル・ハンドラ・ハードウェアに容易に統合することが
できるフレーム・ストリッピング・アルゴリズムを提供
することである。

更に本発明の目的は通常のトークン解放方式及び早期
トークン解放方式のどちらにも適用できるフレーム・ス
トリッピング・アルゴリズムを提供することである。

C.課題を解決するための手段 通常のトークン解放方式のフレーム・ストリッピング
・アルゴリズムは一時に１つのフレームを有するリング
上でだけ働くように設計されていた。もしフレームのソ
ース・アドレス・フィールドの原形がそこなわれていれ
ば、主題の局がストリッピングを停止する唯一の手法
は、該主題の局における物理的な後書きタイマ（PTT）
の終結、即ちストリップ打切条件の検出である。

早期トークン解放方式を用いるリングでは、通常のフ
レーム・ストリッピング・アルゴリズムは原形がそこな
われたフィールドの処理には無効である。全ての局が送
信待ちになる非常に忙しいリングで起きる最悪のケース
のシナリオでは、リング上の全てのフレームは間違った
局でストリップ中であり且つ監視局はリングを循環して
いるフレーム及びトークンがあるのでプロトコル誤り条
件を検出できない状況が起きることがある。この状況は
長い時間にわたって保持されることがある。その結果、
回復動作は開始されないので、リングのスループットは
かなり低下する。簡単に言えば、本発明の方法は、リン
グ上に同時に複数のフレームが存在しうるフレーム・ス
トリッピング・プロセスにおいて誤りを処理するために
２つの新しいストリップ終了条件を導入する。第１の条
件では、発信局は戻りフレームの見出しにあるソース・
アドレスと自己のアドレスを比較する。もしそれらが等
しくなく且つコード違反誤りがないならば、発信局はス
トリッピングを停止する。コード違反誤りの発生はデー
タの原形がそこなわれたことを表わす。ストリッピング
を停止する第２の条件は、発信局が先行の開始区切り文
字を伴わない孤立した終了区切り文字を検出することで
ある。

以下、本発明の作用を実施例とともに説明する。

D.実施例 第13図、第2A図及び第2B図は通常のトークン解放と早
期トークン解放の間の概念上の相違を示す。第13図に示
す通常のトークン解放では、参照番号10で示す局１はフ
レーム１を送信した後、フレーム１の見出しを受信する
まで遊休文字を送信し、フレーム１の見出しを受信した
時点で、トークンを開放する。第２図は早期トークン解
放の概念を示し、局１はフレーム１を送信し直ちにトー
クンを送信する。参照番号20で示す局２はトークンを捕
捉し、フレーム２を送信するとともにトークンを解放す
る。

第３図は、局によって生成され通信リングに送信され
るメッセージのフレーム形式を示す。各々の局はリング
・アダプタ及びそれに接続されたデータ端末装置を含
む。このフレーム形式は“IEEEプロジェクト802ローカ
ル・ネットワーク規格（IEEE Project 802 Local Netwo
rk Standard）”草案（draft）C,1982年５月17日（セク
ションＶ）に記載された形式と同一である。該フレーム
は開始区切り文字フィールド、物理的な制御フィールド
（PCF−０及びPCF−１）、宛先アドレス・フィールド、
ソース・アドレス・フィールド、データ・フィールド、
フレーム検査シーケンス・フィールド、終了区切り文字
フィールド及びPCF−Ｅフィールドを含む。開始区切り
文字、PCF−０、PCF−１、宛先アドレス・フィールド及
びソース・アドレス・フィールドは物理的な見出し（he
ader）と呼ばれる。フレーム検査シーケンス・フィール
ド、終了区切り文字フィールド及びPCF−Ｅフィールド
は物理的な後書き（trailer）と呼ばれる。各々のフィ
ールドに割当てられるバイトの数も第３図に示す。例え
ば、開始区切り文字フィールドは１バイトを有する。

第４図、第５図及び第６図はコード違反を含む３つの
16ボー（baud）・シーケンスを示す。通常のデータ・ワ
ードはコード違反を含んでいないから、これらのシーケ
ンスは開始区切り文字、終了区切り文字及び遊休パター
ンを通常のデータ・ワードから識別するのに用いる。リ
ング上を流れる信号として差分マンチェスタ・コードが
用いられると仮定する。情報は、８ビット・バイト−各
々のビットは２ボー信号パターンによって表わされる−
として送信される。通常、１ビットに対応する２ボーは
反対の極性を有する。即ち、２つのボーの間に遷移があ
る。介在する遷移を有しないボーの対は“コード違反”
パターンを構成する。

早期トークン解放方式のリングでは、送信局はそのフ
レーム及び必要なフレーム間ギャップの送信を終了する
と直ちにトークンを解放する。この状態では、もしその
待ち時間が２以上のフレームを保持するのに十分な長さ
であれば、リング上に２以上のフレームが存在する。基
本的なトークン・リング・プロトコルでは、各送信動作
が終了したとき、各送信局は各自のフレームをストリッ
プする必要がある。送信局が自己のフレームを識別でき
る方法はフレームのソース・アドレス（SA）・フィール
ドを検査することである。このソース・アドレス・フィ
ールドはフレームの発信局のアドレスを含む。しかしな
がら、もし送信されたいずれかのフレームでソース・ア
ドレスの原形がそこなわれているならば、発信局は自己
のフレームを識別することができない。従って、発信局
は他の局のフレームをストリップする。該プロセスは発
信局のPTTタイマが終結するまで続く。もしこの条件が
起きれば、トークンは終局は破棄される。監視局はこの
誤り条件を検出しリングを回復する。

リング内の全ての局が送信待ちになる状況は非常に忙
しいリングで起こる状況の１つであり、長時間にわたっ
て保持される。各送信局がストリップするタイミングは
全ての局の連続的なストリッピング動作にかかわらずト
ークンがリング内になんとか活動状態のままでいるよう
にセットアップされる。その結果、ストリップされない
トークンは待ち局によって連続使用されるが、送信され
たフレームの全ては他のストリッピング中の局によって
連続してストリップされている。リングを循環している
フレーム及びトークンがあるから、監視局はプロトコル
誤りを検出できないので、回復動作は開始されず、リン
グのスループットはかなり低下する。早期トークン解放
ストリッピング・プロトコルは発信局が可能な最も早い
時期に誤り条件を検出しストリッピングを停止して、後
続のフレーム及びトークンを保存する。

IEEE 802.5トークン・リング・プロトコルでは、送信
局がそのストリップ動作を終了するためのアルゴリズム
は、下記の条件の中の１つが起きたときのアルゴリズム
である。

（１）局がそれ自身の戻りフレームを調べ、フレーム区
切り文字の終りがわかる。

（２）局の物理的な後書きタイマ（PTT）が終結してい
る。

（３）局がストリップ打切条件を検出する。

このアルゴリズムは一時に１つのフレームがリング上
に存在する通常のトークン解放リングでうまく働く。し
かしながら、早期トークン解放が実現されると、通常の
トークン解放ストリッピング・アルゴリズムは正しく作
用しないので、リングのスループットは低下する。

ストリップ打切条件は明白に又は暗黙のうちに起き
る。データ・パリティ誤り、即ち送信中にアンダーラン
（underrun）されたデータのようなハードウェア誤りか
ら起きることがある明白な打切状況では、送信局は開始
区切り文字の直後に終了区切り文字を送信することによ
って打切を開始する。暗黙の打切条件には幾つかの異な
る条件がある。その１つの条件では、（明白な打切と異
なり）局はストリッピング中にフレーム内で直ぐ後に終
了区切り文字が続かない開始区切り文字を受信する。こ
れは、例えば１つの局が他の局によって送信された１つ
のフレームの途中で送信を開始する中間送信モードで起
きることがある。中間送信モードでは、局はフレーム送
信を開始するトークンを必要としない。他の暗黙の打切
は、最後に受信した開始区切り文字に関するバイトが正
しい位置関係を占めていない終了区切り文字の検出、物
理的な制御フレーム終了フィールド（PCF−Ｅ）が予期
された場合の開始区切り文字の検出、又は周波数外れ、
即ちエネルギー損失条件（lost energy condition）に
よりフレームをストリップしている間のリングのフロン
ト・エンド作動可能（FEREDY）信号の非活動化を含む。
最後の暗黙の打切は“バースト４（burst−４）”誤り
と呼ばれ、遷移を伴わないマンチェスタ符号データの４
ボーとして規定される。

第7A図〜第7F図は早期トークン解放ストリッピング問
題の例を示す。参照番号５で示す閉ループの一方向性送
信媒体が含まれている。説明を簡単にするために、参照
番号10、20、30、40及び50で示す５局だけがリング上に
示されている。局１、２及び３によりそれぞれ解放され
た３つのフレームF1、F2及びF3も示されている。局３に
よるフレームF3送信にトークン３が続いている。局１、
２及び３は活動状態のストリッピング・モードである。
時刻T₀（第7A図）で、フレームF1のソース・アドレスの
原形がそこなわれている。第7B図に示す時刻T₁では、局
１はそれ自身の原形がそこなわれたフレームF1を識別で
きないから、フレームF2をストリップし続ける。局２及
び３もストリップ・モードであり、それらの送信フレー
ムの戻りを待っている。第7C図に示す時刻T₂では、局１
のPTTタイマはまだ終結していないから、局１はフレー
ムF3をストリップし続ける。局２及び３は引続きストリ
ップモードである。第7D図に示す時刻T₃では、局１のPT
Tタイマはトークン（T3）がストリップされる直前に終
結している。よって、局１はストリッピングを停止しT3
を反復する。局２及び３は引続きストリップ・モードで
ある。時刻T₄（第7E図）では、局２のPTTタイマはトー
クン（T3）がストリップされる直前に終結している。よ
って、局２はストリッピングを停止しT3を反復する。こ
の時、局３は唯一のストリップ・モードの局である。第
7F図に示す時刻T₅では、局３のPTTタイマはトークン（T
3）がストリップされる直前に終結する。よって、局３
はストリッピングを停止しT3を反復する。この時、リン
グ内の全ての局は循環するトークンを有する反復モード
である。全ての３つの送信されたフレームは送信局自身
によって破棄されているにもかかわらず監視局が見分け
る誤り表示はない。（第7A図〜第7F図、第8A図〜第8F図
及び第9A図〜第9F図で、記号“→”、“←”、“・”及
び“○”はそれぞれSDEL、EDEL、ソース・アドレス及び
トークンを示す。） 送信するためにトークンの解放を待っている。絶えず
多忙な数百の局を含むトークン・リングにより、最悪の
状態の条件について説明する。リングの動作中のある時
点で、送信された１つのフレームのソース・アドレスは
第7A図に関連して説明したように原形がそこなわれ且つ
トークンはストリップされずに第7F図に示すようにリン
グを循環している。ストリップされないトークンは次の
待ち局が別のフレームとそれに続く別のトークンを送信
するために用いられる。従って、送信された全てのフレ
ームはリング上の他の幾つかの局によってストリップさ
れるので決してそれらのソース局に戻ることはできな
い。もしトークンが残存し続けるならば、この条件も長
時間にわたり残存し続ける。連続的にリングを回り続け
るフレーム及びトークンがあるから、監視局はプロトコ
ル誤りを検出せず、リング回復を開始しない。

第7A図で、もし局３によって送信されたフレーム（F
3）が局２宛のフレームならば、局１がそれをリングか
らストリップしているので、該フレームは失われる。こ
の失われたフレームは上位のプロトコルによって検出さ
れ再送信される。この連鎖反応はリングの総合的なスル
ープットをかなり低下させる。

本発明は、通常のトークン解放にあてはまる最初の３
つの条件に２つの追加の条件を追加して早期トークン解
放フレーム・ストリッピング問題を解決する。新しいフ
レーム・ストリッピング・アルゴリズムを提供する。ス
トリッピングを終了させる追加の条件は次の通りであ
る。

（１）受信したフレームのソース・アドレスが発信局の
アドレスに等しくなく且つ戻りフレームの見出しにコー
ド違反誤りが起きていない。

（２）孤立した終了区切り文字（IED）が先行の開始区
切り文字（SDEL）を受信せずに受信されている。

追加された早期トークン解放ストリッピング・アルゴ
リズムの動作の例を第８図及び第９図に示すシーケンス
によって説明する。

第8A図〜第8F図で、局１、２及び３の３局はそれらの
送信動作に続くストリップ・モードである。F1、F2及び
F3の３フレームは、早期トークン解放方式を用いる局３
によって解放されたトークンT3と一緒にリング上に存在
する。第8A図に示す時刻T₀で、開始区切り文字及びソー
ス・アドレスを含むフレームF1のフレーム見出しは原形
がそこなわれている。第8B図に示す時刻T₁では、局１は
フレームF1にある自己の開始区切り文字及びソース・ア
ドレスを識別できないから、フレームF1の終了区切り文
字を孤立した終了区切り文字（IED）とみなすまでスト
リップし続ける。この時点で、局１はストリッピングを
停止し、フレームF2、F3及びトークン（T3）を反復す
る。時刻T₂で、局２はフレームF2で自己のソース・アド
レスをみつけるので、フレームF2が自己のフレームであ
ることを認識する。局２はフレームF2の終了までストリ
ップし続ける。第8D図に示す時刻T₃では、局２はフレー
ムF2の終了でストリップを停止し、フレームF3及びトー
クン（T3）を反復する。第8E図に示す時刻T₄で、局３は
フレームF3で自己のソース・アドレスをみつけるので、
フレームF3が自己のフレームであると認める。局３はフ
レームF3の終了までストリップを停止する。第8F図に示
す時刻T₅では。局３はフレームF3の終了でストリッピン
グを停止しトークン（T3）を反復する。この例から、新
しいフレーム・ストリッピング・アルゴリズムは、局１
がそれ自身の原形がそこなわれたフレームの終了で、フ
レームのストリッピングを停止することを可能にするこ
とがわかる。これは後続のフレームを傷つける前にスト
リッピングを停止できる最も早い時期である。

第9A図〜第9F図のシーケンスは、局１でつくられたフ
レーム（F1）全体の原形がそこなわれている場合に、開
始区切り文字、ソース・アドレス及び終了区切り文字を
識別できないというシナリオにおいて、早期トークン解
放ストリッピング・アルゴリズムがどのように働くかを
表わす別の例である。第9A図に示す時刻T₀で、局１から
のフレーム全体の原形がそこなわれている。第9B図に示
す時刻T₁では、局１は自己のフレームを識別できないか
ら、フレームF2のソース・アドレスに会うまでストリッ
プし続ける。この時点で、コード違反誤りは検出されな
いから、局１は第１の新しいストリッピング終了条件に
基づいてストリッピングを停止し、フレームF2の残り、
フレームF3及びトークン（T3）を反復する。第9C図に示
す時刻T₂で、局２は自己の終了区切り文字を孤立した終
了区切り文字（IED）と認め、ストリッピングを停止す
る。そして、局２はフレームF3及びトークン（T3）を反
復する。第9D図に示す時刻T₃では、局３はフレームF3に
ある自己のソース・アドレスを見分け、フレームF3の終
了までストリップし続ける。第9E図に示す時刻T₄で、局
３はフレームF3の終りでストリッピングを停止する。最
後に、第9F図に示す時刻T₅では、局３はトークン（T3）
を反復する。その時、リング内の全ての局は反復モード
に戻っている。この２番目の例は、最悪の状況におい
て、局１がそれ自身の原形がそこなわれたフレームのあ
とに続くフレーム見出しでストリッピングを停止する方
法を示す。局２は孤立した終了区切り文字（IED）によ
って自己のフレーム（F2）の終りでそのストリッピング
を停止することができる。従って、新しいアルゴリズム
によって、リングはストリップ誤り条件が起きたのち出
来るだけ早く回復することができる。これは第7A図〜第
7F図に関連して説明した問題が生じるのを抑える。

第10図及び第11図はそれぞれ通常のトークン解放で用
いる古いフレーム・ストリッピング・アルゴリズム及び
本発明の早期トークン解放フレーム・ストリッピング・
アルゴリズムを示す。第10図で、最初、局は解放された
トークンを取得するまで論理ブロック100に示す反復モ
ードである。トークンを取得すると、局は論理ブロック
105に示す送信モードになる。送信モードはストリップ
機能を動作可能にする。メッセージ・フレームの送信を
終了すると、局は１又は２以上のバイトの遊休パターン
を送信する。これは第10図の論理ブロック110に示す。
“GAP＝0"の条件に対する肯定応答は最後の遊休パター
ン・バイトが送信されたことを意味する。該フレームの
送信後、局は送信モードに留まり、PTTタイマが終結し
ているか（論理ブロック115）又はストリップ打切条件
が前に現われている（論理ブロック120）場合を除き、
自己のソース・アドレス（SA）を戻りメッセージ・フレ
ームの見出しで受信する（論理ブロック125）まで遊休
パターンを送信し続ける。論理ブロック130で、ソース
・アドレスが発信局のアドレスに等しいかどうかが検査
される。もし応答がイエスならば、トークンが解放され
（通常のトークン解放）、次に、論理ブロック150で、
ストリップが終了している−局自身の戻りフレームの終
了区切り文字及びPCF−Ｅバイトの受信によって示す−
かどうかを判定する検査が行われる。PTTタイマの終結
（論理ブロック140）又はストリップ打切条件の検出
（論理ブロック145）の場合にだけ、それよりも早くス
トリッピングが終了する。論理ブロック130で、もしソ
ース・アドレスが発信局のアドレスに等しくなければ、
論理ブロック155及び160に示す条件のどちらかによっ
て、メッセージのストリッピングは終了される。論理ブ
ロック155の最初の条件は、発信局のフレーム送信後に
活動化されたPTTタイマが終結する、即ちタイムアウト
条件である。タイマの終結は送信モードを終了させ発信
局を反復モードに戻す。さもなければ、論理ブロック16
0で、ストリップ打切条件を検査し、該条件が検出され
れば、送信モードを終了する。

第11図の論理流れ図に本発明のフレーム・ストリッピ
ング・アルゴリズムを示す。論理ブロック200に示すよ
うに、最初、発信局は反復モードである。トークンを取
得すると、論理ブロック205に示すように、局は送信モ
ードになる。論理ブロック210に示すように、局はその
フレームの終りで１又は２以上のバイト（ギャップ）の
遊休パターンを送信するまで送信モードのままである。
次に、ブロック215に示すように、局はトークンを解放
する（早期トークン解放）。発信局はストリップ・モー
ドになり、戻りメッセージ・フレームのソース・アドレ
ス（SA）を待つ（論理ブロック235）。しかしながら、
良好なフレームを受信する前に、PTTタイマの終結（論
理ブロック220）、孤立した終了区切り文字の検出（論
理ブロック225）、又はストリップ打切条件の検出（論
理ブロック230）はストリップ機能を終了させ、反復モ
ード（論理ブロック200）に戻る。孤立した終了区切り
文字は、発信局が戻りフレームにある終了区切り文字
を、先行の開始区切り文字の受信を伴わずに検出するこ
とを意味する。

論理ブロック240で、戻りメッセージ・フレームのソ
ース・アドレスが検査され、発信局のアドレスと比較さ
れる。もしそれらが等しければ、発信局は、先にPTTタ
イマが終結するか（論理ブロック260）又はストリップ
打切条件が検出される（論理ブロック265）場合を除
き、論理ブロック270で、フレームの終りの区切り文字
及びPCF−Ｅを検出するまで、メッセージ・フレームを
リングからストリップし続ける。

論理ブロック240で、もしソース・アドレスが発信局
のアドレスに等しくなければ、論理ブロック245、250又
は255に示す条件のどれかが局のストリップ動作を終了
させる。論理ブロック245で、戻りコードの見出しにあ
るコード違反誤りの検査が行われる。次に、論理ブロッ
ク250で、ハードウェアが生成するタイムアウトの検査
が行われる。最後に、論理ブロック255で、ストリップ
打切条件の発生についての検査が行われる。論理ブロッ
クの全てはストリップ機能を終了させ、局を論理ブロッ
ク200に示す反復モードに戻す。

第12図は孤立した終了区切り文字を検出するアルゴリ
ズムの有限状態機械を表わす。ブロック300に示す状態
０は静止状態即ちリセットされた状態を表わす。開始区
切り文字が検出されるまで局はこの状態に留まり、その
時点でブロック310に示す状態１に遷移する。状態１の
間に開始区切り文字を受信すると、該局は状態１に留ま
る。状態１の間に終了区切り文字を検出すると、ブロッ
ク320に示すように、局は状態２に遷移する。状態２は
一時的な状態であり、該局は終了区切り文字の間は無視
される終了区切り文字の最後の２ビットの期間中そこに
留まる。そして、EDELバイトの終了直後に再び状態０に
遷移する（バイト同期）。孤立した終了区切り文字（IE
D）はこの状態機械の状態０の間に検出された終了区切
り文字と定義される。この孤立した終了区切り文字の検
出はストリップ動作を終了させる。

第１図は本発明の早期トークン解放ストリッピング・
アルゴリズムのハードウェア実施例のブロック図を表わ
す。マンチェスタ符号データ・メッセージはリングから
受信され、マンチェスタ／遷移（M/T）復号器400で遷移
型コードに変換される。復号された直列リング・データ
は16ボーのデータ非直列化器レジスタ（R1）405にシフ
トされ、該直列データ・ストリームを非直列化して並列
データ・ストリームにする。データ非直列化器405の並
列データは、ソース・アドレスとの比較を行うのに必要
なときに比較器レジスタ（R2）420にロードされる。局
自身のソース・アドレスはRAM（R3）に記憶されており
アドレス比較中にR2に取り込まれる。データ非直列化器
の並列出力は終了区切り文字検出器410及びコード違反
誤り検出器415でも受信される。本実施例の他の主要な
構成装置はPTTタイマ435、区切り文字シーケンス状態機
械（DSSM）430及び送信状態機械（TXSM）460である。

PTTタイマ435はストリッピング・プロセスの最大時間
制限器として作用する。これはストリップ・プロセスの
開始時に送信状態機械460によって始動される。所定の
時間の後、もし局がなおストリップ・モードであれば、
PTTタイマは送信状態機械460にストリップ・プロセスを
終了すると通知する。区切り文字シーケンス状態機械43
0は孤立した終了区切り文字を検出するために用いる。
これは第12図に含まれた終了区切り文字検出アルゴリズ
ムの有限状態機械の概念作用と関連して動作する。送信
状態機械460は局内の送信及びストリップ・シーケンス
のメイン制御状態機械である。これは送信及びストリッ
プ・プロセス中に動作シーケンスを調整する。

メッセージ・フレーム・ストリッピングを終了する条
件はORゲート455の入力に結合され、ORゲート455はスト
リッピングを停止し反復モードに入る信号を送信状態機
械460に送る。設定された時間が終了すると、PTTタイマ
435はORゲート455の入力A3を活動状態にする。前述のス
トリップ打切条件はどれもORゲート455の入力A4を活動
状態にする。他の終了条件は反転ANDゲート440及び通常
のANDゲート445及び450によって処理され、その出力はO
Rゲート455の入力A0、A1及びA2にそれぞれ結合される。
通常のストリップ終了条件はANDゲート445により表示さ
れる。アドレス比較器420で、もし受信されたメッセー
ジのソース・アドレスが該局のアドレスと同じであると
わかれば、且つもし終了区切り文字及びPCF−Ｅが受信
される（ストリップ終了）ならば、ORゲート455の入力A
1は活動状態になり、ストリップ停止信号を送信状態機
械460に送る。もし終了区切り文字検出器410が終了区切
り文字を検出すれば、且つもし区切り文字シーケンス状
態機械430がそれを孤立した終了区切り文字と判定すれ
ば、ANDゲート450の出力はORゲート455の入力A2を活動
状態にするので、異常ストリップ終了が生じる。最後
に、アドレス比較器420で、もし受信されたフレームの
ソース・アドレスが該局のアドレスと異なるならば、且
つもしCV誤り検出器415でコード違反誤りが検出されな
ければ、反転ANDゲート440の出力はORゲート455の入力A
0を活動状態にするので、ストリップ動作の異常終了を
生じる。

本発明はデータ即ち区切り文字符号形式に関係なく、
提案されたANSI規格X3T9.5の主題である100Mbpsファイ
バー分散データ・インタフェース（FDDI）プロトコルの
ブリッジ式フレーム・ストリッピング方式を含むどのト
ークン・リング・ネットワークにも適用できる。FDDIプ
ロトコルは、差分マンチェスタ符号以外の符号方式を用
いているので、フレーム・ストリッピングの第１の条件
でデータの完全性のしるしとしてのコード違反誤りの無
検出は直後には適用できない。しかしながら、本発明の
範囲は、ストリッピングを終了するかどうかを決定しよ
うとしている局から下流の他の局宛のメッセージの見出
しでデータの原形損傷の有無を検出する代替の方法をカ
バーすることは、当業者には理解されるであろう。

E.発明の効果 以上説明したように本発明によれば、通常のトークン
解放方式と整合しつつ通信ネットワークにおける誤り条
件を最も早く見分けることが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の早期トークン解放ストリッピング・ア
ルゴリズムを実現するブロック図である。 第2A図及び第2B図は早期トークン解放の概念を示す図で
ある。 第３図はフレーム形式の概要を示す図である。 第４図は開始区切り文字（SDEL）ボー・シーケンスの図
形表示を示す図である。 第５図は終了区切り文字（EDEL）ボー・シーケンスの図
形表示を示す図である。 第６図は遊休パターン・シーケンスの図形表示（この場
合は、“0"遊休パターンであるが、“1"遊休パターンも
可能である）を示す図である。 第7A図〜第7F図は早期トークン解放ストリッピング問題
の例を示す図である。 第8A図〜第8F図は原形がそこなわれたフレーム見出しの
場合の早期トークン解放ストリッピング・アルゴリズム
の使用例を示す図である。 第9A図〜第9F図は戻りフレーム全体の原形がそこなわれ
た状況における早期トークン解放ストリッピング・アル
ゴリズムの使用例を示す図である。 第10図は通常のトークン解放ストリッピング・アルゴリ
ズムを示す流れ図である。 第11図は本発明の早期トークン解放ストリッピング・ア
ルゴリズムを示す流れ図である。 第12図は孤立した終了区切り文字を検出するアルゴリズ
ムを示す図である。 第13図は通常のトークン解放の概念を示す図である。 ５……閉ループの一方向性送信媒体、10、20、30、40、
50……局、400……マンチェスタ／遷移復号器、405……
データ非直列化器、410……終了区切り文字検出器、415
……コード違反誤り検出器、420……アドレス比較器、4
35……PTTタイマ、430……区切り文字シーケンス状態機
械、460……送信状態機械。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ヴアーノン・ロバーツ・ノーマン アメリカ合衆国ノース・カロライナ州カ リイ、サマーウインズ・ドライブ821番 地 (72)発明者 ケネス・トーマス・ウイルソン アメリカ合衆国ノース・カロライナ州ラ レイ、ブレツケンリツヂ・アヴエニユー 7025番地 (56)参考文献 特開 平１−202950（ＪＰ，Ａ)

Claims (31)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】原形が損なわれたメッセージを通信ネット
   ワークから除去する方法であって、 各前記原形が損なわれたメッセージは、少なくともその
   一部が前記ネットワークから除去される前にダメージを
   受けており、 （ａ）開始区切り文字フィールド及びソース・アドレス
   ・フィールドを伴う見出しと、終了区切り文字フィール
   ドを伴う後書きとを有する書式化されたメッセージを発
   信局で生成するステップと、 （ｂ）前記書式化されたメッセージを前記ネットワーク
   に送信するステップと、 （ｃ）前記発信局でトークンを前記ネットワークに解放
   するステップと、 （ｄ）前記発信局でメッセージ除去モードを活動化する
   ステップと、 （ｅ）前記ネットワークからメッセージを受信し、原形
   が損なわれたメッセージに対する除去終了条件が検出さ
   れるまで、メッセージを除去するステップと を含むメッセージ除去方法。
2. 【請求項２】前記ステップ（ｅ）が、 （ｆ）前記受信したメッセージのソース・アドレスを前
   記発信局のアドレスと比較するステップと、 （ｈ）前記受信したメッセージの見出しにコード違反誤
   りが生じたかを判定するステップと を含む請求項１記載のメッセージ除去方法。
3. 【請求項３】前記ステップ（ｅ）が、 終了区切り文字フィールドが、先行し対応する開始区切
   り文字フィールドを伴わずに受信されたかを判定するス
   テップを含む請求項１記載のメッセージ除去方法。
4. 【請求項４】原形が損なわれたメッセージに対する第１
   の除去終了条件が、前記ソース・アドレスが前記発信局
   のアドレスと等しくなく且つ前記見出しにコード違反誤
   りを検出しないメッセージの受信である請求項２記載の
   メッセージ除去方法。
5. 【請求項５】原形が損なわれたメッセージに対する第２
   の除去終了条件が、先行し対応する開始区切り文字フィ
   ールドを伴わない終了区切り文字フィールドを有するメ
   ッセージの受信である請求項３記載のメッセージ除去方
   法。
6. 【請求項６】前記発信局で物理的な後書きタイマを始動
   するステップと、前記物理的な後書きタイマの終結時に
   メッセージの除去を終了するステップとを含む請求項１
   記載のメッセージ除去方法。
7. 【請求項７】複数の局を有する通信ネットワーク・シス
   テムのリングから原形が損なわれたメッセージを除去す
   る装置であって、 前記複数の局の各々は、前記リング上に書式化されたメ
   ッセージを送出し、前記リングから前記書式化されたメ
   ッセージを除去するように動作し、 各前記メッセージは、見出し、データ・フィールド及び
   後書きを含み、 前記原形が損なわれたメッセージは、少なくともその一
   部が前記ネットワークから除去される前にダメージを受
   けており、 （ａ）発信局から前記リングに、開始区切り文字、発信
   元識別部及び終了区切り文字を含む書式化されたメッセ
   ージを送信する手段と、 （ｂ）前記発信局でメッセージ除去モードを活動化する
   手段と、 （ｃ）前記リングからメッセージを受信及び除去する手
   段と、 （ｄ）前記発信局で原形が損なわれたメッセージに対す
   る除去終了条件を検出する手段と、 （ｅ）前記除去終了条件の検出に応答してメッセージの
   除去を終了させる手段とを有するメッセージ除去装置。
8. 【請求項８】受信したメッセージの発信元アドレスを前
   記発信局のアドレスと比較する手段を有する請求項７記
   載のメッセージ除去装置。
9. 【請求項９】受信したメッセージの前記見出し内にコー
   ド違反誤りを検出する手段を有する請求項７記載のメッ
   セージ除去装置。
10. 【請求項１０】終了区切り文字が先行し対応する開始区
    切り文字を伴わずに受信されたかを判断する手段を有す
    る請求項７記載のメッセージ除去装置。
11. 【請求項１１】前記メッセージの送信の終了に基づき活
    動化され、前記発信局が前記リングから除去する最大時
    間を制限するように減分される、前記発信局の物理的後
    書きタイマを有する請求項７記載のメッセージ除去装
    置。
12. 【請求項１２】原形が損なわれたメッセージを通信ネッ
    トワークから除去する方法であって、 各前記原形が損なわれたメッセージは、少なくともその
    一部が前記ネットワークから除去される前にダメージを
    受けており、 （ａ）物理的な見出し、データ・フィールド及び物理的
    な後書きを有する書式化されたメッセージを発信局で生
    成するステップと、 （ｂ）前記書式化されたメッセージを前記ネットワーク
    に送信するステップと、 （ｃ）前記発信局で前記ネットワークに、第１の所定の
    ビット・パターンを発信し、続いてトークンを解放する
    ステップと、 （ｄ）前記発信局でメッセージ除去モードを活動化する
    ステップと、 （ｅ）原形が損なわれたメッセージに対する除去終了条
    件が検出されるまで、前記ネットワークからメッセージ
    を受信して検査し、そして除去するステップと を含むメッセージ除去方法。
13. 【請求項１３】前記物理的な見出しは第２の所定のビッ
    ト・パターン及び発信元アドレスを含み、前記物理的な
    後書きは第３の所定の所定のビット・パターンを含む請
    求項12記載のメッセージ除去方法。
14. 【請求項１４】前記ステップ（ｅ）は、前記発信元アド
    レスを前記発信局のアドレスと比較するステップと、前
    記見出しにコード違反誤りが生じたかどうかを判断する
    ステップとを含む請求項13記載のメッセージ除去方法。
15. 【請求項１５】前記ステップ（ｅ）は、前記第３の所定
    のビット・パターンが、対応する前記第２の所定のビッ
    ト・パターンを検出する前に検出されたかを判断するス
    テップを含む請求項13記載のメッセージ除去方法。
16. 【請求項１６】原形が損なわれたメッセージに対する第
    １の除去終了条件が、前記発信元アドレスが前記発信局
    のアドレスと同一でなく、前記メッセージの見出し内に
    コード違反誤りが検出されないメッセージが受信された
    ことである請求項13記載のメッセージ除去方法。
17. 【請求項１７】原形が損なわれたメッセージに対する第
    ２の除去終了条件が、受信したメッセージ内で前記第３
    の所定のビット・パターンを、対応する前記第２の所定
    のビット・パターンを検出することなく検出することで
    ある請求項13記載のメッセージ除去方法。
18. 【請求項１８】メッセージの送信を完了したときに物理
    的後書きタイマを開始させるステップと、前記タイマが
    ゼロまで減分されたときメッセージの除去を終了させる
    ステップとを含む請求項12記載のメッセージ除去方法。
19. 【請求項１９】複数の局を有する通信ネットワーク・シ
    ステムのリングから原形が損なわれたメッセージを除去
    する装置であって、 前記複数の局の各々は、前記リング上に書式化されたメ
    ッセージを送出し、前記リングから前記書式化されたメ
    ッセージを除去するように動作し、 各前記メッセージは、見出し、データ・フィールド及び
    後書きを含み、 前記原形が損なわれたメッセージは、少なくともその一
    部が前記ネットワークから除去される前にダメージを受
    けており、 （ａ）前記発信局で前記リングに書式化されたメッセー
    ジを送信する手段と、 （ｂ）前記発信局でメッセージ除去モードを活動化する
    手段と、 （ｃ）前記メッセージを前記リングから受信及び除去す
    る手段と、 （ｄ）前記発信局で前記受信したメッセージを検査し、
    原形が損なわれたメッセージに対する除去終了条件を検
    出する手段と、 （ｅ）前記除去終了条件の検出に応答して、メッセージ
    の除去を終了させる手段と を有するメッセージ除去装置。
20. 【請求項２０】８ビットを有する第１の所定のビット・
    パターンである遊休パターンが、前記メッセージを送信
    した後に送信される請求項19記載のメッセージ除去方
    法。
21. 【請求項２１】前記見出し内の発信元アドレスを前記発
    信局のアドレスと比較する手段を有する請求項19記載の
    メッセージ除去方法。
22. 【請求項２２】前記受信されたメッセージの見出し内に
    コード違反誤りを検出する手段を含む請求項19記載のメ
    ッセージ除去方法。
23. 【請求項２３】第３の所定のビット・パターンが、前記
    発信局で、対応する第２の所定のビット・パターンが検
    出される前に検出されたかを判定する手段を含む請求項
    19記載のメッセージ除去方法。
24. 【請求項２４】前記第２の所定のビット・パターンが、
    前記受信されたメッセージの見出し部分に位置する８ビ
    ットの開始区切り文字である請求項23記載のメッセージ
    除去方法。
25. 【請求項２５】前記第３の所定のビット・パターンが、
    前記受信されたメッセージの後書き部分に位置する８ビ
    ットの終了区切り文字である請求項23記載のメッセージ
    除去方法。
26. 【請求項２６】メッセージ送信の完了に基づき発信局で
    活動化され、前記発信局が前記リングからメッセージを
    除去する最大時間を制限するように減分される、各局の
    物理的後書きタイマを含む請求項19記載のメッセージ除
    去方法。
27. 【請求項２７】ローカルエリア・ネットワークのトーク
    ン・リングから原形が損なわれたメッセージを除去する
    装置であって、 複数の局の各々は、前記リングにメッセージを送信し、
    また前記リングからメッセージを除去するように動作
    し、 （ａ）局において受信された差分マンチェスタ符号メッ
    セージを遷移符号直列データ・ストリームに変換するマ
    ンチェスター遷移復号手段と、 （ｂ）前記遷移符号直列データ・ストリームを受信し、
    並列データ・ストリームを出力するデータ非直列化手段
    と、 （ｃ）前記局のアドレスを格納するメモリ手段と、 （ｄ）前記メモリ手段の内容と前記データ非直列化手段
    の内容をロードして比較する比較手段と、 （ｅ）前記受信したメッセージの見出しにおいてコード
    違反エラーを検出するコード違反エラー検出手段と、 （ｆ）終了区切り文字ビット・シーケンスを検出する終
    了区切り文字検出手段と、 （ｇ）終了区切り文字ビット・シーケンスが先行する開
    始区切り文字ビット・シーケンスなしに受信されたかど
    うかを判断する区切り文字シーケンス状態マシン手段
    と、 （ｈ）前記リングからのメッセージの除去を終了させる
    時期を決定し、前記決定に応答してメッセージ除去終了
    の信号を生成する論理回路手段と、 （ｉ）前記メッセージ除去終了の信号を受け取り、前記
    局をメッセージ反復モードにする送信状態マシン手段と を有するメッセージ除去装置。
28. 【請求項２８】所定の時間間隔が過ぎると前記論理回路
    手段にメッセージ除去終了の信号を生成させるというタ
    イムアウト機構を活動化させ、前記論理回路手段と協働
    する物理的後書きタイマを含む請求項27記載のメッセー
    ジ除去装置。
29. 【請求項２９】複数の除去打切り条件のうち少なくとも
    １つを検出し、前記条件の検出に基づき、前記論理回路
    手段にメッセージ除去終了の信号を生成させ、前記論理
    回路手段と協働する除去打切り手段を含む請求項27記載
    のメッセージ除去装置。
30. 【請求項３０】複数の局を含む通信ネットワークから原
    形が損なわれたメッセージを除去する方法であって、 各局は、前記ネットワークにメッセージを送信し且つ前
    記ネットワークからメッセージを除去することができ、 メッセージ送信の完了した局は、トークンを解放してフ
    レーム除去モードに入り、 （ａ）各受信したメッセージのソース・アドレスとフレ
    ーム除去を行っている局のアドレスを比較するステップ
    と、 （ｂ）前記受信したメッセージの見出しに、コード違反
    エラーが生じたかを判断するステップと、 （ｃ）前記フレーム除去を行っている局のアドレスと前
    記ソース・アドレスが同一でなく、前記受信したメッセ
    ージの見出しにデータ破壊が生じていないメッセージが
    受信されるまで前記ネットワークからメッセージを除去
    するステップと を含むメッセージ除去方法。
31. 【請求項３１】複数の局を含む通信ネットワークから原
    形が損なわれたメッセージを除去する装置であって、 各局は、前記ネットワークにメッセージを送信し且つ前
    記ネットワークからメッセージを除去することができ、 少なくとも１の局は、フレーム除去モードであり、 （ａ）各受信したメッセージのソース・アドレスとフレ
    ーム除去を行っている局のアドレスを比較する手段と、 （ｂ）前記受信したメッセージの見出しに、コード違反
    エラーが生じたかを判断する判断手段と、 （ｃ）前記除去を行っている局で、前記ネットワークか
    らメッセージを除去する除去手段と、 （ｄ）前記除去手段と前記判断手段と協働して、前記除
    去を行っている局でメッセージの除去を終了させる手段
    と を有するメッセージ除去装置。