JP2536978B2 - デフ・ノ―ドのために好適な共有型ア―ビトレ―ション装置および方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は一本のバスを介して通信
を行うノードを有するコンピュータ・システム、特にど
のノードが次にバス上に送信を行うのかを決定するアー
ビトレーション装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】一つのコンピュータ・システムは一本の
バスを介して相互に通信を行う多数のノードを備え得
る。このノードは個別のコンピュータであったり、大容
量記憶装置のためのコントローラであったり、他のコン
ピュータ装置であったりする。そのようなシステム構成
において発生する問題はどのノードが次にバス上に送信
するかを決定するという問題である。たとえば、第一の
ノードがバス上に現在、メッセージを送信しているとす
る。この送信が終わると、送信開始を、要求するいくつ
かのノードが存在し得る。たとえば第一のノードが送信
を完了したとき、一つ以上のノードが同時に送信を開始
すると、データの衝突が発生するだろう。共有化された
マルチプル・アクセス・バス上に次にどのノードが送信
するかを決定する問題は“アービトレーション（ａｒｂ
ｉｔｒａｔｉｏｎ−調停）問題”と呼ばれる。

【０００３】アービトレーション問題に対する解決法は
少なくとも三つの要件を満足しなければならない。第一
の要件は調停が実質的にデータの衝突を防止しなければ
ならないことである。第二の要件は調停が“公平”でな
ければならず、それは各ノードがそのノードで発生する
メッセージの伝送のために、バスへのアクセス権を得る
機会が均等でなければならないということを意味する。
そして、第三の要件は調停による解決法が“効率的”で
なければならず、それは調停に費やされる時間がバスの
有効なバンド幅を減らすこととなるので、調停に費やさ
れる時間は最少にされるべきである。

【０００４】共有化された一本のバスのための調停問題
に対する解決法は１９８５年１２月２４日にストレッカ
ー（Ｓｔｒｅｃｋｅｒ）、ブジンスキー（Ｂｕｚｙｎｓ
ｋｉ）、トンプソン（Ｔｈｏｍｐｓｏｎ）に発行され
た、“Ｄｕａｌ−Ｃｏｕｎｔ，Ｒｏｕｎｄ−Ｒｏｂｉｎ
Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ ＡｒｂｉｔｒａｔｉｏｎＴ
ｅｃｈｎｉｑｕｅ ｆｏｒ Ｓｅｒｉａｌ Ｂｕｓｅ
ｓ”と題する、米国特許第４，５６０，９８５号の中で
述べられている（以下本特許を“ストレッカーら”の特
許と称する）。

【０００５】ストレッカーらの特許により開示された、
調停問題に対する解決法は実質的に共有バス上へのデー
タ伝送の衝突を防止しており、それは公平なものであ
る。ストレッカーらの特許に開示された解決法はバスが
使用されているか、いないかを決定するために、各ノー
ドがキャリア信号を求めてバスを監視することを必要と
する。キャリア信号がなければ他のノードがバス上にメ
ッセージを送信していないことを示し、従って、そのバ
スは使用されていないことを示している。バスが使用さ
れていないことが検出されると、すなわちバス上でキャ
リア信号が検出されないと、各ノードは一連の所定時間
間隔の計数を開始する。この所定の時間間隔は“クワイ
エット・スロット（ｑｕｉｅｔ ｓｌｏｔ）”と称され
る。クワイエット・スロットの時間の長さはインターフ
ェース電子機器の速度およびバス上での信号の伝幡の最
大時間により決定される。バス上にキャリアがないこと
が検出されると、バスにアクセスを要求するノードは所
定数のクワイエット・スロットの間、待機する。別のノ
ードのキャリアが検出されることなく、所定数のクワイ
エット・スロットが経過すればそのアクセスを要求して
いるノードは送信を開始する。各ノードについて、所定
のクワイエット・スロットの数の二つの値が設けられて
おり、一つはハイ・スロット・カウントダウン（ｈｉｇ
ｈ ｓｌｏｔｃｏｕｎｔｄｏｗｎ）数（以下、低い優先
順位という）であり、もう一つはロースロット・カウン
トダウン（ｌｏｗ ｓｌｏｔ ｃｏｕｎｔｄｏｗｎ）数
（以下、高い優先順位という）である。各ノードには一
義的な“ノード番号”が割り付けられている。

【０００６】ロー・カウントダウン数はＮ＋１個のクワ
イエット・スロットである。なお，Ｎはノードの数であ
る。ハイ・スロット・カウントダウン数はＮ＋Ｍ＋１個
のクワイエット・スロットである。なお、Ｍはバスに接
続されるノードの最大数である。始めにあるノードが調
停を開始する時、それはクワイエット・スロットのハイ
・カウント数であるＮ＋Ｍ＋１個のクワイエット・スロ
ットを計数する。このカウントダウンが調停を獲得した
別のノード、すなわち、キャリアを検出したノードによ
り邪魔されると、そのあるノードは調停を獲得したノー
ド（以下、単に「獲得ノード」と呼ぶ）のノード番号を
決定する。その獲得ノードがそのあるノードより高いノ
ード番号ともっている時、そのあるノードはＮ＋Ｍ＋１
のカウントダウン値を維持する。獲得したノードが低い
ノード番号を有しているならば、そのあるノードはバス
が再び使用可能となった時にＮ＋１のカウントダウン値
に変更する。この調停の結果として、いくつかのノード
がバスを求めて競合するときに、最も低いカウントダウ
ン値を有するノードがバスを獲得する。

【０００７】各ノードがバスを獲得するときに、Ｍの数
がそのカウントダウンの値に加算される。そして、次の
メッセージ伝送のために再びバスを獲得するために、そ
れはＮ＋Ｍ＋１個のクワイエット・スロットをカウント
ダウンしなければならない。このように、競合するノー
ドのそれぞれは最も低い番号のノードから始まり、最も
高いものへ行って、バスに対する自分の番を有すること
になる。

【０００８】ストレッカーらの特許により開示されたア
ービトレーション装置はバスに対するアクセスを要求す
る異なるノードの送信において、データの衝突を実質的
に防ぐと共に、全てのノードについてバスに対して実質
的に公平なアクセスをもたらす。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、ストレ
ッカーらの特許により示された装置はバンド幅の利用に
おいて不十分な物である。バンド幅の不十分な利用が特
に問題となるいくつかの状況がおこる。そのような状況
の一つは複数のノードによる多くの短いメッセージの伝
送である。メッセージを運ぶバスによって費やされる時
間はクワイエット・スロットを計数するのに費やされる
時間に比べて、小さいものである。バンド幅の不十分な
利用となる別の状況はある特定のノードがとても長いメ
ッセージを伝送することを要求し、そのメッセージの長
さがバス・プロトコルにより許容される最大長を越え、
他のノードがバス上への送信を要求できない場合であ
る。バス・プロトコルによればその長いメッセージを送
信することを要求するノードは一連のより短いメッセー
ジ伝送となるようそのメッセージを分断しなければなら
ない。この状況において、そのノードはある送信の終わ
りとその次の送信の始まりとの間のＮ＋Ｍ＋１のクワイ
エット・スロットの数を計数しなければならない。ノー
ドに、この数のクワイエット・スロットを計数すること
を要求することは過度の時間の間、バスをアイドル状態
にしたままとなり、これにより不必要にバスの利用可能
なバンド幅を減らすこととなる。

【００１０】

【課題を解決するための手段】バスのバンド幅を有効利
用するように、調停のために、短い時間のみ使うことに
より公平な調停をする装置をもたらすという課題は、本
発明により解決される。本発明は、共有された一本のバ
スによって通信を行なう複数の通信ノードを備えたタイ
プのコンピュータ・ネットワークのための改善されたア
ービトレーション装置であって、前記ノードは前記バス
上のキャリア信号を監視しており、前記キャリア信号の
存在は他のノードが前記バス上で送信を行っていること
を示すものであり、前記ノードにはユニークな初期アー
ビトレーション・カウント数が割り当てられている、ア
ービトレーション装置において、前記アービトレーショ
ン装置は各ノード内に位置し、前記アービトレーション
装置が、前記バス上に前記キャリア信号が存在しないこ
とに応じて、前記複数のノードの各々について所定時間
間隔（以下、クワイエット・スロットと称す）の数を計
数し、前記ノードの各々に関して計数されたクワイエッ
ト・スロットの数を前記ノードの各々の前記アービトレ
ーション・カウント数と比較する手段と、前記計数され
たクワイエット・スロットの数が前記アービトレーショ
ン・カウント数に等しいことに応じて、前記ノードの各
々に関して前記ノードが送信要求を有しているかどうか
を決定し、前記送信要求が存在している場合には前記バ
ス上におけるメッセージの送信を開始する手段と、前記
各ノードにあって、計数されたクワイエット・スロット
の数がそのアービトレーション・カウント数と等しくな
る前におけるキャリア信 号の存在に応じて、前記複数の
ノードの各ノードの前記アービトレーション・カウント
数を変更する手段と、を備えたアービトレーション装置
である。 また、本発明は、一本のバスを共有する複数の
ノードを備えたコンピュータシステムのノードに関して
アービトレート（調停）を行なう方法であって、前記各
ノードにはユニークな初期アービトレーション・カウン
ト数が割り当てられており、前記各ノードは前記バス上
のキャリア信号を検知しており、前記キャリア信号の存
在は他のノードが前記バス上で送信を行っていることを
示しているような、方法において、該方法が、前記各ノ
ードにおいて、前記バス上に前記キャリア信号が存在し
ないことに応じて、所定時間間隔（以下、クワイエット
・スロットと呼ぶ）の数を計数する段階と、前記各ノー
ドにおいて、計数されたクワイエット・スロットの数
を、前記ノードの前記アービトレーション・カウント数
と比較する段階と、前記各ノードにおいて、前記計数さ
れたクワイエット・スロットの数が、アービトレーショ
ン・カウント数と等しいことに応じて、前記ノードが送
信するメッセージを有しているかどうかを検知し、前記
メッセージが存在する場合には前記バス上で送信を開始
する段階と、計数されたクワイエット・スロットの数が
そのアービトレーション・カウント数と等しくなる前に
おけるキャリア信号の存在に応じて、前記複数のノード
の各ノードの前記アービトレーション・カウント数を変
更する段階と、を備えたことを特徴とする方法である。

【００１１】

【実施例】本発明の詳細は添付の図面に関連して説明さ
れる、以下のより好ましい実施例により理解されるであ
ろう。図１は一本のバス１００およびノード１１０Ａ、
１１０Ｂ乃至１１０Ｎを備えたコンピュータ・システム
２０の論理ブロック図である。ノード１１０Ａ、・・・
１１０Ｎはバス１００上を伝送される通信信号により通
信を行う。

【００１２】図２はコンピュータ・システム２０および
バス１００の物理的なブロック図である。接続線１００
Ａ、１００Ｂ、乃至１００Ｎはそれらにつながれたノー
ドをスター・カプラ１２０に接続する。スター・カプラ
は接続線１００Ａ、・・・１００Ｎの間で通信のための
相互接続をもたらし、これにより、通信を行うためのノ
ード１１０Ａ、・・・１００Ｎのための通信路が形成さ
れる。例えば、バス１００は電気的同軸ケーブルであ
り、スター・カプラ１２０は同軸ケーブルを相互接続す
るためのインピーダンス・マッチング・ネットワークで
ある。

【００１３】第一のノード、例えばノード１１０Ａが別
のノード、例えばノード１１０Ｂにメッセージを送信す
ることを望むならば、ノード１１０Ａはバス１０に接続
された全てのノードにバス１００を介してそのメッセー
ジを送信する。そのメッセージはノード１１０Ｂのみが
識別するアドレスを含んでいる。従って、ノード１１０
Ｂはそのメッセージを受けるよう、それ自身内部調整を
行う。他のノードはそのノードで採用されたプロトコル
に従い、そのメッセージの全て、若しくは、そのメッセ
ージの部分を受信するようにしてもよい。

【００１４】ノード間の通信における問題は全てのノー
ドが同一のバス１００上に送信を行うことであり、よっ
て、二つのノードが同時に送信を開始すると、その送信
はバス上でごちゃごちゃになってしまうであろう。二つ
のノードがメッセージを同時に送信するとき、データの
“衝突”が発生する。バスのための調停のプロセスがバ
ス上でのデータの衝突を処理するために取り入れられな
ければならない。

【００１５】このデータ衝突の問題に対する共通の解決
策、それはイーサネット（ＥＴＨＥＲＮＥＴ）通信路の
ために取り入れられてきたものであるが、は各ノードが
送信を開始する前に“キャリア”信号をバス上で検出す
ることである。イーサネット・プロトコルについてはＩ
ＥＥＥ標準規格８０２・３およびＩＳＯ ＣＳＭＡ／Ｃ
Ｄ標準規格（キャリア・センス・マルチプル・アクセス
／衝突検出のためのＣＳＭＡ／ＣＤ標準規格）の中で規
定されている。

【００１６】イーサネット・プロトコルの下では、ノー
ドはバス上にキャリアがないことを見つけると、送信を
開始する。また、イーサネット・プロトコルの下では、
ノードが別のノードのキャリアをバス上で検出したと
き、多くの方策がバス上でのデータの衝突および渋帯を
低減するために取り入れられるかもしれない。例えば、
あるノードはバス上にキャリアが存在しないことを検知
すると、即座に送信を開始することができる。また、あ
るノードはまず、バス上にキャリアが存在しないことを
検出した後、送信を開始する前にランダムな時間待機す
ることができる。しかしながらこれらの解決策によると
二つのノードが実質的に同時にバスを調べ、他方のノー
ドが送信していることがわからずに、実質的に同時にメ
ッセージ送信を開始するかもしれない。しかしながら、
ノードはデータの衝突が発生しているという事実を検出
することはできる。ノードはデータの衝突が発生してい
ることを検出した後、そのノードは採用された所定のプ
ロトコルに従い、修正の動作を行う。例えばデータの衝
突を検出した後、ノードはエクスポネンシャル・バック
オフ（ｅｘｐｏｎｅｎｔｉａｌ ｂａｃｋｏｆｆ）プロ
トコルを用いることができる。このエクスポネンシャル
・バックオフ・プロトコルにおいては、ノードはデータ
衝突により破壊されたメッセージの再送信を試みる前
に、ランダムな時間、待機する。そして、第二のデータ
衝突が発生すると、そのノードはその選ばれたランダム
時間の時間間隔を倍にする。引き続き衝突が発生する
と、そのノードはデータの衝突が発生しなくなるまで、
その選ばれたランダム時間の時間間隔を倍にし続ける。

【００１７】本発明はノードがかなり小さい発生確率の
データ衝突によりバス１００上で通信を行うことができ
る調停方法である。図３は本発明を示すフロー図であ
る。各ノードには文字Ｉにより表わされるノード番号が
割り当てられている。さらに各ノードにはユニークなア
ービトレーション・カウント数Ｃ（Ｉ）が割り当てられ
ており、この（Ｉ）はそのアービトレーション・カウン
ト数の番号がＩのノードに割り当てられていることを示
している。

【００１８】バス１００およびノード１１０Ａ、１１０
Ｂ、・・・１１０Ｎを含むコンピュータ・システムは動
作開始の前に初期化されなければならない。この初期化
のときに、ノードにはそれぞれ、初期アービトレーショ
ン・カウント数Ｃ（Ｉ）が割り当てられる。図３に示さ
れるように、初期化時に、システムは開始ブロック１２
０の所で動作を開始する。システムは即座に初期化ブロ
ック１３０へ進み、そこでは各ノードに対するアービト
レーション・カウント数Ｃ（Ｉ）の初期値としてＩ＋１
の値が割り当てられる。すなわち、ノードＮｏ．１には
アービトレーション・カウント数２が割り当てられ、ノ
ードＮｏ．２にはアービトレーション・カウント数３が
割り当てられるという具合である。

【００１９】そして、ノードはブロック１３５へ進み、
そこでは“クワイエット・スロット”のカウンタＫの値
が初期値として０にセットされる。Ｋはバス上でキャリ
アが最後に検出されたときから経過したクワイエット・
スロットの数の値を保持するだろう。クワイエット・ス
ロットはあらかじめ定められた時間の長さである。ノー
ドは送信開始ができるようになる前に、そのノードのア
ービトレーション・カウント数に等しいクワイエット・
スロットの数を計数することが要求される。この計数が
そのノードが他のノードからのキャリアを検出すること
により中断されたならばそのノードは送信を行わない。

【００２０】“クワイエット・スロット”の時間長はノ
ード内のインターフェース電子機器の速度およびノード
がバスの最大長だけ離れている第一のノードから第二の
ノードに電気信号を伝搬するに必要な時間長に基づいて
選択される。例えば、最も離れたノード間の分離が１０
０メートルであり、バス上での電気パルスの速度がおよ
そナノ秒当たり０．２メートルであれば、クワイエット
・スロットはおよそ５００ナノ秒に、各ノードに用いら
れているインターフェース電子機器の応答時間を加えた
時間となるよう選ぶことができる。

【００２１】ストレッカーらの開示を組み込み、本特許
の譲受人により販売されている装置の一実施例におい
て、図２に示されるようなスター・カプラの物理的構成
が用いられており、全ての接続ケーブル１００Ａ・・・
１００Ｎは４５フィートの規定された長さに切断されて
おり、クワイエット・スロットは１．１４マイクロ秒と
なるよう選択されている。１．１４マイクロ秒という値
は上述したような伝幡時間およびインターフェース電気
機器の速度を考慮したものである。

【００２２】ブロック１３５の後、システムはブロック
１５５へ進み、そこではノードは一つのクワイエット・
スロットの間、待機し、カウンターＫをＫ＋１に更新す
る。この後、システムはブロック１５７へ進み、キャリ
アが存在するか否かバスを調べる。このキャリアの検出
は、ノードが送信要求を有しているかどうかに係わらず
行われる。ブロック１５７でキャリアが検出されないと
きには、本システムはブロック１６０へ進み、このノー
ドが送信する番であるか否かのテストが行われる。この
テストはアービトレーション・カウント数Ｃ（Ｉ）に対
し、計数されたクワイエット・スロットの数、ＫをＭの
剰余により比較することにより行われる。両者が等しけ
れば、ノードは送信する番が来たと判断し、ブロック１
４０へ進み送信要求があるか否かのチェックを行う。Ｍ
の剰余によるＫの値がアービトレーション・カウント数
Ｃ（Ｉ）に等しくないときは、ノードはブロック１５５
へ復帰し、クワイエット・スロットの計数を続ける。

【００２３】ブロック１４０でシステムが送信要求を検
出すると、ブロック１８０へ進み、バス１００へのメッ
セージ送信を開始する。送信が終了すると、ノードはブ
ロック２１５に示されるように、そのアービトレーショ
ン・カウント数をＭにリセットし、ブロック１３５へ復
帰して、再びクワイエット・スロットの計数を開始す
る。

【００２４】ブロック１４０で送信要求が検出されなけ
れば、システムはブロック１５０へ進み、そこでは送信
要求を受けたときからの経過時間が“リセット時間”を
越えたか否かを決定するために、経過時間カウンタが調
べられる。このリセット時間はあらかじめ定められた時
間である。時間間隔がこのリセット時間を越えたときに
は、システムは１５１に沿って進み再初期化される。実
際のシステムにおいては、この再初期化はバス全体に
“リセット・メッセージ”を送信するノードによりなさ
れ得る。各ノードはバス上に送信されてくる全てのメッ
セージを受信するので、システム内の各ノードはこのリ
セット・メッセージを受信すると、そのアービトレーシ
ョン・カウント数をリセットすることができるであろ
う。

【００２５】ブロック１５７でキャリアが検出されたと
きは、システムはブロック１９０へ進み、送信ノードの
ノード番号の決定が行われる。この決定は各ノードが全
てのノードにより送信される全てのメッセージを受信
し、システムにより採用されているプロトコルがメッセ
ージのヘッダー部分が送信ノードのアドレスを含んでい
ることを要求しているので、可能である。各ノードはブ
ロック１９０に示されるように、送信ノードのノード番
号の決定を行うために送信ノードにより生成されるヘッ
ダーを解読することができる。

【００２６】システムはブロック２００へ進み、そこで
は各ノードのアービトレーション・カウント数が更新さ
れる。ブロック２００Ａはアービトレーション・カウン
ト数を更新する第一の実施例を示している。ブロック２
００Ｂはアービトレーション・カウント数を更新する第
二の実施例を示している。ブロック２００の後、システ
ムはブロック２１０へ進み、そこではノードはバス上の
キャリアが失くなるまで待機状態に入り、その後システ
ムはブロック１３５に復帰し、調停が再び始まる。 第一の実施例 図４の（Ａ）、図４の（Ｂ）、および図４の（Ｃ）は本
発明の一実施例を示している。本実施例において、シス
テム内に１６個のノードがあり０〜１５のノード番号が
割り当てられているものとする。この図は一連の事象を
示しており、これらの事象はバス１００への様々なノー
ドによる送信を表わしている。ノード４、６、９、およ
び１５が送信要求をもっているものとする。図４の
（Ａ）は番号２５０Ａにより表わされるノードを示して
おり、番号２５０Ａは一つのＩにより示される。ノード
は０、１、２、３、・・・１５と番号が付られる。すな
わち、図３のフロー図に示されるようなブロック１４０
はこれらのノードのそれぞれに対し“イエス”の回答を
するであろう。

【００２７】ブロック２００Ａに示されるように、アー
ビトレーション・カウント数を更新する第一の選択的な
方法は各ノードについて、獲得ノードによって計数され
たクワイエット・スロットの数を利用することである。
各ノードはアービトレーション（調停）をそれを獲得し
たノードに持って行かれる前に、いくつのクワイエット
・スロットが計数されたかを知っているので、各ノード
が獲得ノードにより計数されたクワイエット・スロット
の数を利用することは容易である。そして各ノードはそ
のアービトレーション・カウント数を得るために、剰余
Ｍにより、そのアービトレーション・カウント数Ｃ
（Ｉ）から、計数されたクワイエット・スロットの数を
減算する。この計算は剰余Ｍの等式により表わされ得
る： Ｃ（Ｉ）＝（Ｃ（Ｉ）−（獲得ノードによって計数され
たクワイエット・スロットの数））Ｍｏｄｕｌｏ Ｍ およびＣ（Ｉ）が、獲得ノードによって計数されたクワ
イエット・スロットの数に等しければ、 Ｃ（Ｉ）＝Ｍ ノードはそのノードの番号プラスＩに等しいアービトレ
ーション・カウント数が各ノードに割り当てられること
により初期化される。

【００２８】図４の（Ａ）、図４の（Ｂ）、図４の
（Ｃ）は各ノードが新しいアービトレーション・カウン
ト数を計算するために、獲得ノードによって計数される
クワイエット・スロットの数を計数するノードのプロセ
スを図示している。図４の（Ａ）・・・図４の（Ｃ）に
示される例において、ノード４、６、９、および１５は
送信要求を行っているものとしている。まず、ノード４
が送信を行う。ノード４が送信を行った後、アービトレ
ーション・カウント数の割り当ては図４の（Ａ）に示さ
れる通りである。ノード５は１（Ｃ（５）＝５−４＝
１）、に等しいアービトレーション・カウント数を持
ち、ノード６は２（Ｃ（６）＝６−４＝２）、に等しい
アービトレーション・カウント数を持ち、このようにし
て（Ｃ（１５）＝１５−４＝１１）１１のアービトレー
ション・カウント数を持つノード１５まで割り当てが行
われ、ノード３は（Ｃ（３）＝（３−４）ｍｏｄｕｌｏ
１６＝１５）１５のアービトレーション・カウント数
を持つ。従って、ノード４がその送信を終了した後、各
ノードはバス上にキャリアが存在しないことを検出し、
各ノードはクワイエット・スロットを計数し始める。ノ
ード５は一つのクワイエット・スロットを計数するがノ
ード５は送信要求を持っていないので、ノード５はバス
１００上に送信を行う機会をパスする。ノード６は最初
のクワイエット・スロットおよび２番目のクワイエット
・スロットも計数し、ノード６には送信要求があるの
で、クワイエット・スロット数２を計数すると、ノード
６はバス１００への送信を開始する。また、ノード９は
ノード６によってアービトレーションを奪われる前に、
二つのクワイエット・スロットを計数しており、ノード
１５もまたノード６にアービトレーションを奪われる前
に二つのクワイエット・スロットを計数した。従って、
ノード９は３という新しいアービトレーション・カウン
ト数を計算するために、５というその現在のアービトレ
ーション・カウント数から２を減算し、ノード１５は９
という新しいアービトレーション計数を計算するため
に、１１という古いアービトレーション・カウント数か
ら２個のクワイエット・スロットを減算する。これらの
ことは全て図４の（Ｂ）に示される通りである。

【００２９】さらに図４の（Ｂ）に示されるように、ノ
ード６による送信が完了すると、ノード７はアービトレ
ーション・カウント数１を有し、ノード８はアービトレ
ーション・カウント数２を有し、ノード９はアービトレ
ーション・カウント数３を有し、ノード１５はアービト
レーション・カウント数９を有し、ノード６はアービト
レーション・カウント数１６を有する。図４の（Ｂ）に
示されるアービトレーション・カウント数の全ては１６
の剰余により、図４の（Ａ）に示されたアービトレーシ
ョン・カウント数から２つのクワイエット・スロットを
減算することにより、図４の（Ａ）に示されたアービト
レーション・カウント数から計算されたものである。

【００３０】ノード６による送信が完了すると、各ノー
ドはバス１００上にキャリアがないことを検出し、クワ
イエット・スロットを計数し始める。ノード７は一つの
クワイエット・スロットを計数し、送信要求を持ってい
ないので、送信する機会をパスする。また、ノード８も
二つのクワイエット・スロットを計数した後、送信要求
を持っていないので、送信する機会をパスする。ノード
９は係属中の送信要求を持っており、三つのクワイエッ
ト・スロットを計数した後、バス１００への送信を開始
する。他の全てのノードはこの獲得ノードが三つのクワ
イエット・スロットを計数したことを覚えており、１６
の算術剰余を用いて、図４の（Ｂ）に示されるアービト
レーション・カウント数から減算を行う。例えば、ノー
ド１５は図４の（Ｃ）に示されるようなその新しいアー
ビトレーション・カウント数６を算出するために、図４
の（Ｂ）に示されるそのアービトレーション・カウント
数９から三つのクワイエット・スロットを減算する。

【００３１】図４の（Ｃ）はノード９による送信が完了
した後に計算されるアービトレーション・カウント数を
示している。図４の（Ｃ）に示されたアービトレーショ
ン・カウント数は図４の（Ｂ）に示されるアービトレー
ション・カウント数から、ノード９により計数された三
つのクワイエット・スロットを減算することにより、図
４の（Ｂ）に示されるアービトレーション・カウント数
から計算されたものである。従って、ノード１５、それ
は図４の（Ｂ）に示されるようにアービトレーション・
カウント数９を有するものであるが、はノード９による
送信の完了の後、６というアービトレーション・カウン
ト数を得る。

【００３２】ノード９による送信が完了すると、各ノー
ドはクワイエット・スロットの計数を開始し、各ノード
が６個のクワイエット・スロットを計数した後、ノード
１５は係属中の送信要求を有する第一のノードであった
ので送信を開始する。アービトレーション・カウント数
を更新する方法の第一の選択的な実施例を要約すると、
各ノードは獲得ノードにより計数されたクワイエット・
スロットの数を利用して、その新しいアービトレーショ
ン・カウント数を算出するためにその古いアービトレー
ション・カウント数から、獲得したクワイエット・スロ
ットの数を減算する。 第２の選択的な実施例 各ノードのためのアービトレーション・カウント数を更
新する第２の選択的な方法はＭの算術的剰余を用いて、
ノード番号Ｉから送信ノードのノード番号、Ｐｎを減算
することである。Ｍはバス１００に接続されたノードの
数である。各ノードは送信されてくるメッセージのヘッ
ダーを解読することにより送信ノードのノードの番号Ｐ
ｎを決定する。バス１００は共有化された一本のマルチ
プル・アクセス・バスであるので、各ノードは送信され
てくる全てのメッセージを受信する。

【００３３】例えば、バス２に３２個のノードが接続さ
れ、ノード５がバス上で送信を行っていると検出されて
いるとき、ノード番号５による送信が完了すると、ノー
ド番号６にはアービトレーション・カウント数（６−５
＝１）１が割り当てられ、ノード番号１３にはアービト
レーション・カウント数（１３−５＝８）が割り当てら
れ、８という新しいアービトレーション・カウント数が
与えられ、送信したばかりのノード５は最も大きいアー
ビトレーション・カウント数、３２に、そのアービトレ
ーション・カウント数にセットし、次の送信を行うため
に最も長くクワイエット・スロット分だけ待機し、これ
により他のノードの全てが先に送信する機会がもたらさ
れる。

【００３４】各ノードＩのアービトレーション・カウン
ト数Ｃ（Ｉ）の更新は次のＭの剰余による等式により表
わされ得る。なお、Ｐｎは現在送信を行っているノード
のノード番号である。ＩがＰｎに等しくなければ、 Ｃ（Ｉ）＝（Ｉ−Ｐｎ）Ｍｏｄｕｌｏ（Ｍ） ＩがＰｎに等しければ、 Ｃ（Ｉ）＝Ｍ ノードＩのアービトレーション・カウント数の更新を説
明するために、再び図４の（Ａ）、図４の（Ｂ）、およ
び図４の（Ｃ）を参照する。再度、システムは１６個の
ノードを有し、ノード４、６、９および１５が送信要求
を持っているものと仮定する。

【００３５】図４の（Ａ）はノード４がその送信を完了
した後に、それらに割り当てられたアービトレーション
・カウント数Ｃ（Ｉ）、２５４Ａを示している。同図
中、ノード５はアービトレーション・カウント数“１”
を有し、ノード６はアービトレーション・カウント数
“２”を有し、という具合にアービトレーション・カウ
ント数“１６”を有するノード４まである。図４の
（Ａ）に示されるアービトレーション・カウント数は図
３のブロック２００Ｂに従って、割り当てられたもので
あり、ノード４による送信の完了に続くものである。す
なわち、アービトレーション・カウント数はＭの剰余に
より、各ノードのノード番号から送信ノードのノード番
号を減算することにより、割り当てられた。

【００３６】そして、ノード６は送信を開始する前に、
二つのクワイエット・スロット（Ｃ（６）＝６−４＝
２）分、待機する。ノード６が送信を完了した後は、ア
ービトレーション・カウント数の割り当ては図４の
（Ｂ）に示される通りである。同図中、ノード７はアー
ビトレーション・カウント数“１”を有し、ノード８は
アービトレーション・カウント数“２”を有し、という
具合にアービトレーション・カウント数“１６”が割り
当てられたノード６まで行く。ノード６による送信が完
了すると、アービトレーション・カウント数は図３のブ
ロック２００Ｂに示されるように割り当てられる。すな
わち、アービトレーション・カウント数はＭの剰余によ
り、各ノードのノード番号から送信ノードのノード番号
を減算することにより割り当てられた。

【００３７】そして、ノード９は送信を開始する前に、
図４Ｂに示されるアービトレーション・カウント数の割
り当てに従い、３（Ｃ（９）＝９−６＝３）つのクワイ
エット・スロットを計数する。ノード９による送信が完
了した後、アービトレーション・カウント数は図４の
（Ｃ）に示されるように、再割り当てされる。同図中、
ノード１０にはアービトレーション・カウント数“１”
が割り当てられ、ノード１１にはアービトレーション・
カウント数“１”が割り当てられ、ノード１１はアービ
トレーション・カウント数“２”を持つこととなり、こ
のような具合にアービトレーション・カウント数“１
６”が割り当てられたノード９まで行く。図４の（Ｃ）
に示されたアービトレーション・カウント数も図３のブ
ロック２００Ｂに従い割り当てられたものである。すな
わち、アービトレーション・カウント数はＭの剰余によ
り、各ノードのノード番号から送信を行っているノード
のノード番号を減算することにより割り当てられた。

【００３８】次に、ノード１５は図４の（Ｃ）に示され
たアービトレーション・カウント数の割り当てに従い、
送信を行う前に、６（Ｃ（１５）＝１５−９＝６）つの
クワイエット・スロットを計数する。すなわち、アービ
トレーション・カウント数はＭの剰余により、各ノード
のノード番号から送信ノードのノード番号を減算するこ
とにより割り当てられた。

【００３９】本発明の第一の選択的な実施例および第二
の選択的な実施例はノードの新しいアービトレーション
数に関し同じ結果をもたらしている。第一および第二の
選択的実施例は本発明を異なった態様でとり扱ったにす
ぎない。動作性能バス１００上のメッセージ伝送のため
に有用な実効バンド幅による本発明の動作性能は単純な
解析的方法により予測されうる。本発明の例示の実施例
の詳細は、実効バンド幅の解析的予測により進められる
ように仮定を必要とする。バスの長さは１００メートル
と仮定され、バス１００上の電気パルスの速度は０．２
メートル／ナノ秒と仮定される。よって、バスの一端か
ら他端への伝幡時間は（１００メートル／０．２メート
ル／＋１秒＝５００ナノ秒）０．５マイクロ秒である。
これに、これもまた０．５マイクロ秒であるが、インタ
ーフェース電子機器の遅延が加えられなければならな
い。従って、本特許出願の譲受人により販売されている
システムに接続され、上述の値に従う、本実施例でのク
ワイエット・スロットの時間間隔はおよそ１．１４マイ
クロ秒となるよう選ばれる。Ｎはクラスタ（ｃｌｕｓｔ
ｅｒ）のためのノードの最大数である。クラスタは一本
のバスを介して相互に通信を行う多数のノードからなる
一つのコンピュータ・システムである。Ｉは一つのクラ
スタ内の各ノードに割り当てられた識別番号であり、Ｉ
＝０．１，・・・，Ｎ−１である。Ｃ（Ｉ）は各ノード
Ｉに割り当てられたアービトレーション・カウント数で
ある。一つのノードＩはそれが送信を開始することが可
能となる前に、図３のフローチャートに示されるよう
に、送信を開始する前に、アービトレーション・カウン
ト数Ｃ（Ｉ）個のクワイエット・スロットの間、待機し
なければならない。実効バンド幅、ＥＢはバス１００の
利用性の尺度である。飽和状態においては、実効バンド
幅、ＥＢは調停すると共にパケットを送信するのに要す
る合計時間に対する、バス１００がパケットを送信する
ための時間の割合である。“飽和状態”とは全てのノー
ドが送信を要求していることを意味する。

【００４０】飽和状態におけるバス１００の実効バンド
幅は以下のように計算されうる。なお、符号Ｔｔはマイ
クロ秒単位の１つのパケットの平均伝送時間；Ｔａはマ
イクロ秒単位の１パケットの平均アービトレーション時
間；ｂはバイトによる１パケットの平均的サイズであ
る。１バイトの伝送時間は０．１１４マイクロ秒であ
る。実効バンド幅は符号ＥＢにより表わされ、ＥＢは％
の単位であり、ＥＢは次式により表わされる。

【００４１】 ＥＢ＝｛Ｔｔ／（Ｔｔ＋Ｔａ）｝×１００％ ＥＢ＝｛（ｂ×０．１１４）／（ｂ×０．１１４＋Ｔａ）｝×１００％ 本発明の実効バンド幅は“本発明の背景”のセクション
で説明された、ストレッカーらによる、１９８５年１２
月２４日に発行された米国特許第４，５６０，９８５号
により開示された調停技術による実効バンド幅と比較さ
れうる。

【００４２】１つのパケットの平均アービトレーション
時間、Ｔａの推定は飽和状態の下に行われなければなら
ない。本発明については、各ノードは送信開始の前に１
クワイエット・スロット待機するであろうから、平均ア
ービトレーション時間Ｔａは次式により求められる。Ｔ
ａ＝クワイエット・スロットの期間） ×（クワイエット・スロットの平均数） ＝１．１４マイクロ秒×１ ＝１．１４マイクロ秒 ストレッカーらの特許に述べられている方法について、
平均アービトレーション時間Ｔａは次式により求められ
る。

【００４３】 Ｔａ＝（クワイエット・スロットの期間） ×（クワイエット・スロットの最もよいケースの平均番号） 飽和状態においては、送信を行う次のノードは送信を開
始する前に、（Ｉ＋１）個のクワイエット・スロット分
だけ待機するであろう。すなわち、“クワイエット・ス
ロットの平均数”＝（１＋２＋・・・＋１６）／１６。

【００４４】Ｔａ＝１．１４マイクロ秒×（１＋１６）
／２ Ｔａ＝１．１４×８．５＝９．７マイクロ秒 上記の値は１６個のノードを有するシステムについてで
ある。３２個のノードを有するシステムについても、同
式によって、ストレッカーらの方法によるＴａが求めら
れ、１６を３２に置き代えて公式に適用すると、１８．
８マイクロ秒のＴａが求められる。

【００４５】３２個のノードを有するクラスタについ
て、本発明による平均アービトレーション時間Ｔａは前
に計算されたように、１．１４マイクロ秒にとどまる。
表Ｉはバイトによる１パケットの平均サイズの関数とし
て、１６個のノードのクラスタについての実効バンド幅
を比較を示したものである。表２は３２個のノードのク
ラスタについての実効バンド幅の比較を示したものであ
る。

【００４６】 表２−３２個のノードのクラスタについてのパーセント
によるＥＢの比較本発明によれば、１６個のノードのク
ラスタおよび３２個のノードのクラスタのいづれについ
ても、メッセージ内のバイト数の全てに対して、より良
好な実効バンド幅となっていることがおわかりいただけ
よう。例えば、１パケット内、１００バイトのサイズの
メッセージに対し、本発明では９１％のＥＢとなり、こ
れに対し、ストレッカーらの方法ではたった５４％のＥ
Ｂである。より長いメッセージについては、本発明では
９９％のＥＢとなり、これに対し、ストレッカーらの方
法は９２％のＥＢにとどまる。

【００４７】表２に示された、３２個のノードのクラス
タについての比較は１００バイトのサイズのパケットに
ついて次の結果となった。すなわち、本発明では９１％
のＥＢとなり、これに対し、ストレッカーらの方法はた
った３８％のＥＢである。また、表２はより長いメッセ
ージについても、本発明およびストレッカーらの方法の
いづれも良好な実効バンド幅をもたらすことを示してい
る。例えば、１パケット内に１０００バイトのメッセー
ジ・サイズについて、本発明では９９％のＥＢとなり、
これに対し、ストレッカーらの方法は８６％のＥＢにと
どまる。

【００４８】ストレッカーらの特許の開示および本発明
の両者の上述のような方策は“留保を伴なったキャリア
・センス・マルチプル・アクセス”（ＣＳＭＡ Ｗｉｔ
ｈａ Ｒｅｓｅｒｖａｔｉｏｎ）の方策である。図１、
・・・図４に示されるように本発明の概要は次のように
表わされうる。Ｍ個のノードがありノードは符号Ｉ、Ｉ
＝０，１，・・・Ｍ−１を用いて番号付けされており、
初期アービトレーション・カウント数は次のように割り
当てられる： Ｃ（Ｉ）＝Ｉ＋１ 従って、Ｃ（Ｉ）の値は１からＭまでである。Ｃ（Ｉ）
＝０のクワイエット・スロットはバスが使用可能となっ
た後に即座に応答ができるように留保される。例示の実
施例においては、Ｃ（Ｉ）＝０のクワイエット・スロッ
トは受信ノードによる認知信号、ＡＣＫ又はＮＡＣＫの
伝送に割り当てられる。デフ（ＤＥＡＦ）・ノードの実
施例 さて、この調停に参加し、本発明の調停アルゴリズムを
用いて通信を行っている一群のノードと通信を行うこと
を希望する新しいノードの問題を考えてみよう。この新
しいノードは共有化されたバス上での調停の正確な知識
をもち合わせていないので、それのアービトレーション
・カウント数の適切な値を知らない。このノードはデフ
・ノードと呼ばれる。また、ハードウェアの部品故障に
よって、ノードは“デフ（ｄｅａｆ）”、すなわち、誤
のあるアービトレーション・カウント数となる。

【００４９】“デフ・ノード”がそれのアービトレーシ
ョン・カウント数Ｃ（Ｉ）の値を使うことができれば、
正しく機能している別のノードと同じアービトレーショ
ン・カウント数となってしまうこともありうる。このよ
うなアービトレーション・カウントの２重の割り当てに
よりバス上でのデータ衝突が発生しうる。デフ・ノード
の問題は割り当てのメカニズムにデフ・ノードのために
留保された（ｒｅｓｅｒｖｅｄ）スロットを加えるとい
う方策により解決される。理由は何であれ、“デフ”と
なったノードはそれのメッセージを送信するために留保
されたスロットを使用することができる。この留保され
たスロットの間にキャリアを検出すると、システム内の
各ノードは図３のブロック１３０に示されるように、そ
のアービトレーション・カウントをＩ＋１にリセットす
る。

【００５０】Ｍ個のノードを有するシステムについて、
１からＭのうちのどのスロットでもデフ・ノードのため
に留保されうる。Ｋ番目のスロットがデフ・ノードのた
めに留保されるとすると、アービトレーション・カウン
ト数Ｃ（Ｉ）がＫ以上のノードはＣ（Ｉ）＋１のスロッ
ト番号で送信しなければならない、すなわち、更に１つ
のクワイエット・スロット分待機しなければならない。
このように、デフ・ノードのスロットの選択により、次
の事項が設計上のひきかえとなる。すなわち、小さい番
号のスロットがデフ・ノードのために留保されると、そ
のデフ・ノードはいち早く送信する機会を得るであろう
し、大きい番号のスロットがデフ・ノードのために留保
されると、調停に費やされる平均時間はより短かくなる
であろう。

【００５１】また、各ノードはクロックを持っており、
異なるノードのクロックは全く同じ周波数で動作するわ
けではない。あるノードは、例えば、製造上の誤差のた
めに、他のノードより少し早くまたは遅く動作するかも
しれず、このノードはクワイエット・スロットの追従に
失敗し、この結果、デフ・ノードのクワイエット・スロ
ットの期間に、誤まって送信を試みようとするかもしれ
ない。このノードはデフ・ノードのクワイエット・スロ
ットの期間にキャリアを検出し、図３のブロック１３０
に示されるように、アービトレーション・カウント数を
Ｉ＋１にリセットせしめるだろう。

【００５２】Ｍ個のノードを有するシステムについて、
１からＭのうちのどのスロットもデフ・ノードのために
留保されうる。Ｋ番目のスロットがデフ・ノードのため
に留保されるとすると、アービトレーション・カウント
数Ｃ（Ｉ）がＫ以上のノードはＣ（Ｉ）＋１のスロット
番号で送信しなければならない。すなわち、更に１つの
クワイエット・スロット分、待機しなければならない。
このように、デフ・ノードのスロットの選択により、次
の事項が設計上のひきかえとなる。すなわち、小さい番
号のスロットがデフ・ノードのために留保されると、そ
のデフ・ノードはいち早く送信する機会を得るである
し、大きい番号のスロットがデフ・ノードのために留保
されると、調停に費やされる平均時間はより短くなるで
あろう。

【００５３】また、デフ・ノードによる解決案はバス上
のアイドル時間がリセット時間を越えたならば、全ての
ノードのクロックをリセットするのにも用いられうる。
図３のブロック１５０へ行って、経過時間がリセット時
間を越えたことを検出した第一のノードにデフ・ノード
のスロットにおいてメッセージを送信することができ
る。このメッセージにより、全てのノードは図３のブロ
ック１３０のようにそれらのアービトレーション・カウ
ントを初期化する。

【００５４】更なる実施例として、本装置はデータ衝突
が連続して所定回数、検出されたことに応じて、デフ・
ノード・スロットの期間に送信を行い、図３中のブロッ
ク１３０に示されるように、アービトレーション・カウ
ント数をリセットするようにしてもよい。図３中のブロ
ック１３０に示されるように、アービトレーション・カ
ウント数をリセットすることはアービトレーション・カ
ウント数の割り当てに入り込んでしまったかもしれない
誤まりを修正することである。

【００５５】図５はアービトレーション・カウント数の
割り当てを示しており、アービトレーション・カウント
数“０”およびアービトレーション・カウント数“１”
は両者とも留保されている。ここでは、０番目のスロッ
トは通常通り、即時のアクノリッジ・メッセージのため
に留保され、１番目のスロットはデフ・ノードのために
留保される。ノード５は送信を行ったばかりであり、ノ
ード６は送信を開始する前に、２つのクワイエット・ス
ロット分待機しなければならず、ノード７は３つのクワ
イエット・スロット分、待機しなければならないという
具合である。衝突頻度２つの別個の送信が１つのクワイ
エット・スロットの間に発生すると、データの衝突が発
生する。図６は一つのクワイエット・スロットにおいて
発生する２つのメッセージ送信を示しており、これがデ
ータの衝突となる。ノード３００およびノード３０２は
共に、同時にバス３０４上に送信を行なおうと試み、そ
の結果、バス３０４上のデータは破壊される。

【００５６】以上のとおり、データの衝突を取り扱う本
発明のアプローチは留保策を伴ったキャリア・センス・
マルチプル・アクセス（ＣＳＭＡ Ｗｉｔｈ ａ Ｒｅ
ｓｅｒｖａｔｉｏｎ Ｓｔｒａｔｅｇｙ）である。本発
明の留保策を伴ったＣＳＭＡはイーサネット・プロトコ
ルにおいて用いられる通常のＣＳＭＡ／ＣＤプロトコル
に起こる衝突頻度よりデータ衝突の発生確率をかなり低
減する。事実、全てのノードが完全なクロックを備えて
いれば、そして、システムの故障の要素がなければ、通
常の動作期間中のデータ衝突の発生確率は本発明におい
てはゼロである。

【００５７】本発明に比べ、ストレッカーらによる方法
は通常の動作中にデータ衝突が起きる可能性を残してい
る。ストレッカーらの方法によるデータ衝突の発生確率
は次式により与えられる。なお、各記号の意味は次のと
おりである。 Ｔ ＝１つのノードについての要求の間の実効時間 ＱＳ＝１つのクワイエット・スロットの時間の長さ Ｍ ＝ノードの数 Ｐ ＝２つの要求が１つのクワイエット・スロット内に発生する確率 Ｐ ＝（Ｍ−１）（１−ｅ（−２ＱＳ／Ｔ））。十分に近似させれば、 Ｐ ＝２（Ｍ−１）ＱＳ／Ｔとなる。 パラメータの値を次のように仮定した状態では、データ
衝突の発生確率の一例は： １６個のノードがあると、Ｍ＝１６：クワイエット・ス
ロットの長さ、Ｑは１．１４マイクロ秒；Ｔ＝７，５０
０マイクロ秒（本装置はおよそ４５％の稼動率である）
とすると、 Ｐ＝０．００４となる。 すなわち、上記のパラメータを有する１６個のノードの
システムにおいては、通常動作の間のデータ衝突の発生
確率は０．００４である。

【００５８】各ノード内の衝突検出装置はデータ衝突が
発生したことを検出し、ノードはあらかじめ定められた
応答に従って反応する。例えば、イーサネットＣＳＭＡ
／ＣＤバックオフ・プロトコルにおいて用いられるエク
スポネンシャル・バックオフ応答が使用可能であり、ま
たは、更なる例として、ノードは図３のブロック１３０
に示されるように、そのアービトレーション・カウント
数を再初期化させることも可能である。

【００５９】以上の実施例は本発明の原理を単に説明す
るためのものであることが理解されるべきである。様々
な他の変形、変更がこの分野の当業者によってなされる
であろうが、それは本発明の原理を具現化するものであ
り、本発明の意図および範囲内のものとなろう。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を用いたコンピュータ・システムの論理
ブロック図である。

【図２】本発明を用いたコンピュータ・システムの物理
的なブロック図である。

【図３】本発明の一実施例を示すフローチャートであ
る。

【図４】本発明を用いたアービトレーション装置の状態
図である。

【図５】保存されたクワイエット・スロット０および１
を有するアービトレーション装置の状態図である。

【図６】同時に送信を行なおうとして、バス上に送出し
たデータを破壊した二つのノードを示すブロック図であ
る。

【符号の説明】

２０ コンピュータ・システム １００ バス １１０Ａ、・・・１１０Ｎ ノード １２０ スター・カプラ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 シー レン カオ アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01720アクトン フリント ロード 39 (72)発明者 モハマド ヴィ アビディ アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01545シュローズバリー ヨークシャー テラス 35 アパートメント ８ (72)発明者 ニイ クウェイノール アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01545シュローズバリー ホリー レー ン 16 (56)参考文献 特開 昭59−41079（ＪＰ，Ａ)

Claims (7)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 共有された一本のバスによって通信を行
   なう複数の通信ノードを備えたタイプのコンピュータ・
   ネットワークのための改善されたアービトレーション装
   置であって、前記ノードは前記バス上のキャリア信号を
   監視しており、前記キャリア信号の存在は他のノードが
   前記バス上で送信を行っていることを示すものであり、
   前記ノードにはユニークな初期アービトレーション・カ
   ウント数が割り当てられている、アービトレーション装
   置において、前記アービトレーション装置は各ノード内
   に位置し、該アービトレーション装置が、 前記バス上に前記キャリア信号が存在しないことに応じ
   て、前記複数のノードの各々について所定時間間隔（以
   下、クワイエット・スロットと称す）の数を計数し、前
   記ノードの各々に関して計数されたクワイエット・スロ
   ットの数を前記ノードの各々の前記アービトレーション
   ・カウント数と比較する手段と、 前記計数されたクワイエット・スロットの数が前記アー
   ビトレーション・カウント数に等しいことに応じて、前
   記ノードの各々に関して前記ノードが送信要求を有して
   いるかどうかを決定し、前記送信要求が存在している場
   合には前記バス上におけるメッセージの送信を開始する
   手段と、 前記各ノードにあって、計数されたクワイエット・スロ
   ットの数がそのアービトレーション・カウント数と等し
   くなる前におけるキャリア信号の存在に応じて、前記複
   数のノードの各ノードの前記アービトレーション・カウ
   ント数を変更する手段と、を備えたことを特徴とするア
   ービトレーション装置。
2. 【請求項２】 請求項１記載の装置において、前記アー
   ビトレーション・カウント数を変更するための装置が、
   更に、 前記各ノード内にあって、前記システムバス上にキャリ
   ア信号が存在しないことを検知する前記ノードと前記バ
   ス上に前記キャリア信号が存在することを検知する前記
   ノードとの間のクワイエット・スロットの数を計数する
   手段であって、ここで計数されるクワイエット・スロッ
   トの数はアービトレーションを獲得した ノード（以下、
   単に「獲得ノード」と呼ぶ）によって計数されたクワイ
   エット・スロットの数と等しいものである、手段と、 前記システム内の前記複数のノード数による数学的剰余
   を用いて、獲得ノードによって計数された前記クワイエ
   ット・スロットの数を、前記ノードのアービトレーショ
   ン・カウント数から減算することにより、前記各ノード
   に関して新たなアービトレーション・カウント数を計算
   するための手段と、を含む装置。
3. 【請求項３】 請求項２記載の装置において、新たなア
   ービトレーション・カウント数を計算するための装置
   は、更に、 前記システムの前記複数のノードの数が、Ｎによって示
   され、獲得ノード によって計数されたクワイエット・スロット
   の数が、Ｃによって示され、 前記新たなアービトレーション・カウント数が、（現在
   のアービトレーション数−Ｃ）ｍｏｄｕｌｏ Ｎ、とし
   て計算される装置。
4. 【請求項４】 請求項１記載の装置において、前記アー
   ビトレーション・カウント数を変更する前記装置は、更
   に、 前記各ノードにあって、前記バス上のメッセージに応じ
   て、前記複数のノードのうちの獲得ノードのノード番号
   を決定する手段と、 前記システムの前記複数のノード数による数学的剰余を
   用いて、前記複数のノードのうちの前記獲得ノードの前
   記ノード番号を、前記ノードの各々に割り当てられたノ
   ード番号から減算することにより、前記各ノードに関し
   て新たなアービトレーション・カウント数を計算する手
   段と、を含む装置。
5. 【請求項５】 請求項４記載の装置において、各ノード
   に対する前記複数のノードのうちの獲得ノードのノード
   番号を決定する前記手段は、更に、 前記複数のノードの各ノードにあって、前記複数のノー
   ドのうちの前記獲得ノードによって送信されたメッセー
   ジを受け取る手段と、 前記各ノードにあって、前記獲得ノードの前記ノード番
   号を、前記メッセージから引き出す手段と、を有する装
   置。
6. 【請求項６】 請求項４記載の装置において、新たなア
   ービトレーション・カウント数を計算する装置は、更
   に、 前記システムの前記複数のノードの数が、Ｎによって示
   され、 前記複数のノードのうちの前記獲得ノードのノード番号
   が、Ｃによって示され、 前記新たなアービトレーション・カウント数が、（現在
   のアービトレーション数−Ｃ）ｍｏｄｕｌｏ Ｎ、とし
   て計算される装置。
7. 【請求項７】 一本のバスを共有する複数のノードを備
   えたコンピュータシステムのノードに関してアービトレ
   ート（調停）を行なう方法であって、前記各ノードには
   ユニークな初期アービトレーション・カウント数が割り
   当てられており、前記各ノードは前記バス上のキャリア
   信号を検知しており、前記キャリア信号の存在は他のノ
   ードが前記バス上で送信を行っていることを示している
   ような、方法において、該方法が、 前記各ノードにおいて、前記バス上に前記キャリア信号
   が存在しないことに応じて、所定時間間隔（以下、クワ
   イエット・スロットと呼ぶ）の数を計数する段階と、 前記各ノードにおいて、計数されたクワイエット・スロ
   ットの数を、前記ノードの前記アービトレーション・カ
   ウント数と比較する段階と、 前記各ノードにおいて、前記計数されたクワイエット・
   スロットの数が、アービトレーション・カウント数と等
   しいことに応じて、前記ノードが送信するメッセージを
   有しているかどうかを検知し、前記メッセージが存在す
   る場合には前記バス上で送信を開始する段階と、 計数されたクワイエット・スロットの数がそのアービト
   レーション・カウント数と等しくなる前におけるキャリ
   ア信号の存在に応じて、前記複数のノードの各ノードの
   前記アービトレーション・カウント数を変更する段階
   と、を備えたことを特徴とする方法。