JP2650961B2 - 分散制御ネットワークの制御方法 - Google Patents
分散制御ネットワークの制御方法Info
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- JP2650961B2 JP2650961B2 JP63103909A JP10390988A JP2650961B2 JP 2650961 B2 JP2650961 B2 JP 2650961B2 JP 63103909 A JP63103909 A JP 63103909A JP 10390988 A JP10390988 A JP 10390988A JP 2650961 B2 JP2650961 B2 JP 2650961B2
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- contention frame
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- 238000000034 method Methods 0.000 title claims description 13
- 238000004891 communication Methods 0.000 claims description 31
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 claims description 24
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 7
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- 238000012544 monitoring process Methods 0.000 description 2
- 230000002159 abnormal effect Effects 0.000 description 1
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- 238000011084 recovery Methods 0.000 description 1
- 238000011144 upstream manufacturing Methods 0.000 description 1
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
- H04L12/42—Loop networks
- H04L12/427—Loop networks with decentralised control
- H04L12/433—Loop networks with decentralised control with asynchronous transmission, e.g. token ring, register insertion
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明はデータ通信ネツトワーク・システムに関し、
更に詳しくは、分散制御ネットワークにおける通信機能
の異常を早急に回復させるのに好適な主局競合制御方法
に関する。
更に詳しくは、分散制御ネットワークにおける通信機能
の異常を早急に回復させるのに好適な主局競合制御方法
に関する。
従来のこの種の通信方式として、例えば、次の文献に
記載の方式がある。
記載の方式がある。
“Token Ring Access Method and Physical Layer Spec
ifications.IEEE Standard 802.5−1985（ISO/DP8802/
5）":トークン・リング・アクセス法及び物理層仕様米
国電気電子技術者協会標準802.5−1985（ISO/DP8802/
5） 上記仕様によれば、リングに接続される全ての通信端
局（以下、STと言う）は同じ論理（対等分散制御）で動
作する。例えば、トークンが一定時間以上と受信されな
いといつたリング異常時には、ビーコン（Beacon:BCN）
と称される異常通信フレームが送出され、障害箇所の局
所化がなされる。つまり、BCNを受信したSTは、もし、
自STがBCNの送出状態にあれば、自らのBCNの送出を止
め、他STから受信したBCNを下流に中継する中継状態に
なる。これにより、最終的には１つのSTだけが一定時間
以上BCNを送出し続け、このSTの直上流に障害箇所があ
ると特定できることになる。通常、BCNが送出されるの
は、リングに障害が発生して通信フレームがリングを一
巡できない場合である。この場合、送出されたBCNは、
リングを一巡できないため、送信されてから一定時間後
には消滅することになる。
ifications.IEEE Standard 802.5−1985（ISO/DP8802/
5）":トークン・リング・アクセス法及び物理層仕様米
国電気電子技術者協会標準802.5−1985（ISO/DP8802/
5） 上記仕様によれば、リングに接続される全ての通信端
局（以下、STと言う）は同じ論理（対等分散制御）で動
作する。例えば、トークンが一定時間以上と受信されな
いといつたリング異常時には、ビーコン（Beacon:BCN）
と称される異常通信フレームが送出され、障害箇所の局
所化がなされる。つまり、BCNを受信したSTは、もし、
自STがBCNの送出状態にあれば、自らのBCNの送出を止
め、他STから受信したBCNを下流に中継する中継状態に
なる。これにより、最終的には１つのSTだけが一定時間
以上BCNを送出し続け、このSTの直上流に障害箇所があ
ると特定できることになる。通常、BCNが送出されるの
は、リングに障害が発生して通信フレームがリングを一
巡できない場合である。この場合、送出されたBCNは、
リングを一巡できないため、送信されてから一定時間後
には消滅することになる。
障害箇所が特定された後、構成制御（Reconfiguratio
n）機能等によつて障害対策が施され、リングが閉じる
（正常状態になる）と、再びトーンが流れ、リング通信
機能が再開されることになる。リングが閉じられると、
BCNはリングを１巡して送出元のSTに戻る。送出元ST
は、受信したBCNの送出元アドレス（Source Address:S
A）をチエツクすることにより、自STから送出したBCNか
否かを判別でき、もし自分で出したBCNであればこれを
除去し、新規にトークンを送出する。しかしながら、次
のような場合を考えると、上記仕様では不充分である。
n）機能等によつて障害対策が施され、リングが閉じる
（正常状態になる）と、再びトーンが流れ、リング通信
機能が再開されることになる。リングが閉じられると、
BCNはリングを１巡して送出元のSTに戻る。送出元ST
は、受信したBCNの送出元アドレス（Source Address:S
A）をチエツクすることにより、自STから送出したBCNか
否かを判別でき、もし自分で出したBCNであればこれを
除去し、新規にトークンを送出する。しかしながら、次
のような場合を考えると、上記仕様では不充分である。
今、BCN送出元STがリングから離脱し、その後に障害
が回復した場合を考える。この場合、リング上に送出さ
れたBCNを除去するSTがリングに存在しなくなるため、
該BCNはリングを周回し続ける。また、リング上の全て
のSTは、BCNを受信して中継する状態となつているた
め、障害が回復したにもかかわらずトークンが生成され
ず、リングの通信機能は停止したままとなる。
が回復した場合を考える。この場合、リング上に送出さ
れたBCNを除去するSTがリングに存在しなくなるため、
該BCNはリングを周回し続ける。また、リング上の全て
のSTは、BCNを受信して中継する状態となつているた
め、障害が回復したにもかかわらずトークンが生成され
ず、リングの通信機能は停止したままとなる。
また、リング上に発生した複数の障害がほぼ同時に回
復した場合を考えると、この場合、BCN送出状態にある
複数のSTは、互いに他のSTが送出したBCNを受信し合う
ことになるため、全てのSTが受信BCNの中継状態にな
る。この状態では、受信したBCNが自STから送出したも
のか否かのチエツクを行なわないため、これらのBCNが
リングを周回し、前記と同様の問題を起すことになる。
復した場合を考えると、この場合、BCN送出状態にある
複数のSTは、互いに他のSTが送出したBCNを受信し合う
ことになるため、全てのSTが受信BCNの中継状態にな
る。この状態では、受信したBCNが自STから送出したも
のか否かのチエツクを行なわないため、これらのBCNが
リングを周回し、前記と同様の問題を起すことになる。
これらの問題は、一般的には、分散制御ネツトワーク
における競合フレーム（前記例ではBCN）の浮遊（例え
ば、リングを周回）の問題として捉えられ、分散制御ネ
ツトワークにおいても、いずれかの局を仮主局として特
定する必要性が生じる。ここで言う仮主局とは、前述の
障害端局（一定時間以上にBCNを送出し続けるST）であ
つたり、トークンの生成及び正常性を監視局例えば前記
文献に記載のアクテイブ・モニター（Active Monitor）
であつてもよい。仮主局の競合には幾つかの方法があ
り、前述のBCN制御で用いられるような方法もあれば、
アドレス値の大小関係を利用する方法もある。後者の方
法は、競合発生時に、例えば各STに自アドレスより大き
い送出元アドレスをもつ競合フレームだけを中継させる
ことにより、最大アドレスを含む競合フレームだけがリ
ング一巡できるようにし、これにより、唯一の仮主局、
即ち最大アドレス局を特定するものである。但し、この
方法によれば、最大アドレスを含む競合フレームが浮遊
した場合、例えばその送出元局がリングから離脱した場
合、前述したと同様の問題が起こる。
における競合フレーム（前記例ではBCN）の浮遊（例え
ば、リングを周回）の問題として捉えられ、分散制御ネ
ツトワークにおいても、いずれかの局を仮主局として特
定する必要性が生じる。ここで言う仮主局とは、前述の
障害端局（一定時間以上にBCNを送出し続けるST）であ
つたり、トークンの生成及び正常性を監視局例えば前記
文献に記載のアクテイブ・モニター（Active Monitor）
であつてもよい。仮主局の競合には幾つかの方法があ
り、前述のBCN制御で用いられるような方法もあれば、
アドレス値の大小関係を利用する方法もある。後者の方
法は、競合発生時に、例えば各STに自アドレスより大き
い送出元アドレスをもつ競合フレームだけを中継させる
ことにより、最大アドレスを含む競合フレームだけがリ
ング一巡できるようにし、これにより、唯一の仮主局、
即ち最大アドレス局を特定するものである。但し、この
方法によれば、最大アドレスを含む競合フレームが浮遊
した場合、例えばその送出元局がリングから離脱した場
合、前述したと同様の問題が起こる。
集中制御ネツトワークでは、専用の集中制御局がネツ
トワークを一元的に管理するため、以上で述べてきたよ
うな問題は起らない。しかしながら、分散制御ネツトワ
ークでは、ネツトワーク全体を一元的に管理する局が存
在せず、リングに送出されたフレームは送出元局で除去
させる等、各局間でいわば他局任せになる点があるた
め、これが前記問題の原因となつてる。
トワークを一元的に管理するため、以上で述べてきたよ
うな問題は起らない。しかしながら、分散制御ネツトワ
ークでは、ネツトワーク全体を一元的に管理する局が存
在せず、リングに送出されたフレームは送出元局で除去
させる等、各局間でいわば他局任せになる点があるた
め、これが前記問題の原因となつてる。
本発明の目的は、分散制御ネツトワークにおいて、主
局競合フレームが浮遊することにより、主局が決定され
なくなることを防ぎ、ネツトワークの通信機能を迅速に
回復させることにある。
局競合フレームが浮遊することにより、主局が決定され
なくなることを防ぎ、ネツトワークの通信機能を迅速に
回復させることにある。
上記目的は、各通信端局（ST）が自らの判断で、受信
した競合フレームの有効性を確認できるようにすること
により達成される。
した競合フレームの有効性を確認できるようにすること
により達成される。
前述した問題点は、競合フレームを受信した時、その
有効性を各STでチエツクできなかつたことによる。
有効性を各STでチエツクできなかつたことによる。
すなわち、各STが受信した全ての競合フレームを有効
とみなしてしまい、結果的に主局の決定がなされず、リ
ングの通信機能が回復できなかつた。この場合、各STが
無効な競合フレーム、例えば前記リングを周回している
BCNを検出できれば、不適切な競合制御が回避され、結
果的に主局を決定できるため、通信機能を速やかに回復
させることができる。
とみなしてしまい、結果的に主局の決定がなされず、リ
ングの通信機能が回復できなかつた。この場合、各STが
無効な競合フレーム、例えば前記リングを周回している
BCNを検出できれば、不適切な競合制御が回避され、結
果的に主局を決定できるため、通信機能を速やかに回復
させることができる。
そこで、本発明では、上記目的を達成するために、競
合フレームの送出元となるSTが、競合フレーム中に送出
時点を示す識別子を含める。
合フレームの送出元となるSTが、競合フレーム中に送出
時点を示す識別子を含める。
一方、上記、競合フレームを受信する各STは、上記識
別子をチエツクすることにより、この競合フレームが有
効か否かを確認できるようにする。
別子をチエツクすることにより、この競合フレームが有
効か否かを確認できるようにする。
競合フレーム中に含まれる送出時識別子は、例えば、
送出の順序を示す値でもよいし、送出時刻を示す値でも
よい。要は、同一STから送出される各競合フレームを識
別できるようにするものであればよい。
送出の順序を示す値でもよいし、送出時刻を示す値でも
よい。要は、同一STから送出される各競合フレームを識
別できるようにするものであればよい。
競合フレームを受信したSTは、上記識別子をチエツク
することにより、当該競合フレームが重複して受信され
たものか否か、すなわち、この競合フレームがリングを
浮遊しているものか否かを知ることができる。もし、重
複して受信されたものであれば、当該競合フレームを無
効とみなし、競合制御は行なわない。受信した競合フレ
ームが既に受信された競合フレームとは別の送出時識別
子を含んでいれば、新たな受信競合フレームが有効なも
のとみなし、各STは競合制御状態を維持する。
することにより、当該競合フレームが重複して受信され
たものか否か、すなわち、この競合フレームがリングを
浮遊しているものか否かを知ることができる。もし、重
複して受信されたものであれば、当該競合フレームを無
効とみなし、競合制御は行なわない。受信した競合フレ
ームが既に受信された競合フレームとは別の送出時識別
子を含んでいれば、新たな受信競合フレームが有効なも
のとみなし、各STは競合制御状態を維持する。
以下、本発明の実施例を図面を参照して説明する。
第１図は、ネツトワークの全体構成を示す図であり、
１（1A〜1E）は通信端局（以下STと言う）、２はリング
状伝送路を示す。尚、伝送路２はダブル・リングであつ
てもよい。対等分散制御で動作する複数のSTにより構成
されるこの種のネツトワークの１例として、前記したト
ークン・リング（IEEE802.5）LANがある。
１（1A〜1E）は通信端局（以下STと言う）、２はリング
状伝送路を示す。尚、伝送路２はダブル・リングであつ
てもよい。対等分散制御で動作する複数のSTにより構成
されるこの種のネツトワークの１例として、前記したト
ークン・リング（IEEE802.5）LANがある。
第２図は、ST1の構成を示す。11はMAC（Media Access
Control:媒体アクセス制御）通信機構、12はPHY（Phys
ical:物理層制御）通信機構である。
Control:媒体アクセス制御）通信機構、12はPHY（Phys
ical:物理層制御）通信機構である。
上記ネツトワークにおいて主局（仮主局とも言える）
を決定することを考える。この場合の主局とは、既に述
べたように障害地点の直ぐ下流に位置する端局であつた
り、前記トークン・リングLANでのトークンの正常周回
を監視するところのアクテイブ・モニター（Active Mon
itor）であつたりする。主局の決定とは、互いに対等な
関係にある複数のSTの中から１つのSTを特定することで
ある。この場合、各ST1はMACレベルの情報を介して主局
競合を行なう。この情報（競合フレーム）はMAC通信機
構11より送出される。MAC通信機構11は、伝送路から競
合フレームを受信すると、このフレーム中に含まれる情
報に基づいて競合制御を行なう。ここで行なわれる競合
制御としては、例えば、自STアドレスより小さい（ある
いは大きい）送出元アドレスを含む競合フレームだけを
中継させることにより、最小（最大）アドレスの競合フ
レームだけをネツトワーク一巡させ、特定の、即ち最小
（最大）アドレスをもつSTを主局に決定する方法があ
る。競合制御を如何なる方法で行なうかは本発明と直接
関係しない。本発明は、各STに競合制御を行なうか否か
を判断させる点にある。
を決定することを考える。この場合の主局とは、既に述
べたように障害地点の直ぐ下流に位置する端局であつた
り、前記トークン・リングLANでのトークンの正常周回
を監視するところのアクテイブ・モニター（Active Mon
itor）であつたりする。主局の決定とは、互いに対等な
関係にある複数のSTの中から１つのSTを特定することで
ある。この場合、各ST1はMACレベルの情報を介して主局
競合を行なう。この情報（競合フレーム）はMAC通信機
構11より送出される。MAC通信機構11は、伝送路から競
合フレームを受信すると、このフレーム中に含まれる情
報に基づいて競合制御を行なう。ここで行なわれる競合
制御としては、例えば、自STアドレスより小さい（ある
いは大きい）送出元アドレスを含む競合フレームだけを
中継させることにより、最小（最大）アドレスの競合フ
レームだけをネツトワーク一巡させ、特定の、即ち最小
（最大）アドレスをもつSTを主局に決定する方法があ
る。競合制御を如何なる方法で行なうかは本発明と直接
関係しない。本発明は、各STに競合制御を行なうか否か
を判断させる点にある。
第３図は、競合フレーム20の構成の１例を示す。21は
スタート・デリミタ（Start Delimiter:SD）、22は宛先
アドレス（Destination Address:DA）、23は送出元アド
レス（Source Address:SA）、24は転送情報（Informati
on:INFO）、25はFCS（Frame Check Sequence）、26はエ
ンド・デリミタ（End Delmiter:ED）である。転送情報2
4は、競合種別情報（Functional Code:FC）27と、送出
時識別子（Identifier:ID）28を含む。ID28は、送出時
の順序を示す通番値であつてもよいし、送出時の時刻を
示す値であつてもよい。要は、個々の競合フレームに違
いをつけられるものであればよい。
スタート・デリミタ（Start Delimiter:SD）、22は宛先
アドレス（Destination Address:DA）、23は送出元アド
レス（Source Address:SA）、24は転送情報（Informati
on:INFO）、25はFCS（Frame Check Sequence）、26はエ
ンド・デリミタ（End Delmiter:ED）である。転送情報2
4は、競合種別情報（Functional Code:FC）27と、送出
時識別子（Identifier:ID）28を含む。ID28は、送出時
の順序を示す通番値であつてもよいし、送出時の時刻を
示す値であつてもよい。要は、個々の競合フレームに違
いをつけられるものであればよい。
第４図は、MAC通信機構11における競合フレーム送信
時の動作フローチヤートを示す。ID28の初期値を「０」
に設定し（110）、競合フレームに該IDを含ませて送出
する（120）。競合が完了したか否かをチエツクし（13
0）、完了していない場合、IDを更新し（140）、以後、
競合を完了する迄、個々の競合フレームのIDを更新しな
がら競合フレームを送信し続ける。競合の完了は、例え
ば前記アドレス値による競合の場合、自アドレスより小
さい送出元アドレスを含む競合フレームを受信するこ
と、若しくは自アドレスの競合フレームを受信すること
によつて知ることができる。
時の動作フローチヤートを示す。ID28の初期値を「０」
に設定し（110）、競合フレームに該IDを含ませて送出
する（120）。競合が完了したか否かをチエツクし（13
0）、完了していない場合、IDを更新し（140）、以後、
競合を完了する迄、個々の競合フレームのIDを更新しな
がら競合フレームを送信し続ける。競合の完了は、例え
ば前記アドレス値による競合の場合、自アドレスより小
さい送出元アドレスを含む競合フレームを受信するこ
と、若しくは自アドレスの競合フレームを受信すること
によつて知ることができる。
第５図は、MAC通信機構11における競合フレーム受信
時の動作フローチャートを示す。競合フレームを受信す
ると、ID28等を取出し、その合理性をチエツクする（21
0）。このチエツクは、データ通信における通常の通番
チエツクでもよい。つまり、既に受信したデータの通番
を記憶しておき、その値からデータの抜けや重複を検出
する。受信フレームの合理性をチエツクし（220）、不
合理の場合は、競合フレーム送信動作を開始する（23
0）。受信した競合フレームが合理であれば、以下に述
べる競合制御を実施する。尚、ここで言う不合理とは、
例えば、新規に受信した競合フレームのSA23やFC27、ID
28等が既に受信済の競合フレームのSA,FC,ID等に等しい
場合であり、この場合は該新規競合フレームによる競合
制御は行なわない。
時の動作フローチャートを示す。競合フレームを受信す
ると、ID28等を取出し、その合理性をチエツクする（21
0）。このチエツクは、データ通信における通常の通番
チエツクでもよい。つまり、既に受信したデータの通番
を記憶しておき、その値からデータの抜けや重複を検出
する。受信フレームの合理性をチエツクし（220）、不
合理の場合は、競合フレーム送信動作を開始する（23
0）。受信した競合フレームが合理であれば、以下に述
べる競合制御を実施する。尚、ここで言う不合理とは、
例えば、新規に受信した競合フレームのSA23やFC27、ID
28等が既に受信済の競合フレームのSA,FC,ID等に等しい
場合であり、この場合は該新規競合フレームによる競合
制御は行なわない。
競合制御は、例えば、受信フレーム中の送信元アドレ
スSAを取り出し、自アドレスMAと比較する（240）。自
アドレスが送信元アドレスよりも大きい場合（MA＞S
A）、受信した競合フレームを中継し（250）、自STは競
合を完了する（260）。自アドレスが送信元アドレスに
等しい場合（MA＝SA）、自STが主局となつて競合を完了
し（270）、例えば、リング通信機能を再開するために
新規にトークンを送出する（280）。また、自アドレス
が送信元アドレスより小さい場合（MA＜SA）、受信した
競合フレームを除去し（290）、自アドレスを含む競合
フレームの送信動作を開始する（300）。
スSAを取り出し、自アドレスMAと比較する（240）。自
アドレスが送信元アドレスよりも大きい場合（MA＞S
A）、受信した競合フレームを中継し（250）、自STは競
合を完了する（260）。自アドレスが送信元アドレスに
等しい場合（MA＝SA）、自STが主局となつて競合を完了
し（270）、例えば、リング通信機能を再開するために
新規にトークンを送出する（280）。また、自アドレス
が送信元アドレスより小さい場合（MA＜SA）、受信した
競合フレームを除去し（290）、自アドレスを含む競合
フレームの送信動作を開始する（300）。
上記の例では、競合フレームの送信側がIDを設定し、
受信側がID等によりその合理性を判断したが、IDを設定
しない方法も考えられる。例えば、特定のSAを有する競
合フレームだけを合理とみなして競合制御を行なうよう
にしてもよい。また、競合制御が急がれている場合に
は、受信した全ての競合フレームに関して競合制御を行
ない、その後で競合フレームの合理性をチエツクし、不
合理と判断した競合フレームによる競合制御の結果を無
効とするようにしてもよい。要は、自ST宛ての全ての競
合フレームを有効とみなすのではなく、受信した競合フ
レームの合理性をチエツクして競合制御を行なえれば良
い。
受信側がID等によりその合理性を判断したが、IDを設定
しない方法も考えられる。例えば、特定のSAを有する競
合フレームだけを合理とみなして競合制御を行なうよう
にしてもよい。また、競合制御が急がれている場合に
は、受信した全ての競合フレームに関して競合制御を行
ない、その後で競合フレームの合理性をチエツクし、不
合理と判断した競合フレームによる競合制御の結果を無
効とするようにしてもよい。要は、自ST宛ての全ての競
合フレームを有効とみなすのではなく、受信した競合フ
レームの合理性をチエツクして競合制御を行なえれば良
い。
本発明によれば、各STが競合フレームの合理性を判断
することにより、不必要な競合制御を防止し、主局決定
が不能に陥るのを防止できる。
することにより、不必要な競合制御を防止し、主局決定
が不能に陥るのを防止できる。
第１図は本発明を適用するネツトワークの全体構成の１
例を示す図、第２図は上記ネツトワークを構成する通信
端局（ST）の構成図、第３図は競合フレームの構成の１
例を示す図、第４図は競合フレーム送信側STの動作フロ
ーを示す図、第５図は競合フレーム受信側STの動作フロ
ーを示す図である。 28……競合フレームの送信時の識別子、110,140……競
合フレーム送信時の識別子の設定、210,220……競合フ
レーム受信時の合理性チエツク。
例を示す図、第２図は上記ネツトワークを構成する通信
端局（ST）の構成図、第３図は競合フレームの構成の１
例を示す図、第４図は競合フレーム送信側STの動作フロ
ーを示す図、第５図は競合フレーム受信側STの動作フロ
ーを示す図である。 28……競合フレームの送信時の識別子、110,140……競
合フレーム送信時の識別子の設定、210,220……競合フ
レーム受信時の合理性チエツク。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭63−79436（ＪＰ，Ａ) 特開 昭61−158240（ＪＰ，Ａ)
Claims (2)
- 【請求項１】複数の通信端局が伝送路を介して環状に接
続され、前記伝送路の障害発生時に前記各通信端局が競
合フレームを送出するようにした分散制御ネットワーク
において、 前記障害が発生したことに応じて、各通信端局は前記競
合フレームに当該端局における当該競合フレームの識別
子を設定して送出することを繰り返し行い、 前記競合フレームを受信した各通信端局は、該競合フレ
ームに設定された前記識別子に基づいて自通信端局での
動作を決定することを特徴とする分散制御ネットワーク
の制御方法。 - 【請求項２】複数の通信端局が伝送路を介して環状に接
続され、前記伝送路の障害発生時に前記各通信端局が競
合フレームを送出するようにした分散制御ネットワーク
において、 前記障害が発生したことに応じて、各通信端局は前記競
合フレームに当該送信元端局のアドレスと当該端局にお
ける当該競合フレームの識別子とを設定して送出するこ
とを繰り返し行い、 前記競合フレームを受信した各通信端局は、該受信した
競合フレームの中の前記送信元端局のアドレス及び前記
識別子に一致する競合フレームをそれ以前に受信したか
を判定し、受信していないとき前記ネットワークを構成
する複数の通信端局のうちの１つを主局に決定するため
の競合制御を前記競合フレームに対して実行し、受信済
みのとき前記競合フレームに対する前記競合制御を実行
しないことを特徴とする分散制御ネットワークの制御方
法。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63103909A JP2650961B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 分散制御ネットワークの制御方法 |
| US07/343,901 US5023871A (en) | 1988-04-28 | 1989-04-27 | Method of controlling the operation of stations in a ring network |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63103909A JP2650961B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 分散制御ネットワークの制御方法 |
Publications (2)
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|---|---|
| JPH01276850A JPH01276850A (ja) | 1989-11-07 |
| JP2650961B2 true JP2650961B2 (ja) | 1997-09-10 |
Family
ID=14366551
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63103909A Expired - Lifetime JP2650961B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 分散制御ネットワークの制御方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5023871A (ja) |
| JP (1) | JP2650961B2 (ja) |
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| JP2585306B2 (ja) * | 1986-11-07 | 1997-02-26 | 株式会社日立製作所 | ループ伝送システムおよびデータ伝送制御方法 |
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-
1988
- 1988-04-28 JP JP63103909A patent/JP2650961B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1989
- 1989-04-27 US US07/343,901 patent/US5023871A/en not_active Expired - Lifetime
Also Published As
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|---|---|
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| US5023871A (en) | 1991-06-11 |
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