JP2834210B2

JP2834210B2 - リング状ネットワークにおけるメッセージ制御方法

Info

Publication number: JP2834210B2
Application number: JP1221433A
Authority: JP
Inventors: 昌之織茂; 欣司森; 増幸竹内; 優子寺西; 正義松浦; 靖雄鈴木; 克己河野
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1988-09-14
Filing date: 1989-08-30
Publication date: 1998-12-09
Anticipated expiration: 2013-12-09
Also published as: DE68925447T2; DE68925447D1; EP0359241A3; JPH02283142A; EP0359241A2; US5666484A; EP0359241B1

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕本発明はリング状ネットワークにおけるメッセージ制
御方法に関する。

〔従来の技術〕

従来、マルチプロセッサシステムのデータ送受信制御
方法については、情報処理学会誌「情報処理」、Vol.2
3,No.12.1982のP1154〜P1160に示されるように、ハイレ
ベルデータリンク制御手順（HDLC）等で、コマンド／レ
スポンス方式が思いられている。これは、データを送信
するプロセッサが、データを受信すべきプロセッサを指
定して、受信したプロセッサは、受信が成功したという
応答（レスポンス）を送信元とのプロセッサに送信する
という１対１通信である。送信側のプロセッサは、レス
ポンスを受信することによりデータ送信の成功を検知
し、レスポンスが戻らないことにより送信側プロセッサ
はデータ送信の失敗を検知する。この方式は、送信側プ
ロセッサが、受信側プロセッサのアドレスを知っている
ことが前提となっている。

また、特定の受信プロセッサを指定せずデータを送信
し、システム内全プロセッサがこのデータを受信する方
式としてプロードキャスト方式がある。この方式では、
受信プロセッサからの受信確認の応答は送信されない。
従って、システム内でプロセッサに障害が発生したり、
プロセッサが新たに追加されたとしても送信側プロセッ
サがそれを意識することなく、データ送信することがで
きる。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来技術である１対１通信では、各送信ごとに応
答をとるためデータ伝指レベルでのデータ抜けは発生し
ないが、送信側プロセッサが全受信側プロセッサのアド
レスを知ってることが前提となっているので、拡張、障
害などによりシステム構成が変更されたときには、全プ
ロセッサにそれを通知する必要があり、拡張性の点で問
題がある。一方、ブロードキャスト通信では、このよう
な必要はなく拡張性はよいが、応応をとらないため例え
ば、プロセッサの負荷が増し、受信バッファのあふれが
生じ、ブロードキャストされたデータを受信できなくな
る場合などに、データ抜けが生じる可能性がある。

本発明の目的は、データ抜けのない高信頼なブロード
キャスト通信方式を提供することにより、システムの信
頼性、拡張性、保守性を向上させる分散プロセッサシス
テムにおける制御方法を提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するために、本発明は、ブロードキャ
スト通信において、各プロセッサは自らの負荷を監視
し、必要であれば他プロセッサに状態を知らせるように
したことを特徴とする。

また、本発明では、負荷の監視手段として、受信デー
タを格納するバッファ内のデータ数を監視するようにし
たことに特徴がある。

〔作用〕本発明では、負荷の増大によりデータ受信能力の低下
したプロセッサが、他プロセッサに通知し、他プロセッ
サがデータ送信を一時的に止めることにより、第１のプ
ロセッサの処理が進み、負荷が減少し、データ受信能力
が上がる。これにより、ブロードキャストされたデータ
の受信漏れがなくなり、データの連続性を保つことがで
きる。

〔実施例〕

以下、本発明の第１実施例を図面により説明する。第
２図（ａ）は、システム全体の構成図である。プロセッ
サ10,20,30が伝送路01で接続されている。各プロセッサ
には伝送路の01とのインタフェース11,21,31がある。こ
こでは、プロセッサ10,20,30は３台示されているが、２
台以上でれば何台接続されていてもよく、各々のプロセ
ッサの動作に変わりはない。第２図（ｂ）は、プロセッ
サ10の伝送路01とのインタフェース11の構造を示す。他
のプロセッサの構造も、プロセッサ10と同じである。伝
送路01からのデータを受信するデータ受信手段13、受信
したデータを記憶する受信バッファ14、受信バッファ14
のデータ数を監視する受信データ監視手段15、伝送路01
へデータ送信遅延要求メッセージを送信するメッセージ
送出手段16、伝送路01へデータを送信するデータ送信手
段17、送信データを記憶する送信バッファ18、タイマー
19からなる。これら各手段は共通の又は個々のプロセッ
サにより実現できる。処理装置12は、受信バッファ14か
らデータをとって処理を行い、送信バッファ18へ送信デ
ータを書きこむ。第３図は受信バッファ14の構成を示
す。受信バッファは、複数行から成り、各行はデータ部
200、フラグ部201から成る。フラグ201は、その行にデ
ータが記憶されているときは１、菊臆されていないとき
は０となる。データ受信手段13は、データが記憶されて
いない。すなわちフラグ０が最も下の行にデータを入れ
る。処理装置12は、最も下の行のフラグが１であればそ
のデータをとりこみ、それより上位の行のデータを１行
ずつ下に移す。受信データ監視手段15はフラグ201が１
である行を数えることによって受信状態を監視する。第
１図（ａ）は、受信データ監視手段15の動作フロー図で
ある。受信バッファのデータ数を監視し（ステップ10
1）、一定値Ｎ以上であればメッセージ送出手段へ連絡
する（ステップ102）。メッセージ送出手段16は、受信
データ監視手段15から連絡が来るとただちに伝送路01へ
データ送信遅延要求メッセージを送信する。第１図
（ｂ）は、データ受信手段13の動作フロー図である。デ
ータ受信手段13は、データを受信する（ステップ110）
と、データ送信遅延が求メッセージであれば（ステップ
111）データ送信手段17へ連絡し（ステップ112）、そう
でなければ受信バッファ14にデータを入れ（ステップ11
3）、終了する（ステップ114）。第１図（ｃ）は、デー
タ送信手段17の動作フロー図である。データ受信手段13
から、データ送信遅延要求メッセージを受信したとの連
絡が来ると（ステップ121）、タイマーをスタートし
（ステップ122）、終了したところで（ステップ123）も
とにもどる。連絡がないときは、送信バッファにデータ
があれば（ステップ124）、データ送信し（ステップ12
5）、もとにもどる。この時のタイマーにセットする時
間は、一定値とする方法と、データ送信遅延要求メッセ
ージを受信する頻度によって大きさを変える方法があ
る。後者の場合は、前回に同メッセージを受信してか
ら、今回に受信するまでの時間Ｔを測定しておき、Ｔが
大きければタイマー値を小さく、Ｔが小さければタイマ
ー値を大きくする様に変化させる。この方法によれば、
伝送路01の混雑度の他プロセッサの負荷に対応して、デ
ータ送信を遅延させることができる。伝送路01にデータ
を送信する際には、ブロードキャスト方式を用いる。第
４図に伝送路上に流れるデータのフォーマット図を示
す。211及び216はデータの開始と終了を示す記号、212
はデータの内容を示す内容コード213は通番、214はデー
タを送信するプロセッサの番号、215は情報を示す。こ
のようなフォーマットのデータをブロードキャストする
ことによって、伝送路01上の全てのプロセッサがデータ
を受信し、内容コード212によって必要なデータかどう
かを識別する。通番213によって同じデータが過去に受
信されたか否かを判断し、重複していれば、新しいデー
タを捨てる。プロセッサ番号214によって、受信したデ
ータが、自プロセッサ内で発生したものかどうかの判断
をする。データ送信遅延要求メッセージも第４図のフォ
ーマットに従うものとすれば、自らが送信したデータ送
信遅延メッセージによって、自プロセッサ内で発生した
送信データの送信を止めない様にすることができる。

本発明の第２の実施例は、伝送路上の全てのプロセッ
サの負荷、及び受信バッファの容量が共に等しい場合、
各プロセッサは、自らのデータ受信能力を監視し、デー
タ受信能力が低下すると、他プロセッサのデータ受信能
力も同様に低下していると見なし、自らのデータ送信を
一時的に停止する方法がある。以下、図面により説明す
る。第５図は、伝送路01とプロセッサとのインタフェー
ス部分51の構成図である。インタフェース51は、伝送路
からデータを受信するデータ受信手段53、処理装置52か
らのデータを送信し、受信手段53にデータを連絡するデ
ータ送信手段54、タイマー55、送受信バッファ56、送受
信バッファ56のデータ数を監視するバッファ監視手段57
から成る。これら手段は共通の又は個々のプロセッサに
より実現できる。第６図は送受信バッファ56の構成図で
ある。送受信バッファ56はデータ部300、送／受信フラ
グ301、データ格納フラグ302から成る。送／受信フラグ
301は、その行に入っているデータが送信データであれ
ば０、受信データであれば１となる。データ格納フラグ
302は、その行にデータが格納されていれば１、格納さ
れていなければ０となる。従って、データ受信手段53が
送受信バッファ56にデータを格納したときは両フラグと
も１となり、処理装置は両フラグとも１のデータをとり
こみ、格納フラグ302を０にする。また、処理装置52が
送信データを送受信バッファ56に格納するときは、送／
受信フラグ301を０、格納フラグ302を１とし、データ送
信受信54がデータ送信するときは送／受信フラグ301が
０、格納フラグ302が１のデータを受信し、格納フラグ
を０とする。このようなバッファ及び管理方法を用いる
ことにより、データ受信が頻繁にあるときは、データ送
信を押え、送受信バッファ56の空き領域を受信データ専
用として代用することができるので、受信バッファの容
量を一時的に大きくしたことと同様となり、受信能力の
低下を押えることができる。第７図（ａ）は、本実施例
におけるデータ受信手段53の動作フロー図である。デー
タを受信あるいは送信手段54から連絡を受ける（ステッ
プ310）と、そのデータを送受信バッファ56に格納する
（ステップ311）。第７図（ｂ）は、データ送信手段54
の動作フロー図である。バッファ監視手段57からデータ
受信能力の低下の連絡があれば（ステップ321）、タイ
マーをスタートさせ（ステップ324）、タイマー終了す
ると（ステップ325）、もとに戻る。バッファ監視手段5
7からの連絡がない場合には、送受信バッファ56に送信
エータがあるかも否かを送／受信フラグ301、格納フラ
グ302によって判断し（ステップ322）、送信データがあ
ればデータ送信し、データ受信手段53に連絡する（ステ
ップ323）。タイマーにセットする値は一定とする方法
と、バッファ監視手段57からの連絡の頻度によって変化
させる方法がある。第７図（ｃ）は、バッファ監視手段
57の動作フロー図である。バッファ監視手段57は、送受
信バッファ内の受信データ数を送／受信フラグ301、格
納フラグ302により監視し、受信データ数がＮを超える
と（ステップ331）、データ送信手段54、処理装置52へ
連絡する（ステップ332）。処理装置52は、バッファ監
視手段57からの連絡が入ると、送信データを送受信バッ
ファ56に格納するのを一時的に停止する。停止する時間
は、データ送信手段54のタイマー値と等しいか大きい値
をとる。このことにより、処理装置52は送信データをバ
ッファに入れず受信データをとり入れるので、送受信バ
ッファ56内の受信データ数の送信データ数に対する割合
が増え、データ受信能力が上がる。また、全てのロセッ
サの負荷と、送受信バッファ56の容量が等しいならば、
全てのプロセッサで同時のデータ送信を一時的に停止す
ることになる。従って、伝送路の01上にデータは流れな
くなり、各プロセッサの送受信バッファ56内の受信デー
タ数も次第に減り、データ受信能力が向上する。

上記２つの実施例では、受信データ監視手段15あるい
はバッファ監視手段57が、バッファ内データ数により、
異常状態を検知すると、メッセージ送出手段16あるいは
データ送信手段54に著接連絡をしていたが、フラグを介
して異常状態を知らせる方法もある。受信データ監視手
段15あるいはバッファ監視手段57が、異常を検知する
と、メモリ上のフラグを立てる。メッセージ逆出手段56
あるいはデータ送信手段54は常にこのフラグを監視して
おり、フラグを立つと、メッセージを送出あるいはデー
タ送信を停止する。

以下、本発明の第３の実施例を図面により説明する。

本実施例は、データ送信遅延の解除を遅延要求を出し
たプロセッサからの解除要求メッセージによって行なう
ものである。以下、第２図（ｂ）における受信データ監
視手段15、メッセージ送出手段16、データ送信手段17の
動作を第８〜10図により説明する。受信データ監視手段
15の動作を第８図により説明する。受信データ監視手段
15は、受信バッファ14内のデータの数を常に監視し、デ
ータ数が一定数Ｎより大きくなると（ステップ421）、
処理装置12の負荷が大きくなっていて、受信バッファが
満杯になると見なし、メッセージ送出手段16に遅延要求
信号を出す（ステップ442）。その後は、受信バッファ1
4のデータ数を再び監視し、データ数が一定数Ｎ′より
小さくなると（ステップ423）、メッセージ送出手段16
に解除要求信号を渡し（ステップ424）、元にもどる。
ただし、Ｎ′はＮより小さい数である。メッセージ送出
手段16に渡す遅延要求信号及び、解除要求信号は、受信
データ監視手段15とメッセージ送出手段16との間で定義
されたものである。例えば、ブーリアン変数とし、１で
あれば遅延要求信号、０であれば解除信号と定義し、遅
延要求信号を発していない間は、常に０であるとすれ
ば、実現することができる。メッセージ送出手段16の動
作を第９図により説明する。メッセージ送出手段16は、
遅延要求信号を受けとると（ステップ430）、タイマー
により時間を測り始め（ステップ431）、データ送信遅
延要求メッセージを第４図のフォーマットでネットワー
クへ流す。このシステムのデータ伝送方法は、受信先の
アドレスを用いないブロードキャスト伝送を用いるた
め、データ送信遅延要求メッセージはネットワーク01上
の他の全てのプロセッサに受信される。その後、メッセ
ージ送出手段16は、受信データ監視手段15から解除要求
信号が渡されたかどうか判定し（ステップ433）、渡さ
れたならば、遅延解除メッセージをネットワーク01へブ
ロードキャストする（ステップ435）。解除要求信号が
渡されていなければ、タイマーの値を調べ、一定時間Ｔ
以上であれば、ステップ431に戻り、Ｔより小さければ
ステップ433に戻る（ステップ434）。このような動作を
くり返すことによって、遅延要求信号を受け取ってか
ら、解除信号を受けとるまで、一定時間間隔でデータ送
信遅延要求メッセージを送信することができる。次に、
データ送信手段17の動作を第10図により説明する。デー
タ受信手段13が、データ送信遅延要求メッセージを受け
とったかどうかを、データ受信手段13のメッセージより
判断し（ステップ441）、受けとっていれば、タイマー
で時間を測定し始め（ステップ442）、メッセージ中の
プロセッサ番号214を変数Ｐに代入する（ステップ44
3）。次に、遅延解除メッセージが受信されたかどうか
を判定（ステップ444）し、受信さていないならば、デ
ータ送信遅延要求メッセージが新たに受信されたかどう
かを判定する（ステップ445）。新たに受信されていれ
ば（ステップ442に戻ってタイマーのカウントを開始し
新しいメッセージの送信元のプロセッサ番号がＰに代入
されてる（ステップ443）。ステップ445の判定で、メッ
セージが受信されていなければ、タイマーの値を判定し
（ステップ449）、一定時間Ｔ′より大きければステッ
プ441に戻り、大きくなければステップ144に戻る。ただ
し、Ｔ′はメッセージ選出手段の一定時間Ｔより長くな
ければならない。ステップ444の判定で、遅延解除メッ
セージが受信されていた場合は、遅延解除メッセージを
送信したプロセッサの番号がＰと等しければ、ステップ
441に戻り、等しくなければステップ445へ進む。これに
より、常に最も新しいデータ送信遅延要求メッセージと
同じ送信元による遅延解除メッセージによって、遅延状
態を解除することになる。また、ステップ441の判定の
際にメッセージが受信されていなかった場合は、送信バ
ッファ18にデータがあるかどうかを見て（ステップ44
6）データがなければステープ441へ戻り、データがあれ
ば送信バッファ18のデータをネットワークへブロードキ
ャストし、送信したデータに該当するフラグ201を０に
するステップ447。送信バッファのデータの送信の方法
には、送注バッファ中のデータを全て一度に送信する方
法と、１データずつ送信する方法がある。後者の方法を
とる場合に、バッファ中の最も古いデータから送信する
ことが考えられる。以上示した動作を各手段が行うこと
により、次のような効果が得られる。第１に、受信バッ
ファ14、送信バッファ18の各面にデータがあるか否かを
示すフラグを用いたことにより、バッファに、どれくら
いの数のデータが入っているかを判断しやすくなった。
第２の効果は、データ送信手段17が、最新のデータ送信
遅延要求メッセージの送信元プロセッサ番号を記憶して
おくことにより、まだ遅延要求の状態が終わっていない
プロセッサがあるにも係らず、他のプロセッサの遅延解
除メッセージによりシステム全体の遅延状態が解除され
てしまうことを防ぐ。第２の効果については、第11図に
より詳しく説明する。ネットワーク上には、３台以上の
プロセッサが接続されているとする。まず、プロセッサ
１が時刻t₁で遅延要求を出し、それより後の時刻t₂にプ
ロセッサ２が遅延要求を出す。時刻t₃にはプロセッサは
遅延解除しているが、プロセッサ２がまだ解除していな
いのでシステム全体としてはt₃で解除をしてはいけな
い。プロセッサ３が時刻t₄で遅延要求を出してからも同
様で、結局システム全体としては、時刻t₁からプロセッ
サ３が解除するt₆までデータ送信を抑止した状態となら
なければならない。

本発明の第４の実施例は、伝送方式があて先を付けな
いブロードキャスト方式ではなく、あて先を付けるアド
レス通信方式を用いる方法である。この場合、第４図の
内容コード212の替わりに、受信先のアドレスを記し、
情報215の部分に、データ送信遅延要求メーセージや遅
延解除メッセージが入ることになる。システムの全体構
成やデータ送受装置の構成、メッセージ送出手段以外の
各手段の動作フローは第１の実施例と同じである。メッ
セージ送出手段はネットワーク上の全てのノードのアド
レスを記憶しており、メッセージを選出する際には各々
のノードのアドレスを付けたメッセージを全て送出す
る。本実施例の効果は、ネットワーク上に流れるデータ
に内容コードを付けずアドレスを用いて１対１の通信を
行なうので、各プロセッサはとり込んだデータの内容コ
ードを判別する必要がないので、受信プロセッサ内の処
理は簡単であることである。

以上示した第１〜第４の実施例は、インタフェース部
（第２図（ｂ）11）で行うものとしたが、本方式は処理
装置側の通信管理プログラムで行うことも可能である。

本方式を処理装置側に組み込んだ場合は、Eternet.To
ken Ring LANなどの既存のLANをそのまま使用して、高
信頼度ブロードキャスト通信を実現できる。以下、これ
ら既存LAN上での実施例を詳細に説明する。

第12図（ａ）は、本発明が実施されるシステム全体の
構成を示すブロック図であり、1100、1101、1102は、プ
ロセッサを示し、互々のプロセサは、バスコントロー
ルプロセサ（BUS Control Prosser以下、BCPと称す
る。）1110,1111,1112をそれぞれ持ち、各プロセサは、
バス1010に接続されている。

第12図（ｂ）は、BCPの全体構成を示すブロック図で
ある。BCPは、送信回路1012から、トランシーバタップ1
011を介して、ネットワークに流し、そして、ネットワ
ーク上の信号を受信回路1013から取り込む。

BCPによって取り込まれたメッセージは、チェック用
バッファ1120、受信バッファ1121を経てプロセサ1100に
転送され、プロセサ1100から受信メッセージは、BCP内
送信バッファ1122を経てネットワークに流される。これ
ら送受信に関する制御は、BCP内制御ユニット1124によ
って行われる。

また、本発明が適用されるシステムにおいて用いられ
るメッセージの流さは、バス両端のプロセサ間の信号伝
播時間をＤとすると、最低2D時間以上送り続けられる長
とする。

第17図は、本システムで用いるメッセージフォーマッ
トを示す図である。同図において、FS1060、FE1061は、
メッセージの始めと終りを示すフラグであり、メッセー
ジ部は制御部1062と情報部1063、そしてデータの伝送エ
ラーをチェックするためのフレームチェックシーケンス
（FCS）1064から成る。制御部1062には、どのプロセッ
サから送出されたメッセージであるかを示す自MACアド
レス1601とどのプロセッサの何番目に発生したデータで
あるかを示す通番1602が含まれている。その他、同図に
は示していないが、制御部1062には、プロセッサ間通信
に必要な情報などが必要に応じて付加される。

まず、受信バッファ1121が満杯となった場合について
説明する。

第13図は、受信バッファ1121の構成図を示す。この受
信バッファは、データが格納されているか否かを示す格
納済フラグ1020とデータを格納するデータエリア1021と
か成る。

第14図はバッファ検知およびビジー信号送出フローを
示す。

第12図（ｂ）において、受信管理は、受信バッファ11
21内のすべての格納済フラグ1020を監視（ステップ103
0）しており、もしすべての格納済フラグ1020が１であ
れば、受信バッファ1121は満杯であると判断し、ビジー
信号をネットワークに送出（1031）する。ビジー信号は
第12図（ｂ）のビジー信号生成器1127で生成され、受信
バッファ1121がデータ格納可となるまで連続して送出さ
れる。従って第12図（ｄ）のようにビジー信号送出中
に、他プロセサからメッセージが送出されると、このメ
ッセージとビジー信号は衝突することになる。尚、ビジ
ー信号は、受信バッファ1121が格納可となれば、速やか
に停止され、第12図（ｃ）の如く、他プロセッサからの
メッセージは受信される。

次に、メッセージ受信処理フローについて第15図をも
とに説明する。

プロセサ内で発生したメッセージは、送信バッファ11
22に転送されると同時に、再送バッファにも転送され
る。送信準備が整ったプロセサを第12図（ａ）におい
て、1100とすると、プロセサ1100のBCP1110は、ネット
ワークがビジーであるか否かを監視し（ステップ104
1）、ネットワークが空になると、ネットワークへ送信
メッセージを送出する（ステップ1042）。この送出信号
は、直ちに受信回路ステップ1013へ入る。

この受信回路1013上の信号はモニタされ（ステップ10
43）、検出器1126を用いて、送出信号と、比較される
（ステップ1044）。もし、両者の信号が、異なる場合
は、送出信号が他プロセサから送出された信号（送信メ
ッセージの信号あるいはビジー信号）と衝突したものと
判断し、送信を中止する（ステップ1045）。そして、再
送バッファ1123内のメッセージを送信バッファ1122に複
写し（ステップ1046）、バックオフ管理1130によってラ
ンダムに決定された時間をタイマーにセットし（ステッ
プ1047）、そのセットされた時間待って、再送される
（ステップ1048）。もし、この待ち合せ時間中に、ネッ
トワークがビジーとなればタイマー1128は、リセットさ
れ（ステップ1050）、ネットワークが空となるまで待っ
て、再びバックオフ管理1130によってランダムに決定さ
れた時間をタイマー1128にセットし、同様の再送処理
（ステップ1048）を行う。

また、送出中の信号と受信中の信号が、送信終了まで
全て一致すれば、送信完了であると判断するが、伝送エ
ラーなどによって生じるビットかけを検出した受信側プ
ロセサから送られてくる再送要求のために、再送要求受
付時間をタイマー1128にセットする（ステップ1051）。
そして、時間内に再送要求が来なければ、再送バッファ
内のメッセージを消去し、送信処理を終わる。もし、時
間内に再送要求が来れば、再送バッファ1123内メッセー
ジを送信バッファ1122に複写し（ステップ1052）、ネッ
トワークがビジーか否かを監視（ステップ1041）し、ネ
ットワークが空となるのを待って、再送し、上述の処理
を繰り返す。

尚、上述した衝突の検知および再送のためのバックオ
フ処理についての説明は、本実施例説明のための１例に
過ぎず、現在使用されているバス型ネットワーク用の通
信プロトコル、例えばCSMA/CDの機能は全て適用され
る。また、本実施例では、バックオフ処理以外の信号送
出タイミングをネットワークが空になったと同時に行う
こととしたが、このタイミングについても、現在使用さ
れているCSMA系のタイミングが適用される。

次に、メッセージ受信処理について第16図、第17図を
もとに説明する。

受信側プロセサは、まず、受信回路に入ってくる信号
の先頭がデータを示すものであるか否かをみて、その受
信信号が他プロセサからの受信メッセージがビジー信号
かを判断する（ステップ1052）。即ち、受信回路上の信
号が、メッセージの初めをあらわすフラグ1060を示す信
号でなければ、ビジー信号と判断し、その信号を廃棄す
る（ステップ1053）。もし、メッセージの初めをあらわ
すフラグ1060であれば、以後の信号を順次チェック用バ
ッファ1120に格納する（ステップ1054）。そして、メッ
セージの終りをあらわすフラグ1061を示す信号まで格納
し終えるとメッセージに付加されているフレームチェッ
クシーケンス1064を用いて伝送エラーによるビットかけ
などを検出するためにビットチェック（ステップ1055）
を行い、さらに、通番チェックによって新規データであ
るか否かのチェックを行い、完全なメッセージであれ
ば、受信バッファ1121に格納し（ステップ1056）、格納
済フラグをたてる（ステップ1057）。この格納フラグ
は、該エリア内データがプロセッサに転送れるとゼロク
リアされる。また、伝送エラーが検出された場合は、受
信信号は、廃棄され（ステップ1058）再送要求メッセー
ジを送出する（ステップ1059）。

一方、メッセージの終りをあらわすフラグ1061を示す
信号を受信できなかった場合は、受信信号を廃棄する。
この場合、受信側プロセサが衝突を検出して送信を中止
したが、或いは、送信中にダウンしたものと判断し、再
送要求はしない。

尚、上述の受信処理において、メッセージの始めを受
信した後に、以後の信号を順次受信している時に、送信
側プロセサが、衝突を検出したことによって送信を中止
したとする。この時の衝突がビジー信号による衝突であ
る場合には、ビジー信号はそのまま送出されるので受信
側プロセサは、ビジー信号を受信し続けることになる。
従って、ビジー信号が長時間発生された場合を想定する
と、受信側プロセサに不都合が生じることになる。そこ
で受信管理機能1132は、チェック用バッファ1120がある
一定値を超える信号を格納した場合に、その信号を廃棄
する機能をもつものとする。

次に、第６の実施例を説明する。

本実施例では、送信権を獲得したプロセサのみが送信
できるものとする。

第12図（ａ）において、送信権を獲得したプロセサを
1100とすると、プロセサ1100は、送信バッファ1122内の
メッセージをネットワークに流す。この時、第５の実施
例と同様に検出器1126を用いて、衝突検出を行う。尚、
第６の実施例６では受信の際のビットチェック、および
送信の衝突検知フローの詳細説明は省く。

まず、受信処理について第18図をもとに説明する。

送信権を持ないプロセサは、受信バッファ1121内の格
納済フラグを監視し、受信バッファ1121にメッセージを
格納できる状態であれば、ネットワークを流れるメッセ
ージを取り込み（ステップ1701）、受信メッセージが新
規データであるか否かをメッセージの通番により判断し
（ステップ1702）、新規メッセージであれば、受信バッ
ファ1121に転送し（ステップ1703）、もし新規メッセー
ジでなければ、そのデータを消去する（ステップ170
5）。

しかし、受信バッファ1121が満杯であれば、メッセー
ジのビット列の先頭が分岐部1125に受信された瞬間に、
ビジー信号を送出する（ステップ1704）。このビジー信
号送出によって、メッセージとの衝突を誘発させる。

次に、送信処理について第19図をもとに説明する。送
信側プロセサ1100が送信を開始（ステップ1801）して、
送信をもっているにもかかわらず衝突を検出した場合、
送信メッセージが全てのプロセサへブロードキャストさ
れていないと判断し、再送を試みる（ステップ1802）。
そして、メッセージ送信中に衝突がなくなれば、ブロー
ドキャストが成功したと判断でき、再送バッファ内メッ
セージを消去する。

上記説明した方法により、送信側プロセサは、メッセ
ージを送信すると同時に、ブロードキャストが成功した
か否かを判断することができるため、バス通信におい
て、確実なブロードキャストを達成することができる。

以上示したように、本発明の実施例によれば、システ
ム内に受信バッファ満杯になるメッセージ受信不可状態
のプロセサが存在することを、メッセージ送出側が自発
生メッセージ衝突発生検出により、検知し、再送するこ
とが可能となる。なお、受信バッファ満杯状態は一時的
なものであり、メッセージ再送が行われている間に、受
信バッファ内データがプロセサにより処理され、受信可
能状態となる。

ただし、第12図（ｂ）の構成においてプロセサ1100内
で例えば処理が無限ループに陥る、プロセサ1100側の電
源断（BCPとプロセサが別電源の場合）、等の異常発生
により処理ができなくなった場合は、BCP1110の受信バ
ッファ内データは処理されずに残ったままとなり、受信
バッファ満杯状態となったままとなってしまう。以下
に、第７の実施例として、BCP内にプロセサ異常検出機
構を組み込んだ例について説明する。第10図は、第７の
実施例におけるBCPの構成を示す図である。プロセサ異
常検知機能1133は、受信バッファ1121内メッセージをプ
ロセサ1100に送出する際に、送出が正常終了したか否か
を判断し、失敗の場合は、前もって与えられた期間待っ
た後、再びプロセサへの送出を行う。前もって定められ
た回数の再送をくり返しても、送出正常終了しない場合
は、プロセサダウンを判定し、プロセサダウン検知フラ
グ1134をセットしプロセサダウンを示す情報をネットワ
ークに送出する。また、受信バッファ満杯時は、プロセ
サダウン検知フラグ1134がたっていない場合は第5,第６
の実施例と同じ処理であるが、フラグ1134が立っている
場合は以下の処理を行う。すなわち、受信バッファ満杯
の場合でもビジー信号は出さず、ネットワークよりメッ
セージ受信時は、受信バッファ内の古いデータを１つ消
去しネットワークよりのメッセージを取り込む。また、
プロセサダウンを検出したBCP1110は、受信バッファ内
メッセージをプロセサに送り続け、正常に送れたことに
より、プロセサダウン回復を検出し、プロセサダウン検
知フラグ1134をリセットする。

以下、本発明の第８の実施例を第21図〜第22図により
詳細に説明する。まず、本発明が適用されるシステムの
全体構成を第22図にり説明する。2001は矢印方向への一
方向性リング状伝送路であり、2010〜2060は、トークン
パッシング方式に基づき伝送路上のメッセージ伝送制御
を行う伝送制御装置（NCP:Network Control Processo
r）である。また、2011〜2061は、各NCP2010〜2060に接
続され、このネットワークを介して互いに連携をとりな
がら、目的とする処理を行う処理装置である。なお、本
実施例ではリング状伝送路は一重伝送路としてあるが、
一重である必要はなく、多重リング伝送路あるいは、迂
回路構成を伴う双方向２重リングであっても、本発明方
式は適用可能である。

第21図（ａ）はNCP2010内の構成を示す図である。NCP
2020〜2060は同一構成であ。インタフェース2101は、伝
送路2001からのメッセージ受信及び伝送路2001へのメッ
セージ送信を管理する部分である。プロセサ2102は、NC
P2010での伝送制御処理を管理するものである。第１受
信バッファ2104及び第２受信バッファ2105はネットワー
クより受信したメッセージを格納するためのエリアであ
る。なお、第１受信バッファ2104には、１メッセージ分
のエリアが割り当てられている。また、第２受信バッフ
ァ2105には、前もって指定された個数用のメッセージを
格納するためのエリアが割当てられており、サイクリッ
クバッファ構成となっている。第２受信バッファ管理フ
ラグ2106は、第２受信バッファ2150が満杯に、すなわ
ち、第２受信バッファ2105にこれ以上メッセージを格納
できない状態であるか否かを示すフラグである。送信バ
ッファ2107は、ネットワークに送信するメッセージを格
納するバッファであり、送信バッファ２と同様にサイク
リックバッファ構成となっている。送信バッファ管理フ
ラグ2108は、送信すべきメッセージが送信バッファ内に
存在するか否かを示すフラグである。プロセス2102は、
自らに接続された処理装置2011から送信すべきデータを
受けとると、送信バッファ2107に格納するとともに、送
信バッファ管理フラグ2108をセットする。また、送信バ
ッファ2107内メッセージが全てネットワークに送出さ
れ、送信バッファ2107が空になると、送信バッファ管理
フラグ2108をリセットする。タイマ2109は、送信したメ
ッセージが一定時間内に戻ってくるか否かを検出するた
めのものである。内容コードテーブル2110は、NCP2010
が取り込むべきメッセージの内容コード（メッセージの
内容を示すコード）を格納しておくテーブルである。本
テーブル内容は処理装置（第２図2011）からの指定によ
り設定、更新がなされる。再送カウンタ2111は、送信メ
ッセージの再送をカウントするものであり、受信メッセ
ージ通番テーブル2112は、再送メッセージの２重受信を
チェックするためのテーブルである。ビジーフラグ2113
は、自NCPがフリートークンを獲得し、ネットワークを
占有している状態であるか否かを示すフラグである。メ
ッセージ通番カウンタ2114が送信するメッセージに付加
する通番の値を示すものであり、処理装置2011より送信
メッセージを受けとるごとに１づつ増加してゆく。ま
た、インタフェース2103は、処理装置（第22図2011）と
のデータ授受を制御するものである。本構成下では、ネ
ットワーク2011より受信したメッセージはインタフェー
ス2101を介し、線2120を通じて第受信バッファ2104又は
第２受信バッファ2105に格納される。また、送信バッフ
ァ2107内のメッセージは線2130を通じインタフェース21
01を介しネットワーク2001に送出される。線2140は、イ
ンタフェース2101内でのメッセージの流れを制御する信
号を送るための線である。なお、各NCPには、各々異な
るアドレスが割当てられているものとする。

次に、インタフェース2101の内部構成を第21図（ｂ）
に示す。伝送路2001上のメッセージは、受信部3011によ
りインタフェース内に取り込まれ、線2120を経由してプ
ロセッサ2102に送られると同時に、インタフェース内ス
イッチ3013にも送られる。スイッチ3013が受信側に接続
されている場合は取り込まれたメッセージは、そのま
ま、送信部3012を経由して伝送路2001に出力される。ス
イッチ3013が送信側に接続されている場合は、取り込ま
れたメッセージはスイッチ部で消滅する。また、スイッ
チ3013が送信側に接続されている場合は、送信バッファ
2107内のメッセージが線2130が経由し送信部3012を介し
伝送路2001に出力される。スイッチ3013の切換はプロセ
ッサ2102が線2140を経由して出力する制御信号により行
われる。

第23図は、ネットワーク上に流れるメッセージのフォ
ーマットを示す図である。トークンパッシング方式で
は、各NCPで送信メッセージがない場合はフリートーク
ンがネットワーク上を巡回しており、送信すべきメッセ
ージの発生したNCPが、このフリートークンを取り込
み、ビジートークンに変換し、ビジートークンの後に送
信すべきメッセージを付加し、ネットワークに送出す
る。第23図（ａ）に、フリートークンメッセージのフォ
ーマットを示す。FS2301,FE2307はそれぞれ、メッセー
ジの始めと終りを示すフラグである。エリア2302はメッ
セージの内容を示すコードが格納されるエリアである。
本メッセージの場合はフリートークンであることを示す
Ｆ−TKが格納されている。SA2303はそのメッセージの発
生元NCPのアドレスである。C2304は伝送上必要となる順
番であり、FCB2306は誤り検知用データである。次に第2
3図（ｂ）にビジートークンメッセージのフォーマット
を示す。FS2301、FE2307、SA2303、C2304、FCS2306は第
23図（ａ）と同じである。Data2305は、送出すべき情報
であり、エリア2308は情報Data2305の内容を示す内容コ
ードCCを示す。第23図（ａ）のフリートークンＦ−TK23
02と第23図（ｂ）の内容コードCC2308とは異なるコード
あり、各NCPでは、フリートークンＦ−TK以外のコード
をもつメッセージをビジートークンとみなす。なお、本
実施例では、トークンの識別を示すエリアとデータの内
容を示す内容コードを格納するエリアとして同一のエリ
アを用いているが、トークン識別用エリアと内容コード
格納エリアと別にしたフォーマットを用いてもかまわな
い。また、C23304には第21図2114のメッセージ通番カウ
ンタの値が設定される。

以下、本実施例における各NCPでの処理の流れについ
て第23図、第25図を用いて説明する。第24図（ａ）は、
各NCPでのメッセージ受信時のフローを示す図である。
なお、以下の説明では、第21図で示したインタフェース
2101内のスイッチ3013は受信側にセットされた状態、す
なわち、ネットワークからの受信メッセージはプロセサ
2102に入力されると同時に、そのままネットワークに出
力される状態になっているものとする。ネットワークよ
りメッセージを受信すると、まず、メッセージ内の内容
コードエリア（第23図2308）の内容を判定する（処理ス
テップ2401）。受信メッセージがフリートークンＦ−TK
の場合は、まず、自NCPがフリートークン獲得状態であ
るか否かをビジーフラグエラア（第21図2113）により判
定する（処理ステップ2416）。フリートークン獲得状態
の場合は受信メッセージを第１受信バッファ（第21図21
04）に格納し（処理ステップ2423）し、処理を終了す
る。フリートークン獲得状態でない場合は、送信すべき
メッセージがあるか否かを送信バッファ管理フラグ（第
21図2108）により判定し（処理ステップ）、ない場合
は、処理ステップ2413を行い処理を終了する。送信すべ
きメッセージが存在する場合は、第21図（ｂ）で示した
インタフェース内スイッチ3013を送信側に切り換える
（処理ステップ2418）ことにより、受信したフリートー
クンがネットワークに出力されるのを阻止する。一方、
受信したフリートークンは、第１受信バッファ（第21図
2104）に格納し、（処理ステップ2419）、受信メッセー
ジにビットばけ等の誤りがないかをFCS（フレームチェ
ックシーケンス）データ（第23図2306）を用いてチェッ
クする（処理2420）、誤りが存在する場合は、インタフ
ェヘース内のスイッチ3013を受信側に切り換え（処理ス
テップ2424）、処理を終了する。誤りが存在しない場合
は、ビジーフラグ（第21図2113）をセット（処理ステッ
プ2421）し、送信バッファ内メッセージをネットワーク
に送信し（処理ステップ2422）、処理を終了する。メッ
セージ送信処理については、後で説明する。

次に、処理ステップ2401での安定結果がビジートーク
ン、すなわち、内容コードであった場合の処理について
説明する。この場合は、処理ステップ2401内でさらに、
受信メッセージの内容コードと自内内容コードテーブル
（第21図2110）に登録されているコードと比較し、一致
するか否かを判定する。一致しない場合は、さらに受信
メッセージのSA部（第23図2303）が自NCPアドレスと一
致するか否かを判定し（処理ステップ2408）、一致しな
い場合は受信メッセージを受信バッファ１に格納し（処
理ステップ2409）、処理を終了する。また、SAが自NCP
アドレスと一致する場合は、後に、送信処理のところで
述べる自発生処理2410を行った後、処理を終了する。ま
た、処理ステップ2401で受信メッセージと内容コードテ
ーブル内のコードとが一致した場合は、以下の処理を行
い受信メッセージを自接続処理装置に送る。まず、前記
した処理ステップ2408と同じく受信メッセージのSA部が
自NCPアドレスと一致するか否かを判定し（処理ステッ
プ2402）、一致する場合は自発明メッセージ処理2410を
行って処理を終了する。一致しない場合は、まず、第２
受信バッファ管理フラグ（第21図2106）より受信バッフ
ァ２が満杯であるか否かを検出する（処理ステップ240
3）。第２受信バッファが満杯の場合は、受信メッセー
ジを自NCP内に取り込むことができないため、第21図
（ｂ）で示したインタフェース内スイッチ3013を送信側
に返り換える（処理ステップ2412）ことにより、受信し
たメッセージがネットワークに送出されるのを阻止す
る。一方、受信したメッセージは第１受信バッファ（第
21図2104）に格納し（処理ステップ2413）、格納し終わ
ったら、自NCPがフリートークン獲得状態であるか否か
をビジーフラグ（第21図2113）により判定し（処理ステ
ップ2414）、トークン獲得状態でない場合は、インタフ
ェース内スイッチ3013を受信側に切り換え（処理ステッ
プ2415）、処理を終了する。一方、処理ステップ2403で
受信バッファ２が満杯でないと判断された場合は、受信
メッセージを受信バッファ２に格納する（処理ステップ
2404）、次に、受信メッセージにビットばけ等の誤りが
ないかをメッセージ内のFCSデータを用いてチェックし
（処理ステップ2405）、誤りのない場合は、以前に受信
したメッセージの再送メッセージの再受信であるか否か
をチェック（処理ステップ2406）する。再受信でなけれ
ば自NCP接続処理装置へ受信メッセージを送出（処理ス
テップ2407）し、処理を終了する。一方、処理ステップ
2405のFCSチェック、又は、処理ステップ2406の再受信
チェックで、結果がOKでない場合は、第２寿受信バッフ
ァ（第21図2105）内の今回受信メッセージを消去し（処
理ステップ2411）、処理を終了する。次に、処理ステッ
プ2406での再受信チェック、処理ステップ2407での自接
続処理装置送信処理内容について、それぞれ、第24図
（ｂ），（ｃ）を用いて説明する。

第24図（ｂ）は、第１図で示した受信メッセージ通番
テーブル2112の内容を示すものである。本テーブルは、
受信メッセージのSA部（第23図2303）の値対応にその内
容と前もって指定された個数分のＣ部（第23図2304）の
内容を格納するエリア11211,11222とから構成されてお
り、受信内のSA部、Ｃ部の値が本テーブル内に既に格納
されていれば、それは再受信メッセージであり、そうで
なければ、新規に受信したメッセージである。また、新
規受信メッセージの場合は、そのSA部、Ｃ部の内容を本
テーブルに追加する。

第24図（ｃ）は、第24図（ａ）の自接続処理装置送信
処理2407の内容を示すフローである。まず、第２受信バ
ッファ（第24図2105）内の受信メッセージを自NCP接続
処理装置に第21図示したインタフェース2103を介して送
出する（処理ステップ4071）。正常に送出完了した場合
（処理ステップ4072）は、受信バッファ２内の今回送出
メッセージを消去する（処理ステップ4073）。さらに、
第２受信バッファ内にメッセージが格納れているか否か
を検出し（処理ステップ4074）、格納されている場合は
処理ステップ4071に戻る。また、自接続処理装置のダウ
ンを検出（処理ステップ4075）した場合は、ダウン検出
メッセージを送信バッファ（第21図2107）にセットし、
処理ステップ4073に移る。以上の処理により、処理装置
ダウン時は、伝送制御装置の受信バッファが満杯なるこ
となく、ネットワーク上メッセージが消去されることは
ない。

次に第25図を用いてネットワークへのメッセージ送信
時処理について説明する。トークンパッシング方式で
は、メッセージ送信は、フリートークン獲得時に行う。
すなわち、第24図（ａ）で示した受信フローの送信処理
ステップ2422にて行われる。第25図（ａ）はこの第24図
（ａ）の処理ステップ2422の内容を示すフローである。
まず、送信バッファ（第21図2107）内のメッセージを第
21図インタフェース2101を介して伝送する（処理ステッ
プ2501）。次にタイマ（第21図2109）をセットする（処
理ステップ2502）。以上の処理により、ネットワークに
送出されたメッセージはネットワークを一巡して発生源
NCPに戻ってくる。戻ってきた自発生メッセージは第24
図（ａ）の受信時処理フロー中の自発生メッセージ処理
ステップ2410にて処理される。第25図（ｂ）は、この自
発生メッセージ処理のフローを示す図である。まず、受
信メッセージを受信バッファ１（第21図2104）に格納す
る（処理ステップ2531）。次に、受信メッセージにビッ
トばけ等の誤りがないかをメッセージ内のFCSデータを
用いてチェックし（処理ステップ2532）、誤りのない場
合は、メッセージ送出が正常に完了したので、送信バッ
ファ（第21図2107）内の今回送出メッセージを消去し
（処理ステップ2533）、第25図（ａ）で示したメッセー
ジ送出時にセットしたタイマをリセットする（処理ステ
ップ2534）。また、再送カウンタ（第21図2111）をリセ
ットし（処理ステップ2535）、フリートークンメッセー
ジを生成しネットワークに送出（処理ステップ2536）し
た後、インタフェース（第21図2101）内のスンイッチ30
13を受信側に切り換える（処理ステップ2537）。最後に
ビジーフラグ（第21図2113）をリセットする（処理ステ
ップ2545）。また、FCS判定処理ステップ2532で、誤り
が検出された場合は、メッセージ送出が失敗したわけで
あり、処理ステップ2538〜2542の再送処理を行う。ま
ず、再送カウンタ（第21図2111）を１増加させ（処理ス
テップ2538）、次に再送カウンタの値が前もってきめら
れた上限の再送回数より大きいか否かを判定する（処理
ステップ2539）。上限再送回数内であれば、送信バッフ
ァ内の今回送信メッセージを再びネットワークに送出し
（処理ステップ2540）、タイマを再セット（処理ステッ
プ2542）する。また、再送カウンタ値が上限再送回数を
越えている場合は、メッセージのネットワーク送信不可
であり、異常処理2541を行う。ここで、異常処理とは、
例えば、送信不可メッセージをロギングして、フリート
ークンメッセージを送出し、送信権を放棄する処理、迂
回路構成を伴う２重リング構成であるなら、迂回路構成
処理を行う、等の処理のことである。

また、ネットワークへのメッセージ送信時にセットし
たタイマをタイムアウトが検出された場合も、メッセー
ジ送出が失敗したわけであり、第25図（ｂ）の処理2538
〜2542で説明した再送処理と同一の処理を行う。

以上、説明したように、本発明方式によれば、トーク
ンパッシング方式を用いたリング状ネットワーク上での
内容コード通信において、自内受信バッファ満杯等でメ
ッセージを受信できなかったNCPが存在した場合でも、
自動的にそのメッセージが再送されるので、メッセージ
抜けをなくすことができる。

なお、本実施例では、内容コード通信の場合について
のみが述べたが、同報通信の場合でも本発明方式は適用
できる。以下、第９の実施例として、同報通信の場合の
処理について説明する。まず、第23図（ｂ）で示したビ
ジートークンメッセージのCC部2308に、第26図（ａ）に
示すように、全NCPが受信すべきアドレスであるグロー
バルアドレス（GA2309）を設定する。次に、第24図
（ａ）の処理フローでのメッセージ内容判定処理2401に
おいて、グローバルアドレスであるかフリートークンで
あるかを判定し（第26図（ｂ）の処理ステップ2601）、
グローバルアドレスの場合には、第24図（ａ）の処理ス
テップ2402以後の処理を、フリートークンの場合は第24
図（ａ）の通り処理ステップ2416以後の処理を行うこと
により達成できる。なお、当然のことであるが、メッセ
ージフォーマルマットにおいてトークン識別用エリアと
グローバルアドレス設定用エリアを別にしたメッセージ
フォーマットを用いてもかまわない。

次に、上記実施例では、フリートークンを獲得したNC
Pは、自発生メッセージがそれを必要とする全NCPに行き
わたるまで送信権をはなさない（すなわち、自発生メッ
セージの再送を連続して行う。）方式となっているが、
自発生メッセージの再送を必要とする場合でも、フリー
トークンを送出することにより一度送信権を放棄し、次
のフリートークン獲得時に再送メッセージを送出するこ
とも可能である。以下、第10の実施例として、この場合
の処理について説明する。本処理は、第25図（ｂ）の処
理ステップ2538〜2542に示した再送処理を第27図に示す
ように変更することにより達成できる。すなわち、第27
図に示すように、第25図（ｂ）の処理ステップ2540,254
2を、フリートークンメッセージ送出するという処理ス
テップ2701に変えることにより達成できる。

また、上記実施例では、第21図で示したインタフェー
ス2101の構成として、ネットワークより受信したメッセ
ージがそのままネットワークに出力される構成を対象と
した方式であったが、ネットワークより受信したメッセ
ージを一度自NCP内に取り込み、その後、ネットワーク
に送出する方式（ストア・アンド・フォーワード:Store
and Forwars方式）をとることも可能である。以下、第
11の実施例として、この場合の処理について説明する。
この場合には、インタフェース2101の構成は第28図に示
されるようなものとなる。スイッチ及び線2140はなくな
る。処理としては、第24図（ａ）の処理フローに以下の
変更を加えることにより達成できる。

（１）スイッチ3013切換操作を省く。

（２）処理ステップ2404の後に、受信バッファ２内の今
回受信メッセージをネットワークに送出する処理を加え
る。

最後に、上記実施例は全て同報通信又は内容コード通
信を対象としたものであったが、本発明方式は１対１通
信メッセージの場合にも通用可能である。以下、第12の
実施例として、この場合の処理について説明する。ま
ず、第23図（ｂ）で示したビジートークンメッセージの
CC部2308に受け手NCPアドレスDA（第29図（ａ）2310）
を設定する。次に、第24図（ａ）の処理フローでのメッ
セージ内容判定処理ステップ2401において、フリートー
クンメッセージであるか、ビジートークンメッセージで
あるかを判定し、さらに、ビジートークンメッセージの
場合には、自NCP宛メッセージであるか否かを判定する
（第29図（ｂ）の処理ステップ2401）。他NCP宛メッセ
ージの場合は、第24図（ａ）の処理ステップ2408以後の
処理を行う。自NCP宛メッセージの場合は、SA判定処理
ステップ2402を省き、第24図（ａ）の処理ステップ2403
以後の処理を行う。また、フリートークンメッセージの
場合は第24図（ａ）の処理ステップ2416以後の処理を行
う。

１対１通信の本方式を通用した場合は、従来方式のよ
うに応答メッセージを用いることなしに、メッセージの
再送を行うことができる。

〔発明の効果〕

上述したように本発明によれば、各プロセッサが自ら
のデータ受信能力に対応して他プロセッサに通知するの
で、データ抜けのない通信が行える。

また、受信バッファ内のデータ数に対応して処理する
ので、受信バッファのあふれを防止することができる。
そして、必要に応じて他プロセッサに受信状態を知らせ
るので、プロセッサ間でのデータ送信を抑制し合い、負
荷状態に対応できるので、データ抜けのない通信が行え
る。

さらに、伝送路上の全てのプロセッサの負荷が等しい
ならば、各プロセッサは自らの負荷を監視することで他
プロセッサの負荷を知ることができるので、互いに状態
を通知し合わなくても、自己のデータ送信を抑止するこ
とによってデータ抜けを防ぐことができる。

また、バス型ネットワークにおいて、送信側プロセッ
サの発したメッセージが他プロセッサに受信されたか否
かを即時に判断できるため、ブロードキャスト通信を確
実に行うことができる。

さらに、トークンパッシング方式を用いたリング状ネ
ットワークで、内容コード通信、同報通信を行った場合
でも、メッセージ発生源NCPが、自発生メッセージを受
信できなかったNCPの存在を検出し、そのメッセージを
再送すること可能となるためメッセージ抜けのない確実
な内容コード通信、同報通信を行うことが可能となる。

また、本発明方法は、１対１通信の場合にも適用可能
であり、この場合には、応答メッセージを必要としない
効果的な再送制御方式を提供できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の第１の実施例の動作フロー図、第２
図はシステム構成図、第３図は受信バッファ構成図、第
４図は伝送データのフォーマット図、第５図は、本発明
の第３の実施例のシステム構成図、第６図は送受信バッ
ファの構成図、第７図は動作フロー図、第８〜10図はそ
れぞれ、第３の実施例の受信データ監視手段、メッセー
ジ送出手段、データ送信手段の動作フロー図、第11図は
第４の実施例の効果の説明図、第12図（ａ）は本発明の
第５の実施例のシステム全体構成を示すブロック図、第
12図（ｂ）はBCPの詳細構成を示すブロック図、第12図
（ｃ）および第12図（ｄ）はそれぞれ受信処理およびビ
ジー信号送出の説明図、第13図は受信バッファの説明
図、第14図はバッファフル検知処理およびビジー信号送
出の処理フロー図、第15図は送信処理フロー図、第16図
は受信処理フロー図、第17図はメッセージフォーマット
の説明図、第18図は、本発明の第６の実施例における受
信処理およびビジー信号送出の処理フロー図、第19図は
第６の実施例の送信処理フロー図、第20図は第７の実施
例におけるBCPの詳細構成を示すブロック図、第21図はN
CP内部構成を示す図、第22図はシステム全体構成を示す
図、第23図はメッセージフォーマットを示す図、第24図
は各NCPにおける受信処理を説明する図、第25図は送信
処理を説明するための図、第26図は第９の実施例を説明
する図、第27図は第10の実施例を説明する図、第28図は
第11の実施例を説明する図、第29図は第12の実施例を説
明する図である。〔符号の説明〕 14……受信バッファ、 15……受信データ監視手段、 16……メッセージ送出手段、 18……送信バッファ。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者寺西優子神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者松浦正義茨城県日立市幸町３丁目１番１号株式会社日立製作所日立工場内 (72)発明者鈴木靖雄神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者河野克己神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内 (56)参考文献特開昭63−182935（ＪＰ，Ａ) 特開昭61−200733（ＪＰ，Ａ) 特開昭60−229547（ＪＰ，Ａ) 特開昭60−7246（ＪＰ，Ａ) 特開昭57−188160（ＪＰ，Ａ) 特開昭60−264140（ＪＰ，Ａ) 特開昭59−117846（ＪＰ，Ａ)

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】リング状ネットワークにおけるメッセージ
制御方法であって、ネットワーク上のメッセージを受信
できない状態にある伝送制御装置が、ネットワークより
自らに到達したメッセージを消去することを特徴とする
リング状ネットワークにおけるメッセージ制御方法。
【請求項２】メッセージ発生源伝送制御装置が、前もっ
て与えられた時間内に自発生メッセージが戻ってこない
ことにより、自発生メッセージを受信すべき伝送制御装
置で受信できなかった伝送制御装置がシステム内に存在
することを検出することを特徴とする請求項１に記載の
リング状ネットワークにおけるメッセージ制御方法。
【請求項３】自発生メッセージを受信できない伝送制御
装置の存在を検出したメッセージ発生源伝送制御装置
は、そのメッセージを再送することを特徴とする請求項
２に記載のリング状ネットワークにおけるメッセージ制
御方法。
【請求項４】自発生メッセージを受信できない状態にあ
る伝送制御装置がネットワークより自らに到達したメッ
セージのうち自らが受信すべきメッセージを消去するこ
とを特徴とする請求項１に記載のリング状ネットワーク
におけるメッセージ制御方法。
【請求項５】各伝送制御装置が自らに接続された処理装
置の異常を検出し、異常検出時に、メッセージを受信で
きない状態になった場合は、ネットワークより受信した
メッセージを消去しないことを特徴とする請求項１〜４
のいずれか一に記載のリング状ネットワークにおけるメ
ッセージ制御方法。