JP3036050B2 - 通信制御装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、通信制御装置に関し、特にローカルエリア
ネットワーク（以下LANと記す）のトークン・パッシン
グ・バス・アクセス方式における通信制御装置に関す
る。

〔従来の技術〕

LANプロトコルには、トークン・パッシング・バス・
アクセス方式と呼ばれるものがある。この方式は、LAN
プロトコルのなかの下位層に位置し、通信媒体上の情報
フレームを受信して、それが自局あてのデータフレーム
であれば上位層に受信情報を報告したり、通信媒体アク
セス制御を行なうためのプロトコルの一つであり1987年
に制定された下記の国際規格がある。

すなわち、ISO8804−４ 情報処理システム、ローカ
ルエリアネットワーク、パート４、トークン・パッシン
グ・バス・アクセス方式および物理層規格（Informatio
n Processing Systems−Local area networks−Part 4
Token Passing bus access method and physical layer
specifications）である。

第３図に、トークン・パッシング・バス・アクセス方
式によるネットワークシステムの概略図を示す。

第３図を参照すると、トークン・パッシング・バス・
アクセス方式のネットワークシステム上に接続してい
る、一例として５つの局、Ａ局〜Ｄ局１〜５と、通信媒
体６とから構成されている。

また、第４図は、通信フレームのフォーマットを示す
図である。

通信媒体６のアクセス制御は、トークン方式によって
行なわれている。トークンとは通信媒体アクセス権を制
御するコントロールフレームであり、このトークンを保
有する局がデータフレームの送信権を得る。そしてこの
トークンを局から局へ受け渡していくことによって各局
間の通信が行なわれる。

また、通信媒体６の物理的形状はバス形であり、ネッ
トワーク上の局、Ａ局〜Ｄ局１〜５は、常に、通信媒体
６上に送信されるフレームを受信する。

各局は、先行局アドレス、自局アドレス、後続局アド
レスの３つのアドレス情報を持ち、これによって第３図
に示すような論理的にリング状のネットワークを構成し
ている。そして、この論理リングの中で各局は先行局か
らトークンフレームを渡す。

第４図に示すように、通信フレームは制御フィール
ド、宛先アドレスフィールド、ソースアドレスフィール
ドを持つ。この中の制御フィールドによってそのフレー
ムがトークンフレームかデータフレームかを判別する。

宛先アドレスフィールドはフレームの宛先を示すもの
で、通常はネットワーク上の１局のアドレスが設定され
る。

ソースアドレスフィールドには送信局のアドレスが設
定される。

受信側ではこれらの情報によって、受信したフレーム
が自局あてのフレームであるかどうかを判断している。

通常、データフレームはネットワーク上の１局に対し
て送信される。そして、そのデータフレームを受信した
局は、それに対する応答フレームを送信する。応答フレ
ームの送信は、受信局が自局あてのトークンフレームを
受信して送信権を得たとき行なわれる。

また、即時応答要求データフレームがあり、このフォ
ーマットでデータフレームを送信した場合には、受信局
はトークンフレームを保有していなくても即座に応答フ
レームを送信することができる。送信局側も、即時応答
要求データフレームの場合には、送信後応答フレームが
送信されてくることを期待し、通信媒体上のフレームを
受信する。

以上のようにして、データフレームの１対１の送受信
の場合には、応答フレームを返送することにより、相手
局にデータが正しく伝達されたか否かを確認できる。

一方、データフレームの送受信には、１対複数の場合
がある。

一斉同報データフレームがその一つである。

一斉同報データフレームは、ネットワーク上の全ての
局に対する送信であり、宛先アドレスフィールドに特定
の値（通常全ビットを「１」とする）を設定することに
よって構成される。

この一斉同報データフレームに対しては、通常、受信
しても受信局側からは応答フレームを送信しない。した
がって、この場合には、送信局側において、送信した送
信フレームが正しく受信されたか否かを確認することが
できない。そのために、一斉同報データフレームは、正
しくデータが伝達されなくても、受信局側にとって、ま
た、ネットワークの維持管理にとって影響をほとんど与
えないような限定された情報しか送ることができない。

また、フレーム毎に応答フレームを必要とする即時応
答要求フレームは、一斉同報データフレームとしての送
信は不可能である。

ここで、一斉同報データフレームに対する応答フレー
ムの送信方式として、その時点のネットワーク上に構成
されている論理リングを利用する方式がある。

この方式は、一斉同報データフレームを送信した局、
たとえばＡ局１を基点として、その後続局に位置するＢ
局２から順次に応答フレームを送信局に送信するという
ものであった。

一斉同報データフレームを送信したＡ局１では、次々
に送られてくる応答フレームを受信し、自局の持つ先行
局、この場合はＤ局４のアドレス情報と一致するアドレ
スの局、すなわちＤ局４から送信された応答フレームを
受信することによって応答が終了したことを判断する。

一斉同報データフレームを受信した局、たとえばＣ局
３では、受信したデータフレームのソースアドレスフィ
ールドの内容が、自局の持つ先行局、すなわちＢ局２の
アドレス情報と一致している場合はただちに応答フレー
ムを送信する。

その他の場合は、自局以外の局、すなわち、Ａ局1,B
局2,D局3,E局５の各局が送信した応答フレームを受信
し、そのフレームのソースアドレスフィールドの内容
が、自局の持つ先行局、すなわちＢ局２のアドレス情報
と一致したとき応答フレームを送信するものであった。

〔発明が解決しようとする課題〕

上述した、従来のトークン・パッシング・バス・アク
セス方式では、一斉同報データフレームが送信された場
合、その時点で構成されている論理リングを利用して受
信局側がこの論理リングの順序で応答フレームの送信を
行なうというものであった。

しかし、この方式では、応答フレームを論理リングの
順序で送信しているとき、ある局がその論理リングから
故障等のため離脱した場合、その離脱した局の後続局に
位置する局は応答フレームの送信が不可能となるという
欠点があった。

その結果、送信権を持つ局が、応答リング上に故障等
の異常が発生したと確認するまでの無駄な時間が費やさ
れてしまうという欠点があった。

さらに、一斉同報データフレームに対する応答フレー
ムの送信も途中で途絶えてしまうという欠点があった。

〔課題を解決するための手段〕

本発明の通信制御装置は、バス形の通信媒体上に形成
されるネットワーク上の通信局が先行局アドレス，自局
アドレス，後続局アドレスからなるアドレス情報を持
ち、前記アドレス情報により論理リングを形成し、前記
通信局のうち送信権を示すトークンフレームを保有する
トークン局がデータフレームを送信することによって通
信を行ない、前記データフレームの送信終了後前記トー
クンフレームは前記アドレス情報にしたがって先行局，
自局，後続局の順序で転送することにより通信制御を行
なうトークン・パッシング・バス・アクセス方式の通信
制御装置において、 前記通信局の受信処理装置が、前記先行局アドレスと
前記後続局アドレスとを判別するアドレス解読手段と、 判別された前記宛先アドレス情報が前記先行局アドレ
スと等しいとき前記先行局が前記応答フレームの送信に
要する時間より長い予め定めた応答確認時間を計測し、
前記応答確認時間を超過しても前記先行局の応答フレー
ムが受信できないとき次の処理手順を設定する時間計測
手段とを有し、 前記論理リングを構成する前記トークン局以外の全て
の通信局に対する前記データフレームの送信である一斉
同報データフレームに対する応答フレームの宛先アドレ
スとして、前記後続局アドレス情報を設定するものであ
る。

〔実施例〕

次に、本発明について図面を参照して説明する。

第１図は、本発明の第一の実施例の処理フローを示す
図であり、一斉同報データフレームに対する応答フレー
ムの送信手順を示している。

第１図を参照すると、本発明の通信制御装置は第１ノ
ード11から第10ノード20までの10のノードから構成され
ている。

第３図は、本発明の通信制御装置を含むトークン・パ
ッシング・バス・アクセス方式によるネットワークシス
テムの概略を示す図であり、従来例の説明にも用いたも
のである。

第３図を参照すると、トークン・パッシング・バス・
アクセス方式のネットワークシステム上に接続してい
る、一例として５つの局、Ａ局〜Ｄ局１〜５と、通信媒
体６とから構成されている。

前述の様に、トークン・パッシング・バス・アクセス
方式によるネットワークシステムの各局は、先行局アド
レス、自局アドレス、後続局アドレスの３つのアドレス
情報を持つ。第３図を例にとれば、Ａ局１は先行局アド
レスとしてＤ局４のアドレスを、後続局アドレスとして
Ｂ局２のアドレスを持つことになる。他の局についても
同様に３つのアドレス情報を持つ。

これらのアドレス情報によって、ネットワーク上に論
理リングを構成し、第３図に示すような順序でトークン
フレームの受け渡しを行なう。

次に、本実施例で用いる通信フレームの説明をする。

第４図は、通信フレームのフォーマットを示す図であ
る。

通信フレームは、制御フィールド、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、およびフレームチエックシーケンス（FCS）から構
成される。

制御フィールドによりフレームの種類が定義される。
大別すると２種類のフレームがある。

その１つは、論理リングを制御するためのコントロー
ルフレームであり、この中にトークンフレームが含まれ
る。

他の１つは、データフレームで各局間の情報通信に使
用する。このデータフレームには、さらに、３種類のフ
レームがある。

第１のものは、データフレーム送信に対して即時応答
を要求しないものであり、第２のものはデータフレーム
送信に対して送り先の局からの即時応答を要求するもの
であり、第３のものは即時応答要求に対する応答フレー
ムである。

ここで、即時応答とはデータフレームを受信した局が
その場で直ちに応答フレームを送信することである。

本実施例では、この即時応答要求データフレームによ
ってデータ通信が行われるものとする。

即時応答要求データフレームには、宛先アドレスフィ
ールドとソースアドレスフィールドがあり、前者には宛
先局のアドレスが設定され、後者には送信局のアドレス
が設定される。このとき、宛先アドレスフィールドの全
ビットを「１」に設定されたデータフレームは一斉同報
データフレームとなり、ネットワーク上の全局がそのデ
ータフレームを受信する。

一斉同報データフレームとは、送信局が他の全ての局
に対してデータを送る場合に使用するデータフレームで
ある。

次に、第１図を参照して、一斉同報データフレームを
受信した場合の応答フレームの送信手順を説明する。

今、第３図において、ネットワーク上のＣ局３がトー
クンフレームを保持しており、一斉同報データフレーム
を送信したものと仮定する。前述のように、この一斉同
報データフレームは即時応答要求データフレームの１つ
である。

他のＡ局1,B局2,D局4,E局５の各局はこの一斉同報デ
ータフレームを受信するが、制御フィールドによりそれ
が即時応答要求データフレームであることを知る。ま
た、宛先アドレスフィールドによってそのフレームが一
斉同報データフレームであり、ソースアドレスフィール
ドからそのフレームがＣ局３から送信されたものである
と知る。

まずＥ局５の処理手順について説明する。

第１図に示す処理フローにより、一斉同報データフレ
ームを受信すると第１ノード11から第２ノード12に進
む。ここで、受信した一斉同報データフレームのソース
アドレスがＣ局３のアドレスであり、Ｅ局５にとっては
Ｃ局３は先行局に位置するため、第２ノード12の判定は
Yesとなる。これによって、処理は第９ノード19に進
む。

第９ノード19は、応答フレームの受信である。ここで
は、受信した一斉同報データフレームのソースアドレス
でなく、自局の持つ後続局アドレス情報を応答フレーム
の宛先アドレスフィールドに設定して送信する。本例の
Ｅ局５の場合には、Ｄ局４を示すアドレス情報が設定さ
れる。これにより第10ノード20に進み、Ｅ局５における
一斉同報データフレームに対する応答フレームの送信処
理が終了する。

次に、Ｄ局４の処理手順について説明する。

Ｅ局５と同様に、一斉同報データフレームを受信する
と第１図の処理フローの第１ノード11から第２ノード12
に進む。第２ノード12では、Ｃ局３はＤ局４の先行局で
はないためにNoと判定され、第３ノード13に処理が進
む。

第３ノード13では一斉同報データフレームに対する他
の局から送信される応答フレームを受信する。Ｄ局４
は、通信ネットワーク論理リング上の位置関係から、先
のＥ局５から送信された応答フレームを受信することに
なる。応答フレームが受信されると、処理は第３ノード
13から第４ノード14に進む。

第４ノード14では、受信した応答フレームの宛先アド
レスが自局の持つ先行局アドレスと一致するかどうかが
判定される。この場合は、Ｅ局５が送信した応答フレー
ムを受信しているのであるから、宛先アドレスはＤ局４
のアドレスであり、判定はNoとなる。その結果、処理は
第５ノード15に進む。第５ノード15では、受信した応答
フレームのソースアドレスが、自局の持つ先行局アドレ
スと一致するかどうかが判定される。この場合は、Ｅ局
５はＤ局４の先行局であるからYesとなる。その結果、
処理は第９ノード19に進む。

前述のように、第９ノード19では、自局の持つ後続局
アドレス情報を応答フレームの宛先アドレスフィールド
に設定して送信する。Ｄ局４の場合には、Ａ局１のアド
レス情報が設定される。これにより第10ノード20に進
み、Ｄ局４における一斉同報データフレームに対する応
答フレームの送信処理が終了する。

次に、Ａ局１の処理手順について説明する。

Ａ局１についても、第３ノード13まではＤ局４と同様
に処理が進む。

ただし、最初に受信する応答フレームはＥ局５が送信
したものであり、その宛先アドレスはＤ局４のアドレス
に等しい。したがって、第４ノード14ではYesと判定さ
れ、第６ノード16に処理が進む。

第６ノード16では予め定めた時間を計測するタイマが
作動され、第７ノード17に進む。

このタイマが計測する時間は、先行局、本例ではＤ局
４が一斉同報データフレームの応答フレームを受信して
から、その局が送信する順番であるかどうかを判断し、
その結果、送信する場合の応答フレーム送信を終了する
までの時間より長いものである。

第７ノード17では、第６ノード16で動作を開始したタ
イマがタイムアウトしたかどうかが判定される。

第８ノード18では、応答フレームが受信したかどうか
が判定される。

この第７ノード17と第８ノード18のどちらかが成立す
るまでこれらの判定が繰返される。

Ａ局１の場合、Ｅ局５が応答フレームを送信した後、
Ｄ局４が続いて応答フレームを送信するため、タイムア
ウトになる前に第８ノード18でYesの判定を受ける。そ
して、第８ノード18から第９ノード19に処理が進み、応
答フレームが送信される。このときの宛先アドレスはＢ
局２のアドレスとなる。

ここでＡ局１の送信系統が故障し、実際には応答フレ
ームが通信媒体６上に送信されなかったと仮定する。

この状態におけるＢ局２の処理手順について説明す
る。

Ｂ局２もＡ局１と同様に処理が進み、Ｄ局４が送信し
た応答フレームを受信したとき、第４ノード14から第６
ノード16に処理が進む。

そして、Ａ局１の場合と同様にタイマが作動し、Ａ局
１が応答フレームを送信するのを待つ。しかし、前述の
ように、Ａ局１は故障のため送信しないので、タイムア
ウトの条件が成立することになる。タイムアウト成立後
は、第９ノード19に進み、応答フレームの送信を行な
う。このときの宛先アドレスは、Ｃ局３のアドレスとな
る。これによる第10ノード20に進み、Ｂ局２における一
斉同報データフレームに対する応答フレームの送信処理
が終了する。

一斉同報データフレームの発信元であるＣ局３は、各
局からの応答フレームを受信しながら、Ｃ局３の先行局
に位置するＢ局２からの応答フレームを確認することで
全局からの応答が終了したことを知る。

また、各局が送信した応答フレームのアドレス情報よ
り、Ａ局１がネットワーク上から離れたことを知ること
になる。

次に、本発明の第二の実施例について説明する。

第２図は、本発明の第二の実施例の処理フローを示す
図であり、一斉同報データフレームに対する応答フレー
ムの送信手順を示している。

第一の実施例と同様、第３図に示すトークン・パッシ
ング・バス・アクセス方式のネットワークに実施するも
のとし、第４図に示す通信フレームのフォーマットを使
用するものとして説明する。

第二の実施例は基本的には第一の実施例と同様のシス
テム構成であり、相違点は処理フローと、扱う通信フレ
ームの種類である。

第一の実施例では、３種類のデータフレームのうち、
即時応答要求データフレームを用いるものとし、一斉同
報データフレームについても即時応答するものとした。

第二の実施例では、即時応答でないデータフレームの
一斉同報データフレームについても対処するものであ
る。

本実施例の一斉同報データフレームに対する応答送信
手順は、第１図の処理フローに第０ノード10と第11ノー
ド21を加えた第２図に示す処理フローとなる。

以下に、説明が重複しないよう第一の実施例との相違
点について重点的に説明する。

ネットワーク上の各局は、一斉同報データフレームを
送信するとき、応答フレームを必要とする場合には、前
述の第一の実施例のように即時応答データフレームとし
て送信する。しかし、各局からの応答を必要としない場
合には、即時応答データフレームとせずに送信する。

各局の受信側では、第２図の処理フローにしたがい、
第０ノード10で受信したデータフレームが即時応答デー
タフレームであるかどうかを判定する。Yesの場合には
第１ノード11に進む。Noの場合には第10ノード20に進み
処理を終了する。

第１ノード11に進んだ場合には、受信したデータフレ
ームが一斉同報データフレームであれば、その後の処理
は、第一の実施例と同じフローにしたがって行われ、そ
うでない場合は、第11ノード21に進み、通常の応答フレ
ームを受信して処理を終了するので、ここでは説明を省
略する。

以上、本発明の実施例を説明したが、本発明は上記実
施例に限られることなく種々の変形が可能である。

〔発明の効果〕

以上説明したように本発明によれば、一斉同報データ
フレームに対する応答フレームの宛先アドレスを宛先で
なく後続局のアドレスを設定することにより、ネットワ
ーク上の途中の局の障害等による応答フレーム送信欠落
の場合でも、その障害局の後続局が、予め定められた時
間経過後に応答フレーム送信の順序を詰めて送信するこ
とにより、応答フレームの送信が途切れることなく行わ
れるという効果がある。

また、前記宛先アドレスをチエックすることにより、
自局の応答フレーム送信の順序を自局の先行局の送信す
る１つ前に知ることができ、自局の先行局の障害等によ
る応答フレーム送信欠落の場合は、先行局の異常を検出
できるという効果がある。

また、一斉同報データフレームの応答中に、上記のよ
うな異常が発生した場合、その場で各局の先行局、後続
局アドレス情報を更新することにより速やかな論理リン
グの維持再生を効率よく行うことができるという効果が
ある。

さらに、ネットワーク上の全局から論理リングの順序
で応答フレームを受信できるため、ある時点でのネット
ワーク上への接続局や、論理リングの構成順序をチエッ
クでき、したがって、ネットワークの維持管理、監視等
に利用できるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の第一の実施例を示す処理フロー図、第
２図は本発明の第二の実施例を示す処理フロー図、第３
図は、トークン・パッシング・バス・アクセス方式によ
るネットワークシステムの概略を示す図、第４図は、通
信フレームのフォーマットを示す図である。 １〜５……ネットワーク上に接続しているＡ〜Ｅ局、６
……通信媒体、10〜21……第０〜11ノード。

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】バス形の通信媒体上に形成されるネットワ
   ーク上の通信局が先行局アドレス，自局アドレス，後続
   局アドレスからなるアドレス情報を持ち、前記アドレス
   情報により論理リングを形成し、前記通信局のうち送信
   権を示すトークンフレームを保有するトークン局がデー
   タフレームを送信することによって通信を行ない、前記
   データフレームの送信終了後前記トークンフレームは前
   記アドレス情報にしたがって先行局，自局，後続局の順
   序で転送することにより通信制御を行なうトークン・パ
   ッシング・バス・アクセス方式の通信制御装置におい
   て、 前記通信局の受信処理装置が、前記先行局アドレスと前
   記後続局アドレスとを判別するアドレス解読手段と、 判別された前記宛先アドレス情報が前記先行局アドレス
   と等しいとき前記先行局が前記応答フレームの送信に要
   する時間より長い予め定めた応答確認時間を計測し、前
   記応答確認時間を超過しても前記先行局の応答フレーム
   が受信できないとき次の処理手順を設定する時間計測手
   段とを有し、 前記論理リングを構成する前記トークン局以外の全ての
   通信局に対する前記データフレームの送信である一斉同
   報データフレームに対する応答フレームの宛先アドレス
   として、前記後続局アドレス情報を設定することを特徴
   とする通信制御装置。