JPH01198130A - チェックポイント・フレーム数低減方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、伝送ネットワークを介してパートナー端末間
でデータがフレームで転送され、エラーの場合に、フレ
ームの伝送が選択的に繰り返されるようニーっ゛た通信
システムにおけるプロトコルに関す矛ものである。具体
的には、本発明は、制御情報の流れを減少させることが
できる、このような選択的反復プロトコルの改善に関す
るも、のである。

Ｂ、従来技術 いわゆる「チェックポイント・モード・プロトコル」は
、「データ伝送システムにおいて誤って受信された番号
付きフレームを再送信するための方法及び装置（Ｍｅｔ
ｈｏｄ　ａｎｄ　Ｓｙｓｔｅｍ　ｆｏｒ　−Ｒｅｔｒａ
ｎｓ＋ａｉｔｔｉｎｇ　Ｉｎｃｏｒｒｅｃｔｌｙ　Ｒｅ
ｃｅｉｖｅｄＮｕｍｂ’ｅｒ−ｅｄ　Ｆｒａｍｅｓ　ｉ
ｎ　ａ　Ｄａｔａ　Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ　　’Ｓ
ｙｓｔｅｍ）　Ｊという名称の米国特許第４４３９８５
９号に記載されていた。開示されたシステムでは、２台
の端末間のデータの伝送のため情報フレームが使用され
る。これらの情報フレームは、個々のフレームの識別を
可能とし、かつ受信されたフレームの完全性を検査でき
るようにするため、連続番号を付される。

最後の情報フレームの受信を肯定応答し、誤って妄信さ
れた情報の再送信を要求するため、いわゆる「チェック
ポイント・フレーム」が受信端末から送信端末に一定の
間隔で送信される。ある時間間隔の間、送信端末が送信
すべきフレームを有さす、かつ受信端末が、既に送信さ
れた情報フレームを全て正しく受信したときでも、受信
端末はチェックポイント・フレームの送信を継続する。

Ｃ０発明が解決しようとする問題点 情報フレームの再送信が必要でなく、かつ新しい情報フ
レームが送信されない期間は、チェックポイント・フレ
ームの流れを減少させることが望ましい。なぜならば、
そのような時間間隔では、チェックポイント・フレーム
は全て同じであり、かつネットワーク伝送容量の一部を
不必要に占有するからである。

Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明の目的は、選択反復プロトコルを使用する通信シ
ステムで制御情報の流れを減少させることができる伝送
手順を考案することである。

本発明の目的には、情報フレーム伝送の効率及び安全保
護を低下させることなく、送信しなければならないチェ
ックポイント・フレームの数を特定の状況で減少させる
ことができるチェックポイント・モード−・プロトコル
における改善を提供することも含まれる。

また、本発明の目的には、端末で多くの付加的なハード
ウニ、アまたは動作ステップを必要とすることなく、チ
ェックポイント・モード、・プロトコルを使用した通信
システムでチェックポイント・フレームの数を必要最小
限に減らすことも含まれる。

本発明は、必要なときにのみチェックポイント・フレー
ムが送信され、かつそれらの送信ができるだけ速く停止
されるように、チェックポイント・フレームの送信が必
要とされるときと、必要とされないときを示す追加の制
御情報を端末間で転送することにより、これらの目的を
実現する。

一実施例では、追加制御情報はチェックポイント停止フ
レームで端末間を転送される。別の実施例では、追加制
御情報は要求一応答ビットの形態のチェックポイント・
フレームで転送される。全ての情報フレームが正しく受
信され、それ以上の再送信が必要とされないことを追加
制御情報が示したときに、チ、ニック、ポイント・フレ
ームの送信が停止される。新しい情報フレームが受信さ
れたとき、または、チェックポイント・フレームが必要
とされていることを追加制御情報が示したときに、チエ
、ツ、クポイントの送信が再開される。

本発明の他の特徴及び利点は、添付の図面と関連して開
示される以下の好ましい実施例の詳細な説明から明らか
にな、るであろう。

Ｅ、実施例 Ａ）チェックポイント付き基本データ・リンク・プロト
コル（ＣＰＭ） 本発明を一層よく理解するため、米国特許第４４３９８
５９号に詳細に開示されているチェックポイント・モー
ド・プロトコル（ＣＰＭ）について以下で簡単に考察す
る。

本発明が使用されるシステムは、第１図に示す構造であ
るものと仮定する。複数の端末１１がそれぞれフロント
エンド装置１３を介して伝送ネットワーク１５に接続さ
れている。ネットワークはリング、スター・ネットワー
ク、メツシュ・ネットワークまたは他の任意の種類でよ
い。情報の伝送のため、一方が送信端末で、他方が受信
端末である２台の端末の間にセツションが確立される。

もちろん、各端末が送信端末機能と受信端末機能を有す
る２重セツションも可能である。

ネットワークを介して端末間で情報を伝送するための基
本フレーム形式は次の通りである。

Ｆ−Ａ−Ｃ−ＩＮＦＯ−Ｆｅ２−Ｆ 但し、Ｆ＝フレーム区切り文字（一方は開始区切り文字
、他方は終了区切り文字）、Ａ＝送信元及び宛先アドレ
ス、Ｃ＝制御フィールド、ＩＮＦＯ＝伝送される情報、
ＦＣ８＝フレーム・チエツク・シーケンス（例えば、Ｃ
ＲＣ）である。一般に、３種類の異なるフレーム、すな
わち、情報フレーム、監視フレーム、及び番号なしフレ
ームが用意されている。

ＣＰＭでは、第２図及び第３図にそれぞれ示す２種類の
フレームが使用される。情報フレームすなわちｌフレー
ム（第２図）は情報フィールドＩＮＦＯを有し、実際に
データを搬送するのに有用である。チェックポイント・
フレームすなわちＣＰｌフレーム第３図）は、情報フィ
ールドが省かれた監視フレームであり、情報フレームの
流れを検査／制御するのに役立つ。ｌフレームは送信端
末から受信端末に進み、ＣＰｌフレーム反対の方向に移
動する。端末を離れ、同じ宛先アドレスを保持する全て
のｌフレームは、ｌフレーム（７）　制御フィールドに
保持された送信順番号Ｎ　（Ｓ）により連続番号を付さ
れる（第２図参照）。制御フィールドの最初のビットは
０であり、それぞれのフレームが１フレームであること
を示す。制御フィールドの７番目のビットはＲビットで
あり、それぞれのｌフレームが再送信される（Ｒ＝１）
かどうかを示す。

送信端末は、最近送信されたｌフレームの送信順番号Ｎ
　（Ｓ）のテーブル（第４図、再送信テーブル）を保持
し、このテーブルに、送信端末は、どの新（非再送）ｌ
フレームの前にそれぞれの旧Ｉフレームが最後に送信さ
れたかを示すための変数Ｖ　（Ｔ）を入力することもで
きる。したがって、まだ再送信されていない全てのｌフ
レームの場合は、以下では「再送信順標識」とも呼ばれ
る変数Ｖ　（Ｔ）　はＮ　（Ｓ）＋　１であり、再送信
されりｌフレームの場合は、Ｖ　（Ｔ）は、第４図に示
すようにもっと大きな値を有する。前に送信されたｌフ
レームは最終的に肯定応答されるが（後で説明するよう
に）、再送信テーブルのそれぞれの項目は削除される。

受信端末は（それがセツションを共有する各送信端末に
ついて）、予想されるｌフレームの送信順番号Ｎ　（Ｓ
）のテーブル、すなわち、受信テーブル（第６図参照）
を保持する。このテーブルの欄ＲＣＶで、受信端末は、
正しく受信されたｌフレームの各々に印をつける。

受信テーブルに含まれず、かつＲＣｖ欄でまだ印をつけ
られていない送信順番号については（ＲＣｖの印を有す
るもっと大きな送信順番号は存在するが）、受信端末は
送信端末からの再送信を要求する。

正しく受信されたｌフレームの肯定応答と、失われたｌ
フレームの再送信の要求は次のように行なわれる。チェ
ックポイント・フレームＣＣＰフレーム）の最後の送信
から特定の時間間隔が経過したとき（または、フレーム
の消失が受信テーブルで検出されたとき）、受信端末は
、セツションを共有する送信端末にＣＰｌフレーム送信
する。

ＣＰフレーム制御フィールドの最初のバイトは第１及び
第２ビツトとして、これをＣＰｌフレームして識別する
組合せ「１０」を含む。各ＣＰｌフレーム、最大の番号
を付され、正しく受信された非再送ｌフレームの送信順
番号Ｎ　（Ｓ）の値よりも大きい値の受信順番号Ｎ　（
Ｒ）”をその制御フィールドに含む。したがって、受信
順番号は、受信端末により予想される次の新しい（非再
送）ｌフレームの送信順番号に等しい。

さらに、ＣＰフレームは（同様にその制御フィールド）
、失われたＩフレームの再送信を要求するための複数の
「再送信要求識別子」番号Ｎ　（Ｘ）を含むことができ
る。各Ｎ　（Ｘ）番号は、ＲＣｖの印なしに受信テーブ
ルに記入されている消失（または、誤って受信された）
■フレームの送信順番号Ｎ　（Ｓ）に対応しており、必
要なだけの数のＮ　（Ｘ）番号がある（可変長のＣＰフ
レーム）。

Ｎ　ＣＸ）番号はＣＰフレームに昇順に現われる。

送信端末では、受信されたＣＰフレームが記憶され、端
末は、それぞれのＣＰフレームの受信順番号Ｎ　（Ｒ）
よりも小さい再送付順標識Ｖ　（Ｔ）を有する、要求さ
れた全ての■フレームを再送信する。この手順は、最近
再送信、されたばかりのＩフレーム、すなわち、受信端
末にまだ到着さえしていない（かつ、その送信順番号が
それらのエフレームのための再送信テーブルに再送付順
標識Ｖ（Ｔ）として入力された）新しいＩフレームの後
のＩフレームの重複した再送信を回避する。

■フレームが再送信されるときは、次の新（非再送）■
フレームにより使用される順番号を入力することにより
、その再送付順標識Ｖ　（Ｔ）は更新される。記憶され
た受信ＣＰフレームの受信順番号Ｎ　（Ｒ）よりも値が
小さい順番号Ｎ　（Ｓ）を有し、かつ記憶された受信Ｃ
Ｐフレームに再送信要求識別子Ｎ　（Ｘ）として含まれ
ていない再送信テーブル内の各項目は、それぞれのＩフ
レームが最終的に肯定応答されるものと考えられるので
、削除される。

第６図は、ＣＰＭプロトコルを使用する端末の概略図で
ある。端末は、フロントエンド装置１３を介して伝送ネ
ットワークに接続された制御装置１７を有し、制御装置
はコンピュータ、または、少なくとも記憶装置１９に°
接続される。本発明を実現するための追加の機能をブロ
ック２１として示し、第１１図ないし第１５図を参照し
てさらに詳細に説明する。

基本端末の機能及び動作は、従来技術（米国特許第４４
３９８５９号）に記載された機能及び動作にほぼ対応す
る。第６図の制御装置１７には、本発明にとって関連が
ある少数の構成要素及び機能のみを示している。

制御装置は、Ｉフレームにより送信または受信されるデ
ータ・ブロックを保持するためのデータ・ブロック記憶
装置２５、現在のパートナ一端末を保持する宛先アドレ
ス・ｋジスタ２６、次に送信されるＩフレームの送信番
号を保持するＮ　（Ｓ）レジスタ２７、とのＩフレーム
が再送信されたかを示す再送信テーブル２８（第４図に
示す）、どの■フレームが正しく受信されたかを示す受
信テーブル２９（第５図に示す）、最近送信されたが、
まだ肯定応答されていないＩフレームを保持する記憶ブ
ロック３０から成る。端末が数台のパートナ一端末と独
立したセラシロンを共有する場合は、上記−組の記憶ブ
ロック／レジスタが各セラシロンについて用意されねば
ならない（または、−組のみが使用可能の場合は、各セ
ラシロン・トランザクシロン毎に内容がロードし直され
ねばならない）。

以下の機能が関連がある。フレーム・タイプ認・識（３
１）は、Ｉフレーム（３２）またはＣＰフレーム（３３
）が受信されたことを示す。ＳＣＰフレームが使用され
るとき、追加のｒＳＣＰＪ指示（３４）が与えられる。

■フレームを送信し、なければならないときは（３５）
、データ、宛先アドレス及び送信番号Ｎ（Ｓ）が記憶装
置／レジスタ２５．２６．２７からそれぞれ取られる（
または、肯定応答されていないＩフレームが再送信のた
め記憶ブロック３０から取られる）。■フレームが実際
に送信されるときは、それぞれの表示が供給される（３
６）。

■フレームが再送信された場合は、それぞれの再送付順
標識Ｖ　（Ｔ）が再送信テーブル（２８）で更新される
。さらに、空の（ゼロ長の）■フレームの送信を要求（
３７）または中断（３８）することができる。

■フレームが受信されたときは、その内容が解析され、
データが引き出される（３９）。それぞれのＮ　（Ｓ）
項目について、■フレームの正しい受信がＲＣＶの印に
より受信テーブル（２９）で示される。

ＣＰフレームが送信されるときは（４０）、このことは
それぞれの信号（４１）により要求される。追加のＲＲ
ビットが使用される場合は、それぞれのＣＰフレーム要
求（ＲＲ＝０１線４２またはＲＲ＝１、線４３）を与え
なければならない。

ＣＰフレームが受信されたときは、その内容が解析され
る（４４）。Ｎ　（Ｓ）レジスタ（２７）及び再送信テ
ーブル（２８）と協働して、未処理のＩフレームが全て
受け取られたかどうか判定され、そうであれば、それぞ
れの指示（４５）が与えられる。再送信テーブル（２８
）が更新される。

さらに、それぞれのＣＰフレームにより肯定応答された
■フレームを削除するため、肯定応答されていないＩフ
レームを保持する記憶ブロック（３０）に指示が与えら
れる。ＣＰフレームで追加のＲＲビットが使用される場
合は、その値が決定され、指示される（ＲＲ＝Ｏ１線４
６、またはＲＲ＝１、線４７）。

追加のＳＣＰフレームがシステムで使用される場合は、
ＳＣＰフレームを用意し、送信するためのそれぞれの機
能（４８）を備えなければならない。ＳＣＰフレームの
送信要求は別々に与えられる（４９）。

上記標識及び制御信号は、第６図でそれぞれの線（３２
，３３，３４，３Ｂ、３７．３８．４１．４２．４３．
４５．４Ｂ、４７．４９）により示すように、基本制御
装置機能（１７）と追加手段（２１）の間で転送される
。これらの信号転送線について、第１１図及び第１５図
でそれぞれ使用される参照番号をかっこの中に示す。

Ｂ）従来技術の欠点 上記のチェックポイント・モード・プロトコル（ＣＰＭ
）では、（伝送エラーのため）失われたＣＰフレームを
回復するための機構はない。制御情報が最終的に宛先に
到着することを保証するため、そのようなフレームを一
定間隔で送信するのはこのためである。このため、連続
して送信される多数のＣＰフレームが同じ情報を保持す
ることがよく起こる。このことは、制御の流れの完全性
を保証するためのプロトコルの望ましい特性であるが、
ＣＰフレームが含む情報が受信端末にとって既知である
場合にＣＰフレームの送信を中断するための強化を行な
うことが考えられるであろう。

−例として、未処理のＩフレームがリンク上にない場合
を考える。明らかに、この場合は、ＣＰフレームにより
保持されるＮ　（Ｘ）値はない（全てのＩフレームは既
に肯定応答されている）。さらに、全ての連続したＣＰ
フレームにおけるＮ　（Ｒ）の値は同じであり、したが
って、全てのＣＰフレームは同じである。

Ｃ）発明の原理及び理由 チェックポイント間隔が短く、単一プロセッサが多数の
リンクをサポートするか、またはＣＰＭプロトコルの多
数の段階が同一の物理リンク上で活動状態であるとき、
ＣＰフレーム・トラフィックの減少は非常に重要である
。重要な例は、多数のエツジ対エツジ接続が単一物理リ
ンク上で通常多重化されるエツジ対エツジの事例である
。遅延を小さくシ、バッファ要件を減少させるためには
、短いチェックポイント間隔が望ましい。ｎ個の接続の
各々でＣＰフレームが毎秒にフレームの速度で送られる
場合は、リンクが毎秒ｎＸｋ個のＣＰフレームを搬送し
なければならないことは明らかである。データ・トラフ
ィックのバースト性のため、接続の特定の一部分のみが
同時に活動状態になる。瞬間的に非活動状態になる接続
上でのＣＰフレームの送信を避けることにより、ＣＰフ
レーム送信の相当な節約を期待することができる。

他の利点は、プロトコルが交換回線を介して使用される
場合には、トラフィックの流れがないとき、データ・リ
ンク制御接続を終了させることなく回線を一時的に切断
することが可能なことである。元のプロトコルはＣＰフ
レームの連続した流れを必要とするので、このことを可
能としない。

本発明により、全てのＩフレームが肯定応答されたとき
ＣＰフレーム・トラフィックの流れを停止するための２
つの機構が提供される。第１の機構は特別な符号なしフ
レーム、すなわち、チェックポイント停止フレームの導
入を特徴とする特許２の機構は、要求一応答ビット（Ｒ
Ｒビット）と呼ばれるＣＰフレーム内の１ビツト・フィ
ールドの追加的使用のみを必要とする。

Ｄ）特別フレームによるＣＰフレームの減少本発明の第
１の実施例は追加の特別な（番号なしの）フレームを必
要とするが、一方向に■フレーム・トラフィックがまだ
ある場合でも、ＣＰフレームの流れを中断することを可
能にする。このプロトコルの長所は、ＣＰＭ端末の構造
に関する幾つかの基本的特性に焦点を当てることにより
一層よく評価される。

ＣＰＭ端末は２つの独立した処理、すなわち、■フレー
ム送信処理及びＩフレーム受信処理を含む゛ものと見な
すことができる。■フレーム送信処理はＩフレームをリ
モートＣＰＭ端末に送信し、ＣＰフレームをリモー）Ｃ
ＰＭ端末から受信する責任を負う。一方、■フレーム受
信処理はリモート端末からＩフレームを受信し、ＣＰフ
レームをリモート端末に送信する責任を負う。端末内で
は、２つの処理は原則的に、第７図に示すように互いに
完全に独立している。この特性は、制御流トラフィック
を減少させるため利用することができる。

以下の説明はこれら２つの処理の動作に別々に焦点を当
てたものである。

１）原理／基本機能 この第１の実施例は、チェックポイント停止（ＳＣＰ）
フレームと呼ばれる特別なフレームを使用する。これは
番号なしのフレームであり、■フレーム送信処理により
送信され、■フレーム受信処理により受信される。その
状況を第８図に示す。ＳＣＰフレームの構造を第９図に
示す。その制御フィールドは、それをＳＣＰフレームと
して識別する１バイトのみを含む。

■フレーム送信処理は、それぞれＳ　　ＡＣＴＩｖＥ及
びＳ−８ＬＥＥＰＩＮＧにより表示された活動状態及び
非活動状態の２つの状態を有する。

■フレーム送信処理は以下の規則に従って動作する。

・　通常の動作では、処理はＳ　　ＡＣＴＩＶＥ状態に
あり、■フレーム（ゼロ長のＩフレームを含む）を送信
し、ＣＰフレームを受信する。全ての非ゼロ長Ｉフレー
ムが肯定応答されたとｍは、Ｓ　　ＡＣＴＩＶＥ状態か
らＳ−８ＬＥＥＰＩＮＧ状態に進む。

・　Ｓ　　５ＬＥＥＰＩＮＧ状態にある間は、ゼロ長Ｉ
フレームを送信することはない。しかし、特別なチェッ
クポイント停止（ＳＣＰ）フレームと共に受信した各Ｃ
Ｐフレームに応答する。

ＳＣＰフレームはＣＰフレームとは異なっており、■フ
レーム受信処理により受け取られることに留意されたい
。

Ｓ　　５ＬＥＥＰＩＮＧ状態にあるときは、■フレーム
が送信された場合に、処理は５ＡＣＴＩＶＥ状態になる
。

同様に、■フレーム受信処理は２つの状態、すナワチ、
ＲＡＣＴＩＶＥ、！：Ｒ５ＬＥＥＰＩＮＧを有する。動
作は以下の通りである。

・　■フレーム受信処理は通常はＲＡＣＴＩＶＥ状態で
動作し、この状態で、ＣＰ間隔でＣＰフレームを送信し
、■フレームを受信する。

・　■フレーム受信処理がＳＣＰフレームを受け取った
ときは、Ｒ５ＬＥＥＰＩＮＧ状態になり、ＣＰフレーム
の送信を停止する。

・　Ｒ５ＬＥＥＰＩＮＧ吠態にある間は、受信された全
てのＳＣＰフレームは無視される。

一方、■フレームが受信されたときは、処理はＲＡＣＴ
ＩＶＥ状態！：？ｃる。

第１０図（Ａ及びＢ）はこれら２つの処理のための自動
機構を示す。第１０図ＡはＩフレーム送信処理、第１０
図ＢはＩフレーム受信処理に対するものである。この図
では、送信されるフレームは→により示され、受信され
るフレームは←により示される。■フレーム受信処理は
ＣＰフレームを送信する責任を負い、ＲＡＣＴＩＶＥ状
、態にある間のみこれを行なう（ＲＡＣＴＩＶＥ杖態に
おける「ＣＰ→」により示される）。以下で各自動機構
の動作をさらに詳細に説明する。

■フレーム送信処理： この処理はＩフレーム及びＳＣＰフレームを送信し、Ｃ
Ｐフレームを受信する責任を負う。自動機構を第１０図
Ａに示す。

Ｓ　　ＡＣＴＩＶＥ：これは、１つまたは複数の空でな
い（非ゼロ長の）■フレームが未処理のときの状態であ
る。取られる処置は以下の通りである（番号は第１０図
の矢印に対応する）。

１、Ｉフレーム（実または空）の送信時は、■フレーム
送信処理は同じ状態に留まる。

２、ＣＰフレームの受信時は、ＣＰフレームが未処理の
非ゼロ長■フレームを全て肯定応答しない限り（下記の
次のステップ参照）、■フレームは同じ状態に留まる。

３、まだ肯定応答されていない非ゼロ長Ｉフレームを全
て肯定応答するＣＰフレームが受信されたときは、処理
はＳ　　５ＬＥＥＰＩＮＧ状態に移る。

Ｓ　　５ＬＥＥＰＩＮＧ：これは、■フレーム送信処理
はもはや■フレーム（ゼロ長Ｉフレームを含む）を全く
送信しないが、ＣＰフレームの受信に反応する状態であ
る。以下の処置が取られる。

１、受信された各ＣＰフレームについて、処理はＳＣＰ
フレームを送り（これは「←ＣＰ／ＳＣＰ→」により示
される）、同じ状態に留まる。

２．１フレームが送信されたときは、処理は５ＡＣＴＩ
ＶＥ状態になる。

■フレーム受信処理： この処理はＩフレーム及びＳＣＰフレームを受信し、Ｃ
Ｐフレームを送信する責任を負う。自動機構を第１０図
Ｂに示す。

Ｒ’ＡＣＴＩＶＥ：この状態テハ、処理ハｃ　ｐ間隔で
ＣＰフレームを送信する。フレームが受信されたときは
取られる処置は以下の通りである。

工、処理は■フレームの受信を継続し、同じ状態に留ま
る。

２、ＳＣＰフレームが受信されたときは、処理はＲ５Ｌ
ＥＥＰＩＮＧ状態に移る。

Ｒ５ＬＥＥＰＩＮＧ：この状態では、ＣＰフレームは送
信されない。状態の移行は以下の通りである。

１、ＳＣＰフレームが受信されたときは、処理は同じ状
態に留まる。

２、Ｉフレームが受信されたときは、処理はＲＡＣＴＩ
ＶＥ状態に移る。

２）追加のＳＣＰフレームによるＣＰ流制御のための構
成 第１１図に、追加のＳＣＰフレームによりＣＰフレーム
の流れを制御するための構成をブロック線図で示す。

制御装置１７の機能は第６図と関連して上で概説したも
のである。制御装置１７は、ＳＣＰフレームの発生及び
検出を含め、■フレーム及びＣＰフレームを発生、受信
及び解析することができる。

制御装置は以下の制御信号をそれぞれの線に供給する。

送信された■フレーム（６１）　、受信されたＩフレー
ム（８３）、受信されたＣＰフレーム（６５）、受信さ
れたＳＣＰフレーム（６７）、肯定応答された全てのエ
フレーム。

送信状況ラッチ（７１）は、それぞれの端末から１フレ
ームが送信されたとき線６１上の信号によりセットされ
、肯定応答されていないＩフレームが他にない場合（非
ゼロ長のＩフレームに対する再送信要求を有さないＣＰ
フレームが受信され、次の■フレームのための局所的に
記憶されたＮ（Ｓ）が、ＣＰフレームで受信されたＮ　
（Ｒ）に等しい場合）に、線６９上の信号によりリセッ
トされる。このラッチの真の出力信号、すなわち、線７
３上のＳ　　ＡＣＴＩＶＥは、■フレーム送信機能が活
動状態であるから、ゼロ内容の１１フレームを一定間隔
で送信しなければならないかどうか（通常の１フレーム
が送信されない場合）を示す。

このラッチにおける相補出力信号、すなわち、線７５上
のＳ　　５ＬＥＥＰＩＮＧは、■フレーム送信状況が休
止し、それぞれの端末が（空の）■フレームを全く送信
してはならないときを示す。この信号は制御信号として
制御装置に供給される。

空のＩフレームの発生及び送信を一定間隔で生じるため
、入力でサイクル・クロックを受け取り、所定の間隔で
信号「Ｉフレーム時間」を供給するカウンタ７７が設け
られる。線７３上の信号Ｓ−ＡＣＴＩＶＥが高のときは
、■フレーム時間信号が線８１上のＡＮＤゲート７９を
介して制御装置に供給され、空のＩフレームの送信を引
き起こす。

通常の（情報を保持する）■フレームが端末により送信
された場合は、線６１上の信号はカウンタをリセットし
て、■フレーム時間間隔を再開させる。

線７５上の信号Ｓ　　５ＬＥＥＰＩＮＧもＡＮＤゲート
８３に供給され、ＡＮＤゲート８３は線６５上の受信Ｃ
Ｐフレーム信号を１ｊ８５上の制御信号ｒｓｃｐフレー
ム送信」として制御装置に転送する。

受信状況ラッチ（８７）は、■フレームが受信されたと
きに線６３上の信号によりセットされ、ＳＣＰフレーム
が受信されたとき、線６７上の信号によりリセットされ
る。このラッチの真の出力信号、すナワチ、線８９上の
ＲＡＣＴＩＶＥｉｔ、端末の！フレーム受信部分により
いつＩフレームが受信されたかを示すので、この部分は
、■フレームを肯定応答するか、またはリモート端末か
らの■フレームの送信を要求するため、ＣＰフレームを
送信しなければならない。

カウンタ９１はサイクル・クロック信号を受け取り、一
定間隔で制御パルス「ＣＰフレーム時間」を供給する。

このパルスは、線８９上の信号が高であるとき、線９５
上の制御信号「ＣＰフレーム送信」としてＡＮＤゲート
９３を介して制御装置に供給される。ＳＣＰフレームが
端末により受信されたときは、ラッチ８７はリセットさ
れ、ＣＰフレームはそれ以上送信されない。

３）例 第１２図は動作状態のこのプロトコルの一例を示す。端
末の状態を記号ｘ／Ｖで示す。但し、ＸはＩフレーム送
信処理の状態であり、ｙはＩフレーム受信処理の状態で
ある。Ｘ及びｙはそれぞれ５ＬＥＥＰＩＮＧ及びＡＣＴ
ＩｖＥを示すためＳまたはＡになることができる。両方
の端末は初めは５ＬＥＥＰＩＮＧ状態（■フレーム送信
処理及びＩフレーム受信処理の両方について）にあり、
端末Ａ及びＢのＮ　（Ｓ）値はそれぞれ２１及び１１で
ある。

第１２図の例は自明である。この図の左端及び右端に示
す矢印は、ＣＰフレームが一方の方向★たは他方の方向
に与えられるときを示す。実際に必要なときのみＣＰフ
レームが送信されることが理解できる。

注： １、実際の■フレームが全て肯定応答されたときは（す
なわち、Ｓ　　５ＬＥＥＰＩＮＧ状態で）、トラフィッ
クがない場合に空の（ゼロ長の）■フレームの送信を停
止するようになっている。

２、ＣＰ間隔がプログラム式間隔計時機構により与えら
れる場合は、■フレーム受信処理がＲ８ＬＥＥＰＩＮＧ
状態にあるときに、ＣＰ間隔計時機構をオフにし、割込
み処理によるオーバーヘッドを避けることができる。

Ｅ）ＣＰフレームの要求一応答ビットを使用した制御流
の減少 第２の実施例では、両方の端末がそれらの全てのＩフレ
ームについて肯定応答を受信し、いずれの側も送信すべ
き新しいＩフレームを持たないときに（しかし、リンク
は非活動化されていないことに留意されたい）、ＣＰフ
レーム・トラフィックの流れが両方向で停止される。基
本的には、送信した全てのＩフレームが既に肯定応答さ
れていることを端末が認識したとき、もはやＣＰフレー
ムをこの端末に送る必要がないことを他方の端末に知ら
せる。両方の端末がこの事実を知らされたとき、それら
の端末はＣＰフレームの送信を停止する。

１）原理／基本機能 ＣＰフレームは、要求一応答ビット（ＲＲビット）と呼
ばれる追加の制御ビットを使用するが、このビットは制
御フィールドの７番目のビットであり、まだ肯定応答さ
れていないＩフレームを端末が送信したときはいつでも
（１に）セットされる。このようなＣＰフレームを第１
３図に概略的に示す。

チェックポイント間隔が終了するたびに、端末はそのＣ
Ｐフレームの送信のため以下のステップの１つを実行す
る。

・　送信された少なくとも１つの■フレームがまだ肯定
応答されていない場合は、要求一応答ビットがセットさ
れたＣＰフレームを送信する。

・　送信された全てのＩフレームが肯定応答され、最後
のチェックポイント間隔中に、要求一応答ビットがセッ
トされた■フレームまたはＣＰフレームが受信された場
合は、要求一応答ビットがセットされていないＣＰフレ
ームを送信する。

・　他の全ての場合には、ＣＰフレームを送信しない。

第１４図は、ＣＰＭ端末における動作を制御するこのプ
ロトコルの自動機構を示す。通常、静止、及び休止の３
つの状態がある。この図では、端末が送信するフレーム
（Ｉフレーム及び（または）ＣＰフレーム）は→により
示し、端末が受信するフレームは←により示す。各状態
ボックス内に、ＣＰ時間間隔が終了したとき取られる処
置を示す。

たとえば、通常状態では、ＣＰ時間間隔が終了したとき
、要求一応答ビットが１にセットされたＣＰフレームが
送信される。この状況は図では「ＣＰ（ＲＲ＝１）→」
により示される。次に、この自動機構の動作についてさ
らに詳細に説明する。

通常二通常状態では、端末は１つまたは複数の肯定応答
されていないＩフレームを有スる。ＣＰ時間間隔で、端
末は、要求一応答ビットを１にセラされたＣＰフレーム
を送信する。フレームが受信及び（または）送信された
とき取られる処置は（図における矢印に対応する番号）
である。

１、端末は■フレームの送信を続行し、通常状態に留ま
る。

２、端末はＩフレーム及び（または）ＣＰフレームの受
信を続行し、同じ状態に留まる。ＣＰ　（ＲＲ＝ｘ）は
、ＣＰフレーム上の要求−応答ビットを１または０にセ
ットすることができることを示す。

３、ＣＰフレームを受信し、肯定応答されていないＩフ
レームが他にないときは、端末は通常状態から出る。こ
のＣＰフレームが要求一応答ビットを１にセットされて
いる場合は（「←ＣＰ　（ＲＲ＝１）Ｊにより示される
）、静止状態になる。

４、一方、前の状態が保持され、ＣＰフレームのＲＲビ
ットが１にセットされていない場合は、端末は休止状態
に移る。

注：ＣＰ間隔中にＣＰフレームが受信されない場合は、
端末は通常状態に留まる。

静止：この状態では、端末は未処理のＩフレームを全く
有さず、ＣＰフレームを受信する必要はない。しかし、
他方の端末は未処理のＩフに一ムを有する。端末はＣＰ
フレームの送信を（もちろん、ＣＰ間隔で）続行するが
、ＲＲビットはＯにセッ°トされる。フレームが受信ま
たは送信されるとき取られる処置は以下の通りである。

１、Ｉフレームが送信される場合は、端末は通常状態に
なる（図では「Ｉ→」により示される）。

２、端末はエフレーム、及びＲＲビットを１にセットさ
れたＣＰフレームの受信を続行し、同じ状態に留まる。

３、ＲＲピットを０にセットされたＣＰフレームが受信
された場合は（「←ＣＰ　（ＲＲ＝０）」により示され
る）、端末は休止状態になる。このことは、他方の端末
が、肯定応答されていないＩフレームをそれ以上有さす
、ＣＰフレームをそれ以上受信する必要がないことを示
す。

同様に、端末が全ＣＰ間隔中に何も受信しなかった場合
は（「←空白」により示される）、他方の端末がそれ以
上ＣＰフレームを必要としないものと想定し、休止状態
になる。

注：実施のためには、最後のＮ個（Ｎ≧２）のＣＰ間隔
中に何も受信されない場合は、移行を行なうことが推奨
される。

休止：この状態では、いずれの端末も、肯定応答されて
いない■フレームを有せず、ＣＰフレームは必要とされ
ない。そのような状態では、両方の端末はこの状態に到
達しなければならない（短い移行期間で）。フレームが
受信または送信されるとき取られる処置は以下の通りで
ある（ＣＰフレームは送信されないことに留意されたい
）。

１、ＣＰ　（ＲＲ＝Ｏ）が受信された場合は、端末は休
止状態に留まる。この状態は、休止状態が静止状態から
到達されたときに生じ、他方の端末はそのようなフレー
ムの送信を瞬間的に続行する。

２、Ｉフレームが送信された場合は、端末は通常状態に
なる（ＣＰフレームの受信を要求するため）。

３、ＣＰ　（ＲＲ＝１）及び／またはＩフレームが受信
された場合は、端末は静止状態になる。

２）ＲＲビットによるＣＰ流制御のための構成第１５図
に、各ＣＰフレームにおける追加のＲＲビット（第１３
図参照）によるＣＰフレームの流れを制御するための構
成をブロック線図で示す。

制御装置１７の機能は第６図と関連して上で概説したも
のである。制御装置は、ＣＰフレームの制御フィールド
におけるＲＲビット（７番目のビット）のセツティング
及び検出を含め、■フレーム及びＣＰフレームを発生、
送信及び解析することができる。制御装置はそれぞれの
線上に以下の制御信号を供給する。送信されたＩフレー
ム（１０１）、受信されたＩフレーム（１０３）、受信
されたＣＰフレーム（１０５）、ＲＲ＝１　（受信さ　
　　゛れたばかりのＣＰフレームのＲＲビットは１にセ
ットされた）（１０７）　、ＲＲ＝Ｏ（１０９）　、肯
定応答された全てのＩフレーム（１１１）。

肯定応答ラッチ（１１３）は、肯定応答されていないＩ
フレームが他にない場合に線１１１上の信号によりセッ
トされ、■フレームがそれぞれの端末から送信されると
きに線１０１上の信号によりリセットされる。このラッ
チの真の出力信号は（高のとき）、リモート端末からの
ＣＰフレームをそれ以上必要としない状態に端末がある
ことを示す。

通常ラッチ（１１５）は、■フレームが送信されたとき
に線１０１上の信号によりセットされ、ラッチ１１３の
出力信号と線１０５上の信号を結合するＡＮＤゲート１
１９の出力信号（線１１７）に応答して、全てのＩフレ
ームが肯定応答された後でＣＰフレームが受信されたと
きにリセットされる。ラッチ１１５の真の出力信号Ｎは
、端末が通常状態にあることを示す。この状態では、Ｒ
Ｒビットが１にセットされた状態で（リモート端末から
のＣＰフレームも要求して）ＣＰフレームを一定間隔で
送信しなければならない。

カウンタ１２１はその入力にサイクル・クロックを受け
取り、その出力線１２３上に一定間隔で制御信号「０２
時間」を供給する。ＡＮＤゲート１２５はこの信号とラ
ッチ１１５からのＮ信号を結合して、線１２７上を信号
「ＣＰ送信／セットＲＲ＝ＩＪを制御装置に供給する。

静止ラッチ（１２９）は、端末が未処理のＩフレームを
持たず、ＣＰフレームの受信を望まないが、ＣＰフレー
ムをリモート端末に送信しなければならないときの状態
のため設けられている。このラッチは、休止状態中にＩ
フレームが受信されたとき（通常ラッチの相補出力Ｎが
高であるときＡＮＤゲート１３３によりゲート制御され
る線１０３上の信号）、または、その状態中に、ＲＲビ
ットを１にセットされたＣＰフレームが受信されたとき
（通常ラッチの相補出力Ｎが高のときＡＮＤゲート１３
５によりゲート制御され、かつＡＮＤゲート１３７で線
・１０７上の信号ＲＲ＝　、１と結合される線１０５上
の信号）、ＯＲゲート１３１を介してセットされる。

ラッチ１２８の出力信号ＱはＡＮＤゲート１３９で線１
２３上の通常のＣＰＰ間信号と結合されて、制御装置の
ためのもう１つの制御信号「ＣＰ送送信／フッＲＲ＝Ｏ
Ｊを線１４１上に形成し、静止状態中に、ＲＲビットを
０にセットされたＣＰフレームの通常の送信を生じさせ
る。静止ラッチ１２９は次の３つの状態のそれぞれでＯ
Ｒゲート１４３を介してリセットされる。■フレームが
送信されたとき（線１０１上の信号）、休止状態中にＲ
Ｒ＝ＯのＣＰフレームが受信されたとき（通常ラッチ１
１５がオフのときにＡＮＤゲート１３５によりゲート制
御され、かつＡＮＤゲート１４５で線１０９上の信号Ｒ
Ｒ＝Ｏと結合される線１０５上の信号）、及び最後のＣ
Ｐ時間間隔中にＩフレームも、またＣＰフレームも受信
されなかったことを示す信号「トラフィックなし」が線
１４７上に現われたとき、ラッチ１４９は、ＣＰ間隔が
開始するたびに線１２３上の信号によりセットされる。

ラッチ１４９は、■フレームまたはＣＰフレームがそれ
ぞれ受信されたことを線１０３または線１０５上の信号
が示すとき、ＯＲゲート１５１を介してリセットされる
。ラッチ１４９がＣＰ間隔中にリセットされない場合は
、線１２３上の次のＣＰ時間パルスがＡＮＤゲート１５
３を介してゲート制御されて線１４７をリセットする。

通常ラッチ１１６も、また静止ラッチ１２９もセットさ
れていないとき、上記の実際の休止が存在する（第１５
図で点線により示すように）。

３）例 第１６図は動作状態におけるこのプロトコルの一例を示
す。この図は両端末の状態を示し、通常、静止及び休止
状態のそれぞれＮ１Ｓ及びＱにより示す。両端末は初め
は休止状態にあり、端末Ａ及びＢにおけるＮ　（Ｓ）値
はそれぞれ２１及び１１であるものと仮定する。

第１６図は自明である。この図の左端及び右端に示す矢
印は、一方向または他方の方向でＣＰフレームがいつ与
えられるかを示す。実際に必要なときのみＣＰフレーム
が送信されることが理解できる。

注： ・　ＣＰＭプロトコルでは、トラフィックがないときは
、端末はプロトコルの完全性を保持するためゼロ長Ｉフ
レームを送信する。この場合は、未処理の実Ｉフレーム
がないときには空の（ゼロ長）■フレームの送信を停止
するようにしなければならない。ＩＢＭテクニカル・デ
ィスクロージャ・プルテン第３０巻、第４号、１９８７
年９月、ページ１４５１／１４５２の論文［通信システ
ムのための選択反復プロトコル（Ｓｅｌｅｃｔｉｖｅ　
Ｒｅｐｅａｔ　Ｐｒｏｔｏｃｏｌｆｏｒ　Ｃｏｍｍｕｎ
ｉｃａｔｉｏｎ　５ｙｓｔｅ■ｓ）Ｊには１ゼロ長Ｉフ
レームの必要性がない選択反復データ・リンク・プロト
コルが提案されていた。そのようなプロトコルが使用さ
れる場合は、変更は必要とされない。

プログラム式チェックポイント間隔計時機構によりＣＰ
フレームを実現し、端末がＣＰフレームの送信を停止し
たときにこの計時機構を停止することができる。チェッ
クポイント間隔計時機構を停止することは、使用されて
いないときに計時機構割込みの処理によるオーバーヘッ
ドを減少するので有利である。この機能を実現するには
、以下のステップを実行することが必要である。

一チェックポイント間隔計時機構の満了時には、送信さ
れた全てのＩフレームが肯定応答され、最後のチェック
ポイント間隔の間にＣＰフレームが受信されなかった場
合にこの計時機構を停止する。

注：実現のため、最後のＮ個（Ｎ≧２）ＣＰの間隔中に
何も受信されなかった場合にのみ計時機構が停止される
ことが推奨される。

−要求一応答ビットを１にセットされたＩフレームまた
はＣＰフレームが受信され、チェックポイント間隔計時
機構が作動していないときは、チェックポイント間隔計
時機構を始動する。

Ｆ０発明の効果 本発明により、選択反復プロトコルを使用する通信シス
テムで制御情報の流れを減少させることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明が使用されるシステムの全体的形態を
示すブロック図である。 第２図は、ＣＰＭプロトコル、具体的にはＩフレーム制
御フィールドで使用される情報フレームの形式を示す説
明図である。 第３図は、０２Ｍプロトコル、具体的にはＣＰフレーム
制御フィールドで使用されるチェックポイント・フレー
ムの形式を示す説明図である。 第４図は、０２Ｍプロトコルを使用する送信端末に記憶
された再送信テーブルの一例を示す説明図である。 第５図は、０２Ｍプロトコルを使用する受信端末に記憶
された受信テーブルの一例を示す説明図である。 第６図は、０２Ｍプロトコルのもとで動作するようにな
った、第１図に示すシステムにおける端末の機能ブロッ
ク図である。 第７図は、送信及び受信機能の両方で動作する、０２Ｍ
プロトコルを使用した一対の端末の機能構造を示す説明
図である。 第８図は、送信端末と受信端末の間のチェックポイント
停止フレーム（ＳＣＰフレーム）を含むフレームの流れ
を示す説明図である。 第９図は、本発明により導入される新しいチェックポイ
ント停止フレームの形式を示す説明図である。 第１０図は、０２Ｍプロトコルでの流れ制御のためＳＣ
Ｐフレームを使用した端末におけるＩフレーム送信処理
及び■フレーム受信処理のための状態図である。 第１１図は、ＣＰＭ端末でのＳＣＰフレームの処理のた
め設けられた追加の論理手段を示すブロック図である。 第１２図は、制御流を減少させるためＳＣＰフレームが
使用されたときのＣＰＭプロトコル下の−２台の端末の
間のフレームの流れの一例を示す説明図である。 第１３図は、本発明による制御流の減少を可能にするた
めの追加の要求一応答ビット（ＲＲビット）を備えた、
第３図に示すＣＰフレームの形式を示す説明図である。 第１４図は、流れ制御の減少のためのＣＰフレーム内の
追加のＲＲビットを備えた０２Ｍプロトコルを使用する
端末に対する状態図である。 第１５図は、ＣＰフレームでＲＲビットが使用されると
き制御流の減少を可能にするための追加の論理手段を示
すブロック図である。 第１６図は、制御流を減少させるためＣＰフレームでＲ
Ｒビットが使用されるときのＣＰＭプロトコル下の２台
の端末の間のフレームの流れの一例を示す説明図である
。 １１・・・・端末、１３・・・・フロントエンド装置、
１５・・・・伝送ネットワーク、１７・・・・制御装置
、１９・・・・コンピュータ／記憶装置。 出願人　　インターナシ騨ナル・ビジネス・マシーンズ
Φコーポレーシ日ン 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名） 算１　目 エフレーム ＣＰ７Ｌ／−ム 劣３目 再道信テープ１．　　　　　　　　　劣４回咲信テープ
）し　　　　　　　　　　笛　５　図篤６　口 笛７図 ＣＰＭ累未の構造 妬８図 ｓｅｐと含むフレームの漉と ＳＣＰフレーム 笛１０図 ■フレーム彊７ｆｇ９Ｌ理♂・Ｊひ゛ＩフレームダＫＳ
ｗ理のｔ：めの状が・口Ａ）Ｉフレーム送信ｃ委Ｔ　　
　　　　　　日）■フレーム咲侶ダμ、理Ｎαｌ−０Ｕ
Ｔ）禾弘理０エフレーム１コない篤１３　口 ＲＲｔ”−ＪｔＳＶＣＰ７レー＆

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 情報フレームが送信端末から受信端末へ送られるととも
   に、チェックポイント・フレームが受信端末から送信端
   末へ送られ、各情報フレームが送信順番号を搬送すると
   ともに、各チェックポイント・フレームが次の予想され
   る新しい情報フレームの送信順番号に等しい受信順番号
   を搬送し、正しく受信された情報フレームの順番の中で
   失われた各情報フレームの再送信を要求するために各失
   われた情報フレームの送信順番号を加えて、最大の番号
   を付され正しく受信された情報フレームに肯定応答し、
   チェックポイント・フレームが受信端末から送信端末に
   一定間隔で送信される、伝送ネットワークに接続された
   端末間でデータを伝送するための通信システムにおいて
   、チェックポイント・フレームの数を低減させる方法で
   あって、送信端末において、新しい情報フレームにデー
   タ送信の要求が存在せず、かつ失われた情報フレームの
   順番号を含まないが前記送信端末から送信された最新の
   新しい情報フレームに肯定応答する受信順番号を含むチ
   ェックポイント・フレームが受信端末から受け取られる
   ときには、送信端末から受信端末へ特定の番号なしフレ
   ームをチェックポイント停止フレームとして送信し、 受信端末が、情報フレームの消失なしに到達した全ての
   情報フレームを正しく受け取るとともに、送信端末から
   チェックポイント停止フレームを受取るときには、受信
   端末から一定間隔でチェックポイント・フレームを送信
   するのを停止し、受信端末が送信端末から新しい情報フ
   レームを受け取ったときには、受信端末から一定間隔で
   チェックポイント・フレームの送信を再開することを含
   む前記の方法。