JPH0247143B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ 本発明は共通のバスを介して複数の局が接続さ
れた多重アクセスデータ通信システムにおいて、
ホツトキヤリアの発生した局の所在を自動的に確
定する方法に関する。

［従来技術］ 局の送信部が送信状態に固定されて、人間の介
入なしには共通の通信媒体（例えばバス）または
チヤネルからの分離が不可能となつた場合に、ホ
ツトキヤリア状態が起こる。こうした異常状態に
陥つた局の所在を自動的に識別できれば、少なく
とも２つの点で有益である。１つは、操作要員が
故障送信部の所在をただちに認識して手動により
それを分離することができること（従つて他の局
は通信媒体を続けて使用できる）。もう１つは、
現場修復要員が故障送信部の所在をただちに認識
してそれを修復することができることである。

ところで、衝突検知が可能なキヤリア感知多重
アクセス（CSMA／CD）プロトコルを使用する
ローカル・エリア・データ通信ネツトワークは一
般にCSMA／CDシステムと呼ばれており、米国
特許第4063220号にはこうしたシステムの一例が
示されている。ここに開示されたシステムにおい
ては、局は通信媒体の空き信号状態を感知して通
信媒体のアクセスを制御している。局は送信中
に、その受信部を活動状態に保つて衝突検知（他
の局との送信干渉の検知）のために通信媒体から
戻つてくる信号を傍聴する。

米国特許第3825897号の開示例によれば、局が
そこから中央監視機構に警報信号（例えば盗難報
知器による）を通知するためのシステムにおい
て、１つの局が故障送信部を有するような異常事
態が発生してもそれを中央監視機構に通知するこ
とができる。しかしながら局は故障発生の所在を
明らかにするための手段は有していない。ライン
が継続して使用中であれば、通知すべき事象を持
つている局はタイムアウトの後そのラインロツク
アウト回路を無視してその信号（故障送信部から
発せられた信号と干渉する可能性のある信号）を
送信する。このシステムにおいては、警報信号は
長い時間間隔を有する離散的なパルスによつて表
わされる。従つて、ラインロツクアウトを無視し
て送信された信号は、もし繰返し送信されるので
あれば、中央の局において認識することができ
る。しかしデータパルスが非常に短い時間間隔で
ある今日のシステムに対しては上記特許の技術は
適用できない。

［発明が解決しようとする問題点］ 従来のシステムは、ホツトキヤリアが発生して
もその所在を明示する手段を有さないシステムで
あつたり、ホツトキヤリアの発生を認識してもそ
の局自身が他の正常な局に通知することができな
いようなシステムであつた。

本発明の目的は、ホツトキヤリアの発生した局
の所在をただちに確定し、それを当該局及び他局
のいずれにも自動的に明示する方法を提供するこ
とにある。

［問題点を解決するための手段］ 本発明によればループテスト手段を用いて、通
信媒体との受信連係を維持しながら所定の形式を
有するテストメツセージの送信を試行するため、
通信媒体の使用中状態を感知した局が所定の期間
のタイムアウトの後、動作を開始する。受信信号
と送信メツセージが相関すれば、送信局はその送
信部がホツト送信部であること、即ちホツトキヤ
リアを発生していることを示唆する。受信信号と
送信メツセージが相関しなければ、テストメツセ
ージの送信が繰り返される。所定の回数繰り返し
ても相関がなければ送信局はその送信部に異常が
ないことを示唆する。

発明の一態様によれば、CSMA／CDプロトコ
ルを使用するリンクされた局は、各自のネツトワ
ークアドレスを前述のテストメツセージの宛先ア
ドレスとして指定する。従つて故障によつて送信
信号が通信媒体に伝わらないようになつている送
信部を有する局は、ホツト送信部を有する別の局
から送信されるテストメツセージを自分の送信し
たテストメツセージとして誤認することはない。

各々の局はテストメツセージの送信を試行する
前にまず送信部と通信媒体とを分離するのが好ま
しい（例えば伝送経路に直列なスイツチを開くこ
とによつて）。従つて、伝送経路の連続性が局の
電子回路によつて制御できなくなつた場合にのみ
（即ち人的介入が必要となつた場合にのみ）テス
トメツセージが送信される。

［実施例］ 第２図は本発明を有効に利用することのできる
多重アクセスデータ通信システムの１つである
CSMA／CDシステムを表わす図である。ローカ
ルエリアデータ通信ネツトワークにおいてバス１
がそれぞれ別々の場所にあるデータ処理システム
２ａ，２ｂ、及び２ｃをリンクする。データ処理
システムは各々のアダプタ部３ａ，３ｂ，３ｃ及
び送受部４ａ，４ｂ，４ｃを介してノードＡ，Ｂ
及びＣにおいてバス１に接続される。これらの送
受部は良く知られたCSMA／CDプロトコルを用
いてバス１への個々のアクセスを制御する。

各々のデータ処理システムは、ホストシステム
５ａ，５ｂ，５ｃ及び周辺装置６ａ，６ｂ，６ｃ
（プリンタ、デイスクドライブ等）を有する。代
表的なデータ処理システムは例えばIBMパーソ
ナルコンピユータを中心とするシステムである。
各々のアダプタ部は制御用のマイクロプロセツサ
（後に説明する）を内蔵している。各々のアダプ
タ部はバス１（外部バス）に対してはビツト直列
式で連結され、それぞれのホストに対してはバス
７ａ，７ｂ，７ｃ（内部バス）を介してバイト直
列式で連結される。

外部バス１の構成は本発明とは無関係である
が、説明の完全を期するために外部バス１の構成
は、終端抵抗６を有する１チヤネル構成、または
往路チヤネル及び復路チヤネルを有する２チヤネ
ル構成と仮定する。本発明はいずれの構成におい
ても同様に動作する。

同様にホストシステム及びその周辺装置の論理
構成も本発明とは関係がなく、また後に説明する
若干の例外を除いてアダプタ部のマイクロプロセ
ツサの論理構成も任意でよいが、説明の完全を期
するために、本発明を実現するのに必要な全ての
処理動作にとつて適切な容量（少なくとも８キロ
バイト）及びサイクルタイムを有するインテル
8031マイクロプロセツサ並みのマイクロプロセツ
サを使用すると仮定する。

第１図はノードＡにおけるアダプタ部３ａの論
理構成を表わす図である（他のノードにおいても
同様である）。バイトバツフア１１は送受部４ａ
と内部バス７ａとの間のインターフエースであつ
て、外部バス１に対してはビツト直列シフタとし
て動作し、ホストシステム５ａに対してはビツト
並列バイト直列ステージング点として動作する。
アダプタ部３ａは、異常場所検査を実行するホツ
トキヤリア監視部１２ａを含むマイクロプロセツ
サ１２を有する。ホストシステム５ａは中央プロ
セツサ１４及びメモリ１５を有し、内部バス７ａ
を介してメモリ１５を直接にアクセスすることが
できる。中央プロセツサ１４、マイクロプロセツ
サ１２、及び他局のホストシステムによつてメモ
リ１５のアクセスを制御するDMAコントローラ
１５ａをメモリ１５は有する。

送受部４ａの受信部Ｒと外部バス１との間に接
続されたスイツチ１６、及び送受部４ａの送信部
Ｔと外部バス１との間に接続されたスイツチ１７
は通常はマイクロプロセツサ１２によつて制御で
きる。通常は閉じている。ホストシステム５ａに
よつて制御可能なスイツチ１８は、キヤリア感知
信号（CS信号）を受信部Ｒからマイクロプロセ
ツサ１２に連絡する。マイクロプロセツサ１２は
これを用いて外部バス１への送信アクセスを条件
的に制御する。スイツチ１８が閉じておりかつ受
信部Ｒの出力が活動中ならば、ロツクアウト状態
標示がマイクロプロセツサ１２に連絡される。ス
イツチ１７が閉じた状態（接続状態）のままでし
かも制御不可能な事態に陥つた場合は、送信部Ｔ
は外部バス１を継続してリンクしホツトキヤリア
状態を呈する。このような送信部をホツト送信部
という。逆に、スイツチ１７が開いた状態で制御
不可能な事態に陥つた場合は、その送信部は外部
バス１から分離されるので、ホストシステムはネ
ツトワークにおいて通信を行えないようになる。

ホツトキヤリア状態が発生すると、各システム
の各構成部が共働してその状態を感知して、異常
の発生した局がその局なのかまたは他の局なのか
を確定する。この確定は、外部バス１への所定の
形式を有するテストメツセージの送信、及びこの
テストメツセージ送信中に外部バス１から受信す
る信号の評価も含む。外部バス１へのテストメツ
セージの通信に係る様々なタイプの形式を第３図
ない第５図に示す。ホツトキヤリア源確定処理を
含みバス通信を実行する動作の流れを第６Ａ図及
び第６Ｂ図に示す。

実施例のシステムにおいては、局は第３図に示
す10乃至544バイトの可変長のフレーム１９によ
つてその情報を伝送する。第３図に示したフレー
ム１９は通常のフレームである。各々のフレーム
は開始フラグ“Ｆ”から始まつて終了フラグ
“Ｆ”で終わる。開始フラグ“Ｆ”に続く制御情
報フイールドＤ、Ｏ、Ｃ、Ｓ、BC及びCRCをま
とめて見出しと呼ぶ。見出しの後にデータ
DATA20が続く場合もあれば続かない場合もあ
る。見出しは、宛先バイトＤ、元バイトＯ、制御
バイトＣ、シーケンスバイトＳ、データ長を定め
るバイトカウントを表わす２バイトからなるバイ
トカウントフイールドBC、及びこれらのバイト
の正しい受け取りを検証する２バイトからなる循
環冗長検査フイールドCRCから成る。フレーム
がデータを有する場合は（BCの値が０よりも大
きい場合は）、見出しのCRCの後にデータDATA
が続き、さらにデータDATAの後に、データ
DATAの正しい受け取りを検証するための２バ
イトから成る循環冗長検査フイールドCRCが続
く。

以上に命名したバイト及びフイールドからわか
るように、バイトＤ及びバイトＯはそのフレーム
の宛先及び送信源をそれぞれ表わしている。フレ
ームは、バイトＤに示されるアドレスを有する１
つのノードに送られる。フレームを全てのノード
に送る場合は（同報通信フレームと呼ぶ）、その
フレームは、同報通信であることを示唆する値を
バイトＤに有する。

バイトＣはフレームタイプ（例えば制御フレー
ムまたはデータフレーム）を表わす。バイトＳは
データを有するフレームが連続する際の各フレー
ムの順番を表わす。データの受渡しをするため
に、局は一連の制御フレームによつてセツシヨン
を確立し、その後バイトＳによつて識別される１
以上のデータフレームが転送される。宛先局はこ
うしたフレームの各々に対して肯定応答を返す
か、または誤りを知らせる。後者の場合は、送信
局がそのフレームを再送する。従つてバイトＳの
値によつて１つのセツシヨン内において新しいフ
レームと再送されたフレームとが区別される。

いずれかの局においてホツトキヤリア状態が感
知されると、その局は第４図に示す形式を有する
ループテストメツセージフレーム（以下LTメツ
セージと呼ぶ）の送信を試みる。このLTメツセ
ージは宛先バイトＤと元バイトＯとが一致してい
る制御フレームである。このLTメツセージを送
信している局は、その受信部の活動を継続して、
同時に外部バス１から受信する信号を評価し、出
力フレームとの関係を調べる。

他局においてホツトキヤリア状態が発生すれ
ば、自局のLTメツセージが外部バス１上で干渉
するであろう。しかしながら、自局においてホツ
トキヤリア状態が発生すれば、LTメツセージは
外部バス１に送られて干渉することなく、自局の
受信部を介して戻つてくる（即ち受信信号と送信
信号が相関する）。受信信号と送信メツセージが
相関しない場合は、その局はLTメツセージの送
信を繰り返す。LTメツセージの送信を所定の回
数だけ繰り返した後なお相関が認識されない場合
は、その局は自局がホツトキヤリア発生場所では
ないことを認識してLTメツセージの送信を中止
する。

ホツトキヤリアの発生した局の所在の正確な検
知を保証するためのLTメツセージを第４図に示
す。制御バイトＣは、このメツセージフレームが
LTメツセージ（即ちホツトキヤリア発生局の所
在を明らかにするために使用される特別の制御フ
レーム）であることを標示する。このメツセージ
フレームはこれを送信した局だけを宛先にしてい
る（即ち第４図の２１に示すように宛先バイトＤ
と元バイトＯが一致している）ので、このメツセ
ージフレームをループテストメツセージと呼ぶ。
従つてその情報が認識可能な形式で外部バス１か
ら戻つてくれば、その情報は送信局においてのみ
相関し、他の局においては相関しない。

以上の処理には、このタイプのテストメツセー
ジのために同報通信アドレスを用いてもよい。２
以上の局が同時に、同報通信アドレスを有するテ
ストメツセージの送信を試行し、これらの局のう
ちの１つの局が“ホツト”送信部を有し別の１つ
の局が送信部オフ状態（送信信号が外部バス１に
到達しないようにした状態；すなわちスイツチ１
７が“開”の状態となつている）であると仮定し
よう。このテストメツセージは、“ホツト”局か
ら送出されて、これらの２つの局によつて受信さ
れるであろう。従つて、ホツトキヤリア検知のた
めの判断基準がメツセージの正しい受け取りだけ
であるとすれば、送信部がオフ状態になつている
局はなおメツセージを受信して自局にホツトキヤ
リアが発生したと誤認してしまうであろう。しか
しながら、そうした局が特別にアドレス指定され
たメツセージを受信して誤つて解釈することは、
ほとんどあり得ない。

自局の送信部がホツトであると判断した局は、
第５図の形式を有するホツトキヤリア所在メツセ
ージを繰り返し同報通信する。このメツセージ
は、制御バイトＣ及び宛先バイトＤ（同報通信ア
ドレスＢを含む）の内容によつて区別される。

データ処理システム２ａの動作（通常の通信及
びホツトキヤリア検知のための動作）を表わす流
れ図を第６Ａ図及び第６Ｂ図に示す。

ホストシステム５ａ（第１図において中央プロ
セツサ１４、DMAコントローラ１５ａ、及びメ
モリ１５）はそのタスクを実行するために通常の
段階的なプログラム（即ちマイクロプログラム、
監視プログラム及びアプリケーシヨンプログラ
ム）を使用する。こうしたタスクは、通常の処理
及びＩ／Ｏオペレーシヨンの他に、外部バス１へ
メツセージを送るためのオペレーシヨン、及び外
部バス１から受け取つたメツセージを処理するた
めのオペレーシヨンを含む。外部バス１への送出
が要求されると、ホストシステム５ａは、メモリ
１５にメツセージを用意して、マイクロプロセツ
サ（μP）１２に指令を転送する（ブロツク６
１；第６Ａ図）。この指令に応答して、マイクロ
プロセツサ１２は外部バス１のアクセス権を獲得
するためのオペレーシヨンを実行し、可能ならば
メツセージを送り、ホストシステム５ａに状況を
報告する。ホストシステム５ａは、少なくとも、
割込みによつてマイクロプロセツサ１２が供給し
た情報に応答して、指令した機能の状況を監視
し、完了状況が標示された場合に、必要ならばさ
らに処理云を行う。

前記指令によつて指示されたメツセージ転送オ
ペレーシヨンの状況は、完了状況または未定了状
況のいずれかである。マイクロプロセツサ１２が
（通常は割込みによつて）終結標示を呈しない間
は状況は未定了状況である。終結標示は、外部バ
ス１への転送が首尾よく完了したこと、またはエ
ラーを示す。ホストシステム５ａは、終結標示を
受け取るまでは、メツセージ転送オペレーシヨン
に係る処理をさらに行うことはない。マイクロプ
ロセツサ１２またはホストシステム５ａで誤りが
認識されることなくメツセージが送られれば（ブ
ロツク６２において“NO”の判定；第６Ａ図）、
ホストシステム５ａは、通信を要求したタスクプ
ログラムに“処理完了”を通知してオペレーシヨ
ンを終る（ブロツク６３）。

ここで、通常はマイクロプロセツサ１２で認識
されるメツセージ転送処理におけるエラーと、ホ
ツトシステム５ａの認識するエラーとを区別する
必要がある。通常、マイクロプロセツサ１２は外
部バス１がアクセスできないことによるエラー
（衝突の異常な繰り返しまたは例えばホツトキヤ
リア状態によつて起こる長過ぎるバス使用中期
間）またはマイクロプロセツサ１２及び送受部４
ａ内の故障によるエラーの認識を担当している。
一方、ホストシステム５ａは通常、送信メツセー
ジの誤つた取扱いを認識する（例えば１つの局が
特定された際に宛先局から送信される肯定応答メ
ツセージの情報を分析することによつて）。

エラーが認識され（ブロツク６２において
“YES”の判定；第６Ａ図）かつそのエラーがキ
ヤリア感知（CS）タイムアウト以外の条件によ
るエラーである場合（ブロツク６４において
“NO”の判定；第６Ａ図）、ホストシステム５ａ
は特定のエラー状態を認識して通知する（ブロツ
ク６５）。CSタイムアウトは、外部バス１が所定
の時間よりも長く連続して使用中である場合に、
マイクロプロセツサ１２によつて行われる。エラ
ーがCSタイムアウトによるものであれば（ブロ
ツク６４において“YES”）、ホストシステム５
ａは、システム再試行カウントSRCを所定のし
きい値にセツトし（例えばSRC＝５）、第１図の
１８ａに示すように、例えばスイツチ１８を開く
ことによつて、マイクロプロセツサ１２へのキヤ
リア感知（CS）入力を非活動化する（ブロツク
６６）。そうして送受部４ａによつて送信が可能
になる（キヤリアが感知されると送信機能がロツ
クアウトされる）。以上のオペレーシヨンによつ
て、アダプタ部３ａがホツトキヤリア検知を実行
するための準備が完了する。

こうしてホストシステム５ａはブロツク６７の
処理に進む。ブロツク６７において、第４図に示
す形式を有するLTメツセージを用意して、マイ
クロプロセツサ１２に送信指令を送り、マイクロ
プロセツサ１２が送信を完了するのを待つ。これ
はブロツク６１のときと同じであり、ホストシス
テム５ａはメツセージ送信を必要とするタスクの
実行を一時中止する。その間、ホストシステム５
ａは他のタスクを実行することができる。終結状
況を受け取ると、ホストシステム５ａは、マイク
ロプロセツサ１２がエラーを認識したかどうかを
判断し（ブロツク６８）、“YES”ならば、シス
テムの再試行カウントSRCがゼロに達したかど
うかを判定する（ブロツク７６９）。

再試行に関して言えば、マイクロプロセツサ１
２はメツセージ送信中に衝突を監視して衝突を検
知した場合には自動的に送信を打ち切り、再試行
回数が所定の回数に達していなければ、打ち切ら
れたオペレーシヨンを再試行する（所定の遅延の
後、再送信を試みる）。以上に示したマイクロプ
ロセツサ１２の動作はホストシステム５ａに対し
てはトランスペアレントである（即ち、終結状況
の通知前に行われる）。従つて、不成功終結状況
が通知された場合には、マイクロプロセツサ１２
は送信再試行回数が所定の値に達したことを標示
するか、または別のタイプのエラーが検知された
ことを標示する。

送信再試行回数が所定の値に達したことが標示
されると、ホストシステム５ａは、他局からのホ
ストキヤリアとの干渉によつてマイクロプロセツ
サ１２がLTメツセージを送信できないというこ
とを認識する。従つて、ホストシステム５ａは他
局にホツトキヤリア（HC）が発生したことを通
知しブロツク６６において非活動化されていた
CS機能を再活動化する（ブロツク７０）。マイク
ロプロセツサ１２が不成功終結状況を通知した際
に送信再試行回数が所定の値に達していなければ
ホストシステム５ａはマイクロプロセツサ１２に
よつて示された実際のエラー状態を通知する（ブ
ロツク７１）。これによりさらに本発明とは関係
のないオペレーシヨンを続行することもできる
（例えばホストシステム５ａの制御によるマイク
ロプロセツサ１２の診断テスト）。

ホストシステム５ａがブロツク６８においてマ
イクロプロセツサ１２からノーエラー標識を受け
取ると、ホストシステム５ａはマイクロプロセツ
サ１２の受信したフレームの情報を検査する（ブ
ロツク７２）。これは第６Ｂ図を参照して後に詳
述する。衝突がない場合にマイクロプロセツサ１
２は送信したLTメツセージの情報を受け取る
（というのはLTメツセージの宛先アドレスは自局
のアドレスと一致しているからである）。受信情
報が送信した情報と相関すれば（ブロツク７３に
おいて“YES”）、ホストシステム５ａはホツト
キヤリア発生場所が自局であることを認識しそれ
を通知する（ブロツク７４）。受信された情報が、
互いに等しい宛先バイトＤ及び元バイトＯならび
に循環冗長検査フイールドCRC（前のバイトから
異算されたCRCと相関する）を有する場合に、
この相関は成立する。

こうした状況（相関成立）において、ホストシ
ステム５ａはブロツク７５及びブロツク７６のル
ープを形成して、第５図に示したホツトキヤリア
所在メツセージを他の全ての局に同報通信する。
このループはリセツト処理即ち、その局を手動に
より外部バス１から分離することによつて終了す
る（ただしリセツト処理は図示せず）。そうして
その局を検査して故障を修復する。

ブロツク７３において相関が成立しなければ、
ホストシステム５ａはシステム再試行カウント
SRCを減分して（ブロツク７７）その値を検査
する（ブロツク７８）。システム再試行カウンタ
の初期値はブロツク６６において設定されてい
る。減分された値が“０”でなければ、ホストシ
ステム５ａはブロツク６７に戻つてLTメツセー
ジの送信を繰り返す。減分された値が“０”なら
ば、ホストシステム５ａは自局において外部バス
１へのアクセスが不可能であることを認識し、他
局でのホツトキヤリア発生を通知し、非活動化さ
れていたCS機能を再活動化して動作を終了する
（ブロツク７９）。

第６Ｂ図はマイクロプロセツサ１２の実行する
送信処理を表わす流れ図である。マイクロプロセ
ツサ１２は、ホストシステム５ａから送信指令を
受け取ると、キヤリア検知（CS）タイマ（後に
説明する）をセツトする（ブロツク９０）。CSタ
イマがセツトされかつCSが活動化されていれば
（ブロツク９１において“YES”）、CSタイマのカ
ウンタ部が、リセツトされるかまたは特定のオー
バフロー値に達するまで、クロツクパルスを計数
する。このオーバフローは前述のループテストを
導くものである。外部バス１にキヤリアが存在し
ており、かつホストシステム５ａがCS機能を非
活動化（ブロツク６６）していなければ、CS信
号は活動状態にある。こうした状況においては、
マイクロプロセツサ１２は、CS信号が非活動に
なるかまたはCSタイマがオーバフローするまで、
ブロツク９１及びブロツク９２を繰返す。

ブロツク９１及び９２が繰返されている間は、
受信部が外部バス１の信号を受信しそれを復調し
ている（ブロツク９３）。復調された信号の情報
は、マイクロプロセツサ１２によつて送信処理と
は独立に検査される。もし開始フラグに続く宛先
情報が自局のアドレスまたは同報通信を示してい
れば、マイクロプロセツサ１２はメツセージを受
信してメモリ１５に記憶するための処理を行う。

ブロツク９２においてCSタイマのオーバーフ
ローが検知されれば、マイクロプロセツサ１２は
CSタイマをリセツトし、CSタイムアウトをホス
トシステム５ａに通知して送信処理を終了する
（ブロツク９４）。しかしながら、CSタイマがオ
ーバーフローする前にCS信号が非活動になれば、
マイクロプロセツサ１２はCSタイマをリセツト
しそれを非活動化する。そうしてマイクロプロセ
ツサ再試行カウントCTRCを初期値“５”にセツ
トする（ブロツク９５）。CTRCは前述のシステ
ム再試行カウントSRCとは意味合いが異なる。
マイクロプロセツサ１２は衝突時に打ち切られた
送信処理を再試行し、再試行カウントが減分され
て“０”になるまでは、ホストシステム５ａにエ
ラーを報告しない。従つて、CS信号が非活動に
なつた場合に、マイクロプロセツサ１２はホスト
システム５ａによつて用意されたメツセージの送
信を開始する。

マイクロプロセツサ１２にとつては、この処理
は、メツセージがLTメツセージであろうとまた
他のどんなメツセージであろうと同じである。従
つて、ホストシステム５ａにとつてCS機能を直
接に制御可能にするための接続（制御路１８ａ；
第１図）以外はマイクロプロセツサ１２に特別の
備えを必要とせず、マイクロプロセツサ１２を介
してループテストを実行することができる。

ブロツク９６の送信処理において、送受部はキ
ヤリア変調信号としてメツセージを外部バス１に
送り、一方で、外部バス１上での信号の衝突を監
視する（衝突は、ハードウエアの構成に応じて、
位相誤りにより、または入力ビツトと出力ビツト
の間の不一致により感知される）。メツセージの
全バイトが送信されるかまたは衝突検知によつて
送信が打ち切られると、マイクロプロセツサ１２
はCRTCを減分する（ブロツク９６）。

ブロツク９７に示唆するように、この送信処理
と並行して、マイクロプロセツサ１２は外部バス
１にあらわれる信号を受信して見出しの情報を評
価し、フラグを感知すると、宛先アドレスに応じ
て、後続の情報を無視するかまたは記憶する。
LTメツセージ及び同報通信メツセージ以外のメ
ツセージならば宛先は遠隔局であり後続の情報は
無視されるであろうし、LTメツセージまたは同
報通信メツセージであれば、後続の情報は記憶さ
れるであろう。

送信処理の終結に際して、マイクロプロセツサ
１２は衝突を検知したかどうかによつて次の処理
を条件付ける（ブロツク９８）。衝突がなければ
（ブロツク９８において“NO”）、マイクロプロ
セツサ１２はホストシステム５ａにノーエラーを
通知する（ブロツク９９）。前述のように、これ
はマイクロプロセツサ１２がエラーを検知しなか
つたということを意味するだけであり、受信情報
と送信情報が相関することを意味するわけではな
い。ブロツク９８において、衝突が示されれば
（“YES”）、マイクロプロセツサ１２はブロツク
１００において減分されたCRTCの値に応じて次
の処理を条件付ける。その値が“０”でなけれ
ば、マイクロプロセツサ１２はブロツク９６に戻
つて送信処理を繰り返す。その値が“０”なら
ば、マイクロプロセツサ１２はホストシステム５
ａに予め決められた回数（５回）の再試行を終了
したことを通知する（ブロツク１０１）。

第７図は送受部３ａにおける以上に説明した処
理に係る部分の構成を表わす図である。マイクロ
プロセツサ１２が送信指令を受け取つておりかつ
CS信号が活動中であれば、ANDゲート２０２を
作動することによつてCSタイマ２０１が付勢さ
れる。CSタイマ２０１は、OR回路２０３がオー
バーフローを検知するかまたはCS非活動を示す
インバータ()２０４の出力を受け取るまで、内
部クロツクパルスCLKを計数する。

CSの状態は入力２０６においてマイクロプロ
セツサ１２に呈示される。受信部ＲからくるCS
信号は、ホストシステム５ａから入力されるCS
活動化信号によつてラツチ２０９がセツトされた
場合に、ANDゲート２０７及びORゲート２０８
を介して入力ゲート２０６に出力される。ラツチ
２０９及びANDゲート２０７は機能的に第１図
のスイツチ１８と等価であり、ラツチ２０９に接
続されるCS活動化入力及びCS非活動化入力は機
能的に第１図の制御路１８ａと等価である。入力
２０６においてCS信号が出力され、かつマイク
ロプロセツサ１２が外部バス１への送信を行つて
いなければ、送信開始が禁止される。第６Ａ図の
ブロツク６６においてLTメツセージが用意され
ていれば、ホストシステム５ａから送られてくる
CS非活動化信号によつてラツチ２０９がリセツ
トされる。ラツチ２０９がリセツトされかつマイ
クロプロセツサ１２が送信中ではない（メツセー
ジ送信制御線が非活動）とすると、ANDゲート
２０７及び２１０の働きによつて入力２０６が非
活動状態になる。こうしてマイクロプロセツサ１
２は、CS信号が実際に発生されていても、LTメ
ツセージの送信を開始することができる。マイク
ロプロセツサ１２がLTメツセージの送信を開始
すれば、メツセージ送信制御線は活動状態となつ
て入力２０６にCS活動信号を呈示して、LTメツ
セージ送信中にマイクロプロセツサ１２は外部バ
ス１から信号を受け取ることができる。

［発明の効果］ 以上に説明した方法により、ホツトキヤリアの
発生した局の所在をただちに確定し、その局及び
他局のいずれにもその旨を自動的に明示すること
ができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実施する各々の局の構成の概
略を表わすブロツク図、第２図は本発明を有効に
利用することのできる多重アクセスデータ通信シ
ステムの概略を表わすブロツク図、第３図は第２
図の多重アクセスデータ通信システムにおいてメ
ツセージ伝送のために用いられるフレームの形式
を表わす図、第４図はループテストメツセージの
形式を表わす図、第５図はホツトキヤリア所在メ
ツセージの形式を表わす図、第６Ａ図はホストシ
ステムの動作を説明する流れ図、第６Ｂ図はマイ
クロプロセツサの動作を説明する流れ図、第７図
は本発明に関連する制御論理の構成例を表わすブ
ロツク図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 共通の媒体を介して複数の局が接続され、前
   記媒体の使用状況に基づくキヤリア活動状態を監
   視し前記媒体が空き状態にある場合にのみ前記
   各々の局の送信を可能にすることによつて前記媒
   体のアクセスを個々に制御するような多重アクセ
   スデータ通信システムにおいて、 前記媒体の使用中状態を検知した任意の局にお
   いてホツトキヤリアの発生した局の所在を確定す
   るための方法であつて、 前記使用中状態の継続時間を計測し、 所定の時間が経過するよりも前に前記使用中状
   態が終了した場合には何らの動作を行うことなく
   前記計測を終了し、 前記使用中状態が前記所定の時間以上存続した
   場合には所定のテストメツセージの送信を試行
   し、 前記テストメツセージの送信中に前記媒体から
   信号を受け取り、該信号と前記テストメツセージ
   との相関関係を検査し、 当該局において前記相関関係に基づいてホツト
   キヤリアの発生が自局であるのかまたは他局であ
   るのかを確定することを特徴とするホツトキヤリ
   ア発生場所監視方法。