JPH02501020A - パケットスイッチング回路網におけるデータ伝送方法 - Google Patents

パケットスイッチング回路網におけるデータ伝送方法

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JPH02501020A
JPH02501020A JP62507017A JP50701787A JPH02501020A JP H02501020 A JPH02501020 A JP H02501020A JP 62507017 A JP62507017 A JP 62507017A JP 50701787 A JP50701787 A JP 50701787A JP H02501020 A JPH02501020 A JP H02501020A
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スコレス，ブルース・デイ
バーナセク，ジエイ・ダブユ
ボツツ，バイロン・ジエフ
ジヨブマン，チエリス
シユナイダー，ジヨン・ジエイ・ジユニア
ストーネリイ，ガリイ・エー
ホワイト，チエリイル・エル
ウオール・ロバート・エル
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バイデイテル・コーポレーシヨン
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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】 パケットスイッチング回路網におけるデータ伝送方法発明の背景 本発明はデータを伝送する方法、特に回路網において接続された複数のデータ通 信装置間でデータを伝送する方法に関する。
種々のタイプのデータ処理装置に互いに通信する能力を与えることが望ましいこ とが多い。例えば、ある会社の支社のコンピュータは、しばしば各コンピュータ が各コンピュータによって発生されたデータへアクセスできるように互いに接続 されている。相互接続データ処理装置の別の例は、現在多数の金融機関によって 動作される自動計算出納機回路網である。それぞれの場合において、データ処理 装置はノードを形成するようにデータ通信装置に接続され、回路網を形成するよ うに通信チャンネルを介して別のノードに接続されている。
ノードは、１組の命令でありそれによってノードに集められたデータ通信装置の 回路網が互いに順序よく正確に通信するデータ通信プロトコールにしたがって回 路網において通信を行う。
簡単なデータ通信プロトコールはあるノードがデータ回路の別の端部における別 のノードヘメッセージを伝送し、別のメツセージを送信する前にメツセージの受 信を確認する了解応答を待機する点・点システムにおいて使用される。このよう なプロトコールは基本的な停止および待機プロトコールとして知られている。
２つ以上のノードが単一の媒体またはチャンネル（例えば電線、高周波数または 光ファイバ）に対して互いに通信されなければならないとき、伝送衝突によって 引き起こされる回路網効率の損失を制御するためにもっと精巧なプロトコールが 発明されなければならない。伝送衝突は、多数のノードが同時に回路網に対して 競争する（すなわち、アクセスしようとする）ときに発生し、それによって伝送 された全てのメツセージを損傷する。この伝送衝突のためにデータを再度伝送す る必要が生じ、結果的に回路網効率の損失となる。このような効率の損失は特に 、音声回路網とは異なり、回路網競争を検出するための人為的介入を伴わなずに 動作するデータ回路網において危険である。それは最小量の時間で最大量のデー タを回路網に伝送することが大部分のデータ回路網の重要な目的であるからであ る。
いくつかの精巧なプロトコールがデータ衝突を避けるために開発されている。も っと普通の技術は種々の形態の搬送波感知か、または代わりに仲裁の技術の応用 を含む。
搬送波感知は、回路網にメツセージを伝送する前に搬送信号（チャンネルが使用 されていることを表す）が存在するかどうかをチャンネルに従い決定するために 回路網上の全てのノードを必要とする技術である。搬送信号が検出された場合、 ノードはそのデータを同時に伝送しない。仲裁はチャンネルに対する伝送の発生 の順序および／または回数を限定する数学的なアルゴリズムである。
搬送波は感知技術は、回路網上の全てのノードがチャンネルに従うことができ、 データ伝送と空のチャンネルとの間の相違を識別することができるときにのみ効 果的に使用されることができる。このような技術は全ての媒体に対するデータ通 信に適用されることができるが、これは電線ベースの回路網にとって完全であり 、はとんどそれによって実行される。
このタイプのプロトコールの重要な例は、エザーネット（Ｅ　ｔｈｅｒｎｅｔ） 回路網によって使用されるような衝突検出（Ｃ８ＭＡ／ＣＤ）プロトコールによ る搬送波感知多アクセスである。
地上の高周波数（ＲＦ）回路網に対する搬送波感知は可能であるが、ピーク負荷 の下での最適な回路網効率を保証するために必要なハードウェアは通常費用的に 実効的ではない。
搬送感知が能率的または実際的でない場合、もしくは搬送波感知プロトコールが （衛星通信のように）不可能である場合には、仲裁プロトコールが使用されなけ ればならない。
はとんどの従来の多点、無線回路網媒体用の仲裁プロトコールは、衛星伝送に対 してほとんど排他的に制限されており、装置に固有の特有の特性を有する。これ らのプロトコールは、衛星リンクにおいて長い伝送時間遅延特性を適応させるよ うに設計されているため地上ＲＦ回路網に適用されたときにしばしば能率的に制 限される。これらのプロトコールは、時間遅延が固有でない地球ＲＦ多点回路網 に適用された場合には回路網データ効率を減少する。
地球ＲＦ回路網に使用されることができる仲裁ベースのプロトコールは、伝送の 大きさおよびタイミングに対する著しい抑制である種々の理由のために通常ピー ク回路網負荷の下では非効率的である。
従来のあるプロトコールは衛星通信用に構成され、一定の伝送スロットおよび一 定の長さのパケットを使用する。それらは衛星通信の特別な必要性に合致するよ うに設計されているため、地球回路網に関して最適な回路網スルーブツト以下で あるために非効率的である。これらのプロトコールを使用する地球ＲＦ回路網は 、理論的な回路網最大の３０％と５０％の間で実行すると予想されることができ るだけである。このような衛星プロトコールの例は文献ブレイム（“Ｂ　ｒｏａ ｄｃａｓｔＲｅｃｏｇｎｉｔｉｏｎ　Ａｃｃｅｓｓ　Ｍｅｔｈｏｄ　”　、Ｉ　 Ｅ　Ｅ　ＥＴｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　Ｃｏｍｌｌ１ｕｎｉｃａｔ１ｏｎｓ　、Ｖ ｏｌ、Ｃ０Ｍ−２７゜１９７９年８月、　１１８３乃至１１９０頁）に記載され たものである。
地球無線システムに適用されるこのようなプロトコールの例は、地球無線回路網 用にハワイの大学で開発されたアロハプロトコールである。アロハプロトコール は、各モードが他の伝送を考慮せずに伝送し、衝突を回避するための試みが全く 行われない“随時伝送せよ°という方法を使用する。このプロトコールを使用す ると、回路網飽和は理論的最大回路網スルーブツトの１８％で発生する。
地球無線回路網用にハワイの大学で開発されたスロットを付けられたアロハは強 化されたアロハプロトコールの別の態様である。このプロトコールは、一定の伝 送時間スロットおよび一定の長さのパケットを使用する点で衛星プロトコールに 類似している。回路網の飽和は最大回路網使用量の３６％で発生する。
衝突検出を伴わない搬送波感知多重アクセスプロトコール（Ｃ５ＭＡ）は伝送を 検出した後に伝送遅延を与えることによって衝突を回避しようとする。この遅延 は遅延係数に比例して回路網の効率を減少する。チャンネルスルーブツトは、ス ルーブツト範囲の最低部分で発生するＲＦ回路網の平均飽和に関して５６％乃至 ８６％であると予想されることができる。
これは、ＲＦ送信機をターン・オンし、それを同期してターン・オフするのに要 する付加的な時間の結果である。中継機を使用するＲＦ回路網は最大予想量の約 半分で実行すると予想されることができる。
衝突検出を伴う搬送波感知多重アクセスプロトコール（Ｃ３ＭＡ／ＣＤ−エザー ネットによって使用されたプロトコール）はパケットの大きさに実際的な制限を 設け、回路網の効率を多少減少する。衝突検出が可能な環境（例えば電線回路網 ）において、このプロトコールは理論的最大の８１％で実行すると予想されるこ とができる。しかしながら、このプロトコールは衝突検出を行うために必要な装 置が高価なので実際的ではない。
したがって本発明の目的は、ＲＦ回路網に適用されたときに回路網負荷の下で高 い回路網効率を有するデータ伝送方法を提供することである。
本発明の別の目的は、位置的に予め定められた伝送スロットにデータの伝送を制 限しないデータ伝送方法を提供することである。
さらに本発明の別の目的は、伝送の長さまたは１伝送に対するパケット数に制限 を与えないデータ伝送方法を提供することである。
本発明のさらに別の目的は、ＲＦ回路網に対して経済的に適用されることができ るデータ伝送方法を提供することである。
本発明のさらに別の目的は、データスルーブツト比を上げてＲＦ地球回路網の効 率を高めるデータ伝送方法を提供、する本発明のこれらおよびその他の目的は、 それぞれが特有の識別名を有する複数の通信ノード間でデータを伝送する方法に おいて達成され、ノードは回路網を形成するために通信チャンネルを介して相互 接続される。その方法は、前記チャンネルを制御する第１のノードを指定し、予 め定められた時間間隔の間にチャンネルに対する伝送を希望する全てのノードか ら予約要求を送信し、第２のノードを限定して次にチャンネルを制御するために 第１のノードから回路網制御データを伝送し、前記第１のノードからデータを伝 送し、前記第２のノードから回路網制御データおよび適用データを伝送するステ ップが含まれる。
この方法はデータの伝送に費やされる時間の割合を最大にし、ノードがチャンネ ルに関して競争する時間量を最少にする。このように、本発明は任意のＲＦ回路 網に適用されるときに理論最大の８５％のデータスルーブツト比を達成し、別の 媒体でさらに高い効率を実現する。
図面の簡単な説明 第１図は、本発明の好ましい実施例を使用してもよい典型的な回路配置のブロッ ク図である。
第２図は第１図のノードのブロック図である。
第３図は本発明を使用して伝送されてもよい標準データパケットのグラフである 。
第４図は本発明を使用して伝送されてもよいパケットのタイプを示す。
第５図は予約要求の構造を示す。
第６図はアロハパケットの構造を示す。
第７図はアロハ応答パケットの構造を示す。
第８図は初期化パケットの構造を示す。
第９図は適用データパケットの構造を示す。
第１Ｏ図は第１図の回路網上での典型的な動作を示すタイミング図である。
第１１図は本発明の論理フローチャートである。
第１２図は本発明の方法の好ましい実施例における回路網の循環を示す論理フロ ーチャートである。
第１３図は第１Ｏ図に示された仲裁パケットの構造を示す。
第１４図は本発明の方法の好ましい実施例における競争ノードの動作を示す論理 フローチャートである。
第１５図は本発明の方法の好ましい実施例におけるハンド・オフノードの動作を 示す論理フローチャートである。
第１６図は第１図の回路網のノードに蓄積された未決定伝送列を示す。
第１７図は第１図の回路網の典型的な動作中の仲裁パケットの競争を示す。
第１８図は仲裁パケットを受信した後の第１６図の未決定伝送列の競争を示す。
第１９図は次の仲裁パケットの受信の失敗した後の第１８図の未決定伝送列の競 争を示す。
第２０図は回路網動作循環中のノードの応答性を示すタイミング図である。
第２１図は、本発明の方法の好ましい実施例における制御ノードの動作を示す論 理フローチャートである。
第２２図は本発明の方法の好ましい実施例におけるアイドル回路網の動作を示す 論理フローチャートである。
第２３図は本発明の方法の好ましい実施例における回路網初期化動作を示す論理 フローチャートである。
第２４図は本発明の好ましい実施例において使用されるリンク識別名を示す。
第２５図は第１図の回路網の実効的な回路図であり、回路網のノード間の回路を 示す。
第２６図は本発明の方法の好ましい実施例における回路初期化動作を示す論理フ ローチャートである。
第２７図は本発明の方法の好ましい実施例を使用して伝送されてもよい接続パケ ットの構造を示す。
第２８図は本発明の方法の好ましい実施例において通過する回路初期化パケット を示す論理フローチャートである。
好ましい実施例の説明 好ましい実施例において、本発明はそれぞれが特有の識別名を有する複数のノー ド間でデータを伝送する方法を提供し、ノードは回路網を形成するために通信チ ャンネルを介して互いに接続されている。その方法はパケットスイッチデータ回 路網に対して衝突消去多重アクセスプロトコール（ＣＥＭＡ）と呼ぶことができ δ。
−ＣＥＭＡは、多数のノードが種々の媒体（例えば電線、ＲＦまたは光ファイバ ）を通じて規則的に制御された方法により互いに通信することを可能にする多数 ユーザー、多数回路通信プロトコールである。このプロトコールはデータ伝送衝 突を消去することによって、また種々の大きさのパケットを保持することによっ て、およびフレキシブルな伝送時間フレームを可能にすることによって回路網の 効率を最適にする。
回路網制御はすべての活動ノードによって共用され、各々は特有の識別名（ＩＤ ）を有する。好ましい実施例において、回路網上の全てのノードは回路網上の全 ての伝送に従う。
図面を参照すると、第１図は本発明の好ましい実施例を含んでもよい回路網１０ を示す。回路網ｌＯは単一の全二重環境に構成されたノードＡ、Ｃ，ＥおよびＱ を含む。この実施例において、全てのノードは各ノードが周波数Ｘに従って周波 数Ｙで伝送することを可能にする中央に位置された無線中継機６Ｂを通じてデー タを伝送することによって通信を行う。
第１図に見られるように、ノードＡ、Ｃ，ＥおよびＱは複数の端子２０．２２． ２４．２８．２ｇ、　３０．３２．３４．３６および３８に接続されている。端 子２０乃至２８はそれらの各ノードに接続され、例えばメインフレームコンピュ ータ、パーソナルコンピュータ、ターミナル、自動計算機などのような所望の任 意のタイプのデータ処理装置を構成してもよい。ノードＡ、Ｃ，ＥおよびＱは、 それぞれ周波数ＸおよびＹの１対の地球無線チャンネル６２および６４から成る 通信チャンネルに対して中継機６Ｂを介して互いに通信する。各ノードＡ、Ｃ， ＥおよびＱは第１図に示されているように同一の周波数すなわち周波数、Ｙで送 信する。中継機６Ｂは、周波数Ｙの信号を全て受信し、同時にかつ自動的にこの ような信号を周波数Ｘで再送信するために受信機、送信機および関連した制御回 路を含む。このように、任意のノードからの周波数Ｙの送信は同時にかつ自動的 に他の全てのノードによって周波数Ｘで受信される。
このましい実施例において、各ノードは第２図に示されているように複数のモジ ュールから成る。ノードＡは送信機５０４および受信機５０６から成るＲＦリン ク５０２に接続されたアンテナ５００を含む。ＲＦリンク５０２は変調器５１０ および復調器５１２を含むモデム装置５０８に接続されている。モデム装置５０ ８は複合リンク制御装置５１Ｂを通じてデジタル処理システム５１４に接続され ている。制御装置５１６はメモリシステム５２０を含む中心処理ユニット（ＣＰ Ｕ）に接続されている。
ＣＰＵ５１ｇはまた好ましい実施例において複数のＲＳ　２３２データポート５ ２６を含む周辺装置５２４に直列人力／出力（Ｉｌｏ）制御装置５２２を通じて 接続されている。各データボート５２Ｂは、例えばコンピュータ、知能端末装置 、自動計算機等のようなデータプロセッサでもよいターミナルに接続されている 。好ましい実施例において、ノードＡは、ニューヨーク、バッファローのバイデ ィチル（Ｂ　ｙｄａｔｅｌ）社から販売されたタイプＢ　Ｄ　Ｍ−１０００デジ タルデータ通信装置を含む。
回路網を通じて伝送された全てのデータは第３図において全体的に示され、第５ 図乃至第９図、第１７図および第２７図においてさらに詳細に示された標準フォ ーマットのデータパケットの形態で伝送される。図示されているように、各パケ ットは開始フラグ、伝送リンクＩＤ、データ、エラー制御フィールドおよび終端 フラグを含む。プロトコールは第４図に示されたような６タイプのパケット、す なわち仲裁、接続、データ、アロハ、初期化およびアロハ応答を認めている。こ のプロトコールの下に、パケットはパケットのデータ部分の長さに応じて長さが 著しく変化することができる。したがってＣＥＭＡプロトコールの下における回 路網動作は、第１０図に示されるように一連の競争スロットによって分離された 一連のパケット伝送から成る。
第１Ｏ図に見られるように、特定のノードの伝送６８は伝送文字（ＥＯＴ）の端 部によって終了されている。回路網が静止しているとき、すなわちデータを伝送 していないときに同じ長さの一連の時間間隔がＥＯＴに後続する。これらの時間 間隔は競争スロットとよばれる。後にさらに詳細に説明されるように、競争スロ ットは、各ノードがデータ伝送を望んでいることを示す予約要求伝送を行うこと ができる時間間隔である。
競争スロットに後続して、次のデータ伝送（以下に説明される方法で示される） を行う予定のノードは、伝送が始まることを示す容易に識別可能なビットパター ンのシーケンスから成るプレアンブル７Ｂによりその伝送７８を開始する。次に ノードは開始フラグ８２および終了フラグ８４を含む仲裁パケット８０の形態で 回路網制御データを伝送する。次にノードは回路網に対して複数のデータパケッ トのフラグ８Ｂを伝送し、各パケットはフラグによって次のものから離されてい る。ノードはそのデータ伝送を終了したときに、ＥＯＴ文字８８を送信する。
その後、予め定められた数の競争スロットがＥＯＴ文字に後続する。第１Ｏ図に 見られるように、ノードは第１の競争スロット９０における予約を連続的に伝送 する。第２の競争スロット９２の間に、２つ以上のノードが同時に予約要求を伝 送する。“衝突”として知られているこのことは、回路網上の別のノードによっ て雑音として受信される正し、くない伝送となる。第３（および最後）の競争ス ロット９４において、別のノードが予約要求を成功的に終了する。最後の競争ス ロット９４の後に、次に予定されたノードが仲裁パケット１０２および複数の適 用データパケット１０Ｂによって後続されるプレアンブル９８によりその伝送９ ６を開始する。伝送はＥＯＴ文字により終了する。
本発明の方法の概略は第１１図に示されている。ＣＥＭＡの標準的な動作はブロ ック１０９において制御ノードとして示された、すなわち通信チャンネルを制御 する予め定められたノ−ドにより開始する。各ノードがそれ自体の内部データ処 理によって決定されたようにチャンネルにデータを伝送する必要を認めたとき、 それは競争スロット、すなわち別のノードによって発生されたＥＯＴに後続する 予め定められた時間間隔を選択し、選択されたスロットを待って、ブロック１１ ０に示されたように予約要求を送信する。予約要求が回路網の制御のノードによ って受信された場合、連続する予約要求を伝送するノードのＩＤは、ブロック１ １１において回路網上の全てのノードに連続的に伝送される仲裁パケットと呼ば れる回路網制御データのパケット中に位置される。連続的な予約要求は、ノード が連続的に回路網を制御する順序を決定するために全てのノード中のデータ構造 に位置される。好ましい実施例において、データ構造は未決定伝送列を含む。イ ンデクステーブル等の別のタイプのデータ構造が使用されてもよい。
仲裁パケットは、回路網および別の回路網制御データを制御することを予定され た次のノードを識別する情報を含む。それはブロック１１２に示されているよう な回路網上の多数のノードおよびＥＯＴに適用される可変長のデータパケットの ストリングによって後続される。ＥＯＴは次に連続する競争スロットの開始を信 号し、ブロック１１３に示されているように回路網制御を制御ノードと見なす次 に予定されたノード（仲裁パケットによって特定されているような）によりプロ セスが反復される。プロセスは各連続制御ノードに対して続けられる。
回路網の動作は第１２図においてさらに詳細に示されているように各ノードによ って実行される。そこに見られるように、ノードは第１にステップ１１４でそれ が伝送されるデータを有するかどうかを決定する。有する場合にはそれはステッ プ１１５に進み、チャンネル上の伝送に従う。チャンネル上のＥＯＴ文字を検出 し、このようにＥＯＴ文字の伝送に後続する時間を監視することによって、ノー ドは複数のスロットの１つを選択し、ブロック１１６で競争スロットが発生して いるかどうかを決定する。発生している場合には、ノードはブロック１１７で予 約要求を伝送する。ノードはブロック１１７Ａでチャンネルに従う。予約要求が ブロック１１７において確認された場合、確認はハンド・オフであるかどうかが ブロック１１７ｂで決定される。そうでなければ、ノードは再びブロック１１５ に戻ってチャンネルを監視する。確認がハンド・オフでない場合には、このノー ドが次に回路網制御を行うノードとなるまで、ノードはブロック１１ｇおよび１ ２０においてチャンネルおよびループを監視する。そうでなければ、制御ノード として指定される時間までノードはチャンネルを監視し続ける。
このような時間で、もしくはブロック１１７における確認がハンド・オフだった ならば、ノードはブロック１２２で仲裁パケットを伝送し、伝送される適用デー タ量に応じて適用データパケットの可変数を伝送する。適用データは回路網自体 の動作から独立している回路網のノード中のソフトウェアによって発生されたデ ータである。
ノードはブロック１２４でＥＯＴ文字によりその伝送を終端する。それはブロッ ク１２Ｂにおいて回路網の制御を止める。
競争スロットは、回路網が静止している可変的な１組の一定時間間隔から成る。
これが回路網ノードに対して、ノードがデータを伝送する回路網を制御する必要 があることを示す短い予約要求（第５図）を伝送する機会を与える。パケット伝 送は仲裁パケットから成り、第１３図に示されているように１つ以上の適用デー タパケットによって後続される（第９図）。多数のパケット伝送はＥＯＴにより 終端される。
仲裁パケットは回路網制御データを構成し、回路網上の他のノードに対しである ノードから別のノードへの回路網制御の未決定伝送、ノード伝送の予測シーケン スおよび競争スロットの数を通知するように機能する。あるノードから別のノー ドへの制御の伝送は回路網ハンド・オフと呼ばれる。
第１８図に見られるように、仲裁パケット１３０は、現在の伝送ノードからの伝 送が終了した後にチャンネルを制御する次ルド１３４によって後続される開始フ ラグ１３２を含む。したがって、ハンド・オフフィールドの内容は伝送ノードの 未決定伝送列の第１のエントリイを表し、その構造は後に詳細に説明される。回 路網の各ノードは、通常の環境の下において各ＩＤと関連したノードがチャンネ ルを制御する順序に配列されたノード！Ｄのリストから成る同一のエントリイを 有する同一の未決定伝送列を含む。
ハンド・オフフィールド１３４に後続しているのは、現在の伝送のＥＯＴに後続 する競争スロットの数を特定する“競争カウントフィールド１３Ｂである。競争 スロットの数は、現在回路網を制御することを望むノードの数に応じて回路網の 効率を最大にするためにさらに詳細に説明される方法によりダイナミックに割当 てられる。
“次の列位置′フィールド１３ｇが競争カウントフィールドに後続する。このフ ィールドは、全てのノードの未決定伝送列に対するインデクスを構成し、ノード 識別名が蓄積される未決定伝送列中の位置を特定する。識別名を蓄積されたこれ らは、予約要求が現在の伝送を生成するノードによって受信が成功したノードの 識別名であり、このノードのために回路網にアクセスすることを望むノードによ って直前の競争スロットの期間中に伝送される予約要求を受信することができる 。
次の列位置フィールド１３８に後続するのは予約確認を含むブロック１４０であ る。これらのエントリイは列の下部を通って第１のＩＤ要求確認から延長する伝 送ノードの未決定伝送列の下部から成る。したがってブロック１４０におけるノ ードＩＤは次の列位置フィールド１３８の内容によって特定された位置で開始す るその未決定伝送列に各ノードによって蓄積される。
ブロック１４０中の第１のエントリイは、可能な列訂正予約確認を含む。このよ うな列訂正予約は、現在伝送しているノードが損傷した未決定伝送列を有すると 認識したノードのＩＤで始まる。この認識は、未決定伝送列に蓄積されたそのＩ Ｄをすでに有するノードからの予約要求の現在の伝送ノードによる（先行した競 争スロット中の）受信に基づいている。
ノードはそのＩＤが既に未決定伝送列に存在することを認識した場合には予約要 求を伝送しないので（第１２図に関して論じられたように）、既に未決定伝送列 に存在するＩＤを有するノードによる予約要求の伝送は予約要求を伝送するノー ドが損傷した未決定伝送列を有することを示すものである。損フィールド１４Ｂ の内容は損傷した未決定伝送列を有するノードによる未決定伝送列エントリイの 訂正を可能にし、ノードがそれらの未決定伝送列を再構成して全てのノードにお いて同一の未決定伝送列を再設定するすることを可能にする仲裁パケットを伝送 するノードの未決定伝送列のための１つ以上のノード識別名から成る。
フィールド１４４は直前の仲裁パケットによって新しい予約確認として伝送され たノードＩＤから成る。後にさらに詳細に説明される方法において、フィールド １４４の内容は前の仲裁パケットを連続的に受信しないノードがその未決定伝送 列を“修正する゛ことを可能にするため、このような未決定伝送列は他の全ての ノード中に維持されるものと同一である。
フィールド１４Ｂの内容は別のノードによって直前の競争スロット中に伝送され た予約要求の結果として現在の伝送ノードによって認識された予約確認を表して いる。
最後にブロック１４０は、自動整列特性から成るフィールド１４８を含む。した がってフィールド１４ｇの内容は、現在の伝送ノードがデータを受信すると予想 される“目標°ノードを示すために現在の伝送ノードによって発生されるノード ＩＤから成る。後にさらに詳細に説明される方法において自動整列特性のために 、このような目標ノードは後続する競争スロット中に予約要求を発生する必要が なくなる。
エラー訂正フィールド１５０は、技術的に良く知られている方法によりエラー訂 正コードとして発生された周期的冗長チェック（ＣＲＣ）値から成る。仲裁パケ ット１３０は停止フラグ１５２で終了する。
データパケットは適用特性データを保持する。データパケットは第３図に示され た標準パケットフォーマットに−、致しなければならないが、パケットのデータ 部分は長さ、適用特性および独立のプロトコールにおいて可変的である。
第１Ｏ図に示されているように、一連の競争スロット７０乃至７４の開始は多数 のパケット伝送６８を終端するＥＯＴ７０によって信号される。ノードが伝送す べきデータを有する場合、前の仲裁パケットにおいて伝送された競争カウントに よって特定されたような利用できる２つ以上のグループから１つの競争スロット をランダムに選択することによって伝送時間を要求する（第１３図）。
回路網１０の通信チャンネルにアクセスするために競争しているときの本発明に よるノードの動作が第１４図に示されており、それにおいてノードはブロック１ ６０においてチャンネルに従うことに１って予約要求を伝送し、ノードが伝送す べきデータを有するかどうかをブロック１６２において決定する。
データを持たない場合、ノードはチャンネルに継続して従う。
データを有する場合には、ノードはそれ自体のＩＤが現在未決定伝送列に入れら れているかどうかを決定するためにその未決定伝送列を検査する。そうならば、 予約要求を伝送する必要はなく、ノードはブロック１６０に戻ってチャンネルを 監視する。
このノードに対するＩＤがその未決定伝送列（全てのノードにおいて同一である ）に存在しないならば、それはブロック１６Ｂでチャンネルに従い、ブロック１ ６８でＥＯＴ文字が受信されたかどうかを決定する。ノードは、ＥＯＴ文字が受 信されるようなときにチャンネルを継続的に監視する。次にそれは（それぞれ同 一の長さの時間間隔から成る）競争スロットをランダムに選択し、ブロック１７ ２で選択された特定の競争スロットに応じてＥＯＴ伝送の受信に後続する時間の 計算された期間を待っている。選択された競走スロットが発生すると、ノードは 第５図に示されたようなリンクＩＤ番号およびエラー制御ブロックから成る予約 要求を伝送する。
それぞれの競争スロット中に、２つ以上のノードが同時に識別情報を伝送するこ とがあり、これは“衝突”と呼ばれる状態である。衝突が競争スロット中に発生 した場合、歪められたＲＦ倍信号第１０図の９２で示されるように回路網１０上 の別のノードによって雑音として受信される。競争スロット中に衝突が全く発生 しなかった場合、予約要求の伝送は回路網上の全てのノードによりて受信される 。
（前の仲裁パケットのハンド・オフノードフィールド１３４によって特定される ような）一連の競争スロットの末端で回路網制御を行う予定のノードは、競争ス ロット中に回路網に従い、できるだけ多くの予約要求を受信するように応答する 。
第１５図は、どのようにハンド・オフノードが競争スロットを監視するかを示す 論理フローチャートである。ブロック１８０において、ノードは前の仲裁パケッ ト１３０のハンド・オフノードフィールド１３２の中のそれ自体のＩＤの存在を 認識することによってハンド・オフを受信する。ブロック１８２において、ハン ドオフノードは、ＥＯＴ伝送がブロック１８４で受信される時までチャンネルを 監視する。ノードはブロック１８Ｂで継続的にチャンネルを監視し、通信チャン ネルにアクセスし、回路網にデータを伝送することをの望むノードによって送信 された予約要求に従う。ブロック１８８で決定されたように第１の競争スロット 中に受信される予約要求がない場合には、ノードはブロック１９０でこの競争ス ロットが前の仲裁パケット１３０の競争カウントフィールド１３６に含まれる値 によって特定されるような最後の競争スロットであるかどうかを決定する。そう でない場合には、ノードはブロック１８６に戻ってチャンネルを監視し続ける。
゛予約要求がブロック１８８で連続的に受信される場合、このような予約要求を 伝送するノードのＩＤはブロック１９２でこのノードの未決定伝送列中に位置さ れる。ノードはブロック１９４で予約要求カウントをインクレメントし、ブロッ ク１９Ｂで現在の競争スロットが最後の競争スロットかどうかを決定する。そう でない場合は、ノードはブロック１８Ｂで開始する処理を反復する。
最後の競争スロットが終了すると、ノードはブロック１９８で予約要求カウント がゼロに等しいかどうか、すなわち前の競争スロット中に受信に成功した予約要 求がなかったかどうかを決定する。カウントがゼロの場合、これは非常に多くの 衝突が発生し、回路網は予約要求が伝送される期間中に発生する衝突の可能性を 減少するために競争スロットの数を増加すべきであることを示すものである。し たがってノードはブロック２００で競争カウントをインクレメントする。予約要 求カウントがゼロでない場合、ノードはブロック２０２で予約要求カウントが競 争カウントに等しいかどうか、すなわち連続的に受信された予約要求の数が競争 スロットの数に等しいかどうかを決定する。そうである場合、これは前の競、争 スロット中に衝突が全く発生しなかったことを示す。このような状態は、過剰の 回路網時間が予約要求に従うことに当てられるため最大の回路網効率を生じない 。最大効率は小さいが有限数の衝突が競争スロット中に発生するときに生じる。
したがってノードはブロック２０４で競争カウントをデクレメントすることによ って回路網効率を高めるように動作する。
ブロック２０Ｂにおいて、決定は予約要求がすでに未決定伝送列に存在している 場合に行われる。そうである場合、これは予約要求を伝送するノードが損傷した 未決定伝送列を有し、制御ノードがブロック２０８で準備された仲裁パケットの フィールド４８に列訂正予約を与えることを示すものである。ブロック２１０に おいて、ノードは前の仲裁パケットのブロック１４２から伝送のために準備され た仲裁パケットのブロック１４４に予約確認を与える。ブロック２１２において 、直前の競争スロット中のノードによって連続的に受信された予約要求中に現れ るこのノードのＩＤは伝送のために準備された仲裁パケットのブロック１４２に 与えられる。ブロック２１３において、このノードがデータを期待するノードの ＩＤは、自動整列予約として仲裁パケットに与えられる。
ブロック２１４において、決定は未決定伝送列がその動作ウィンドウの第１の位 置に有効なノードＩＤを有する場合に行われる。そうでなければ、これは列中に “穴“が存在す７ることを示し、列が空であるかどうかという決定はブロック２ １６で行われる。列が空でない場合、ブロック２１８におけるノードは伝送のた めに準備された仲裁パケットハンド・オフフィールド１３４中にゼロを位置させ る。これはこのノードの未決定伝送列中のエラーを示す。したがって、このノー ドは次に回路網を制御するノードとして指定されないが、それら自体のＩＤが列 の最初に現れるかどうかを決定するために、それら自体の未決定伝送列を検索す ることを他の全てのノードに信号する。このようにして適切なノ゛−ドが次に回 路網の制御を行う。
列が空であることがブロック２１Ｂで決定された場合、これは現在データを伝送 することを望むノードがないことを示す。
したがって回路網は、このノードがブロック２２０で前の伝送を発生したノード のＩＤを準備された仲裁パケットのハンド・オフフィールドに位置する“ビンポ ン°配列に入る。
有効なノードが未決定伝送列中に存在することがブロック２１４で決定された場 合、このノードはこのノードの未決定伝送列の最初にあるノードＩＤを発生され た仲裁パケットのノ）ンド・オフフィールドにブロック２２２で位置される。
ブロック２２４において、ノードは前のブロックに構成された仲裁パケットを伝 送し、複数のデータパケットを通じて別のノードにその適用データを伝送するた めにブロック２２６に進む。最後のデータパケットの末端において、ノードはＥ ＯＴ文字を伝送し、その後ブロック２２８で監視モードを示す。
ＣＥＭＡプロトコールの下で動作するのは、競争スロツト中の衝突が発生してい る可能性のある回路網動作の期間だけである。各競争スロットは２５６バイトの データパケットを伝送するために使用される時間の約４９６であるため、衝突が 起こり得る合計の回路網時間は回路網利用可能度の１０％より小さい。その他の 時間に衝突は発生し得ない。
回路網伝送時間に対する連続した競争の可能性は、統計分析のポアッソン（Ｐｏ ｉｓｓｏｎ）分布に適用される回路網における競争しているノードの数に基づい て°いる。このアルゴリズムの適用は８５％の回路網利用度の増加となる。
回路網使用予約 前述されたように、回路網を制御する伝送ノードは前の競争スロット中に予約要 求において適切に受信された全てのノードのＩＤを仲裁パケット（第１３図）中 に位置する。仲裁パケットが伝送されたとき、仲裁パケット中の予約のこれらの 確認は回路網上の全てのノードによって受信される。それから、回路網上の全て のノードがそれらの各未決定伝送列中にこれらのＩＤを位置させる。このことは 例えば第１６図に示されている。
伝送すべきデータを有するノードは、この機構によってその識別名がまだ未決定 伝送列上に存在せず、したがって適用データを伝送するよりもチャンネ少が回路 網制御デユーティにより占められる時間の量を減少するときにのみ予約要求を伝 送することを要求される。ノードが確認された伝送予約を有する、すなわちＩＤ が未決定伝送列中に存在する場合、それが列上に位置された後に伝送すべきデー タを得ても、もはや予約要求を伝送する必要はない。
ノードが一度未決定伝送列上に存在すると、必要なことは回路網を制御する順番 になるまで待機することだけである。
そのときそれは多数のノードに多数のデータパケットを伝送する。好ましい実施 例において、連続したデータ、（ケラトの最大数は１５である。しかしながらこ の制限は任意であり、特定の回路網および回路の要求に応じて変化されてもよい 。
ノードが１組のデータパケットを伝送するために予約要求を伝送しなければなら ない回数を制限することによって、回路網動作を保持する必要のある競争スロッ トの数は、一般的に１つの伝送シーケンスに対して２つのスロットまで減少され ることができる。
強く負荷された回路網において、伝送を要求するノードの数は、実際に伝送する ために回路網にアクセスするノードの数に等しい。強く負荷された回路網におけ るこの１対１関係が、平衡状態を保つために回路網にとって必要なものである。
競争スロットのダイナミック割当て 競争スロット中の衝突数は伝送に対して競争するノードの数に直接的に関連する 。競争スロット中の衝突がより多くなると、制御ノードによって連続的に受信さ れる予約要求の数が少なくなる。第１５図に関連して説明されたように、競争ス ロットの数はそれ数回路網負荷に基づいてダイナミックに割当てられる。
制御ノードが競争スロット中に伝送の成功を全く発見しない（すなわち成功した 競争の数がゼロに等しい）場合、それは後続する一連の競争スロットが１づつ増 加される仲裁パケット中の競争カウントによって特徴づけられる。したがって、 利用可能な数の競争スロット中に多数の衝突が発生する競争を有する強い動作回 路網が与えられた場合、次の競争スロットグループは１だけ増加される。好まし い実施例において、競争スロットの数は１つ以上の予約要求が確認される可能性 を保証するために最大の１６まで増加されるが、数はいずれの最大にも限定され る必要はない。
競争スロットグループが複数の競争スロットを含み、制御ノードが与えられた各 スロットにおいて予約要求の受信に成功した場合に、制御ノードは競争スロット の数が回路網に必要なものよりも大きいことを認識し、仲裁パケットの競争カウ ントフィールド中の競争カウントを１つづつ最小である２まで減少する。
１つ以上のスロットが有効な予約要求を受信し、一方１つ以上のスロットが空の ままである場合、回路網はスロットの数が回路網の要求に十分であり、競争カウ ントは前の仲裁パケットから不変であることを示す。
したがって以下の規則が競争スロットのダイナミック割当に適用される。
一連の競争スロット中に受信された予約要求の数が前の仲裁パケットに限定され た競争カウントよりも小さいがゼロよりも大きい場合、競争カウントは不変であ る。
一連の競争スロット中に受信された予約要求の数が前の仲裁パケットの中の競争 カウントに等しい場合、競争カウントは最小の２まで１つづつ減少される。
一連の競争スロット中に受信される予約要求がない場合、競争カウントは最大の １６まで１つづつ増加される。
この技術は、変化する負荷の下で回路網を同時に平衡に保つために必要な競争ス ロットの数を最適にする。強い回藷網負荷の下で、１つの伝送に対する競争スロ ットの平均数は２と２．５の間、または合計回路網時間の約１０％である。この 割合は、回路網要求が下がったときめ回路網時間の最大の約２５％まで増加する 。
列ウィンドウ処理 未決定伝送列は、予約が確認された順序で配列されたノードＩＤのリストである 。それは、ノードが回路網を制御する順序を制御するために全てのノード中に同 一の形態で現れる。
それは１部分だけが任意の所定時間において新しい２５５個のエントリイの循環 テーブルから成る。これらの動作エントリイは、各連続したノードが回路網を制 御する（位置的に１っづつウィンドウの大きさを能率的に減少する）ときに位置 をシフトする移動ウィンドウ中に保留され、それぞれ連続する仲裁パケットが連 続的に受信された予約要求の結果として列上に位置されるべき新しいノードを識 別したときに拡大する。
第１６図は、回路網１０よりもかなり大きく、ノードＢからの伝送の前に動作ノ ードＡ乃至Ｇを有する回路網の任意のノードの未決定伝送列の一例を示す。動作 ウィンドウはエントリイタ乃至５にノードＢ乃至Ｅを保留する。第１７図に示さ れた仲裁パケット２５０は、回路網を制御するときにノードＢによって伝送され る。
仲裁パケット２５０が全てのノードによって受信された後、未決定伝送列の動作 ウィンドウは（すでに伝送されたので列上にない）ノードＢを排除するためにシ フトされ、予約要求が前の競争スロット中に連続的に受信されるノードＦおよび Ｇを含むように拡大し、自動整列技術のために列上に位置するノードＨは後に説 明される。動作ウィンドウは、第１８図に示されるようにエントリイ３乃至８中 にノードＣ，Ｄ、Ｅ。
Ｆ、ＧおよびＨを含む。
各仲裁パケットは次の列位置フィールド１３８において未決定伝送列上の次の開 いた位置の位置番号を限定する。連続的に受信された予約要求のＩＤは、この位 置番号で開始する未決定伝送列中に位置される。それらが結果的に仲裁パケット において伝送されたとき、それらは“予約確認”となる。仲裁パケット中の次の 列位置フィールド１３８（第１７図）は、新しい一連の予約確認がエントリイ番 号４で始まる未決定伝送列中に位置されるべきであることを示す。これによって 、特有の確認は常に全てのノードによって全ての列上の同一の位置に設けられる 。
列の通常の動作とは異なり、伝送列に適用されたこのウィンドウ技術は喪失エン トリイの結果を処理する。ノードが伝送エラーのために仲裁パケットを受信しな い場合、それはその未決定伝送列に“穴°を形成し、仲裁パケットの“次の列の 位置”フィールド１３８で示される位置で始まる予め定められた位置に、それが 受信する次の組の予約確認を位置する。
第１７図に示されるように、未決定伝送列上の次に連続するノードのＩＤは未決 定伝送列上の位置４に蓄積される。
第１９図は、ノードＡからの仲裁パケットおよび前の仲裁パケットが適切に受信 されなかった場合の未決定伝送列の内容を示す。したがって“穴”は動作ウィン ドウ内に発生する。
一連の予約確認ＩＤが未決定伝送列上に位置されなければならないことを通告さ れた全てのノードにより、未決定伝送列は全てのノードにわたって同期する。そ の結果、伝送はハンド・オフからハンド・オフで順（己限定され、したがって順 番から外れたノードＩＤは存在しない。
制御ノードは、新しい確認だけでなく、前の仲裁パケット中の第１の時間中に伝 送された確認の再確認もまた仲裁パケット内において伝送する。したがって、全 ての確認は２つの連続した仲裁パケットにおいて伝送される。それから全てのノ ードは、その列を形成または訂正するための確認情報を得る２度の機会を有する 。結果として、ビットエラー率がＩＸ１０’である場合、１，０００，０００個 の確認から１つだけが不適切なものとして受信される。
自動整列 制御ノードがデータ回路の別の端部で“目標°ノードからのデータパケットに対 する応答を受信すべきであること、および目標ノードがまだ未決定伝送列上に確 認予約を持っていないことを認識した場合、制御ノードは自動整列予約確認とし て仲裁パケット（第５図）にそれが応答を期待する目標ノードのＩＤを位置させ る。これはある伝送において１つ１以上の目標ノードに対して発生する。
これは、競争スロット中に予約要求を伝送するための目標ノードの必要をなくし ながら、その順番で目標ノードに対して確認予約を保証する。これが競争スロッ ト中の回路網要求を減少させ、それによって回路網上の衝突の可能性を減少する 。結果的に、回路網特性はより少ない競争スロットの割当を可能にすることによ って改善される。
多数の通信関係（または回路）を有するノードは多数のデータパケットを送信す ることによってその伝送時間フレーム内の多数のノードに伝送することができる ので、ノード要求があるに過ぎない。これはまた競争スロット中の回路網要求を 減少させ、それによって回路網上の衝突の可能性を減少する。全てのノードは未 決定伝送列の複製を保持しているため（第１６図、第１８図および第１９図を見 よ）、もとのノードはその未決定伝送列に質問することによっていつ目標ノード からの応答を期待すべき時を正確に決定することができる。
重負荷の回路網動作の期間中にこの方法を使用して、ノードは伝送予約に対して 競争し、それが未決定伝送列上の位置に勝って回路網制御を受信した場合には、 それは自動的に仲裁パケットの自動整列フィールドに対して、その目標ノードが 現在未決定伝送列上にない場合には伝送されるべき任意のデータパケットを受信 しそれに応答する目標ノードのための確認を位置させる。仲裁パケットの伝送の 際に、この確超は全ての回路網ノードの未決定伝送列中に位置される。
目標自動整列ノードが回路網を制御する場合、それは競争スロット中に回路網に 関して競争せずにそのように機能し、その順番で元のノードを自動整列する。し たがって列はダイナミックな循環テーブルとなる。
２つのノード間の多数の伝送から成るデータの任意の急速な交換のために、回路 網上にはただ１つの最初の競争だけが存在する。これは、競争スロット中に、衝 突によって発生される遅延の可能性を減少することによって回路網上の負荷を減 少し、応答時間を増加する。これらの効率は回路網上の全ての動作ノードによっ て共用される。競争をしない非動作ノードは回路網スループットに影響を与えな い。
さらにこの機構は列がほとんどの回路網上に存在する中断機構と入れ代わること を可能にする。中断の後よりもむしろ応答を受信しない任意の期間の後で、伝送 ノードはその未決定伝送列に質問することによって、いっそれが応答を期待する べきかを決定することができる。伝送が１列つづつ受信されない場合には、機構 は以下に示されるように回路網の連続処理に携わる。
重負荷の回路網動作は自動整列処理によってより多くの予約確認をもたらすため 、必要な競争スロットはさらに少ない。
したがって、合計回路網時間の小さい割合は回路網制御データによって占められ 、大きい割合が適用データによって占められる。従来技術とは対照的に、回路網 効率は回路網動作を高めることにより向上する。
回路網ハンド・オフ 制御ノードが未決定伝送列を設定したとき、それは列から動作ウィンドウに次に 続いて載せられたノードの識別名を取り、第１７図に関して前に説明されたよう に、仲裁パケットのハンド・オフフィールド１３４にその識別名を位置させる。
制御ノードがその列中に“穴”を有する（すなわち、それがいずれのノードが次 に伝送する予定なのかを限定すること・オフフィールド１３４中にゼロを位置さ せる。これはそれらの各未決定伝送列に質問してＩＤを発見し、それらが制御す る順番であることを認識したならば回路網を制御するために全ての回路網ノード を変化する。したがって、未決定伝送列から選択された予め定められたノードに 対する明示ハンド・オフは、次の伝送に対してのみ暗黙伝送ハンドΦオフによっ て置換される。
ハンド・オフフィルド１３４はＥＯＴの受信の際に次に回路網を明確に制御する ノードを示す。回路網を制御している間、ノードは次の組の競争スロットを監視 し、次の仲裁パケット（第１３図参照）、任意のデータパケットおよびＥＯＴを 伝送する。
回路網故障に対する保証としては、回路網制御を転送するノードは、そのノード が伝送したばかりの仲裁パケットのフィールド１３４において特定されたハンド ・オフノードから有効な仲裁パケットを受信するまで回路網の暗黙の制御を維持 する。回路網ハンド・オフは、有効なパケットが転送されるノードによって認識 されるまで完全であるとは考えられない。
第２０図に示されるように、それぞれの組の競争スロット中に２つのノードは常 に回路網を制御している。転送されるノードは回路網の暗黙制御を維持し、一方 ハンド・オフノードは明示制御を行なう。
その代わりに制御ノードが仲裁パケットにおいて連続的にオフ回路網になってい くノードに対するハンド・オフを特定した場合、競争スロットの後で雑音だけが 回路網に現れる。
制御ノードは仲裁パケットプラス最大長のデータパケットの伝送に十分な時間の 間中待機し、それから非応答ノードに回路網をハンド・オフする２つの付加的な 試験に進む。特定されたノードがハンド・オフすることができない場合、次の制 御ノードは未決定伝送列上の次のノードを選択してプロセスを繰り返す。制御ノ ードが２つのノードにアピールした後で回路網ハンド・オフを検出することがで きない場合、ハードウェアエラーが発生し、以下に説明されるような回路網アイ ドルモードに回路網を位置させたと考える。
第２１図には本発明の好ましい実施例として、制御ノードによって伝送された仲 裁パケットにおいて明示されるときに次のノードに対するハンド・オフ回路網制 御に進む制御ノードの動作の詳細な論理フローチャートが示されている。ブロッ ク３００で理解できるように、制御ノードはその仲裁パケット、データパケット およびＥＯＴを伝送する。ハンド・オフカウンタはブロック３０２でインクレメ ントされ、ノードは競争カウントの期間中チャンネルを監視するためにブロック ３０４および３０６に進む。ブロック３０８において、有効なパケットが競争ス ロットの終りで受信されたかどうかが決定される。そうである場合、次に回路網 制御を受信することを指定されたノードが実際に回路網制御を許容されてそれ自 体の仲裁パケットを伝送するために進む。したがってハンド・オフはブロック３ １０で完了すると考えられる。
受信されたハンド・オフ仲裁パケットがない場合、ハンド・オフカウンタが３よ り大きいかどうかがブロック３１２で決定される。大きくない場合、ハンド・オ フカウンタはブロック３１４でインクレメントされ、ノードはその仲裁パケット を再び伝送するためにブロック３００に戻る。ハンド・オフカウンタが３より大 きい場合、“試験されたハンド・オフ”カウンタはＯに等しいかどうかがブロッ ク３１Ｂで決定される。等しくない場合、ブロック３２２で回路網布勢モードと なる。もしくは、ノードはブロック３２０乃至３２４で別のノードにハンド・オ フすることを試みる。
エラーのチェックおよび訂正 第４図に示された全てのパケットは、周期的冗長チェック（ＣＲＣ）計算の結果 をそのパケット上に位置するエラー制御フィールド（第３図参照）を具備する。
ＣＲＣは伝送される前に処理されるパケット中の全てのデータビットに関する計 算が行われる標準パケットスイッチ機構であり、計算の結果はパケットが受信さ れた時に実行された同一の計算の結果に一致されることができる。ＣＲＣを生成 するために使用された計算は変化されることができ、適用特性である。したがっ てそれらはＣＥＭＡの範囲の外側にある。好ましい実施例において、ＣＲＣはＣ ＥＭＡを最適に機能させるために与えられる。
受信されたパケットのエラー制御フィールドがパケット内に含まれるＣＲＣ計算 の結果に一致するならば、パケット内の伝送された全てのデータは送信として受 信されると仮定することができる。
パケットのノードを受信することによって実行されるＣＲＣ計算がパケット中の エラー制御フィールドに一致しない場合、パケットは損傷を受けていると考えら ｉ、廃棄される。それから、損傷したパケットの再伝送が要求される。このエラ ーチェック技術はとくに仲裁パケットの伝送に適切である。
限定することによってハンド・オフは、仲裁パケットが成功的に受信されるまで 完全であるとは見なされない。したがって連続した仲裁パケットがハンド・オフ ノードによって伝送されるとき、ハンド・オフノードが前の仲裁パケットから適 切に受信され、パケット中の全ての確認が正しいと考えら雑音の多い回路網では 、いくつかのノードが仲裁パケットを正確に受信し、他のノードが損傷したパケ ットを受信する可能性がある。損傷した仲裁パケットの受信は、受信ノードの未 決定伝送列中に“穴”を残す。
競争ノードが、予約要求を伝送した後でそのノードに対する予約確認を含む仲裁 パケットを成功的に受信しない場合には、競争ノードはその未決定伝送列を更新 し、確認を有効化することはできない。これが、そのＩＤが仲裁パケットを正確 に受信した全てのノードの未決定伝送列に位置されても、ノードに競争スロット 中に予約要求を継続的に伝送させる。
全ての仲裁パケットは新しい確認だけでなく、前の仲裁パケットから伝送された 確認の再確認も含み（第１３図）、競争ノードはその未決定伝送列を訂正する２ 度の機会を有する。
競争ノードがある仲裁パケットを受信できない場合、それは次に連続する仲裁パ ケットからその列に再確認を位置させることによってその未決定伝送列を訂正す ることができる。
競争ノードが２つの連続した仲裁パケットを連続的に受信できない場合、それは 競争スロット中競争をし続ける。
制御ノードは、その未決定伝送列を競争スロット中に行われた予約と比較するこ とによって競争ノードが損傷した列を有することを認識する。新しく成功した予 約要求のＩＤが未決定伝送列上のＩＤと一致する場合、制御ノードは不適切な競 争ノードのＩＤを含み、列の端部に延長するスロットで開始するその未決定伝送 列の下部を仲裁パケットに位置させる。
制御ノードが損傷した未決定伝送列の訂正の前に競争ノードに対してハンド・オ フ制御を試みる場合、競争ノードはパケット中のハンド・オフフィールドに質問 することによってハンド・オフを認識し、それから適切に回路網を制御する。
回路網のアイドリング 伝送を要求するノードがないために、全てのノード上の未決定伝送列が空になっ た場合、制御ノードは第２２図に示されているように回路網をアイドルにし、競 争スロットを介して回路網の有用性を保つ。
ブロック３２８においてハンド・オフを受信し、ブロック３３０で空の列を認識 した後、ノードはブロック３３２で最後の仲裁パケットを送信するノードに仲裁 パケットを伝送するこ　。
とによって回路網の制御をハンド、・オフする。ノードはブロック３３４でチャ ンネルに従い、目的地ノードも空の列を有するので、その結果目的地ノードは同 一の論理によって制御をハンド・オフしてこのノードに戻し、それからブロック ３３Ｂでこのノードによって受信された仲裁パケットを伝送する。
列データはブロック３３８で負荷される。２つのノード間の回路網のこの“ピン ポン”制御は、第３のノードが競争スロット中に予約要求を伝送するまで、ブロ ック３３９　、３３９Ａおよび３２８を通じてループし、回路網の制御が実行さ れる。
列がブロック３３０で空でない場合、通常の仲裁パケットがブロック３４０で伝 送され、制御はブロック３４１で放棄される。
回路網付勢 第２３図は、回路網がパワーアップしたために付勢が発生しない好ましい実施例 の回路網を付勢するために必要なステップを示す。この状態は、回路網が最初に 設定されたとき、回路網が全体的な回路網の故障のために動作停止になるとき、 もしくは回路網がある技術的理由のために再スタートされなければならないとき に発生する。
パワーが回復されるとき、全てのノードはブロック３５０でランダムに得られた 変数を使用するアルゴリズムに基づいてランダムな時間を計算する。タイマーは ブロック３５２で設定される。全てのノードはブロック３５４で仲裁パケットの ためにチャンネルに従う。仲裁パケットがブロック３５Ｂで受信された場合、通 常のＣＥＭＡ動作がブロック３５８で初期化される。アロハパケットが受信され てブロック３８０で決定されたようにこのノードにアドレスされる場合、アロハ 応答パケットがブ、ロック３６２で伝送され、ブロック３５０で新しい時間間隔 が計算される。
時間切れが発生した場合、ノードはブロック３６６でそのリンク識別テーブル（ 以下においてさらに詳細に示される）からノードを選択し、ブロック３６８でカ ウンタをインクレメントシ、ブロック３７０でカウンタをチェックする。カウン タが３より大きい場合、これは全ての選択されたノードがオフ回路網であるか、 もしくはこのノードが故障しており、有効なバックが受信されるまで全ての伝送 を停止すべきであることを示す。新しいタイミング間隔がブロック３５０で再び 計算される。カウンタが３より小さい場合、アロハパケットがブロック３７２で ノードに伝送される。アロハ応答パケットがブロック３７４でノードから受信さ れた場合、通常のＣＥＭＡ動作がブロック３７６で中央制御ノードのようなこの ノードにより開始される。もしくは、ノードはループしてブロック３５０に戻る 。これらの伝送に対するタイミング間隔は約４５秒プラスランダム時間係数であ り、回路網付勢伝送中に使用される。
回路網ノードによるアロハ伝送のランダム性質のために、伝送の１つは最小の衝 突の可能性により回路網上の別のノードによってタイムリイに受信されると考え られる。
アロハパケットは伝送ノードのリンク識別名テーブルに記載されたノードにアド レスされる。第２４図に示されたリンク識別名テーブルは、そのノードに割当て られた全ての伝送関係（回路）のリストから成る。リンクＩＤテーブルのリンク ＩＤ部分は永久にノードのメモリに蓄積される。
目的地ノードが適切にアロハパケットを受信したとき、それは停止および待機プ ロトコールを使用して適切にアロハ応答パケット（第７図）を伝送して元のノー ドに戻す。元のノードがアロハ応答パケットを受信すると直ぐに、それは回路網 を制御して仲裁パケットを伝送し、応答ノードにハンド・オフしてＥＯＴにより 終端する。その他の監視ノードは全てＥＯＴを受信するため、回路網動作は通常 のＣＥＭＡプロトコールを使用する全てのノードと共に続行する。
ノードが目的地ノードに対する３つの伝送内のアロハ応答パケットを受信するこ とに失敗した場合、ノードはオフ回路網状態までシフトし、それが通常のＣＥＭ Ａ動作中に仲裁パケットを成功的に受信するまで回路網にアクセスしようとしな い。これは故障したノードが回路網を妨害しないことを保証する。
多数のノードが回路網付勢に参加する場合、回路網始動または回復が９０秒内に 発生する。
かしながら各構造において、一度回路網が回路網付勢中に付勢されると、ノード 間の回路網が設定されなければならない。
第１図に関して前記に論じられたように、本発明の好ましい実施例は、それぞれ が１つ以上の端末を有する複数のノードを含む回路網において実行される。各端 末は別のノードに関連するそれぞれの端末を有するリンクを設定する。したがっ て好ましい実施例における回路網の付勢は、種々のノードがノードを通過するリ ンクと関連した端末の付勢を認識する過程から成る。本発明はこの構造に限定さ れず、例えばノードの各端末が１つ以上の他の端末と通信してもよい多アドレス 構造のような別の回路網構造に使用されてもよいことが理解されるべきである。
好ましい実施例における第１図の回路網の構造例は第２５図に示されている。そ れから分かるように、端末２０乃至３８はそれぞれリンクを介してそれぞれ他の 端末と関連している。例えばノードＡの端末２０はリンクＡ−Ａ　＝を介してノ ードＱの端末３８と関連している。すななわち端末２２はリンクＢ−Ｂ　−を介 して端末３６と通信する。すなわち、ノードＡをノードＱに接続するリンクの組 は共に回路Ｗを形成する。同様に、システムの残りのノードはそれぞれリンクを 介して各ノードと通信し、任意の２つのノードを接続するリンクの組が回路を形 成する。第２５図から分かるように、回路Ｘは単一のリンクＥ−Ｅ−を含み、回 路Ｙは単一のリンクＣ−Ｃ−を含み、回路Ｚは単一のリンクＤ−Ｄ　”を含む。
１対のノード間の各回路は通信チャンネルにわたってデータの完全性を保証し、 あるノードによって送信された伝送が適切なノードによって受信され、それから 適当なポートに送られることを保証する通信バスを限定する。結果として、ある ノードは単一の回路に対して多数のリンクＩｄ番号を介して別のものによってア ドレスされることができる。
第２５図に示されているように回路網１０は、それぞれ１つ以上のリンクから成 る４個の回路ｗ、ｘ、ｙおよび２を含む。
回路ＷはノードＡとノードＱの間に２つのリンクを有し、その一方がポートＡと Ａ′とを接続し、他方がポートＢとＢ′とを接続する。リンクＩｄ番号は各ノー ドのメモリに永久に蓄積されるが、回路番号は回路初期化中に誉れらが設定され た順序で任意に割当てられる。
したがって、回路番号とノードとの間の１対１関係とＩ１０ポートとリンクＩｄ 番号との間の１対１関係が存在する。
したがってノードが４個のポートを有する場合、そのリンク識別名テーブルは４ 個のリンクＩｄ番号を含む。これら４個のポートが４個の別々のノードに接続さ れた端末と通信しなければならない、場合、４個の通信ノードが活動的に回路網 上に存在するときに、リンク識別名テーブルは４個の回路番号を含む。
第２５図に示されたリンクおよび回路の特有の性質は、回路網が設計されたとき に定められる。回路網の構造は、第２４図に示されているようなノードＱのリン ク識別名テーブルのような各ノード中のリンク識別名テーブルによって限定され る。
ノードに関連した各リンクに対するリンク識別名テーブルにはエントリイがある 。各エントリイはリンク識別名（リンクＩＤ）および回路指定名を含む。リンク ＩＤの内容は永久に各ノードに蓄積され、回路指定名の内容はリンクが動作的か 否かに応じて変えられる。すなわち、各テーブルエンドリイに対する回路指定名 は、伝送がリンクの端末間に設定されるまでゼロである。このようなときに回路 は指定名が入力される。
ノードに関連した各端末に対する各ノードリンク識別名テーブルには２つのフィ ールドエントリイがある。各エントリイのリンクＩＤフィールドは、特有のエン トリイを有するこのノードに関連した端末と共にリンクを限定する別のノード中 の端末を特有に識別する値から成る。リンクＩＤ値は、リンクが関連した別のノ ードの表示を含む。例えば第２４図に示されたリンク識別名テーブルの第１のエ ントリイはこのノードＱの端末３８に関連されている。このエントリイに対する リンクＩＤフィールド中の値は、リンクの別の端部がノードＡの端末２０に関連 されていることを示す。第２４図のリンク識別名テーブルの第２のエントリイは ノードＱの端末３Ｂに対応し、関連したリンクＩＤフィールドに蓄積された値は リンクの別の端部がノードＡの端末２２によって形成されることを示す。
同様に、第２４図のリンク識別名テーブルの第３および第４のエントリイは端末 ３４および３２に関連されており、これらエントリイのリンク識別フィールドの 内容は各リンクの別の端部がノードＣの端末２４およびノードＥの端末３０によ って形成されることを指定する。
各ノードは、テーブル上の各リンクＩＤが有効な回路番号を有することを決定す るためにそのリンク識別名テーブル（第２４図）に質問する。有効な回路番号の 欠損は、回路関係が回路網上の別のノードにより設定されていないことを示す。
第２６図は、ブロック４００で開始する回路初期化の論理フローチャートを示す 。設定された回路がない場合、ノードはブロック４０２で設定されたＣＥＭＡプ ロトコール技術を使用して回路網を競争し、ブロック４０４で回路網ハンド・オ フを受信し、ブロック４０６で仲裁パケットの競争カウントフィールドにゼロを 移動して、ブロック４０８で競争カウントフィールドにゼロを有する仲裁パケッ ト（第１３図）を伝送することによって回路網を一時的かつ絶対的に制御する。
リンクＩＤテーブルのループ処理は、各仲裁パケットがブロック４１８でそのリ ンク識別名テーブルに示されたノードにアドレスされた初期化パケット（第８図 ）によって後続されるようにブロック４１０乃至４１６で実行される。ノードは ブロック４２０でチャンネルに従い、目的地ノードは初期化パケットを送り返す ことによって初期化パケットに応答する。ブロック４２２で受信される初期化パ ケットがない場合、元のノードはブロック４１４に戻る。もしくは、元のノード が初期化パケットを受信し、ブロック４２４で目的地ノードに対してそのリンク 識別名テーブルからのノードのリストと共にそのリンク識別名パケット上の全て のノードのリストを含む接続パケット（第２７図）を送り返す。元のノードはブ ロック４２６でチャンネルに従い、ブロック４２８で接続パケットが全く受信さ れない場合には、ブロック４３０を８通ってブロック４１０でループに戻る。も しくは、元のノードはブロック４３２乃至４３ＢでリンクＩＤテーブルの全ての 回路にわたってループし、そのリンク識別名テーブルに示されたリンクＩＤ番号 とパケットに載せられたもののリストを比較する。一致するリンクＩＤ番号の全 てのグループに対して回路が設定され、番号はリンク識別名テーブルの回路番号 フィールドに位置されブロック４１２を通じて元に戻る。
第２８図は元のノードと目的地ノードとの間の伝送交換を示す。それは通常のＣ ＥＭＡ動作のフレームワークの外側で発生し、各ノードが伝送予約を競争する必 要はない。
制御ノードが３つの伝送の試みの後で初期化パケットに対する応答を受信ルない 場合、ノードはブロック４３０でそのリンク識別名テーブル中の対応したリンク ＩＤ番号の回路番号にゼロを位置し、回路が設けられておらず次のノードに進む ことを示す。ノードは、それがそのリンク識別名チー、プルに載せられた全ての ノードに初期化パケットを伝送するまで回路網の制御を続ける。
ノードがそのリンク識別名テーブルに載せられた全てのノードに質問することが 成功または失敗したとき、それはブロック４４２で仲裁パケットに正しい競争カ ウントを移動し、ブロック４４６でその未決定伝送列上の次のノードに回路網の 制御をハンド・オフする別のＣＥＭＡ仲裁パケットをブロック４４４で伝送する 。ノードがブロック４４０で決定されたようにそのリンク識別名テーブルに任意 のノードを有する回路を設定していない場合、それはそのリンク識別名テーブル のノードから有効な初期化パケットを受信するまでブロック４４８でオフ回路網 にそれ自体を位置する。
最初に回路網に入来し、設定された回路を持たない任意のノードは回路初期化技 術を使用して回路網を制御することができる。これは、リンク識別名テーブルが 回路網動作のプロセス中にダイナミックに変化されることを可能にする。
ＣＥＭＡは次の技術を使用することによって高レベルの特性を提供する。すなわ ち、競争スロットとは別に設定された時間に回路網上の伝送衝突の機会を制限し く負荷の下で回路網時間の４％より小さく）、競走スロットに対する要求に対応 する回路網上の負荷に応じて競走スロットの数をダイナミックに最適化し、多数 のノードに対しであるノードからある伝送グループへ伝送されることができる全 てのトラフィックを挿入し、それによって伝送転換の数を減少し、可変長パケッ トの伝送を可能にし、部分的に一杯の一定の長さのデータパケットの可能性のあ る伝送を回避する。
自動整列を使用してそれらを循環することにより回路網上の伝送を制御し、確認 予約を介してそれらを整列し、ダイナミックに割当てられる競争スロットを使用 することにより全てのノードにわたって回路網設備の平衡のとれた割当てを行う という特徴はまた全体的な効率を補償する。
データ表示、パケット形態および長さまたはデータ伝送方法から独立して動作す ることによってさらに効率が高くなる。
ノードが伝送することを望む場合、ＣＥＭＡプロトコールは次の機能を実行する ： 競争スロットをランダムに選択し、競争スロット中にノードのＩＤを含む予約要 求を伝送し、 ノードＩＤが以下のパケットにおいて認識されたことを確認し、 全ての仲裁パケットにおいて認識された全てのノードＩＤの未決定伝送列を維持 する。
回路網制御ハンド・オフ 仲裁パケットがこのノード！Ｄが回路網を制御することができる次のノードであ ると特定した後、制御ノードは以下の動作を実行する。
連続した競争スロットにおいて他のノードによって位置されたＩＤを受信し、 競争カウントを計算し、 回路網を制御する次のノードのＩＤを特定する仲裁パケットを伝送し、 仲裁パケットに新しい確認、再確認、列再構成確認および自動整列確認を含み、 データパケットの伝送フレームを処理し、その伝送が完了した後、次に識別され たノードが回路網を制御することを確認し、 次に識別されたノードが予定通りに制御しない場合には、回路網の制御を回復す る。
回路網のアイドリング 未決定伝送列が空である場合、回路網は以下のようにノードを制御することによ ってアイドル状態にされる。
データ回路の対抗する端部でノードにアドレスされた仲裁パケットの伝送の間に 順還し、 伝送に対する要求が出され、制御が要求ノードにハンド・オフされるまで競争ス ロットを受信する。
回路網付勢 非動作回路網を付勢することが必要である場合、アロハプロトコールが以下のよ うに使用される。
他のノードがアロハ認識パケットで応答するまで、全ての回路網ノードによるア ロハパケットのランダムな伝送を行い、アロハ認識パケットを受信したときに回 路網を制御し、ＣＥＭＡプロトコールを使用して通信する。
回路網の初期化 ノードが、回路網上で付勢されたが１組の設定された回路関係を持たない場合、 ノードは停止および待機プロトコールを使用して以下の付勢を実行する。
競争カウントフィールドにゼロを有する仲裁パケットを伝送することによってＣ ＥＭＡの下で回路網を制御し、ノードが初期化パケットで応答するまで、そのリ ンク識別名テーブル上のノードに初期化パケットを伝送し、目的地ノードに接続 パケットを伝送し、目的地ノードから接続パケットを受信し、接続パケット中の ものとそのリンク識別名テーブルを比較し、 各リンク識別名テーブル上のリンクのそれぞれ一致するグループのための回路を 設定し、 全てのノードが質問されるとき、ＣＥＭＡプロトコールを使用して回路網上の他 のノードに制御を譲る。
当業者には、本発明の技術的範囲を逸脱することなく本発明の方法において種々 の修正および変形が行われることができることが明らかであろう。したがって、 本発明は請求の範囲の各請求項の範囲になる場合に本発明の修正および変形をカ バーするものである。
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Claims (22)

    【特許請求の範囲】
  1. （１）それぞれが特有の識別名を有し、回路網を形成するように通信チャンネル を介して相互接続されている複数の通信ノードの間においてデータを伝送する方 法において、前記チャンネルを制御するために第１のノードを設定し、予め定め られた時間間隔の間に前記チャンネルに対する伝送を要求しているノードから予 約要求を伝送し、連続的に制御ノードになる第２のノードを限定するために前記 第１のノード前記予約要求から得られた回路網制御データを伝送し、 前記第１のノードからデータを伝送し、制御ノードとして前記第２のノードを指 定する方法。
  2. （２）前記第１のノードから回路網制御データを伝送する前記ステップは、次に 前記チャンネルを制御するために限定されたノードを識別する信号を伝送するス テップを含む請求項１記載の方法。
  3. （３）全てのノード中に、ノードが前記チャンネルを制御する順序を決定するデ ータ構造を蓄積するステップを含む請求項１記載の方法。
  4. （４）信号を伝送するステップは、前記チャンネルを制御するために次に限定さ れるノードと関連した識別名を伝送するステップを含み、全てのノード中に前記 チャンネルを次に制御するために限定されたノードを識別する信号を蓄積する前 記ステップは整列された識別名と関連したノードが前記チャンネルを制御する順 序で配列された識別名の列を全てのノード中に蓄積するステップを含む請求項３ 記載の方法。
  5. （５）前記列は移動ウインドウを含む請求項４記載の方法。
  6. （６）前記第１のノードから回路網制御データを伝送する前記ステップは、予約 要求が前記予め定められた時間間隔の間に前記第１のノードによって受信が成功 したノードの識別名から成る予約確認を伝送することを含む請求項１記載の方法 。
  7. （７）前記ノードの全ての前記列の中に前記予約確認を蓄積するステップを含む 請求項６記載の方法。
  8. （８）前記第１のノードから回路網制御データを伝送する前記ステップは、前記 ノードの全ての前記列内において予約要求の受信が成功したノードの前記識別名 の位置を蓄積するために伝送するステップを含む請求項７記載の方法。
  9. （９）前記第１のノードの前記列が予約要求の受信が成功したノードの識別名で あるかどうかを決定し、前記第１のノードの前記列が予約要求の受信が成功した ノードの識別名を含むならば、損傷された列を有するノードによって列エントリ ィの訂正を可能にするために前記第１のノードの列から１以上のノード識別名を 伝送するステップを含む請求項７記載の方法。
  10. （１０）前記チャンネルヘのアクセスを要求するノードを含む自動列ノードの識 別名を決定するステップを含み、前記チャンネルの次の制御を限定するために前 記第１のノードから回路網制御データを伝送する前記ステップは、自動列ノード の識別名から成る予約確認を伝送することを含む請求項７記載の方法。
  11. （１１）ノードが前記チャンネルヘの伝送を望むかどうかを決定し、 前記ノードが前記チャンネルヘの伝送を望むかどうか、および前記ノードの前記 識別名が前記列上にないかどうかを決定し、 前記ノードの前記識別名が前記列上にない場合にだけ、予約要求が伝送されるス テップを含む請求項１０記載の方法。
  12. （１２）第２のノードから回路網制御データおよび適用データを伝送する前記ス テップは、予め定められた時間間隔中に前記チャンネルヘの伝送を望む全てのノ ードから予約要求を伝送するステップに先行され、 第２のノードから回路網制御データおよび適用データを伝送する前記ステップは 、 予約要求が前記第２のノードによって受信に成功したノードの識別名から成る予 約確認を伝送し、予約要求が前記第１のノードによって前に受信に成功したノー ドの識別名から成る予約確認を伝送するサブステップを含む請求項３記載の方法 。
  13. （１３）連続的に制御するために限定された第２のノードから回路網制御データ および適用データを伝送するステップは、回路網制御データが前記第２のノード によって伝送されたかどうかを決定するために前記第１のノードによって前記チ ャンネルを監視し、 前記第２のノードによって伝送された回路網制御データが全くない場合には、前 記チャンネルを次に制御する前記第２のノードを限定するために前記第１のノー ドから回路網制御データを再度伝送するサブステップを含む請求項１記載の方法 。
  14. （１４）前記再伝送の後に前記第２のノードから伝送された回路網制御データが 全くない場合に、前記チャンネルを次に制御する前記第２のノード以外のノード を限定する回路網制御データを伝送する付加的ステップを含む請求項１３記載の 方法。
  15. （１５）前記チャンネルを次に制御するために限定されたノードの識別名を伝送 するサブステップは前記チャンネルを次に制御するために限定されたノードとし て前記列中の次のエントリィを伝送するサブステップを含む請求項２記載の方法 。
  16. （１６）前記第１のノードの前記列中の次のエントリィが有効なノード識別名で ない場合、前記チャンネルを次に制御するために限定されたノードの識別名を伝 送する前記サブステップは前記チャンネルを次に制御するために限定されたノー ドの識別名としてゼロの文字を伝送するサブステップを含む請求項１５記載の方 法。
  17. （１７）前記第１ノードが前記チャンネルを次に制御するために限定されたノー ドの識別名としてゼロの文字を伝送する場合に、 列の第１のエントリィとして識別名を決定するために前記ノードのそれぞれによ って各列を検査し、前記列において第１のエントリィである識別名を有するノー ドによって前記チャンネルを制御するステップを含む請求項１６記載の方法。
  18. （１８）制御ノードとして第１のノードを指定するステップは、全てのノードに よって前記チャンネルを監視し、ランダム遅延に基づいて全てのノードからラン ダムに遅延された伝送が受信された前記ノードの別のものヘデータを伝送し、前 記第１のノードとしてランダムに遅延された伝送が受信された前記ノードの前記 のものを指定し、前記第１のノードから回路網制御データを伝送する請求項１記 載の方法。
  19. （１９）それぞれが特有の識別名を有し、回路網を形成するように通信チャンネ ルを介して相互接続されている複数の通信ノードの間においてデータを伝送する 方法において、第１のノードからデータを伝送し、前記チャンネルヘデータを伝 送することを望むノードから予約要求伝送を開始し、前記予約要求伝送は第１の ノードからのデータ伝送の終了後に１つ以上の競争期間中に開始され、 受信に成功した予約要求伝送の数を決定するために、回路網に対して次のデータ を発生するように指定された第２のノードによって競争期間中にチャンネルを監 視し、受信に成功した予約要求伝送の数にしたがって競争期間の数を変化させる ステップを含む方法。
  20. （２０）競争期間の数を変化するステップは、受信に成功した予約要求伝送がな かった場合に次のデータ伝送に後続するように競争期間の数を増加し、受信され た予約要求の数が先行したデータ伝送に後続する競争期間の数に等しい場合に次 のデータ伝送に後続する競争期間の数を減少するサブステップを含む請求項１９ 記載の方法。
  21. （２１）所定のデータ伝送に後続する競争期間の数はデータ伝送内に含まれてい る請求項２０記載の方法。
  22. （２２）それぞれが特有の識別名を有し、通信チャンネルを介して相互接続され ている複数の通信ノードの間においてデータを伝送する方法において、 第１のノードからのデータ伝送の終了後に複数の競争期間の１つに予約要求伝送 を開始し、予約要求伝送はチャンネルにデータを伝送をさせることを望む各ノー ドによって開始され、 チャンネルにデータを伝送させることを望むノードの伝送順序を限定する未決定 伝送列を各ノード中に維持し、予約要求伝送を受信するために、次にチャンネル にデータを伝送させるために未決定伝送列によって限定されたノードによってチ ャンネルを監視し、 予約要求伝送が受信されたノードの識別名から成る予約確認を含む回路網制御デ ータを伝送し、 各ノードの未決定伝送列に伝送された識別名を蓄積し、次にチャンネルにデータ を伝送させるために未決定伝送列によって限定されたノードからデータを伝送す ることを含む方法。
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