JPH03135131A - 電子装置 - 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】 ［産業上の利用分野］ 本発明は、接続された複数の電子装置がそれぞれ自己に
割り当てられたアドレスに基づいて通信を行う通信網に
おいて、他の装置の通信に障害を起こすことなく、効率
良い通信処理を実現できる電子装置に関する。

［従来技術］ 従来、ある電子装置に送信要求が生じると、通信網がそ
こに接続されている他の装置の通信に使用されているか
否かの判断が行われていた。ここで、通信網が通信に使
用されておらず空き状態であった場合は、その空き状態
が他の装置間の通信が本当に終了したことによるのか、
１つの通信の途中に存在する送受信の単なる切れ目に過
ぎないのかを確認するため、所定時間の間その空き状態
が継続するか否かを検出する必要があった。しかし、こ
の空き状態検出のための所定時間が他の装置においても
同一であると、所定時間後には、複数の装置が同時に送
信を開始することになり、互いの通信に障害が生じてし
まう。従って、この空き状態の継続の検出が行われる所
定時間を各装置間で異ならせる必要がある。このため、
電子装置内で乱数を発生させ、得られた乱数に基づいて
算出された時間の間、この空き状態が継続するか否かの
検出が行われていた。そして、この乱数に基づいた時間
の間、空き状態が継続した場合に、その電子装置の送信
が開始されていた。

［発明が解決しようとする課題］ しかしながら、通信網が他の装置の通信により使用中で
あるため、完全な空き状態となるまで待機する必要が生
じた場合は、その度毎に、乱数を発生させて他の装置と
は異なる待機時間を算出しなければならず、送信開始に
至るまでの処理が複雑だった。特に、１つの通信網に接
続される装置の数で多くなり、その通信網が使用中とな
る時間が増大して来ると、送信開始前に待機が必要とな
る回数も多くなる。このようになってくると、乱数を発
生させて待機時間を算出する回数も煩雑にならざるを得
ず、送信を開始するまでの処理時間も増大し不都合であ
った。

本発明は、上述した問題点を解決するためになされたも
のであり、同一の通信網に接続されている他の装置の通
信に何ら支障を与えることなく、簡単な処理により、で
きるだけ短時間で自己の送信を開始することが可能な電
子装置を提供することを目的としている。

［課題を解決するための手段］ この目的を達成するために本発明の電子装置は、自己の
アドレスを設定するアドレス設定手段と、通信網の空き
状態を検出する空き状態検出の手段と、この空き状態が
第１の所定時間の間、継続しているか否かを判断する基
本継続手段と、自己のアドレスの設定時に発生された値
に基づいた所定の演算により第２の所定時間に対応する
値を算出する算出手段と、この第２の所定時間に対応す
る値を記憶する記憶手段と、基本継続は判断手段により
空き状態の継続が判断された後も、記憶手段に記憶され
ている値に対応する第２の所定時間の間、更にそのまま
空き状態が継続しているか否かを判断する付加継続判断
手段と、この付加継続手段により、空き状態の継続が判
断されたことに基づいて自己の送信を開始する送信手段
とを備えている。

〔作用〕

アドレス設定手段によるアドレス設定時に発生された値
に基づいて、算出手段により第２の所定時間に対応する
値が算出されると、この値は記憶手段に記憶される。そ
して、通信網の空き状態が空き状態検出手段により検出
され、その空き状態が第１の所定時間の間、継続したこ
とが基本継続判断手段により判断されると、更に第２の
所定時間の間、この空き状態がそのまま継続しているか
否かが判断される。ここで、第２の所定時間は記憶手段
に記憶されている値に対応している。そして、通信網が
第２の所定時間の間も引き続き空き状態であった場合は
、送信手段により自己の送信が開始される。

［実施例〕 以下、本発明を具体化した一実施例を図面を参照して説
明する。

ネットワーク上でフレーム化したデータを交換するため
の規約は種々あるが、その中の一つＨＤＬＣ（Ｈｉｇｈ
ｌｅｖｅｌ　　Ｄａｔａ　　ＬｉｎｋＣｏｎｔｒｏｌ）
のフレームフォーマットを用いた実施例を示す。

ＨＤＬＣのフレームフォーマットは、例えば第５図に示
すようにフラグＢ　（ＦＬＡＧ−Ｂ）２１と呼ばれる特
定の同期パターンにはさまれたデータ列で始まり、フラ
グＢ２１の後にはアドレス部（ＩＤ部とも呼ぶ）２２と
コントロール部２３と情報部２４と、ＦＣ８（Ｆｒａｍ
ｅ　　Ｃｈｅｃｋ５ｅｑｕｅｎｃｅ）２５が続き、フラ
グＥ　（ＦＬＡＧ−Ｅ）２６で終わる。

アドレス部２２は、送信されたフレームの受は取り先を
示すもので、ネットワーク上に接続されている受は取り
先のデータ処理装置（Ａｇｅｎｔ或いはＮｏｄｅとも称
すが、以下Ｎｏｄｅと称す）に割り当てられているアド
レス（ＩＤ）を表わす。

すなわち、このアドレスと一致するアドレスが割り当て
られているＮｏｄｅだけがこのフレームを受は取る。

コントロール部２３は、種々の約束が可能であるが、本
実施例ではフレームの送信元のＮｏｄｅに割り当てられ
るアドレスを表わすものとする。

情報部２４は種々の制御要素や送信の実質的内容として
の画像データ、文字データなどのエリアである。

ＦＣＳは、フラグＢ２１より後のデータ列に伝送ミスが
無いかどうかの判定のためのビット列、すなわちフレー
ム検査シーケレンスである。

フラグＥ２６はフレームの終結を示す同期パターンであ
る。

以上のフレームフォーマットを用いると、このフレーム
の受信先と送信元が明確になっているため、互いにデー
タの交換を行うことができる。複数のＮｏｄｅが存在す
るネックワーク上で１対１のデータ交換が可能となるた
めには、各Ｎｏｄｅ間で重複がないように各Ｎｏｄｅヘ
アドレスを割付けなければならない。

次に第１図及び第７図を参照して本実施例の通信装置の
構成を説明する。

ＳＣＣ（Ｓｅｒｉａｌ　　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ
　　Ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｒ）１はＺｉｌｏｇＺ８５３０
ＳＣＣや、ＮＥＣμＰＤ７２００１等の製品化されてい
る通信制御チップでネットワークのケーブル（ｂｕｓ）
９に対するデータの送受信や、送信されてきたフレーム
のフラグＢ２１、フラグＥ２６の検出などを行なったり
する。

５ＣＣＩの内部は、５ＣＣ１全体のコントロールを行な
うコントロール部６と送信ボート７、受信ポート８等よ
り成る。コントロール部６には、フレームのクロック信
号の検出に基づいて制御されるクロックミスビット（ｃ
ｌｏｃｋ　　ｍｉｓｓｉｎｇ　”ｔ）６ａ、ハントビッ
ト（ｈｕｎｔｂｉｔ）６ｂ等が設けられている。

ＣＰＵ２には、動作のプログラムが書き込まれたＲＯＭ
ｌ０及び各処理において使用されるタイマ１２が接続さ
れている。また、Ｎｏｄｅに割り当てるアドレスを設定
する際に使用される反復カウンタｌｌａや選択フラグ１
１ｂ１送信要求が発生した時の処理に使用されるＷＡ　
Ｉ　Ｔメモリ１１Ｃ１タイマレジスタ１１ｄ１ループカ
ウンタ１１ｅ等として動作するワーキング用のＲＡＭＩ
Ｉが接続されている。更にこのＣＰＵ２には、５ＣＣ１
、不揮発性ＲＡＭ　（ＮＶＲＡＭ）３、液晶表示装置（
ｌｉｑｕｉｄ　　ｃｒｙｓｔａｌ　　ｄｉｓｐｌａｙ）
４、スイッチパネル５が接続されており、ＣＰＵ２はこ
れらの各素子をコントロールする。

不揮発性ＲＡＭ３は、そのＮｏｄｅに割り当てられてい
るアドレスを電源ＯＦＦ後も保持するためのメモリであ
る。液晶表示装置４は、アドレスや各種メツセージを表
示するものである。スイッチパネル５には、そのＮｏｄ
ｅに割り当てられるアドレスの設定時に操作されるＣ０
ＮＴＩＮＵＥキー５　ａ　ｓ選択キー５ｂ、下矢印キー
５ｃ、上矢印キー５ｄ、セットキー５ｅ等が設けられて
いる。

次に、第１図乃至第４図を参照して本実施例の通信装置
の動作を説明する。

ＣＰＵ２は、不揮発性ＲＡＭ３あるいはスイッチパネル
らよりアドレスの値を得て、それを５ＣＣ１に設定する
。これによって、それ以後５ＣＣ１は、アドレス部２２
に設定された値が５ＣＣ１に設定されたアドレスと、同
じ値、またはグローバルアドレス、すなわち８ｂｉｔす
べての値が１（ＦＦＨ：以下この“Ｈ”が付加されてい
る場合はＨｅｘａｄｅｃｉｍａｌ　　Ｃｏｄｅであるこ
とを表わす）であるフレームのみの受信が可能となる。

５ＣＣ１は送信されで来たフレームを受信すると、ＣＰ
Ｕ２へ割り込みをかける。これによってＣＰＵ２は受信
されたフレームに基づいた処理を開始する。

ここで、次の様なフレームを約束する。

■情報部が１ｂｙｔｅで８１Ｈ（Ｈｅｘａｄｅｃ　ｉｍ
ａ　ｌ　　Ｃｏｄｅ）が設定されているフレームは、ア
ドレスの問い合せフレームであり、ＥＮＱフレームと呼
ぶ。

■情報部が１ｂｙｔｅで８２Ｈ（Ｈｅｘａｄｅｃ　ｉｍ
ａ　Ｉ　　Ｃｏｄｅ）が設定されているフレームは、■
の問い合せに対する応答フレームであり、送信元アドレ
スと同じアドレスが割り当てられているＮｏｄｅがその
旨を示すためにＥＮＱフレームの送信元に返送するフレ
ームであってＡＣＫフレームと呼ぶ。

つまり、あるＮｏｄｅがＥＮＱフレームをネットワーク
上へ送信した後ＡＣＫフレームを受信すれば、ＥＮＱＮ
−フレーム中した自己のアドレスは既にネックワーク上
の他のＮｏｄｅに割り当てられていることがわかる。５
ＣＣ１で受信されたフレームのコントロール部２３や情
報部２４に設定されている内容はＣＰＵ２によって認識
される。

第４図に示すようにネットワーク上に新たに接続した新
規参入Ｎｏｄｅ３５からＥＮＱフレームを送信する際、
フレームのアドレス部２２に設定する受信先のアドレス
は新規参入Ｎｏｄｅ３５に割り当てようとするアドレス
であってもよいし、グローバルアドレスであってもよい
。どちらの場合もＥＮＱフレームは他のすべてのＮｏｄ
ｅ３１゜３２．３３．３４へ達する。しかし、前者の場
合、受信動作が行なわれるのは、フレームのアドレス部
２２に設定されたアドレスと一致するアドレスが割り当
てられているＮｏｄｅ３Ｂにおいてのみである一方、後
者のようにアドレス部２２ヘゲローバルアドレスを設定
した場合は、ネックワーク上のすべてのＮｏｄｅ３１，
３２，３３．３４で受信動作が行われる。ネットワーク
全体の効率から考えると前者のように、新規参入Ｎｏｄ
ｅ３５に割り当てようとするアドレスをアドレス部２２
へ設定する方が割り当てられているアドレスの一致しな
いＮｏｄｅ３１，３２，３３，３４．では余計な処理を
しなくてすみ、実用性が高い。

次に第５図のフローチャートに従って新規参入Ｎｏｄｅ
３５にアドレスが割り当てられる処理を説明する。

ステップ１１０で電源スィッチがＯＮされると、このＮ
ｏｄｅは自動的にオン・ライン状態となる。

次にステップ１１５へ進み、選択フラグ１１ｂがクリア
される。次にステップ１２０へ進み、新規参入Ｎｏｄｅ
３５のＣＰＵ２により不揮発性ＲＡＭ３より、前回の電
源ＯＮ時に書き込まれていたアドレスが読み出される。

尚、新規参入Ｎｏｄｅ３５が、今回始めて使用されるも
のである場合は、不揮発性ＲＡＭ３に書き込まれている
初期設定アドレスが読み出される。次にステップ１３０
へ進み、読み出されたアドレスが５ＣＣＩに設定される
。次にステップ１４０へ進み、ＣＰＵ２は反復カウンタ
ｌｌａへ１００を設定する。次にステップ１５０へ進み
、ＣＰＵ２は、５ＣＣＩに対し、ＥＮＱフレームを送信
させるためにフレームの各エレメントへ送信先アドレス
、自己へ割り当てようとしているアドレス、ＥＮＱフレ
ームであることを示す８１Ｈの値を順次セットしてゆく
。ここで、自己に割り当てようとするアドレス、すなわ
ち、自己の仮のアドレスをＡＥＨ（Ｈｅｘａｄｅｃ　ｉ
ｍａ　Ｉ　　Ｃｏｄｅ）とすると、フレームのアドレス
部及びコントロール部に設定される値はＡＥＨとなり、
ＥＮＱフレームは第６図（ａ）に示すようになる。尚、
送信先をすべてのＮｏｄｅとする場合は、アドレス部に
グローバルアドレスＦＦＨが設定されることになり、Ｅ
ＮＱフレームは第６図（ｂ）のようになる。５ＣＣ１は
ＳＣＣ内部で発生するクロックに従ってＥＮＱフレーム
を構成するフラグＢからフラグＥまでの各エレメントを
順次ケーブル９上に送り出す。送信が終ると、ステップ
１６０へ進み、ステップ１５０で送信しｆニー　Ｅ　Ｎ
　Ｑフレームに対する応答としてＡＣＫフレームが所定
時間内に返信されてきたか否かが判断される。本実施例
においてこの所定時間は、４００マイクロ秒（μ５ｅｃ
）に、付加待機時間が加算された値となっている。この
付加待機時間には、送信元の新規参入Ｎｏｄｅ３５の仮
の自己割り当てアドレスの値に応じて、１００マイクロ
秒から８００マイクロ秒までの１００マイクロ秒単位で
異なる８種類の時間から予め割り当てられた１つの時間
が対応している。このステップ１６０でＡＣＫフレーム
が返信されて来てないと判断されると、ステップ１７０
へ進み、反復カウンタｌｌａから１が減算される。次に
ステップ１８０へ進み、反復カウンタｌｌａの値が零で
あるか否かが判断される。零でない場合は再びステップ
１５０へ行き、ＥＮＱフレームの送信を再び行う。次に
再びステップ１６０へ行き、ＡＣＫフレームが所定時間
内に受信されたか否かが判断される。このような、ＥＮ
Ｑフレームの送信及びそれに対する応答であるＡＣＫフ
レームの受信の確認は、このＡＣＫフレームが受信され
るまで、最大１００回まで同様に繰り返される。そして
、ＥＮＱフレームの１００回の送信に対する応答として
ＡＣＫフレームが所定時間内に受信されることが１度も
起こらなかった場合、そのネットワーク上には、その新
規参入Ｎｏｄｅ３５が自己に割り当てようとしている仮
のアドレスを既に割り当てられている他のＮｏｄｅは存
在しないと判断される。次にステップ１９０へ進み、こ
の新規参入Ｎｏｄｅ３５のＣＰＵ２は、不揮発性ＲＡＭ
３に書き込まれているこの仮のアドレスを自己に割り当
てられる正式なアドレスとして、他の初期設定を行う。

一方、ステップ１６０において、ステップ１５０でのＥ
ＮＱフレームの送信から所定時間内にＡＣＫフレームが
受信された場合は、ステップ２００へ進む。第４図に示
す例では、新規参入Ｎｏｄｅ３５に割り当てようとした
アドレスが既にＮ。

ｄｅ３３に割り当てられており、Ｍｏｄｅ３３から新規
参入Ｎｏｄｅ３５へＡＣＫフレームが送信されてきてい
る。尚、ステップ１５０で第６図（ａ）或いは（ｂ）の
ようなＥＮＱフレームを送信した場合、ステップ１６０
で受信されるＡＣＫフレームは、第６図（Ｃ）に示すよ
うなフレームとなる。ステップ２００では、新規参入Ｍ
ｏｄｅ３５が自己に割り当てようとした仮のアドレスが
既に他のＮｏｄｅに割り当てられていることを示すメツ
セージ“ＩＤ　　Ｃ０ＮＦＬＩＣＴ”と、オペレータに
次の操作としてＣ０ＮＴｌ　ＮＵＥキー５ａの押下を促
すメツセージ“ＰＲＥＳＳ　　Ｃ０ＮＴＩＮＵＥ”とが
表示装置４に交互に表示される。次にステップ２１０へ
進み、スイッチパネル５からオペレータによるキー人力
があるか否かが判断される。ここでキー人力がない場合
はそのまま待機状態となる。従って、オペレータによっ
てキー人力が行われない限り、新規参入Ｎｏｄｅ３５の
処理は全く進まない。

一方、キー人力があった場合は、ステップ２２０へ進み
、スイッチパネルでＯＮされたキーがＣ０ＮＴＩＮＵＥ
キー５ａであるか否かが判断される。Ｃ０ＮＴＩＮＵＥ
キー５ａがＯＮされたのであれば、ステップ２３０へ進
みＣＰＵ２は不揮発性ＲＡＭ３に書き込まれているアド
レスの値を１だけ減算した値に書き換える。次に再びス
テップ１２０へ進み、ステップ１８０までの処理を行う
ことにより、ステップ２３０で不揮発性ＲＡＭ３へ書き
込まれた新たな仮は己割り当てアドレスが他のＮｏｄｅ
へ既に割り当てられているか否かの確認が前述と同様に
して行われる。すなわち、オペレータによってＣ０ＮＴ
ＩＮＵＥキー５ａがＯＮされたことを契機として、現在
不揮発性ＲＡＭ３に書き込まれている仮の自己割り当て
アドレスが自動的に１だけ減算され、この結果得られた
新たな仮のアドレスについて、他のＮｏｄｅに既に割り
当てられているか否かの確認が実行される。

一方、ステップ２２０の判断でＯＮされたキーがＣ０Ｎ
ＴＩＮＵＥキー５ａでない場合はステップ２４０へ進み
、選択キー５ｂがＯＮされたか否かが判断される。選択
キー５ｂがＯＮされた場合はステップ２５０へ進み、選
択フラグｌｌｂがセットされる。次にステップ２６０へ
進み、不揮発性ＲＡＭ３に現在書き込まれている新規参
入Ｎ。

ｄｅ３５の仮の自己割り当てアドレスが液晶表示装置４
に表示される。不揮発性ＲＡＭ３に書き込まれているア
ドレスがＡＥＨである場合は、ステップ２６０での液晶
表示装置４における表示は第６図に示すようになる。

次に再びステップ２１０へ行き、次のキー人力があるま
で待機状態となる。

一方、ステップ２４０で入力されたキーが選択キーでは
ないと判断された場合はステップ２７０へ進み、選択フ
ラグ１１ｂがセットされているか否かが判断される。選
択フラグがセットされている場合はステップ２８０へ進
み、入力されたキーが上矢印キー５ｃであるか否かが判
断される。上矢印キー５ｃである場合はステップ２９０
へ進み、不揮発性ＲＡＭ３に書き込まれている自己割り
当てアドレスが１減算されたアドレスに書き換えられる
。次にステップ２６０へ行き、現在、不揮発性ＲＡＭ３
に書き込まれているアドレス、すなわち、ステップ２９
０で１減算された後のアドレスの値が液晶表示装置４に
表示される。次に再びステップ２１０へ行き、次のキー
人力があるまで待機状態となる。

一方、ステップ２８０で入力されたキーが上矢印キー５
０でなかった場合はステップ３００へ進み、入力された
キーが上矢印キー５ｄであるか否かが判断される。上矢
印キー５ｄである場合はステップ３１０へ進み、不揮発
性ＲＡＭ３に書き込まれている自己割り当てアドレスが
１加算されたアドレスに書き換えられる。次にステップ
２６０へ行き、現在不揮発性ＲＡＭ３に書き込まれてい
るアドレス、すなわち、ステップ３１０で１加算された
後のアドレスの値が液晶表示装置４に表示される。次に
再びステップ２１０へ行き、次のキー人力があるまで待
機状態となる。

また、ステップ３００で入力されたキーが上矢印キーで
はないと判断された場合はステップ３２０へ進み、入力
されたキーがセットキー５ｅであるか否かが判断される
セットキー５ｅである場合は再びステップ１１５へ行く
。このような、ステップ２４０からステップ３２０まで
の処理により、オペレータは選択キー５ｂを入力した後
の上矢印キー５Ｃ或いは上矢印キー５ｄの入力によって
液晶表示装置４で逐−値を確認しながら新たな仮の自己
割り当てアドレスを所望の値に設定することができる。

つまり、オペレータが、所望の仮の自己割り当てアドレ
スを液晶表示装置４に表示させておき、セットキー５ｅ
を人力することによって、液晶表示装置４に表示されて
いるアドレスが既にネットワーク上の他のＮｏｄｅに割
り当てられているか否かの確認の処理が前述と同様にし
て実行される。

一方、ステップ３２０で入力されたキーがセットキー５
ｅではないと判断された場合、及びステップ２７０で選
択フラグｌｌｂがセットされていないと判断された場合
にキー人力されているキーは、自己割り当てアドレスの
設定には関与しないので、ステップ３３０へ進み、その
キー人力に応じた他の処理を行った後、再びステップ２
１０へ行き次のキー人力があるまで待機状態となる。

以上に述べたように本実施例では、新規参入Ｎｏｄｅ３
５に割り当てようとしたアドレスが他のＮｏｄｅに既に
割り当てられていた場合、その旨が“ＩＤ　　Ｃ０ＮＦ
ＬＩＣＴ”という表示によりオペレータに報知される。

従ってオペレータは、スイッチパネル５のキー操作によ
り新たなアドレスをその値を把握しながら新規参入Ｎｏ
ｄｅ３５に設定し、他のＮｏｄｅに既に割り当てられて
いるアドレスとの重複の有無について再度確認すること
ができる。この際の動作は、オペレータがＣ０ＮＴＩＮ
ＵＥキー５ａを押下した場合は１だけ減算された新たな
アドレスが自動的に再送信され名。また、オペレータが
選択キー５ｂを押下した場合は、更に上矢印キー５ｃ或
いは上矢印キー５ｄを押下して液晶表示装置４に表示さ
れるアドレスを確認しながら所望のアドレスを設定しセ
ットキー５ｅを押下することによりこの新たなアドレス
の再送信される。

このように簡単な操作により、オペレータの意志が反映
された新たなアドレスについて、他のＮｏｄｅに既に割
り当てられているか否かの確認が繰り返され、そのアド
レスがまだ他のＮ　ｏ　ｄ　ｅ　ｌ：：割り当てられて
いなければ新規参入Ｎｏｄｅ３５の自己のアドレスとし
て登録されるので非常に操作性が良い。従って、自己の
アドレスの値を利用した処理を行う際、その値はいつで
もオペレータにより把握されているため、この処理を支
障なくスムーズに進めることができ、非常に便利である
。

ここまでは、すでにあるネットワーク上にＮ。

ｄｅを追加する手順を示したが、以下にオペレータが新
たにネットワークを作っていく場合、すなわち、複数個
のＮｏｄｅをネットワークのケーブルに順に接続してい
く場合を説明する。

オペレータは、まずケーブルへ最初に接続するＮｏｄｅ
の電源をＯＮする。次にオペレータは、第５図のステッ
プ２４０からステップ３２０までと同様な処理、すなわ
ち、選択キー５ｂと押下した後で、上矢印キー５ｃ或い
は上矢印キー５ｄを押下して所望の自己割り当てアドレ
スを液晶表示装置４を見ながら設定した後でセットキー
５ｅを押下する。オペレータは次にこのＭｏｄｅをケー
ブルに接続する。オペレータは、次にケーブルに接続す
るＮｏｄｅについても、同種な操作で自己割り当てアド
レスを設定する。この際、今回設定する自己割り当てア
ドレスは、以前に接続したＮｏｄｅのアドレスとは異な
るアドレスをオペレータの考えに従って設定すれば良い
。このような自己割り当てアドレスの設定を繰り返すこ
とによってオペレータの意志通リアドレスがネットワー
クに接続されるすべてのＮｏｄｅに対して割り当てられ
ることになる。

また、既に他のＮｏｄｅがネットワークに接続されてい
る場合、オペレータは、新たに接続するＮｏｄｅに対し
てネットワークに既に接続されているＮｏｄｅのアドレ
スとは異なるアドレスを液晶表示装置４を見ながら上矢
印キー５０や上矢印キー５ｄの操作により設定した後で
、そのＮｏｄｅをネットワークへ接続すれば良い。この
場合、ＥＮＱフレーム及びＡＣＫフレームの送受信はネ
ットワーク上に発生しない。従って、既にネットワーク
に接続されているＮｏｄｅ間の通信を妨げるといった弊
害は起こらない。

更に、このようにネットワークに接続する前に各Ｎｏｄ
ｅに対してその自己割り当てアドレスを設定できること
は、それらのＮｏｄｅの出荷時に非常に役立つ。つまり
、複数のＮｏｄｅを同一出荷先へ出荷する場合には、出
荷前にそれぞれのＮｏｄｅ間で異なるアドレスを前述と
同様な操作により、液晶表示装置４を見ながら不揮発性
ＲＡＭ３に予め設定しておけば、Ｎｏｄｅの購入者は、
それぞれのＮｏｄｅへ重複のないようにアドレスを設定
するといった手間から解放され非常に便利である。

次に、Ｎｏｄｅからネットワークのケーブル９ヘフレー
ムを出力しようとした時に、ケーブル９が既に他のＮｏ
ｄｅ間の通信で使用中であった場合における通信の衝突
回避処理について説明する。

ケーブル９が他のＮｏｄｅから送信されたフレームの転
送により使用中であるか否かのチエツクは、第１図に示
す５ＣＣＩが備えているＤＰＬＬ（Ｄｉｇｉｔａｌ　　
Ｐｈａｓｅ　　ＬｏｃｋｅｄＬｏｏｐ）機能を利用して
行われる。これは、５ＣＣＩが、ケーブル９上を転送さ
れて来る第３図に示すようなフレームのフラグＢ２１或
いはフラグＥ２６を受信ボート８においてサーチし、こ
のようなフラグＢ２１或いはフラグＥ２６のクロック信
号に同期するという機能である。

５ＣＣＩは受信ボート８においてクロック信号の無い状
態が検出されると、５ＣＣ１内のクロックミスビット（
ｃｌｏｃｋ　　ｍｉｓｓｉｎｇ　　ｂｉ　ｔ）６ａをセ
ットし、また、フラグＢ２１或いはフラグＥ２６に同期
すると、５ＣＣ１内のハントビット（ｈｕｎｔ　　ｂｉ
　ｔ）６ｂをセットする。

５ＣＣＩは送信要求が発生する前から、受信ボート８に
おいてフレームの受信をＣＰＵ２の動作とは独立して行
っている。従って、ＣＰＵ２は送信要求の発生時に、こ
れらクロックミスビット６ａ及びハントビット６ｂの状
態を検出することによって、ケーブル９が使用中である
か否かを判断することができる。

つまり、ＣＰＵ２がクロックミスビット６ａがセットさ
れていることを検出してから所定時間後にハントビット
６ｂがセットされていることを検出した場合は、この所
定時間内にフラグＢ２１がケーブル９を通過していたこ
とになる。従って、この所定時間が、最短のフレームが
ケーブル９を通過するのに要する時間より短ければ、ハ
ントビット６ｂがセットされていることが検出された時
点で、ケーブル９は他のＮｏｄｅの通信に使用中である
ことになる。

本実施例では、ＣＰＵ２はまず、不発揮性ＲＡＭ３から
そのＮｏｄｅに割り当てられているアドレスを読み出す
。そして、このアドレスの値に基、づいて、ケーブル９
が送信に使用されなくなってから自己のフレームを送信
するまでの待機時間の一部である付加待機時間が設定さ
れる。この付加待機時間の設定は、本実施例の通信装置
を構成しているタイマ１２やＣＰＵ２の実行速度によっ
て定められる基本時間（以下、１ショット時間と称す）
に、そのＮｏｄｅのアドレス値に基づく係数を乗じて行
われる。本実施例における１ショット時間は、フレーム
中のフラグＢ２１の伝送に要する時間よりやや長めであ
る５０マイクロ秒としている。そして、この５０マイク
ロ秒という時間は、ＣＰＵ２が所定の命令コードを実行
することにより作り出されている。

ここで、ネットワークに接続可能なＮｏｄｅの最大数を
１６個とし、各Ｎｏｄｅに１から１６までの整数値がア
ドレスとして割り付けられるようにする。このアドレス
値１に対して２ショット時間（５０マイクロ秒Ｘ２−１
００マイクロ秒）を割り当てる。各Ｍｏｄｅの付加待機
時間を設定するために１ショット時間に乗する係数をＷ
Ａ　Ｉ　Ｔ。

そのＮｏｄｅのアドレス値をＩＤで表わすと、ＷＡＩＴ
−（ＩＤ−１）Ｘ２となる。これによって算出された各
係数ＷＡ　Ｉ　Ｔをそれぞれ１ショット時間に乗するこ
とによって、１６個のＮｏｄｅには、０から１５００マ
イクロ秒まで１００マイクロ秒ずつ異なる１６種類の付
加待機時間が割り当てられる。しかも、各付加待機時間
は、各Ｎｏｄｅのアドレスに基づいているので重複して
割り当てられることもない。このような係数ＷＡＩＴの
算出は、各Ｍｏｄｅにおいて送信動作を開始する前に行
われる。そして算出された係数ＷＡＩＴはＷＡＩＴメモ
リ１１Ｃへ書き込まれる。

次に、Ｎｏｄｅにおいて送信要求が発生してから、他の
Ｎｏｄｅ間の通信との衝突を回避して自己の送信を開始
するまでの動作を、第８図のフローチャートを参照して
説明する。

送信要求が発生すると、まずステップ５０１で、ＣＰＵ
２によりハントビット６ｂがセットされているか否かが
判断される。ここで、ハントビット６ｂがセットされて
いる場合はステップ５０２へ進み、ハントビット６ｂが
クリアされる。

タイマ１２の値がＣＰＵ２により読み出されてタイマレ
ジスタ１１ｄへ書き込まれる。次にステップ５０５へ進
み、ハントビット６ｂがセットされているか否かが判断
される。ハントビット６ｂがセットされていない場合は
ステップ５０６へ進む。ここで、ＣＰＵ２により、タイ
マ１２の値がステップ５０４と同様にして読み出され、
タイマレジスタｌｌｄに書き込まれている値に対応する
時刻から現在までの経過時間が算出される。次にステッ
プ５０７へ進み、ステップ５０６で算出された経過時間
が４０ミリ秒以上であるか否かが判断される。ここにお
ける４０ミリ秒という時間は、最長のフレームが転送さ
れるのに要する時間（約２０ミリ秒）に、適当な時間を
付加してマージンを見込んだ時間である。

ハントビット６ｂは、５ＣＣ１がフレームを構成してい
るフラグＢ２１或いはフラグＥ２６を受信してそのクロ
ック信号に同期した時にセットされるビットである。従
って、ステップ５０５でハントビット６ｂがセットされ
ていないと判断されているということは、５ＣＣ１にお
いて現在受信されている信号が１つのフレームからフラ
グＢ２１とフラグＥ２６を除いた残りの部分の信号であ
る場合か、或いはフレームとフレームとの間で何も受信
されていない場合かのどちらかということになる。

ステップ５０７で経過時間が４０ミリ秒に達していない
と判断された場合は、再びステップ５０５へ行き、ハン
トビット６ｂがセットされているか否かの判断が行われ
る。ここでハントビット６ｂがセットされていない場合
は、ステップ５０６及びステップ５０７の処理が前述と
同様に行われる。結局、ハントビット６ｂがセットされ
ない限り経過時間が４０ミリ秒に達するまでステップ５
０５からステップ５０７までの処理が繰り返される。そ
してこの反復処理の結果、ハントビット６ｂがセットさ
れないままステップ５０７で経過時間が４０ミリ秒以上
であると判断された場合は、最長のフレームであっても
完全に通過してしまうのに十分な時間がステップ５０２
でハントビット６ｂがクリアされてから経過している。

従って、５ＣＣＩが、１つのフレームのフラグＢ２１及
びフラグＥ２６以外の残りの部分を受信しているのでは
なく、フレームとフレームとの間の何も受信していない
状態にあるということになる。

尚、本実施例のネットワークでは、フレームとフレーム
との間隔は、１つの送信（ダイアログ）内では最長でも
２００マイクロ秒（インターフレームギャップ）以内に
留めている。また、独立した別々の通信と通信との間で
は最短でも４００マイクロ秒（インターダイアログギャ
ップ）以上分離するように条件が定められている。つま
り、１つのフレームが通過してから少なくとも４００マ
イクロ秒間（インターダイアログギャップ）は別のフレ
ームが検出されない状態が経過しなければ、他の通信は
開始できないことになっている。このような条件を考慮
すると、ハントビット６ｂが４０ミリ秒間にわたってセ
ットされずにクリアされたままであるということは、現
在ネットワークは５ＣＣＩの接続点において、１つの送
信が通過してしまい、且つ次の送信が未着である完全な
遊び状態にあるということになる。

このような状態にある時、すなわち、ステップ５０７で
経過時間が４０ミリ秒以上であると判断された場合はス
テップ５０８へ進む。ここで、予め算出されてＷＡ　Ｉ
　Ｔメモリ１１ｃに書き込まれていた係数ＷＡ　Ｉ　Ｔ
が、ループカウンタｌｌｅへ書き込まれる。次にステッ
プ５０９へ進み、ループカウンタ１１ｅの値が零である
か否かが判断される。ここでループカウンタｌｌｅの値
が零である場合は、ステップ５１０へ進み、自己のフレ
ームの送信を開始する。つまり、このＮｏｄｅに設定さ
れた付加待機時間は、このＮｏｄｅに割り付けられたア
ドレス（ＬＤ）に基づいて算出された係数ＷＡＩＴが零
であるため、やはり零となっている。

一方、ステップ５０９でループカウンタｌｌｅの値が零
でないと判断された場合はステップ５１１へ進み、１シ
ョット時間の間荷機する。次にステップ５１２へ進み、
ハントビット６ｂがセットされているか否かが判断され
る。ここでハントビット６ｂがセットされていない場合
はステップ５１３へ進み、ループカウンタ１１ｅから１
が減算される。次にステップ５０９へ行き、ループカウ
ンタｌｌｅの値が零であるか否かが判断される。

ここでループカウンタ１１ｅの値が零である場合はステ
ップ５１０へ行き、送信が開始される。

一方、ステップ５０９でループカウンタ１１ｅの値が零
でないと判断された場合は、ステップ５１１からステッ
プ５１３までの処理が行われる。

これらの処理は、ステップ５０９でループカウンタ１１
ｅの値が零であると判断されるまで繰り返される。そし
てループカウンタｌｉｅの値が零となって初めてステッ
プ５１０へ行き、送信が開始される。すなわち、各Ｎｏ
ｄｅは、自己に割り付けられているアドレス（ＩＤ）に
基づいて算出された係数ＷＡ　Ｉ　Ｔに応じて、それぞ
れ異なる付加待機時間の経過後、送信を開始することに
なる。

一方、ステップ５１２でハントビット６ｂがセットされ
ていると判断された場合は、付加待機時間の間に他のＮ
ｏｄｅが送信したフレームのフラグに５ＣＣＩが同期し
たことになる。すなわち、ネットワーク上においてこの
Ｎｏｄｅの接続点に他のＮｏｄｅから送信されたフレー
ムが達し、ケーブル９が使用中になったことを示してい
る。従って、他のＮｏｄｅから送信されたフレームがこ
の接続点を通過してしまい、ケーブル９が遊び状態とな
ったことを確認してから所定時間の待機を行う必要があ
る。このため、ステップ５０２へ行き、以降の処理を行
う。

一方、ステップ５０５でハントビット６ｂがセットされ
ていると判断された場合は、５ＣＣＩがケーブル９上を
転送されているフレームのフラグＢ２１或いはフラグＥ
２６のどちらかに同期していることになる。５ＣＣ１が
どちらのフラグに同期しているかを判断するため、まず
ステップ５１４へ進み、クロックミスビット６ａがクリ
アされる。次にステップ５１５へ進み、ＣＰＵ２は１シ
ョット時間だけ待機する。つまり、ＣＰＵ２はフラグが
５ＣＣＩの受信ポート８を通過してしまうまで待機する
。

次にステップ５１６へ進み、クロックミスビット６ａが
セットされているか否かがＣＰＵ２により判断される。

ここでクロックミスビットがセットされていない場合は
、受信ボート８においてフラグの通過後もまだフレーム
の他の部分が存在していることになる。従って、ステッ
プ５０５でハントビット６ｂがセットされていたのは、
フレームの先頭部のフラグＢ２１が受信されたためであ
ることになる。よって、再びステップ５０２へ行き、そ
のフレームの完全な通過を確認するための処理を開始す
る。

一方、ステップ５１６でクロックミスピット６ａがセッ
トされていると判断された場合は、フラグの検出後にお
いてフレームの他の部分は検出されていないことになる
。従って、ステップ５０５でハントビット６ｂがセット
されていたのは、フレームの末尾部のフラグＥ２６が受
信されたためであることになる。よって、現在このＮｏ
ｄｅは、フレームとフレームとの間の何も受信していな
い状態にある。言い換えれば、ケーブル９は他のＮｏｄ
ｅの通信には使用されておらず、遊び状態にあることに
なる。

この場合はステップ５１７へ進み、ＣＰＵ２はまず基本
待機時間だけ待機する。この基本待機時間は、１つの通
信が終了してから次の通信を開始するまでに最低限必要
な間隔、すなわち、インターダイアログギャップ（Ｉｎ
ｔｅｒ　　Ｄｉａｌ。

ｇ　　Ｇａｐ）である４００マイクロ秒としている。

次にステップ５１８へ進み、ハントビット６ｂがセット
されているか否かが判断される。ここでハントビット６
ｂがセットされていない場合は、ケーブル９が他のＭｏ
ｄｅの通信には使用されていないことになる。つまり、
ステップ５１８では、インターダイアログギャップの間
、ケーブル９が使用されない遊び状態が継続するか否か
が判断される。

このステップ５１８でハントビット６ｂがセットれてい
ないと判断された場合は、ステップ５０８へ進む。すな
わち、このＮｏｄｅは、ステップ５０８からステップ５
１３までの処理による付加待機時間に対応する待機状態
となる。

一方、ステップ５１８でハントビット６ｂがセットされ
ていると判断されるということは、このＮｏｄｅが基本
待機時間に対応する待機状態にある間に、ケーブル９が
他のＮｏｄｅの通信により使用中となってしまったこと
を示す。この場合はステップ５０２へ行き、他の通信が
終了してケーブル９が使用中ではなくなることを確認す
るための処理が開始される。

また、Ｎ０ｄｅにおいて送信要求が発生した時、ステッ
プ５０１でハンビット６ｂがセットされていないと判断
された場合は、現在ケーブル９は他のＮｏｄｅの通信に
は使用されていないことになる。この場合はステップ５
１７へ行く。そして、ＣＰＵ２は前述と同様な処理によ
り、まず基本待機時間に対応する待機から処理を進めて
いく。

以上の実施例においては、各Ｎｏｄｅに割り付けられた
アドレス（ＩＤ）毎に異なる係数ＷＡＩＴを演算により
設定した。ここで、各Ｎｏｄｅのアドレスを、付加待機
時間の値としてそのまま用いても支障がないような値に
より設定した場合、この演算は元の値をそのまま演算結
果として採用するという内容の演算となる。

また、これらのアドレスを複数のグループに分けて、各
グループ間で異なる係数ＷＡ　Ｉ　Ｔを設定することも
可能である。

例えば、各Ｎｏｄｅへ割り付は可能なアドレスをＯＯＨ
からＦＦＨまでとする。そして、これら２５６個のアド
レスを８個のグループに分けるとする。係数ＷＡ　Ｉ　
Ｔは、例えばＷＡＩＴ−（ＩＤＡＮＤ　　０７Ｈ）Ｘｎ
と表わすことができる。

ここで、ｎ−５とすれば、０から１５００マイクロ秒ま
での２５０マイクロ秒ずつ異なる８種類の付加待機時間
を設定することができる。

ＩＤ−５ＥＨの場合は、５ＥＨ−０１０１１１１０であ
り０７Ｈ−０００００１１１であるので、（ＩＤ　　Ａ
ＮＤ　　０７Ｈ）−０００００１１０−６となる。従っ
て、ＷＡＩＴ−６Ｘ５−３０となる。

ＩＤ−６２Ｈの場合は、６２Ｈ−０１１０００１０であ
るので、（ＩＤ　　ＡＮＤ　　０７Ｈ）−００００００
１０−２となる。従って、ＷＡ　Ｉ　Ｔ〜２Ｘ５−１０
となる。

また、以上の実施例においては、付加待機時間の算出は
自己のアドレス値を直接利用したが、乱数発生回路を付
加し、自己のアドレス設定時にこの乱数発生回路により
乱数を発生させ、得られた乱数に対して所定演算を実行
して付加待機時間を設定することもできる。このように
して設定された付加待機時間は、乱数に基づいているの
で、この付加待機時間が各通信装置間で同一となる確率
は非常に低い、従って、前述の実施例と同様に、自己の
送信が他の通信装置間の通信と衝突してしまうことを回
避でき、効率良い通信処理を実現できる。

以上に詳述したように、ケーブル９上で１つの送信の完
了が検出されてから、少なくとも、基本待機時間と付加
待機時間とが加算された時間の間、他の送信によりケー
ブル９が使用されない状態が継続した場合のみ、自己の
送信が行われる。従って、すべてのＮｏｄｅにおいて同
一の付加待機時間が設定されるネットワークに比較して
、自己の送信が他のＮｏｄｅの通信と衝突して通信障害
が起こる可能性が低く、信顆性が高い。

しかも、ネットワークの条件として定められている通信
と通信の間に最低限必要な間隔を基本待機時間として、
ケーブル９の空き状態が検出されてから、まず待機し、
空き状態が継続していた場合は、他のＮｏｄｅとは異な
る付加待機時間の間、空き状態が継続するか否かの判断
を行うようにしている。従ってケーブル９の状態を確認
する処理の回数を低く抑えることが可能であるため、通
信以外のそのＮｏｄｅ自体の処理を遅延させてしまうよ
うな影響も最小限に抑えられ、そのＮｏｄｅ全体の処理
時間を減少させることができ非常に好都合である。

また、付加待機時間は、１つの通信装置において、−度
設定された像はそのまま変化させずに固定値として処理
される。従って、ケーブル９が使用“中であった時の待
機処理毎に付加待機時間を算出し直す必要はなく、簡単
な処理により通信の衝突を回避でき、非常に好都合であ
る。

また、このような通信の衝突を回避する処理は、データ
を送信する場合だけでなく、前述したようなＮｏｄｅの
自己のアドレスの設定時におけるＥＮＱフレーム及びＡ
ＣＫフレームの送信時にも、行うことになる。

［発明の効果］ 以上詳述したことから明らかなように、本発明の電子装
置は、通信網が他の装置により使用中であった場合、そ
の通信網が空き状態となったことが検出されてから継続
して待機する時間を、自己のアドレスの設定時に発生さ
れた値に基づいた所定の演算により算出された値を記憶
しておき、この値に対応する時間として設定している。

従って、通信網が完全に空き状態となるまで待機する必
要が生じる度毎に、いちいち待機時間を算出し直す必要
がなく、記憶手段の値に対応した固定の時間に基づいて
単純な待機処理を行うことができる。

よって、この待機処理のために電子装置にかかる負担を
軽減できる。このため、通信処理以外の電子装置自体に
おける他の処理に及ぼす影響が低く抑えられ、これらの
処理が要する時間も短縮でき、非常に好都合である。

【図面の簡単な説明】

第１図はクレーム対応図、第２図乃至第８図は本発明を
具体化した一実施例を示すもので、第２図はデータ処理
装置の通信制御部の構成を示すブロック図、第３図はＨ
ＤＬＣに準拠したフレームフォーマットを示す図、第４
図はＡＣＫフレームの送出を示す図、第５図（ａ）及び
（ｂ）はアドレスの設定の処理を示すフローチャート、
第６図（ａ）及び（ｂ）はＥＮＱフレームの例を示す図
、第６図（Ｃ）はＡＣＫフレームの例を示す図、第７図
はアドレスの表示例を示す図、第８図は送信要求発生か
ら送信開始までの処理を示すフローチャートである。 図中、１はシリアルコミュニケーションコントローラ、
２はＣＰＵ、３は不発揮性ＲＡＭ、４は液晶表示装置、
５はスイッチパネル、６はコントロール部、７は送信ボ
ート、８は受信ボート、１１はＲＡＭである。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、接続された通信網における自己のアドレスを複数の
   値から選択的に設定するアドレス設定手段と、 前記通信網が、現在、その通信網に接続されている他の
   装置の通信に使用されていない空き状態にあるか否かを
   検出する空き状態検出手段と、自己の通信要求の発生後
   、前記空き状態検出手段により検出されている空き状態
   が第１の所定時間の間、継続しているか否かを判断する
   基本継続手段と、 前記自己のアドレスの設定時に発生された値に基づいた
   所定の演算により第２の所定時間に対応する値を算出す
   る算出手段と、 算出された前記第２の所定時間に対応する値を記憶する
   記憶手段と、 前記基本継続判断手段により前記空き状態の継続が判断
   された後も、前記記憶手段に記憶されている値に対応す
   る第２の所定時間の間、更にそのまま前記空き状態が継
   続しているか否かを判断する付加継続判断手段と、 前記付加継続判断手段により、空き状態の継続が判断さ
   れたことに基づいて自己の送信を開始する送信手段 とを備えたことを特徴とする電子装置。