JPH03503832A - バスシステムとして構成された局域通信用のチャネルアクセス方法 - 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】

バスシステムとして構成された　域通信　のチャネルアクセス方一本発明は、バ スシステムとして構成された通信用伝送網用であって、中央制御なしにパケット の分割を行ない、各送信局が伝送チャネルをモニタし、伝送チャネルの情況に応 じて自局の通信を中断し、また伝送チャネル上で通信が衝突した場合に通信伝送 の割込みを行い、衝突の解除を解除段階で行なうチャネルアクセス方法に関する 。 この様なネットワークのアクセス方法においては、各発信局が伝送チャネルが自 然にアクセスできることが基本的原則である。この場合、衝突を可能な限り避け なければならない、送信すべき情報をもっている全ての局は伝送チャネルが占空 いているときには、通信の割込みが行なわれる。この場合、伝送チャネルを同様 に検出し、そのチャネルにアクセスしている加入者があるために、衝突を生じる と、この衝突は認識され、両方の局は、まず起動されたランダム発生器によって 両方の関係局での偶然のタイムシフトが行なわれるように無駄な試行が繰返され る。従って、通信が伝送チャネルに与えられる確率が大きくなるのは極めて限ら れている。この様な方法の情報伝送では、常にいわゆる伝送プロトコルが基準と なっている＋最も良く知られている方法は、いわゆるＣ３ＨＡ／ＣＤ（ｃａｒｒ ｉｅｒ　５ｅｎｓｅｓｕｌｔｉｌｅ　ａｃｃｅｓｓ　ｗｉｔｈ　ｃｏｌ　１ｉｓ ｉｏｎ　ｄｅｔｅｃｔｉｏｎｌ−キャリア検知多重アクセス／衝突検出）方式で ある。 情報伝送網の各々の局は、上記の伝送プロトコルによって制御を行なうなめには 、全ての局が同等に作動することを保障する様な制御装置を備えていなければな らない、上記のチャネルアクセス方法の場合には、伝送チャネルの負荷が大きい と衝突が頻繁に起り、データの平均伝送時間が長くなり全システムの効率は低下 する。情報量の増大、例えば分散したメモリへのアクセスや画像伝送に伴って、 新しい伝送業務が導入され、そのため通信伝送網の負荷が大きくなってくる。通 常データ網中の基本負荷は１０％以下であるが、トラヒックの発生器が絶えず増 大しＣいるために、負荷ピークもまた３０乃至４０％程度以上に増加している。 その結果、負荷が過剰となったり、利用者に対する応答時間が期待以上に長くな る危険がある。 上記の方法の場合に必然的に生じる衝突の数を、衝突の解除に特に有利なアルゴ リズムに開発することによって減少せしめるための研究は、既に行なわれている 。 パケット伝送網の場合においてデータ伝送時のデータ伝送時間を短縮するめたに 、各パケット中継方向のパケットを、その長さに従って分類し、短いパケットを 優先的に伝送するように、吟味（ｄｉｓｃｕｓｓｉｏｎｌに優先権が与えられる 。 本発明は、解除すべく衝突の数を最小に抑制する様に配慮しない限り、衝突の解 除のための処置のみで平均伝送時間の改善に寄与することはできないという知見 に基づいている。しかし、これは、チャネルアクセス方法自体の最適化によって にみ実現することがでるものである。 従って、本発明の課題は、中央制御を行うことなく分配システム用のチャネルア クセス方式を確立して、起り得る衝突の数を減少し、同時に平均伝送時間を短縮 することにある。 上記の種類の方法は、本発明によるこの課題を解決するために、滞留長さと滞留 出力時間の増加に対応する順序で情報を伝送し、且つまた衝突の終了によって開 始する解除段階が必要に応じて複数の時間区分からなり、その中にその都度予め 決められた滞留長さと滞留出力時間の情報のパケットに対する伝送時間を任意に 与えるように構成される。 この上記課題の解決のための出発点になっているものは、大抵の周域情報伝送網 において情報の長さが著しく分散しているという観察である。短い情報が伝送さ れたときに、長い情報を局内に保留することによって、伝送チャネル上での衝突 の発生を、この情報の伝送中に、より短い情報が到着し、そのためにその短い情 報が優先して伝送されるようになっている場合においてもなお処理することが可 能となる。このことは、起り得る衝突の数が初めに述べた一般的な方式における よりも実質的に少ないことを意味する。衝突解除段階と、その都度予め定められ た滞留出力時間の情報のみ伝送することができるような適宜の複数の時間区分に 分割することによって、衝突した情報を自動的に分類することができ、従って、 再度の衝突を実際に抑止することができる。 本発明の多くの応用例においては、各時点において局内にある情報が、その滞留 長さと滞留出力時間に関して順序付けられることが好ましい、これにより、伝送 すべき情報の局内処理を容易ならしめることができる６本発明による方法は、特 に滞留長さと滞留出力時間を表わすために各情報のパケットに連続した残留パケ ット番号を付けて、その情報の伝送すべき全てのパケットの数を示すよう構成す ることが好ましい、この様な処理は既に一般的に捉案されているが、しかしこれ はある局ないに並列に近接している複数の通信にのみ対するものであって、前述 の本発明による方式と関係するものではない。本発明においては、伝送されるべ き名情報のパケットを番号付けするこの方法によって、伝送チャネルをモニタす る場合、及び各個の局に近接している複数の通信情報の伝送において、伝送され た情報を特に簡単に利用することができる。滞留パケット番号はそれぞれの情報 の沸留出力時間に、従ってその情報の滞留長さに正比例する。 この場合、本方法は特に好まＩ〜くは、発信局によりある時点での伝送が検出さ れたときに、その局内で発生する情報のパケット番号が、実行中の伝送の後続の 見込みパケットの滞留パケット番号よりも小さい限り、その実行中の伝送は排除 される。！０ち、滞留パケット番号を使用することにより、伝送チャネルをモニ タしている送信局内で別の局から丁度伝送されたある情報のパケットの滞留パケ ット番号を検出し、この番号から次のまた予想される滞留パケット番号を計算す ることが特にｆ！！、Ｉ’Ｌとなる、この番号がモニタしている送信局内にある 情報の滞留パケット番号よりも大きければ、この情報はｌ！綬中の伝送の範囲内 で待ち状態にある伝送チャネルに対する最も近いパケットを考慮することなく指 定され、従って、両方の情報パケットの衝突が誘起される。この過程の時間的な 制御は、この場合実行中の情報バケ・ノドの指定が完了したときに開始するとい う前提に従って行なわれる。これは、原則的には伝送チャネルが空いているとき にのみその通信を行なうためである。これは常に伝送されるべき複数の情報パケ ットの間にある。 伝送チャネルでの上記の方法での衝突が一度誘起されると、その終了と同時に、 常に解除段階が開始され、その中で最小の滞留パケット時開のパケットを送信す る衝突関係局の伝送に伝送権が最初に与えられる。 本発明の思想を更に発展ゼしめて、解除段階の時間区分に更に広範囲の滞留パケ ット番号を付けるように本方法を実現することもできる。従って各々の可能な滞 留パケット番号に対して、解除段階の唯一の時間区分を与えるのではなく、現在 の衝突を解除するために充分な数の、しかし若干の範囲が与えられる。 上記で説明した本発明のそのほかの構成においては、第１の時間区分は、滞留パ ケット番号］のみに割当てられることができる。このことは、通常１個のパケッ トのみからなる複数の情報通信を伝送しなければならないときに有利である。 解除段階の時間区分の数及び任意の範囲の滞留パケット数の上限値は、伝送網の トラヒックの滞留に応じて設定することができる。このことは、伝送網上で一般 に生じるトラヒックでの衝突の解除に適用可能であること、及び伝送網に接続さ れている伝送時間を最適化することＥ意味する。 同様に、解除段階の時間区分数及び１又は任意の範囲の滞留パケット数の上限値 を、任意の時点で障害なく伝送された最新のパケットのバケ・ノド数に応じて設 定することができる。このような衝突の解除を滞留情報長さに適応させる方法は 、同様に伝送時間の最適化に役立つ。 同様に、情報伝達の割込みを所定の最少滞留情報長さと最少滞留出力時間を有す る情報に対してのみ行なうようにすることも好ましい、即ち、例えば伝送網が一 定時間トラヒックのｍＷを生じたときには、本発明によって達成可能な伝送時間 の短縮は、比較的長い情報に応用した場合には達成できるが、比較的短い情報の 場合には、経費との関係で実質的な改善を達成することができない。 最後に、本発明の適用は、ある情報パケットの伝送が行なわれた後に、所定の期 間伝送チャネルが占有されないままであるときに、その情報の滞留長さと滞留出 力時間とに関係なくチャネルアクセスが行われる場合に有利である。 図面の簡単な説明 以下、本発明を図面に基づいて、更に詳細に説明する２図面中、図１は、中央制 御なしの離散型の情報伝送網の−ｆＩｋ説明図である。 図２は、衝突なしのパケット型情報伝送網中のチャネルアクセスの概略説明図で ある。 図３は、図２と同様の図であるが衝突の発生を伴った場合の概略説明図である。 図４は１本発明の方法における複数の衝突発生の概略説明図である。 図５は、本発明の方法によって作動する局内の制御設備のブロック図である。 図６は、＋２１５に示した制御装置内の制ｔｌ！ｌ装置の最も重要な構成部分の 概略図である。 図７．８．９及び１０は、本発明のチャネルアクセス方法によって作動する局内 の機能の流れのフローチャートである。 図１１は、本発明によって達成可能な平均伝送時間の短縮を説明するための解説 図である。 図１に、バス構造を有し、局域這隔区域内に設置され、中央制御なしの離散型情 報伝送網を示す、この伝送網は１がら６の全局に共通してアクセス可能な伝送チ ャネルとして機能し、受動的な情報転送を行なうバス】０を有する。このことは 、すべての送ｆ３が無関係の局を作動させることなくその送信の全ての受信側に 到瑞すること、及び過誤、つチーー！啼）入力により個別の局内に遅滞時間を生 じるごヒを意味する。１〜６まてめ各ステーションはそれぞれ送受信器１′乃至 ６′を軽てＪ＜ス１０に接続されている。バス１ｒ）（迂、例えば、多ＩＲ回線 システム、同軸ケーブル、または光ケー・プルであってもよい、バス１０は、そ の始めと終りにそれぞれ終端抵抗］２及び１３によって成端されている。 次に更にＰ！解しやすいように図２および図３を用いて、公知のＣ５ＨＡ／ＣＤ −プロトコルによる衝突のない場合とある場合におけるチャネルアクセスについ て説明する。 １１７１２に、公知７）ｔｓｉｍに従って実施した場合の８３番ごよるチャネル アクセス３時間ｔのと関係を図解説明する、図２に示し汽：場合には衝突は起ら ない。局】の（Ｘ号は、晶３が送伝リクエストをうける前に局３に了り達する。 このリクエストが生じると局３は、バス１０の占有状５を認識し、従って、Ｑ３ は局内の現在の情報を中断しない。こｉｌはバゲット怪送時間より短い衝突窓△ ｔで表われさる３この窓は１局１が既に送信し７ているにも拘らず局３がバス１ ０をまだ空いていると認諾てる局１から局３への信号移行時間に一致する。もし もこの時間中に局３が自局中の現在の情報を中断すると、衝突が発生し、局１に よって認識される。しかしこれは＋３２に示した場合には現れず、局３が衝突窓 ムｔよりも遅い時点で受信を開始し、バスＩＬＪの占有状態を認識！、従って、 同局内にある現在の情報をバゲット伝送時間徐に送信する。 図３は衝突を生じた場合のチャネルアクセスについて説明している１局１は送信 状態を検知してバス１０をモニタする０局２は、既に衝突窓の時点までに送信？ ｓ備ができておりバス］０をモニタしているので、衝突窓△ｔの中には送信して いるが、しか

【７局ｌの情報はまだ受信されていない０局１は局２の情報が到着 すると衝突を認識し、その結果停滞信号を出力し、これによりバス１０に接続さ れている全ての局に衝突の発生したという情報が通知され、情報のバス１０への アクセスはそれ以上行なうことができなくなる。この衝突の解除は、その停滞信 号に閏する解除段階で、公知の解除アルゴリズムの１つにより行なわれる０次に 例えば、局１はバス１０が占用状態にあるか空き状態にあるかを検出するため、 再びバスをモニタする。 Ｃ８Ｈ八／εＤシステムでは、各局は通常、１回の伝送が終了してから、所定の バク・／１−間隔後において、バスの空き状態が保持されている限り送信を開始 することができる。この場合、前述のように、特に通信網の負荷が高いときには 、平均の伝送時間が明らかに長くなるために、多くの衝突が発生し、システムの 能率は実質的に低下する。 ここて゛、図４を参照して、この種のシステムに対する本発明の詳細な説明する 。即ち、各通信パケット内に、いまだ送信されていない情報区分の長さに比例し た滞留パケット番号が記憶されるという前提をたてる。１つの局から送信される １個のパケットの滞留パケット番号が確立されると、他のいずれの局においても 衝突が誘起されるか、誘起されないかの決定が可能となる。かかる局内の滞留パ ケット番号が、最も近く且つ送信中の局によって待機されており、各送信局によ り計算されることのできる滞留パケット番号より大きいかもしくは等しいときに は、バスに対するアクセスは行なわれない、送信局は、その最も近いパケットも また伝送することができる。従って、衝突を避けることができる。しかし送信局 内の滞留！＜ゲット番号が、最も近く、且つ送信局により期待される滞留パケッ ト番号よりも小さいときには、送信局は所定のパケット距離後に伝送を開始し、 衝突を生じる。この誘起された衝突によって開始される解除段階中は、予め適宜 に決定【、た範囲のパケット番号を持つパケットの伝送開始がリサーブされる０ 時間区分の１つの中で複数の局が伝送を開始することがあり得るときには、発生 する衝突を解除するなめに解決アルゴリズムを使用することもできる。 以下に、この過程を実施例により説明する。 図４に示した、ｒ向きの矢印は、Ｓｎ局の滞留パケット番号ＲＰＮを有する新し い情報が到着したことを示している、２１！の矢印は複数の局の伝送が１個の同 一タイムスロッ１−１２に対して試行されていることを示しでいる。タイムスロ ットｔ７及び２Ｔ７は各Ｓｎ局内において伝送が首尾よく接続されるごとに、ま た衝突を生じるごとに新しく開始されるタイミング発生器によって作られる２全 ての局Ｓｎがバスをモニタしているので全てのタイミング発生器がその都度同時 にスタートされる。 ［Ｚ４は、３１局の滞留パケット番号号ＲＰＮ−２２のバク・γトの伝送中に、 Ｓ２局のＲＰＮ＝２８の情報が伝送に割込みできたことを、時ｌＷ！図表の最初 の時点で示している。３２局はバス上にＲＰＮ−２２を設定１２、そのＳ２局に より最も近いものとして期待されるべきＲＰＮ・２１よりもＲＰＮ−２８が大き いので、ペケ・１，１・間隔後にチャネルアクセスを行なわない　衝突は回避さ れる。３１局がｐｐＮ−２１のパケ・！トを伝送中であるときには、３３局では 唯一のパケットから成り従ってＲＰＮ・１を持つ情報が予定の時点で到着するや そのために８３局は、Ｓ１局の１ｔＰＮ−２１のパケットの伝送が終了すると衝 突を誘発する。 ５ＩＦｉｉのＲＰＮ・２０どＳ３局のＲＰＮ＝１の２つのパケットが衝突する。 この！！ｉ突が検出されると、システム内の全ての局ではＳ１局が期待する最も 近いパケットのＲＰＮ・２０が記憶される。　ＲＰＮ−１の）（り／ト用にリザ ーブされている解除段階が衝突によ−）て開始される。この実施例では、３３局 もまた唯１個のパケットから成る自局の情報の伝送を開始する。 ８３局からの伝送が行なわれている閏に５４局のＲＰＮ−６の伝送されるべき情 報が到着する。　ＲＰＮ・１のパケットの終了が検出されると、ＲＰＮが２０ｆ ＲＰＮ≦２０）以上の情報が存在する局のみがバスにアクセスする。この状態は ３１局と８４局によって感知され、再び衝突が誘発される。 ここで、上様のようにして叫び出された解除Ｆ１階の最初の２つの時間区分は、 ＲＰＮ−２又はＲＰＮが３以下（ＲＰＮ≦３）の情報が存在しないので、空き状 邪にある５衝突後の３番目のスロットでは、Ｓ４局がＲＰＮ＝６のバク・ノドの 伝送に成功して伝送を開始する。 その後８４局がＲＰＮ〜５のパケットを送信している間、Ｓ５局と５６局のＲＰ ）Ｉ−３とＲＰＮ−２の２個の短い情報が到着する。ＲＰＮ＝５のバク・ｙトの 後で、５４局、３５局及び＄６局間の衝突が生じる。この関係のある解除段階の 最初の空き時間区分に対して、３５局とＳ６局のＲＰＮが３以下１ＲＰＮ≦３） であるので、両局の情報は再び衝突する。これらの局は、解除アルゴリズムを利 用し、また８５局はＲＰＮ−３のパケットを伝送する。 本州・ワーク中の全ての局は、解除段階にある間最後の衝突の滞留パケット番号 を記憶している。これらの局は、バスの使用状態を観測し、記憶している滞留パ ケット番号を、伝送する局側自体にあって、従ってその局が伝送を始めるかどう かを決定する情報の滞留パケット番号と比較する。 図５に、バス５０４：接続された各局の重要な制御部分を示す、これには、受信 器５１．データデコーダ５２、データエンコーダ５３、受信一時記憶装置５４、 送信−特記Ｉａ装Ｗ５５．記憶アクセスコントロール５６と５７、及びここで対 象となる局をコンピュータデータバス５９に接続するインタフェース５８が含ま れている。Ｊ−記の装置を相互接続し、相互作用状態に置く遠距離信号路がある 。ここで比較的重要な構成要素は制御部Ｗ６０であり、この構成を下記に更に詳 細に説明する。 まず、チャネルアクセスが本発明の方法によって実施されるとき、図５に示した 機能装置が互いにどのように作用し合うかについて説明する。 図５に示した局内で伝送すべき情報があると２ここに説明しないがそれ自体公知 の方法で数個のパケットに分割され、制御装置６０からのメモリアクセス回路５ ７により連鎖リストとして送信バッファ５５内にｇｋ録交れる。この場合各パケ ットは、？ｌｌＷパケット番号を育し、滞留パケット番号は、例えば見出し領域 に登録される。パケット連鎖が長いほどその最初のパケットに大きい滞留パケッ ト番号を有し、パケット連鎖が短いほど滞留パケット番号は小さくなる０図５の 例えば送信バッファ５５中に示したパケット連鎖の最初のパケットには、滞留パ ケット番号５，３及び１がある６送信バツフア５５を管理し分別するために必要 な時間は１局の送信業務を阻害するものであってはならない、これを保証するた めに、下記に説明する原則が立てられた。 コンピュータデータバス５９を介１７て接続された制御装置！６０のコンビエ〜 りが、次の情報を送信するように信号を発信すると、制御装置６０はこの情報を コンピュータの記憶装置から読取り、迷信バッファ５５内に、その長さに応じた 位置に登録する。複数の情報の長さが笠しい場合には、時間的な順番が決められ る。 送信バッファ５５の最初の２つのパケットがデータデコーダにロードされる０両 方のパケットには、最も小さい滞留パケット番号、ここでは１及び３の滞留パケ ット番号がつけられている。データデコーダは、この場合これらの両方のパケッ トの第１のパケット、従って滞留パケット番号１をもつパケットが、もう１つの パケットによって排除されることができないように精成されている。このことは 、いずれの時点においても空き状態にあるチャネルに即座にアクセスすることが できるためには、重要である。データエンコーダ５３中の最初のパケットが既に 伝送段階に見出だされないときにのみ、第２の現存のパケットは送信バッファ５ ５中に既に記憶されている情報として、より小さな滞留パケット番号を有する情 報であって送信バッファ５５に生じる新しい情報のパケットによって排除される ことが可能である。従って図５に示した制御装置内では、バス５０が空いている ときにそれを未使用のままにしておくことなく管理操作を行うことができる。そ の結果、伝送された情報パケットは、送信バッファ５５から除去される。 データデコーダ５２は、バス５０を経て受は取ったそれぞれの情報をデコーダし なければならない。その目標アドレス領域内で固有のアドレスが読まれると、受 信したバク・７　＋−はそれぞれ受信バッファ５４内に登録される。この過程は 、本来の機能と共に受信した各パケットの滞留パケット番号をデコードし、その 番号を制御装置６０に伝送するデータデコーダ５２を通して行われる。 データデコーダ５２は、更に制御装置６０に判断基準Ｃ８を与える。この制定基 準は情報パケットの検出（キャリア検出）に関する。送受信器５１から制御波″ Ｗ６０に、既に送受信器５】において検出されている情報衝突の状況を特徴つけ る判断基準ＣＤ（衝突検出）が伝送される。 データデコータ５２はまた、バス５０を通る他の局の活動状態をすべての時点で 制御装置６０に通知する。 受信ノ匂ファ５４は、記憶装置アクセス回路を介して制御波ｆｆ１６０と接続さ れている。更にインターフェース５８を経てコンピュータ　データバス５９に接 続されており、従ってその中に記憶された情報は制御装置６０によって読取られ 、またインターフェース５８とデータバス５９を経て接続されたコンピュータに 伝送されることができる０次いでコンピュータが制御内容と情報内容を解析する 。 図６は、図５に示した制御装置の重要な構成部分の１！［！１１２１である。こ の制御波ｆｆ６０は、主としてプロセッサ６１．受信レジスタ６２．送信レジス タ６３．衝突レジスタ６４．インターバル上限レジスタ６５．タイミング発生器 ６６、プロトコルコード記憶装置６７、タイムスリット・カウンタ６８．及び衝 突カウンタ６９より成る。プロセッサ６１は、図５に示した装置ｊ５１から５３ 及び５６カ）ら５７までと接続されており、バス５０にアクセスする全ての処理 工程を制御する。プロセッサ６１は、この処理工程に対する制御量を装置６２〜 ６９から読取る。レジスタ６２〜６５には、その中に記憶すべき情報がプロセッ サ６１を介して伝送される。更にタイミング発生器６６はプロセッサ６１によっ て設定される。 プロトコル記憶装置６７は、例えばバス５０へのアクセス用のＣ５ＨＡ／ＣＤプ ロトコルを保持している。 受信レジスタ６２は、情報伝送網の任意の局からバス５０に伝送されたｆｉｆ＆ の情報パケットの滞留バケット番号号を配憶する。受信レジスタ６２の初期値は 、情報の伝送に成功した場合には、その伝送が常にＲＰＮ−１の情報パケットで 終了し、全システムの初期状態が達成されるので、Ｒ〔・１である。送信レジス タ６３は、データエンコーダ５３内に保持されている最初の情報パケットの滞留 パケット番号号を記憶する。このレジスタの初期値はＲ３−０である。衝突レジ スタ６４は、衝突が発生したときに、ｆｉ後に伝送に成功した情報パケットの１ だけ減じた滞留パケット番号を記憶し、解除段階中に衝突が発生したときには、 インターバル上限値レジスタ６５の値を記憶する。その初期値はＲに−０である 。インターバル上限値レジスタ６５は、解除段階の実際の各時間区分に対して、 その時間区分中にバス５０へのアクセスを許されたそれぞれの最大滞留番号を記 憶する。バス５０上での衝突が誘起されたのち、バス５０上のそれぞれの時間区 分中にアクセスされるべき滞留パケット番号について予め記憶されている解除段 階の時間区分の上限値がインターバル上限値レジスタ６５に順次ロードされる。 レジスタ６２から６５までは、それぞれの関係局が接続した場合に初期値をロー ドされる。この初期値は、更に情報伝送網全体に伝送すべき情報が待機してない ときには常に基準化されている。 情報伝送網の局は全てバス５０を全ての時点でモニタしているために、送信ｌ／ ジスタロ６を除き、各局の６２から６５までの全てのレジスタの内容は同一であ る。タイミング発生器６６は、伝送に成功したとき、及び衝突が生じたときに始 動する。タイミング発生器６６の状態とレジスタ６２の内容によって、制御装置 はその各局について情報伝送を開始すべきか否かを検出する。タイミグ発生器が ここでタイムスリットを発生する。タイムスリットは情報伝送網用に標準化され ており、例疋ば５１．２ＩＡｓである。 ここで実施例として説明したチャネルアクセス方法では、１つの局からの情報の パケットを直列に伝送するとき、この伝送は別の伝送を希望しており送信パケッ ト番号Ｒ３が送信レジスタ６３に記憶されている別の局の伝送トライアルにより 、割込まれないのは、ＲＳが、それぞれの受信レジスタ６２に記憶されているパ ケット５０に属する最後のパケットの滞留番号Ｒ［に関係する送信パケット番号 Ｒ３が下記の関係を満すときである。 Ｒ３≧ＲＥ−１又はＲＥ≦３ また３個以下のパケットのみの伝送を必要とする情報もまた割込みされない、し かし、送信を名望している局のデータエンコーダ５３中にある情報パケットは、 ＲＳ＜ＲＥ−１及びＲＥ＞３ の条件を満していれば、バス５０にちょうど伝送されたパケットの伝送が終了す ると、上記の情報パケットの伝送を開始する。その結果衝突が誘起され、既に説 明した解除段階が開始され、衝突に関係した局であって、伝送すべき潔留パケン ト番号の最も小さい情報パケットが待機している局に伝送権が与えられる、情報 伝送網に接続された局の情報の送信は、本発明の方法に基づく送信資格が成立す るときに誘起される。この送信資格は下記の条件の１つが満されたときに成立す る。 １、最後に伝送に成功した情報パケットが送信を意図している局から出たもので あること。 ２、送１＝されるべき滞留パケット番号が、バス上で待機している最も近い滞留 パケット番号よりも小さいこと、その結果、衝突が誘起される。 このことはＲ３＜ＲＥ−１及びＲＥ＞３を意味する。 ３、伝送が終了し、別の情報と衝突していることが認められないこと。 このことはＲ，Ｅ＝１（初期値）及びＲＫ＝Ｏであることを意味する。 ４、伝送が終了し、送信Ｅ窓図している局内で送信を待機している滞留バク・ノ ド番号が、衝突していると認められた情報の滞留パケット番号号より６小さいか もしくは同一であること、この場合には衝突が誘起される。 このことは、ＲＥ＝１及びＲ８≦ＲＫであることを意味する。 ５、伝送チャネルが、ＲＥ＞１であるにも拘らず、複数のタイムスリ・７トによ って未だ満されていないこと、この条件は送信資格は持っているが送信していな い局の絃動作に関係している。この条件は防止すべきものであって、伝送チャネ ルは恐らくどの局によっても使用されない。 解除段階の４つのタイムスリットに対する滞留パケット番号の領域上限値として は、例えば下記の値が好ましいものと認められている。 Ｂ１＝］、、Ｂ２−３．Ｂ３＝７．８４＝ＲＫ−１この場合最大衝突数は１５で ある。 図７から図１０までを用いて、チャネルアクセス方法に関するプロセッサ中の機 能の流れのフローチャートを以下に説明する。 送信局が伝送チャネルをモニタしているときに、図５及び口６に示した制御装置 によりアクセス方法の流れが実行されるチャネルアクセスの第１の区分を図７に 示す、アクセス方法の流れが開始されると、伝送チャネルが空いているか送信中 であるかどうかが第１のステップ１００て゛検知される。もしも空いていれば、 ここで対象となっている局内に送信リクエストがあるかどうかがステップ１０１ で検知される。空いていない場合には、制御はステップ１００に戻り、ステ・ン プ１００と１０１のループが新たに形成されるやステップ１０１で送信リクエス トが検出されると、ステップ１０２で送信資格の検知が行われる。上記の５つの 送信資格のための条件が現れると、ステップ１０３に情報パケットの送信が行わ れる。同時に送信チャネルがモニタされることによってステップ１０４で、送信 チャネル上で衝突が発生しているかどうかが検知される。衝突が発生していない ときは、ステ・ンプ　１０５で伝送が行われたのちにレジスタの内容ＲＥ及びＲ Ｋ（図６）が図１０上に説明した方法で処理される。即ちステップ１０３で送信 された情報パケットによって変化させられた状態に設定される。Ｍいて、上記の ルーチンがステップ１００がら新たに実行される。 またステップ１０２で送信資格がないことを検出したときに６、ルーチンはステ ップ１００に戻る。 ステップ１０４で衝突が検出されると、ステップ１０５ａでは、ここで対象とな る局からの停滞信号の発信が誘起される。従って伝送チャネルと接続されている 全ての局は、その伝送チャネル上での衝突状態について通知され、伝送チャネル への引続くアクセスが排除される。続いてステップ１０６において、レジスタの 内容ＲＥが１よりも大きいかどうか、即ち伝送チャネルを経て受信された情報パ ケット１の滞留パケット番号が出力状態値が１の受信レジスタ６２（図６）中に 含まれているかどうかについてチェックされる。このような場合には、ステップ １０７において衝突レジスタ６４は、その内容に対してＲＫ＝ＲＥ−１を設定す る。即ち受信レジスタ６２の内容Ｒ［に較べて１だけ減じる。最後に伝送に成功 した情報パケットの１だけ減じた滞留パケット番号も、ステップ１０４で衝突が 検出されたので、記憶される０次に、衝突を解除するためにステップ１０８にお いてタイムスリット・カウンタ６８が１に設定され、制御は続いて図８に示した 以後の段階に入る。 ステップ１０６において受信レジスタ６２の内容ＲＥが滞留番号１を保持してい ることが検出されると、直接ステップ１０８に伝送され、また更に記述されるべ き衝突解除が誘起される。 ステップ１００において伝送チャネルが占用されていることが検出されると、ス テップ１０９において占用を生じている情報バクｙｌ〜の受信が他の局に誘起さ れ、また同時にステップ１１０で衝突が生じているかどうか、即ち受信された情 報バクノ）・が衝突に関係しているかどうかがチェックされる。衝突を生じてい る場合には、直接１０５に移行し、停滞受信が発信され、それに引続いて開示さ れているステップ＋０６からステ７プ１０８までが実行される。衝突を生じない ときは、伝送後ステ、７１１１において受信された情報パケットの伝送が無欠陥 であるかどうかがチェックされる。欠陥があると、そのことがステップ１１２で 信号が発信される。 欠陥がなければ、レジスタの内容ＲＥとＲＫの操作が誘起され（図１０）、制御 はステップ１００に戻り、また上記の過程が新たに開始される。 図８に、ステップ１０５からステップ１０８により開始されるルーチンの継続に ついて示す、ステップ１０８に続いて、ステップ１１４でインターバル上限値レ ジスタ６５が、ステップ１０８でタイミング発生器６６により設定された解除Ｐ ｇｔ階の時間区分に対応する上限値に設定される。続いて、ステップ１１５でタ イミング発生器６６が再設定され、指導される。続いて、ステップ１１６で、新 たに送信リクエストが発生しているかどうかがチェックされる。もし発生してい なければ、伝送チャネル上でのパケットの相互距離が維持されるように、情報パ ケットの出力を時間的に順序づけるためにステノア１１７で待ち時間が確保され る。ステップ１１８ではタイムスリット間の伝送チャネルが空いているか占用さ れているかがチェックされる。空いていれば、解除段階の最も近い時間区分にタ イムスリット・カウンタ６８がステップ１１９で接続され、前記のルーチンがス テップ１１４により新たに開始される。 ステップ１１６で送信リクエストが検出されると、ここで対象となっている送信 レジスタ６３がインターバル上限値レジスタ６５の内容Ｒ［よりも小さいかもし くは同等の内容Ｒ３を有するかどうかがステップ１２０でチェックされる。ここ で、またインターバル上限値レジスタ６５により記憶されたインターバル上限値 を決定する時間区分中に送信される必要のある情報パケットの滞留パケット番号 が、送信レジスタ中に保持されているかどうかがチェックされる。保持されてい ない場合には、前記のステップ１１７からステップ１１９マでに伝送される。か かる情報パケットがあると、そのステップ１２１への送信が誘起される。送信中 、ステップ１２２では伝送チャネル上で衝突が生じているかどうかがチェックさ れる。ｌｉｉ突が発生していない場合には、ステップ１２３においてレジスタの 内容Ｒ［及びＲＫの操作が誘起され（図１０）、またそれに続いて制御がステッ プ１００（図７）に戻って実行される。 ステップ１２２で衝突が検出されると、ステップ１２４に停滞信号が送信され、 またステップ１２５ではここで対象となっている局の衝突レジスタ６４の内容Ｒ Ｋがインターバル上限値レジスタ６５の内容Ｒ１に設定される。更にステップ１ ２６では衝突カウンタ６９が１に設定され、次いで図９に詳細に示した５！！Ｌ 理手順の流れに移行する。 ステップ１１８で伝送チャネルが占用されているものとして検出されると、ステ ップ１２７では情報パケットの受信が伝送チャネル上で誘起され、またステップ １２２では、同時に衝突が発生し、たかどうかチェックされる。それに続いてス テップ１２３または１２４からステ・ツブ１２６までが実行される。 図９に、衝突カウンタ６９を１に設定した場合のステップ１２６に続く処理手順 の流れを示す、それに続いて、ここで対象となっている局内に送信リクエストが あるかどうかがステ・・！プ１２８でチェックされる、送信リクエストが認めら れないときは、伝送チャネルが空いているか、それとも占用されているかがステ ップ１２９でチェックされる。伝送チャネルが空いているときには、制御はステ ・ツブ１２８に戻り、またこのステップが実行される。伝送チャネルが占用され ているときには、情報バク・ソトの受信がステップ１３０で誘起され、また同時 に受信中に衝突が生じたかどうかがステップ１３１でチェックされる。衝突が発 生している場合には、ステップ１３２に停滞信号の送信が誘起され、また制御は ステ・ンプ１２８に戻り、新たに送信リクエストがあるかどらかがチェ・ツクさ れる。 ステップ１２８でｊへ伐リクエストが検出されると、送信レジスタ６３の内容Ｒ ３が衝突レジスタ６４の内容ＲＫよりも小さいかどうかがステップ１３３でチェ ックされる。小さくない場合には、ステップ１２９に伝送され、また伝送チャネ ルは空き状態又は占用状態についてチェックされる。内容Ｒ３が内容ＲＫよりも 小さいときには、衝突カウンタの内容りが予め設定された最高可能衝突数Ｎより も小さいかどうか、ステップ１３４でチェ２Ｉりされる。この数Ｎに達すると、 アクセス処理手順はステップ１３５で中１さノする。衝突カウンタ６９の内容が 予め設定された最高可能衝突数Ｎよりも小さいときには、ステップ１３６におい てランダム呼発生器により遅れ時間が生り、その時間内に処理された衝突を解除 アルゴリズムによって解除することができ、またステップ１３７でこの遅れ時間 の待機が誘起される。引続いてステップ１３８では再び、伝送チャネルが占用さ れているか、空いているかチェックされる。占用されていれば、伝送チャネルは ステップ１２９にそれぞれの場合に検出された占用状態に対応し、ステップ１３ ０からステップ１３２までが実行可能となる。 空いているときは、ステップ１３９において、ここで対象となる局により情報パ ケットの送信が誘起される。ステップ１４０では同時に、伝送チャネルに衝突が 生じているかどうかがチェックされる。伝送中のチャネルが衝突を生じていない ときは、このチャネルはステップ１３１からの同じ結果に対応し、制御はステッ プ１００（図７）に戻る。衝突が生じると、ステップ１４１では停滞信号が誘起 され、またステップ１４２では衝突カウンタ６９の内容が１だけ増える。引続い て制御は送信リクエストがあるかチェックするためにステップ１２８に戻る。 図１０にレジスタの内容Ｒ［及びＲにの操作機能について説明する。これらの両 方のレジスタの操作は、まず第一に、受信レジスタ６２の内容Ｒ［がその初期状 態に一致するかどうか、即ちこの内容が］であるかどうかをチェックすることで ある。 この場合に１であれば、ステ・ｌプ１４４で衝突レジスタ６４の内容ＲＫはＯに 設定され、またそれに続いてステリブ１４５では、ちょうど成功したばかりの伝 送チャネルを通して受信した情報パケットの滞留パケット番号に受信レジスタ６ ２の内容ＲＥが設定される。ステップ１４３において、受信レジスタ６２が初期 状態にないことが検出されたときは、直接ステップ１４５に伝送され、そこで受 信レジスタ６２の内容はその時点の実際の状態にもたらされる。 図１１に、本発明に従って達成可能な短縮効果を説明するために１代表的な情報 ミｌクスの平均伝送時間の比較をグラフで示す２平均伝送時間は、伝送チャネル のトラヒック負荷に依存しており、即ち処理率、・′伝送率の比で表わされる。 上側の曲線Ａは、Ｃ３ＨＡ／ＣＤ　！準プロトコルを使用した場合に得られる。 トラヒック負荷が０１から０５まで変化するときに、平均伝送時間はＳｓｓから ８０ｍ５までの間で発生する。これに対して本発明に従って提供される処理手順 によりチャネルアクセスを実行するときは、上記の範囲内では曲線Ｂに従って約 ０．８ａ＋ｓ乃至１．８ｍｓの非常に短縮された平均伝送時間が得られる。 １送信　　　　　３゛占用”と認ｌｌ　　３送信バク−ｌト伝送時間 Ｆｉｇ、２ １送信　　　　２送信　　　１ｔＲ突と認ＪＩ　　　　　　１モニタＦｉｇ、３ Ｆｉｑ、５ Ｆｉｇ、６ Ｆｉｇ、１０ ０　０．＋　　０．２０．３０．４０．５０．６　０．７０．８０．９　１国際 調査報告 国際調査報告 Ｐｗｖｓ＋＋＋ａ＊Ｐζ丁Ｍｌ＾／２ｊＯ１ｌｌ１ｍ２１１Ｊａｘｙ１６櫛引

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. １．バスシステムとして構成され、中央制御なしにパケット分割による請報の局 伝送網用のチャネルアクセス方法であって、各送信局が伝送チャネルをモニタし 、伝送チャネルの状況に応じて自局の情報を指定し、また複数の情報が伝送チャ ネル上で衡突した場合には、情報伝送を中断し、衡突の解除を解除段階で行うチ ャネルアクセス方法であって、複数のパケットを滞留長さ及び滞留出力時間の増 大に対応する順序で伝送すること、及び衡突の終了と共に開始される解除段階が 、場合に応じた複数の時間区分から成っており、その時間中で所定の流さと滞留 出力時間の情報のパケットについて伝送を行なうことを特徴とする局域伝送用の チャネルアクセス方法。
2. ２．各局内にある情報が、その滞留長さ及び滞留出力時間に関する順序で配列さ れることを特徴とする請求項１記載の方法。
3. ３．滞留長さ及び滞留出力時間の表示のために各情報のパケットが前記情報のす べてのしかし伝送されるべきバケットの数を示す一連の滞留パケット番号を有す ることを特徴とするパケット方の情報伝送のための請求項１又は２記載の方法。
4. ４．送信局により実行中の伝送を検出するために前記の局内にある情報の滞留パ ケット番号が実行中の伝送の最も近い期待パケットの滞留パケット番号よりも小 さい限り、前記情報が指定されることを特徴とする請求項３記載の方法。
5. ５．情報パケットの実行中の伝送が終了している時に情報の指定が開始されるこ とを特徴とする請求項４記載の方法。
6. ６．解除段階の時間区分に複数の範囲の滞留パケット番号が付けられていること を特徴とする請求項３乃至５のいずれかに記載の方法。
7. ７．最初の時間区分が滞留パケット番号１を付けられていることを特徴とする請 求項６記載の方法。
8. ８．解除段階の時間区分の数と及び／又は滞留パケット番号の各範囲の上限値が 、伝送網のトラヒック負荷に応じて設定されることを特徴とする請求項３乃至７ のいずれかに記載の方法。
9. ９．解除段階の時間区分の数と、及び／又は滞留パケット番号の各範囲の上限値 が、最後の無障害で伝送されたバケットのパケット番号に基づいて設定されるこ とを特徴とする請求項３乃至８のいずれかに記載の方法。
10. １０．情報伝送の割込みが規定の最低滞留情報長さ及び最低滞留出力時間に対し てのみ行われることを特徴とする前記請求項のいずれかに記載の方法。
11. １１．割込みが３より大きい滞留パケット番号を有する情報に対してのみ行われ ることを特徴とする請求項１０記載の方法。
12. １２．伝送チャネルが所定の時間非占用状態にあるときに、情報パケットの伝送 に成功した後、前記情報の滞留長さ及び滞留出力時間に無間像に、チャネルアク セスが行われることを特徴とする前記請求項のいずれかに記載の方法。