JPH0360245A

JPH0360245A - パケツト通信方法および装置

Info

Publication number: JPH0360245A
Application number: JP1194107A
Authority: JP
Inventors: Seiichi Ozaki; 尾崎　清一; Michio Asano; 浅野　道雄
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1989-07-28
Filing date: 1989-07-28
Publication date: 1991-03-15

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〕本発明はパケット通信のためのパケット通信方法、およ
びそれを行うパケット通信装置に関する。

〔従来の技術〕

従来のパケット通信方法としては、例えばＣＣＩＴＴ　
　ＲＥＤ　　ＢＯＯＫ　　勧告Ｘ、２５に記載のＬＡＰ
Ｂ手順がある。なお、ＬＡＰＢ手順ではパケットのかわ
りにフレームという用語を使用しており、本発明では必
要に応じてパケット、またはフレームと呼ぶことにする
。

ＬＡＰＢ手順は、世の中に広く用いられているＨＤＬＣ
手順のサブセットである。ＨＤＬＣ手順のように従来か
らある通信方法は、回線の誤り確率が高い時代に、その
条件下でも高信頼のパケット通信を効率良く行うように
するために、その通信方法を実行する通信装置における
順序番号検査に基づく誤り制御や、状態遷移等の処理を
、１パケツトの送受信毎に行うように定められている。

先ず、ＨＤＬＣ手順について、第２１図〜第２３図を参
照して説明しておく。

第２１図は、送受信するパケットのフォーマットを示す
図である。王４０１はパケットの始まりと終わりを示す
フラグＦ、１４０２は宛先または送信元の通信装置のア
ドレスおよびこのフレームがコマンドであるかレスポン
スであるかを示すＡ（アドレス）フィールド、１４０３
はパケットの種別を示す情報や順序番号などを含むＣ（
制御）フィールド、１４０４は伝送するデータを含むＩ
（情報）フィールド、１４０５はＣＲＣチエツクのため
のＦｅ２　（フレームチエツクシーケンス）である。

第２２図は、Ｃフィールド１４０３内のビットの内容を
示す図である。１５０１は情報を伝送するエフレームで
ある。１５０２は受信確認等に使用するＲＲフレーム、
１５０３は受信側が一時的に受信が不可能な状態である
ことを送信側に知らせるために使用するＲＮＲフレーム
、１５０４は受信側が送信側にエフレームの再送を要求
するために使用するＲＥＪフレームである。■フレーム
１５０３は送信順序番号Ｎ（Ｓ）、受信順序番号Ｎ（Ｒ
）を含み、本発明では送信順序番号Ｎ（Ｓ）、受信順序
番号Ｎ（Ｒ）をもつエフレームをＩ（Ｎ（Ｓ）。

Ｎ（Ｒ））のように表わす。ＲＲフレーム１５０２、Ｒ
ＮＲフレーム１５０３、ＲＥＪフレーム１５０４は受信
順序番号ＮＣＲ）を含み、本発明では受信順序番号Ｎ（
Ｒ）をもつＲＥＪフレームはＲＥＪ（Ｎ（Ｒ））、ＲＲ
フレームはＲＲ（Ｎ（Ｒ））、ＲＮＲフレームはＲＮ　
Ｒ（Ｎ　（Ｒ））のように表わす。なお、ＲＲフレーム
１’５０２、ＲＮＲフレーム１５０３、ＲＥＪフレーム
１５０４はエフイールド１４０４は持たない。第２２図
のＣフィールドにおける第３ビツトはＰ／Ｆ　（ポール
／ファイナル）ビットであり、コマンドフレームにおい
てはこのビットはＰビットであり、これが１１１１１な
らば相手局に対する送信勧誘を表わし、レスポンスフレ
ームにおいてはこのビットはＦビットであり、これが“
１７１ならば上記送信勧誘に対する応答を表わす。

第２３図はＨＤＬＣ手順に従う通信装置である０局２５
０２と８局２５０４との間で行う通信のシーケンスの１
例を示す。

０局２５０２はＩ（０，０）２５０６を送信し、８局２
５０４はＩ（０，０）２５０６を受け取るとフラグ１４
０１を取外し、ＦＣＳチエツクを行う。

ＦＣＳチエツクの結果が誤りであれば、８局２５０４は
受け取ったエフレーム２５０６を廃棄し、受信していな
いとみなす。本例では、ＦＣＳチエツクの結果を正常と
仮定している。この場合、８局２５０４は次にＮ（Ｓ）
の検査を行う。これが正常と判定されると、８局２５０
４は受信処理２５２８を行う。この受信処理２５２８は
、１つの１フレームの受信を認識し、状態遷移およびＮ
（Ｒ）判定。

ウィンドウ制御、内部変数の更新等のタスク実行などを
行う処理である。なお、内部変数やＮ（Ｓ）。

Ｎ（Ｒ）等のフレームの順序番号に関する値はモジュロ
数に従って更新する。

次に、０局２５０２はＩ（１，０）２５０８を送信する
。今、上記Ｉ（１，０）が伝送路上で失われるか、また
はＤ局でのＦＣＳチエツクの結果が誤りのため廃棄され
たと仮定する。次に、０局２５０２はＩ（２，０）２５
１０を送信し、８局２５０４はＩ（２，０）２５１０を
受信し、Ｎ（Ｓ）検査を行う。

８局２５０４は、Ｎ（Ｓ）＝１のエフレームを次に受信
することを期待しているのにＮ（Ｓ）＝２のエフレーム
を受信したため、Ｎ（Ｓ）誤りを判定し、ＲＥＪ異常処
理２５３０を行う。このＲＥＪ異常処理２５３０は、受
信したフレーム２５１０の廃棄、ＲＥＪ異常状態への状
態遷移、ＲＥＪフレームの送信などを行う処理である。

８局２５０４はＲＥＪ（１）を送信することにより、Ｎ
（Ｓ）＝１の１フレームの再送を要求する。

０局２５ｏ２は、ＲＥＪ（１）２５１２を受信すると、
Ｎ（Ｓ）＝１以降のＩフレームＩ（１，０）２５０８お
よびＩ（２，０）２５１０を再送する。８局２５０４は
、ｒＤ、０）２５０８．Ｉ（２，０）２５１０を受信す
ると、Ｎ（Ｓ）が正常であることを判定し、受信処理２
５２８を行う。次に８局２５０４で送信要求が発生する
と、８局２５０４は送信処理２５３２を行う。この送信
処理２５３２は、フラグ１４０１．Ａフィールド１４０
２．Ｃフィールド１４０３、ＦＣ８１４０５を作成し、
送信する情報１４０４に付加してエフレームとして送信
し、状態遷移を行い、内部変数の更新等のタスクの実行
を行うなどの処理を含む。

本例では３つのエフレームの送信要求があるとしており
、８局２５０４はＩ（０，３）２５王６゜１（１，３）
２５１８．Ｉ（２，３）２５２０を送信している。各■
フレームの送信に伴って、８局２５０４では送信処理２
５３２を行う、各送信エフレームのＮ（Ｓ）の値は、順
に０．１．２である。

多送（ｃｔ　ｉフレームのＮ（Ｒ）の値は３であり、こ
れは、８局２５０４が０局２５０２からＮ（Ｓ）＝２ま
での送信順序番号を持つエフレームを受信したというこ
とを意味する受信確認を表わす。Ｉ（１゜３）２５１８
は０局２５０２に受信されず紛失し、０局２５０２はＩ
（２，３）２５２０を受信することにより該紛失を認識
し、ＲＥＪ（１）２５２２を送信することにより再送を
要求する。８局２５０４は、ＲＥＪ（１）２５２２を受
信すると、ＲＥＪ受信処理２５３４を行う、ＲＥＪ受信
処理２５３４は。

状７ｆｌ移や要求されたフレームの再送などを行う処理
である。Ｈ局２５０４は、ＲＥＪ受信処理２５３４によ
り、工（王、３）２５１８．Ｉ（２，３）２５２０を再
送する。

以上示したように、従来の方法を実行する通信装置では
、１パケツトの送信および受信に伴って、必ず状態遷移
や内部変数の更新等のタスク実行を行っている。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記のような従来の通信方法は１行うべき制御が複雑で
、また細部の変更や採用するオプションの違いを吸収す
る必要があるため、一般にソフトウェアで処理されてい
る。従来の通信方法を実行する装置では、上記のように
１つのパケットの送信および受信に伴って、状７ｓ遷移
や内部変数の更新等のタスク実行を行うため、例えば、
工つのエフレーム受信のためのソフトウェア処理に数〜
数１０ｍ秒のプロセッサ処理時間を必要とする。このよ
うに処理負荷が大きいため、スルーブツトを向上して高
速回線や多数の回線を収容しようとすると、大きなプロ
セッサ性能が必要となる。また、従来の通信方法を実行
する装置で構成した通信網では、中継装置における処理
遅延が重なって大きな遅延時間が発生する。

本発明の目的は、よりスルーブツトが大きく、より遅延
時間が小さく、効率が良く、かつ確実なパケット通信を
行うことのできるパケット通信方法を提供することにあ
る。

本発明のさら１こ他の目的は、よりスープツトが大きく
、より遅延時間が小さく、効率が良く、かつ確実なパケ
ット通信を行うパケット通信装置を提供することにある
。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するために、本発明のパケット通信方法
では、送信側は連続して送信するｎ個のパケットを工つ
のグループとし、該グループ内の全パケットに同一の送
信グループ順序番号Ｎ（Ｓ）を付けて送信し、受信側は
同じＮ（Ｓ）を持つパケットの受信数を計数し、計数値
がｎ個であれば正常に受信したと認識し、ｎ個より少な
ければ紛失が起こったとＬｇ識して再送の要求を行う。

特に本発明の望ましい態様では、上記１つのグループを
構成するパケットの個数ｎは可変であり、通信の状況に
より自動的に、またはオペレータからの入力により設定
可能とする。

本発明のパケット通信方法では、送信側は、例えば、連
続して送信するｎ個のパケットのうちの先頭のパケット
にグループの先頭であることを示す印を付けて送信し、
受信確認待ちタイマをスタートする。この場合、その後
、受信側からの受信確認を受け取るまでは、次のグルー
プの送信は禁止され、該受信確認を受け取ると受信確認
待ちタイマをストップし、次のグループの送信が可能と
なる。また、送信側は、受信確認待ちタイマがタイムア
ウトすると上記ｎ個のパケットを再送する。

受信側は、グループの先頭であることを示す印を持つパ
ケットを受信すると、パケットの受信数を計数開始し、
計数値がｎ個になると、送信側に受信確認を返送する。

また、本発明のパケット通信方法の他の態様によれば、
送信側は、連続して送信するｎ個のパケットのうちの先
端のパケットにはグループの先頭であることを示す印を
付けて送信し、その後、次のグループの送信要求があれ
ば同様に送信を行う。

受信側は、グループの先頭であることを示す印を持つパ
ケットを１つ受信してから、次に再びグループの先頭で
あることを示す印を持つパケットを受信する直前までの
パケットの受信数を計数し。

計数値がｎ個であれば正常に受信したと判定し、ｎ個よ
り少なければ紛失が起こったと判定して再送要求を行う
。特に本発明の望ましい態様では、送信側は、グループ
の先頭のパケットにはグループの番号を示す情報をつけ
て送信し、受信側は該グループの番号を示す情報に基づ
いて、再送を要求するグループを指定する。

また１本発明のパケット通信装置では、順序番号判定手
段および受信数計数手段を設け、該装置がパケットを受
信すると、上記順序番号判定手段により受信パケット中
の送信順序番号Ｎ（Ｓ）を判定し、Ｎ（Ｓ）が、該装置
で次に受信するパケットの送信順序番号として期待する
値■（Ｒ）と等しければ、上記受信計数手段よりカウン
ト値をｌだけ更新する。更新後の計数値がｌグループ内
のパケット数として予め決められた値ｎに等しければ、
上記受信計数手段計数値を初期化し、Ｖ（Ｒ）の値を王
だけ更新する。また、上記Ｎ（Ｓ）の判定の結果、Ｎ（
Ｓ）がＶ（Ｒ）と等しくない場合は、誤りが起こったと
判断して再送の要求を行う。

〔作用〕

本発明では、従来ｌパケット毎に行なわれていた処理を
、ｎ個のパケットからなる１グループを単位として行う
、パケットの送信側は、連続して送信する各パケットに
連続した異なる送信順序番号Ｎ（Ｓ）を付ける必要はな
く、１グループ内のｎ個のパケットに同じＮ（Ｓ）をつ
ける。つまり、前述した送信処理２５３２のような処理
が、１パケツトの送信毎に行うのではなくｌグループの
送信毎に行われるため、送信側における送信の処理負荷
が大幅に軽減される。また受信側は、受信する全てのパ
ケットに対して受信処理２５２８のような処理を行うの
ではなく、通常は、パケットを受信するとＮ（Ｓ）を判
定し、受信側が受信を期待している値と等しければ、パ
ケットの受信数の計数などの簡単な処理のみを行う。受
信側は、グループの最後のパケットを受信し、計数値が
ｎ個になった場合にのみ、受信処理２５２８と同様の処
理を行う。これにより受信側における受信の処理負荷は
軽減される。

また、受信側はパケットを受信し、Ｎ（Ｓ）を判定し、
受信側が受信を期待している値と等しくなければ、１グ
ループのパケットの全てを正確に受信しなかったと判断
し、送信側に対して再送の要求を行う。これにより通信
の確実性はそこなわれることはない。上記受信側からの
再送要求に対して、送信側は１グル一プ全体を再送する
のが最も単純である。

本発明による処理負荷の軽減は、ｌグループを構成する
パケットの個数ｎを大きくすればするほど、大きくなる
。しかしながら、誤り率の大きい通信システムにおいて
は、１グループのパケット数ｎを大きくすると、そのう
ちの１つのパケットが誤ったために上記ｌグループ全体
の再送が必要となる確率が高くなる。そこで本発明では
、ｎの値を可変とし、上記通信システム内で誤り率等の
通信の状況を監視し、自動的にｎを変更するか、または
オペレータからの指示によりｎを変更することにより効
率のよいパケット通信を行う。

また本発明では、送信側は送信に際してはグループの先
頭のパケットにグループの先頭であることを示す印を付
け、ニゲループのパケットを送信し、受信確認待ちタイ
マをスタートする。これにより送（ｇ側の処理負荷は軽
減される。また受信側はグループの先頭を示す印を持つ
パケットを受信するとパケットの受信数を計数開始し、
以後グループの先頭でないパケットを受信する毎に計数
値を工ずつ更新する。計数値がｎになるとｌグループの
受信を完了したと認識し、送信側に対して受信確認を送
る。これにより受信側の処理負荷は軽減される。送信側
は受信確認を受け取るとｌグループの送信が成功したと
認識して、次のグループの送信が可能となる。もし送信
側が送信した１グループ内のいずれかのパケットが紛失
すると、受信側の計数値はｎにならない。この場合送信
側の受信確認待ちタイマがタイムアウトし、送信側は１
グループのパケットを再送する。これにより、通信の確
実性はそこなわれることはない。

また本発明では、送信側は送信に際してグループの先頭
のパケットにグループの先頭であることを示す印を付け
、１グループのパケットを送信し、さらに次の送信要求
があれば同核に送信する。受信側はグループの先頭を示
す印をもつパケットを受信するとパケットの受信数を計
数開始し、以後グループの先頭でないパケットを受信す
る毎に計数値を１ずつ更新する。受信側は、次にクルー
プの先頭を示す印をもつパケットを受信すると、いま受
信したパケットを受信する直前までのパケットの受イ８
数の計数値を判定し、ｌグループのパケット数ｎに等し
ければニゲループの受信を正常に完了したと認識する。

これにより送信側、受信側の処理負荷は軽減される。も
しｌグループ内のいずれかのパケットが紛失すると、上
記計数値の判定の結果がｎより小さくなる。この場合、
受信側は送信側に対して再送要求を行う。これにより通
信の確実性は保たれる。さらに送信側は、グループの先
頭のパケットにはグループの番号を示す情報をつけて送
信し、受信側はグループの先頭のパケットを受信すると
該グループの番号を示す情報を保持し、受信側は再送要
求を行う場合、該グループの番号を示す情報に基づいて
、再送を要求するグループを指定することにより、より
的確な再送処理が行え、これにより効率のよい通信を行
うことができる。

また、本発明のパケット通信装置では、パケット受信す
ると処理を開始し、Ｎ（Ｓ）と■（Ｒ）を比較し、等し
ければ正常受信と認識し、受信計数手段の計数値をｌ更
新する６そして計数値がｎより小さければ処理を終了す
る。計数値がｎに等しければｌグループの受信を完了し
たとして受信計数手段の初期化、状態遷移、Ｖ（Ｒ）そ
の他の内部変数の更新等を行う。１グループの受信を完
了したことに伴うこれらの処理に対応する処理は、従来
技術では１パケツトの受信ごとに行っていた。従って本
発明によれば処理負荷が軽減される。上記Ｎ（Ｓ）とＶ
　（Ｒ）の比較結果が等しくない場合は、パケットの紛
失が起こったと考えられ、この場合受信側はＶ　（Ｒ）
と等しいＮ（Ｓ）をもつグループの再送を要求する。こ
れにより通信の確実性は保持される。

また、本発明では、通信の状況に応じて自動的に、また
はオペレータからの人力によりｎ設定手段がｎ記憶手段
に１グループ内のパケット数ｎを設定し、通信はｎ個の
パケットからなるニゲループを単位として行う。これに
より、より効率のよい通信を行うことができる。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例について説明する。本実施例は、
本発明をＨＤＬＣと同じデータリンクレイヤに適用する
場合を示す。

第１図はＡ局１０２と８局１０４との間の通信の一例を
表わすシーケンス図である。１３０は８局１０４内の内
部変数の１つである送信状態変数ｖ（Ｓ）、１３２は８
局１０４内の内部変数の１つである受信状態変数Ｖ（Ｒ
）を示す６本実施例では、ｙ（Ｓ）１３０とＶ（Ｒ）１
３２の初期値はともにｒＯＪとしている。工３４は８局
１０４内の内部変数の工つである。ｌグループを構成す
るパケットの数ｎであり、本実施例ではｎの値は「４」
としている、１３６は８局１０４内の内部変数の１つで
あるカウンタＤであり、Ｄの初期値は「０」である、第
１図で通信するパケットは第２１図。

第２２図に示したＨＤＬＣのフレームと同じ形式である
と仮定する。

第２図は、８局１０４で行う処理のフローチャートであ
る。以下、第１図のシーケンスを第２図のフローチャー
トを用いて説明する。

Ａ局１０２が送信する１グループのフレーム１０６〜１
０９には、同じＮ（Ｓ）（＝ｏ）、Ｎ（Ｒ）（＝Ｏ）を
含むＣフィールド１４０３が付いている。Ｂ局は、送信
、受信を行っていないときは処理待ちのステップ３００
にある。８局１０４は、Ｉ（０，０）１０６を受け取る
と、フラグ１４０工除去、ＦＣ８工４０５チエツクを行
い、ＦＣＳチエツクの結果が誤りであれば受け取ったフ
レームを廃棄する。ＦＣＳチエツクの結果、廃棄された
フレームは、伝送路上で紛失し８局１０４に届がなかっ
たフレームと同等と考えられる。従って、本発明では、
ＦＣＳチエツクの結果による廃棄も伝送路上での紛失も
、共に「フレームの紛失」と呼ぶ。上記フラグ１４０１
の除去、Ｆ　ＣＳ　１４０５のチエツクの処理は、第２
図のフローチャートでは省略しであるが、８局１０４が
これらをフレームを受け取る毎に行う。本例では、■フ
レーム１０６受け取り後のＦＣＳチエツクの結果は正し
かったと仮定する。この場合、８局１０４はフレーム１
０６の受信を認識してステップ３０２へ進み、Ａフィー
ルド検査を行う。Ａフィールド検査の結果、受信したフ
レームが他局宛であることが判明すると、受信したフレ
ームを他局へ送出しくステップ３１４）、処理待ちに戻
る（ステップ３００）。

ステップ３１４の、他局への送出とは次のようなことを
意味する。

第３図〜第５図は、Ａ周上０２，８局１０４を含む通信
システムのｌ個を示す図である。

第３図のシステムでは、Ａ局１０２と８局１０４が工対
ｌに接続されており、この場合はステップ３０２のＡフ
ィールド検査の結果が他局宛であることはなく、Ａフィ
ールド検査結果からは受信したフレームがコマンドかレ
スポンスかがわかるのみである。従ってステップ３０２
の判定の結果、ステップ３１４へ進むことはない。

第４図のシステムでは、Ａ局１０２が主局であり、従局
としては８局１０４の他に０局１７０２゜０局１７０４
が接続されている。この場合、８局１０４でのステップ
３０２のＡフィールド検査の結果、受信フレームがＡ局
宛でないことがわかると、ステップ３１４で受信フレー
ムを０局１７０２、または０局１７０４に送出する。ま
た、システムのつくりによっては、主局が送信したフレ
ームを全ての従局が受信し、各従局内で自局宛のフレー
ムであるかどうか判定し、自局宛でなければ廃棄するよ
うにすることもできる。この場合、ステップ３１４では
受信フレームを他局へ送出するのではなく、自局内で廃
棄する。

第５図のシステムでは、Ａ局１０２，８局１０４゜０局
１８０２．Ｄ局１８０４がループ上に接続されている。

ループ上の伝送は時計周りであるとすると、Ａ局１０２
が送信したフレームはまず８局１０４が受信し、ステッ
プ３０２のＡフィールド検査の結果、自局宛でないこと
がわかると、ステップ３１４でループ上の次の局である
０局へ送出する。

第３図に戻って、８局１０４は、フレーム１０６の受信
後のステップ３０２のＡフィールド検査の結果、フレー
ム１０６が自局宛であることを判定し、次にＣフィール
ド検査（ステップ３０４）を行う。受信フレームがエフ
レームであれは、次にＣフィールド中の送信順序番号Ｎ
（Ｓ）を内部変数ｖ（Ｒ）１３２．！：比較すル（ステ
ップ３０６）、本例ではＮ（Ｓ）＝Ｖ（Ｒ）（＝Ｏ）で
あり、この場合ステップ３０８でカウンタＤ工３６を１
更新してＤ＝１とし、ステップ３１０でＤの値をｎ１３
４と比較する。現在Ｄ（＝工）＜ｎ（＝４）であるから
、ステップ３００に戻り処理待ちとなる。なお。

本実施例では、カウンタＤは初期値をｒＯＪとし、■フ
レーム受信毎にｌずつ増加して行くようにしているが、
これは例えば初期値をｎとし、■フレーム受信ごとに１
ずつ減少してゆくなどの任意の方法が可能である。

第１図のフレーム１０７，１０８の受信についても、Ｂ
局は同様にステップ３０２，３０４゜３０６．３０８，
３１０を行い、ステップ３００に戻る。１グループの最
後であるフレーム１０９を受信すると、Ｂ局はステップ
３０２，３０４゜３０６．３０８の後、ステップ３１０
でＤ＝ｎ＝４であることを判定し、ステップ３工２の１
グループ受信完了処理を行う。これは次のような処理を
含む。先ず、ｌグループの受信を完了したことを認識す
る。そして必要ならば、次のグループの受信を待つなど
して、受信したフレームのグループ分けを再編成し、よ
り上位レイヤの処理が必要ならば上位レイヤに引き渡し
、または他回線への退出のためのデータリンクレイヤの
処理の開始などを行う。また、従来のＨＤＬＣでエフレ
ームの受信に伴って行われていると同様の状態遷移を行
う、これは現在の状態と状態遷移要因とから状態遷移テ
ーブルを検索し、次の状態、および状態遷移に伴い実行
すべきタスクを知ることを含む。そしてタスクの実行と
して、Ｖ（Ｒ）、Ｖ（Ｓ）、その他の内部変数の更新、
送信バッファの解放、テーブル類の更新、ウィンドウ制
御に関する処理等を行う。

ステップ３１２の結果、Ｖ（Ｒ）の値が１だけ更新され
る。今の例では、（Ｒ）の値は王になる。また、ステッ
プ３１２では、カウンタＤを０に更新する。ステップ３
１２の後は、ステップ３００に戻る。

以上説明したように、８局１０４は、１グループの最後
のエフレーム以外の受信動作では、ステップ３０２，３
０４，３０６，３０８，３１０という簡単な処理を行え
ば良く、ニゲループの最後のエフレームの受信時にのみ
、さらにステップ３１２を行えばよい。ステップ３王２
は、従来のＨＤＬＣにおいてエフレームの受信時に毎回
行っていた受信処理２５２８　（第２３図）に対応する
ものである。ＨＤＬＣ処理をソフトウェアで行う場合、
受信処理２５２８は、■フレームの受信に際して行う処
理全体の５０％以上の処理ステップを占めるものである
（ただし、つくりによって大きく異なるＲＡＳ関係の処
理は含まない）。

従って、本発明によれば、１グループの最後以外の■フ
レーム受信に伴う処理を、従来方法に比べて５０％以上
削減することができる。ここで仮に、従来のＨＤＬＣで
エフレームの受信時に毎回行う処理全体の処理量をＸと
し、受信処理２５２８はそのうちの５０％（０，５倍）
を占めるとすると、ｎ個のエフレーム受信に対して、従
来のＨＤＬＣではｎｘの処理が行なわれる。これに対し
、本発明によれば、グループの最後以外のｎ−１個のフ
レーム受信に対して約０．５（ｎ−１）ｘ、グループの
最後のフレーム受信に対し約Ｘの処理を行うため、ｎ個
（１グループ）の受信に対して合計約０．５（ｎ＋１）
ｘの処理で済む。従って、従来のＨＤＬＣの処理量に対
する本発明で必要な処理量の比は、０．５（ｎ＋１）ｘ／（ｎｘ）＝０．５（ｎ＋工）／ｎ
であり、ｎが大きければ、本発明は従来の約半分の処理
量となる。このように本発明は処理量軽減の効果があり
、ｎが大きいほどこの効果は大きいものである。

次に、誤り発生時の再送処理について説明する。

第１図で、Ａ局１０２はＮ（Ｓ）＝Ｏのエフレーム１０
６〜１０９の送信後、次の１グループのエフレーム１１
４〜１１７をＮ（Ｓ）＝１にして送信する。ここで、■
フレーム１１６が紛失したと仮定する。８局１０４はエ
フレーム１１４．↓１５１１７に対してＮ（Ｓ）判定、
カウンタＤの更新を行うが、■フレーム１１６が紛失し
ているため、グループの最後のエフレーム１１７を受信
してもカウンタＤのイ直がｎ＝４にならない。このため
、ステップ３１２が行われず、従って■（Ｒ）１３２の
更新も行毛ソない。Ａ周上０２は、次の１グループのＩ
フレームエ２２〜１２５をＮ（Ｓ）＝２にして送信する
。８局１０４は、■フレーム１２２を受信した時、Ｎ（
Ｓ）（＝２）検査（ステップ３０６）を行うと、Ｖ（Ｒ
）＝１となるため、Ｎ（Ｓ）≠ｖ（Ｒ）と判定し、ＲＥ
Ｊ異常処理（ステップ３１６）を行う。

ステップ３１６は次のような処理を含む。すなわち、Ｉ
（ＥＪ誤り状態に状態遷移する。また、受信未完了のフ
レームを廃棄する。受信未完了のフレームとは、８局１
０４に受け取られはしたが。

そのフレームを含む１グル一プ全体の受信完了の認識（
ステップ３１２でなされる）はされていないフレームの
ことであり、ここではフレーム１１４゜１１５．１１７
および１２２を指す。また、上記ステップ３１６では、
Ｎ（Ｒ）にＢ局の内部変数ｖ（Ｒ）１３２（７）値を入
れたＲＥＪ（Ｖ（Ｒ））７レームを送信する。本例では
、ＲＥＪ（１）１２７が送信される。また、ステップ３
１６では、カウンタＤの値を０にリセットする。

８局１０４は、フレーム１２２の受信後、フレーム１２
３を受信し、Ａフィールド検査（ステップ３２０）、Ｃ
フィールド検査（ステップ３２０）。

Ｎ（Ｓ）判定（ステップ３２４）を行う。ステップ３２
０．３２２，３２４では上述したステップ３０２．３０
４，３０６と同じ処理が行われる。

また、ステップ３２０のＡフィールド検査の結果が他局
宛である場合に実行されるステップ３２８は、ステップ
３１４と同じであり、これが終ると処理待ち状態（ステ
ップ３１８）に戻る。フレーム１２３の受信時に行うス
テップ３２４の判定結果はＮ（Ｓ）≠Ｖ（Ｒ）となるた
め、ステップ３２６で受信フレーム（フレーム１２３）
を廃棄し、処理待ち（ステップ３１８）に戻る。８局１
０４は、その後、フレーム１２４，１２５を受信するが
、Ｎ（Ｓ）≠Ｖ（Ｒ）であるため、上述したと回様にス
テップ３２６で廃棄される。

第１図の例では、８局１０４はフレーム１２３〜１２５
の受け取りの後にＲＥＪ（１）１２７を送信するように
なっているが、ＲＥＪ（１）１２７の送信は、今、久ツ
ブ３１６の処理時間等によってはもっと早く実行され、
フレーム１２３〜１２５のいずれかを受け取る前に行わ
れることもある。尚、Ａ１１０２が、フレーム１２３〜
工２５のいずれかの送出前にＲＥＪ（１）１２７を受信
した場合、フレーム１２３〜１２５のうち未送出のもの
は送出しないようにすることも可能である。

Ａ局１０２は、ＲＥＪ（１）１２７を受信すると、Ｎ（
Ｓ）＝１であるｌグループのエフレーム１１４〜１１７
を再送する。８局１０４は、フレーム１１４を受信する
と、ステップ３２０，３２２゜３２４を行い、Ｎ（Ｓ）
＝ｖ（Ｒ）＝１−１１−あることを判定し、ステップ３
０８．　ステップ３１０　、３００を実行する。８局１
０４は、その後フレーム１１５〜１１７を受信し、前述
のフレーム１０７〜１０９の受信処理と同様の処理を行
い、ｌグループの受信を完了する。

Ａ局１０２は、その後フレーム１２２〜１２８を再送し
、８局１０４はこれらを正常に受信し、１グループの受
信を完了する。これによって−度紛失したフレーム１１
６を含むｌグループ系のフレーム１工４〜１１７と、Ｂ
局で廃棄したフレーム１２２〜１２５からなるｌグルー
プのフレームの再送が完了する。この時、８局１０４の
内部変数Ｖ　（Ｒ）の値は「３」、カウンタＤの値はｒ
ＯＪとなる。

次にフレームの送信について、第１図（その２）と第６
図を用いて説明する。

第１図において、１５４は送信カウンタＥを示し、初期
値は「０」である。第６図は、第２図の処理待ち（ステ
ップ３００および３１８）で送信要求があった時に実行
されるルーチンであり、図示された「処理待ち」は第３
図の処理待ち（ステップ３００またはステップ３１８）
と同じものを示している。

８局１０４で送信要求が発生すると、第６図のステップ
４０１で送信カウンタＥ１５４を判定する。現時点でＥ
はＯとなっているため、ステップ４０２に進み、送信フ
レームのＡフィールドとＣフィールドを作成し、８Ｍ１
０４内に保持する。

上記ＡフィールドにはＡＪｉＪ１０２のアドレスを含み
、Ｃフィールドにはフレームが■フレームであることを
示す情報を含む。また、Ｃフィールド内のＮ（Ｓ）には
内部変数Ｖ（Ｓ）＋７）値（＝Ｏ）、Ｎ　（Ｒ）には内
部変数Ｖ　（Ｒ）の値（＝３）が設定される。

次に、ステップ４０４で、送信する情報（第２１図のエ
フイールド１４０４）の前後に、ステップ４０２で作成
したＡフィールド（第２１図の１４０２）とＣフィール
ド（１４０３）、ＦＣ８１４０５、フラグ１４０工を付
けて、Ｉ（０，３）１３８として送信する。その後ステ
ップ４０６でＥをｌだけ更新しくＥ＝１となる）、ステ
ップ４０８でＥの値を判定する。この例ではＥ＜ｎ（＝
４）であるため処理待ち状態（ステップ３００または３
１８）に戻る。

８局１０４で次のフレームの送信要求が発生すると、ス
テップ４０工でＥ≠０であることを判定し、ステップ４
０４へ進み、Ｉフレーム１４０を送信する。■フレーム
１４０のＡ、Ｃフィールドは、フレーム１３８の送信の
際にステップ４０２プ４０６，４０８を実行し、処理待
ち（ステップ３００．３１８）へ戻る。フレーム１４２
の送信も同様にして行なわれる。

次の送信■フレーム１４４は１グループの最後のフレー
ムであり、この送信要求が発生すると、ステップ４０１
，４０４，４０６の後、ステップ４０８でＥ＝ｎ　（＝
４）となっているため、ステップ４１０に進んで１グル
ープ送信完了処理を行う。この処理では、ｌグループの
送信完了の認識に伴うテーブル類の更新、状態遷移、Ｖ
（Ｓ）を１だけ更新するなどの内部変数の更新を含むタ
スクの実行、送信カウンタＥ１５４の０へのリセット等
が行われる。その後処理待ち（ステップ３００゜３１８
）に戻る。

従来のＨＤＬＣでは、上記ステップ４０２のＡ。

Ｃフィールドの作成や、ステップ４工Ｏ内の状態遷移、
内部変数更新などが１フレームの送信毎に行われている
が１本発明によれば、これらの処理をｌグループの送信
について１回行えば良く、従って、前述した受信の場合
と同様、処理量軽減の璋効果がある。

■フレームの送信に関しては、上記第６図のフローチャ
ートを第７図のように変形してもよい。

第７図の処理待ち（ステップ３００．３工８）、および
ステップ４０２，４０４，４０６，４０８゜４１０の処
理は第６図におけるものと同じである。

８局１０４は、フレーム送信要求が発生すると、処理待
ち状態（ステップ３００または３工８）からステップ４
０２，４０４，４０６を実行し、ステップ４０８で、Ｅ
（＝１）＜ｎ（＝４）を判定し。

ステップ６０２に進む。ステップ６０２では、Ｂ局に次
のエフレームの送信要求があるかどうかを判定し、もし
あれば、ステップ４０４に戻って送信を繰り返す。もし
なければ、ステップ６０４でエフイールドを持たないエ
フレームを送信し、ステップ４０６に戻る。

受信側（Ａ局１０２）では、エフイールドを持たないエ
フレームも１つのフレーム受信としてカウントする。ス
テップ６０４で送信するエフレームの代わりに、エフイ
ールドを持たないフレームを本変形例で新たに定義して
、ステップ６０４で送信し、受信側ではそのフレームを
受信すると１つのエフレーム受信としてカウントするよ
うにしてもよい。第７図に示した変形例によれば、ニゲ
ループの送信の間に長い空き時間が生じることを防ぐこ
とができ、例えばｌグループのフレームの単位にある意
味を持たせることなどにより、より柔軟な通信処理を行
うことができる。

第８図は、■フレームの送信処理に関する更に他の変形
例を示す。第８図の処理待ち（ステップ３００．３１８
）、およびステップ４０２，４０４゜４０６．４０８，
４１０の処理は第６図におけるものと同じである。

８局１０４は、フレーム送信要求があると、処理待ち状
態（ステップ３００または３１８）からステップ４０２
，４０４，４０６を実行し、ステップ４０８で、Ｅ（−
１）＜ｎ（＝４）を判定してステップ７０２に進む、ス
テップ７０２では５Ｂ局１０４に次のエフレームの送信
要求があるかどうかを判定し、もしあればステップ４０
４に戻つて送信し、もしなければステップ７０４で送信
終結フレームを送信し、ステップ４１０のニゲループ送
信完了処理に進む。ステップ７０４で送信する送信終結
フレームは、本変形例で新たに定義するフレームであり
、送信側はｌグループを構成する個数のフレームを送信
していなくても、送信終結フレームを送信するとｌグル
ープの送信を完了する。受信側は、１グループを構成す
る個数のフレームを受信していなくても、上記送信終結
フレームを受信すると、１グループの受信を完了したと
みなす、第８図に示した変形例によれば、第７図に示し
た変形例と同様に、より柔軟な通信処理を行うことがで
きる。

■フレームの送信処理は、第９図のフローチャートに示
す変形例を採用することもできる。第９図の処理待ち（
ステップ３００，３１８）は第６図におけるものと同じ
である。８局１０４は、フレーム送信要求があると、処
理待ち状態（ステップ３００または３工８）からステッ
プ４１２に進み、ステップ４０２と同様にＡ、Ｃフレー
ムを作成する。次にステップ４１４で、送信要求のあっ
たデータを、１グループを構成するフレームの個数であ
るｎ個に分割し、それぞれにステップ４１２で作成した
Ａ、ＣフィールドおよびＦｅ２．フラグを付けて送信す
る。

ステップ４１４で行う分割には様々な方法が考えられる
６例えば、送信要求のあったデータを正確にｎ等分、ま
たは長さの等しくないｎ個のブロックに分割する。一定
長のａ個のデータと、これとは異なる長さのｂ個のデー
タ（ａ、ｂはＯまたは正の整数かつａ＋ｂ＝ｎ）に分割
してもよい。

次にステップ４１６でｌグループ送信完了処理を行い、
処理待ち（ステップ３００，３１８）に戻る。ステップ
４１６は、送信Ｅ１５４のリセットが必要ないことを除
けば、ステップ４１０と同じである。本変形例によれば
、送信カウンタＥ　１５４が不要となる。また５本変形
例によれば、例えば本発明をＬＬＣレイヤに適用し、Ｍ
ＡＣレイヤ以下の規定ではフレーム長に制限があり、か
つ送信要求されるデータはいつもＭＡＣレイヤ以下のフ
レーム長の制限以上の長さである場合等に有効となる。

尚、第９図に示した変形例は、第７図、第８図に示した
変形例と適当に組合せて使用することもでき、それによ
りさらに柔軟な処理を行うことができる。

第１図に戻って、８局１０４は、■フレーム１３８〜１
４４からなるｌグループを送信した後、同様にエフイー
ルド４６〜１５２からなる１グループ、およびエフレー
ム１５４〜１６０からなるｌグループを送信する。ここ
でフレーム１４８が紛失したと仮定すると、Ａ局１０２
がＲＥＪ（１）１６２を送信する。８局１０４がＲＥＪ
（１）１６２を受信すると、第２図のステップ３００，
３０２を実行した後、ステップ３０４で■以外のフレー
ム受信であることを判定し、第Ｉ０図のルーチンを実行
する。

第１０図のステップ８０２では、ＲＥＪフレームの受信
であることを判定し、ステップ８０４でＲＥＪ受信処理
を行う、ステップ８０４は次のような処理を含む。先ず
、状態遷移を行う。またタスクの実行として、内部変数
Ｖ（Ｓ）１３０に受信ＲＥＪフレーム１６２中のＮ（Ｒ
）（＝１）を入れ、その値と同じＮ（Ｓ）を持つエフレ
ームのグループ、およびそれ以後に送信したエフレーム
のグループを再送し、テーブル等の更新を行う。ステッ
プ８０４を実行した後はステップ３００、または３１８
の処理待ちに戻る。尚、８局１０４は、ＲＥＪフレーム
を受信したときに、もしエフレームを送信中ならば、送
信をただちに停止し、ステップ８０４のＩフレーム再送
を行うようにしてもよいし、送信中のフレーム、または
送信中のフレームを含むｌグループのフレームの送信を
完了してしまってからステップ８０４の■フレーム再送
を行うようにしてもよい。第１図の例では、８局１０４
はＲＥＪ（１）１６２を受信後、ｒフレーム１４６〜１
５２からなるｌグループのフレームを再送している。ま
た第工図には示していないが、続いてエフレーム１５４
〜１６０からなるｌグループのフレームの再送も行う。

第１０図宅ｚテップ８０２で受信フレームがＲＥＪフレ
ームでないと判定されると、ステップ８０６で受信フレ
ームがＲＲフレームかどうか判定する。受信フレームが
ＲＲフレームならば、ステップ８０８で状態遷移、ウィ
ンドウ更新、送信バッファ解放等のタスク実行を行い、
ステップ３００または３１８の処理待ち状態に戻る。ス
テップ８０６の判定の結果、受信フレームがＲＲフレー
ムでなければ、フレーム種別に対応する受信処理を行う
。

上記実施例では、従来のＨＤＬＧと同様な方法のフロー
制御を行うことが可能である。ただし、ＨＤＬＣにおけ
る１つのエフレームに対応して。

本実施例ではｎ個のエフレームからなるｌグループを単
位としてフロー制御を行う。

次に、１グループを構成するフレームの数ｎ１３４の変
更について説明する。第１１図はＡ局１０２．８局１０
４間で、通信の状況により自動的にｎを変更する場合の
シーケンスの一例、第１２図はシーケンスの別の例、第
１３図と第１４図は、それぞれＢ局とＡ局が行なう処理
手順のフローチャートを示す。

８局１０４は再送発生の頻度を監視しており、この頻度
があまり大きくない場合に、通信の効率を上げるために
ｎを増加しようとする。第Ｉ３図のステップ１２０２で
、８局１０４は、ｎをＮ１（＝４）からＮｚ（＝６）に
変更希望する。本実施例では、ｎ変更のために新たにＮ
ＣＨフレームというフレームを定義する。ＮＣＨフレー
ムのＣフィールドの内容は、第２２図の１５０５に示す
ようなものとする。また、ＮＣＨフレームはエフイール
ドを持ち、エフイールドの中には希望するｎの変更値Ｎ
２を入れる。以下の説明では、例えばＰビットが１で、
エフイールドにＮ２が入っているＮＣＨフレームを、ｒ
ＮＣＨ，Ｐ　　Ｎ２Ｊのように表わす。

８局１０４は、ステップ王２０４で第１１図に示すｒＮ
ＣＨ，Ｐ　　６Ｊフレーム１００２を送信し、ステップ
１２０６でＦビットが１のＮＣＨフレームの受信を待つ
。Ａ局１０２は、第Ｉ４図のステップ１２１８でｒＮｃ
Ｈ，Ｐ　　６Ｊフレームを受信すると、ステップ１２２
０でｎ＝Ｎ２（：６）に変更可能か、またはその変更希
望に同意するかどうかを判定する。判定結果がＹＥＳと
すると。

ステップ１２２２でｒＮＣＨ，Ｆ　　６Ｊフレーム１０
０４を送信し、ステップ１２２４でへ局内のｎをＮｚ（
＝６）に変更し、Ａ局１０２でのｎ変更手順は終了する
（ステップ１２２６）。

８局１０４は、Ａ局１０２からのｒＮＣＨ，Ｆ６」フレ
ーム１００４を受信すると、ステップ１２０８で、受信
したＮＣＨフレームのエフイールド内の数値が、Ｂ局が
変更を希望した値Ｎｚ（＝６）と等しいかどうか判定す
る。もし、等しければ、ステップ１２１Ｏで８局内のｎ
をＮ２（＝６）に変更し、８局１０４でのｎ変更手順は
終了する（ステップ１２１２）。

第１２図の例では、８局１０４が第１１図と同様にｎを
Ｎ　ｌ（＝　４　）からＮｚ（＝６）に変更希望し、ｒ
ＮＣＨ，Ｐ　　ｅＪ　フレーム１００６を受信し。

ステップ１２０６でＮＣＨ，Ｆの受信を待つ。Ａ局１０
２はｒＮＣＨ，Ｐ　　６Ｊフレーム１００６を受信した
後、次のステップ１２２０での判定の結果、例えばＡ局
１０２内のｌグルー１分の受信バッファの制限等の理由
により、ｎをＮＺまで大きくすることができないと判定
し、ステップ１２２８に進む。ステップ１２２８では、
Ａ局１０２側で希望するｎの値Ｎａ（＝５）を決めて、
ステップ１２３０でｒＮＣＨ，Ｆ　　５Ｊを送信してス
テップ１２２６に進む。ステップ１２２８でのＮδの値
の決定は、例えば、Ｂ周上０４が現在のｎより大きな値
への変更を希望しているならば、Ａ局１０２で可能な最
大の値（＜Ｎ２）とし、８局１０４が現在のｎより小さ
な値への変更を希望しているならば、Ａ局１０２で可能
な最小の値（〉Ｎ２）とする。但し、Ｎ２まで大きくで
きない場合は現在のｎの値をＮ８とする等、他の変形例
も考えられる。

８局１０４はｒＮＣＨ，Ｆ　　５Ｊフレーム１００８を
受信すると、ステップ王２０８で、受信したＮＣＨフレ
ームのエフイールド中の値Ｎｇ（＝＝５）と変更ａａし
た値Ｎｚ（＝６）とを比較し、これらが等しくないこと
から、ステップ王２１４でＮｘを別の値に変更する。こ
の変更値の決定方法としては、受信したＮ３の値をその
まま使用する方法や、前のＮ１またはＮ２より一定数だ
け大きい、または小さい値にする方法等、種々の変形が
考えられる０次にステップエ２工６で、変更したＮｚの
値が最初のｎの値であるＮｌ　と等しいかどうか判定す
る。もし等しければ、これはｎを変更することをあきら
めたことを意味し、ステップ１２１２に進む。

第１２図の例では、ステップ１２１６の判定の結果はＮ
２≠Ｎｌであるから、ステップ１２０４に戻り、ＮＣＲ
，Ｐ　　５Ｊフレーム１０１０を送信して、ステップ１
２０６に進む。Ａ周上０２はステップ１２１８，１２２
０，１２２２，１２２４゜１２２６を実行し、Ａ局１０
２のｎは「５」となる。８局１０４はｒＮＣＨ，Ｆ　　
５Ｊフレーム１０１２を受信し、ステップ１２０８，１
２１０゜１２１２を実行し、８局１０４のｎも「５」と
なる。以上でｎの変更手順が終了する。

上記の手順は、通信の開始時に行い、Ａ局１０２と８局
１０４との間でｎの値をお互いに確認するようにするこ
とにしてもよい。以上述べた、通信状況の監視による自
動的なｎ変更手順によるほかに、Ａ局１０２，８局１０
４のオペレータが端末等から入力することによりｎの変
更を行うことも可能である。

本発明では、以上述べたように、ｎの値を可変とするこ
とにより、誤り再送も含めた通信全体の効率を向上する
ことができる。

本実施例で使用した、第２１図に示すフレーム形式、お
よび第２２図に示すＣフィールドのビットの内容は、Ｈ
ＤＬＣに基づくものであるが、必ずしもＨＤＬＣに基づ
く必要はなく、他の任意のフレーム形式、ビット内容を
使用することが可能である。ただし本発明でＨＤＬＣに
基づく第２１図、第２２図のフレーム形式、ビット内容
を使用すれば、ｎ＝１とすることにより、従来のＨＤＬ
Ｃと同じ処理を行うことが可能となる。従って次のよう
なことｆｆ！、能となる。

第２４図において、８局１０４はＡ局１０２゜８局２６
０１，２局２６０２と接続され、Ａ局１０２と８局１０
４は、上述した本発明の通信を行う通信装置であり、８
局２６０１，２局２６０２は従来のＨＤＬＣ：手順のみ
をサポートする通信装置であると仮定する。８局１０４
は、Ａ局１０２との通信にはｎを２以上に設定して、本
実施例に示した通信を行い、８局２６０１，２局２６０
２との通信にはｎをｌに設定してＨＤＬＣによる通信を
行う、また、８局１０４は、相手局が８局２６０１や２
局２６０２のように従来のＨＤＬＣに従う通信装置であ
る場合は、第１１図〜第１４図に示したＮＣＨフレーム
のやりとりなど、ＨＤＬＣに規定されていない処理は行
わない。このようにすれば、相手装置がＨＤＬＣに従う
装置であっても支障なく通信が行えるため、ＨＤＬＣの
発展した形として本発明を使用することができる。

以上の実施例では、ｎ＝１の場合にＨＤＬＣと同じ手順
となる場合を示したが、これはｎ＝１の場合に、５ＤＬ
ＣやＬＬＣ等のデータリンクレイヤのプロトコルと同じ
となるようにすることも可能である。また、実施例では
、ＲＥＪフレームによる再送が１グル一プ単位で行われ
ることを示したが、さらに５ＲＥＪフレームによる再送
も同様にｌグループ単位で行われるようにすることもで
きる。また、再送は１グル一プ単位で行われるとしたが
、これはグループ内の各フレームにさらに番号を付け、
再送時のみこの１フレーム毎の番号を参照し、１フレ一
ム単位の再送を行うようシ４することも可能である。

第１５図は本発明によるパケット通信装置のｌ構成例を
示す。上記パケット通信装置は、第１図の実施例におけ
るＡ局１０２または８局１０４に相当する。１９０１は
、パケット通信装置１９１５内で、本発明の通信方法を
実行する部分である。本実施例では１９０１はデータリ
ンクレイヤ以下の処理を行う、１９０２はメモリ１９０
３に記憶されたプログラム１９０７により処理を実行す
るプロセッサである。１９０３はメモリであり、これは
内部博数Ｖ（ｓ）、Ｖ（Ｒ）格納部上９０４、カウンタ
Ｅ、Ｄ格納部１９０５、その他のテーブルや変数を記憶
する部分１９０６、およびプロセッサ１９０２が実行す
るプログラムを記憶する部分１９０７などの記憶領域か
らなる。１９０８はバッファ１９１１と主メモリ（ＭＭ
）１９１３との間のＤＭＡ転送を制御するＤＭＡコント
ローラである。１９１６は通信回線＋　　１９１０は通
信回線と接続され、物理レイヤの制御を行うインタフェ
ース装置である。１９１１は送受信するフレームを保持
する送信バッファ、受信バッファであり、送信バッファ
は、フレーム送信後に相手装置からの受信確認が来て再
送要求の可能性がなくなったら解放することができ、受
信バッファは受信したフレームをＭＭ１９１３に格納終
了したら解放することができる。１９０９はニゲループ
の個数ｎを記憶するレジスタである。これはプロセッサ
１９０２が、通信装置１９１５内で発生した要求に従っ
て設定することもできるし１通信装置１９１５のオペレ
ータがオペレータ端末１９１４がら入力した値を、ＣＰ
Ｕｌ９１２．プロセッサエ９ｏ２を介して設定すること
もできる。ｎは１９０９のようなレジスタでなくメモリ
１９０３内に記録することも可能である。工９１２はデ
ータリンクレイヤより上位のレイヤの処理等を行うＣＰ
Ｕ、１９１４はオペレータ端末である。

第１６図〜第１８図は本発明によるパケット通信方法の
他の実施例を示す。第１６図はＡ局２００２と８局２０
０４との間のパケット通信のｌ個を示すシーケンス図で
あり、第１７図はＢ局、第Ｉ８図はＡ局の動作フローチ
ャートを示す。

この例では、ｌグループを構成するデータフレームの個
数ｎは４とする６データフレームとは、ＨＤＬＣのエフ
レームのように、送信するデータ（エフイールドに対応
）を含むフレームを指す。

データフレームの形式はどのようなものでも可能である
が、第２１図に示すＡフィールド１４ｏ２、Ｃフィール
ド１４０３、ＦＣ８１４０５に相当する部分を持ち、そ
のＣフィールドに対応する部分の中には、グループの先
頭のデータフレームであるかどうかを示すビットαがあ
る。ただし、本実流側では、第２２図のＣフィールド中
にあるような順序番号やＰ／Ｆビットは必要なく、フレ
ームの種別を示す情報とαビットがあればよい。

Ａ局２００２は、送信要求が発生すると、第１８図のス
テップ２２０２の処理待ちからステップ２２０４に進み
、１グループのデータフレーム２００６〜２００９を送
信する。Ａ局２００２は、グループの先頭のデータフレ
ーム２００６のαビットをｌとし、２００７〜２００９
のαビットを０として送信する。その後、Ａ局２００２
はステップ２２０６でＡＣＫ待ちタイマをスタートし、
ステップ２２０８とステップ２２１０を繰り返して、タ
イムアウトまたはＡＣＫの受信を待つ。

８局２００４はデータフレーム２００６を受信し、自局
宛データフレームということを判定すると、第１７図の
処理待ち（ステップ２１０２）からステップ２１０４に
進みαビット＝王を判定し、受信未完了フレームを廃棄
しくステップ２１０６）、カウンタＤをＯにリセットし
くステップ２１０８）、Ｄの値を判定する（ステップ２
１１４）。今の場合、Ｄ　（＝Ｏ）≠３であるから、ス
テップ２１０２に戻る。８局２００４は、データフレー
ム２００７を受信すると、ステップ２１０２．２１０４
からステップ２１１０へ進み、Ｄ＋１　（＝１）がｎ（
＝４）以上の値であるかどうか判定する。この判定は、
グループの先頭のデータフレームの紛失による誤りを検
出するためのものであり、この判定結果がＹＥＳであれ
ばステップ２１１８に進み、受信したデータフレームを
廃棄して、ステップ２１０２に戻る。この例では、ステ
ップ２工１０の判定結果はＮｏであり、ステップ２１１
２でＤをｌだけ更新してＤ＝１として、ステップ２１１
４の後、ステップ２１０２に戻る。Ｂ局は、次のデータ
フレーム２００８についても、データフレーム２００７
の受信と同様の処理を行う。

８局２００４が、グループの最後のデータフレーム２０
０９を受信すると、ステップ２１０４゜２工１０，２１
１２の後、２エエ４でＤ　＝　ｎ　−１（＝３）を判定
し、ステップ２工１６のｌグループ受信完了処理へ進む
。ここで１グループの受信完了を認識し、状態遷移、内
部変数更新等を行い、ＡＣＫフレーム２０１２を送信し
、ステップ２１０２に戻る。

一方、Ａ局２００２は、ステップ２２１０でＡＣＫフレ
ーム２０土２の受信を判定し、ステップ２２１２に進み
、フレーム２００６〜２００９を格納していた送信バッ
ファを解放し、ステップ２２０２に腰り、次のグループ
の送信が可能になる。Ａ局２００２は、次の送信要求を
受けると、データフレーム２００６〜２００９の送信時
と同様に、データフレーム２０１４〜２０１７を送信す
る。ここで、データフレーム２０１６が紛失したと仮定
すると、Ｂ局ではカウンタＤが２以上には更新されず、
ＡＣＫフレームの送信も行われない。このためＡ局２０
０２でＡＣＫ待ちタイマがタイムアウトし、ステップ２
２０８からステップ２２１４に進み、１グループのデー
タフレーム２０１４〜２０１７を再送する。本実施例に
よれば、従来エデータフレームごとに行っていた送信処
理、受信処理を１グループ毎に行えば良いため、処理量
が軽減される。また、誤り発生時には再送処理が行われ
るため、確実な通信が可能である。

第１９図と第２０図は本発明によるパケット通信方法の
更に他の実施例を示す。第１９図はＡ局２３０２と８局
２３０４との間のパケット通信のシーケンス図であり、
２３０６はカウンタＤを示し、Ｄの初期値は「３」であ
る、２３０７は受信したデータフレームの番号を記憶す
るための内部変数Ｇを示す。第２０図はデータフレーム
の受信側の装置が行う処理のフローチャートである。本
実施例では、ｌグループを構成するデータフレームの個
数ｎは４とする。データフレームの形式としては第１６
図の実施例で述べたものと同様のものを使用できるが５
本実施例では、さらに、グループの最初のデータフレー
ムにグループ番号Ｎ（Ｓ）を示す情報を付けた形として
いる。

Ａ局２３０２は、送信要求を受けると、１グループ（Ｎ
（Ｓ）＝Ｏ）のデータフレーム２３０８〜２３１１を送
信する。８局２３０４は、データフレーム１某０８を受
け取ると、第２０図のステンプ２４０２からステップ２
４０４に進み、α＝１を判定し、ステップ２４０６でＤ
（＝３）＝ｎ−ｌを判定し、ステップ２４０８でＤをＯ
にリセットし、ステップ２４１０で受信したＮ（Ｓ）（
＝Ｏ）を内部変数０２３０７に記憶し、ステップ２４１
２でＤ　（＝Ｏ）≠ｎ−１（＝３）であることを判定し
、ステップ２４０２に戻る。８局２３０４は、次にデー
タフレーム２３０９を受け取ると、ステップ２４０４か
らステップ２４１６に進み、Ｄを１だけ更新し、グルー
プの先頭が紛失した場合を検出するためにステップ２４
１８でＤがｎ−１より大きいか判定し、ステップ２４１
２．２４０２へと進む、データフレーム２３１０の受信
についても８局２３０４は同様の処理を行う。

８局２３０４がｌグループの最後のデータフレーム２３
１１を受信すると、ステップ２４０２゜２４０４．２４
１６，２４１８．２４１２からステップ２４工４に進み
、ｌグループ受信完了処理として、１グループの受信の
完了を認識し、状態遷移、内部変数更新等を行い、ステ
ップ２４０２に戻る。１グループ受信完了処理２４１４
は、次のグループの先頭のデータフレーム（α＝１）受
信に伴って行うようにしてもよい。

次にＡ局２３０２は、データフレーム２３１４〜２３１
７の１グループと、データフレーム２３２０〜２３２３
のｌグループ送信する。ここでデータフレーム２３１６
は紛失したとする。８局２３０４は、データフレーム２
３２０を受信後、ステップ２４０６でＤｆ−ｎ−１を判
定し、ステップ２４３２のＲＥＪ異常処理ａ”ｒＲＥＪ
誤り状態に状態遷移し、受信未完了フレーム（ここでは
データフレーム２３１４　。

２３工５，２３１７．２３２０を指す）を廃棄し、ＲＥ
Ｊ（１）２３２５を送信する。その後フレーム２３２１
〜２３２３を受信すると、ステップ２４３４からステッ
プ２４３６．２４４２へ進み、受信フレームを廃棄して
ステップ２４３４に戻る。

Ａ局２３０２は、ＲＥＪ（１）２３２５を受信すると、
フレーム２３１４〜２３１７からなるＮ（Ｓ）＝１のグ
ループを再送する。８局２３０４は、フレーム２３１４
を受信すると、ステップ２４３４．２４３６，２４３８
と進み、Ｎ（Ｓ）＝Ｇ　（＝１）なのでステップ２４０
８に進む、ステップ２４３８の判定結果がＮＯの場合は
、ステップ２４４０で再度ＲＥ　Ｊ　（Ｇ）を送信して
正しいグループの再送を要求し、ステップ２４３４に戻
る。

本シーケンスでは、Ｎ（Ｓ）＝１のグループ（フレーム
２３工４〜２３１７）は正しく８局２３０４に受信され
る。

次にＡ局２３０２はフレーム２３２０〜２３２３からな
るＮ（Ｓ）＝２のグループを送信するが、先頭のフレー
ム２３２０が紛失したとする。この場合、８局２３０４
は、フレーム２３２１を受信して、ステップ２４１８で
Ｄ　）　ｎ　−１を判定し、ステップ２４２０のＲＥＪ
異常処理すを行う、これはＲＥＪ（Ｇ）ではなく、ＲＥ
Ｊ（Ｇ＋１）を送信するということを除けば、ステップ
２４３２と同じ処理である。８局２３０４は、フレーム
２３２２゜２３２３を受信すると、ステップ２４２２か
らステップ２４２４．２４３０へ進み、受信フレームを
廃棄し、ステップ２４２２に戻る。

Ａ局２３０２は、８局２３０４が送信したＲＥＪ（２）
２３２６に対して、フレーム２３２０〜２３２３からな
るＮ（Ｓ）＝２の１グループのフレームを送信する。Ｂ
局は、フレーム２３２０を受信すると、ステップ２４２
６でＮ（Ｓ）＝Ｇ十王を判定し、ステップ２４０８に進
む。ステップ２４２６の判定結果がＮＯの場合は、ステ
ップ２４２８でＲＥＪ（Ｇ＋１）により、正しいフレー
ムの再送を再び要求し、ステップ２４２２に戻る。

本実施例によれば、従来１データフレームごとに行って
いた送信処理、受信処理を１グループ毎に行えば良いた
め、処理量が軽減される。また、誤り発生時には再送処
理が行われるため、確実な通信が可能である。

以上の本実施例では、本発明をデータリンクレイヤに適
用する場合について述べたが、これは他のプロトコルレ
イヤに適用することも可能である。

〔発明の効果〕

本発明では、通信装置での送信受信に伴う処理量が、通
信の確実性をそこなうことなく軽減されるため、通信装
置のスループットが大きくなり、通信システム内での遅
延時間が小さくなる。また、■グループを構成するパケ
ットの数を可変とすることにより、さらに効率の良い通
信を行うことが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明によるパケット通信方式の工実流側を説
明するためのシーケンス図、第２図は上記実施例におけ
る受信局の動作を示すフローチャート、第３図〜第５図
はそれぞれ本発明が適用される通信システムの構成を示
す図、第６図〜第９図は第２図におけるフレーム送信要
求時の処理手順の例を示すフローチャート、第１０図は
第２図におけるエフレーム以外の処理手順を示すフロー
チャート、第１１図と第Ｉ２図は本発明の他の実施例を
示すシーケンス順、第１３図と第１４図は上記実施例に
おける２つの局における処理手順を示すフローチャート
、第１５図はパケット通信装置の構成図、第工６図は本
発明の更に他の実施例を示すシーケンス図、第１７図と
第１８図はそれぞれ上記実施例における２つの局の処理
手順を示すフローチャート、第１９図は本発明の更に他
の実施例を示すシーケンス図、第２０図は上記実施例に
おける受信局の処理手順を示すフローチャート、第２１
図はパケットフォーマットの１例を示す図、第２２図は
上記フォーマットにおけるＣフィールドのビット内容を
示す図、第２３図は従来のＨＤＬＣ手順に従う通信方式
のシーケンス図、第２４図は本発明を適用する通信シス
テムの他の構成を示す図である。１０２−Ａ局、１０４　・Ｂ局、１３０−ｕｓ）、１３
２・ＩＲ）、１３４−ｎ、１３６−Ｄ、１４０１・・・
フラグ、１４０２・・・Ａフィールド、１４０３・・・
Ｃフィールド、１４０４・・・エフイールド、１４０５
・・・Ｆｅ２．１９０２・・・プロセッサ、１９１１・
・・送受信バッファ、１９０９・・・ｎ格納レジスタ、
１９１４・・・オペレータ端末。猶奥（そのｌ）頁図（乏／７Ｚ）冨Ｚ固冨図罵図冨図寮３図罵侶冨３図４図葛１６図第１’？邑茅Ｚρ 呂箒１国冨ｚ図第２４図不３圓

Claims

【特許請求の範囲】１、パケットを送受信する２つ以上の通信装置からなる
通信システムにおいて、送信側は連続して送信する複数
（ｎ個）のパケットを１つのグループとし、該グループ
内の全パケットに同一の送信グループ順序番号Ｎ（Ｓ）
を付けて送信し、受信側は同じＮ（Ｓ）を持つパケット
の受信数を計数し、計数値がｎ個であれば正常に受信し
たと認識し、ｎ個より少なければ紛失が起こつたと認識
して再送の要求を行うことを特徴とするパケット通信方
法。２、上記１つのグループを構成するパケットの個数ｎは
可変であり、通信の状況により自動的に、またはオペレ
ータからの入力により設定可能であることを特徴とする
特許請求の範囲第１項のパケット通信方法。３、パケットを送受信する２つ以上の通信装置からなる
通信システムにおいて、送信側は連続して送信する複数
（ｎ個）のパケットのうちの先頭のパケットにはグルー
プの先頭であることを示す印を付けて該ｎ個のパケット
を送信し、受信確認待ちタイマをスタートし、送信側は
その後受信側からの受信確認を受け取るまでは次のグル
ープの送信は不可能となり、送信側は該受信確認を受け
取ると該受信確認待ちタイマをストップし、次のグルー
プの送信が可能となり、また送信側は該受信確認待ちタ
イマがタイムアウトすると上記ｎ個のパケットを再送し
、受信側はグループの先頭であることを示す印を持つパ
ケットを受信するとパケットの受信数を計数開始し、計
数値がｎ個になると送信側に受信確認を返送することを
特徴とするパケット通信方法。４、パケットを送受信する２つ以上の通信装置からなる
通信システムにおいて、送信側は連続して送信する複数
（ｎ個）のパケットのうちの先頭のパケットにはグルー
プの先頭であることを示す印を付けて、該ｎ個のパケッ
トを送信し、送信側はその後次のグループの送信要求が
あれば同様に送信を行い、受信側はグループの先頭であ
ることを示す印を持つパケットを１つ受信してから、次
に再びグループの先頭であることを示す印を持つパケッ
トを受信する直前までのパケットの受信数を計数し、計
数値がｎ個であれば正常に受信したと判定し、ｎ個より
少なければ紛失が起こつたと判定して再送要求を行うこ
とを特徴とするパケット通信方法。５、送信側はグループの先頭のパケットにはグループの
番号を示す情報をつけて送信し、該再送要求は該グルー
プの番号を示す情報に基づいて、再送を要求するグルー
プを指定することにより行うことを特徴とする特許請求
の範囲第４項のパケット通信方法。６、パケット通信を行う通信装置において、順序番号判
定手段および受信数計数手段を設け、該装置がパケット
を受信すると該順序番号判定手段により受信パケット中
の送信順序番号Ｎ（Ｓ）を判定し、Ｎ（Ｓ）が、該装置
が次に受信するパケットがもつ送信順序番号として期待
する値Ｖ（Ｒ）と等しければ該受信計数手段を１更新し
、更新後の該受信計数手段による計数値が１グループ内
のパケット数としてあらかじめ決められた値ｎに等しけ
れば、該受信計数手段を初期化し、Ｖ（Ｒ）の値を１更
新し、また上記Ｎ（Ｓ）の判定の結果、Ｎ（Ｓ）がＶ（
Ｒ）と等しくないならば誤りが起こつたと認識して再送
の要求を行うことを特徴とするパケット通信装置。７、パケット通信を行う通信装置において、ｎ記憶手段
、およびｎ設定手段を設け、該ｎ設定手段は該ｎ記憶手
段に、該通信装置が行う通信の状況に応じて自動的に、
または該通信装置のオペレータからの指示により、１グ
ループ内のパケットの個数ｎを表す情報を設定し、該通
信装置は該ｎ記憶手段中の情報に基づいて、ｎ個のパケ
ットからなるグループ単位でパケットの送受信、再送要
求、再送を行うことを特徴とするパケット通信装置。