JPH0372739A - 通信システムおよびそのデータ通信制御方法 - 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】 １６− ［産業上の利用分野］ 本発明は、通信システムに関し、更に詳しくは、固定長
データ単位でデータ転送する基幹ＬＡＮと、複数の支線
ＬＡＮとをノード装置で接続した構成の通信システムお
よびルーティング情報学習方式％式％ ［従来の技術〕 支線ＬＡＮを収容する基幹ＬＡＮにおいて、従来のルー
ティング方式としては１例えば特開昭６３−１９６１３
２号公報記載の方式が知られている。上記従来方式によ
れば、支線ＬＡＮに接続されたステーション間の通信は
、各ステーションが宛先ステーションが接続される支線
ＬＡＮ−ＩＤや基幹ＬＡＮのノードアドレス等のルーテ
ィング情報を知る必要なく、送信元ステーションアドレ
スと宛先ステーションアドレスを送信データに付加して
フレームを送信する。もし、宛先ステーションが送信元
ステーションと同一のＬＡＮにあれば、宛先ステーショ
ンが直接このデータを受信できる。また、宛先ステーシ
ョンが基幹ＬＡＮを介して他の支線ＬＡＮに接続されて
いる場合は、あたかも送受信ステーションが同−ＬＡＮ
内にあるように透過的に通信できる。このルーティング
制御は、基本的にはＩＥＥＥ８０２．１ｄ　　ＭＡＣＢ
ｒｉｄｇｅｓに規定する学習ブリッジのアルゴリズムに
従い、ＬＡＮを構成する各ノードが以下のように行う。

各ノードは、予めステーションの位置を登録したエント
リーテーブルを保持しており、支線ＬＡＮからフレーム
を受信した時、受信フレームの宛先ステーションアドレ
スをエントリーテーブルから検索し、もし、宛先ステー
ションが自ノードが接続する支線ＬＡＮにある場合は受
信フレームを廃棄し、また、宛先ステーションが自ノー
ドが接続する支線ＬＡＮにない場合、あるいは見つから
ない場合は、受信フレームを基幹ＬＡＮに同報送信する
。一方、他の各ノード、基幹ＬＡＮから上記フレームを
受信した時、受信フレームの宛先ステーションアドレス
をエントリーテーブルから検索し、もし、宛先ステーシ
ョンが自ノードが収容する支線ＬＡＮにある場合は受信
フレームを自ノードが収容する支線ＬＡＮに中継し、宛
先ステーションがこのフレームを受信する。また、エン
トリーが見つからない場合も、上記基幹ＬＡＮからの受
信フレームは支線ＬＡＮに中継される。宛先ステーショ
ンが他ノードが収容する支線ＬＡＮにあると判断した場
合は、各ノードは受信フレームを廃棄する。

以上、中継するか否かを判断するために参照されるエン
トリーテーブルは、ステーションアドレスをキーとして
、そのアドレスを持つステーションが支線ＬＡＮ側にあ
るか基幹ＬＡＮ側にあるかを識別できる情報を持つもの
である。各ノードが保有する上記エントリーテーブルは
、支線ＬＡＮを流れるフレーム、または基幹ＬＡＮを流
れるフレームの送信元ステーションアドレスから、該ス
テーションが支線ＬＡＮ側、あるいは基幹ＬＡＮ側にあ
るかを知り、学習することができる。

［発明が解決しようとする課題］ しかしながら、上記従来技術では複数の物理ま１９− たは論理伝送路からなる基幹ＬＡＮを介して行なわれる
支線ＬＡＮ間の中継処理については配慮されておらず、
送り先の支線ＬＡＮがつながる基幹ＬＡＮの当該伝送路
へのデータ転送ができない。

また、上記従来技術では、複数の支線ＬＡＮを収容する
ノード間中継について配慮されておらず、該当支線ＬＡ
Ｎへのデータ転送ができない。

また、上記従来技術では、固定長データ単位で通信を行
う基幹ＬＡＮにおけるルーティング情報学習については
配慮されておらず、以下の点で問題となる。すなわち、
上記基幹ＬＡＮの各ノードは、支線ＬＡＮから受信した
データ（フレーム）を複数の固定長データ単位（セル）
に分割して基幹ＬＡＮに中継する。しかしながら、ステ
ーション位置情報は、分割された複数のデータ単位のう
ちの成る一つだけに、含まれているため、基幹ＬＡＮの
他のノードは学習すべきデータが分からない。

また、上記従来技術では、複数の物理または論理伝送路
からなる基幹ＬＡＮのルーティング情報の学習について
は配慮されておらず、以下の点で２〇− 問題となる。すなわち、支線ＬＡＮフレームを受信する
ノードは、基幹ＬＡＮに対して同報送信した場合、全伝
送路に同じデータを送出することになる。一方、他のノ
ードにおけるルーティング情報の学習は、全伝送路につ
いて行なうようになっているため、この場合、同じ情報
による学習が伝送路の数だけ起こることになり、無駄な
学習処理が増える。

また、上記従来技術では、ループ状の伝送路からなるネ
ットワークのルーティング情報の学習については配慮さ
れておらず、以下の点で問題となる。すなわち、支線Ｌ
ＡＮから受信したデータを基幹ＬＡＮに中継するノード
は、ループを一巡したデータを再び受信することになる
。従って、支線ＬＡＮからデータを受信したときと、基
幹ＬＡＮからデータを受信したときと、２度に学習する
ことになり、無駄な学習処理が増える。

本発明の目的は、物理的あるいは論理的な複数のハイウ
ェイからなり、固定長データ単位でデータ伝送を行なう
基幹ネットワークと他のネットワ−クとを接続するブリ
ッジ装置を提供することにある。

本発明の他の目的は、複数の伝送路からなるネットワー
クと他の複数のネットワークとを接続するのブリッジ装
置を提供することにある。

本発明のさらに他の目的は、上述したネットワークと他
のネットワークシステムにおける各ノードあるいはブリ
ッジのルーティング情報学習方法を提供することにある
。

本発明の更に他の目的は、複数のＬＡＮからなる通信シ
ステムにお刑る改良されたデータ転送制御方法を提供す
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、本発明による通信システム
は、複数の支線ＬＡＮと、基幹ＬＡＮを構成する複数の
物理、または論理ハイウェイと、基幹ＬＡＮに接続され
る少なくとも一つのノードとから成り、前記ノードは、
前記支線ＬＡＮの一つに接続されているブリッジと、前
記基幹ＬＡＮと前記ブリッジを接続するスイッチとから
威り、前記ブリッジは、前記支線ＬＡＮから受信した第
１のデータブロックを前記基幹ＬＡＮに転送するための
固定長の第２のデータブロックヘセグメンティングする
セグメンティング手段と、前記第１のデータブロックの
中に含まれる宛先ステーションアドレスをキーとしてル
ーティング情報テーブルを検索する検索手段と、前記基
幹ＬＡＮから受信した前記第２のデータブロックを前記
第１のデータブロックヘアセンブリングするアセンブリ
ング手段とを有し、前記スイッチが、前記第２のデータ
ブロックを前記基幹ＬＡＮへ転送するために、前記ブリ
ッジを少なくとも一つの前記物理または論理ハイウェイ
に選択的に接続する事を特徴とする。

本発明の１実施例によれば、前記ブリッジは、前記支線
ＬＡＮから宛先ステーションアドレスと送信元ステーシ
ョンアドレスを持つ可変長の第１のデータブロックを受
信して、これを上記基幹ＬＡＮへ転送するためのエラー
チェック情報と学習表示を持つ固定長の第２のデータブ
ロックへ変換２３− する機能を有し、更に、受信したデータブロックから得
られる上記送信元ステーションアドレスを含むルーティ
ング情報を上記ルーティング情報テーブルに登録する登
録手段とを持つ。

本発明によるデータ転送制御方法は、それぞれ少なくと
も一つのステーションが接続されている複数の支線ＬＡ
Ｎが、ブリッジを介して、複数の物理または論理ハイウ
ェイで構成される基幹ＬＡＮへ接続されている通信シス
テムにおいて、前記支線ＬＡＮのひとつから受信した、
宛先ステーションアドレスと送信元ステーションアドレ
スを持つ可変長の第１のデータブロックを上記基幹ＬＡ
Ｎへ転送するために情報部とエラーチェック情報と学習
表示を持つ固定長の第２のデータブロックへ変換する第
１の変換ステップと、前記基幹ＬＡＮから転送された前
記第２のデータブロックを前記第１のデータブロックへ
変換する第２の変換ステップと、上記第２のデータブロ
ックを転送する目的で上記スイッチにより接続すべき上
記ハイウェイの少なくとも一つを決定するためにルーテ
ィ２４− ング情報テーブルを前記宛先ステーションアドレスを用
いて検索する検索ステップと、上記送信元ステーション
アドレスを含むルーティング情報を上記ルーティング情
報テーブルに登録するステップとから成ることを特徴と
する。

本発明によれば、複数のステーションを接続構成する支
線ＬＡＮが、基幹ネットワークの複数のノードに接続さ
れ、該基幹ネットワークはＮ本の論理伝送路あるいは物
理伝送路からなり、各該ノードは自局が接続する該支線
ＬＡＮから受信した第１のデータブロックを１つあるい
は′Ｍｉ数の固定長の第２のデータブロック単位に分割
して宛先ノードに転送する通信システムにおいて、該基
幹ネットワークへの転送は、該支線ＬＡＮから受信した
該第１のデータブロックが有する宛先ステーションアド
レスを基にルーティング情報を記憶する記憶手段を検索
し、宛先ノードアドレスを得た場合は、ステーション位
置情報を含む該第２のデータブロックに学習指示情報を
付加し、全該第２のデータブロックを該当伝送路に送出
し、宛先ノードアドレスが不明の場合は、該ステーショ
ン位置情報を含む該第２のデータブロックに学習指示情
報を付加して、該伝送路に送出し、該ステーション位置
情報を含まない該第２のデータブロックをＮ本の該伝送
路に送出し、全該ノードは、前記学習指示情報を付加し
た該第２のデータブロックを、前記基幹ネットワークの
いずれの伝送路からも受信し、該ステーション位置情報
を該記憶手段に登録することを特徴とするルーティング
情報学習方式が提供される。

尚、ステーション位置情報は、例えば、ステーションア
ドレスと、ステーションを収容する支線ＬＡＮを接続す
るノードアドレスとの組みを用いることができる。

又、更にルーティング情報の検索は、宛先ステーション
を接続する支線ＬＡＮを接続する宛先ノードアドレスが
自ノードアドレスと一致すれば廃棄とし、宛先ノードア
ドレスが自ノードアドレスと一致しなければ中継とし、
宛先ノードアドレスが見つからなければ同報中継とする
。

更に本発明においては、複数のステーションを接続構成
する支線ＬＡＮが、基幹ネットワークの複数のノードに
接続され、基幹ネットワークはＮ本の論理伝送路あるい
は物理伝送路からなり、各ノードは自局が接続する支線
ＬＡＮから受信した第１のデータブロックを１つあるい
は複数の固定長の第２のデータブロック単位に分割して
宛先ノードに転送する通信システムにおいて、基幹ネッ
トワークへの転送は、支線ＬＡＮから受信した第１のデ
ータブロックが有する宛先ステーションアドレスを基に
ルーティング情報を記憶する記憶手段を検索し、第■の
データブロックが基幹ネットワークに対して、廃棄の場
合は、ステーション位置情報を含む第２のデータブロッ
クのみを学習指示情報を付加しである伝送路に送出する
ことを特徴とするルーティング情報学習方式を提供する
。

更に本発明は、複数のステーションを接続構成する支線
ＬＡＮがループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの
複数のノードに接続された通信システムにおいて、 ２７− 各ノードは、自局が接続する支線ＬＡＮからデータを受
信した場合には、受信データから送信元ステーション位
置を記憶手段に登録し、基幹ネットワークからデータを
受信した場合には、データが自ノードが送信したデータ
であれば、送信元ステーション位置を登録せず、データ
が他ノードが送出したデータであれば、送信元ステーシ
ョン位置を登録することを特徴とするルーティング情報
学習方式を提供する。

また、各ノードは、自局が接続する支線ＬＡＮからデー
タを受信し、受信データが廃棄の場合は、受信データか
ら送信元ステーション位置を記憶手段に登録し、受信デ
ータが中継の場合は、受信データからは信元ステーショ
ン位置を登録せず、基幹ネットワークを一巡する中継デ
ータから送信元ステーション位置を該記憶手段に登録す
るようにしても良い。

更に本発明は複数のステーションを接続構成する支線Ｌ
ＡＮがループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの複
数のノードに接続された通信シス２８− テムにおいて、 ノードは、自局が接続する支線ＬＡＮからデータを受信
し、受信データから送信元ステーション位置を記憶手段
に登録し、登録が初めてであれば送信元ステーション位
置を基幹ネットワークに転送するようにしても良い。

更に本発明は複数のステーションを接続構成する支線Ｌ
ＡＮが、基幹ネットワークの複数のノードに接続された
通信システムにおいて。

各ノードは自局が接続する支線ＬＡＮから受信したデー
タブロックを基幹ネットワークに対して、廃棄する場合
は、受信データブロックが有する送信元ステーション位
置のみ、基幹ネットワークに送出し、全ノードは該基幹
ネットワークから該ステーション位置を受信し記憶手段
に登録することを特徴とするルーティング情報学習方式
を提供する。

また、前記データブロックは、宛先ステーションアドレ
スと、送信元ステーションアドレスと、情報部とからな
る。

上記他の目的を解決するために、本発明は、複数のステ
ーションを接続構成する支線ＬＡＮが、基幹ネットワー
クの複数のノードに接続され、基幹ネットワークはルー
プ状のＮ本の論理伝送路あるいは物理伝送路からなり、
固定長単位でデータ転送を行う通信システムにおいて、 各ノードは自局が接続する支線ＬＡＮから受信した第１
のデータブロックが基幹ネットワークに対して、中継す
る場合は、第１のデータブロックを１つあるいは複数の
固定長の第２のデータブロック単位に分割して宛先ノー
ドに転送し、廃棄する場合は、分割した該第２のデータ
ブロックのうち、送信元ステーション位置情報を含む１
つの第２のデータブロックのみを、基幹ネットワークの
１本の伝送路に送出し、 １つあるいは複数の第２のデータブロックを受信した宛
先ノードは、第２のデータブロックから第１のデータブ
ロックに組立て、当該ノードが接続する支線ＬＡＮに転
送し、基幹ネットワークの全ノードは送注元ステーショ
ン位置情報を含む該第２のデータブロックを、基幹ネッ
トワークのいずれの伝送路からも受信し記憶手段に登録
するようにしたものである。

なお、ステーション位置情報は、例えば、ステーション
アドレスとステーションを収容する支線ＬＡＮを接続す
るノードアドレスとの組からなるようにしてもよい。

基幹ネットワークへ転送の態用としては、例えば、支線
ＬＡＮから受信した第１のデータブロックが有する送信
元ステーションアドレスを基に記憶手段を検索し、 宛先ノードアドレスを得た場合は、ステーション位置情
報を含む第２のデータブロックに学習指示情報を付加し
、全第２のデータブロックを該当伝送路に送出し、 宛先ノードアドレスが不明の場合は、ステーション位置
情報を含む第２のデータブロックに学習指示情報を付加
し、ある１本の該伝送路に送出し、ステーション位置情
報を含む第２のデータブロックに学習指示情報を付加せ
ず、他のＮ本−１の該３１− 伝送路に送出し、ステーション位置情報を含まない該第
２のデータブロックをＮ本の伝送路に送出し、 廃棄の場合は、ステーション位置情報を含む該第２のデ
ータブロックに学習指示情報を付加し、ある１本の該伝
送路に送出するようにしてもよい。

該ノードは、学習指示情報を付加した第２のデータブロ
ックを、基幹ネットワークのいずれの伝送路からも受信
するようにしてもよい。

また、上記のブリッジ機能を持つボート部を複数個、ノ
ードに内蔵させても良い。この場合、ステーション位置
情報は、例えばステーションアドレス、ノードアドレス
、ボートアドレスを含む組アートレス情報から成るよう
にしても良い。

［作用］ 本発明の基本原理は、複数の物理または論理伝送路から
なる固定長データ単位に転送する基幹ＬＡＮを介して、
複数の支線ＬＡＮ同志でデータ転送をできるようにした
ものである。以下では、この固定長データ単位のことを
短データとも呼ぶ。

３２− 本発明は、複数のループ状の物理または論理伝送路と、
これに接続されるノード装置とからなり、固定長データ
単位に転送する基幹ＬＡＮシステムにおいて、各ノード
は支線ＬＡＮに対応する複数のボートを有し、各ボート
は、基幹ＬＡＮの複数の物理または論理伝送路と支１Ｉ
ＡＬＡＮ間でデータ転送を行うブリッジ機能を有するよ
うにした。

また、送り側ノードは、ルーティング情報を含む短デー
タには学習表示を付与して送信し、受は側ノードまたは
ボートはこの学習表示された短データから学習するよう
にした。

支線ＬＡＮからデータを受信したボートは、データの送
信元ステーションアドレスと自ノードアドレスと自ボー
トアドレスとの組みをエントリテーブルのエントリーに
登録し、また、該データの宛先ステーションアドレスを
キーとして、エントリーを検索することにより宛先ノー
ド／ボートアドレスを得、廃棄／中継判断を行う。判断
結果は、次の３通りがある。

（１）該当宛先ステーションが自ノード／ポートの支線
ＬＡＮに収容されている。従って、該データを廃棄する
。

（２）該当宛先ステーションが他ノードの支線ＬＡＮに
収容されている。従って、全短データに宛先ノード／ボ
ートアドレスと送信元（２）ノード／ボートアドレスを
付加し、さらに、送信元ステーションアドレスを含む短
データには学習指示を表示して基幹ＬＡＮの宛先ノード
／ボートの受信部がつながる伝送路に送出する。

なお、ボートと受信伝送路は固定的につなげておくこと
が望ましい。すなわち、受信ボートアドレスと受信伝送
路番号とを同じにしておくことにより、送信側は宛先ボ
ートアドレスと同一番号の伝送路にデータを送出し、受
信側は自ポートがつながる伝送路からのみ受信すればよ
い。

（３）該当宛先ステーションが、エントリーに見つから
ず、宛先不明である。従って、全短データに、同報アド
レスとした宛先ノード／ボートアドレススと、送信元（
２）ノード／ボートアドレスを付加し、さらに、送信元
ステーションアドレスを含む短データには学習指示を表
示して基幹ＬＡＮの全伝送路に送出する。

一方、受信ボートは自ボートに割当てられた伝送路から
短データを受信し、宛先ノード／ボートアドレスと、自
ノード／ボートアドレスとの一致判断を行い、一致した
場合（同報を含む）は短データを取り込み、支線ＬＡＮ
用データに組立てた後、自ノードの支線ＬＡＮに転送す
る。この際には、宛先ステーションアドレスをキーとし
て、エントリーを検索する必要はない。

また、学習は、学習表示された短データを全て取り込み
、これより送信元ステーション情報、あるいは３つ組ア
ドレス情報とも呼ぶところの（送信元ステーションアド
レス、送信元ノードアドレス／ボートアドレス）を抽出
してエントリに登録することにより行う。

なお、学習表示した短データを送出したボートは、ルー
プを一巡する該短データからは支線ＬＡＮからの受信時
に学習済みであるのでここでは学習しない。即ち、宛先
ノード／ボートアドレスと３５− 自ノード／ポートアドレスとが一致する短データからは
学習しない。

また、本発明は次のように学習するようにしても良い。

ノードは、全ての物理又は論理伝送路を束ねて学習表示
された短データを取り込み、送信元ステーション情報を
自ノード内の全ポートへ送り、各ボートは送信元ステー
ション情報をそれぞれが持つエントリに登録する。

一方、送信側（送信ボート）は、送信元ステーション位
置を含む短データには学習表示し、がっ、学習表示した
短データは、１本の伝送路にだけ送出するようにする。

すなわち、同報であっても、学習表示の必要がある送信
元ステーションアドレスを含む短データは、任意のただ
一本の伝送路だけにすれば十分である（例えば自ポート
の対応の伝送路とする）。

また、本発明は、次のように学習するようにしても良い
。廃棄の場合であっても、送信元ステーションの位置情
報を含む短データのみは基幹ＬＡ３６ Ｎに転送することによって、中継の場合と同様に、全ポ
ートが該ステーション位置をエントリーに登録すること
ができる。以後、各ボートは、このエントリーを用いて
中継／廃棄判断が可能となり、宛先不明による同報送信
が減少する。

［実施例］ 以下、本発明の実施例を図面を用いて説明する。

１、　構成 １．１　全体構成 第１６図は、本発明の実施例を表すシステム全体の構成
図である。基幹ＬＡＮ０は、ループ状の物理伝送路１３
とそれに接続される複数のノード１０から成る。基幹Ｌ
ＡＮ０の外部にある支線ＬＡＮ２５は、ノード１０を介
して基幹ＬＡＮ０と接続する。支線ＬＡＮ２５には、一
般に複数のステーション（端末とも呼ぶ）２５１を接続
する。

ここで支線ＬＡＮ２５は例えばＦＤＤＩであり、ステー
ション２５１は４８ビツトのＭＡＣアドレスを持つ。ま
た支線ＬＡＮ２５は、相互に異なるＭＡＣ方式のＬＡＮ
であっても良い。管理装置２１１は、ファイル装置をも
つ一般のワークステーションを用いることができる。管
理装置２１１を接続したノードをマスタノード、それ以
外のノードをスレーブノードと呼ぶ。管理装置２１１と
マスタノード間は、例えばイーサネット２１２のような
ＬＡＮで接続する。管理装置２１１は、オペレータコマ
ンド機能、すなわち、オペレータが入力するコマンドに
より、基幹ＬＡＮ０のコンフィギャレーションを変更し
たり、ノード内の統計情報を収集したりする機能をもつ
。また、状態モニタ機能、すなわち、基幹ＬＡＮ０の動
作状態を監視し、障害を検出した場合、オペレータに対
するアラーム発生、ファイル装置に対するロギングなど
を行う機能を持つ。

１６２　ノード構成 第１図は、ノード１０の構成を示す図である。

ノード１０は、伝送制御部１００及び、複数のポート部
１０Ａとから成る。伝送制御部１００と各ボート部１０
Ａとは、阿、ＲＣ，Ｒ，ＴＣ，Ｔの各線を介してボート
ごとに接続される。更に、Ｌ線が各ポート部１０Ａへ共
通に接続されている。

１．２．１　　伝送制御部　、１００：第２図に示す伝
送制御部１００において、１００１は光／電気変換部、
１００２は物理伝送路１３からの入力データを例えば１
５５ＭｂｐｓＸＮ（Ｎは、例えば４）の論理ハイウェイ
１＋　Ｊ＋に、■（以下、単にハイウェイと呼ぶ）に分
離する分離部、１００３は固定長パケット（セルと呼ぶ
）の受信、送信あるいは中継を行うスイッチ部、１００
４はＮ本のハイウェイを多重化する多Ｍ部、１００５は
電気／光変換部である。分離部１００２及び多重部１０
０４は、いわゆるＣＣＩＴＴ標準の５ＯＮＥＴフレーム
をＮ多重／分離（例えばＮ＝４）Ｌ、また、分離部１０
０２では５ＯＮＥＴフレームからＳ　ＯＨとＶＣ−４を
分離し、セル境界信号及びセルのデータをハイウェイ上
に送り出す。更に、１０００はマイクロプロセッサ、１
００Ａは、ＲＡＭ、ＲＯＭなどのメモリである。マイク
ロプロセッサ１０００からは、メ３９− モリ１００Ａ及び伝送制御部１００内のその他の部（１
００１〜１００５）及びイーサネットインタフェース２
１３があればそこへもアクセス可能である。更に、マイ
クロプロセッサ１０００から、スイッチ部１００３を介
して、制御情報を授受することにより、異なるノード１
０のマイクロプロセッサ１０００間で、プロセッサ間通
信が可能である。更に各ボート部１０Ａのノードｉ／ｆ
ｌｏ１５へ、Ｈ線を介してアクセス可能である。

尚、イーヤネトインタフェース２１３はマスタノードに
のみ存在する。

１．２．２　　ポート部　１０： 第３図に示すポート部１０Ａは、ＩＥＥＥ８０２．１ｄ
　　ＭＡＣＢｒｉｄｇｅｓで規定されているｒ学習ブリ
ッジ」の機能を持つ。

ボート部１０Ａにおいて、１００６はスイッチ部１００
３より受けたセルを支線ＬＡＮフレームに組立てる受信
制御部、１００７はリアセンプルバッファ、１００８は
送信制御部、１００９は支線ＬＡＮフレームをセルに分
割し、スイッチ部０ １００３にセル単位に送信するためのセルバッファ、１
０１６はＦＤＢ　（ＦｉｌｔｅｒｉｎｇＤａｔａＢａｓ
ｅ）部、１０１２は支線ＬＡＮ制御部である。ＦＤＢ部
１０１２は、更に、ＦＤＢ制御部１０１０とエントリー
テーブル１０１１からなる。更に、１０１３はマイクロ
プロセッサ、１０１４は、ＲＡＭ、ＲＯＭなどのメモリ
である。更に、１０１５は、ノードＩ／Ｆであり、これ
により、ボート部１０Ａのマイクロプロセッサ１ｏ１３
と伝送制御部１００のマイクロプロセッサ１０００が通
信できる。

支線ＬＡＮ制御部１０１２は、更にＦＤＤＩアクセス部
１０１２３、受信バッファ制御部１０１２２、シリアル
ｉ／ｆｌｏ１２４及び１０１２５、受信バッファ１０１
２１から威る。

ここで、ＦＤＤＩアクセス部１０１２３は、例えば、Ａ
ＭＤのＡｍ７９Ｃ８３（ＦＯＲＭＡＣ）で、受信バッフ
ァ制御部１０１２２は、ＡＭＤのＡｍ７９Ｃ８２（ＤＰ
Ｃ）及びＡｍ７９Ｃ８１（ＲＢＣ）で、シリアルインタ
フェース１０１２４と１０１２５は、ＡＭＤのＡｍ　７
９８４　（Ｅ　ＮＤＥＣ）及びＡ　ｍ　７９８５　（Ｅ
　Ｄ　Ｓ　）及び、住友電工の光モジュールＤＭ７４−
７４２−ＸＦで、受信バッファはＲＡＭで実現できる。

また、フレーム消去部１０１２６は、該ボート部１０Ａ
が基幹ＬＡＮ側から支線ＬＡＮ側へ中継（送信）した支
線ＬＡＮフレーム９５０が、ＦＤＤＩリングを周回して
該ボート１０Ａに戻ってきた時に、ＦＤＤ　Ｉリング上
から消去するための回路であり、例えば、ＡＮＳ　Ｉ　
　　　資料ＰＲＯＰＯ８ＡＬ　　ＯＮＦＲＡＭＥ　　５
ＴＲＩＰＰＩＮＧ　　ＦＯＲＢＲＩＤＧＥＳ　　ＩＮ　
　ＦＤＤＩ　（ＨｅｎｒｙＹａｎｇ、に、に、Ｒａｍａ
ｋｒｉｓｈｍａｎａｎｄ　　Ｂ１１１　　Ｈａｗｅ、Ｊ
ｕｎｅ１６゜１９８９）で説明のある「中継フレーム消
去方式」に基づき、中継フレームカウンタ制御による消
去回路、あるいは、ＣＡＭにより、実現することができ
る。

２、　基幹ＬＡＮ及び支線ＬＡＮの説明２．１　　セル
及び支線ＬＡＮフレーム構戊構成要基幹ＬＡＮ０の各ハ
イウェイ上には、第５図に示すセル９６３が複数個周回
している。セル９６３は、ヘッダ部分とセル内容部９６
１及びＩＣ５９６２から威る。ヘッダ部分は、更に、Ａ
ＣＦ９５５、宛先ノード／ボー１〜アドレス９５６、送
信元ノード／ボートアドレス９５７、ＨＣ５９５８、基
幹ＭＡＣヘッダ９５９から成る。

一方、第４図に支線ＬＡＮのフレーム構成を示す。支線
ＬＡＮフレーム９５０は、例えば、ＦＣ９６４、宛先端
末アドレス９５１、送信元端末アドレス９５２、端末の
情報を載せる支線ＬＡＮ情報部９５３、及びＦＣ８９５
４から成る。

支線ＬＡＮフレームの具体的な構成の１例を第２６図に
示す。

２．２　基幹ＬＡＮセルの詳細 第６図（Ａ）、（Ｂ）にＡＣＦ９５５、基幹ＭＡＣヘッ
ダ９５９の詳細をそれぞれ示す。ＡＣＦ９５５は、ビジ
ー（Ｂ）、学習表示（Ｌ）、セル種別（Ｓ）のフィール
ドからなる。基幹ＭＡＣヘッダ９５９は、セル位置（Ｐ
３ ＳＮ）、セル内容部の有効長（ＬＳＮ）　、管理用セル
表示（ＳＭＴ）　、シーケンス番号（ＳＥＱ）からなる
。ＰＳＮの値により、セルをＦｉｒｓｔ、Ｎｅｘｔ、Ｌ
ａ５ｔ、Ｓｉｎｇｌｅセルと区別して呼ぶ。また、宛先
ノード／ボートアドレス９５６、送信元ノード／ボート
アドレス９５７、ＨＣ８９５８、ＩＣ８９６２の具体的
な構成の一例を第２７図に示す。

第２７図の実施例では、ノードアドレスとボートアドレ
スを分離しているが、ノードアドレスとボートアドレス
全体を一つのノードアドレスとして扱うことも可能なこ
とは、容易に類推できる。

この場合、第１図において、ノード１０内のボート１０
Ａは、−個になる。

２．４　セルへの分割／組立て 基幹ＬＡＮ０内をセル９６３で転送するのは、第７図に
示すように、支線ＬＡＮフレーム９５０の内、ＦＣ８９
５４を除いた部分（その長さをＬｆバイトとする）であ
る。また、ＦＣ８９５４を含めて転送するもう１つの実
施例もあるが、いずれにせよ、以下では基幹ＬＡＮ０内
をセル９６３４４ で転送する部分を転送支線ＬＡＮフレームと呼ぶ。

Ｌｆの大きさが変わるだけで以下の説明は、同様に適用
できる。Ｌｆの大きさにより、次の条件で、セルに分割
（セルを生成）し、支線ＬＡＮフレームの一部分又は全
部を、セル内容部にコピーする。

ここで、セル内容部９６１の長さをＬｃバイトとする。

（１）Ｌｆ≦Ｌｃなら、第７図（Ｂ）に示す如く、Ｓｉ
ｎｇｌｅセルを生成する。

（２）Ｌｃ＜Ｌｆなら、第７図（Ａ）に示す如く、最初
にＦｉｒｓｔセル、次に０個以上のＮｅｘｔセル、最後
にＬａ５ｔセルを生成する。

なお、Ｓｉｎｇｌｅセル及びＦｉｒｓｔセルに限り、中
継機能ヘッダ９６０がセル内容部９６１の先頭部分に存
在する。第５図から（Ｂ−１）から（Ｂ−４）は、それ
ぞれＦｉｒｓｔ／Ｎｅｘｔ／Ｌａ５ｔ／Ｓｉｎｇｌｅセ
ルの形式を示す。また、第６図（Ｃ）には中継機能ヘッ
ダの形式を示す。

以上の説明で明らかなように、支線ＬＡＮフレームの宛
先端末アドレスおよび送信元端末アドレスは、Ｆｉｒｓ
ｔセルまたはセルのｓｉｎｇｌｅセル内容部に格納され
る。また、Ｌａ５ｔセル及びＳｉｎｇｌｅセルではＬＳ
Ｎで表示した長さ分しかセル内容部に情報が格納されず
、０バイト以上のあきが存在する。中継機能へラダ９６
０については、後述する。

３、　ソフトウェアによる初期化 パワーオン等のリセットにより、伝送制御部１００のマ
イクロプロセッサ１０００が動作を開始し、ＲＯＭ及び
ＲＡＭから成るメモリ１００Ａ上のプログラム制御によ
りＯ／Ｅ部１００１、分離部１００２、スイッチ部１０
０３、多重部１００４、Ｅ１０部１００５、イーサネッ
トインタフェース部２１３等の初期化を行い、該ノード
が物理伝送路１３を介して他ノードと通信できるように
なる。また、管理装置２１１とマイクロプロセッサ１０
００が通信できるようになる。同様にポート部１０Ａも
、マイクロプロセッサ１０１３、メモリ１０１４により
、支線ＬＡＮ制御部１０１２、ノードｉ／ｆ　１０１５
、受信制御部１００６、リアセンプルバッファ１００７
、ＦＤＢ部１０１６、送信制御部１００８、セルバッフ
ァ１００９の初期化を行い、支線ＬＡＮ２５と伝送制御
部１００との間のデータ転送ができるようになる。なお
、支線ＬＡＮ制御部工０１２の初期化により支ＡｌＬＡ
Ｎ２５の端末２５１が送信した支線ＬＡＮフレーム９５
０を全て受信バッファ１０１２１に受信できる。この結
果、基幹ＬＡＮネットワーク０を介して、支線ＬＡＮ２
５同士の間で通信するための準備が完了する。

メモリ１００Ａ及び】Ｏ】４上のプログラム／初期化デ
ータはＲＯＭに予め格納されていても良いし、あるいは
、管理装置２１１から、マスタノードのマイクロプロセ
ッサ１０００経由、プログラム／初期化データをメモリ
１００Ａにダウンラインロードしても良い。引き続き、
マスタノードのマイクロプロセッサ１０００が各スレー
ブノードに対し、前述のプロセッサ間通信機能を使って
プログラム／初期化データをスレーブノードのメモリ１
００Ａにダウンラインロードしても良い。

各ノード１０では、ノードｉ　／　ｆ　１０１５を介し
７− て、メモリ１０００から各ポート１０Ａのメモリ１０１
４ヘプログラム／初期化データをロードしても良い。

逆方向にすなわち、メモリ１０１４からノード１０１５
経由メモリ１０００へ、更に前述のプロセッサ間通信を
使ってマスタノードのメモリ１０００へ、更にイーサネ
ットインタフェース２１３を経由して管理装置へ統計情
報等をアップラインロードできる事は容易に類推できる
。

４、支線ＬＡＮから基幹ＬＡＮ　（上り）方向の中継 以下、ノード１０の実施例を説明する。本節では支線Ｌ
ＡＮ２５は全て同じＮＡＣ方式のＬＡＮ、例えばＦＤＤ
Ｉである実施例を述べるが、ことなるＭＡＣ方式のＬＡ
Ｎ同志の実施例は後で述べる。

４．１　プログラムの動作 第２０図はマイクロプロセッサ１０１３が実行するプロ
グラムのフローチャートである。以下、８− 数字の前のプレフィックスＳは、フローチャートのエレ
メントを参照している。送信制御部１００８の詳細を第
１０図を参照しながら説明する。

はじめに、支線ＬＡＮ２５から受信バッファ１０１２１
への支線ＬＡＮフレーム９５０の受信を監視するため、
ＳＩＯで受信バッファ制御部１０１２２をｒｅａｄＬ、
支線ＬＡＮフレーム受信ステータスを判定する。受信な
しならＳ１０を繰り返す。受信布なら、次に該支ｍＬＡ
Ｎフレームの受信時エラーを調べるため、受信バッファ
制御部１０１２２の受信エラーステータスを３３０で判
定する。エラー有なら該支線ＬＡＮフレームを受信バッ
ファ１０１２１から除くために、Ｓ８０で受信バッファ
制御部１０１２２に対し。

先頭フレーム除去コマンドをＷｒｉｔｅしたのちＳＩＯ
に至る。エラーなしなら、８３５で、受信バッファ制御
部１０１２２から該支線ＬＡＮフレーム長をｒｅａｄＬ
、更に、該支線ＬＡＮフレームがＬＬＣフレームか否か
を調べるため、Ｓ４０でＦＣ９６４をチェックしフレー
ム種別を判定する。

ＳＭＴフレームなら、８９０で該支線ＬＡＮフレーム全
体を受信バッファ１０１２１からメモリ１０１４ヘコピ
ーしたのち、Ｓ８０に至る。メモリ１０１４にコピーさ
れた該ＳＭＴフレームは、別のプログラムによりマイク
ロプロセッサ１０１３で処理しても良いし、あるいは、
更にノードｉ　／　ｆ　１０１５経由メモリ１００Ａに
転送し、マイクロプロセッサ１０００で処理しても良い
。

ＬＬＣフレームなら、受信バッファ１０１２１からセル
バッファ１００９へ転送支線ＬＡＮフレームを転送（上
り転送）するために、８５０で転送支線ＬＡＮフレーム
の長さを計算し、長さＲＥＧ１００８Ａにセットし、更
に、Ｓ５３で、中継機能ヘッダＲＥＧ　１００８Ｅに第
２９図に示す設定値をセットし、更に８５５で送信起動
ＲＥ、０１００８Ｂもセットする。これ以降、ＦＤＢ部
１部上０１６送信制御部１００８、セルバッファ１００
９は、学習ブリッジで言うところのフィルタリング、ラ
ーニング、フォワーディングを行うが、これらについて
は後述する。その後、上り転送が完了したか調べるため
、上り転送完了ステータス１００８Ｃを８６０で判定す
る。未完なら、５６０を繰り返す。完了なら、該支線Ｌ
ＡＮフレームの一部が受信バッファ１０１２１に残って
いる可能性があるので、Ｓ７０で残長ＲＥＧ１００８Ｄ
をｒｅａｄし、Ｓ３５でｒｅａｄした該支線ＬＡＮフレ
ーム長も考慮してバッファ解放長を計算し、Ｓ７５で受
信バッファ制御部１０１２２に対しバッファ解放長をセ
ットし、バッファ解放コマンドをｗｒｉｔｅＬ、次の支
線ＬＡＮフレームの受信判定をＳＩＯでできるようにす
る。

４．２　上り方向のハードウェア動作（その１）次に第
９図、第５図を用いて、送信制御部１００８、セルバッ
ファ１００９、ＦＤＢ部１部上０１６びスイッチ部１０
０３の動作について説明する。

送信起動ＲＥ０１００８Ｂからの起動信号により、送信
転送制御部１００８１が受信バッファ制御部１０１２２
とＤＭＡ転送制御を行う。更に同５１− 時に、ライトポインタ制御部１００８７に転送通知を出
し、ライトポインタ制御部１００８７がセルバッファ１
００９にｗｒｉｔｅアドレス及び制御信号を出力する。

これより、転送支線ＬＡＮフレーム９５０は、受信バッ
ファ１０１２１からセルバッファ１００９へ、例えば４
バイト単位に分割され、繰返し転送される。この時、受
信バッファ１０１２１では、受信バッファ制御部１０１
２２により、転送した分のバッファエリアが解放される
。

送信転送制御部１００８１は、宛先端末アドレス９５１
がセルバッファ１００９へ転送されるタイミングで、宛
先端末アドレス９５１をキーアドレスＲＥ０１００８２
に取り込ませた後、ｅ線にＦＤＢ制御部１０１０へのフ
ィルタリング要求を出す。

同様に、別なタイミングでキーアドレスＲＥＧ１００８
２に送信元端末アドレス９５２を取り込ませ、更に、自
ノード／ポートアドレスＲＥＧ１００８９の値も取り込
ませ、３つ組アドレス情報、つまり、（端末アドレス、
ノードアドレス、ボートアドレス）を完成させたのち、
ＦＤＢ制御部１０１０ヘラーニン５２− グ要求を出す。

４．３ＦＤＢ部 第２５図は、ＦＤＢ制御部１０１０を説明する図である
。

ＦＤＢ部１部上０１６ントリーテーブル１０１１とＦＤ
Ｂ制御部１０１０から成り、エントリテーブル１０１１
には例えばＡＭＤ社製のＡｍ９５Ｃ８５等のＣＡＭを使
うことにより実現できる。第８図は、端末アドレス、ノ
ードアドレス、ポートアドレスの３つアドレスの組から
エントリーを記憶するためのテーブルで、エントリーテ
ーブル１０１１の内容を論理的に表したものである。こ
のテーブルは、アドレステーブル、ルーティングテーブ
ル、又はルーティング情報テーブルとも呼ぶ。

上記ＦＤＢ制御部１０１０は、 ■上りのフィルタリング／ラーニング要求、下りのラー
ニング要求、及び学習セル多重部１００３４からのラー
ニング要求を調停するとともに、エントリーテーブル１
０１１へ、サーチ／未使用エントリサーチ／エントリ登
録、等のコマンドを送り、更に、エントリーテーブル１
０１１からのサーチ結果（Ｆｏｕｎｄ、Ｎｏｔ　　Ｆｏ
ｕｎｄ）に従って、フィルタリング要求元へ、結果を返
す機能をもつＦＤＢ調停部１０１１１と、■エントリー
テーブル１０１１へのサーチ／エントリ登録の時、端末
アドレス、又は、３つアドレス（端末アドレス、ノード
アドレス、ボートアドレス）からなるアドレス情報を格
納しておくライトＲＥＧ１０１１２と、 ■エントリーテーブル１０１１のサーチ結果（ノードア
ドレス、ボートアドレス）を格納するリードＲＥＧ１０
１１３と、 ■多重化部１００３４１からの組アドレス情報１００３
４６を格納する組アドレスＲＥＧＩＯ１１４と、■セレ
クタとからなる。

上！ｉｌ！　Ｆ　Ｄ　Ｂ調停部１０１１１は、送信転送
制御部１００８１からのフィルタリング要求（■）、及
びラーニング要求（■）、受信制御部１００６ないの学
習判断１００６６からのラーニング要求（■）、学習セ
ル多重部１００３４１の多重化部１００３４１からのラ
ーニング要求（■）の中から次の優先順位にしたがって
エントリーテーブルの操作を許可するための調停回路を
もつ。優先順位は、フィルタリング要求（■）が一番高
く、以下、■、■、■の順である。これにより、ポート
部１０Ａ（ブリッジ）の支線ＬＡＮフレームのフィルタ
リング及びフォワーディング性能を向上できる。

上記ＦＤＢ調停部１０１１１は、更ｔこ、調停結果に従
い、セレクタを介して、今回、エントリーテーブル１０
１１の操作を行うに必要なキー情報をキーアドレスＲＥ
Ｇ１００８２又は、組アドレスＲＥＧ１０１１４．又は
アドレス情報ＲＥＧ１００６７からライトＲＥＧ１０１
１２に取り込むと共に、エントリーテーブル１０１１へ
は、フィルタリング要求に対しては、サーチコマンドを
、ラーニング要求に対しては、サーチ／未使用エントリ
５５− サーチ／エントリ登録コマンドを送る。この結果、（ａ
）フィルタリング要求時ニライトＲＥＧ１０１１２の値
（端末アドレス）を検索キーとして、エントリーテーブ
ルの端末アドレスフィールドをサーチさせ、 ■Ｆｏｕｎｄ　：エントリーテーブル１０１１の中に検
索キーと一致する組アドレスが見つかったなら、エント
リーテーブル１０１１からは、リードＲＥＧ１０１１３
に、組アドレス中のノードアドレス及びボートアドレス
の値が、更に、ＦＤＢｉｌｌ停部１０１１１にＦｏｕｎ
ｄが返される。

■Ｎｏｔ　　Ｆｏｕｎｄ：エントリーテーブル１０１１
の中に検索キーと一致する組アドレスが見つからなかっ
たなら、エントリーテーブル１０１１からは、ＦＤＢ調
停部１０１１１にＮｏｔＦｏｕｎｄが返されるので、Ｆ
ＤＢ調停部１０１１１は、リードＲＥＧ１０１１３をリ
セットして、その値をａｌｌ”０”にする。

フィルタリングの結果が確定すると、ＦＤＢ調停部１０
１１１は、要求元へ、完了を通知する。

５６− （ｂ）ラーニング要求時：　ＦＤＢ制御部１０１０は、
ライトＲＥＧ１０１１２の組アドレス情報の中の送信元
端末アドレスを検索キーとして、端末アドレスフィール
ドをサーチさせ、一致する組アドレスが見つかった（Ｆ
ｏｕｎｄ）時は、該エントリのノードアドレス及びボー
トアドレスフィールドに、ライトＲＥＧ１０１１２の組
アドレス情報の中の送信元ノードアドレスと送信元ボー
トアドレスの値をセット（上書き）させる。

Ｎｏｔ　　Ｆｏｕｎｄ時は、未使用エントリをサーチさ
せ、該エントリにライトＲＥＧ１０１１２の組アドレス
情報の値を登録させる。なお、端末アドレスをエントリ
ーテーブルへ登録する時、その最上位ビット（Ｉ／Ｇビ
ット）の値は常にＯにする。

４．４　フィルタリング及びフオワーデイング第３図に
戻って、上り方向中継でのＦＤＢ部１０１６へのフィル
タリング要求以降の送信制御部１００８、セルバッファ
１００９の動作を説明する。

４．４．１　　ケース１ フィルタリング要求の結果、ＦＤＢ部１部上０１６先端
末アドレス９５１に一致する組アドレスがなかった場合
であり、システム立ち上げ後の初期状態でエントリーテ
ーブルに何も学習されていないとき、あるいは宛先端末
アドレス９５１が同報（Ｉ１０ビット＝１）アドレスの
時、等が該当する。該転送支線Ｌ　Ａ　Ｎフレーム９５
０は基幹ＬＡＮ側へセル９６３により同報送信する必要
がある。

ＦＤＢ部１部上０１６は完了通知とともに、宛先ノード
／ポートアドレスＲＥＧ１００８４にａ１１’Ｏ’　　
（Ｎｏｔ　　Ｆｏｕｎｄ）が返される。

中継／廃棄判断部１００８５は、自ノード／ポートアド
レスＲＥ０１００８９の値と宛先ノード／ボートアドレ
スＲＥ０１００８４の値を比較した結果、不一致かつ宛
先ノード／ポートアドレスＲＥＧ１００８４の値がａｌ
ｌ’０’なので、送信転送制御部１００８１およびセル
ヘッダ生成部へ同報フォワーディングを通知する。尚、
自ノード／ポートアドレスＲＥＧ１００８９は、マイク
ロプロセッサ１０１３が初期設定しておくが、その値に
、ａｌｌ’ｏ’は設定しないものとする。

（１）　送信転送制御部１００８１は、４．２で説明し
たように転送支線ＬＡＮフレーム９５０を受信バッファ
１０１２１からセルバッファ１００９へ例えば４バイト
単位に繰返し転送すると同時に、第５図、第６（Ａ）、
（Ｂ）及び第７図（Ａ）、（Ｂ）の説明で述べた仕様に
従い、セル９６３を生成するタイミング、セル位置（Ｐ
　Ｓ　Ｎ）情報、及びセル情報部の有効長（Ｌ　Ｓ　Ｎ
）をセルヘッダ生成部１００８６に通知する機能を備え
る。上記制御は、例えば比較回路、減算回路、その他の
回路要素で構成される。

ＰＳＮ、ＬＳＮの値計算及び転送完了検出は、次のよう
にしておこなう。すなわち、長さＲＥＧ１００８Ａに指
定された長さに、中継機能ヘッダの長さを加えた全長（
Ｌｔ）がセル内容部の長さ（Ｌｃ）以下なら、ＰＳＮ＝
Ｓｉｎｇｌｅ、ＬＳＮ＝Ｌｔ−，５９ を通知する。さもなくば、最初のセルに対しては、ＰＳ
Ｎ＝Ｆｉ　ｒ　ｓ　ｔ、ＬＳＮ＝意味なし、を通知し、
送信転送制御部１００８１内部でＬｔ４−Ｌｔ−Ｌｃな
る減算を行う。次のセルは、新たなＬｔが、Ｌｃより大
なら、ＰＳＮ＝Ｎｅｘｔ、ＬＳＮ＝意味なし、意味なし
、を通知し、送信転送制御部１００８１内部でＬ　ｔ　
４−　Ｌ　ｔ　−Ｌ　ｃなる減算を再び行い、Ｌｃとの
比較を同様に行い、前記の処理を行う、と言ったことを
繰り返す。最後には。

新たなＬｔがＬｃ以下になるので、送信転送制御部１０
０８１は、ＰＳＮ＝Ｌａｓ’ｔ、ＬＳＮ＝Ｌｔを通知す
る。更に、送信転送制御部１００８１は、セルヘッダ生
成部１００８６ないのＨＣＳジェネレータ１００８６３
、ＩＣＳジェネレータ１００８６６に、セルを生成する
タイミング毎にリセット指示を通知する。尚、Ｓｉｎｇ
ｌｅ又はＬａ５ｔセルのセル内容部９６１に発生するＯ
バイ１以上の空きのエリアは、例えば、ａｌｌ　　”Ｏ
Ｉ＋に、又は、ａｌｌ”１”に、又は、任意のパターン
にするように、送信転０ 送＃御部１００８１が、ライトポインタ制御部１００８
７に通知しても良い。

（２）セルヘッダ生成部１００８６は第２８図に示す値
をセルヘッダを生成し、ライトポインタ制御部１００８
７が指定するセルバッファ１００９１の位置にセルヘッ
ダを格納する。

第３５図は、セル生成部１００８６の１実施例を説。

明する図である。Ｌ生成１００８６１は、ＰＳＮの値が
Ｆｒ１ｓｔまたはＳｉｎｇｌｅのときは、１を、それ以
外のときは０を生成する。ＳＥＬ　１００８６２は、前
述した中継／廃棄判断部１００８５からの同報／個別フ
ォヮーディング通知に従い、宛先ノード／ボートアドレ
スへの設定値を自ノード／ボートアドレスＲＥＧ１００
８９からの値にする（個別フォワーディングの時）か、
または、送信セル同報アドレスレジスタ１００８６５か
らの値にする（同報フォワーディングの時）か、選択す
る。

送信セル同報アドレスレジスタ１．００８６５へは、マ
イクロプロセッサ１０１３から初期設定しておく。この
初期設定値の実施例として、 第２８図の宛先ノード／ボートアドレス９５６の値は、
実施例（ａ）ではａｌｌ’ｌ’の一斉同報アドレスであ
り、全てのポートＩＯＡに該セルを受信させることを意
図している。他の実施例（ｂ）では最上位ビット＝１、
残りは、ａ且”１′″を除く任意の０７１パターンから
なるグループＩＤであるグループ同報アドレスであり、
特定のポート１０Ａグループに該セルを受信させること
を意図する。これらの実施例のシステム応用例は後述す
る。

ｔｉｃｓジェネレータ１００８６３は、ＳＥＬ　１００
Ｂ６２からの宛先ノード／ポートアドレス値及び自ノー
ド／ポートアドレスＲＥＧ１００８９からの送信元ノー
ド／ポートアドレス値を入力し、エラーチェックコード
（ＨＣ５）を生成する。その後、Ｉ（ＣＳジェネレータ
は、送信転送制御部からのリセット指示で、リセットさ
れる。

ＳＥＱジェネレータ１００８６４は、インクリメンタ、
ＮＡＮＤ回路、他から成り、次の実施例のいずれかのア
ルゴリズムを適用して、シーケンス番号（ＳＥＱ）を生
成する。なお、（ａ）では、転送支線ＬＡＮフレーム単
位にＳＥＱの値は０からスタートするが、（ｂ）　、　
（Ｃ）では、レーム全てに渡って、とおしで、ＳＥＱの
値を付与する。

以下、（ａ）〜（ｃ）では値はＭＯＤ　　１２８で示し
ている。

（ａ）Ｆｉｒｓｔセル生戊時、生成Ｑ＝Ｏに初期化。

Ｎｅｘｔ及びＬａ５ｔセルはその前に生成したＳＥＱの
値に＋１した値をＳＥＱに使う。

Ｓｉｎｇｌｅセル生成時は５ＥＱ＝Ｏである。

（ｂ）パワーオンリセット等で５ＥＱ＝Ｏに初期化して
おき、任意のセル生成時、その前に生成したセルのＳＥ
Ｑの値に＋１した値をＳＥＱに使う。

（Ｃ）パワーオンリセット等で５ＥＱ＝Ｏに初期化して
おき、Ｆｉｒｓｔ又はＮ　ｅ　ｘ　を又はＬａ５ｔセル
の生成時、その前に生成したＦｉ　ｒｓ　を又はＮ　ｅ
　ｘ　を又はＬａ５ｔセルのＳＥＱの値に＋１した値を
ＳＥＱに使う。

Ｓｉｎｇｌｅセル生戊時は５生成＝Ｏである。

６３ 次に、ＩＣＳジェネレータ１００８６６は、受信バッフ
ァ１０１２１からの転送データを入力し、また基幹ＭＡ
Ｃヘッダ、および中継機能ヘッダの値を入力する。送信
転送制御部１００８１からの転送データ入力通知及びセ
ル生成通知により、基幹ＮＡＣヘッダ、中継機能ヘッダ
（ＦｉｒｓｔまたはＳｉｎｇｌｅセルのときのみ）を含
むセル内容部９６１にたいし、エラーチェックコード（
ＩＣ５）を生成する。その後、ＩＣＳジェネレータ１０
０８６６は、送信転送制御部１００８１からのリセット
指示で、リセットされる。ＩＣＳジェネレータ１００８
６６は、上記動作をセル生成通知ごとに繰り返す。

以上で生成されたヘッダ値は、セルヘッダフィールドＲ
ＥＧ１００８６７に一担スドアされた後、セルバッファ
１００９内の対応するセルのセルヘッダに書き込まれる
が、中継機能ヘッダ９６０が書き込まれるのは、ＰＳＮ
＝Ｆｉｒｓｔ又はＳｉｎｇｌｅのときのみである。

（３）　次にセルバッファ１００９について説明する。

セルヘッダ主成部１００８６で生成した値及び−図一 受信バッファ１０１２１からの転送支線ＬＡＮフレーム
９５０の一部分は、ライトポインタ制御部１００８７の
アドレス指定に従い、セルバッファ１００９内にセル９
６３の形式で格納される。セルバッファは複数個のセル
（例えば４個）を格納できる。リードポインタ制御部１
００８８はライトポインタ制御部１００８７からのライ
トポインタ値と自ライトポインタ値を比較することによ
り、セルバッファ１００９のＮｏｔ　　８ｍＰｔ３’　
（セルが１個以上存在する）を知り、スイッチ部１００
３ヘセル送信要求を通知する。なお、リードポインタ制
御部１００８８、ライトポインタ制御部１’００８７は
、パワーオンリセラ１〜等で初期化され、セルバッファ
１００９はｅｍｐ　ｔ　ｙとなる。

（４）　送信転送制御部１００８１は、以上述べた動作
をくり返し、長さＲＥＧ１００８Ａで設定された分の転
送支線ＬＡＮフレームの上り転送及びそれに伴うセル生
成が完了すると、上り転送完了ステータス１００８Ｃに
値（二同報送信）を設定し、＝６５ 更に残長ＲＥ　Ｇ　１００８０に値（＝Ｏ）を設定する
。

次のケースとして、ＦＤＢ部１０１６に宛先端末アドレ
ス９５１に一致する組アドレスがある場合であるが、Ｆ
ＤＢ部１０１６からは、完了通知と共に宛先ノード／ポ
ートアドレス ＲＥ０１００８４に、宛先端末アドレスに一致した３つ
組のノードアドレス、ボートアドレスが返される。４．
４．１ケース１と同様、自ノード／ボートアドレスとの
比較結果、次のケース、一致する場合、不一致の場合に
分かれる。

４．４．２　　ケース２ 一致する場合、すなわち宛先端末アドレス９５１で指定
された端末は、該ポート部１０Ａが接続している支線Ｌ
ＡＮ２５上に存在する場合であり、該転送支線ＬＡＮフ
レーム９５０は、廃棄すべきフレームである。中継／廃
棄判断部１００８５からは、送信転送制御部１００８１
へ廃棄を通知する。

送信転送制御部１００８１は前述したように、ＦＤＢ部
１０１６へラーニング要求を出した後、上り転送を中断
し、上り転送完了ステータス１００８Ｃに値（＝廃棄）
を設定し、更に、送信起動時に設定された長さＲＥＧＩ
Ｏ○８Ａの値と転送中断までに転送した転送支線ＬＡＮ
フレーム長の差分を残長ＲＥＧ１００８Ｄに設定する。

更に、ライトポインタ制御部１００８７に対し、生成キ
ャンセルを通知し、セルバッファ１００９に作成中のセ
ルを消去させ、更にセルヘッダ生成部１００８６に対し
、生成キャンセルを通知し、ＳＥＱジェネレータ１００
８６４の更新を抑止する。この生成キャンセル通知は、
Ｆｉｒｓｔセル又はＳｉｎｇｌｅセルの生成完了前に行
うので、廃棄されるべき転送支線ＬＡＮフレームの一部
又は全部がセルとしてスイッチ部１００３に送られるこ
とはない。

４．４．３　　ケース３ 一致しない場合、すなわち、宛先端末アドレス６７ ９５１で指定された端末は、該ポート部１０Ａ以外のポ
ート部１０Ａに接続している支線ＬＡＮ２５上に存在す
る場合であり、該転送支線ＬＡＮフレーム９５０は、基
幹ＬＡＮ側へ中継（フォワーディング）すべきフレーム
である。

中継／廃棄判断部１００８５は、４．４．１　　ケース
１で述べたと同様の判定を行う。すなわち、フィルタリ
ング要求の結果が設定されている宛先ノード／ボートア
ドレスＲＥＧ１００８４の値が自ノードｌポートアドレ
スＲＥＧ１００８９の値と異なり、かつ、宛先ノード／
ポートアドレスＲＥＧ１００８４の値がａ　１１　”　
０”でない場合に、個別フォワーディングを送信転送制
御部１００８１及びセルヘッダ生成部１００８６へ通知
する。

以後の動作は４．４．１　　ケース１で述べた動作と次
の点が異なるだけで他は同じである。

（ａ）宛先ノード／ボートアドレス９５６には、宛先ノ
ード／ボートアドレスＲＥＧ１００８４の値を設定する
。

（ｂ）上り転送完了ステータスＲＥ０１００８Ｃ６８− に値（＝個別転送）を設定する。

４．５　上り方向のハードウェア動作（その２）上り方
向のハードウェア動作をセルバッファについて述べる。

セルバッファ１００９は、支線ＬＡＮ２５の通信速度（
例えばＦＤＤＩの１００Ｍｂｐｓ）と、基幹ＬＡＮ０の
ハイウェイの通信速度（例えば１５５Ｍｂｐｓ）との速
度差を吸収するためと、支線ＬＡＮ制御部１０１２から
のデータ転送処理と、ＦＤＢ部１０１６に対するフィル
タリング及びラーニング処理と、スイッチ部１００３へ
のセル転送処理との並行処理を可能とするために備えで
ある。つまり、セルバッファ１００９のセル格納段数は
、複数、例えば、３段以上あれば良い。

例えば、セルバッファ１００９に４段備えた場合、次の
ように動作する。例えば第１段目の内容、すなわちセル
がスイッチ１００３への転送中で、第２段目のセルがフ
ィルタリング終了し、その結果が中継であったので、ス
イッチ部１００３への転送を待ち、更に、第３段目のセ
ルがフィルタリング中（ヘッダ生成中を含む）であった
とすると、更に、第４段目の内容には、次のデータを転
送しつつフィルタリングの準備をしておくことが出来る
。

セルバッファを介することにより、上述のように並行処
理ができるので、たとえ前段のセルの、スイッチ１００
３への転送が長時間またされることがあっても、後段に
空きがあるかぎり、この空き領域を利用することによっ
て、連続的に、支線ＬＡＮフレームをフィルタリング出
来、フィルタリング性能が向上する。つまり、支ｍＬＡ
Ｎフレームの廃棄が続くかぎり、当該位置にセルを上書
きするので、空きは無くならない。なお、上述のセルバ
ッファ１００９の制御は、リードポインタ制御部１００
８８とライトポインタ制御部１００８７がＦＩＦＯマナ
ーで行う。

５、　スイッチ部 第９図にスイッチ部１００３の詳細構成を示す。

スイッチ部はハイウェイ選択部１００３５と、学習セル
多重部１００３４、及びハイウェイ１＋ｊ＋Ｌ１対応の
ハイウェイ処理部１００３０ｉ＋ｊ＋ｋｔｌから戊る。

スイッチ部のアクセス方式はいわゆるスロッテドリング
方式に基づき、複数のハイウェイアクセスが可能なよう
に拡張した方式である。以下、ノード１０内のポート部
１０Ａを識別するため、ノード内の複数ポート部全体を
ポート部Ｘ、ｌ０Ａ（Ｘ）、（ここで）（＝ｉ、、Ｌ　
ｋ、１）と略記する。また１個々のポート部を例えばポ
ート部１１０Ａ（ｉ）と略記する。ポート部ｘｌＯＡ（
ｘ）と、ハイウェイ選択部１００３５とはＴＣ。

Ｔで示す線で各ボート部対応に接続している。

５．１　セル送信 以下、ポート部ｊｌＯＡ（ｊ）について説明するが、他
のボート部も同様である。

リードポインタ制御部１００８８からのセル送信要求を
受けたハイウェイ選択部１００３５は、リードポインタ
制御部１００８８へ送信許可を通知し、セルバッファ１
００９から１セル分引き抜き、ポート部１０Ａ対応に設
けた解析ＢＵＦのなかのポート部ｊ１０Ａ（ｊ）用の解
析ＢＵＦ１００３ｇに格１ 納し、該セルの宛先ノード／ポートアドレスの最上位ビ
ット（Ｉ／Ｇビット）値を判定する。値がもし＋７１１
＋、すなわち−斉同報又はグループ同報アドレスを示し
ているなら、該セルを全ハイウェイのセルバッファ１０
０３６へ転送するが、もし転送先ハイウェイのセルバッ
ファ１００３６がフルなら該セルバッファ１００３６へ
の転送は該セルバッファ１００３６に空きができるまで
延期される。

もし宛先ノード／ポートアドレスが個別アドレス、すな
わち最上位ビット＝Ｏならば、該セルを宛先ボートアド
レス（宛先ノード／ポートアドレス９５６の下２ビット
）の値００．０１．１０．１１に従い、それぞれハイウ
ェイｉｔ　ｔｊ＋　ｋｔ　１のセルバッファ１００３６
へ転送するが、もし該セルバッファがフルなら、転送は
該セルバッファに空きができるまで延期される事は、上
記の同報アドレスの場合と同じである。宛先ノード／ポ
ートアドレスの値にかかわらず、セルバッファ１００３
６への転送が延期されると、解析バッファ１００３８は
使用中のままである。従って、ボート２− 部ｊｌｏＡ（ｊ）からの次のセル送信要求に対して、ハ
イウェイ選択部１００３５は、リードポインタ制御部１
００８８への送信許可の通知を延期する。この結果、該
送信要求に伴う該セルはセルバッファ１００９に留まる
。以上の動作をハイウェイ選択部は、セル送信要求を受
ける毎にくり返す。

セルバッファ１００３６に転送されたセルは、送信選択
部１００３３が検出した空きセル（ＡＣＦのＢ＝０のセ
ル）に上書きし、使用中セル（ＡＣＦ９５５のＢ＝１の
セル）にして、多重部１００４へ送られる。セルバッフ
ァがｅｍｐｔｙの時は、送信選択部１００３３は、受信
判定部１００３２からセル除去要求がこない限り、受信
レジスタ１００３１からのセルをそのまま多重部１００
４へ中継する。

５．２　セル受信 次にセルの受信について述べる。分離部１００２を経由
して該ハイウェイｊのセル境界信号及びセルデータ入力
により、該ハイウェイの１セル分のセルが受信レジスタ
１００３１に蓄積されると、受信レジスタ１００３１は
受信判定部１００３２にセル受信を通知する。

受信判定部１００３２では、該ハイウェイｊの送信選択
部１００３３が送信したセルを基幹ＬＡＮループから除
去するため、受信レジスタ１００３１内のセルの送イ、
ｊ元ノー１−／ポー１〜アドレス９５７と、自ノード／
ボートアドレスＲＥＧ１００３７とを比較し、一致した
時のみ送信選択部１００３３にセル除去要求を通知する
。

自ノード／ボートアドレスＲＥ　Ｇ　１０．０３７は、
マイクロプロセッサ１０００により初期化しておく。セ
ル除去要求を受けた送信選択部１００３３では、定時間
後に受信レジスタ１００３１から転送されてくるセルの
Ａ　ＣＦ　９５５のＢの値をＯにし、空きセルにする。

受信レジスタ１０（！３１からは、セルが送信選択部１
００３３、学習セル多重部１００３４に転送され、更に
該ハイウェイｊに対応するポートｊｌＯＡ（ｊ）の受信
制御部１００６にＲ線で転送されるが、同時に受信判定
部１００３２はＨＣＳ　９５８のエラーチェックを行な
い、セル境界信号及びＨＣＳエラーの有／無をポート部
ｊｌＯＡ（ｊ）の受信制御部１００６にＲＣ線で通知す
るとともに、学習セル多重部１００３４゜送信選択部１
００３３へも同様の通知を行う。

他のハイウェイ対応に、１についても同様である。

以上述べたように、ポート部１０Ａは、特定のハイウェ
イからのみＲ線、及びＲＣ線を介してセル受信できる。

例えば、ポート部ｋｌＯＡ（ｋ）は、ハイウェイｋから
のみ受信可能である。一方、ボート部１０Ａからは宛先
ノード／ポートアドレス９５６のポートアドレス値に依
存して、任意のハイウェイにＴ線及びＴＣ線を介してセ
ル送信できる。

５．３　学習セル多重部 第１８図は、学習セル多重部１００３４の構成を示す図
で、ハイウェイ対応の学習判断部１００３４５と多重化
部１００３４１から威る。

各学習判断部１００３４５は、学習判定部１００３４４
、セルバッファ１００３４２と、　ＦＩＦＯバッファで
ある組アト７５ レスバッファ１００３４３とから成る。該ハイウェイの
受信レジスタ１００３１からのセルは、−旦セルバッフ
ァ１００３４２に格納される。基幹ＭＡＣヘッダ９５９
及びセル内容部９６１をエラーチェック範囲とするＩＣ
５９６２のＩＣＳチェック回路を有する学習判定部１０
０３４４は、受信判定部１００３２からセル境界信号と
ＩＣＳエラー無しの通知を受けたときにかぎり、セルバ
ッファ１００３４２内のセルについて、 ■セルのＡＣＦのＬ＝１　かつＢ＝１；■宛先ノード／
ポートアドレス９５６の最上位ビット（■／Ｇビット）
＝０（同報セル　でない）：■該セルのＩＣＳエラーチ
ェックを行い、ＩＣＳエラー無しを検出： の３条件を判定し、３条件とも満たされたときにかぎり
、第１９図に示すように、該セルの送信元端末アドレス
９５２、送信元ノード／ポートアドレス９５７を抽出し
、３つ組アドレス情報１００３４６の形式で、３つ組ア
ドレスバッファ１００３４３に格納させる。この格納は
、組アドレスバッファ１００３４３に空きがあるときの
み行う。

６− 以上の条件を満たさないセルバッファ１００３４２中の
セルは、次の受信セルにより上書きされる。他のハイウ
ェイ対応の学習判断部１００３４５も同様の動作を繰り
返す。

上記の別の実施例として、■、■、■の３条件を判定す
る代わりに、■を外し、■、■の２条件を判定するよう
にしてもよい。

次に、多重化部１００３４１は、ｌ＋、Ｊｒｋ＋’の組
アドレスバッファ１００３４３から組アドレス情報１０
０３４６を、例えばｌ＋ｊ＋に＋ＬＬｊ＋、−１−の順
で取り出し、Ｌ線にラーニング要求通知とともに送出す
る。この結果、すべてのポート部１０ＡのＦＤＢ部１０
１６に、全ハイウェイからの組アドレス情報を共通に学
習させることができる。もし組アドレスバッファ１００
３４３に組アドレス情報が無いときは、Ｌ線にはラーニ
ング要求を通知しない。学習判定部１００３４４は、組
アドレスバッファ１００３４３にたいし、書き込みポイ
ンタ制御、読みだしポインタ制御を行うことにより、組
アドレスバッファ１００３４３のＦＩＦＯ制御を行う。

以上、本節の説明は、ハイウェイ数Ｎ＝４について行な
ったが、Ｎの他の値のときも、同様に実施できることは
明らかである。

６、　基幹ＬＡＮから支線ＬＡＮ　（下り）方向の中継 ６．１　中継支線ＬＡＮフレームの組立て次にポート部
１０Ａに戻り、受信制御部１００６、リアセンプルバッ
ファ１００７の動作について説明する。

（１）ＳＨＩＦＴ１００３６は、１セル分のバッファで
あり、Ｒ線を介して該ボートｊｌＯＡ（ｊ）が受信でき
るハイウェイｊ上の、全てのセルをスイッチ部１００３
から受信する。Ｒ線の転送は、例えば１６ビツト単位で
繰返し転送する。

受信判定部１００６４は、ＲＣ線からセル境界通知、及
びＨＣＳエラーの有／無を受ける。

ＨＣＳＣＳニラ−ときは、該受信セルを無視し、次のセ
ルを受信する。一方、ＨＣＳエラーなしのときは、受信
判定部１００６４は、該受信セルのＡＣＦのＢ＝１のと
きに限り、５ＨＩＦＴ１００６３内のセルのＩＣ８９６
２，及び宛先ノード／ポートアドレス９５６を次に述べ
るようにチェックする。

（ａ）受信判定部１００６４内にＩＣＳチェック回路を
持ち、ＩＣ８９６２を用いてエラーチェックを行ない、
ビットエラーを検出する。もし、ＩＣＳＣＳニラ−ら該
受信セルを無視し、次のセルを受信する。

（ｂ）ＩＣＳエラーなしのときは、宛先ノード／ポート
アドレス９５６の値を判定し、■自ノード／ボートＲＥ
Ｇ１００６５の値と一致した、 又は ■グループアドレスＲＥＧ１００６８の値と一致し、か
つ、５ＨＩＦＴ　１００６３ないのセルの送信元ノード
／ポートアドレス９５７の値が、自ノード／ポートＲＥ
Ｇ１００６５の値と等しくない、 又は ■該宛先ノード／ボートアドレス９５６の値が一斉同報
アドレス ９− （＝　ａｌｌ”１″）であった。

のいずれかが成立するなら、アドレス一致をチエイン管
理部１００６１へ通知する。自ノード／ポートアドレス
ＲＥＧ１００６５及びグループアドレスＲＥＧ１００６
８の値は、マイクロプロセッサ１０１３で初期設定して
おく。グループアドレスＲＥＧ１００６８は、上述の１
個に限らない。

これを複数個持ち、異なるグループアドレス値を初期設
定しておき、複数種類のグループアドレスに対応するセ
ルを受信できるようにしてもよい。

■、■、■かいずれも成立しないなら、アドレス不一致
をチエイン管理部１００６１へ通知し、通知されたチエ
イン管理部１００６１は、該受信セルを無視する。

（ｃ）受信判定部１００６４は、ＩＣＳエラーなしのと
きは、更に、学習モードＲＥ　Ｇ　１００６Ｃの値によ
り、第２９図の条件にしたがって、学習判断１００６６
へ学習可／不可を通知する。学習モードＲＥ　Ｇ　１０
０６Ｇの値（０又は１）は、マイクロプロセッサ１０１
３により初期設定しておく。ＩＣ３工８〇− ラーありのときは、学習不可を学習判断に通知する。

（２）上述の動作と並行して、アドレス情報ＲＥＧ１０
０６７は５ＨＩＦＴ１００６３内のセルから、第１９図
の説明で述べたように送信元端末アドレス９５２、送信
元ノード／ポートアドレス９５７を取り込み、組アドレ
ス情［１００３４６を作成する。また、学習判断１００
６６は、 ５ＨＩＦＴ１００６３内のセルのＡ　ＣＦ　９５５のＬ
の値を判定し、Ｌ＝１（学習要）であり、かつ受信判定
部１００６４から学習再通知を受けたなら、ＦＤＢ制御
部１０１０に対し、下り方向ラーニング要求を通知する
。この結果、ＦＤＢ制御部１０１０は、アドレス情報Ｒ
Ｅ　Ｇ　１００６７内に蓄積された。送信元の組アドレ
ス情報（端末アドレス、ノードアドレス、ポートアドレ
ス）を学習する。

（３）受信判定部１００６４からアドレス一致の通知を
受けたチエイン管理部１００６１は、次に述べるように
基幹ＭＡＣヘッダ９５９のＰＳＮとＳＥＱをチェックし
、エラーが無く、かつ転送支線ＬＡＮフレームの組立て
が完了（Ｓｉｎｇｌｅセル、またはＬａ５ｔセルを受信
）したなら、受信転送制御部１００６２へ受信完を通知
する。

（４）チエイン管理部１００６１は、ＰＳＮ／ＳＥＱエ
ラーチェックを行なうためのチェック回路、５ＨＩＦＴ
１００６３からリアセンプルバッファ１００７ヘデータ
を転送するため、又はチエイン管理部白身がリアセンプ
ルバッファ１００７からデータをｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ
するためのアクセス制御回路、及びデータレジスタ、リ
アセンプルバッファ１００７内の後述するデータ構造を
操作できるいわゆるシーケンス制御回路、その他から威
る。

又、リアセンプルバッファ１００７は、いわゆる３ポー
トバツフアメモリであり、チエイン管理部１００６１及
び受信転送制御部１００６２、ＦＤＤＩアクセス部が並
行してアクセス可能である。

尚、チエイン管理部１００６１は、 ５ＨＩＦＴ１００６３からリアセンプルバッファ１００
７ヘデータ転送中は、自らのリアセンプルバッファ１０
０７へのアクセスは抑止する。またマイクロプロセッサ
１０１３からのリアセンプルバッファ１００７へのアク
セスは、初期設定時のみである。

（５）リアセンプルバッファ１００７内の論理データ構
造を第２３図〜第２４図に示す。

組立て管理テーブル９１０は、ＰＳＮ、ＳＥＱのエラー
チェック、及び転送支線ＬＡＮフレームの組立てを送信
元のポート部１０Ａ対応に行なうためのテーブルであり
、管理エントリ９１２を１つのエントリとする配列であ
る。基幹ＬＡＮ０の最大構成に合わせ（例えば第２７図
のノード／ボートアドレス構成では２９×２２個の）管
理エントリ９１２を持つことにより、任意のノード１０
の任意のボート部１０Ａからのセルを受信できる。

送信元のボート部１０Ａ対応の管理エントリ９１２は、
パケット９１１と呼ぶセルを格納する入れ物をチエイン
するための先頭バケットポインタ９１２１と、最終パケ
ットポインタ９１２２と、３ 該送信元ボートから前回受信したセルのＰＳＮ。

ＳＥＱの値を格納する前回ＰＳＮ９１２３と、前回５Ｅ
Ｑ９１２４とから成る。

バケッｌ−９１１は、パケット自身をチエインするため
のチエインポインタ９１１１と、セル格納部９１１２と
から成る。セル格納部９１１２には、セルのＡＣＦを格
納する場合としない場合があるが、以降の説明で差はな
い。

空きパケット管理エントリ９１３の先頭空きパケットポ
インタ、及び最終空きパケットポインタは、未使用のパ
ケット９１１をチエインするために使う。

組立て完了フレーム管理エントリ９１４は、組立て完了
したセル群、すなわち、１つの転送支線ＬＡＮフレーム
から生成されたＦｉｒｓｔセル１個、Ｎｅｘｔセル０個
以上、Ｌａ５ｔセル１個、又は、Ｓｉｎｇｌｅセル１個
を格納しているパケット群を、任意の転送支線ＬＡＮフ
レーム数分チエインすることによりできるパケット群を
、先頭フレームポインタ９１４３．最終フレームポイン
タ９１４４によりＦＩＦＯマナＭ −で管理する。

転送フレーム数カウンタ９１４１、及び転送バイト数カ
ウンタ９１４２は、リアセンプルバッファ１００７から
ＦＤＤＩアクセス部１０１２３へ転送した転送支線ＬＡ
Ｎフレーム数、及びそれらフレームの総バイト数である
。

パケット９１１は、その時々により組立て管理テーブル
９１０に、あるいは空きパケット管理エントリ９１３に
、あるいは組立て完了フレーム管理エントリ９１４につ
ながっている。

以降の説明では、先頭／最終ポインタのペアとそれらに
よりチエインされたパケット群からなり、ＦＩＦＯマナ
ーを実現するデータ構造をキューと呼ぶ（例えば、空き
パケットキュー）。キューに「つなぐ」とは、キューの
最後にパケットをチエインすることを、キューから「取
り出す」とは、キューの先頭のパケットをチエインから
はずすことを意味する。また、キューの終わりは、チエ
インポインタの値が０であることにより判定できる。

またマイクロプロセッサ１０１３により、リアセンプル
バッファ１００７は次のように初期化する。

■　全てパケット９１１にフォーマツティングし、全て
のパケット９１１を空きパケットキューにチエインする
。

■　組立て完了フレームキューはｅｍｐ　ｔ　ｙ（先頭
及び最終フレームポインタ＝○）、■　各管理エントリ
９１２のパケットキューはｅ　ｍ　ｐ　ｔ　ｙに、前回
Ｐ　Ｓ　Ｎ９１２３及び前回Ｓ　Ｅ　Ｑ９１２４はそれ
ぞれｓｉｎｇｌｅとＯにする。

（６）はじめにＰＳＮ、ＳＥＱのエラーチェックについ
て説明する。

チエイン管理部１００６１は、 ５ＨＩＦＴ１００６３内の受信セルの送信元ノード／ポ
ートアドレス９５７の値（＝ｔ）をインデックスとして
、組立て管理テーブル９１０のｔ番目の管理エントリ９
１２（これをＥＮＴ　（ｔ）と記す）をｒｅａｄし、そ
の前回Ｐ　Ｓ　Ｎ９１２３と前回Ｓ　Ｅ　Ｑ９１２４を
得る。

更に、該受信セルの基幹ＭＡＣヘッダのＰＳＮとＳＥＱ
　（これを以降、それぞれ今回ＰＳＮ、今回ＳＥＱと呼
ぶ）を得て、これらから第３１図〜第３４図に基づきエ
ラーチェックする。その後、チエイン管理部１００６１
は今回ＰＳＮの値をＥＮＴ（ｔ）の前回ＰＳＮ９１２３
へ設定する。

ＳＥＱのエラーチェックは、ＰＳＮエラーチェックでエ
ラーなしの受信セルについて行なうが、その方法は、４
．４．１の（２）で説明したＳＥＱジェネレータの（ａ
）〜（ｃ）の実施例対応にＳＥＱエラー決定テーブルで
示す（第３２図〜第３４図）。チエイン管理部１００６
１は、エラーチェック後、各決定テーブルの後処理に示
した処理を行なう。尚、第３２図〜第３４図はＭＯＤ１
２８表示である。

ＰＳＮエラー又はＳＥＱエラーを検出した時。

チエイン管理部１００６１は該受信セルをリアセンプル
バッファに転送しない。

更に、ＰＳＮエラー又はＳＥＱエラーを検出した時、も
し該受信セルのＰＳＮ＝Ｎｅｘｔ又はＬａ５ｔならば、
該管理エントリＥＮＴ　（ｔ）のパケットキューにチエ
インされているＦｉｒｓｔ８７− セルを内包するパケット９１１からはじめて、パケット
９１１のチエインポインタ値＝Ｏ（チエインの終わり）
でない限りパケット９１１のチエインポインタ９１１１
をたどる事により、Ｎｅｘｔセルを内包するパケット９
１１を０個以上見つけ、これら全てのパケット９１１を
空きパケットキューにつなぐ。

（７）ＰＳＮエラー、ＳＥＱエラーが無ければ、チエイ
ン管理部１００６１は、空きパケットキューからパケッ
ト９１１を１つ取り出し、セル格納部９１１２に該受信
セルを格納する。もし該受信セルがＳｉｎｇｌｅセルな
ら組立て完了フレームキューへつなぐ。さもなくば、該
管理エントリＥＮＴ（１）のパケットキューにつないだ
後、もし該受信セルがＬａ５ｔセルなら、該パケットキ
ューにチエインされているＦｉｒｓｔセルを内包するパ
ケット９１１からＬＡＳＴセルを内包するパケット９１
１までの全てのパケット９１１をチエインの順序はその
ままに、組立て完了フレームキューへつなぐ。

以上述べたように、Ｓｉｎｇｌｅセル受信、又はＬａ５
ｔセル受信により、組立て完了フレーム８８ キューにパケット９１１をつないだときはいつでも、チ
エイン管理部１００６１は受信転送制御部１００６２へ
受信先を通知する。

更にチエイン管理部１００６１は、該管理エントリＥＮ
Ｔ（ｔ）の前回ＰＳＮ＝Ｓｉｎｇｌｅに、先頭パケット
ポインタ、最終パケットポインタをＯに初期化する。

（８）　チエイン管理部は以上の動作を受信セル毎に行
なう。　受信完了通知を受けた受信転送制御部１００６
２は、受信フレームステータス１００６Ｂに有を通知す
る。

６．２　プログラムの動作 第２１図は、マイクロプロセッサ１０１３が実行するプ
ログラムチャートの一例である。リアセンプルバッフ７
１００７に組立が完了した転送支線ＬＡＮフレーム９５
０が存在するかを５１００で受信フレームステータス１
００６Ｂで判定する。

受信なしなら５１００を繰り返す。受信布なら、転送支
線ＬＡＮフレーム９５０ｔｉ−ＦＤＤＩアクセス部１０
１２３経由支線ＬＡＮ２５へ送信するために、５Ｌｉｏ
で送信起動ＲＥＧ１００６Ａをセットする。その後、支
線ＬＡＮ２５への転送が完了したか調べるため、下り転
送完了ステータス１００６９を５１２０で判定する。未
完なら、５１２０を繰り返す。完了なら５１００に到り
、次の転送支線ＬＡＮフレームの存在を判定できるよう
にする。

尚、第２０図、第２１図のＳ１０、Ｓ６０．５１００、
及び５１２０の繰り返しループにより、マイクロプロセ
ッサ１０１３がこれらの処理に専有されることはない。

すなわち、一般に使われている割込み制御、プログラム
のタイムスライス実行制御、及びマスチタスクスケジュ
ーリング機能をもつＯＳプログラムの下で上記第２０図
、第２１図のルーチン及びその他のプログラムを動作さ
せることにより容易に防止できる。

６．３　支線ＬＡＮへの送信 （１）受信転送制御部１００６２は、リアセンブルバソ
ファ内にある前記第２２図〜第２４図に示したデータ構
造を操作できる、いわゆるシーケンス制御回路、加算ｌ
減算ｌ比較回路のほか、リアセンプルバッファ１００７
からＦＤＤＩアクセス部１０１２３へのＤＭＡ転送制御
回路などからなる。

（２）ＳＩＯで送信起動ＲＥ　Ｇ　１００６Ａがセット
されると、送信起動ＲＥ　Ｇ　１００６Ａからの起動信
号により、受信転送制御部１００６２は、ＦＤＤＩアク
セス部１０１２３へ支線ＬＡＮフレームの送信要求を通
知する。支線ＬＡＮ２５上をトークンが周回し、該送信
要求を受けていたＦＤＤＩアクセス部１０１２３がトー
クンをハントすると、ＦＤＤＩアクセス部１０１２３か
ら受信転送制御部１００６２へ送信レディの通知が戻り
、あとは両者の間でＤＭＡ転送制御が行われ、リアセン
プルバッファ１００７からＦＤＤＩアクセス部１０１２
３を経由して支線ＬＡＮ２５へ支線ＬＡＮフレームが送
信される。

このとき、受信転送制御部１００６２は、第７図に示し
た各セルのハツチングした部分、すなわち転送支線ＬＡ
Ｎフレームの部分だけを取り出し、９１ ＦＤＤＩアクセス部１０１２３へ転送する。

（３）まず、受信転送制御部１００６２は、転送フレム
数カウンタ９１４１と転送バイト数カウンタ９１４２を
Ｏクリアする。

（４）次に、組立完了フレーム管理エントリ９１４の組
立て完了先頭フレームポインタ９１４３がさすパケット
９１１から始めて、パケット９１１内のセルをアクセス
し、該セルのＰＳＮおよびＬＳＮの値に従い、ＦＤＤＩ
アクセス部１０１２３へ転送開始すべき該セル内のアド
レス、及び長さを知り、転送バイト数カウンタ９１４２
に長さを加えると共に、正味のデータ（第７図でハツチ
ングで示した部分）をリアセンプルバッファ１００７か
らＦＤＤＩアクセス部１０１２３へ転送する。受信転送
制御部１００６２は、１パケツト内の転送が完了すると
、該パケットを組立完了フレームキューから取り出し、
空きパケットキューにつなぐ。もし該パケットのセルの
ＰＳＮがＮｅｘｔまたはＦｉｒｓｔならば、パケット９
１１のチエインポインタ９１１１をたどり、次のパケッ
ト９１１を得て、上記の転送処理を再び行う。もし、９
２− ９２−８ｉｎ又はＬａ５ｔならば、１つの転送支線ＬＡ
Ｎフレームの転送が終わったと認識し、転送フレーム数
カウンタ９１４１に↓加算する。

（５）ＦＤＤＩアクセ部１０１２３は、ＦＤＤＩ　　Ｍ
ＡＣ方式に従うので、トークン保持時間の許すかぎり支
線ＬＡＮフレームを幾つでも送信できる。受信転送制御
部１００６２は、１つの転送支線ＬＡＮフレームの転送
が終わる毎に組立て完了フレームキューを調べ、もし組
立てを完了した転送支線ＬＡＮフレームがなければ、下
り転送完了ステータス１００６９に完了を通知し、処理
を終了した後、送信起動ＲＥＧ１００６Ａからの次の起
動信号を待つ。一方、次に送るべき組立て完了した転送
支線ＬＡＮフレームがあれば、前述（４）同様の動作を
繰り返す。そのうち、トークン保持時間が切れると、Ｆ
ＤＤＩアクセス部１０１２３はトークンをリリースし、
同時にＦＤＤＩアクセス部１０１．２３は受信転送制御
部１００６２ヘト−クンリリースを通知する。この通知
を受けた受信転送制御部１００６２は、次に送るべき組
立て完了した転送支線ＬＡＮフレームが組立完了フレー
ムキューにあっても、新たなりＭＡ転送を行わず、代わ
りに、下り転送完了ステータス１００６９に完了を通知
する。トークン保持時間が切れる前に送るべき組立て完
了した転送支線ＬＡＮフレームが無くなったときは、受
信転送制御部１００６２は、トークンリリース指示をＦ
ＤＤＩアクセス部１０１２３に通知するとともに、下り
転送完了ステータス１００６９に完了を通知する。ＦＤ
ＤＩアクセス部１０１２３は、トークンをリリースする
。以上が送信起動ＲＥ　Ｇ　１００６Ａがセットされて
から下り転送完了ステータス１００６９に完了を通知す
るまでの動作である。

なお、ＦＣ８９５４はＦＤＤＩアクセス部が生成する。

６．４　支線ＬＡＮからの中継フレーム消去１．２．２
で述べたように、フレーム消去部１０１２６は、カウン
タ回路をもち、ＦＤＤＩアクセス部１０１２３がトーク
ンハント時にカウンタをＯクリアし、下り方向に中継さ
れる支線ＬＡＮフレームがＦＤＤＩアクセス部１０１２
３から支線ム数をカウントする（その最終値をＨとする
）。

その後、次にＦＤＤＩアクセス部１０１２３が１〜−ク
ンをハントするまでの間に、シリアルｉ　／　ｆ１０１
２４を介して受信した支線ＬＡＮフレームのうち、最初
のＨ個だけフレーム消去部１０１２６で消去する。

６．５　初期設定条件 以上の実施例で　マイクロプロセッサ１０００及びマイ
クロプロセッサ１０１３が初期設定するレジスタ値には
、次の制約条件を課す。

■各ノード１０内で、次のレジスタのノードアドレス値
は同じにする。ノード間では異なる値にするが、値ａｌ
ｌ”Ｏ”及び（ＩｉＩａｌｌ”１〃はどのノードｌＯで
も使わない。

自ノード／ポートアドレス ＲＥＧ１００３７ 自ノード／ポートアドレス ＲＥＧ１００８９ ９５− 自ノード／ポートアドレス ＲＥＧ１００６５ ■次のレジスタのポートアドレス値は、ポート部１０Ａ
内で同一にし、その値は該ポートが受信するハイウェイ
ｌ＋Ｊ＋に＋１に対応して、０Ｏ５０１，１０，１１と
する。

自ノード／ポートアドレス ＲＥＧ１００８９ 自ノード／ボートアドレス ＲＥＧ１００６５ ■次のレジスタのポートアドレス値は、ハイウェイＬ　
ｊ＋　ｋｎ　１に対応して、００．０１．１０．１１　
とする。

自ノード／ボートアドレス ＲＥＧ１００３７ ７、　システム応用例 （１）第１７図に本発明の一応用例を示す。

この図では、支線ＬＡＮ２５がボート部１０Ａを介して
基幹ＬＡＮループにブリッジ接続９６− していることを強調するため、伝送制御部１００やハイ
ウェイは略しているが、前述の実施例の説明を何ら矛盾
するものではない。

（ケース１）の（１）で述べたように、前述の実施例４
．４の同報セル（宛先ノード／ポートアドレスの最上位
ビット＝１）の宛先ノード／ポートアドレス値には、−
斉同報アドレス（ａｌ、１”ｌ”）とグループ同報アド
レスの２さのケースがある。この応用例では、全てのボ
ート部１０Ａで一斉同報アドレスの初期設定を禁止する
。かわりに、グループＡに含まれる複数のポート部１０
Ａ全てに同じグループ同報アドレス値（＝Ｇａ）を使用
させる。一方、別のグループＢに含まれる複数のポート
部１０Ａの全てに同じグループ同報アドレス値（＝Ｇ　
ａ　）を使用させる（但しＧａｆ−Ｇｂ）。具体的には
、セルヘッダ生成部１００８６が参照できる送信セル同
報アドレスレジスタ１００８６５に、値（グループＡで
はＧａ。

グループＢではＧｂ）をマイクロプロセッサ１０１３初
期設定する。該レジスタは、セルヘツダ生成部１００８
６が同報セル（宛先ノード／ボートアドレスの最上位ビ
ット＝１）を生成する時に参照し、その値を該同報セル
の宛先ノード／ボートアドレス９５６に設定するもので
ある。

一方、該ボート部１０ＡのグループアドレスＲＥＧ１０
０６８にも同じ値（グループＡではＧａ、グループＢで
はＧｂ）をマイクロプロセッサ１０１３により初期設定
しておく。こうすることにより、例えば端末αが送信し
た支線ＬＡＮフレームが一斉同報フレームであったとき
、この支線ＬＡＮフレームをセルに分割してポート部α
から基幹ＬＡＮへ同報セルで送信するとき、宛先ノード
／ボートアドレスの値はＧａであり、グループＡに属す
るポート部１０Ａには受信され、配下の支線ＬＡＮ２５
へ中継されるが、グループＢに属するポート部１０Ａに
は受信されないので配下の支線ＬＡＮには中継されない
。フィルタリングで宛先端末アドレスＮＯＴ　　ＦＯＵ
ＮＤになった支線ＬＡＮフレームについても同様である
。従って端末からの同報フレームによるトラヒック、ま
たはＦＤＢ部１０１６１’　　ＮＯＴ　　ＦＯＵＮＤに
なった支線ＬＡＮフレームから生じる同報トラヒックも
グループ間で分離することができ、システム運用上好都
合である。

上記の説明ではＡ、Ｂ２グループであったがそれ以上も
同様に可能であることは容易にわかる。

（２）上記の具体応用例としては、異なるＭＡＣ方式の
支線ＬＡＮ　（例えばＭＡＣ方式ＡとＭＡＣ方弐Ｂ）を
接続しているボート１０ＡをそれぞれグループＡ、グル
ープＢに分け、さらに、各ボート１０Ａのマイクロプロ
セッサ１０１３は核ポートの支線ＬＡＮ　　ＭＡＣ方式
の種別（例えば方式Ａまたは方式Ｂ）を判定できる手段
を設け、さらにマイクロプロセッサ１０１３は判定結果
に基づき、予め排他的に決めておいたグループアドレス
値（ＧａまたはＧｂのいずれか）を上記の送信セル同報
アドレスレジスタ１００８６５とグループアドレスＲＥ
０１００６８に初期設定する。

これにより異なるＭＡＣ方式の支、＃ＬＡＮ２５が基幹
ＬＡＮ０の伝送路１３を共用でき、しかも９９ ポート部１０Ａでは同報セルによる互いに形式の異なる
支線ＬＡＮフレームの受信がなくなり、誤動作しないメ
リットがある。

８、　他の実施例 以下に本発明の他の実施例を説明する。

（１）　　ＡＣＦ９５５のＳフィールドを利用した別な
実施例は、ノード１０内にポート部１０Ａとは別のボー
ト、例えばＴＤＭ回線接続を実装させ、基幹ＬＡＮ０全
体をマルチメディア通信用のＬＡＮにするものである。

ＴＤＭボートでは、送信セルに対しＡ　Ｃ’Ｆの５＝１
０　（同期セル）かっＢ＝１を付加し、一方、スイッチ
部の受信判定部１００３２で、ＡＣＦのＳフィールドを
判定する判定回路を設け、受信ボートに対しては、ボー
トのタイプが一致（例えばボート部１０Ａであれば５＝
ＯＯ，ＴＤＭボートであれば５＝１０）したときのみ、
該ハイウェイを受信しているボート部へセル受信通知す
ることで容易に実現できる。なお、受信判定部１００３
２にはマイクロプロセッサ１０１３ サ１０００よりボートのタイプを初期設定でき、また上
記判定回路から参照できる種別設定回路を設け、上述の
ような受信ボートのタイプ値を初期設定しておく。

（２）ＡＣＦ９５５に学習表示りを設け、この値を判定
して学習セルを認識する前述の実施例にたいし、学習表
示りを廃止し、基幹ＭＡＣＡッダ９５９のＰＳＮの値を
判定することで学習セルを認識する他の実施例が有る。

学習に必要な３つ組アドレス情報は全て、Ｆｉｒｓｔセ
ルまたはＳｉｎｇｌｅセル内に存在するので問題はない
。

更に前述の実施例で、学習表示りの値判定を行なってい
た回路を、単にＰＳＮの値を判定する判定回路に置き換
えるだけで実現できることは容易に類推できる。

（３）　更に別な実施例として、前述の実施例ではセル
内の学習情報が端末アドレス、ノードアドレス、ボート
アドレスからなる組アドレスであるとしたが、前述の実
施例同様、基幹ＭＡＣＡッダ９５９のＰＳＮ、またはＡ
ＣＦ９５５の学習表示Ｌを設け、１つのセルに収まる任
意の学習情報をＰＳＮまたはＬの値が特定の値（例えば
ＰＳＮ＝ＦｉｒｓｔまたはＳｉｎｇｌｅ、　　または、
例えばＬ＝１）を取るセルにのせることにより、ポート
部１０ＡのきかんＬＡＮからの受信部で、及び学習セル
多重部１００３４に相当する抽出部で、任意の学習情報
を該特定セルから抽出でき、ＦＤＢ部１部上０１６当す
るルーティング情報部に学習または蓄積できることは容
易に類推が付く。

なお、該特定セルを含む全てのセルでは、セル単独でセ
ルの内容のエラーチェックができるＨＯ２およびＩＣ８
に相当するエラーチェックフィールドを持つこと、更に
、基幹ＬＡＮへの送信部でエラーチェックコードを生成
する生成回路を、基幹Ｌ　Ａ　Ｎの受信部で、エラーチ
ェックコードをチェック擦るチェック回路を持つことは
、前述の実施例同様である。

（４）　更に別の実施例として、学習セル多重部１００
３４及びＬ線および組アドレス ＲＥＧ１０１１４を設けない実施例が有る。ポート部１
０Ａでは、前述の実施例で述べたように下り方向（基幹
ＬＡＮからの受信方向）の学習も行っているので、この
実施例でポート部１０Ａが誤動作することはない。

以上述べた実施例によれば、以下の効果がある。

（１）複数のハイウェイとそれに接続するノードからな
る基幹ＬＡＮシステム全体で、 ＩＥＥＥ８０２．１に基づ＜ＭＡＣブリッジと等価なブ
リッジが実現できる。

（２）異なるハイウェイに接続される支線ＬＡＮ同しで
、相互に通信及びルーティング情報の学習ができる。

（３）支線ＬＡＮフレームのアドレス情報を含むセルに
、学習表示を持ち、かつエラーチェック情報も持つので
、他のノード（ポート）は受信したセルの中から学習す
べきセルを選択し、自分のテーブルにアドレス情報を登
録（学習）することができる。

（４）複数ハイウェイからなる基幹ＬＡＮに接続０３− されるノードは、支線ＬＡＮと接続される複数個のボー
ド部を備え、各ポートがブリッジ機能を有し、ノードが
全ハイウェイから共通にルーティング情報を得て全ポー
トに配るので、各ポートはいずれの伝送路からも学習す
ることができ、フィルタリング効率が向上する。

（５）基幹ＬＡＮのセル位置表示、ＩＣ８゜ＨＯ２及び
シーケンスの値に基づいて、ポートの受信部では、一連
の基幹ＬＡＮセルから支線ＬＡＮフレームの再組立（エ
ラーチェックも含む）ができる。

（６）ハイウェイ番号とポートアドレスを同一にするこ
とにより、ルーティングが簡単になる。

（７）ポート部は、特定のハイウェイからのみセル受信
するので、送信側のルーティング及び送受信処理が簡単
になる。

更に他の実施例： 以下、本発明の更に他の実施例を説明する。

宛先不明による同報送信する場合は、前述したように、
送信制御部１００８は第２図（ｂ）の宛−１０４− 先ノード／ポートアメレス９５６を同報アドレスとし、
スイッチ部１００３はセル９６３をＮ本の全ハイウェイ
に送出する。ただし、学習表示すべきセル（ＡＣＦのＬ
＝１）は、Ｎ本の全ハイウェイに送出するものの内、た
だ一つだけ２例えばハイウェイｉに限定する。なぜなら
、前述した様に、学習セル多重部１００３４とＬ線を設
けることにより、各ポート部１０Ａでは該セルをＦＤＢ
部１部上０１６習できるからである。以下、Ｌ線のこと
を共通学習パスと呼ぶ。なお、上記以外の送出処理は４
節で説明したケース１と同様である。

次にケース２の場合、すなわち、受信フレームを基幹Ｌ
ＡＮ０に対して廃棄する場合は、Ｆｉｒｓｔセルのみを
学習用として用いるようにする。

この場合、送信制御部１００８は、セルヘッダの宛先ノ
ードアドレスをヌル（ａｌｌ　　”Ｏ”）アドレスとし
、スイッチ部１００３は、同様に学習ビットをＦｉｒｓ
ｔセルに付加して送出する。

ただし、この学習セル（ＡＣＦのＬ＝１であるセル）は
、宛先が存在しないので、基幹ＬＡＮ０に接続される全
ノード１０は、この学習セルをＦＤＢ部１部上０１６学
習に使う以外にはリアセンプルバッファに受信すること
はない。

なお、ケース１の場合、すなわち中継の場合は、前述の
実施例と同様に学習セルを生成し、当該ハイウェイに送
出する。一方、学習処理は前述の実施と同様に、ＦＤＢ
部１部上０１６通学習パスから入来する学習セルにより
学習する。

ここで、本実施例においては、支線ＬＡＮから受信した
フレームからは送信元ステーションをＦＤＢぶ１０１６
のエントリーに登録しなくとも学習できる。なぜなら、
ループ状の基幹ＬＡＮの特徴を活かした次の理由からで
ある。すなわち、フレームが中継／廃棄されるにかかわ
らず、学習セルを基幹ＬＡＮに送出する場合であれば、
必ず元のノードに戻ってくる。この時に、学習セルから
エントリーを登録すればよい。

また、廃棄時には学習セルを中継しない方法であれば、
支線ＬＡＮから受信した時にエントリーを登録し、−巡
学習セル、すなわち、宛先ノードアドレスと自ノードア
ドレスとが一致する学習セルを受けたときには登録せず
、一致しない場合にのみ登録することもできる。

従って、本実施例によれば、以下の効果がある。

（１）廃棄フレームの場合であっても、基幹ＬＡＮに接
続される全ノードは送信元ステーション位置を学習する
ことができ、宛先不明による同報送信が減り、基幹ＬＡ
Ｎおよび支線ＬＡＮのトラヒックが少なくなる。

（２）同報送信であっても、学習セルのみは１本のハイ
ウェイに送出するので、同じエントリーを何度も登録す
ることはない。

（３）学習セル送出ノードは、他ノードと同様に、ルー
プを一巡する学習セルからエントリーを登録できるので
、支線ＬＡＮから受信したフレームからは登録する必要
が無い。従って、登録処理が削減でき、更に、ハードウ
ェアも簡単になる。

更に、以上の実施例では、ノードが支線ＬＡＮからフレ
ームを受信したときには学習しない例を０７− 説明したが、以下の方法でも良い。

すなわち、支線ＬＡＮからフレームを受信したときに送
信元端末をＦＤＢ部１部上０１６ントリーに登録するよ
うにし、基幹ＬＡＮから学習セルを受信した時は、送信
元ノードアドレスが自ノードアドレスと一致すれば登録
をしないようにする。

このことによっても、−巡学習セルによる、２度の登録
を防ぐことができる。

以下、本発明の更に他の実施例を図面を用いて説明する
。

第１２図（ａ）、（ｂ）、（ｃ）、（ｄ）は本実施例の
方式を説明するための概略システム構成例を示す図、第
１３図は支線ＬＡＮのフレーム構成、基幹ＬＡＮのフレ
ーム構成およびルーティング学習用の学習フレームの構
成を示す図、第１４図は第１２図の基幹ＬＡＮＩに接続
されるノードの具体的構成を示す図である。

第１２図において、１は１本のループ状ハイウェイから
なる基幹ＬＡＮ、２〜４は基幹ＬＡＮに接続されるノー
ド、２１．３１．４１はノードが１０８ 保持するエントリーテーブル、５〜７は基幹ＬＡＮに接
続する支線ＬＡＮ、５１．５２．６１．７１．７２は支
線ＬＡＮ５〜７に接続されるステーションである。

第１２図（Ａ）において、まず、例えば、支線ＬＡＮ７
に接続されるステーション７１が同支線ＬＡＮに接続さ
れるステーション７２ヘフレームを送信する場合につい
て説明する。なお、本実施例では説明の簡単のために、
ノード＝ボートとした例について述べる。

ステーション７１が送出したフレームはノードによって
中継されなくとも宛先ステーション７２に到達する。こ
のフレームは第１３図（Ａ）に示す構成のように、宛先
ステーションアドレス、送信元ステーションアドレス、
情報部とからなる支線ＬＡＮフレームである。この場合
、宛先ステーションアドレスｄ、送信元ステーションア
ドレスＣである。

一方、ノード４は、支線ＬＡＮ７からこのフレームを受
信する。ノード４は、保持するエン１〜す−テーブル４
１から宛先ステーションアドレスｄをキーとして宛先ス
テーションを収容するノードアドレス（すなわち、宛先
ステーションを接続する支線ＬＡＮを接続するノードア
ドレス）を検索する。しかし、このときはまだアドレス
ｄはエントリーテーブルに登録されていないので、宛先
ステーションがある位置が分からない。従って、ノード
４は基幹ＬＡＮに接続されている全ノード宛に受信フレ
ームを送信する。すなわち、宛先ノードアドレスを同報
アドレスとし、送信元ノードアドレスを自ノードアドレ
スＣとしたヘッダを受信フレームに付加して、基幹ＬＡ
Ｎフレームを第１３図（Ｃ）に示す要に、例えば可変長
パケットの構成にした後基幹ＬＡＮ１に送出する。基幹
ＬＡＮ１に接続される他の全ノード２〜３は、宛先ノー
ドが同報であるこのフレームを受信し、基幹ＬＡＮ用ヘ
ッダ部を取り除いた後、各自ノードが収容する支１％Ｌ
ＡＮに中継する。また、この場合における各ノードのル
ティング情報の学習は以下のように行う。

支線ＬＡＮ７から基幹ＬＡＮＩに中継するノード４は受
信した支線ＬＡＮフレームの送信元ステーションアドレ
スＣと自ノードアドレスＣの組みをエントリーテーブル
４１に登録する。一方、基幹Ｉ、ＡＮＩに接続される他
の全ノード２〜３は、基幹ＬＡＮＩからフレームを受信
しこのフレームに含まれる送信元ステーションアドレス
Ｃと、送信元ノードアドレスＣの組をそれぞれエントリ
ーテーブル２１．３１に登録する。

次に、ノードが支線ＬＡＮフレームを基幹ＬＡＮに中継
しない場合について説明する。

第１２図（Ｂ）で、例えば、支線ＬＡＮ７に接続される
ステーション７２が、同支線ＬＡＮに接続されるステー
ション７１に送信する場合、ステーション間の送受信は
前述と同様である。しかし、ノード４は支線ＬＡＮ７か
ら支線ＬＡＮフレームを受信し、宛先ステーションアド
レスＣをキーにエントリーテーブル４１を検索すれば、
Ｃは上述の処理で学習済みであり、それが自ノードが収
容するステーションであることが分かる。従って、１１
１ 該フレームを廃棄する。ここで、ノード４は、全ノード
に対してステーションアドレスｄのステーションを収容
するノードアドレスがＣであることを教えるために、第
１３図（Ｃ）に示すように、ルーティング情報のみから
なる学習フレームを構威し、基幹ＬＡＮＩに送出すると
共に、自己のエントリーテーブル４１番二登録する。学
習フレームは、宛先ノードアドレスがヌルアドレス、送
信元アドレスが自ノードアドレス（Ｃ）の基幹ＬＡＮ用
ヘッダ部と、送信元ステーションアドレス（ｄ）とから
なる。従って、ノード２〜３は前述と同様に基幹ＬＡＮ
Ｉから送信元ステーションアドレスｄとそれを収容する
ノードアドレスＣを学習することができる。ただし、ノ
ード２〜３は、この学習フレームは宛先ノードアドレス
がヌルアドレスであり自ノード宛でないので廃棄し、支
線ＬＡＮには転送しない。

次に、異なる支線ＬＡＮ間に渡る通信について第１２図
（Ｃ）および（Ｄ）を用いて説明する。

第１２図（Ｃ）において、支線ＬＡＮ５に接続−１１２
− されたステーション５１が、宛先ステーションアドレス
ｄのフレームを支線ＬＡＮ５に送出する。

ノード２は該フレームを受信し、エントリーテーブル２
１から宛先ステーションｄを検索し、宛先ノードアドレ
スＣを得る。ここで、ステーションアドレスｄは、上述
の廃棄時の学習フレームから既に学習している。そこで
、宛先ノードアドレスＣと送信元ノードアドレスＡを受
信フレームに付加して、基幹ＬＡＮフレームを構威し、
基幹ＬＡＮＩに送出する。ノードアドレスＣを持つノー
ド４は該フレームを受信し、支線ＬＡＮ７に中継し、該
フレームはステーションアドレスｄのステーション７２
に到達する。一方、ノードアドレスＢを持つノード３は
、宛先ノードアドレス不一致によって該フレームを廃棄
し、支線ＬＡＮ６には中継しない。なお、上述のように
、各ノードはステーションアドレスａと、ノードアドレ
スＡの組みをそれぞれエントリーテーブルに登録する。

また、送信元ノードが宛先ノード不明（ノーエントリー
）による同報送信を行う場合は以下である。

第１２図（Ｄ）において、支線ＬＡＮ６に接続されるス
テーション５１が宛先ステーションアドレスｅのフレー
ムを送出する。このフレームを受けたノード２は宛先ス
テーションアドレスｅはまだ学習されておらず、エント
リーテーブル２１に見つからない。従って、この場合に
は、基幹ＬＡＮ１に対してフレームを同報送信する。ノ
ード３．４はこのフレームを受信し、それぞれ支線ＬＡ
Ｎ６．７にフレームを中継する。従って、ノード３によ
って中継されたフレームのみが支線ＬＡＮ６からステー
ション６１に到達する。

第１４図は、本実施例における各ノード４〜６の具体的
実施例の構成を示す。同図において、８０は支線ＬＡＮ
と基幹ＬＡＮ１ｉ１１１のデータ中継を行うノード、８
１はルーティング情報登録／検素部、８２はエントリー
テーブル、８３は支線ＬＡＮ制御部、８４は送信制御部
、８５は支線ＬＡＮから受信したデータを格納する受信
バッファ、８６は支線ＬＡＮフレームに基幹ＬＡＮヘッ
ダを付加し、基幹ＬＡＮに送出する送信部、８７はフレ
ームを取り込む受信部、８８は受信制御部、８９は支線
ＬＡＮに送信するフレームを格納する送信バッファであ
る。

さて、本構成において、支線ＬＡＮから基幹ＬＡＮＩへ
の中継処理について説明する。

支線ＬＡＮ制御部８３４Ｌ　支Ｊｌ！ＬＡＮｔＪＥれる
全フレームを受信バッファ８５に取り込む。支線ＬＡＮ
制御部８３は送信制御部８４に送信を依頼する。受信制
御部８４はルーティング情報登録／検索部８１に検索を
指示し、ルーティング情報登録／検索部８１は受信バッ
ファ８５から、第１３図（Ａ）に示す支線ＬＡＮフレー
ムの宛先アドレスを取り込み、第１２図に示す構成のエ
ントリーテーブル８２を検索し、宛先ノードアドレスを
送信制御部８４に知らせ、送信制御部８４が前述した通
り中継／廃棄判断を行う。もし、中継であれ送信制御部
８４は宛先ノードアドレスを送信部８６に送り、送信制
御部８４は、受信バッファ８５から所望のフレームを抜
き取り、支線ＬＡＮ１５ フレームを送信部８６に転送する制御を行う。送信部８
６は、第１３図（Ｃ）に示す基幹ＬＡＮフレームを構威
し、基幹ＬＡＮ１に送信する。また、廃棄の場合であれ
ば送信制御部８４は、受信バッファ８５内の該フレーム
を廃棄する。送信部８６は第１３図（Ｂ）に示す学習フ
レームを基幹ＬＡＮ１に送信する。

次に同構成における受信処理を説明する。

受信部８７は、基幹ＬＡＮ１から受けたフレームが自ノ
ード宛てデータあれば、受信フレームの基幹ＬＡＮ用ヘ
ッダ部を取り除いた支線ＬＡＮフレームを送信バッファ
８９に格納する。受信制御部８８はこれを制御する。　
また、同ノードにおける学習処理は以下である。

受信部８７は、全受信フレームから、送信元ノードアド
レスと送信元ステーションアドレスをエントリー情報登
録／学習部８１に送り、エントリー情報登録／学習部８
１は、これをエントリーテーブル８２に格納する。

以上、第１２図〜第１４図を用いて詳述した実１６− 施例によれば、以下の効果がある。すなわち、廃棄フレ
ームの場合であっても、基幹ＬＡＮ１に接続される全ノ
ードは送信元ステーション位置を学習することができ、
宛先不明による同報送信が減り、基幹ＬＡＮおよび支線
ＬＡＮのトラヒックが少なくなる。

また、各ノードは基幹ＬＡＮ方向のみ、宛先ステーショ
ンアドレスの検索だけで十分であり、支線ＬＡＮ方向の
検索が不要となり、検索処理の負荷が軽減する。

また、上述の実施例は、ステーションと、それを収容す
るノードアドレスとからなるエントリーを使用している
が、この目的は、支線ＬＡＮ方向へのエントリー検索を
不要にすることにある。即ち、基幹ＬＡＮに中継する送
信ノードが宛先ノードアドレスを付加するので、受信ノ
ードは、宛先ノードアドレスと自ノードアドレスとの一
致判断をするだけで良い。

従って、基幹ＬＡＮから受信したノードが、支線ＬＡＮ
方向にエントリーを検索し、中継／廃棄判断するのであ
れば、エントリーは、ステーション位置が支線ＬＡＮ側
か、基幹ＬＡＮ側かを表す情報だけで充分である。この
方式においてもやはり、廃棄フレーム受信時に他ノード
に上記ステーション位置を知らせる方式が適用でき、宛
先不明による同報送信が減ることになる。

更に、以上の実施例では、ノードが支線ＬＡＮからデー
タを受信すれば廃棄の場合であっても必ず送信元ステー
ション位置を基幹ＬＡＮに送出する例を示したが、以下
の実施例でも実現できる。

すなわち、第１５図（Ａ）に示すように、ノードが支線
ＬＡＮからデータを受信し、この時、送信元ステーショ
ン位置をエントリーテーブルに登録する。もし、このス
テーションは初めての登録であれば、全ノードに教える
ために送信元ステーション位置を基幹り、　Ａ　Ｎに送
出する（イ）。また、もし、既に登録済みであれば、他
のノードもそれを知っている筈であり、この場合は、知
らせる必要がない。従って、送信元ステーション位置を
基幹ＬＡＮに送出しない（ロ）。これにより、更に学習
処理の削減ができる。

しかしながらこの方法では、自ノードが送出したデータ
がループを一巡しもとに戻って来る。このときも学習処
理を実行すると、同じ学習を二度行うことになり無駄で
ある。従って、次の実施例でこれを回避できる。

すなわち、第１５図（Ｂ）に示すように、基幹ＬＡＮか
ら受信したデータが自ノードが送出したものであれば、
学習処理を実行しない（イ）。即ち、受信データのヘッ
ダの送信元ノードアドレスが自ノードアドレスと一致す
れば、登録処理を禁止することで実現できる。ただし、
他ノードが送出したものであれば、もちろんこれを登録
する（口）。

これにより、二度にわたる無駄な学習処理を防ぐことが
できる。

また、支線ＬＡＮから受信したデータが廃棄の場合には
、送信元ステーション位置を基幹ＬＡＮに送出しない方
式であれば、支線ＬＡＮからデータを受信した際に必ず
学習する必要がある。

以下では、この方式における学習方法の実施例を説明す
る。

第１５図（Ａ）、（Ｂ）で（イ）は廃棄の場合、（ロ）
は中継の場合を示している。第１５図（Ａ）において、
支線ＬＡＮから受信したデータが廃棄であった場合は、
送信元ステーション位置をエントリーテーブルに登録す
る。このとき、送信元ステーション位置も基幹ＬＡＮに
送出しない（イ）。

一方、第１５図（Ｃ）において、支線ＬＡＮから受信し
たデータが中継であった場合は、送信元ステーション位
置をエントリーテーブルに登録せず、受信データを基幹
ＬＡＮに送出する。その後−巡して戻ったデータから送
信元ステーション位置をエントリーテーブルに登録する
Ｃ口）。

これにより、廃棄／中継にかかわらず学習処理は一度に
なる。また、−巡データによる学習禁止判断処理は必要
ない。

次に、ステーション位置を、支線ＬＡＮ側にあるか基幹
ＬＡＮ側にあるかだけであられす方法をとった場合の実
施例を以下説明する。

１２０− 本実施例では、第１５図（Ｄ）に示すように、エントリ
ーテーブルを支線ＬＡＮ側ステーション用と、基幹ＬＡ
Ｎ＃ステーション用とに分けている。即ち、支線ＬＡＮ
Ａ相側ントリーテーブルに登録されているステーション
は支線ＬＡＮ側に位置し、基幹ＬＡＮＡ相側ントリーテ
ーブルに登録されているステーションは基幹ＬＡＮ側に
位置すること示す。登録／検素方法は以下である。

（１）支線ＬＡＮからデータを受信した場合の登録処理
・・・送信元ステーションアドレス（ＳＡ）を支線ＬＡ
ＮＡ相側ントリーテーブルに登録する。

（２）支線ＬＡＮからデータを受信した場合の中継／廃
棄判断処理・・・宛先ステーションアドレス（ＤＡ）を
支線ＬＡＮＡ相側ントリーテーブルから検索し、見つか
れば廃棄である。見つからなければ、支線ＬＡＮ側にな
いか、あるいは、まだ登録されていないかのいずれかで
あり、従って中継である。

（３）基幹ＬＡＮからデータを受信した場合の登録処理
・・・送信元ステーションアドレス（ＳＡ）を基幹ＬＡ
Ｎ側用上用エントリーテーブル録する。

（４）基幹ＬＡＮからデータを受信した場合の中継／廃
棄判断処理・・・宛先ステーションアドレス（ＤＡ）を
基幹ＬＡＮ側用上用エントリーテーブル検索し、見つか
れば廃棄、見つからなければ、中継である。

これにより、ノードアドレスを用いずに中継／廃棄判断
処理が実現できる。また、ルーティングにヘッダの必要
がなくなり、支線ＬＡＮ−支線ＬＡＮ間のルーティング
も実現できる。

以上の実施例は、支線ＬＡＮ−基幹ＬＡＮ−支線ＬＡＮ
間における、ルーティングについて説明した。更に、本
発明は、支線ＬＡＮ−支線ＬＡＮを接続する中継装置に
も適用できることは、当然である。

「発明の効果］ 以上の説明から明らかな如く１本発明によれば、以下の
効果がある。

（１）固定長データ単位に通信するネットワークを介し
て、支線ＬＡＮ間で１〜ランスペアレントなルーティン
グができる。

（２）複数の伝送路からなるネットワークを介して、支
線ＬＡＮ間でトランスペアレントなルーティングができ
る。

（３）固定長データ単位に通信するネットワークに接続
されるノードは、ルーティング情報を含む固定長データ
に学習指示を表示するので、他のノードはこれにより学
習することができる。

（４）固定長データ単位に転送するネットワークと、可
変長データ単位で転送するネットワークとを接続する中
継装置で、フィルタリング／学習を行いながら、同時に
データ転送形式の変換及び転送ができる。

（５）複数の伝送路からなるネットワークに接続される
ノードは、支線ＬＡＮと接続する複数個のポート部を備
え、ノードが全伝送路から共通にルーティング情報を得
て全ポート部に配るので、各ポートはいずれの伝送路か
らも学習することができ、フィルタリング効率が向上す
る。

【図面の簡単な説明】

２３− 第１図〜第３図は、本発明によるノード装置の実施例を
示す図であり、それぞれ、ノード、伝送制御部、および
ポート部を示す図、第４図〜第７図は支線ＬＡＮフレー
ム構成および基幹ＬＡＮのセル構成を説明するための図
、第８図は基幹ＬＡＮに接続されるノード（ポート）が
保持するエントリーテーブルを示す図、第９図は第１図
のノード中のスイッチ部の詳細図、第１０図は第３図の
ノード中の送信制御部の詳細図、第１１図は第３図のノ
ード中の受送信制御部の詳細図、第１６、第１７図は、
本発明の１実施例を示すシステム全体構成を示す図、第
１８図、第１９図は第９図の学習セル多重部の詳細図、
第２０図、第２１図は、第２図のマイクロプロセッサが
実行するプログラムチャート、第２２図〜第２４図は、
第３図及び第１０図の受信制御部が行うリアセンプル処
理の説明図。第２５図は、第３図のＦＤＢ制御部の詳細
図、第２６図〜第３４図は、それぞれ、支線ＬＡＮフレ
ーム構成、セル構成、セルヘッダの値、中継機能ヘッダ
般定値、学習条件、１２４ ＰＳＮエラー決定テーブル、ＳＥＱエラー決定テーブル
（３種）の１実施例を示す図、第３５図は、第１１図の
なかのセルヘッダ生成部の詳細図、第１２図（Ａ）〜（
Ｄ）は、本発明の他の実施例を示すシステム構成国、第
１３図（Ａ）〜（Ｃ）は、本実施例の支線ＬＡＮのフレ
ーム構成、基幹ＬＡＮのフレーム構成及びルーティング
学習用の学習フレームの構成を示す図、第１４図は、第
１２図の基幹ＬＡＮに接続されるノードの具体的構成を
示す図、第１５図（Ａ）〜（Ｄ）は本発明の更に他の実
施例を説明するための図である。 第１図〜第１１図、及び第１６図〜第３５図において： Ｏ・・・基幹ＬＡＮ、１０・・・ノード、１００・・・
伝送制御部、ＩＯＡ・・・ポート部、１０００・・・マ
イクロプロセッサ、１００１・・・光／電気変換部、１
００２・・・分離部、１００３・・・スイッチ部、１０
０３０ｉ〜ｌ・・・ハイウェイ処理部、１００３１・・
・受信レジスタ、１００３２・・・受信判定部、１００
３３・・・送信選択部、１００３４・・・学習セル多重
部、１００３４１・・・多重化部、１００３４２・・・
セルバッファ、１００３４３・・・３つ組アドレスバッ
ファ。 １００３４４・・学習判定部、１００３４５・・・学習
判断部、１００３４．６・・・３つ組アドレス情報、１
００３５・・・ハイウェイ選択部、１００３６・・・セ
ルバッファ、１００３７・・・自ノード／ポートアドレ
スＲＥＧ、１００３８・・・解析ＢＵＦ、１００４・多
重部、１００５・・・電気／光変換部、１００Ａ・・・
メモリ、１００６・・・受信制御部、１００６１・・・
チエイン管理部、１００６２・・・受信転送制御部。 １００６３・・・５ＨＩＦＴ、１００６４・・・受信判
定部、１００６５・・・白ノード／ボートＲＥＧ。 １００６６・・・学習判断、１００６７・・・アドレス
情＠ＲＥＧ、１００６’８・・・グループアドレスＲＥ
Ｇ。 １００６９・・・下り転送完了ステータス。 １００６Ａ・・送信起動ＲＥＧ、１００６Ｂ・・・受信
フレームステータス、１００６Ｃ・・学璽モードＲＥＧ
、１００７・・・リアセンプルバッファ、１００８・・
・送信制御部、］、　ＯＯ８１・・・送信転送制御００
８３　（欠番）、１００８４＝−宛先ノート／ポートア
ドレスＲＥＧ、１００８５・・・中継／廃棄判ｔｌＲｍ
、１００８６・・・セルヘッダ生成部。 １００８６１・・・Ｌ生成部、１００８６２・・・セレ
クタ（ＳＥＬ）、↓００８６３・・・ＨＣＳジェネレー
タ、１００８６４・・・ＳＥＱジェネレータ。 １００８６５・・・送信セル同報アドレスレジスタ。 １００８６６・・・ＩＣＳジェネレータ。 １００８６７・・・セルヘッダフィールドＲＥＧ。 １００８７・・・ライトポインタ制御部、１００８８・
・・リードポインタ制御部、１００８９・・・自ノード
／ボートアドレスＲＥＧ、１００８Ａ・・・長さＲＥＧ
、１００８Ｂ・・・送信起動ＲＥＧ。 １０’０８Ｇ・・・完了ステータス、１００８Ｅ・・・
中継機能ヘッダＲＥＧ、１００９・・・セルバッファ、
１０１０・・・ＦＤＢ制御部、１０１１１・・・ＦＤＢ
調停部、１０１１２・・・ライトＲＥＧ、１０１１３・
・・リードＲＥＧ、１０１１４・・・３つ組アドレスＲ
ＥＧ、１０１１・・・エントリーテーブル、１２７− １０１２・・・支線ＬＡＮ制御部、１０１２１・・・受
信バッファ、１０１２２・・・受信バッファ制御部、１
０１２３・・・ＦＤＤＩアクセス部、１０１２４．１０
１２５・・・シリアルｉ／ｆ、１０１２６・・・フレー
ム消去部、１０１３・・・マイクロプロセッサ、１０１
４・・・メモリ、１０１５・・・ノードｉ　／　ｆ、１
０１６・・・ＦＤＢ部。 １３・・・物理伝送路、２１１・・・管理装置、２１２
・・・イーサネット、２１３・・・イーサネットインタ
フェース、２５・・・支線ＬＡＮ、２５１．２５２・・
・ステーションまたは端末。 ９５０・・・支線ＬＡＮフレーム、９５１・・・宛先端
末アドレス、９５２・・・送信元端末アドレス、９５３
・・・支ｍＬＡＮ情報部、９５４・・・フレームチェッ
クシーケンス（ＦＣ８）。　９５５・・・アクセスコン
トロールフィールド（ＡＣＦ）　、９５６・・・宛先ノ
ード／ポートアドレス、９５７・・・送信元ノード／ボ
ートアドレス、９５８・・・ヘッダチェックシーケンス
（ＲＣ８）、９５９・・・基幹ＭＡＣヘッダ、９６０・
・・中継機能ヘッダ、９６１・・・セル内容部、−１２
８− ９６２・・・インフォーメーションチェックシーケンス
（ＩＣ８）、９６３・・・基幹ＬＡＮセルまたはセル、
９６４・・・フレームコントロール（ＦＣ）。 Ｐ、ｑ・・・ステーションアドレス、Ｄ、Ｅ・・・ノー
トアドレス、ｉ、ｊ、に、ｌ・・・ハイウェイ番号。 ＲＣ・・・受信制御信号線、Ｒ・・・受信データ線、Ｌ
・・・共通学習パス、Ｔ・・・送信データ線、ＴＣ・・
・送信制御線、Ｍ・・・マイクロコンピュータ通信線。 第１２図〜第１５図において： １・・・基幹ＬＡＮ、２〜４・・ノード、２１．３１．
４１・・・エントリーテブル、５〜７・・・支線ＬＡＮ
、５１．５２．６１．７１．７２・・・ステーション。 ８０・・・ノード、８１・・・ルーティング情報登録／
検索部、８２・・・エントリーテーブル、８３・・・支
線ＬＡＮ制御部、８４・・・送信制御部、８５・・受信
バッファ、８６・・・送信部、８７・・・受信部、８８
・・・受信制御部、８９・・・送信バッファ。Ａ〜Ｃ・
・・ノードアドレス、ａ−ｅ・・・ステーションアドレ
ス。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数の支線ＬＡＮと、基幹ＬＡＮを構成する複数の
   物理、または論理ハイウェイと、基幹ＬＡＮに接続され
   る少なくとも一つのノードとから成り、前記ノードは、
   前記支線ＬＡＮの一つに接続されているブリッジと、前
   記基幹ＬＡＮと前記ブリッジを接続するスイッチとから
   成り、前記ブリッジは、前記支線ＬＡＮから受信した第
   １のデータブロックを前記基幹ＬＡＮに転送するための
   固定長の第２のデータブロックへセグメンティングする
   セグメンティング手段と、前記第１のデータブロックの
   中に含まれる宛先ステーションアドレスをキーとしてル
   ーティング情報テーブルを検索する検索手段と、前記基
   幹ＬＡＮから受信した前記第２のデータブロックを前記
   第１のデータブロックヘアセンブリングするアセンブリ
   ング手段とを有し、前記スイッチが、前期第２のデータ
   ブロックを前記基幹ＬＡＮへ転送するために、前記ブリ
   ッジを少なくとも一つの前記物理または論理ハイウェイ
   に選択的に接続する事を特徴とする通信システム。 ２、上記検索手段の検索結果に応じて前記第２のデータ
   ブロックを同報転送するために、前記スイッチが前記ブ
   リッジを全ての前記物理、または論理ハイウェイに接続
   することを特徴とする請求項１記載の通信システム。 ３、前記第２のデータブロックのそれぞれ が、学習表示とエラーチェックフィールドを持つことを
   特徴とする請求項１記載の通信システム。 ４、前記ノードが複数のブリッジを持つことを特徴とす
   る請求項１記載の通信システム。５、前記スイッチが、
   基幹ＬＡＮから上記第２のデータブロックを受信するた
   めに、複数の上記ハイウェイの中の予め決められた一つ
   に上記ブリッジを接続することを特徴とする請求項１記
   載の通信システム。 ６、それぞれ少なくとも１つのステーションを収容して
   いる複数の支線ＬＡＮと一つの基幹ＬＡＮとの間でデー
   タを転送する通信システムにおいて、前記基幹ＬＡＮが
   、複数の物理または論理ハイウェイと、前記支線ＬＡＮ
   を接続するためのブリッジと、前記ブリッジを前記ハイ
   ウェイに選択的に接続するためのスイッチとを備えた複
   数ノードとからなり、前記ブリッジは、前記支線ＬＡＮ
   から、宛先ステーションアドレスと送信元ステーション
   アドレスを持つ可変長の第１のデータブロックを受信し
   て、これを上記基幹ＬＡＮへ転送するためのエラーチェ
   ック情報と学習表示を持つ固定長の第２のデータブロッ
   クへ変換する第１の変換手段と、前記基幹ＬＡＮから転
   送された前記第２のデータブロックを受信して、これを
   前記第１のデータブロックへ変換する第２の変換手段と
   、上記第２のデータブロックを転送する目的で上記スイ
   ッチにより接続すべき上記ハイウェイの少なくとも一つ
   を決定するためにルーティング情報テーブルを前記宛先
   ステーションアドレスを用いて検索する検索手段と、上
   記送信元ステーションアドレスを含むルーティング情報
   を上記ルーティング情報テーブルに登録する登録手段と
   を持つことを特徴とする通信システム。 ７、前記ブリッジが更に上記基幹ＬＡＮから転送された
   上記第２のデータブロックを上記エラーチェック情報を
   用いてエラーチェックするためのチェック手段を持ち、
   前記検索、登録手段が上記チェック手段によるチェック
   結果及び上記学習表示に従ってルーチングのための学習
   をすることを特徴とする請求項６記載の通信システム。 ８、それぞれ少なくとも一つのステーションが接続され
   ている複数の支線ＬＡＮが、ブリッジを介して、複数の
   物理または論理ハイウェイで構成される基幹ＬＡＮへ接
   続されている通信システムにおけるデータ転送制御方法
   であって、前記支線ＬＡＮのひとつから受信した、宛先
   ステーションアドレスと送信元ステーションアドレスを
   持つ可変長の第１のデータブロックを上記基幹ＬＡＮへ
   転送するために情報部とエラーチェック情報と学習表示
   を持つ固定長の第２のデータブロックへ変換する第１の
   変換ステップと、前記基幹ＬＡＮから転送された前記第
   ２のデータブロックを前記第１のデータブロックへ変換
   する第２の変換ステップと、上記第２のデータブロック
   を転送する目的で上記スイッチにより接続すべき上記ハ
   イウェイの少なくとも一つを決定するためにルーティン
   グ情報テーブルを前記宛先ステーションアドレスを用い
   て検索する検索ステップと、上記送信元ステーションア
   ドレスを含むルーティング情報を上記ルーティング情報
   テーブルに登録する登録ステップとから成ることを特徴
   とするデータ転送制御方法。 ９、前記基幹ＬＡＮから転送された前記第２のデータブ
   ロックを前記エラーチェック情報を用いてエラーチェッ
   クするチェックステップを含むことを特徴とする請求項
   ８記載のデータ転送制御方法。 １０、前記チェックステップの結果、及び上記学習表示
   に従って前記第２のデータブロックからルーティング情
   報を抽出し、ルーチングのための学習を行なうステップ
   を含むことを特徴とする請求項８記載のデータ転送制御
   方法。 １１、それぞれ少なくとも１つのステーションを接続し
   た複数の支線ＬＡＮを、複数の物理、または論理ハイウ
   ェイを持つループ状の基幹ＬＡＮに接続するためのノー
   ド装置であって、伝送制御部と、ブリッジ部とを有し、
   前記伝送制御部が、前記基幹ＬＡＮの任意の数の固定長
   パケット（基幹ＬＡＮセル）を他のノードの前記伝送制
   御部へ転送するために論理ハイウェイを選択する手段を
   有し、前記ブリッジ部が、前記伝送制御部と前記支線Ｌ
   ＡＮの一つを接続する手段と、前記支線ＬＡＮから受信
   した支線ＬＡＮフレーム各々学習表示とエラーチックコ
   ードをもつを少なくとも一つの前記基幹ＬＡＮセルに変
   換するための変換手段とを有することを特徴とするノー
   ド装置。 １２、前記変換手段が、前記学習表示として、前記基幹
   ＬＡＮセルが複数の分割セルのうちの先頭セルか、単一
   のセルか、またはそれ以外のセルかを示す区分情報を生
   成することを特徴とする請求項１１記載のノード装置。 １３、前記ノードが、ステーションアドレス、ノードア
   ドレスのセットからなるルーティング情報を登録する登
   録／検索手段が持ち、前記登録／検索手段は前記学習表
   示に応じて前記ルーティング情報を登録することを特徴
   とする請求項１１記載のノード装置。 １４、複数の前記ブリッジ部が前記伝送制御部へ接続さ
   れた場合に、前記ルーティング情報が、更に、各ブリッ
   ジ部を識別するためのブリッジアドレスを含むことを特
   徴とする請求項１１記載のノード装置。 １５、複数の支線ＬＡＮ上の複数のステーション間が基
   幹ＬＡＮを介してデータを転送する通信システムにおい
   て、前記通信システムは、前記基幹ＬＡＮを構成する複
   数の物理、または論理ハイウェイと、前記支線ＬＡＮの
   一つに接続されているブリッジを有し、前記ブリッジは
   、前記支線ＬＡＮから受信した第１のデータブロックを
   前記基幹ＬＡＮに転送するために、固定長の第２のデー
   タブロックへセグメンティングするセグメンティング手
   段を持ち、他の前記ブリッジのひとつに上記第２のデー
   タブロックを転送するために上記論理ハイウェイの少な
   くとも一つに上記ブリッジを接続するスイッチを備える
   ことを特徴とする通信システム。 １６、前記ブリッジは、前記第２のデータブロックを同
   報転送するために前記基幹ＬＡＮの全ての上記物理又は
   論理ハイウェイに接続されることを特徴とする請求項１
   ５記載の通信システム。 １７、前記ブリッジは、前記第２のデータブロックを前
   記基幹ＬＡＮから受信するために、前記物理又は論理ハ
   イウェイの唯一つに接続されることを特徴とする請求項
   １５記載の通信システム。 １８、複数の支線ＬＡＮと基幹ＬＡＮとからなり、各支
   線ＬＡＮは、複数の物理または論理ハイウェイから構成
   される前記基幹ＬＡＮのノードのひとつに接続され、前
   記各ノードにルーティング情報テーブルを有する通信シ
   ステムにおいて、前記ノードが、前記支線ＬＡＮから受
   信した支線ＬＡＮフレームを前記基幹ＬＡＮに転送する
   ために、少なくとも一つ以上の基幹ＬＡＮ固定長セルへ
   セグメンティングするセグメンティングステップと、上
   記支線ＬＡＮフレームに含まれる宛先ステーションアド
   レスをキーとして上記ルーティング情報テーブルを検索
   する検索ステップと、上記基幹ＬＡＮへ上記基幹ＬＡＮ
   固定長セルを転送するために、上記検索ステップの結果
   に従い、少なくとも一つの前記ハイウェイを選択するス
   テップとを有することを特徴とする通信ノードにおける
   ルーティング情報学習方式。 １９、複数の支線ＬＡＮがそれぞれ複数の物理または論
   理ハイウェイから構成される基幹ＬＡＮのノードのひと
   つに接続され、上記ノードが、ルーティング情報を格納
   しておくテーブルを有し、上記支線ＬＡＮから受信した
   第１のデータブロックを一つ又は複数の第２のデータブ
   ロックへ変換して、宛先ノードへ転送するようにした通
   信システムにおいて、上記各ノードが、上記第１のデー
   タブロックに含まれる宛先ステーションアドレスをキー
   として上記テーブルを検索する検索ステップと、ステー
   ション位置情報を含んでいる第２のデータブロックへ学
   習表示情報を付加する付加ステップと、上記学習表示情
   報を付加された上記第２のデータブロックを対応する上
   記ハイウェイの一つに転送する転送ステップと、上記学
   習表示情報を付加された上記第２のデータブロックを全
   ての上記ハイウェイから受信する受信ステップと、上記
   学習表示情報を付加された上記第２のデータブロックに
   含まれる上記ステーション位置情報を上記テーブルに登
   録する登録ステップとから成る事を特徴とする、前記ノ
   ードのルーティング情報学習方式。 ２０、複数の支線ＬＡＮがそれぞれ複数の物理または論
   理ハイウェイから構成される前記基幹ＬＡＮのノードの
   ひとつに接続され、上記ノードが、ルーティング情報を
   格納しておくテーブルを有し、上記支線ＬＡＮと上記基
   幹ＬＡＮのあいだでデータを転送する通信システムにお
   いて、各ノードが、上記支線ＬＡＮから受信したデータ
   の中に含まれる宛先ステーションアドレスをキーとして
   上記テーブルを検索する検索ステップと、上記検索ステ
   ップの結果が廃棄ならば、上記支線ＬＡＮから受信した
   データの中に含まれている送信元ステーション位置を上
   記テーブルへ登録する登録ステップと、上記検索ステッ
   プの結果が中継ならば、上記基幹ＬＡＮから受信したデ
   ータの中に含まれている送信元ステーション位置を上記
   テーブルへ登録する登録ステップとを実行することを特
   徴とする、前記ノードにおけるルーティング情報学習方
   式。 ２１、複数のステーションを接続構成する支線ＬＡＮが
   、基幹ネットワークの複数のノードに接続され、該基幹
   ネットワークはＮ本の論理伝送路あるいは物理伝送路か
   らなり、各該ノードは自局が接続する該支線ＬＡＮから
   受信した第１のデータブロックを１つあるいは複数の固
   定長の第２のデータブロック単位に分割して宛先ノード
   に転送する通信システムにおいて、 該基幹ネットワークへの転送は、該支線ＬＡＮから受信
   した該第１のデータブロックが有する宛先ステーション
   アドレスを基にルーティング情報を記憶する記憶手段を
   検索し、宛先ノードアドレスを得た場合は、ステーショ
   ン位置情報を含む該第２のデータブロックに学習指示情
   報を付加し、全該第２のデータブロックを該当伝送路に
   送出し、宛先ノードアドレスが不明の場合は、該ステー
   ション位置情報を含む該第２のデータブロックに学習指
   示情報を付加して、該伝送路に送出し、該ステーション
   位置情報を含まない該第２のデータブロックをＮ本の該
   伝送路に送出し、全該ノードは、前記まで指示情報を付
   加した該第２のデータブロックを、前記基幹ネットワー
   クのいずれの伝送路からも受信し、該ステーション位置
   情報を該記憶手段に登録することを特徴とするルーティ
   ング情報学習方式。 ２２、宛先ノードアドレスが不明の場合に、前記ステー
   ション位置情報を含む前記第２のデータブロックに学習
   指示情報を付加して前記伝送路に送出する際に、前記学
   習指示情報を付加した前記第２のデータブロックをある
   １本の前記伝送路に送出し、前記学習指示情報を付加し
   ない前記第２のデータブロックを他の（Ｎ−１）本の前
   記伝送路に送出することを特徴とする請求項２１に記載
   のルーティング情報学習方式。 ２３、前記学習指示情報を付加した前記第２のデータブ
   ロックを送出する先の前記伝送路は、 前記宛先不明の場合は、前記宛先ノードの受信部がつな
   がる伝送路に送出することを特徴とする請求項２１記載
   のルーティング情報学習方式。 ２４、前記ステーション位置情報は、前記ステーション
   アドレスと、該ステーションを収容する前記支線ＬＡＮ
   を接続するノードアドレスとの組からなることを特徴と
   する請求項２１記載のルーティング情報学習方式。 ２５、前記ルーティング情報の検索は、前記宛先ステー
   ションを接続する前記支線ＬＡＮを接続する宛先ノード
   アドレスが自ノードアドレスと一致すれば廃棄とし、前
   記宛先ノードアドレスが自ノードアドレスと一致しなけ
   れば中断とし、前記宛先ノードアドレスが来つからなけ
   れば同報中継とすることを特徴とする請求項２１記載の
   ルーティング情報学習方式。 ２６、複数のステーションを接続構成する支線ＬＡＮが
   、基幹ネットワークの複数のノードに接続され、該基幹
   ネットワークはＮ本の論理伝送路あるいは物理伝送路か
   らなり、各該ノードは自局が接続する該支線ＬＡＮから
   受信した第１のデータブロックを１つあるいは複数の固
   定長の第２のデータブロック単位に分割して宛先ノード
   に転送する通信システムにおいて、該基幹ネットワーク
   への転送は、該支線ＬＡＮから受信した該第１のデータ
   ブロックが有する宛先ステーションアドレスを基にルー
   ティング情報を記憶する記憶手段を検索し、該第１のデ
   ータブロックが該基幹ネットワークに対して、廃棄の場
   合は、該ステーション位置情報を含む該第２のデータブ
   ロックに学習指示情報を付加し、ある１本の該伝送路に
   送出することを特徴とするルーティング情報学習方式。 ２７、複数のステーションを接続構成する支線ＬＡＮが
   ループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの複数のノ
   ードに接続された通信システムにおいて、 各該ノードは、自局が接続する該支線ＬＡＮからデータ
   を受信した場合には、該受信データから送信元ステーシ
   ョン位置を記憶手段に登録し、該基幹ネットワークから
   データを受信した場合には、該データが自ノードが送出
   したデータであれば、送信元ステーション位置を登録せ
   ず、該データが他ノードが送出したデータであれば、送
   信元ステーション位置を登録することを特徴とするルー
   ティング情報学習方式。 ２８、複数のステーションを接続構成する支線ＬＡＮが
   ループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの複数のノ
   ードに接続された通信システムにおいて、 各該ノードは、自局が接続する該支線ＬＡＮからデータ
   を受信し、該受信データが廃棄の場合は、該受信データ
   から送信元ステーション位置を記憶手段に登録し、該受
   信データが中断の場合は、該受信データからは信元ステ
   ーション位置を登録せず、該基幹ネットワークを一巡す
   る中断データから送信元ステーション位置を該記憶手段
   に登録することを特徴とするルーティング情報学習方式
   。 ２９、複数のステーションを接続構成する支線ＬＡＮが
   ループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの複数のノ
   ードに接続された通信システムにおいて、 該ノードは、自局が接続する該支線ＬＡＮからデータを
   受信は、該受信データから送信元ステーション位置を記
   憶手段に登録し、該登録が初めてであれば該送信元ステ
   ーション位置を基幹ネットワークに転送することを特徴
   とするルーティング情報学習方式。 ３０、複数のステーションを接続構成する支線ＬＡＮが
   、基幹ネットワークの複数のノードに接続された通信シ
   ステムにおいて、 各該ノードは自局が接続する該支線ＬＡＮから受信した
   データブロックを該基幹ネットワークに対して、廃棄す
   る場合は、該受信データブロックが有する送信元ステー
   ション位置のみ、該基幹ネットワークに送出し、全該ノ
   ードは該基幹ネットワークから該ステーション位置を受
   信し記憶手段に登録することすることを特徴とするルー
   ティング情報学習方式。 ３１、前記データブロックは、宛先ステーションアドレ
   スと、送信元ステーションアドレスと、情報部とからな
   ることを特徴とする請求項３０記載のルーテイング情報
   学習方式。