JPH0413898B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の技術分野〕 本発明はパケツト送信手順の簡素化と迅速なシ
ステム保全を可能とし、且つネツトワーク参加局
の管理を簡易に行い得る計算機ネツトワークに関
する。

〔発明の技術的背景とその問題点〕

近時、オフイス・オートメーシヨン化の発展に
伴つて各種の交換機ネツトワークが開発されてい
る。

この種のネツトワークでは、一般にデータをパ
ケツト化して送信し、該パケツトの受信確認の応
答を検出してそのデータ通信を完了している。こ
の為、受信確認の応答が得られない場合には、通
信相手局がビジー状態である為にパケツトを受信
することができないのか、或いは電源オフ等の理
由よりネツトワークに不参加の為にパケツトを受
信しないのかを判別することができない。

そこで受信確認の応答が得られない場合には、
送信元の局では同じパケツトを繰返し送信するよ
うにしている。そして所定回数のパケツト送信に
よつても受信確認の応答が得られない時、これを
通信相手先局の異常と看倣してパケツト送信を停
止している。

ところがこのような異常検出は、偶然的にパケ
ツトを送信した局の異常しか検出することができ
ない。しかもその異常が検出されるまで、その局
に対する無駄なパケツト通信に対処することがで
きない等の不具合があつた。そしてこのような不
具合は、ネツトワーク効率低下の要因となつてい
た。

〔発明の目的〕

本発明はこのような事情を考慮してなされたも
ので、その目的とするところは、ネツトワークに
参加した局、および不参加の局を簡易にモニタ管
理した、パケツト送信手順の簡素化と迅速なシス
テム保全を可能とする計算機ネツトワークを提供
することにある。

〔発明の概要〕

本発明は、スター型のネツトワークを構成する
複数の局からなり、該ネツトワークに参加した各
局は、これらの局の中から択一的に定められた親
局が発生するフレームヘツダに従つて予め定めら
れた順序でデータパケツトまたはダミーパケツト
を送信し、ネツトワークに不参加の局に対しては
上記親局がそのタイムスロツトのタイムアウトを
検出して代理パケツトを送信するようにし、 前記各局では、ネツトワークに参加している局
および不参加の局を各タイムスロツト毎に該ネツ
トーワークを伝送されるパケツトの種別から検出
し、そのスロツト番号の２倍値または奇数値を局
の参加・不参加に応じて順次テーブルに格納し、
このテーブルの情報に従つて他局のネツトワーク
参加の有無をそれぞれ管理るようにしたものであ
る。

例えばネツトワーク参加局に対してはその局に
割当てられたスロツト番号の２倍値をテーブルの
格納し、逆に不参加局である場合には奇数値をテ
ーブルに格納することによつて、該テーブルに格
納された値が奇数か偶数であるかによつて局の参
加の有無を検出し、且つ上記テーブル格納値の1/
２値を求めることによつて該局の識別を容易に可
能ならしめたものである。

〔発明の効果〕

かくして本発明によれば、ネツトワークを伝送
されるパケツトの種別からその局の動作状態（局
の参加・不参加の別および参加局のビジー状態）
を簡易に知ることができる。しかも各局の動作状
態をそのスロツト番号の２倍値または奇数値とし
てテーブルに格納するので、そのテーブル格納値
から各局の動作状態を簡易に、且つ確実に検出す
ることができる。

従つて各局の動作状態をモニタ管理して無駄な
パケツト送信を省き、その通信手順の簡素化を図
り得る。そして、またネツトワーク効率およびシ
ステム保全性の向上を図り得る等の実用上多大な
る効果が奏せられる。

〔発明の実施例〕

以下、図面を参照して本発明の一実施例につき
説明する。

第１図および第２図は計算機ネツトワークの代
表的な構成例を示すものであり、複数の局１ａ，
１ｂ，〜１ｎをバス２またはスターカツプラ３を
介して接続してネツトワークが構成される。第１
図に示すバス型のものは、その伝送路を同軸ケー
ブルを用いて構成する場合に適しており、また第
２図に示すスター型のものは伝送路を光フアイバ
ーケーブルを用いて構成する場合に適している。

本発明に係る計算機ネツトワークは、その伝送
路に光フアイバケーブルを用いて高速パケツト通
信する場合に好適なものである。

しかしてこのようなネツトワークを構成する複
数の局１ａ，１ｂ，〜１ｎは、それぞれ親局とし
て働き得る機能を備え、該ネツトワークに参加し
た局の１つが親局として機能した場合、残りの局
はそれぞれ子局として機能するものとなつてい
る。ここで親局とは、後述するようにフレームヘ
ツダを発生する等して該ネツトワークの全体動作
を制御する役割を果たす局を示す。そしてこの親
局は、親局としての機能を果すことのみならず、
同時に他の局と同様に子局として機能することは
勿論のことである。

さてこのようなネツトワークを構築する場合、
その信頼性と実時間性を確保することが非常に重
要な課題となる。

実時間性とは、送信パケツトを有する局が、或
る一定時間内に必ず送信権（伝送路使用権）を確
保し得ることを意味する。例えばプロセス制御用
のネツトワークを構成する場合、複数の制御点に
おけるデータを定期的に収集するとき、この実時
間性は必須である。

そこで従来システムでは専らトークン・パシン
グ（Token Passing）等の方式が用いられてい
る。この方式は、ネツトワークに参加した複数の
局間でトークンを順に送り、このトークンを保持
した局がパケツトの送信権を確保するものであ
る。

然し乍ら本発明では、以下に説明するようなイ
ンプリシツト・トークン・パシング（Implicit
Token Passing）と称される方式が採用されて、
その実時間性が確保されている。

この方式は、複数の局間で予めパケツトの送信
順序を定めておき、前の局がパケツト送信を完了
したとき、次の局では暗黙の内にトークンが渡さ
れたとして自局パケツトの送信動作を開始するも
のである。

このような方式の採用により、伝送路の使用効
率の向上が図られている。ちなみに従来方式にあ
つては、伝送路の使用状態を上記トークンを送る
モード（相）とデータを送るモード（相）とに交
互に切替えることが必要である。この点、本方式
によれば伝送路の使用状態を切替える必要がない
ので、仮に信号伝送の基本クロツクが高くなつた
としても、これによつて伝送路の使用効率が悪く
なるようなことが少ない。

一方、ネツトワークの信頼性については、大略
的に伝送路を受動素子だけで構成すること、およ
びネツトワークを構成する複数の局の全てを同じ
構成として均一化することによつて達せられる。

即ち、伝送路を光フアイバを用いて構成し、そ
の伝送路にはリピータ等と称される再生装置（能
動素子）を一切用いないようにする。そして、各
局を前述したように全ての局がそれぞれ親局とな
り得る機能を設けて構成する。これにより、特定
の親局に障害が発生しても、これに代つて他の局
が親局として機能するようにし、ネツトワークの
動作を補償する。

以上が本発明に係る計算機ネツトワークの基本
的な概要である。

次に本ネツトワークのパケツト送信動作につい
て説明する。

第３図は本ネツトワークを介して通信されパケ
ツトのフレーム構成を示している。ネツトワーク
を構成する複数の局の内、後述するようにネツト
ワークに参加した局の中から択一的に定められる
親局は、パケツトの送信フレームを規定するフレ
ームヘツダ（FH）を発生する。ネツトワークに
参加した複数の局は、このフレームヘツダの送信
完了を検出して予め定められた順序で順にパケツ
トを送信する。これらの各局からのパケツト送信
は、前局のパケツト送信の完了を検出して行われ
る。

しかして各局から送信されるパケツトは、例え
ば第４図に示すフアーマツトを有するもので、上
記フレームヘツダを含めて４種類準備されてい
る。

第４図において、１つのパケツトは１バイトの
ヘツダ部、１バイトのデイステイネーシヨン（通
信先）アドレス部、１バイトのソース（通信元）
アドレス部、１バイトのデータタイプ部、そして
０〜2042バイトのデータ部と２バイトのCRCコ
ード部とからなる。

上記ヘツダ部は、その値が“０”であるとき、
該パケツトが前述したフレームヘツダであること
を示している。またヘツダ部の値が“１”の場合
には代理パケツト、“２”の場合にはデータパケ
ツト、そして“３”の場合にはダミーパケツトで
あることがそれぞれ示される。

しかして上記代理パケツトは、子局が何等かの
理由によつてパケツト送信を行わないとき、例え
ば故障、保守、電源オフ等によつてネツトワーク
に不参加状態にあるとき、この子局に代つて前記
親局が発生するパケツトである。

またデータパケツトは、各局がそれぞれ本来の
形式に則つて送信データをパケツト化したもので
ある。このデータパケツトにおけるデータ部の長
さは、その送信データ量に応じて０〜2042バイト
の範囲で可変される。

また前記ダミーパケツトは、ネツトワークの参
加している局が自局にタイムスロツトが割当てら
れた時点で送信すべきデータを持たないとき、デ
ータパケツトに代えて送信するパケツトである。
この場合には、このデータ部は０バイトに設定さ
れて、その冗長が最小に抑えられる。

尚、前記データタイプは、例えばそのパケツト
が優先パケツトであるか、或いは非優先パケツト
であるか等を示すものである。通信相手先の局で
は、このデータタイプの情報を参照し、且つ自局
の動作状態を考慮してその受信パケツトの取込み
を制御する。CRCコードは、通信データの誤り
検出に用いられるものである。

第５図は本ネツトワークにおける親局の設定手
順と、各局のパケツト送信手順を概略的に示した
ものである。

先ず、親局の設定手順について説明すると、こ
の親局の設定が行われるケースは、典型的な例と
して次の３種類がある。

その１つは、ネツトワークを構成する複数の局
が順次タイミングをずらして電源投入されて該ネ
ツトワークに順に参加する場合である。２つ目は
複数の局が同時に電源投入されてネツトワークに
同時に参加した場合である。更に３つ目のケース
は、今まで親局として機能していた局が何等かの
理由によつてネツトワークから離脱し、この為に
残された局の中から新たに親局を選ぶことが必要
な場合である。

しかして各局が順にネツトワークに参加する場
合には、例えば伝送路上のキヤリアの有無を検出
し（ステツプａ）、基本的にはこの検出結果に従
つて該ネツトワークに最初に参加した局を親局と
して設定するようにすれば良い。

即ち、局のネツトワーク参加時に既にネツトワ
ークに参加した他の局が存在すると、その局から
送信されるパケツトにより伝送路上にはキヤリア
が発生している。従つてネツトワークの参加時
に、先ず伝送路上のキヤリアの有無を検出すれ
ば、既にネツトワークに参加している他局がある
か否かが判定できる。そしてキヤリアの検出時に
は、既に他の局が親局として機能していることが
わかるから、子局として機能する（ステツプｂ）。
尚、このキヤリア検出は第３図に示す各パケツト
のスロツト間隔よりも長い期間に亙つて行われ
る。

一方、上記キヤリア検出においてキヤリアが検
出されなかつた場合、自局がネツトワークに最初
に参加したことがわかる。

ここで、前述したように複数の局が順次タイミ
ングをずらしてネツトワークに参加することが予
めわかつている場合には、このキヤリア検出結果
に従つてそのまま親局設定を行つても問題はな
い。然し乍ら前述した２つ目のケースのように、
複数の局が同時にネツトワークに参加するような
場合、上述したキヤリア検出結果だけに従つて親
局設定を行うと、複数の局がそれぞれ親局として
機能することになる。

そこで各局では、キヤリアが検出されなかつた
とき、先ず試行的に親局となつてフレームヘツダ
を送信し（ステツプｃ）、このフレームヘツダの
送信スロツト期間に亙つてネツトワークを介する
上記フレームヘツダの戻りを検出している（ステ
ツプｄ）。このフレームヘツダの戻り検出は、前
述したように伝送路が受動素子で構成されている
ことを利用して、該伝送路に障害がない限り自局
から送信したパケツトが自局に折返されることに
鑑みて行われる。当然のことながら、送信パケツ
トの戻りがない場合には、ネツトワークに障害が
あるとして局の電源オフ、その状況のオペレータ
への通知等が行われ、ネツトワーク障害に対する
対策が講じられる。

このようなパケツトの戻り検出が行われた後、
伝送路上でのパケツトの衝突検出が行われる（ス
テツプｅ）。即ち、複数の局が同時にネツトワー
クに参加し、キヤリア検出によつてそれぞれフレ
ームヘツダを送信すると、これらのフレームヘツ
ダの衝突が発生する。この衝突検出によつて、他
局が同時に親局設定の試行を行つていることがわ
かる。

そこでこのような衝突が発生した場合には、各
局では予め定められた時間バツクオフした後（ス
テツプｆ）、キヤリア検出からの処理を繰返し実
行する。上記バツクオフ時間は、例えば各局に対
して予め定めたパケツトの送信順位（スロツト番
号；Ｎ）に従つて、 Ｎ×（一定時間） として各局毎に異ならせて設定される。

この結果、上記衝突検出した各局は、それぞれ
異なるタイミングで前述した親局設定の試行を繰
返すことになる。従つてこの例では、スロツト番
号の若い局が最初にフレームヘツダを送信するこ
とになる。そしてこのフレームヘツダの送信によ
つて伝送路にキヤリアが発生することから、他の
局は前述したキヤリア検出によりそれぞれ子局と
して設定されることになる。そして衝突を検出し
なかつた局が、この時点で親局として設定される
（ステツプｇ）。

以上の手順により、ネツトワークに参加する局
の１つだけが親局とし設定されることになる。

尚、このようにして設定された親局がネツトワ
ークから離脱した場合、該親局からのフレームヘ
ツダの送信がなくなることになる。そこで各局
（子局）では、後述するキヤリア検出（ステツプ
ｈ）によつて、フレームヘツダ消滅による伝送路
上での長時間に亙るキヤリアの消滅を検出し、キ
ヤリアの消滅検出時に前述したバツクオフ時間で
けそれぞれバツクオフしたのち（ステツプｉ）、
上述した親局設定の試行を行うものとなつてい
る。

従つてこの場合には、親局の消滅によりネツト
ワークに残された局がそれぞれ一斉に所定のバツ
クオフ制御の下で再度ネツトワークに参加するこ
とになる。故に、バツクオフ時間が最も短く設定
された局、この例ではスロツト番号の最も若い局
が親局の設定試行を最初に開始し、この局が親局
として設定されることになる。

このようにして本ネツトワークにあつては、ネ
ツトワークに参加した局の中から１つの局を親局
として設定し、同時にこの親局からフレームヘツ
ダを送信してネツトワーク全体を管理することに
なる。しかも親局の消滅時には、キヤリアの消滅
を検出して親局の再設定を速やかに行うので、ネ
ツトワークの機能喪失時間を十分短く抑えること
が可能となる。

ちなみに従来システムにあつては、１フレーム
中に１つしかないフレームヘツダの存在から親局
の存在を確認しているので、親局の消滅を検出す
る為には１フレーム時間以上に亙るフレームヘツ
ダのモニタが必要であつた。これに比較して、本
方式によれば伝送路上でのキヤリアの存在をモニ
タしているので、各送信パケツト間の最大スロツ
ト間隔の時間経過だけで親局の消滅を検出するこ
とができる。故に、親局の消滅時間を短く抑える
ことができ、ネツトワーク運用の上でその効果は
絶大である。

次に子局のパケツト送信手順につき説明する。

ネツトワークに参加した各子局は上記親局が送
信したフレームヘツダをそれぞれ検出している
（ステツプｊ）。このフレームヘツダの検出は、前
記第４図に示したパケツトのヘツダ部の値をチエ
ツクすることにより行われる。

しかる後、自局のタイムスロツトの検出が行わ
れる（ステツプｋ）。このタイムスロツト検出は、
例えばスロツトカウンタを上記フレームヘツダ検
出時に初期化し、各局からのパケツト送信によつ
て伝送路にキヤリアが発生する都度、これを検出
して上記スロツトカウンタをインクリメントす
る。そしてこのスロツトカウンタの計数値から自
局に割当てられたスロツトを検出し、前局のパケ
ツト送信完了をそのキヤリア消滅から検出して行
われる。尚、スロツトカウンタのインクリメント
をキヤリア検出により制御しているので、仮にそ
のパケツトに雑音が混入してエラーパケツトとな
つたとしても、タイムスロツト検出に悪影響が及
ぶことがない。

しかして自局に割当てられたスロツトが検出さ
れると、自局が送信すべきデータを持つか否かが
判定され（ステツプｌ）、この判定結果に応じた
パケツト送信が行われる。つまり自局からの送信
データがある場合にはデータパケツトが送信され
（ステツプｍ）、また送信データがない場合には前
述したダミーパケツトが送信される（ステツプ
ｎ）。

しかる後、各局は送信したデータパケツト或い
はダミーパケツトの戻りを検出し（ステツプｏ）、
これによつて前述したように伝送路の障害の有無
をチエツクする。そして前述した親局の消滅をモ
ニタするべくキヤリア検出（ステツプｈ）を行
い、以上のパケツト送信手順を繰返している。

これに対して親局は、前記フレームヘツダの送
信の後、伝送路上のキヤリア消滅期間（アイドル
期間）を検出判定している（ステツプｐ）。そし
て上記アイドル期間が前述したパケツト間の許容
最大時間より長くなる虞れがある場合、つまり所
定のスロツト間隔に達したとき、そのスロツトに
割当てられた局がネツトワークに不参加であると
看倣し、この不参加局に代つて代理パケツトを送
信している（ステツプｑ）。

この代理パケツトの送信によつて、本来ネツト
ワーク不参加の局から送信されるべきパケツトの
欠落が補われ、前述した各局においてのキヤリア
検出による自局スロツト検出がそれぞれ確実に行
われるようになつている。

尚、上記不参加局検出の為の検出アイドル期間
は、任意の局間における最大伝播遅延時間を見込
んで設定される。これにより、例えば代理パケツ
ト送信後に伝播遅延の最も長い局からのパケツト
が親局に到達し、パケツトの衝突が発生すると云
うような不具合が未然に防がれている。

一方、親局では上記アイドル期間の検出判定に
よるキヤリア検出に従つて前述した子局と同様に
自局のスロツトを検出している（ステツプｒ）。
そして自局スロツト検出時には、送信データの有
無に応じて（ステツプｓ）、データパケツトを送
信し（ステツプｔ）、或いはダミーパケツトを送
信している（ステツプｕ）。その後、その送信パ
ケツトの戻りを検出して（ステツプｖ）、伝送路
に障害が発生していないことを確認している。こ
の送信パケツトの戻り検出は、前述した代理パケ
ツトの送信に対しても同様に行われる。

このような親局のパケツト送信処理は、１フレ
ームの最終スロツトのパケツト送信の完了が検出
されるまで（ステツプｗ）、繰返し行われる。そ
して最終スロツトが確認された後には、該親局は
再びフレームヘツダを送信し（ステツプｘ）、次
のフレームのパケツト送信を制御することにな
る。

尚、このようにして親局の制御の下でそれぞれ
パケツトを送信する各局は、前述したデイステイ
ネーシヨンアドレスからその伝送パケツトが自局
当てのものか否かを判定している。そしてそのパ
ケツトのデータタイプと自局の動作状態とから、
その受信パケツトの取込みを制御し、且つその受
信パケツトに対する受信確認情報をソースアドレ
ス情報に従つて送信元の局に応答している。

更に各局は、後述するようにその各通信パケツ
トがダミーパケツトであるか、或いは代理パケツ
トであるかを検出し、そのスロツトに割当てられ
た局がネツトワークに参加しているか不参加であ
るかを検出し、不参加局に対する通信パケツトの
送信を中止する等の制御を行つている。

ところで本ネツトワークにおいて上述した如き
作用を呈する各局は、例えば第６図に示すように
構成される。

第６図において１１は光フアイバからなる伝送
路に接続された光伝送部であり、エンコーダ・デ
コーダ（Ｅ／Ｄ）によつて構成される。このＥ／
Ｄを介して伝送路にパケツトが送信され、またネ
ツトワークを介して通信されるパケツトが受信さ
れる。

また１２は伝送制御部であり、デユアル・ポー
ト型のランダム・アクセス・メモリ（DP−
RAM）、バツフア・メモリ・マネージヤー
（BMM）、マイクロ・プロセツサ型の読出し専用
メモリ（μP−ROM）、エーコン・コミニユケー
シヨン・コントローラ（ACC）等によつて構成
される。このACCおよびBMMによつて前述した
パケツトの送信制御が司られる。

尚、CPUは、ROMおよびRAMに格納された
動作プログラムに従つて、該局全体の動作を制御
するものである。そしてこの局に接続される、例
えば計算機等のホスト・デバイス（HD）に対す
るデータの入出力は、上記CPUの制御の下でイ
ンターフエース（IF）を介して行われるように
なつている。

しかして前記ACCは前記伝送路を介して通信
されるパケツトを検出し、そのパケツトの送受信
処理を制御している。また同時にACCは、その
受信パケツトの種別を判定し、またBMMに対し
て受信パケツトのヘツダ処理要求を発している。

例えば第７図に示すように各種のレジスタを備
えて構成されるBMMは、上記ヘツダ処理要求信
号や、スロツト番号、パケツト種別識別信号等を
入力し、μP−ROMの制御の下で後述するヘツダ
処理を実行するものである。このBMMのヘツダ
処理よつて前記DP−RAMに設けられるシステ
ム・コントロール・プロツク（SCB）に各種制
御情報が格納される。この制御情報が前記CPU
との間で送受信されて局の動作が制御される。

即ち、上記SCBは、例えば第８図に示すよう
に局のパケツト通信動作を制御するに必要な各種
制御情報、つまりコントローラ・ステータス・コ
マンド、モード、受信デイスクリプタ、送信デイ
スクリプタ、およびステーシヨン・ステータスを
それぞれのテーブルの形で格納するものである。
このSCBにおけるステーシヨン・ステータスに
よつて、前述した局のネツトワークへの参加・不
参加が管理制御される。

ステーシヨン・ステータスは、例えばDP−
RAMのアドレス“0040”から、各スロツトに対
応してそれぞれ２バイトのアドレス領域を順に割
当てて構成されるもので、各アドレス領域のその
スロツトの局がダミーパケツトを送信したネツト
ワーク参加局であるか、或いは代理パケツトが挿
入されたネツトワーク不参加局であるかの情報を
それぞれ格納するものとなつている。

しかして一般的には上記ステーシヨン・ステー
タスに格納する情報は、局の参加／不参加の２つ
の状態を識別可能なものであれば良い。従つて、
例えばダミーパケツトの検出時には“0000”を、
また代理パケツトの検出時には“0001”をそのス
ロツトに対応するステーシヨン・ステータスの各
アドレスにそれぞれ格納すれば、前記CPUはこ
のステーシヨン・ステータスのアクセスにより、
“0001”の内容を持つメモリ・アドレスに対応し
てスロツト番号を持つ局のネツトワークへの不参
加を知ることが可能となる。

ところがこのような“0001”および“0000”か
らなる２つのデータを以て各局のネツトワークの
参加・不参加を判断するには幾つかの問題があ
る。

即ち、DP−RAMの初期化は通常その全ての
内容を“0000”にクリアすることによつて行われ
る。この為、上述したようにダミーパケツトの検
出によつて、局の参加を示す情報“0000”を書込
む場合、その情報内容が初期化状態のものか、或
いは局の参加情報を示すものであるかを判別する
ことが困難な場合が生じる。

例えば第９図に示すようにステーシヨン・ステ
ータスが形成された場合、第１スロツトに対応し
たアドレス“0042”に格納された情報“0000”が
初期化状態のものか、或いは局の参加情報を示す
ものであるかを識別することが困難である。同様
に、不参加情報“0001”が格納された最後のアド
レス以降のアドレスに格納された情報“0000”に
ついても、その情報が初期化状態のものか、或い
は局の参加情報を示すものであるかを識別するこ
とが困難である。

但し、不参加情報“0001”が格納されたアドレ
ス間の情報“0000”については、その間のアドレ
スに対応したスロツトに対するヘツダ処理が必ず
行われていることから、局の参加を示す情報であ
るとして確実に判別できる。

また上述したように、不参加情報“0001”が格
納された最後のアドレス以降のアドレスに格納さ
れた情報“0000”に対する判断ができないことか
ら、１フレームを構成するパケツト数Ｎが幾つで
あるかを確認することができない。

更には、前記ACCにて代理パケツトのスロツ
ト番号を認識しているにも拘らず、その情報を
“0001”として上記スロツト番号に対応したメモ
リ・アドレスに格納しているので、この情報
“0001”から不参加局を認識する為には、そのア
ドレス・データから逆にスロツト番号を求める処
理が必要となる。このような処理は前記CPUの
負担増大を招来することのみならず、パケツト送
信制御の繁雑化を招来する。

そこで本計算機ネツトワークでは、第１０図に
ステーシヨン・ステータスの構成例を示すよう
に、例えば局の不参加を検出したときには、その
スロツトに対応したアドレスにそのスロツト番号
の２倍値（偶数値）を格納し、局の参加を検出し
たときには上記スロツト番号の２倍値として得る
ことのできない奇数値を格納するようにしてい
る。

第１１図はこのようなステーシヨン・ステータ
スへの情報書込みを制御する前記BMMにおける
ヘツダ処理を示すものである。

即ち、BMMではヘツダ処理要求を受けたとき
（ステツプＡ）、先ずそのときのスロツト番号を検
出し、このスロツト番号の２倍値をALUにて計
算し、これを第１のレジスタ（GR１）に格納し
ている（ステツプＢ）。また第２のレジスタ
（GR２）に、前記ステーシヨン・ステータスを
構成するテーブル先頭アドレス“0040”を格納す
る（ステツプＣ）。そして、これらの２つのGR
１およびGR２に格納された各値の和を前記ALU
にて求め、これを前記DP−RAMのアドレスを
指定する為のメモリ・アドレス・レジスタ
（MAR）に格納している。このMARに格納され
た値によつて、そのスロツトに対応したDP−
RAM（ステーシヨン・ステータス）のアドレス
が指定される。

しかしてBMMでは前記μP−ROMの制御の下
で、該スロツトの受信パケツトが代理パケツトで
あるか、或いはダミーパケツト（データパケツ
ト）であるかを判定している（ステツプＥ）。そ
して代理パケツトである場合には、そのスロツト
が割当てられた局がネツトワークに不参加である
として、前記GR１に格納された値（スロツト番
号の２倍値）を第３のレジスタ（GR３）に格納
している（ステツプＦ）。また受信パケツトがダ
ミーパケツト（データパケツト）である場合に
は、奇数値である“000D”を参加局を示す情報
としてGR３に格納している（ステツプＧ）。

このようなレジスタ間の処理を経て、前記
MARで指定されるDP−RAMの該当アドレスに
上記GR３のデータを書込むことにより（ステツ
プＨ）、前述した第１０図に示すようなステーシ
ヨン・ステータスのテーブルが構成される。

かくしてこのようなステーシヨン・ステータス
のテーブルを備え、その情報に従つてパケツト送
信を制御する局によれば、該テーブルに格納され
る情報がその初期状態データとは異なるので、ネ
ツトワークを構成する各局の該ネツトワークの参
加／不参加をそれぞれ確実に識別することが可能
となる。そして上記スロツト番号の２倍値、およ
び“000D”なる奇数値が記載されたアドレスの
数から、１フレームを構成するスロツトの数、パ
ケツトの数を正確に知ることが可能となる。

更には不参加局を知りたい場合には、各アドレ
スにそれぞれ格納されたデータ（値）を1/2処理
すれば、例えば整数値で割切れたものを不参加局
として検出し、且つその1/2処理された値からそ
の局のスロツト番号を即時知ることが可能とな
る。

また上記1/2処理で割切れなかつた値を持つも
のについては、これを参加局であるとして検出す
ることが可能となる。

従つてステーシヨン・ステータスの情報に従つ
て非常に簡易に、且つ明確にネツトワークを構成
する各局へのパケツト送信を効果的に制御するこ
とが可能となる。

また前記奇数値を与えるに際しては、スロツト
番号の２倍値に“１”を加え、または“１”を減
算したものとしても良い。このようにして前述し
た奇数値を与えるようにすれば、ステーシヨン・
テーブルに格納された各情報（値）から“１”を
減じた後、或いは“１”を加算した後、その値を
１／２処理するることによつてそのスロツト番号を
容易に求めることが可能となる。

ところでこのようなステーシヨン・ステータス
を構成する場合、次のような問題が懸念される。
即ち、ネツトワークに参加した局が、その参加と
同時に子局設定され、且つデータパケツトを送信
した場合、そのスロツト番号に対応するステーシ
ヨン・ステータスが初期値のままになつてしまう
ことである。

然し乍ら、フレーム・サイクル時間が高々数
10msec程度の場合、ネツトワーク参加局がその
参加と同時にデータパケツトを送信することは極
めて希である。何故ならば、一般にパケツト送信
に対する応答を通信相手先局から受信するまで
は、通常次のパケツト送信を行わない。従つて、
上述した懸念は極めて希にしか発生せず、その場
合には該スロツトに対応する局が何等かの異常を
起しているとして認識した方が妥当である。

以上、本計算機ネツトワークのパケツト送信制
御について説明したように、本システムによれば
非常に簡易に、且つ明確に局の参加／不参加をモ
ニタ管理することができる。故に、ネツトワーク
システムの構築時、およびそのシステム運用時に
多大なる効果が奏せられる。またネツトワークに
おけるパケツト通信の開始に先立つて通信相手局
の参加／不参加の情報を確認できるので、パケツ
ト送信の制御手順の簡素化を図り、ネツトワーク
を効率良く運用できる等の実用上多大なる効果が
奏せられる。

尚、本発明は上述した実施例に限定さるもので
はなく、その要旨を逸脱しない範囲で種々変形し
て実施できることは云うまでもない。

【図面の簡単な説明】

図は本発明の実施例を示すもので、第１図およ
び第２図はネツトワークの構成例を示す図、第３
図はネツトワークで通信されるパケツトのフレー
ム構成を示す図、第４図はパケツトのフオーマツ
ト構成を示す図、第５図は局における親局設定の
手順とパケツト送信手順を示す図、第６図は局の
構成例を示す図、第７図はヘツダ処理を実行する
BMMの構成例を示す図、第８図はDP−RAMに
おけるSBCの概略構成を示す図、第９図および
第１０図はそれぞれステーシヨン・ステータスの
テーブル構成を示す図、第１１図はヘツダ処理手
順の一例を示す図である。 １ａ，１ｂ，〜１ｎ…局、２…バス、３…スタ
ーカプラ、１１…光伝送部、１２…伝送制御部、
SBC…ステーシヨン・コントロール・プロツク、
BMM…バツフア・メモリ・マネージヤ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ スター型の光ネツトワークを構成する複数の
   局からなり、 該ネツトワークに参加した各局は、これらの局
   の中から択一的に定められた親局が発生するフレ
   ームヘツダに従つて該ネツトワーク上のキヤリア
   検出によつて割当てられたタイムスロツを検出
   し、この割当てられたタイムスロツト順序でデー
   タパケツトまたはダミーパケツトを送信し、 前記親局は前記フレームヘツダの送信の後、前
   記キヤリアの消滅期間を検出し、このキヤリアの
   消滅期間が所定のタイムスロツト間隔に達した時
   このタイムスロツトに割当てられた局を前記ネツ
   トワークに不参加の局として検出し、この不参加
   の局に代つて代理パケツトを送信してなる計算機
   ネツトワークにおいて、 前記各局は、ネツトワークに参加している局お
   よび不参加の局を管理する為のテーブルと、各タ
   イムスロツト毎に該ネツトワークに伝送されるパ
   ケツトの種別を検出する手段とを備え、代理パケ
   ツトの場合にはそのタイムスロツト番号の２倍値
   を、またダミーパケツトまたはデータパケツトの
   場合には所定の奇数値を前記テーブルの各スロツ
   トに対応したアドレスに格納し、他局のネツトワ
   ークへの不参加／参加の状態を管理してなること
   を特徴とする計算機ネツトワーク。