JPH0522425B2 - - Google Patents

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JPH0522425B2
JPH0522425B2 JP62309799A JP30979987A JPH0522425B2 JP H0522425 B2 JPH0522425 B2 JP H0522425B2 JP 62309799 A JP62309799 A JP 62309799A JP 30979987 A JP30979987 A JP 30979987A JP H0522425 B2 JPH0522425 B2 JP H0522425B2
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JP62309799A
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Buranaa Basoromyuu
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International Business Machines Corp
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Publication of JPH0522425B2 publication Critical patent/JPH0522425B2/ja
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    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/54—Store-and-forward switching systems 
    • H04L12/56—Packet switching systems
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/40—Network security protocols
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L69/00—Network arrangements, protocols or services independent of the application payload and not provided for in the other groups of this subclass
    • H04L69/30—Definitions, standards or architectural aspects of layered protocol stacks
    • H04L69/32—Architecture of open systems interconnection [OSI] 7-layer type protocol stacks, e.g. the interfaces between the data link level and the physical level
    • H04L69/322—Intralayer communication protocols among peer entities or protocol data unit [PDU] definitions
    • H04L69/324—Intralayer communication protocols among peer entities or protocol data unit [PDU] definitions in the data link layer [OSI layer 2], e.g. HDLC

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ 産業上の利用分野 本発明は多重プロセツサ・システムに関し、さ
らに詳しくいえば、多重プロセツサシステムにお
けるノード間でデータパケツトを通信するための
データリンクプロトコルに関する。
Ｂ 従来技術及びその問題点 緊密結合多重プロセツサシステムはその基盤を
なす通信ネツトワークに高い性能を要求する。シ
ステム内に接続された複数のプロセツサによつて
生じる負荷のような一定のレベルの性能が要求さ
れるのはめずらしいことではない。従来、この要
請は高速のハードウエア装置によつて制御される
並列ワイヤのバスで構成されたバツクプレーンネ
ツトワークで満たされていた。このような相互接
続方法は並列データの高速通信を容易にするが、
信頼性は低い。そのようなネツトワークは多数の
ワイヤ及び接続部を必要とするからである。その
上、システムの保全性及び信頼性を落とす原因と
なるクロストークノイズ、信号歪及び信号レベル
のシフトがそのようなバスによつて誘発される。
しかも、そのバスの接続部は、そのバスと接続先
との間の機械的な接続の結果として、信頼性の問
題を生ずる。これらの問題は、接続部の頻繁な抜
き差しによつてさらに増大する。
ところで、長距離伝送ネツトワークの使用によ
れば高い信頼性が得られることが実証されてい
る。長距離伝送ネツトワークにおいては、通信シ
ステムを相互接続する電線又は光フアイバ等は１
つのシステムから他のシステムへのデータパケツ
トの直列的な伝送を容易にする。長距離伝送ネツ
トワークは一般に、システム間を実際に接続する
電線又は光フアイバが少ないこと、クロストーク
ノイズを最小とするため電線をシールドできるこ
と、接続部の信頼性が高いこと、及び、直列デー
タリンク上でのエラー検出・回復が容易にできる
高度なプロトコルを用いることによつて特徴付け
られる。概念的には、長距離伝送ネツトワークよ
り後に設計されたバツクプレーンネツトワークは
信頼性の問題の解決という点では魅力的であろ
う。しかし残念なことに、このモデルは緊密係合
システムに要求される性能を満足することができ
ない。同様に、短距離で比較的高速のデータ伝送
を可能とするローカルエリアネツトワークも、こ
のような性能を満足することができない。ローカ
ルエリアネツトワーク及び長距離伝送ネツトワー
クは複数の通信プロセツサの各々に又はホストに
常駐するソフトウエアでデータ伝送又はネツトワ
ーク機能の大部分を遂行する。この伝送方式は融
通性を高めるものの、データ伝送レートは低い。
そこで、本発明は多重プロセツサシステムにお
ける効率的なデータパケツト伝送方法を提供する
ことを目的としている。
Ｃ 問題点を解決するための手段 この目的を達成するため、デイジタルネツトワ
ークシステムにおける本発明のデータ通信方法
は、(a)データチヤネルを介してデータパケツトを
送信部から受信部へ送るステツプと、(b)この受信
部において上記データパケツトのエラーの有無を
検査するステツプと、(c)このデータパケツトのエ
ラーを検出したときは制御チヤネルを介して否定
的な制御パケツトを受信部から送信部へ送り、制
御チヤネルを滅勢し、受信部を滅勢するステツプ
と、(d)制御チヤネルを介して否定的な制御パケツ
トを受信した際、データチヤネルを滅勢するステ
ツプと、を有することを特徴としている。
以下、本発明の作用を実施例と共に説明する。
Ｄ 実施例 はじめに本実施例を概説する。先に示した本発
明の目的は以下に説明する非同期的データリンク
プロトコルによつて達成される。多重プロセツサ
システムにおける複数のノードのうちの最初の１
つが、ノード間に接続された制御チヤネル上の所
定のビツトシーケンスを検出すると、第２のノー
ドへデータパケツトを伝送する。このデータパケ
ツトはヘツダによつてデータチヤネルを介して進
む。ヘツダには、データパケツトの始点、データ
パケツトの長さ、データパケツトに割当てられた
シーケンス番号を知らせるための複数のフイール
ドが含まれる。データパケツトには、それが正し
く受取られたか否かの判断を第２のノードに行わ
せるためのフイールドが続く。もし第２のノード
がデータパケツトを正しく受取つたと判断する
と、そのデータパケツトはそのノードに記憶され
制御チヤネルを介して肯定応答シーケンスが第１
のノードに伝送される。一方、データパケツト伝
送中にエラーが発生したときは、プロトコルは、
データチヤネル及び制御チヤネルから全ての信号
情報を取去つてエラー状態に入る。その後、複数
のノードの各々に関連する回復プロセツサがエラ
ー発生時のノードの状態を解析する。これは各ノ
ードの回復に必要な正しいアクシヨンを判断する
ために行われるものである。
データリンクプロトコルは、さらに、中間ノー
ドにおけるデータパケツトの記憶を必要とせずに
これらの中間ノードを介して第１のノードから最
終のノードへのデータパケツトの伝送を可能にす
る。このプロセスのことをバーチヤルカツトスル
ー（virtual cut−through）という。第１のノー
ドはノード間を接続する制御チヤネル上で所定の
ビツトシーケンスを検出するとデータパケツトを
中間ノードへ伝送する。もしこの中間ノードがデ
ータパケツトを宛先ノードへすぐに伝送できるな
ら、第２のノードではそのパケツトを記憶せずに
第２のノードと最終ノードとを接続するデータチ
ヤネルを介してデータパケツトを宛先ノードへ伝
送する。第２のノードでエラーが検出されたとき
は、プロトコルはエラー状態に入つてこのデータ
パケツトを廃棄することを第１のノードに知らせ
る。ノードに関連した回復プロセツサは、パケツ
トが正しく受信されるまで第１のノードによつて
データパケツトを再送することによつて各ノード
の回復を試行する。エラーが最終ノードで検出さ
れたときは、中間ノード及び最終ノードに関連す
る回復プロセツサが、パケツトが正しく受信され
るまで中間ノードによる再送で回復を試行する。
以下、図面を参照して本実施例を詳説する。
第１図において、多重プロセツサシステムの一
部である複数のノードのうちの２つのノードＡ及
びＢを示した。ノードＡは複数の入力ポート１２
（そのうちの１つを図示した）を有する。これら
の入力ポートは経路指定回路１８によつてスイツ
チ１４を介して複数の出力ポート１６（そのうち
の１つを図示した）に選択的に接続される。複数
の出力ポート１６のうちの１つは、データチヤネ
ル及び制御チヤネルによつてノードＢの複数の入
力ポート２０のうちの１つに接続される。データ
チヤネルはシステムのノード間におけるデータパ
ケツトの伝送を可能にし、一方、制御チヤネルは
主として、データパケツトの受取りを肯定応答す
るのに用いられる。データチヤネル及び制御チヤ
ネル上にあらわれる信号は直列的なコード化２進
データ及びクロツク情報の形をとる。ローカルプ
ロセツサ２２はスイツチ１４の１つの入力及び１
つの出力に並列して接続される。これにより、ロ
ーカルプロセツサ２２はデータパケツトの送出及
び受信がそれぞれ可能となる。ノードＡは、入力
ポート１２、出力１６及び経路指定回路１８の全
ての情報についての読取り又は書込みを行う回復
プロセツサ２４を含む。回復プロセツサ２４はエ
ラー回復機能を遂行するため、複数の入力ポート
１２のうちの１つ又は複数の出力ポート１６のう
ちの１つによつて付勢される。さらに、ノードＡ
は、入力ポート１２及び出力ポート１６にそれぞ
れ関連する複数のデータチヤネル及び制御チヤネ
ルによつて上流及び下流のノードに接続される。
ノードＢは、ノードＡと同様、複数の入力ポー
ト２０、複数の出力ポート２６、スイツチ２８、
経路指定回路３０、ローカルプロセツサ３２、及
び回復プロセツサ３４を有する。さらに、ノード
Ｂは入力ポート２０及び出力ポート２６にそれぞ
れ関連する複数のデータチヤネル及び制御チヤネ
ルによつて上流及び下流のノードに接続される。
第２図には、複数の入力ポート１２及び２０の
うちの１つの構成を示した。ノードＡ及びＢに関
連する入力ポート１２及び２０は同一の構成であ
るので入力ポート１２について説明する。データ
チヤネル３３及び制御チヤネル３５は受信部３６
に接続される。受信部３６はデータチヤネル３３
から直列データを受諾し、これを並列形式に変換
して、これをFIFO式のバツフア３８へ送る。受
信部３６は、さらに、流入データパケツトについ
ての解析を遂行し、制御情報を(1)制御チヤネル３
５を介して上流のノードに関連する出力ポート
と、(2)FIFO式のコントローラ４０とへ送る。コ
ントローラ４０及びバツフア３８は流入データパ
ケツトの記憶と、スイツチ１４を介しての経路指
定回路１８により選択された出力ポート１６のう
ちの１つへのパケツトの送出とを可能にする。こ
の選択された出力ポートは、データパケツトを伴
うヘツダの一部である宛先アドレスの結果とし
て、複数の入力ポート１２のうちの１つに接続さ
れる。
第３図には、複数の出力ポート１６及び２６の
うちの１つの構成を示した。ノードＡ及びノード
Ｂに関連する出力ポート１６及び２６は同一の構
成であるので出力ポート１６について説明する。
送信部４２は各出力ポートに含まれる。送信部４
２は、スイツチ１４を介して接続された入力ポー
ト１２のうちの１つから並列形式のデータを受け
取る。送信部４２はこのデータを直列形式に変換
し、これをデータチヤネル４４を介して下流のノ
ードに送出する。送信部４２は、その下流のノー
ドから制御チヤネル４６を介して肯定応答情報を
受け取る。送信部４２及びFIFO式のコントロー
ラ４０はデータパケツトの伝送中、厳格な初期接
続手順に従う。これは、適切なパケツト伝送を保
証するためである。この初期接続手順は、多重プ
ロセツサシステム内でのデータパケツト伝送を制
御するデータリンクプロトコルの一部である。
第４図には、スイツチングシステム内で伝送さ
れる各データパケツトに関連するフオーマツトを
示した。各データパケツトには、以下に示すフイ
ールドを含むヘツダが先行する。
(1) 適切な出力ポート１４を入力ポート１２及び
２０へそれぞれ接続しデータパケツトを送る際
に経路指定回路１８及び３０が使用する宛先ア
ドレス (2) データパケツトの長さ (3) スイツチングシステムによつて遂行される
様々なアプリケーシヨンを考慮した可変ヘツダ (4) パケツトのデータ部分であるパケツトの本体 第５図には第１のノードから次のノードへ伝送
されるデータパケツトのフオーマツトを示した。
このフオーマツトは、第４図に示した全てのフイ
ールドの他に、スライデイングウインドウプロト
コル及びエラー検出機構をサポートする以下の３
つのフイールドをふくむ。
(1) データパケツトの始点を示すビツトシーケン
スである“パケツトの始点” (2) 多重プロセツサシステムから重複したパケツ
トが入つてくるのを防止するための複数ビツト
であるシーケンス番号（なお、これらの複数ビ
ツトは論理的な１又はゼロを冗長的にコード化
したものである） (3) 伝送されるデータパケツトにおけるエラーの
検出を容易にするための検査フイールド 第６図には、多重プロセツサシステム内でデー
タパケツトを伝送する際に用いられるデータリン
クプロトコルの状態図を示した。説明の簡単のた
め、ノードＡに関連するFIFO式のバツフアがノ
ードＢに関連するFIFO式のバツフアへ送出され
るべきデータパケツトを保有しているものと仮定
する。データリンクプロトコルの目的は、このデ
ータパケツトの転送を成功させることである。第
６図の状態図の理解を容易にするため、このプロ
トコルの解析に用いられる記号を以下に示す。
ハードウエア Ａ：ノードＡ、送信ノード Ｂ：ノードＢ、受信ノード IPn：入力ポートｎ（ｎ＝Ａ又はＢ） OPn：出力ポートｎ（ｎ＝Ａ又はＢ） Ｄ：OPAからOPBへのデータチヤネル Ｃ：IPBからOPAへの制御チヤネル Rn：IPnにおける受信部 Tn：OPnにおける送信部 FIFOn：IPnにおけるバツフア FIFOCn：IPnにおけるコントローラ RPn：ノードｎの回復プロセツサ チヤネルの状態 Ｉ：データチヤネルがアイドル状態にあることを
示す特定のビツトシーケンスのパターン IG：IPBが送信されたデータパケツトを受諾可能
であることを示すパターン IW：IPBがデータパケツト伝送の受諾が不可能で
あることを示すパターン Ｓ：シーケンス番号Ｓを有するデータパケツト
（Ｓは論理的な１又はゼロを表わすように
コード化される） S′：現在のＳの値を補数化したものであるＳを有
するデータパケツト Ｘ：任意の値 AS：シーケンス番号Ｓを有するデータパケツト
が正しく受信されたことを表わす受信部に
よつて送られる肯定応答パケツト AＳ：シーケンス番号を有するデータパケツト
が正しく受信されたことを表わす受信部に
よつて送られる肯定応答パケツト AX：任意の肯定応答パケツト Ｑ：Ｄ又はＣを介して伝送されるRPからRPへの
パケツト Ｇ：チヤネル上の有効でないデータ GS：パケツト始点シーケンスについての間違い
である、チヤネル上のエラーデータ Ｎ：所与のチヤネル上の情報信号の完全な消失に
よつて特徴付けられる、データチヤネル又
は制御チヤネルのクロツクのない状態 データパケツトの関連あるフイールド Ｌ：データパケツトの長さフイールドの内容 SOP：データパケツトとＩとを区別する又は肯
定応答パケツトとIG′とを区別するパケツ
ト始点シーケンス 第６図に示す状態図においては、各状態はｎが
整数であるようなSnで表わされ、状態間の遷移
は整数だけで表わされている。さらに、Ｓが論理
的なゼロを表わすような状態及びＳが論理的な１
を表わすような状態を列挙しなくてもよいよう
に、可変のシーケンス番号Ｓが用いられている。
また、その結果として、シーケンス番号Ｓの論理
的な値が切換わらなければならないようなサイク
ルが存在する。Ｓが切換わらなければならないよ
うな遷移は下で表わしてある。
第１図、第２図、第３図及び第６図を参照する
に、パケツトスイツチングシステムはレデイ／待
ち状態であるS1から始まる。TAはＤを介してＩ
を送信し、Ｃを介してIGを受信し、FIFOAからの
データパケツトをデータパケツトＳとして送信す
る準備が完了する。TAは“使用可能”信号を経
路指定回路１８に提示することによつて、意図さ
れた転送を示す。同様にして、RBはＤを介して
Ｉを受信し、Ｃを介してIGを送信し、TAからの
パケツトＳの受諾を準備完了する。パケツトＳの
送信は状態S1からS2への遷移１から始まる。経
路指定回路１８はスイツチ１４を介してTAと接
続し、FIFOCA及びTAの両方に“接続”信号を活
動化して、それらの間で接続が存在することを示
す。TAは“使用可能”信号を非活動化して、経
路指定回路１８に、OPAがパケツト伝送でビジー
だということを知らせる。TAはＤ上に、SOPシ
ーケンス及びそのシーケンス番号を出して、送信
部状態ラインを介して“送出”信号を活動化す
る。“送出”信号はFIFOCAにデータパケツトの
バイトの送出開始を命ずる。これらのバイトは並
列形式でスイツチ１４を介して送出される。TA
はこれらのバイトを直列形式に変換し、このデー
タパケツトをコード化して、Ｄを介して送信す
る。FIFOAによりデータパケツトの送出の間、
TAは“アンダーフロー”信号がFIFOCAによつて
活動化されているか否かを常に監視する。“アン
ダーフロー”信号は、データパケツト伝送中にエ
ラーが発生したことを示す。“アンダーフロー”
信号がFIFOCAによつて活動化されると、プロト
コルは状態S2からS6への遷移を採る。TAがＤ上
のクロツクを停止し、エラー状態S7への遷移を
採る。RBはＣからクロツクを除去することで応
答する。
Ｄを介するSOP受信の際に“アンダーフロー”
信号が活動化されなかつたときは、RBは流入デ
ータの最初のバイトをデコードし、これを並列形
式に変換して、“パケツト開始”信号及び“読取
り（ストローブ）”信号を活動化することによつ
てこの変換データを送出する。後続のパケツトバ
イトも同様にデコードされ、並列形式に変換され
FIFOCBにストローブされる。RBは、さらに、パ
ケツトのヘツダからシーケンス番号Ｓとパケツト
長Ｌを抽出する。データパケツトが受信されると
き、RBはＬのカウント値を下げ、そのデータパ
ケツトを検査し（好ましくは検査合計し）、シー
ケンス番号Ｓが期待通りのものであつたことを確
認する。Ｌがゼロになつたとき、データパケツト
のうちの最後のバイトがTAから受信され、遷移
２が採られる。RBは、そのデータパケツトにつ
いての検査合計が正しいかどうかを判断し、読取
りラインをストローブし、最終バイトをFIFOCB
に送出する。FIFOCBはエラーなしで完全なデー
タを受信したことになる。
これと同時に、FIFOCAがデータパケツトの終
端に到達したときは、“パケツト終了”信号を活
動化する。この“パケツト終了”信号に応答して
TAは、データの最終バイトを送信し、肯定応答
待ちタイマを始動し、送信部状態ラインを介する
“待ち”信号を活動化する。これにより、
FIFOCAは待ち状態すなわち延期状態に入る。状
態S3への遷移において、RBは肯定応答をコード
化し、直列化してTAへ送信する。RBは、さらに、
次に予想されるデータパケツトのシーケンス番号
を表わすように、FIFOCBで保持された値を切換
える。
FIFOBが最大長のデータパケツトを収容する余
裕を持つておりかつRBがＣ上にIGを置いたとき、
状態S3からの遷移４が採られる。この制約が存
在するのは、スイツチ１４を介するIPAから隣の
ノードＢに通じるOPAへのデータ伝送がいつたん
始まると、これを停止し再始動するということが
できないためである。したがつて、データリンク
プロトコルは、FIFOCBに、十分な余裕がFIFOB
にできるまで、許される最大長のパケツトになる
かもしれない新たなデータパケツトの受諾を拒否
するよう要求する。この拒否は制御チヤネル上の
アイドル待ち（IW）パターンで表わされる。さら
に、遷移４は次のことを示す。すなわち、TAが
(1)肯定応答待ちタイマが満了する前に肯定応答を
受信し、(2)その肯定応答が、送られたデータパケ
ツトについてのものであつたことを確認し、(3)送
信部状態ラインを介して“解除”信号を活動化す
る。“解除”信号の活動化により、FIFOCAの他
の作業のための解放が可能になる。さらに、Ｃ上
のIGの存在に応答して、TAは、次のデータパケ
ツトを送るための準備としてFIFOCAに記憶され
たシーケンス番号を切換えて（Ｓ）、“使用可能”
信号を活動化することにより、OPAが他のデータ
パケツト伝送のために使用可能になつたというこ
とを経路指定回路１８へ知らせる。
もし、上述の如くFIFOCBが新たなデータパケ
ツトの受諾を拒否すると、状態S3からS4への遷
移５が採られる。“FIFO一杯”信号は、FIFOBが
最大長データパケツトを収容するのに十分な余裕
のないことを示すものである。次に、RBはＣ上
にIWを置く。IWの続く正しい肯定応答ASをはじ
めて検出したTAは、送信部状態ラインを介して
“解除”信号を活動化する。TAによるこの活動化
により、FIFOAがフリーとなり、IG待ちタイマが
始動する。さらに、TAは“使用可能”信号を非
活動化する。他のデータパケツトを送るための準
備が完了していないからである。FIFOBが最大長
データパケツトのための余裕を持つておりかつ
FIFOCBが“FIFO一杯”信号を非活動化したと
きは、状態S4からS1への遷移６が採られる。
“FIFO一杯”信号の不在に応答して、RBはＣ上
にIGを置き、FIFOCBに記憶されたシーケンス番
号を切換える。もし、IG待ちタイマの満了前に
TAがＣ上にIGを検出したときは、FIFOCAに記憶
されたシーケンス番号を切換えて、“使用可能”
信号を活動化する。この“使用可能”信号は、他
のデータパケツト伝送のためにフリーとなつたこ
とを経路指定回路１８に知らせるためのものであ
る。
前述の如く、RBはデータパケツトＳの最終バ
イトを受信したとき、そのパケツトを検査して
（好ましくは検査合計）、伝送中においてエラーが
生じたかどうかを判断する。この検査合計がデー
タパケツトＳはエラーを含むものであるというこ
とを示したときは、RBがＣを介して否定応答AS
をTAに送るような、状態S1からS8への遷移11が
採られる。こうして、RBはデータパケツトが
自分の正しく受信した最後のパケツトであつたと
いうことを示し、TAは、自分の送つたデータパ
ケツトＳがRBによつて正しく受信されるべきも
のでなかつたと解釈する。RBは、次に、FIFOCB
に“フラツシユ”信号を出し、これにより
FIFOCBはFIFOBからそのデータパケツトの残り
を全て廃棄する。さらに、もしFIFOCBがノード
Ｂにおける１つの出力ポートへデータパケツトの
送出を既に開始していれば、FIFOCBは“アンダ
ーフロー”信号を活動化して、駆動するデータチ
ヤネルをＮ状態に強制することによりその出力ポ
ートの伝送を終了させる。状態S8からエラー状
態S7への遷移12は、(1)否定応答受信の際、TAが
状態Ｃとは関係なくＤ上のクロツクを停止するこ
と、及び(2)否定応答送信の際、RBが状態Ｄとは
関係なくＣ上のクロツクを停止すること、を示唆
する。
こうして、遷移12においては、RBはＣ上のク
ロツクを停止し、エラーが発生したことをRPBに
知らせてオペレーシヨンを延期する。同様にTA
はＤ上のクロツクを停止し、RPAにエラーを知ら
せて、送信部状態ラインを“待ち”状態に保持
し、オペレーシヨンを延期する。送信部状態ライ
ンが“待ち”状態にあるときは、FIFOCAは休止
状態にあり、TAが送信を試行したばかりのデー
タパケツトがうまくFIFOAに保持されているとい
うことに留意されたい。FIFOAがデータパケツト
を保持することで、それが正しく送信されるまで
RPAはFIFOAにデータパケツトの再送を要求する
ことができる。
前述の如く、遷移２において、TAは肯定応答
待ちタイマを始動した。IPBにおけるエラーのた
めタイマが満了したとすると、TAがＤ上のクロ
ツクを停止しエラーの発生をRPAに知らせてオペ
レーシヨンを延期するような、状態S1からS6へ
の遷移13が採られる。そうすると、TAはその送
信部状態ライン“待ち”状態に保持する。こうし
てFIFOCAのオペレーシヨンが延期される。RBは
もしできるなら、遷移７の結果としてエラー状態
S7に移る。
RBはコード化を行いコード化された肯定応答
情報IG及びIWをＣを介してTAに送信する。IG及び
IWの結果として、OPAでの制御チヤネル受諾エラ
ーが、TAにIGがＣ上に存在するときIWがＣ上にあ
らわれたと解釈させる場合がある。このことを考
慮しておかないと、チヤネルのデツドロツクが生
じ、TAはRBが送つたものと信じたIGを永遠に待
ち続けることになる。このデツドロツクを避ける
ため、このデータリンクプロトコルでは、TAに
IWを検出したときは常にIG待ちタイマを始動させ
る。したがつて、もしTAによつてＣ上のIGの検
出の前にIG待ちタイマが満了したときは、状態S4
からS6への遷移46が採られる。この遷移で、TA
はＤ上のクロツクを停止しエラーの発生をRPAに
知らせて送信部状態ラインを“待ち”状態として
オペレーシヨンを延期する。そうしてRBはエラ
ー状態S7への遷移９を採る。
状態S2において、TAはRBにデータパケツトを
送信する。TAがパケツトＳの最終バイトの伝送
を完了する前に、肯定応答AXがＣを介して受信
され、これは状態S5への遷移７で示される。Ｃ
上にAXがあらわれるのは、(1)長さフイールドＬ
がＳの実際の長さよりも短いパケツト長を長さフ
イールドＬで誤つて示してパケツトＳの実際の終
端に出会う前にRBがAXで応答したとき又は(2)有
効な肯定応答にみえるようなノイズバーストが制
御チヤネルに生じたときである。いずれにせよ、
プロトコルはTAに、データパケツトの伝送完了
前に肯定応答を受信したときは必ず状態S5から
S6への遷移８を採ることを要求する。TAはＤ上
のクロツクを停止しエラー状態S7への遷移９を
採る。Ｄを介する伝送は状態S6において停止し
たけれども、TAは“パケツト終了”信号が活動
化されるまではFIFOAからのデータの受諾を続行
しなければならないということに留意されたい。
要するに、送信部がいつたん“送信”信号を活動
化したら、データリンクプロトコルはスイツチを
介するFIFOAとTAとの間の打切りプロセスのこ
とは考えに入れてない。
Ｄ上のクロツク情報の消失を検出するRBは状
態S6からエラー状態S7への遷移９を採る。遷移
９において、パケツトの検査でエラーが検出され
たと仮定すると、RBはFIFOCBに“フラツシユ”
信号を出してＣ上のクロツクを停止し、エラーの
発生をRPBに知らせてオペレーシヨンを延期す
る。“フラツシユ”信号に応答してFIFOCBは
FIFOBからのデータパケツトの廃棄を可能にす
る。さらに、もしFIFOCBがノードＢにおける出
力ポートへのデータパケツトの送出を既に開始し
ていたときは、“アンダーフロー”信号を活動化
する。これにより、データチヤネルをＮ状態に強
制することで、出力ポートにパケツトの伝送を終
了させる。
データパケツトの伝送の前に、TAはRBにSOP、
シーケンス番号及びヘツダを送信する。シーケン
ス番号伝送の間、データチヤネルＤは、シーケン
ス番号を論理的な補数となるように変化させ
る。すなわち、状態S1からS9への遷移14である。
状態S9において、RBはデータパケツトＳを既に
受信したと判断し、FIFOCBへパケツトを送出す
ることなく受信されたときそのデータパケツトを
廃棄する。そうしてRBはパケツトの終端を認識
するというだけの目的でそのパケツトから長さフ
イールドＬを抽出する。すなわち遷移15である。
遷移15で、RBはＣを介してASを送る。遷移11は
パケツトＳが正しく受信されたことを示す。TA
はASを否定応答と解釈して、上述のようにエラ
ー状態への遷移12を採る。
さらに、状態S9にある間、中介的な肯定応答
がＣを介して受信される場合がある。すなわち状
態S10への遷移21である。その後、TAは状態S10
からS6への遷移22を採る。これは状態S5からS6
への遷移８と同様なものである。そうしてRBは
状態S6からエラー状態S7への遷移９を採る。
第６図に示した状態を解析するに際し、遷移
14，15，16，17，18，19及び20のシーケンスで１
個又は２個のパケツトが消失する場合もある。以
下の２つの特別のエラーが順次的に発生しなけれ
ばならないことを考えると、この特定のシーケン
スの発生する確率は小さい。特別のエラーとは、
(1)パケツトシーケンス番号が遷移14において論理
的に補数化されなければならないこと、及び(2)肯
定応答ASが遷移16において論理的にASに補数化
されなければならないことである。要約すれば、
状態S10′において、TAはパケツトＳがRBで適切
に受信されたものと誤つて認識し、FIFOCAにパ
ケツトの廃棄を知らせる。したがつて、ここでパ
ケツトＳが消失する。遷移17に示す如きＳ及び
S′の論理的な内容の交換が採られて、TAは遷移
18及び19で次のパケツトを送信する。一方、RB
はパケツトのシーケンス番号が予想されるシーケ
ンス番号を論理的に補数化したものであるという
理由から、パケツトを受信した際、これを廃棄す
る。RBは続いて、遷移20でASをTAに送り、その
パケツトを正しく受信したということを誤つて示
す。TAはASを、送信されたばかりのパケツトが
正しく受信されたものと解釈する。こうして、２
つのパケツトが消失する。前述の如く、この順次
的なエラーの発生する確率は極めて小さい。
FIFOバツフアは、検査によるエラーの検出又
は前述の如き中介的な肯定応答の結果としての或
るパケツトの伝送プロセス中に、出力ポートへの
供給のためにデータを使い果す可能性がある。こ
こでRAが伝送エラーを検出して“フラツシユ”
信号を活動化したという理由から、FIFOCAが
OPAへの供給のためにデータを使い果たしたと仮
定する。そうすると、FIFOCAは“アンダーフロ
ー”信号を活動化する。TAは、この信号に応答
して、前述の如く、状態S2からの遷移41又は状
態S9からの遷移42を採る。いずれにせよ、TAは
Ｄ上のクロツクを停止し、“送信部状態”ライン
を介して“解除”信号を活動化して、RPAにエラ
ーの発生を知らせて延期をする。RBは中介的な
肯定応答に応答して前述と同様なやり方で状態
S7への遷移９を採る。回復のため、RPAはアンダ
ーフローの生じたパケツトとして、同じシーケン
ス番号で新しいパケツトを送らなければならな
い。RPAは、TAの状態情報で“アンダーフロー”
信号が活動化されたことを検出すると、この事実
を容易に判断する。状態S11についていうと、遷
移のシーケンス18，23，44と26，28，25は遷移の
シーケンス１，41，９と14，42.9にそれぞれ類似
するものである。
第７図は、遷移と、シーケンス番号、チヤネル
上の無効データ、誤つたSOP、及び肯定応答の
エラーに関連する状態とを説明する状態図であ
る。シーケンス番号のエラーは、間違つたシーケ
ンス番号として前に説明した論理的な補数以外
で、シーケンス番号フイールドに変化があるもの
として定義される。遷移のシーケンスは、主レデ
イ／待ち状態である状態S1から始まる。以下で
説明するシーケンスは、プロトコルが他のレデ
イ／待ち状態である状態S11にある間でも発生し
うる。しかしながら、状態S1及びS11の間の類似
性に鑑み、状態S1のみ参照する。遷移66におい
て、正常なパケツト伝送で遷移１について説明し
た全ての事象は、RBによるシーケンス番号の抽
出まで発生する。この時点で、RBはパケツトか
らＳを抽出しそのフイールドにエラーを検出する
ことができるか、又はＤ上で検出したものを解読
することが全くできない。この状況は、状態S34
の送出チヤネル状態における記号Ｇによつてあら
わされる。いずれにせよ、RBは状態S32への遷移
67を採ることによつて、Ｃ上のクロツクを停止
し、エラーの発生をRBに知らせてオペレーシヨ
ンを延期する。Ｃ上のクロツクの消失を検出する
と、TAはＤ上のクロツクを停止するが、“パケツ
ト終了”信号が活動化されるまではFIFOAからの
データの受諾は続行しなければならない。その
後、TAは状態S7nの遷移62を採ることによつて、
“送信部状態”ラインを介して“待ち”信号を活
動化し、エラーの発生をRPAに知らせてオペレー
シヨンを延期する。
再びS1を参照するに、TAが或る肯定応答を待
つている間、RBはそのパケツトがエラーなしに
受信されたことを判断しＣ上で変化する“有効
な”肯定応答をTAに送る（遷移72）。その後IAは
Ｃからこの肯定応答を抽出してそのパケツトにお
けるエラーを検出することができるか、又はＣ上
のそれが何であつたのか全く解読できない。TA
は状態S17への遷移73を採ることによつて、Ｄ上
のクロツクを停止し、“送信部状態”ラインを
“待ち”状態に保持し、エラーの発生をRPAに知
らせてオペレーシヨンを延期する。RBはＣ上の
クロツクを停止しエラーの発生をRPBに知らせて
オペレーシヨンを延期することによつて状態S18
への遷移32を採る。回復の後、TA及びTBはＳに
関して同期外れとなることに留意されたい。しか
しながら、プロトコルはパケツトの再送に成功し
た後、この問題を解決する。
さらに、TAが状態S1において或る肯定応答を
待つている間、RBは検査不合格の結果としてパ
ケツトにおけるエラーを検出する。RBはＣ上で
変化する。否定応答をTAに送る（遷移69）。遷移
73で生じたと同様なアクシヨンが遷移70で生ず
る。そうしてエラー状態S7への遷移９が採られ
る。この場合、TA及びTBの間の同期は保たれ、
プロトコルはそのパケツトの次の伝送で回復す
る。
状態S1にある間、RBは新しいパケツトや、有
効なSOPシーケンス及びシーケンス番号として
あらわれるようなＤ上のノイズバーストを受信す
る準備を完了する。RBは自分が有効と信じたパ
ケツトを受信する。検査合計はこのパケツトにお
けるエラーを示し、遷移61で、RBはTAに否定応
答を送つてＣ上のクロツクを停止し、RBに知ら
せてオペレーシヨンを延期する。TAはエラー状
態S7への遷移62を採る。このときTAは真のパケ
ツトをＤを介して実際に送ると、“パケツト終了”
信号が活動化されるまでTAはFIFOCAからのデー
タの受諾を続行する。“パケツト終了”信号の活
動化の後、回復に進む。
状態S1において肯定応答を待つている間、同
様に、RBが肯定応答パケツトを送つているかの
ようにノイズがＣ上のアイドルパターンを変化さ
せる（遷移63）。RBはＤからそのデータパケツト
を抽出する。TAは、その肯定応答にエラーを検
出したとき、又はそのパケツトとIWもしくはIGと
期待されるものとの間の時間に、状態S6への遷
移64を採る。これでTAはＤ上のクロツクを停止
する。RBはＣ上のクロツクが除去されるエラー
状態S7への遷移９を採つて応答する。
第８図は、無効データがチヤネル上で検出され
たとき、又はアナログチヤネルもしくはポートの
障害が発生したときのプロトコルの動作を表わす
状態図である。これらの事象は任意の時間に発生
しうる。そこで、これらの事象は以下のように定
義される状態変数ｗ，ｘ，ｙ，ｚを使つて表わさ
れる。
ｗ：ｗがＳ，、又はＱを表わすような、データ
チヤネルを介して送信部が送るもしくは送つ
ているデータパケツト ｘ：ｘがＩ，Ｑ，Ｓ，，Ｎ，Ｇ又はGSを表わ
すようなデータチヤネルの状態すなわち内容 ｙ：ｙがＳ，、又はＱを表わすような、データ
チヤネルを介して受信部が受信しうるもしく
は受信しているパケツト ｚ：ｚがAS，AS，IG，IW，Ｑ，Ｎ，Ｇ、又はGS
を表わすような制御チヤネルの状態すなわち
内容 もしTAがコード化されたシンボルの２進値す
なわちＣから取得した値を判断できないときは、
状態S35への遷移74を採り、Ｄ上のクロツクを停
止する。その後、TAはエラーの発生をRPAに知
らせてオペレーシヨンを延期する。しかしなが
ら、たとえば、TAがRBへパケツトＳを送信する
プロセスにあつて無効データのシンボルがＣ上で
検出されたときは、TAは“パケツト終了”信号
が活動化されるまでFIFOCAからのデータの受諾
を続行しなければならない。その後、TAはエラ
ーの発生をRPAに知らせて、状態S6への遷移75を
採り、オペレーシヨンを延期する。ノードＡ及び
ノードＢにおけるその回復のプロセスはエラーが
検出されたとき、OPA及びIPAの状態によつて判
断される。
同様に、RBがＤ上で検出されたデータシンボ
ルの２進値を判断できないときは、状態S37への
遷移76を採り、Ｃ上のクロツクを停止する。RB
がエラーの発生をRPBに知らせてオペレーシヨン
を延期する前に、一定のアクシヨンを遂行しなけ
ればならない場合がある。先の例でいうと、RB
はまず“フラツシユ”信号を活動化することにな
る。これによつて、状態S7への遷移77を採つて、
RPBへの通知及びオペレーシヨンの延期の前に
FIFOCBがそれまでに受信したいかなる形跡のパ
ケツトをも廃棄することを保証する。
物理的なチヤネル自体のようなＤ上のアナログ
構成要素の障害は、そのチヤネル上のクロツク及
びデータ情報の完全な消失を招来する。遷移74及
び75のシーケンスはデータチヤネルの障害及びエ
ラー状態への次の遷移を表わす。同様に、Ｃ上の
アナログ構成要素の障害は、そのチヤネル上の信
号情報の完全な消失を招来する。遷移76及び77の
シーケンスはこの障害を表わす。状態S34からエ
ラー状態S36への遷移78は、チヤネルＤ及びＣが
同時に障害を起こしたときに発生する事象を表わ
す。このタイプの障害は、Ｄ及びＣが同時に切断
されたときなどに生じうる。
第９Ａ図及び第９Ｂ図は、ノードＡからノード
Ｂへデータパケツトを伝送する際のプロトコルの
ステツプを示す図である。プロトコルは、第６図
に示した状態S1と等価であるレデイ／待ちステ
ツプ100から始まる。ステツプ102で、データパケ
ツト送信の準備が完了したことを示す“使用可
能”信号をTAが経路指定回路１８に対して活動
化したかどうかを判断する。経路指定回路１８
は、この信号に応答して、スイツチ１４を介する
TAとFIFOAとの接続を可能にする（ステツプ
103）。そうしてTAは“使用可能”信号を非活動
化し、SOPシーケンス及びシーケンス番号Ｓを
Ｄ上に置いて、データパケツトＳをRBへ送信す
る（ステツプ104）。さらにTAは肯定応答待ちタ
イマを始動し、“送信部状態”ラインを“待ち”
状態にする。ステツプ105で、このタイマが満了
する前にTAがRBから肯定応答シーケンスを受信
したかどうかを判断する。ステツプ105でタイマ
が満了したときは、プロトコルはステツプ106に
示すようにエラー状態に入る。タイマが満了して
いないときは、ステツプ107で、“アンダーフロ
ー”信号がFIFOCAによつて活動化“アンダーフ
ロー”信号の活動化されたかどうかを判断する。
に応答して、プロトコルはエラー状態（ステツプ
106）に移る。ステツプ108で、プロトコルはパケ
ツトの伝送が完了したかどうかを判断する。パケ
ツト伝送の完了前にTAが肯定応答を受信したと
きは、プロトコルはステツプ109及び110を採つて
エラー状態に入る。そうでないときは、RBはス
テツプ111でそのデータパケツトが正しく受信さ
れたかどうかを判断する。もしデータパケツト伝
送中にエラーがあつたなら、ステツプ112，113及
び106で示すようにRBはTAに否定応答を送り、
FIFOBにフラツシユし、（FIFOBが所定の場合
（カツトスルー）には）下流のノードへのフラツ
シユを可能にするための“アンダーフロー”信号
を活動化し、エラー状態に入る。もしデータパケ
ツトが正しく受信されたなら、RBはステツプ114
で制御チヤネルＣを介して肯定応答をTAに送
る。ステツプ115及び116で、RBはFIFOBが一杯
になつたときIWシーケンスをＣ上に置く。これに
応答してTAは“解除”信号を活動化し、IGタイ
マを始動する。Ｃ上にIGがあらわれる前にこのタ
イマが満了したときは、TAはステツプ117で、ノ
ードＡがエラー状態に入るのを可能にする。ステ
ツプ117でタイマが満了せずFIFOBにスペースが
空けば、RBはＣ上にIGを置き、ステツプ100に戻
る。
ステツプ115で、データパケツトＳ全体に対し
てFIFOBにスペースがあれば、RBはシーケンス
番号を補数化して、プロトコルはステツプ100に
戻る。
前述のように、プロトコルがエラー状態に入つ
たときは、ポート又はチヤネルの障害がノードＡ
及びノードＢの間で発生したことになる。その
後、それぞれの回復プロセツサ２４及び３４はそ
の障害からの回復が可能かどうかを自動的に判断
する。説明の簡単のため、OPAがエラー状態に入
り、RPAが回復シーケンスの判断の前にポートに
関する状態情報を調べなければならないと仮定す
る。RPAは第６図に示したような遷移１，２，11
及び12が生じたと判断して、TAにRBへのデータ
パケツト再送を単に欲する。同時に、RPBはチヤ
ネルの回復を試行し、ノードＢをレデイ／待ち状
態S1におくことができる。
既に述べたように、このプロトコルは、データ
パケツトが最初のノードからそのパケツトが記憶
される下流かつ隣りのノードへ送られるようなス
テツプを含む。プロトコルは、さらに、中間ノー
ドでパケツトを記憶することなく、最初のノード
からそれらの中間ノードを介しての最終ノードへ
のデータパケツトの再送を可能にする。このプロ
セスは“バヤーチルカツトスルー（Virtual cut
−throagh）”と呼ばれる。第１０Ａ図及び第１
０Ｂ図はこの“バーチヤルカツトスルー”プロセ
スの流れ図である。説明の簡単のため、データパ
ケツトがノードＢを介してノードＡからノードＣ
に送られると仮定する。ノードＣは第１図に示し
たノードＡ及びノードＢと同一の構成である。ス
テツプ100ないし107はバーチヤルカツトスループ
ロセスにおいても用いられる。ノードＢがデータ
パケツトＳのヘツダを受けとりそのパケツトがノ
ードＣへのものであると判断すると、TBはステ
ツプ150で経路指定回路３０へ“使用可能”信号
を出し、FIFOCBがFIFOBとTBとを接続する。そ
の後、TBはそのパケツトをRCへ送り、肯定応答
待ちタイマを始動する（ステツプ152及び154）。
もしこのタイマがRCからの肯定応答の受信より
前に満了すると、TBはエラー状態へ入ることが
できる（ステツプ156及び178）。ステツプ160で
FIFOCBによつて“アンダーフロー”信号が活動
化されたときは、FIFOBがステツプ162でフラツ
シユされFIFOCがステツプ167でフラツシユされ
る。ステツプ168の判断により、ステツプ165で否
定応答がTBに送られてステツプ185でエラー状態
に入る。
ステツプ160の判断により、TBがステツプ163
で、データパケツトの送信が完了したかどうかを
判断し、ステツプ164で時期尚早な肯定応答を受
信したかどうかを判断する。もし時期尚早な肯定
応答が受信されると、ステツプ166でエラー状態
に入り、そうでないときは、RCはデータパケツ
トが正しく受信されたかどうかを判断する（ステ
ツプ168）。RCは、そのパケツトが正しく受信さ
れたときは、肯定応答をTBに送る（ステツプ
170）。ステツプ172でそのデータパケツトが
FIFOCに記憶され、ステツプ114でそのシーケン
ス番号が補数化される。その後、プロトコルはレ
デイ／待ち状態に戻る。
ステツプ172でFIFOCが一杯であつたなら、RC
はＣ上にIWを置き、TBは“解除”信号を活動化
しIGタイマを始動する（ステツプ176）。もしタイ
マ満了前にスペースが空けば、RCはそのシーケ
ンス番号を補数化して、レデイ／待ち状態に戻る
（ステツプ178，180、及び182）。そうでないとき
は、Ｃ上にIGがあらわれる前にIGタイマが満了す
れば、プロトコルはエラー状態に入る。
こうして、データパケツトはノードＢを介して
ノードＡから宛先ノードＣへ中間のノードＢにお
いて記憶されることなく伝送される。このプロセ
スは中間的なノードがいくつあつても適用でき
る。もし“アンダーフロー”信号がいずれかの中
間的なノードで活動化されれば、そのノード及び
それより下流の全てのノードは自身のバツフアを
フラツシユしてエラー状態に入る。そのデータパ
ケツトの再送はそのデータパケツト全体を最後に
記憶したノードで行われる。
Ｅ 発明の効果 以上説明したように本発明によれば、効率的な
データパケツト伝送が可能となる。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明を適用しうる多重プロセツサシ
ステムにおけるノードを説明する図、第２図は入
力ポートの構成を示す図、第３図は出力ポートの
構成を示す図、第４図はデータパケツトのフオー
マツトを示す図、第５図はデータパケツトのその
他のフイールドを示す図、第６図、第７図及び第
８図は多重プロセツサシステム内でデータパケツ
トを伝送するためのデータリンクプロトコルの状
態図、第９Ａ図及び第９Ｂ図ならびに第１０Ａ図
及び第１０Ｂ図はデータリンクプロトコルの流れ
図である。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １ 複数のノードを有する非同期式デイジタルネ
    ツトワークシステムにおいて、データパケツトを
    用いてデータを通信するための方法であつて、 (a) 第１のデータチヤネルを介してデータパケツ
    トを第１のノードの送信部から第２のノードの
    受信部へ送るとともに該第１のノードにおいて
    第１のタイマを始動し、 (b) 上記第２のノードにおいて上記データパケツ
    トのエラーの有無を検査し、 (c) 上記データパケツトにエラーが無いことが検
    出されたときは肯定信号を、上記データパケツ
    トのエラーを検出したときは否定信号を、第２
    のデータチヤネルを介して上記第２のノードか
    ら第１のノードへ伝送し、 上記第２のノードで受信されたエラーのな
    い各データパケツトをFIFOバツフアに記憶
    し、 上記FIFOバツフアが一杯かどうかを検査
    し、 上記FIFOバツフアが一杯のときは上記第
    １のノードにそのことを信号で知らせ、 該信号に応答して第１のノードにおいて第
    ２のタイマを始動し、 上記第２のタイマが満了する前に上記
    FIFOバツフアが一杯でなくなつたとき、上
    記第１のノードに、上記第２のノードは受信
    することが可能であることを意味する信号を
    上記第２のデータチヤネル上に送出し、 (d) 上記第１のタイマが満了する前に上記肯定信
    号が検出されなかつた場合に、上記第１のノー
    ドの送信機から上記第２のノードへの上記デー
    タパケツトの再送を開始し、 (e) 上記第２のノードによつて上記データパケツ
    トが受信されたときに、上記第２のノードから
    さらに他のノードへ上記データパケツトの伝送
    をするデータ通信方法。
JP62309799A 1986-01-12 1987-12-09 データ通信方法 Granted JPS63153941A (ja)

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US2351 1986-01-12
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