JPH05507589A - トークンリングネットワーク用ノーオーナーフレーム及び多重トークン除去 - 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】 トークンリングネットワーク用ノーオーナーフレーム及び多重トークン除去 発明の冑景 １、発明の分野 本発明は全体としてトークンベースプロトコルを使用してリング内でデータを交 信する複数のステージ５ンより成るコンピュータネットワークの分野、殊に外生 の又は誤ったデータ又はリング制御情報をネットワークから、除去するための機 構に関する。

２、従来技術 ］ンピュータネットワークによればプロセッサ、大容量記憶装置、プリンタの如 き種々の装置が高速通信リンク上で互いに交信しあうことができる。上記装置は ネットワークに接続、即ち、連結されることによってデータをステーションを介 してネットワーク間で伝送しあう、上記ステーションは通信リンクによって相互 に接続される。

かかるネットワークの一例はローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）である、ラ ンによれば限られた地理面積の範囲内にある装置間で高帯域幅の通信を行うこと ができる０通信リンクは光ファイバ、同軸ケーブル又は撚り線のベアより構成さ れるのが普通である。

ランはリング状に構成され、ネットワークステーションはそのリング周辺を一方 にデータを伝送する。かくして一つのステーションがデータをリング上へ伝送す る場合には、そのデータはそのリングに沿ってステーションからステーシランへ と走り、各ステーションはそのデータを先行するステーションから受取り、それ を次のステーションに中継し、最終的にデータはそれを受取るはづのステーショ ンに達することになる０周知のリングネットワークでは、その受信先、もしくは 転送先ステーシランもまたそのデータをその下流の後継ステーションに中継し、 かくしてデータはリングをまねうて最初の、即ち転送元ステーションへと巡回す る。

上記ステーションはデータを通信リンク上で秩序正しく転送しやすくするような 通信プロトコルに従って動作する０通信プロトコルのタイプの一つはトークンリ ングシステムである。

かかるシステムはトークン、即ち特殊なビットストリングを使用して送信ステー ションがその送信を完了したことを指示する。

次のステーシランはその後トークンの受領後にプロトコルの指示に従ってデータ を送信しはじめる。

一定のトークンリングシステムでは、もし実際にそのトークンを保持していなけ ればステーションはデータをリング上に送信できないかもしれない、かくしても しステージテンがリングに沿う、てデータを送信しなげればならない場合にはス テーションはリングデータ・ストリームからトークンを除去する、即ち先のステ ージタンからトークンを受取ったときにそのトークンを「捕捉する」。

捕捉ステーションはその後、そのデータ転送を開始する。当該ステージテンはデ ータ送信を終了するとそのトークンを伝送しなおして効果的にそれを手放す、そ の後、次のステーションはあるステーションがそれを捕捉して別の転送を行うま でそのトークンをリングに沿って転送する。

ネットワークステージテンはデータをフレームの形で送受する。

フレームはデータの他のアドレス、エラー検出シーケンスおよびステータスフラ グ、例えば所期の受信又は転送先ステージ、ンがフレームを受取ったことを示す フラグを含む、フレームアドレスは転送元ステーションと転送ステーションを識 別する。

ステージ鱈ンと付属整理は全て一義的なアドレスによって識別される。かくして 、各ステーションはそれと関連してその一義的なステーションアドレスとその付 属装置のアドレスを有する。ステーションはそれらと関連する他のアドレス、例 えば論理アドレスも備えることができる。転送元ステーションから単一の転送先 ステーションへ向けられたフレームはかくして転送先ステーションのアドレスと 、例えば転送先ステーションに付属する特定装置のアドレスを含む、各ステーシ ョンはその関連するアドレスのリストを維持することによってそのアドレスの何 れか一つを含むフレームを受取る。

転送元ステージテンはフレームをその後続ステーションに中継する他に、フレー ムをコピーしてそのステーションと関連する適当な装置が使用できるようにする 。転送先ステーションはまたフレームの受領を示す適用可能なステータスフラグ をセットすることもできる。

フレームが転送元ステージテンへ復帰すると、ステーションは例えばフレーム内 のソースアドレスをそれ自身のものとして認識することによりそのフレーＬをそ れ自身のものとして認識し、フレームをリングデータストリームから除去又は剥 ぎ取る。伝送後、リング上で転送先ステーションが受取った最初のフレームは、 ステーションのリング上での動作が適当であると仮定すると、それが伝送したフ レームである。

フレームはそれらがリングに沿って移動するにつれて変化するおそれがある。そ の変化は一連のフレーム中のソースアドレスに影響を及ぼして、それらを転送先 ステーションに認識できないようにする虞れがある。その場合には、転送先ステ ーションはフレームをはぎ取らず、これらのフレームは連続的にリングに沿って 移動することになろう、かくして転送先ステーションとして挙げられたステーシ ョンはそのフレームを繰返し受信して処理することになろう、その処理は通常は コピーを発見するであろうが、実際にはステーションの他の処理と競合又は遅ら せる震れのあるステーシラン買源の使用を必要とする。

同様な状況はフレームをリング上へ送ったステージぢンがその送ったフレームを はぎ取る前に活動不能になる場合に生ずる。これらのフレームはソースアドレス が変化したフレームと同様に、リング内を継続して移動する。何故ならば、その 場合、リング上で活動中のステーションの何れもそのフレームをそれら自身のも のと認識してはぎ取ることがないからである。従って、これらのフレーム、アド レスの変化したフレーム、およびその他の連続してリングを横断中のフレームは 共通して「ノーオーナ」フレームと称することにする。ノーオーナフレームは連 続してリング内を移動することによってリングバンド幅を占有する必要はない、 また、これらのフレームはステーションがそれを受取る毎にそれらを処理しなけ ればならないから転送先ステーションに処理のバンクログを生じさせる就れがあ る。またノーオーナフレームは、フレームがリングを横断するに要する時間中に 転送先ステーションへ復帰するために、ＩＩｓかつ高速の処理を要することが多 い、上記所要時間はフレームが通常受取られるよりも高速であるのが普通である 。かくして、リングからノーオーナフレームを取除くことが望まれる。

ＩＥ、ＥＥ８０２．５標準プロトコルの下で活動中のリングからノーオーナフレ ームを除去するメカニズムは全データをリングからはぎ−取った後、リングを初 期化しなおす処理を伴う、リングを初期化しなおすと、リングを再スタートする に必要な行動全体が実行されそれが運転可能なものにされる０例えば、初期化は クレームトークン処理と新たなトークンの創造を伴う、クレームトークン処理は 調停プロセスを伴い、その間にその調停の勝利者（クレームトークンウィナ−と も称される）は新たなトークンをつくりだす、リングの再初期化は相当な時間を 要し、この期間中に性能が失われるまれがある。かくして、性能を考慮すると、 リング再初期化はできるだけ頻繁に行わないようにすべきである。

ノーオーナフレームを発見するために、即ち、何時リングの再初期化が必要であ るかを判断するために、ＩＥＥＥ８０２．５標準プロトコル中ではアクティブ七 二りと称されるステージシンはそれがフレーム上で中継する各フレームの初めに マーカをつける。

もしその後、そのアクティブモニタがフレームがはぎとられずにリング内を完全 に移動したことを示すマーカを含むフレームを検出したならば、リングの再初期 化を含む除去処理を開始する。上記マーカはフレームのエラー検出シーケンスに よってはプロテクトされない、かくしてマーカ中のニラ−は除去処理を不必要に スタートするか同処理の発生を妨げるかの何れかである。

除去処理はアクティブモニタから開始され、除去フレームをリング上に置いた後 、それが受取るリングから全てをはぎとる。アクティブモニタは多数の除去フレ ームを送るか、アイドルフレームを送ってリングを満たす一方、トークンを含む 全てをリングからはぎとり続ける。アクティブモニタがその除去フレームの一つ を受取り、それが除去フレームとアイドルフレームとでリングをほぼ一杯にした ことが指示されると、リングを再初期化して新たなトークンを発する。かくして 、それぞれの除去処理はその時リング上にある全データの損失をひきおこす、そ れ故、リング上にあるデータの損失を最小限に乙、リングの再初期化と（又は） リング処理中断を要しないような改良された除去メカニズムに対する必要が存在 する。

上記の除去処理はマーカを例えばＴＥＥ８０２．５プロトコルのようにフレーム の初めに置くことができるリングプロトコルの場合にのみ使用することができる 。現在のところ、フレームの初めにフレームマーカーをおくことができないＡＮ Ｓ　Ｉファイバ分散形データインターフェース（ＦＤＤＩ）の如きプロトコルは ノーオーナフレームを処理するメカニズムを阿ら育しない、かくして、任意のト ークンリングプロトコルおよび（又は）１フレームフオーマツトと共に使用可能 な除去メカニズムが期待される。

リングが初期化される毎に、ステーションはリング除去ステーションと指名され る必要がある。もし当該リングがＩＥＥＥ８０２．５プロトコルに従って運転中 であれば、同じステージ式ン、即ち、アクティブモニタはそれぞれのリング初期 化後にリングバーシャと指名される。もしアクティブモニタステージテンが後に 故障するか、さもなくてリングから除去されると、リングはリングが初期化され るまでリングパージ＋なしに運転しなければならない。

かくしてリング除去ステーションを選択するための改良方法が必要となる。上記 方法はそれぞれのリング初期化の後に実行されるべきである２また、先に活動中 のリングバーシャが不活動状態になるばあいには初期化どうしの間で行われるべ きである。

トークンリングは時々、多数のトークンが同時にリング内を移動するようなエラ ー状態を経験する場合がある。このエラーａ’Ｂｉの結果、多数のステーション が同時にデータをリング上へ送るという結果になる戊れがある。もし伝送中のス テージテンがリング上でデータフレームを受信したならば、それらを除去する。

かくして、一つのステージタンにより送られたデータフレームは第２の伝送ステ ーシランにより除去することができる。もし所期の目的地に達する前にフレーム が除去される場合には、リング処理は損われデータは失われる。リングの正規処 理は、例えば多重トークン状態を補正し、第２０トークンはある伝送ステーショ ンによって除去される。然しながら、もし多重トークンエラー状態が存続すれば 、他のプロトコル処理もまた影響を受け、リング処理は若しくは損われる。ＩＥ ＥＥ８０２．５プロト）／Ｌ／もＡ１１ＳＩ　ＦＤＤＩプロトコルの何れも多重 トークンエラー状態を検出するメカニズムを有しない、かくして、同じ状態は失 われたデータ量がリング初期化をひきおこすに十分な程リングの処理を損うまで チェックされないまま進行することになろう、従って、リング上の多重トークン を首尾良く検出することのできる機構に対する必要が存在する。

ｌじと１ぬ 形をした方法と装置で、Ａ、ネットワーク上のステーシランにより受取られたト ークンを検出し、同トークンをネットワークから除去するトークン捕捉手段と、 Ｂ、トークン捕捉手段がトークンを除去した後より多くのフレームをネットワー ク上に送った後同トークンをネットワーク上へ送る伝送手段と、Ｃ，ステーショ ンが何時伝送手段により送られた上記１つもしくはそれ以上のフレームをネット ワーク上で受取ったかを検出する受信手段と、Ｄ。

それぞれのパージ処理の初めとそのパージ処理の終了の間にステーションによっ て受信された全データフレームとフレームの残りをネットワークからはぎ取る毎 にパージ処理を実行するパージ手段と、を備え、トークンがトークン捕捉手段に より捕捉された時にパージ手段がパージ処理を開始し、上記一つもしくはそれ以 上のフレームが受取られたことを受信手段が検出した時に進行中のパージ処理を 終了し、Ｅ、パージ処理の開始後所定時間経過後パージ手段がそれぞれのパージ 処理を終了し、上記所定時間がネットワークが機能不全中に１フレームがトーク ンリングネットワークに沿って伝播するに要する最大時間よりも大きな点に特徴 を有する。

また、本発明の一面は、ステーションが多重トークンのリングとノーオーナフレ ームを除去することを可能ならしめる改良形ステージ５ンと方法に関する０本発 明のもう一つの面はリングバーシャとして作用するステーションを選択する種々 の方法を備える。

本発明の第３の面はノーオーナの制約を受けたトークンを発見し除去する改良方 法である。

皿ｌゴ１凶１旦　。

本発明のより詳細な理解は以下の望ましい例の説明から得られよう、添付図面と 共に読了されたい。

図１は従来のトークンリングネットワークのｍ能ブロック線図である。

図２は図１に示すネットワークに使用される従来の情報フレームの例解図である 。

図３はパーシャマーカフレーム中にシーケンス番号を使用しない本発明の第１の 実施例によるパージステーションと多重トークン検出／補正ステーションとして 作用するステーションの動作を示すフローチャート。

図３Ａはパージ処理の最大継続時間を制限するための一層の改良を含む図３のパ ージ方法のフローチャート。

図」はパージマーカフレーム中にシーケンス番号を使用する好適例によるパージ ステージ剪ンと多重トークン検出／補正ステーションとして機能するステーショ ンの動作を示すフローチャート。

図５はパージ中ハローフレームを使用してパージステーションを選択する第１の 方法を示すフローチャート。

１ｍｓ、６Ａ、６Ｂは共に候補ハローフレームを使用してパージステーションを 選択する第２の好適方法を示すフローチャートを示す、殊に図６はスタート手続 と候補ステージシン手続を示す。

図６人はパージャステーション手続を示す、Ｆｆ！Ｊ６Ｂは非候補ステーション 手続を示す。

図７は候補ハローフレームを使用してパージャステーションを選択する方法に対 して装置検出サブルーチンを改善したフローチャートである。

図８．８Ａ、８Ｂ、８Ｃおよび８Ｄは共に図６−６Ｂに示す方法の改良版のフロ ーチャートを示す、殊に、図８は候補ステージ茸ン手続を示す１図８Ａはパージ ャステーション手続を示す０図ＪＢは非候補ステーション手続を示す０図８Ｄは スタート手続を示す。

図９はノーオーナ制約トークンを検出瞼去する方法のフローチャートである。

Σ邂ｌ眩υ１」覧１吸 １、従来トークンリングの作用 図１について述べると、トークンリングエ０は通信リンク１２Ａ〜１２Ｆにより 接続される複数のステーションＩＩＡ−１１Ｆを含む、ステーション１１は一つ もしくはそれ以上の装置１４Ａ〜１４Ｆをリングに接続する。装置１４はデータ プロセッサ、大量記憶装置、テレコムリンク・プリンタ等を含む種々のタイプと することができる。それらは全て情報を通信リンク１２上のリング内の他の装置 間で送受することができる。

ステージテン１１は通信リンク１２上で情報をフレームの形で伝送する。リング 上の２つのステーション間の通信は、例えば一つのステーション１１（例えばＩ ＩＡ）が１フレームを別のステーション１１　（例えば１１Ｅ）へ伝送する時に 起こる。このことを実行するために、伝送ステージテンＩＩＡはフレームを形成 するビットストリームより成る信号を２つのステーション間を接続する通信リン ク１２Ａを介して別のステージテンＩＩＢへと矢印方向を辿って伝送する。伝送 ステーションＩＩＡからビットストリームを受取るステーションＩＩＢは、同ス テージシンともう一つのステー２１７１１０間を接続する通信リンク１２Ｂ上で フレームを中継する。

このプロセスはフレームが最初の伝送ステーションＩＩＡに戻るまで他のステー ジ５ンＩＩＣ−Ｆの各々により繰返される０本質上、ステージシンの各々はそれ と先行するステージ９ン１１間を接続する通信リンク１２を介して信号を受取り 、それと後続するステーション１１間を接続するもう一つの通信リンク１２を介 して信号を送る。もしステーション１１がフレームをその下流ステージ５ン１１ に中継する以外にフレーム（例えば１１Ｅ）の所期の受取人である場合には、フ レームのコピーを保持し、それに接続された装置１４の一つ又はそれ以上によっ て処理されるようにする。

一つのステーションエ１がフレームをリングに送ることができるかどうかの判断 は同ステーションがトークンを保持するかどうかによる。エト−クンは先の伝送 の終りを示すためにステーションがリングに沿って伝送するビットの特殊シーケ ンスである。もしステーション１１が１フレームを送る必要がある場合、トーク ンが羊のステーションに達しても、トークンを中継せず、トークンを捕捉しその 所有者となる。その後、ステーション１１は一つもしくはそれ以上のフレームを 送る。フレームの伝送の完了後に、ステーシラン１１はリングプロトコルに従っ てリングに沿うトークンの伝送を再開する。リング上の他のステーションはその 後、そのトークンを捕捉しフレームを送信する。

ステージテン１１がトークン以外にそれが発注したフレームを受取ると、フレー ムをリング１０からはぎとる。かくして、１フレームがリングに沿って伝送され る。即ち、ステージ９ンからステーションへと一回だけ中継される。もし最初の ステーションがそのフレームの一つをはぎとらなければ、フレームはリング内を 巡回しつづけることになろう、このため目的の転送先ステージテンはフレームを 何度も受取る。かかるフレームがリング内を巡回するために必要な時間は新たな フレームが転送先ステージシンに達する平均速度よりもずっと短いのが普通であ る。かくして、転送先ステーションはこの循環フレームをそれが通常フレームを 受取る時の速度よりもずっと速い速度で受取り、これらのフレームをより迅速に 処理しなければならない、このため、ステーションの処理オーバヘッドと、恐ら くステーションのエラーが増加することになる。

上記の如く、情報はフレームの形で転送されるその構造は図２に示す０図２につ いて述べると、フレーム４０は幾つかのフィールドに分割される。１つのフレー ムの初めはプリアンプルフィールド４１Ａと、更にフレーム情報を含むフレーム 部分の初めを示すスタートフレーム区切りフィールド４１Ｂとによって表わされ る。これらのフィールドは全体としてフレームスタートシーケンス４１と称され る。

フレームシーケンス４１のスタートの直後にはビットフレームがトークンである かフレームであるか、またそれがフレームの場合にはどんなタイプのフレームで あるかどうかを示すフレーム制御フィールド４２が続く、可能なフレームのタイ プは例えば、データフレーム（ステージテンからステージランへメンセージを送 るために使用されるフレーム）、クレームトークンフレーム、ビーコンフレーム 、バージマーカフレーム、および空白フレームを備える０次の２つのフィールド はアドレスフィールド４３Ａ−Ｂ。

即ち、その内容がフレームの所期の受取人を識別する転送先アドレスフィールド ＤＡ４３Ａと、その内容は転送元ステーションを識別する転送元アドレスフィー ルド５Ａ４３Ｂである。情報フィールド４４がアドレスフィールド４３に続き、 それ自体の後にはフレーム制御フィールド４２、アドレスフィールド４３および 情報フィールド４４の何れかのエラーを検出するために受信ステーションにより 使用されるエラー検出シーケンスを含むフレームチ、エフクシ−ケンスフィール ド４５が続り。

フレームの終りはフレーム終了シーケンス４Ｇによって示される。シーケンス４ ６は終了区切りフィールド４６Ａを含む、同フィールドは一つのフレームの終り と、−組のステータスフラグを含むフレームステータスフラッグフィールド４６ Ｂを明らかにする。ステータスフラッグはステータス情報を転送先ステーション へ提供するために転送元ステーション以外のステーションによって条件づけられ る。この情報は、例えばフレームが所期の転送先ステーションによってコピーさ れたかどうか、何らかのエラーが捻出されたかどうかを含むことができる。

もしステーション１１がフレーム転送先アドレスフィールド４３、Ａの内容をそ れ自身のアドレスの一つとして認識すれば、即ち、そのステーションアドレス又 はその他の関連アドレスの一つの何れかであると認識すれば、その付属装置１４ によって処理するだめにフレームをコピーする。同時に上記の如（、フレームを リング内の次のステージランへ中継する。

１フレームがその転送元ステーションへ戻ると、同ステージまンはフレームソー スアドレスフィールド４３Ｂの内容をそれａ身のアドレスとして認識し、フレー ムの残りをリングからはぎとる（除去する）、１フレームがこのようにはぎとら れると、フレームスタートシーケンス４１、フレーム割筒フィールド４２、およ びアドレスフィールド４３の一部が残る。これらの断片は完全な１フレームを形 成しないからリング上のステーションによって無視される。それらは送信中のス テーションやパージステーションに遭遇した時にリングからはぎとられる。

もしフレームがリング内を移動するにつれてソースアドレスフィールド４３Ｂが 変化すると、ソースステーションはフレームをそれ自身のものとして認識するこ とができない、そのためソースステーションはそれをはぎとることはないであろ う、その後、フレームはノーオーナフレームとしてリング内を移動し、転送先ス テーションとしてあげられたステーションによってコピー処理する必要がある。

同様にして、もしソースステーションがフレーム伝送後に活動停止すると、フレ ームは何れの運転ステーションによっても認識されず、フレームははぎとられな い、これらのフレームもコピー処理を要するノーオーナフレームとしてリング内 を移動する。かかるコピー処理を回避するためにリングパージ機構が活用される 。

２、　シーケンス番号のないパージマーカフレームの処理本発明のリングパージ 処理はリング初期化にリングパージステーシーンとして選択される一つもしくは それ以上のステーションによって実行される。以下に図５と６について説明する ように任意の所定時間には一つのステーションのみがパージステーションとして 選ばれる。

あるステーションがパージステーションとして機能している間、“パージモード オン１状態にあるといわれる。さもなければ、それは°バージモードオフ”状態 にある。同様にして、ステージテンのパージモードはそれぞれ１オン”又は“オ フゝと称される。

ステーションは２節又は３節にのみ以下に示すパージ処理（６パージモードオン ”状態にある）を実行する。

本発明の場合、パージステーションはリングの正規処理中、即ち、リング上にト ークンが存在し、リングが初期化を経験しっ＼ある場合にのみパージ処理を実行 する。ステーションはエラーフリーフレーム、即ち、そのフレームチエンクシ− ケンスがフレー上の内容がリング上の伝送中に変化しなかったことを示すような フレームに対してのみ応答する。

以下、５！ｉｌｉと６ｗ１に説明するように、パージとパージ中ステーション選 択処理に参加するステーションはパージ中ハローフレームを送受する。これらの フレームは転送先アドレスフィールド中にＡＮＳＩ　ＦＤＤＩ中に規定されるよ うなグループアドレスを含む、かくして、グループ中のステージテン、即ち、パ ージングと選択処理に参加するステーションは全てパージ中ハローフレームを受 取る。パーシャハローフレーム中に使用される特定のグループアドレスはリング インブリメンタによりかかるフレームに付与される所定グループアドレスである 。

以下に論するパージステーションは従来回路を用いてフレームとトークンを受取 りはぎとる。各ステージシンはリングの処理プロ）Ｓルに従いてこれらの任務を 実行する１例えば、ＡにＳＩ　ＦＤＤｒプロトコルに従うリング上のステーショ ンはＡＮＳＩ　ＦＤＤＩトークンリングメディアアクセス制ｍ　（ＭＡＣ）仕Ｉ ＡＮｓＩＸ３．ｌ３９−１９８７によるフレームとトークンを送受しはぎとる回 路を含む、パージ処理中、ステーションは従来のはぎ取り処理を実行し、フレー ムソースアドレスを検査後受取ったフレームをはぎとるか、以下に論するように リングから全ｆｆＩ％ｉをはぎとることができる。

図３は本発明の第１の実施例に従って処理するステーションのパージ処理のフロ ーチャートである。この実施例はパージマーカフレーム中にシーケンス番号を使 用しない。

パージステージ５ンはトークンを受取づたＲ（ステ、ブ５Ｏ−５２）パージ処理 を開始する。かくして、同ステーションはそれ−が受取るリングフレームとその 他の情報からはぎ取りを開始する。

（ステップ５４）同時に、ステージ鱈ンは以下の順序で伝送する。

（ｉ）それが伝送すべきデータフレーム、（ｉｉ）以下に詳論するような一つも しくはそれ以上のそのパージマーカーフレーム、（ｆｉｆ）トークン（ステップ ６６−７０）矢印５３により示されるように、パージステーションはそれと並行 して伝送（ステップ６６−７０）、はぎ取り（ステップ５４−５５）、および受 信（ステップ５６−６４）処理を実行する。ステーションはリング上に存在する かもしれない種々のタイプのトークン又は優先トークンどうしを区別せず、した がって、何らかのトークンを受取る場合にはパージ処理を開始する。

ステーションはそのバージマーカフレームの一つを受けとる（ステップ６Ｏ−６ ２）まで、又はトークン（ステップ５８および６４）あるいはリング初期化（ス テップ５８）を示すフレームを受取るまでそのパージ処理を継続する０以上の何 れもリングが異常動作中であることを示す、以下に説明するように、バージマー カフレームの受取りはパージステーションに対してリングデータストリーム中の 何処でそれがパージを開始し、従って何処でそれがパージを停止すべきかを指示 する。

バージマーカフレームはそれをバージマーカフレーム、例えばフレーム制御フィ ールド４２（図２）中の特殊フレームタイプコードとして識別する情報と共に、 パージステージテン、例えばそのソースアドレスフィールド４３Ｂ中のステーシ ランアドレス番号（図２）を識別する情報を含む、バージマーカフレームはエラ ー検出シーケンスも含んでいることが望ましい、フレーム中にエラー検出シーケ ンスを含めると、ステーションは、フレーム中のエラーのために、別のステーシ ョンからのバージマーカフレームをそれ自身のフレームと間這うことはなくなる と共に、ステーションがエラーのために他のフレームをバージマーカフレームと して不正確に解決する可能性は少なくなる。冗長パージマーカフレームは単一の パージマーカフレーム中のエラーによるパージ処理の危機を回避するために送ら れるのが讐通である。パージステーションは２つのバージマーカフレームを伝送 することが望ましい。

再び図３について述べると、パージ処理が継続中、パージステーションはリング からそれが受取る全てをはぎとる。（ステ、ブ５４−５５）パージステーション は以下に論するようにリング上に別のステージテンのアドレスを含むバージマー カフレームを残す。

ＡＮＳＩ　ＦＤＩ）Ｉ標準プロトコルに従って正常に動作中の従来形ステーショ ンは、それが初めに送つたフレームを除いてリングから受取られた全フレームを 中継する。かくして、それはスタート区切りフィールド４１Ｂ、フレーム制御フ ィールド４２、全フレームの転送先アドレスフィールド４３Ａ１およびソースア ドレスフィールド４３Ｂ（図２）を中継し、もしソースアドレスフィールド４３ Ｂがステーションのアドレスを含んでいれば、それを中継する代りにフレームの 残りをはぎとる。

同様にして、はぎ取りステップ５４を最初実行してパージ処理を実行中の本発明 のステーションはソースアドレスフィールド４３Ｂまでの受取られたフレーム部 分を中継して、上記の如く、フレームの残りをはぎとることができる。このこと によってパージステーションは別のステーションのアドレスを含むバージマーカ フレームを選択的にはぎとることが可能になる。

第２の望ましいはぎ取りステップ５４を使用すると、パージ処理を実行中のステ ーションはリングから全ての受取られたフレームを全体としてはぎとる。Ｂち、 ステーションはスタート区切りフィールド４１Ｂで初まり、ステータスフラグフ ィールド４６Ｂの終りで終了するフレームをはぎとる。かくして、パージステー ションは他のステーションからのパージマーカフレームと共に他のステーション が除去しないフレームの残りを除去する。

パージ処理中、リング処理が正常であるると仮定すると、ステーションはまづリ ング上でそれが伝送したフレームを受取る。他の全てのフレームはそれらのソー スステーションによりはぎとられているはづである。かくして、パージステーシ ョンが、そのバージマーカフレームの一つを受取りパージ処理を終了する前に（ 別のステーションに属するバージマーカフレームは除き）リングから全てをはぎ 取ると、ノーオーナフレームの如き誤ったデータおよび（又は）誤ったフレーム をネットワークから除去する。

パージ処理中、パージステージ；ンはまたそのためのフレームも受げ取る。かく して、これらのフレームをはぎ取ってそれらを後に処理するために付属装置へ発 送する。

先に給したように、バージステーションはそれが以下の何れかを受取る時にパー ジ処理を終了する。（ｉ）含まれるエラー検出シーケンスが示すそれ自身のバー ジマーカフレームの一つがエラーフリーである。　（ｉｆ）　）−クン、又は（ ｉｉｉ）　リング初期化を示すフレーム（例えばＡＮＳＩ　ＦＤＤＩプロトコル 中におけるクレームトークンフレーム又はビーコンフレーム）　（ステップ５６ −６２）バージステーションがパージ処理を終了すると（ステップ６２）、正規 の非パージステーシコンとしての処理を開始する。

かくして、ステーションは受取ったフレームをその下流ステーション−へ発送又 は中継する。その正規処理の一部として、ステーションはそれが最初送ったフレ ーム（Ｅｉち、ソースアドレスフィールド４３Ｂ（図２）中にそのアドレスを含 むフレーム）を発送せず、その代りにリングからはぎとる。従って、パージステ ーションが最初のバージマーカフレームを受取った後そのパージ処理を終了する と、それはリングから何れも冗長パージマーカフレームをはぎとりつづける。

先に説明した如（、パージ処理の初めに、パージステーションはその次に１つも しくはそれ以上のバージマーカフレームとトークンが続く一連の（多分ゼロの） データフレームを送る。（ステップ６６−７０）送るべきデータを存するリング 上の他のステーションはその後、トークンを捕捉し、それらのデータを伝送し、 最終的にトークンを解放する（即ち伝送する）他のステーションからのこれらの データフレームはそのバージマーカフレームの最後に続くバージステーションに よって受取られる。かくして、そのバージマーカフレームを受取った後に正規の ステーションとして運転するステーションはこれらのデータフレームを送ること によってそれらはリングに沿って完全に伝播できるようになる。かくしてこれら のデータフレームは転送先ステーションを含むリング上の全てのステーションを バスした後、転送元ステーションへ戻る。パージステーションによるかかるデー タフレームの発送の適切さはバージステーションがバージマーカフレームを受取 るや否やそのパージ処理を終了するために確保される。（ステ、プロ０）パージ ステーションが次に先の伝送の終了を示すトークンを受取ると、新たなパージ処 理を開始する。（ステップ５Ｏ−エラーフリー処理の下では、パージステーショ ンはそれがトークンを送る前にそのバージマーカフレームを伝送したためにトー クンを受取る前にそのバージマーカフレームを受取るべきである。

もしステーションがそのバージマーカフレームの一つを受取る前にトークンを受 取るならば（ステップ）、このトークンはバージマーカフレームを送る前にステ ーションにより捕捉されるトークンに先行していなければならない、それ故、ス テーションは多重トークンエラー状態を検出する。（ステップ６４）多重トーク ン検出活動は以下の４Ｂで詳論する。

もしパージステーションはまだあるトークンを保有している間に第２のトークン を受取るならば、ステーションはリングから第２のトークンをはぎとり、そのパ ージ処理を継続する。（ステップ６８）この第２のトークンをはぎとることによ ってパージステーションは現在の多重トークン状態を訂正することができるから 、パージステーションはこの状態を検出された多重トークンエラー状態とは見な さない、第２のトークンの受領によってパージ処理は終了し、トークンが第１の トークンの解放後とバージマーカフレームの受領前に受取られた場合にのみ多重 トークンエラー状態と見なす。

同様にして、もしパージステーションが現在のパージ処理において何らかのバー ジマーカフレームを送る前にそのバージマーカフレームの一つを受取るならば、 受取られたバージマーカフレームをはぎ取り、そのパージ処理を継続する。然し ながら、もしバージステーションが現在のパージ処理中にそのバージマーカフレ ームの少なくとも一つを既に送り、そのバージマーカフレームの一つを受取る時 にそのトークンをまだ保護している場合には、その現在のパージ処理を終了する 。パージステーションはこれを多重トークンエラー状態とは見なさない。

３、　シーケンス番号を有するバージマーカフレームを使用するパージ 図４に間して以下に論するパージ処理の好通例において、バージマーカフレーム は第１の実施例におけるステーションアドレスとエラー検出シーケンスの他に、 特定のパージ処理と関連するパージ中処理シーケンス番号を含む、パージ処理シ ーケンス番号は所定値で始まり、パージステーションが新たなパージ処理を開始 する毎に増分される。（ステップ５２と６５）パージ処理の一部として送られる バージマーカフレームは全て同じシーケンス番号を含む、パージ処理シーケンス 番号がその最大値に達した時、再スタートする。即ち開始値に包み込まれる。望 ましいシーケンス番号は１ビット番号、従って°０“と１′の間を交互しその時 のパージ処理を指示する。

図３に示す第１の実施例のパージ処理を図４に示すパージ処理の好通例と比較す ると、好適なパージ処理は第１の実施例の全ステップを含み、２つの追加的なス テップ５９と６５を加えることが理解できる０図３について上記した如く、パー ジステーションは並行して矢印５３によって示されるような伝送、はぎ取り、お よび受信処理を実行する。

さて図４について述べると、バージステーションがトークンを受け取ると新たな パージ処理をスタートする。　（ステップ５Ｏ−５２）ステーションはまづその パージ処理シーケンス番号を増分した後、従来の参照のために“シーケンス番号 ゛レジスタ中に新たなシーケンス番号をストアする０次に、ステーションはリン グ上に（ｆ）それが送信する態勢にあるデータフレーム、（ｉｉ）！たなシーケ ンス番号を含む一つ又はそれ以上のバージマーカフレーム、（ｉｉｔ）　トーク ンを配置する。（ステップ６６−７０）一方、ステージシンがそのパージ処理シ ーケンス番号を増分しその種々のフレームを送っている時に、同時にリングから それが受取る全てをはぎとる。（ステップ５４）もしステーションがまだトーク ンを保持している間に第２のトークンを受取るならばステージ５ンは第２のトー クンを放棄し、中断なくそのパージ処理を継続する。（ステップ６６）かくして 、ステーションはそのシーケンス番号を増分しない。

ステーションはそのパージ処理を（ｉ）それ自身のパージマーカフレームの一つ 、（ｉｉ）　）−クン、又は（ｉｉｉ）　リング再初期化を指示するフレーム、 を受取るまで継続する（１’［ｌち、パージモードは６オン３にとどまる。）（ ステップ５６−６２）もしパージステーションがそのバージマーカフレームの一 つを受取る前にトークンを受取るならば（ステップ５６）、又は間違ったパージ 処理シーケンス番号を含む一つもしくはそれ以上のバージマーカフレームを受取 る場合には（ステップ５９）、ステージタンは多重エラー状態を検出する。（ス テップ６４）多重トークンエラー状態検出活動は４節で以下に詳論する。

パージステージ；ンはそのバージマーカフレームの一つを受取ると、受取られた パージマーカフレーム中のパージ処理シーケンス番号を記憶されたシーケンス番 号と比較する。（ステップ６９＆５９）もしシーケンス番号どうしがマツチする と、そのことはリングが適当に運転されていることを示し、ステーションはその パージ処理を単に終了する（ステップ５９＆６２）もしシーケンス番号どうしが マツチしなければ、多重トークンがリング上にあることを示し、ステーションは 多重トークンエラー状態を検出する。（ステップ５９．６４） ４、多重トークンエラー状態検出活動 上記の如く、パージステーションはパージマーカフレーム前にトークンを受取る ならば多重トークン状態を検出する。同様に、もしステーションがバージマーカ フレーム中にシーケンス番号を含む場合には、もしそれが間這ったシーケンス番 号を含む一つ又はそれ以上のパージマースフレームを受取った場合、多重トーク ンエラー状態を検出する。

いったんステーションが多重トークンエラー状態を検出するとくステップ６４） 本発明のプロトコル構成に応じて次の３つのうちの一つを行う、（１）それ自身 のバージマーカフレームをｉ取るまでそのパージ処理を！２統する。（２）リン グを即座に再初期化する。あるいは（３）その現在のパージ処理を終了して多重 トークンエラー状態カウント“パージエラーカウント”を増分する。

もしリングプロトコルがオプション（３）に従えば、パージステーションはリン グ初期化によってそれがその状態を所定回数検出した場合にのみ多重トークンエ ラー状態を訂正させる０本発明のプロトコル構成はもしエラー状態が所定時間内 に所定回数じパージエラーリミット″）検出されるばあいにリング初期化を強行 するか、リング初期化が実行される前にその状態の連続的検出を所定回数必要と するかもしれない。

望ましいオプション（３）を使用すると、リングはリング上の活動がリング初期 化により阻まれる以前に正規の処理を通じて多重トークンエラー状態を訂正する ことが許される。同様にして、当該状態を一連の回数検出されるようにしなけれ ばならないことによって別のエラー状態がバージマーカフレームの散発的な変化 又は除去をひきおこす時にステーションが多重トークン訂正手続をスタートしな いようにすることができる。

バージマーカフレーム中にシーケンス番号を使用しないリング、即ち、第１実施 例のパージ処理に統くリング上で、パージステーションが多重トークンエラー状 態を検圧することのできる唯一の方法はバージマーカフレームを受取る前にトー クンを受取ることによってである。もしステーションがオプション（３）に従え ば、トークンを受取り次第、そのエラー条件カウントを増分する。もしカウント がリング初期化に要する番号以下であれば、ステージ５ンはもう一つのパージ処 理の開始をトークンがリングを少なくとも２回横断するかトークンを２回受取る に十分の長さの所定期間（“パージ待機°タイマーで測定）控える。好適例では 、パージ待機タイマの所定時間は５０ミリ秒で所要値の２５倍である。

何故ならば時間が短いと実行に不便だからである。

ステーションはパージを控えてリング上のバージマーカフレームがリングを横断 し、そのソースステーションへ復帰することを可能にする。正規ステージシンと して運転中のパージステーションはフレーム中のそのソースアドレスを認識し、 それらを除去する。２つのトンクの回転後にパージステーションは全てのバージ マーカフレームのリングをはぎとっているだろう、もしステーションが新たなパ ージ処理の開始を控えなかったら、それが受取った各トークン前にバージマーカ フレームを配置することになろう。

最終的に、全てのトークンはバージマーカフレームと関連づけられ、エラー状態 は検出不能となろう。

もしリングがシーケンス番号を使用すると、ステーションはそのエラーカウント がリング初期化に要する数取下の場合パージ処理の開始を控えるには及ばない、 ステーションがパージ処理を開始する毎に、シーケンス番号を増分する。もし多 重トークンがリング上にあれば、ステーションは第１のトークンを受取り次第第 １のシーケンス番号を有するバージマーカフレームを送信し、後に第２のトーク ンを受取り次第第２の番号を有するバージマーカフレームを送信する。第１のバ ージマーカフレームがステーションに復帰すると、ステーションはフレームシー ケンス番号が現在のく第２の）パージ処理と関連する番号とマツチしないためエ ラーを検出する。トークンを受取り次第、ステーションは再びシーケンス番号を 増分し、新たなパージ処理を開始する０次にステージ豐ンは第２のトークンと関 連するバージマーカフレームを受取る。更に、フレームシーケンス番号はその時 の処理の番号と７７チセず、従って、ステーシリンはもう一つのエラー状態を検 出する。もし多重トークンがリング上に残存すれば、受取られたバージマーカフ レーム中のシーケンス番号は現在のパージ処理の番号とマフチセす、ステーショ ンはエラー状態を、リング初期化をひきおこすに十分な回数検出することになろ う。

バージマーカフレーム中にシーケンス番号を配置するとステーションは確実に多 重トークンエラー状態を検出することができる。

更に、リングが正規処理を介してその状態を訂正したかどうかをステーシランへ 判断させることができる。バージマーカフレーム中にシーケンス番号の包含する には複雑な回路を要しない、すなわち、ステーションはメモリ中にその時のパー ジ処理と関連する番号を維持するようにするだけでよい。

もしリングが第１のメカニズム即ち、マーカフレーム中にシーケンス番号のない メカニズムを使用する場合には、ステーションは（ステーションが先に論じたオ プション３の下に運転中のばあい）ステーションが多重トークンエラー状態を検 出後にパージ処理の開始を控える期間のタイミングをとるパージ待機タイマを備 えなければならない、現在の標準的ネットワークプロトコルの一つ、例えばＡＮ ＳＩ　ＦＤＩＩ）ｒ又はＩＥＥＥ８０２−５標準プロトコルの下で運転中のステ ーションはトークンがリングを横断するに要する時間をモニ多する。ステーショ ンは標準最大トークン回転時間の間継続するタイマをセントする。かくして、ス テーションはパージ処理を収容するために最大回転時間の２倍続くパージ待機タ イマを容易に維持することができよう、パージ８！構を実施する容易さはノーオ ーナフレームがステーションがパージ処理の実行を控える期間中リング内を循環 する可能性に照らして均衡をとる必要がある。かくして、リング製作者はリング のパージ方法を選択する際に限定された期間中リング内を循環するノーオーナフ レームを存する結果に照らしてシーケンス番号を含むより複雑なパージ処理を使 用する結果を考量する必要がある。

５、　パーシャハローフレームを使用するパージステージタンの選択 各リング初期化毎にパージステーションを選択すべきである。

図５について述べると、第１のパージステーション選択法を使用して、それぞれ 適当に機能しているリング上のステーションは最初パージステーションとして活 動し、リング上に１バーシヤハロー１フレーム、即ち、ステーションアドレスを ソースアドレスとして含み、それを識別するコードをパーシャハローフレームと して含むフレームを配置する。（ステップ８ｌ−８２）これらステーションはそ れぞれその後それ自身のアドレスよりも数値的に小さなソースアドレスを含むパ ーシャハローフレームを受取るまで２又は３節に従ってパージステーションとし て働（、（ステップ８５−８６）ステーションがパーシャハローフレームを送る 場合、同時にパーシャハローフレームタイマをスタートさせる。（ステップ８３ ）タイマが時間を経過すると、ステーションはもう一つのパーシャハローフレー ムを送る。（ステップ８４）もし任意の時刻においてステージテンがそれ自身の ものよりも小さなアドレスを含むバージハローフレームを受取るならば、パージ ステーションとしての動作を停止し、そのパーシャハローフレームタイマを使用 不能とする。（ステップ８５−８６）最終的にパージステーションとして動作す るステーションは唯一っしがなく、それは最も低いアドレスを有するステーショ ンである。

１００メガビツトＦＤＤ　Ｉリングに対するパーシャハローフレームタイマの長 さは１０秒±２秒であることが望ましい、かくして、このパーシャハローフレー ムタイマの最大長さは１２秒である。

ステーションがノンパージステーションとなると、数値的に小さなアドレスを含 む次のパーシャハローフレームの受領のタイミングをとるためパーシャハローフ レームを受取ワたタイマをスタートさせる。（ステップ８７）ノンバージステー シコンがかかるフレームを受取る毎に、タイマを再スタートさせる。（ステップ ８８＆８７）もしパーシャハローフレームを受取うたタイマががかるパーシャハ ローフレームを受取る前に時間経過する場合（ステップ８９）には、ノンバージ ステーションは再びバージステーションとなる。（ステップ８０−８１）ステー ションはその後そのパーシャハローフレームを周期的に送り、数値的に小さなア ドレスを含むパーシャハローフレームを受取るまで（２又は３節に述べたように ）パージ処理を実行する。かくして、たとい選択されたパージステーションが動 作不能となっても、１つのリングがパージステーションを有しない最大時間はパ ーシャハローフレームを受取るタイマの２サイクルよりル小さい。

パーシャハローフレームを受取るタイマの１００メガビツトＦＤＤＩリング上で の時間の長さはパーシャハローフレームタイマの最大長の３〜６倍であることが 望ましい、パーシャハローフレームを受取るタイマは３６秒の期間を有し、リン グのパージステーションなしの最大時間は７２秒（２タイマ周期）であることが 望ましい、パーシャハローフレームとパーシャハローフレームを受取るタイマの 正確な期間は重要ではない、然しなから、２つのタイマの周期の比は重要である 。ノンバージステーションはバージステージテンがパーシャハローフレームを送 ることを許される最大時間の３〜６倍待機する必要がある。このことによってノ ンバージステーションが不必要にパージステーションとなるのを防止することが できる。かくして、単一のパージ中ステーションしか有ないリングの処理を促進 することができる。

パーシャハローフレームはシーケンス番号を含むことが望ましい、かクシて、パ ージステーションがパーシャハローフレームを送る前に、それはそのパーシャハ ローフレームシーケンス番号を増分した後、新たな番号をパーシャハローフレー ム中に組込む。

ノンパージステーシコンがパーシャハローフレームを受取ると、シーケンス番号 を先のパーシャハローフレーム中にあった番号と比較する。もしその番号どうし が異なるならば、ステーションは上記の如く、そのパーシャハローフレームを受 取るタイマを再スタートさせる。逆に、もしシーケンス番号が同一であれば、ス テーションはパーシャハローフレームを無視してそのタイマを再スタートさせる ことはない、従って、もしリングバージステーシ！ンが動作不能になり、従って その以前に送られたパーシャハローフレームをはぎとることができなくなれば（ 例えば、もしステージテンがリングから除去されると）ノンバージステーシコン は旧パーシャハローフレーム、即ち同じシーケンス番号を含むフレームの受取り に基づいてそれらのタイマを再スタートしつづけることはないであろう。

ノンバージステーションがそのパーシャハローフレームを受取ったタイマの時間 経過によってバージステーションとなると（ステップ８９）、リングから先のパ ージステーションにより送られた残りのパージハローフレームを何れもはぎとる 必要がある。これらのフレームは先のパージステージテンが活動不能であるため ノンオーナフレームとなる。パージステーションはこのことを２５に示すような リング初期化をひきおこす（ステップ８０）か、それがより小さなステージタン アドレスを含むパーシャハローフレームの受取りによってノンバージステーショ ンとなる前に少なくとも一つのパージ処理を実行できるようにするかの何れかに よって実行することができる。

バージステーションとして数値的に最も低いアドレスを有するステーションを選 択する代わりに、リングプロトコルはバージステージテンとして最も高いステー ションアドレスを育するステーションを選択することができる０選択の方法はタ イマがより大きなアドレスを含むパーシャハローフレームに対してのみリセット される点を除けば、はぼ同一である。リング上の各ステーションはパージステー ションを選択する同じ方法に従わなければならな６．候補ハローフレームを使用 するパージステーションの選択パージステーションは図６−６０に示す第２の望 ましいパーシャステーシコン選択手続を使用して選択することができる。リング 初期化後（ステップ１１０）、各ステーシコンは図６の゛スタート”又は“再ス タート“手続（ステップ１００）に入る。もし、初期化前にリングパーシャとし て動作中のステーシコンが依然活動していれば、そのＷＡＳ　ＰＵＲＧＥＲフラ フグは“真１であってそれが最後のパージ中であることを示し、選択中にリング パージステーションとして活動しつづけることになろう、（ステップ１１１）更 に、トークンを発する権利を獲得するステーシコン、即うＡＮＳ　Ｉｍ準ＦＤＤ Ｉリングプロトコルに従ってクレームトークン処理をかちとるステーションは選 択時にリングパージ＋として活動する。（ステップ１１２）それ故、リング初期 化直後にはリング上に２つのパーシャステーションが存在することができる。

選択手続の開始時にリングバーシャとして働くステーションは図６Ａに示すパー ジャステー２５フ手続に入る。パージ中手続を最初に入力すると、ステーシコン はそのパージモードに入り（ステップ１３０）、上記２又は３節に従ってパージ 処理を開始する。

ステーションはシーケンス番号を含むパーシャハローフレームを送る。（ステッ プ１３’２）、同時にパーシャハローフレームをスタートし、次のパーシャハロ ーフレームの解放のタイミングをとる。（ステップ１３２）ステーションは数値 的に小さなステーションアドレスを含むパーシャハローフレームを受取るまで上 記２又は３ｍに従ってリングバーシャとして処理しつづける。（ステップ１３６ ）パーシャステーションのみがパーシャハローフレームを送ることができる。

リング上の他のステーシコンは最初の候補ステーションとして動作する（ステッ プ１１４）候補ステーシコンは１バーシヤハロー゛フレームではなくて、“候補 ハロー“フレームを周期的に送る。再び図６について述べると、それぞれの候補 ステーシコンは最初そのパージモードに入り　（ステップ１１４）、上記２又は ３節に従ってパージ処理をスタートさせる。また、ステーションはステーション が候補にとどまる最大時間を確立する選択タイマをスタートさせる。（ステップ １１４） それぞれの候補ス与−ションは次にステーションアドレスとそれが候補ハローフ レームであることを示すフレームタイプコードを含む°候補ハロー２フレームを 発する。（ステップ１６）最後に、各ステーションは候補ハローフレームタイマ をスタートさせ、何時衣の候補ハローフレームを発すべきかを判断する。（ステ ップ１１６）もしステーシコンが何時でも小さなアドレスを含む候補ハローフレ ームを受取る場合（ステップ１１８）には、図６Ｂに関して以下詳論するように 非候補ステーションになる。もしスの選択が依然進行中の場合には、ステーショ ンはもう一つの候補ハローフレームを発し、候補ハロータイマを再スータトさせ る。

（ステップ１２４）もしその選択タイマが時間経過する時にステーシコンが依然 候補である場合には、候補ステーシラン手続を退去しパーシャステーション手続 を開始することによって本賞上自らをリングパージステーションと宣言する。（ ステップ１２２）その後、ステーシランはパーシャステーシラン手続に従ってパ ーシャハローフレームを発することになろう、（［ｆｆ１６Ａ）実施例の第２Ｆ ＤＤＩリングあたり１００メガビツトにおいて、パーシャハローフレームタイマ の時間は３〜５秒、／ｌ補ハローフレームタイマの期間は８〜１２秒であること が望ましい。

候補ステーションはパージングモードかノンパージングモードの何れかとするこ とができる。ステーシコンがまづ候補になると、そのパージングモードに入り、 “パージング候補１ステーシヨンとなる。（ステップ１１４） ステーションが候補パージステーシコンである間、２又は３１Ｂニ従ってパージ 処理を実行するが、パージ中ハローフＬ、−ムヲ発しはしない、候補パージステ ーションがもう一つのステーシコンからパージマーカフレームを受取ると、その パージモードを傳止しく即ちそのパージ処理を停止する）、ノンバージ候補ステ ーシコンとなる。（ステップ１１７．１１９）その後、ステーションは候補ハロ ーフレームを発することによって選択に参加しつづける。（ステップ１１ｇ−１ ２４） さて、図６Ｂについて述べると、候補パージステージ臂ンがパーシャハローフレ ームを受取ると、ノンバージステーシ！ンとなる（ステップ１４０）、ステージ タンばかくしてそのバージモードを脱しくそれが依然オンの場合）、パーシャハ ローフレームシーケンス番号レジスタをマイナス１にセントシ、バーシャ識別レ ジスタを“未知数°を表わす状態にセットする＃　（ステップ１４２−１４４＞ その後、ステージ３ンはバーシャハローフレーム受取りタイマをスタートさせ（ ステップ１４６）、もう一つのパーシャハローフレームの受取りを待つ、もしス テーションがバーシャハローフレーム受取りタイマの時間が経過する前にもう一 つのパーシャハローフレームを受取らない場合には、ステージ町ンは新たなパー シャステーシラン選択処理を開始し、パーシャ候補ステージ５ンとなる。（ステ ップ１４８−１５１＞パージ中ハロー受取りタイマの好適値は候補ハロータイマ の期間の３〜６倍である。ハロー受取りタイマの時間は３０秒であることが望ま しい、新たなパージ候補ステーシコンはリングから先のパージステーシコンに属 するパーシャハローフレームを除去しなければならない、このことは候補ステー ジタンとなる（図５、ステップエ１４）前にリング初期化（ｅ６Ｂ、ステップ１ ５１）をひきおこすことによって行われる。

そのバーシャ識別レジスタが“未知′にセットされているノンパージステーシリ ンがパージ中ハロ〜フレームを受取ると、そのパージ中シーケンス番号レジスタ とパーシャ識別レジスタをパーシャハローフレーム中に含まれるシーケンス番号 とソースアドレスにそれぞれセントする。（ステップ１５２−１５４）その後そ のパーシャハローフレーム受取りタイマを再スタートする。（ステップ１５８） ステーシコンが次にパーシャハローフレームを受取ると、受取ったフレーム中の アドレスをストアされたバージャアドレスと比較する。もし受取ったフレーム中 のアドレスが数値的にストアされたアドレスよりも小さいならば、ステーション はりセントする。（ステップ１６０，１５４）その後、ステーシコンはそのパー ジ中シーケンス番号レジスタをパーシャハローフレーム中に含まれるパーシャハ ローシーケンス番号にリセットして、バーシャハローフレーム受取りタイマを再 スタートさせる。（ステップ１５６−１５８） もしノンバージステーシコンがパージ中ＩＤと同じソースアドレスを含むパーシ ャハローフレームを受取る場合には、新たなバ−ジャハローフレーム、即ち、新 たな（高度な）シーケンス番号を有するバーシャハローフレームを受取った場合 にのみそのバーシャハローフレーム受取りタイマをリセットする。（ステップ１ ６０−１６４＞もし受取ったバーシャハローフレーム中の７ドレスがパージ中識 別レジスタ中のアドレスと等しい場合には、ステーションはフレームのシーケン ス番号をパーシャハローフレームシーケンス番号レジスタ中にストアされたシー ケンス番号と比較する。（ステップ１６２−１６４）もし受取ったバーシャハロ ーフレーム中のシーケンス番号がストアされたシーケンス番号よりも大きく、受 取ったバーシャハローフレームが“新たな”フレームであることを示すならば、 ステーションはそのシーケンス番号レジスタをフレームシーケンス番号にリセッ トする。その後、ステーションはそのパーシャハローフレーム受取りタイマを再 スタートする（ステップ１５８）。

もし受取ったバーシャハローフレーム中の受取りフレーム中のシーケンス番号が ストアされたシーケンス番号と等しいかもしくはそれよりも小さくてバーシャハ ローフレームが新たなフレームではないということを示す場合には、ステージ５ ンはそれを無視し、そのパーシャハロー受取りタイマを再スタートさせることは ない、（ステップ１６２−１６４）同様にして、ステーションがストアされたバ ーシャアドレスよりも大きなソースアドレスを含むバーシャハローフレームを無 視する。（ステップ１６０）従って、もしリングパージステーションとして活動 中のステーションが活動不能になり、従ってそのバーシャハローフレームをリン グから除去しない場合には、ノンパージステーションは旧パーシャハローフレー ム、即ち、同じシーケンス番号を有するフレームの受取りに基づいてそれらのタ イマを再スタートしつづけることばないであろう、もしパーシャハロー受取りタ イマが時間切れになると、ステーションはリングを初期化することによって新た な選択プロセスを開始する。

この望ましいパージステージ５ン選択手続を要約すると、候補ステーションは他 のステーションからパージマーカフレームを受取るまでパージ処理を実行する。

候補ステーションは、パージ処理を実行しているか否かを問わず、上記の如きパ ージステーション選択手続に参加しつづける。かくして、それらは候補とパージ ャハローフＩ／−ムの受取りを監視しつづけ、何時ノンバージ候補ステーション 又は非候補（ノンパージ）ステーションにそれぞれなるべきかを判断ず為、かく して、開始時は除き選択中の所定時間において、パージステーションとして活動 するステーションは多くて一つだけ存在する。

選択の長さ、即ち、選択タイマの長さは、候補ハローフレームタイマの最大量の ３〜６倍である。かくして、選択は６０秒の長さつづくことが可能である。

この選択手続の代替例において、候補ステーションはパージ処理を実行しない、 この代替例において、ステップ１１４．１１７．１１９は図６に示す候補ステー シラン手続から削除される０選択はリングがパージステーシコンなしに一定時間 活動する点を除いて以上のように進行する。

例えば、もし先にリングパーシャとして活動するステーションが不活動で（又は ）クレームトークン処理を獲得するステーションがパージステーションとして活 動不能であれば、全ステーションは候補として活動し、従って、それらの何れも パージしない。

選択手続は比較的短いが、その短時間中にリングの処理は活動中のバーシャがな くとも著しく影響を受けることはないであろう。

ステーションが活動中のパージ中なしに活動できる時間は一つの選択についての 最大時間、即ち６０秒である。

現在パージ選択手続によればパージステーションはリング初期化又はパージステ ージジンの故障後比較的短期間内に活動可能となる。また、１つのステーション だけがパージステーションとして活動するという効果が確保される。

候補として活動するステーションを有するパージ機構が望ましい方法といえる。

何故ならば、任意の所与の時刻にはリングバージャステーションで活動するステ ーションはちょうど一つしかないのが普通だからである。然しなから、１つのス テーションが候補として活動するためには、候補ハローフレームタイマを維持し なければならない、同様に、もう一つ余分の選択タイマが必要となる。バーシャ ハローフレームだけを使用する選択＠構は単純である。然しながら、それは所与 の時点でバージステーションとして活動するステーションが１つ以上あるために 性能が低下する。

リングの製作者は特定のリングについて各方法の得失を考量してバーシャ選択機 構の選択にあたってそれらを選択しなければならない。

パージステージタン選択処理は上記の手続の何れかを用いることにより、リング 上で少なくとも一つのパージステーションが活動しているようにすることができ る。バーシャの故障かリング再初期化の何れかのためにバーシャが活動しない短 い間隔が存在することがあり得る。このことが許されるのはバーシャの存在はリ ングの正確な動作には必要でな（ノーオーナフレームの存在する下でリングに対 して良好な性能を与えることだけが重要であるからである０例えば、この短い期 間中、ノーオーナフレームは目的ステーションでのコピー処理をもたらす可能性 がある１本発明はリング上にバーシャが存在しない時間を最小限にすることを試 みるものである。

バーシャを選択するための本発明の機構によれば多数のバーシャが短期間同時に リング上で運転する。この結果、多数のバーシャがそれらのパージマーカフレー ムを伝送するためにリング上で帯域幅するために性能がやや低下することになる 。唯一つのバーシャを常時動作可能にすることが望ましい。

かくして、本発明の機構が迅速に作動して多数のパージステーションのうちの唯 一つだけが動作しつづけることが可能になる。

７、　パージ中選択アルゴリズムの改善以下の８−１１節は６節と図６−６Ｂ図 に示すパージ中選択アルゴリズムを改良したものを示す、候補ハローフレームを 使用している０本発明の現在望ましい実施例は、全てこれらの改良形を包含する ０図７と図８−８Ｄはこの好適例を示す。

上記改良点は複雑さが図５と図６−６Ｂに示す実施例の中間の本発明の代替例に 適応させることができる。殊に、かかる中間例は図６−６Ｂの実施例に使用され る候補ハローフレームの使用を省略することができるがあるステージ町ンが新た なバーシャハローフレームを受取るのを止めなければバーシャとなることを妨げ られるような図６Ｂに示すような非候補状態の使用を維持することができよう。

８、　パーシャハローを受取りの失敗によってひきおこされるリング初期化の回 避 図６と図６−６Ｂに示す本発明の実施例によれば、“非候補”（即ち、図６Ｂに 示す状態にある）ステーションはもし“パーシャハロー受取り”タイマーの期間 中パーシャハローフレームを受取らない場合にはリング初期化（ステップ１５１ ）をひきおこすことになろう、（ステップ１４８−１５０）リングを初期化する 最初の根拠はバーシャハローフレームの欠如がリング中の深刻な故障又はエラー 状態によフてひきおこされると想定されるためである。然しｔがら、この想定は 過度に概括的であった。

殊に、上記アルゴリズムは不必要に余りも多くのリング初期化を結果し、それぞ れの初期化作業中に不都合に通信を中断することになろう１個々のステーション は種々の理由から深刻なリング故障を示さないバーシャハローフレームを受取る ことができないかもしれない０例えば、そのステージテンの入カバフファは一杯 であるため、バッファーが一杯である間にステージ５ンにより受取られるバーシ ャハローフレームは無視されることになろう、もう一つの例として、最近パージ 中として活動したステーションは不活動状態になっているかもしれない、この場 合、リングを再初期化せずに新たなパージャステーションを選択することができ ょう。

本発明の改良点が不要なリング初期化の数を劇的に減少させる方法は１バーシャ ハロー受取り１タイマの期間中にバーシャハローフレーム受取りの失敗に呼応し てリングを初期化せずに非候補ステーションを候補ステーションとすることによ って行われる。

然しながら、もしステーションがバーシャ選択を獲得せずに所定回数じＣＬＩＭ ｒＴ”と称される）以上候補状態と非候補状態との間を交互する場合には、リン グ内には深刻なエラー状態が存在するものと想定され、ステージテンはリング初 期化を強制する。

この改良の実行は図８−８Ｄに示す０図６Ｂのステップ１５１は図８Ｂのステッ プ２５０と２５２と置換えられる。殊に、“バージャハロー受取り”タイマ時間 中に非候補ステーションがバーシャハローフレームを受取ることができない場合 には（ステップ１４８−１５０）　、ＣＡＴＴＥＭＰＴ’″と称されるカウンタ が増分され（ステップ２５０）、ステーションは候補ステーションとなる。（ス テップ２５２と２２０） 図６と比較すると、図８に示す候補ステーシッン手続は（以下に説明される新た なステ７プ２１９．２２０．２２２と共に）新たなステップ２２４．２２５．２ ２６．２２８．２２９を含む。

候補ステージシンがステージ叢ン自身のアドレスよりも低いアドレスｔ−有する バーシャハローフレーム又は候補ハローフレームを受取る場合には（ステーショ ン１１８と１２０）、ステーションは６節と図６．６Ｂにおいて先に述べた実施 例においてと同様にそのパージ中モードを停止する（ステップ２２４）、図８に 示す改良例において、ステーションはその後、ＣＡＴＴＥＭＰＴ力、ウンタの値 を所定値ＣＬＩＭＩＴと比較する。（ステップ２２５〕ＣＬＩＭＩＴの好適値は ５である。もしＣＡＴＴＥＭＦ’Ｔが所定限界をまだ上廻っていなければ、ステ ーションは再び非候補となる。（ステップ２２９）然しなから、Ｇ　ＡＴＴＥＭ ＰＴがその限界を上廻っていれば、ステーションはＣＡＴＴＥＭＰＴカウンタを ゼロにリセットしくステップ２２６）、その後リング初期化を強行する。（ステ ップ２２８）最後に、ステーションは“スタート”に復帰しく図８Ｄ、ステップ １００）、パージ中か候補に再びなる前にリング初期化が完了するのを待機する 。（ステップ１０１）。

もしステージ５ンがバーシャ選択を獲得しバーシャとなる場合には（ステップ１ １８．１２０．１２２．１２３、図８−図８Ａの点“Ａ”）ステーションはＣＡ 　Ｔ　Ｔ　Ｅ　Ｍ　Ｐ　Ｔをゼロにリセ。

トする。（図８Ａのステップ２３７） もし以下の９節に述べる故障バーシャ手続の改良が実施された場合には、Ｇ　Ａ ＴＴＥＭＰＴも、ステージ；ンが故障バーシャ手続により検出される故障のため にパージ中であることをやめる場合には常にゼロにリセットされなければならな い、このことは図８０のステップ２０２と図７のステップ３１０で行われる。

９、　故障バーシャ手続 リング中のエラー状態は特にバーシャとして活動する個々のステーションを伴い 、エラー状態が訂正されずにリング初期化を繰返す０例えば、もしパーシャステ ーションが第２のステーションと同一のアドレスを有する場合には、第２のステ ーションはパーシャステーションのフレームを全てはぎとり、パーシャステーシ ョンは決してそれらのフレームを受取らず、従ってパージステージジンの終わり に決して達することはないであろう、パーシャステージテンはそれが受取るフレ ームを全て連続的にはぎ取るために、リングはアイドルフレームだけをまもなく 含むことになろう。

最終的に、これは従来のＡＮＳＩ　ＦＤＤＩトークンリングプロトコルに従って そのステージテンのＴＶＸ　（伝送妥当ンタイマの時間切れ後にステーションを してリング初期化を強行させることになろう、リング初期化後に、同じステーシ ョンは再びバーシャとなり、コピーアドレスの問題は再びもう一つのリング初期 化をひきおこすことになろう、かかるリング初期化は無限に繰返されることにな ろう。

かかるリング初期化反復を防止する本発明の改良点は図８０に示す故障バーシャ 手続である。ステージシンは深刻なエラー状態を検出するとこの手続を入力する （図８０の点“Ｃ”）故障パージ中手続を呼出す特殊なエラー状態は以下の１０ ．１１節に説明する。

故障バージ十手続が呼出されると、ステーションはそのパージモードを中止し、 即ち、進行中のパージ処理を停止する。（ステップ２０２）このことによって異 なるステップがパージ中となる。

同時にＷＡＳ−ＰＵＡＲＧＥＲフラッグを“ＦＡＬＳＥ”にリセットし、（ステ ップ２０２）、リング初期化の際にステーションは自動的に再びパージ中となる ことはないであろう、（ステップ次に、ステーションは１０節に述べたコピーア ドレステスト（ＤＡＴ）をバスしなければならない、ステーションがＤＡＴをバ スした後、ステーションは非候補となる。　（ステ、ブ２１２）非候補として、 ステーションはリング再初期化後にパージ中選択アルゴリズムが再スタートする まで（ステップ１１０）あるいはくチージョンが新たなバーシャからバーシャハ ローフレームを受取ることをやめ、候補ステーションとなるまで（ステップ１４ Ｂ、１５０．２５０．２５２．２１９．２２０）パージ中となることはできない 。

異なるステーションは故障パーシャ手続が呼出される時にバーシャとなるため、 殊に個々のパーシャステーションを伴うエラー状態によってひきおこされるリン グ初期化の反復は防止される。

１０、コピーアドレステスト ＡＮＳ　１ｍ１ＥＦＤＤ　Ｉプロトコルは各ステージシン内でネットワークコン トローラのＳＭＴステージぢン管理プロトコルによって実行されるコピーアドレ ステスト（Ｄ　Ａ　Ｔ）を規定する。上記テストを実行する各ステージ３ンばＰ ＡＳＳ、ＦＡＩＬ、　又はＵＮＫ　（未知数）の３つの値の一つを有するＤＡＴ と称されるパラメータをストアするレジスタを含む、ＦＡＩＬはステーションの アドレスがリング上の別のステーションのアドレスと同一であることを意味する 。ＰＡＳＳはステーションが一意的なアドレスを育すると判断されたことを意味 する。ＵＮＫはまだ何らの判断も行われていないことを意味する。

本発明の望ましい改良点はＤＡＴを次の２つの方法で使用する。

（１）ステーションはステーションがバーシャ、候補、又は非候補である時間全 体にわたってＤＡＴの値を周期的にチェックする。

もしＤＡＴがＦＡＩＬに等しい場合には、ステーションは前の９節と図８０に説 明した故障パーシャ手続を呼出す、（２）いったん故障バーシャ手続が呼出され ると、ステーションはステーションがコピーアドレステストをバスする、即ち、 ＤＡＴ−ＰＡＳＳとなるまで非候補となるまでこの手続を退去して非候補となる ことを許されないであろう。

改良点の局面（１）は図７の故障検出サブルーチンを介して実マチされる。この サブルーチンはステーションがバーシャ（ステップ２３０．２３６ｉ図８Ａ）、 候補（図８のステップ２１９と２２２）あるいは非候補（図８Ｂのステップ２４ ２）である場合には常に繰返して実行される。

図７について述べると、まづ、故障検出サブルーチンがＤＡＴパラメータの値を チェックする。（ステップ３ｏ２）もしＤＡＴ−ＦＡＩＬならば、ステーション は故障バーシャ手続を呼出す。

（ステップ３０４）もしＤＡＴ−ＰＡＳＳもしく１ｆＤＡＴ−ＵＮＫであれば、 ステーションはリングが現在活動中であるかどうかをテストする。（ステップ３ ０６）もしリングが活動を停止すると（ステップ３０６）、ステージぢンはパー ジを停止しくステップ３１０）、その後パージ選択プロセスを再開する。（図７ のステップ３１４、図８のステップ１　ｌ　Ｏ） 改良の局面（２）は９節と図８０において先に述べた故障バーシャ手続にステッ プを加えることによって実行される。殊に、ひとたび故障パージ中手続が呼出さ れると、ステーションはコピーアドレステストをバスするまで、即ち、ＤＡＴパ ラメータ値がＰＡＳＳに等しくなるまで（ステップ２０６）この手続を退出する まで許されない、より正確に述べると、ステージタンがまづコピーアドレステス トをバスした後、ステーションは“ＤＡＴ妥当タイマにより判断される所定時間 待機すべきであり（ステップ２０８）、その時間の間、ステーションばＤＡＴパ ラメータの値を連続的にチェックする（ステップ２０６．２０１）ＤＡＴ妥当タ イマの時間は５分であることが望ましい、もしＤＡＴがＤＡＴ妥当タイマの期間 全体にわたってＰＡＳＳに等しいままであると、ステーションは故障パージ中手 続を退去し、非候補となるかもしれない、（ステップ２１２）然しなから、もし この時間中の何れかの時期にＤＡＴの値がＦＡＩＬ又はＵＮＫＮＯＷＮに逆転す ると、コピーアドレステストサイクル全体が反復される。（ステップ２１４） １１、リング処理が初期化直後に失敗する。

９！Ｉ５に説明するように、バーシャとして活動する個々のステーションを伴う リング内の一定のエラー状態は繰返しリング初期化をひきおこすおそれがある。

エラー状態は同じステーションが初期化後にバーシャとなるために決して訂正さ れることはない。

本発明の望ましい改良点では、パーシャステージクンは何時過剰な数のリング処 理の失敗がそれぞれの短時間開隔内に住するかを発見する。この状態が検出され ると、パーシャステージテンは９節と図８０に述べる失敗パージ中手続を呼び出 すことによってこのステーションは非候補となり異なるステーションがバーシャ となる。

殊に、パージャステーションがリング処理が再開された後にパージ中モードに入 る毎に、ステーションはＰ　ＡＴＴＥＭＰＴと称されるカウンタを増分する。（ 図８Ａのステップ２３１）その後、ステージテンは、カウント値をＰ　ＬＩＭＩ Ｔと称される所定数と比較する。（ステップ２３３）もしカウントがＰ　ＬＩ［ Ｔを上層ると、パーシャステーションは失敗パージ中手続を呼出しくステップ２ ３５）、バーシャであることをやめる。さもなければ、ステーシリンはパージ中 として実行することを継続する。

（ステップ２３７） ステーションがバーシャとして活動する間、バーシャハロータイマにより決定さ れる時間間隔で周期的にパーシャハローフレームを伝送する。（ステップ１３２ ．１３６．１３８）バーシャハロータイマが時間切れとなる最初の時に（および それぞれその次の回に）ステーシランはＰ　ＡＴＴＥＭＰＴカウンタをゼロにリ セットする。（ステップ２３８）従って、もしバーシャ処理がステーションがバ ーシャとなった後の１パ一ジ中ハロ一時間よりも早くリングが初期化又は不活動 となることによって中断されなければ、カウンタは“１′値を越えて増分するこ とはできない、同様に、カウントはステーションが候補（図８のステップ２２０ ）、非候補（図８Ｂのステップ２４０）、あるいは失敗バーシャ（図８０のステ ップ２０２）となる毎にゼロにリセフトされる。それ故、Ｆ　ＡＴＴＥＭＰＴは 、ステージタンが（１）リングスタートアンプ後にバーシャとなる間と（２ン最 初のバーシャハロータイマ時間が経過する前にリング処理の中断を蒙る間、との 間を振動する連続回数をカウントする。Ｐ　ＬＩＭＩＴの所定値はステーション がそれ自身がパージ中となる資格を失う以前に許されるかかる振動の最大回数と なるように選択されなければならない。

Ｐ　ＬＩＭＩＴの現在望ましい値は５である。

１２、パージタイムの制限 ２節又は３節に述べるように実行されるパージ処理は多分リング上でパージ処理 が無限に継続するエラー状態を経験するかもしれない０例えば、このことは第２ のステーションがパージステーションにより伝送される全フレームをはぎ取り、 パーシステーションカ決してそのパージマーカフレームを受取らない場合に生ず ることになろう、この場合、パージステーションからすぐ下流のリング上のステ ーションの一つもしくはそれ以上はただアイドルフレームだけを受取ることにな ろう、これらのステーションの一つはＡＮＳＩ標準ＦＤＤ　Ｉプロトコルに従っ てそのＴＶＸ　（伝送妥当ンタイマが時間切れになる時にリング初期化を強行す ることになろう。

この問題に対する望ましい解決は、どれ程長くステーションがパージ処理を継続 するかに対して上限を課すことである。これはパージステーションがその目的の 処理に対して第１のバージマーカフレームを伝送する各パージ処理中にスタート するタイマによって実行することができる。タイマが時間切れになると、ステー ションはそれがそのバージマーカフレームをまだ受取っていないにもかかわらず 、パージ処理を中止することになろう。

図３Ａは２節に先に述べたパージ処理を示すが、パージ処理に対する時間制限を 包括するように修正される。ステーションはそれがバージマーカフレームを伝送 しはじめる（ステップ６８）のとほぼ同時にパージリミットタイマをスタートさ 廿る。（ステップ３０） もしパージリミットタイマが時間切れになる一方でステーションが依然そのパー ジマーカフレームを受取るべく待機している場合には（ステップ５６．５８．６ ０）、ステーションはパージ処理を終了する。（ステ、プロ２．６３．６５）パ ージリミットタイマの時間はリング待ち時間より大きく、ＴＶＸタイマの時間よ りも小さくすべきである。望ましいパージリミットタイマの期間は２ミリ秒であ る。

１３、ノーオーナ制限トークン 一定の従来のリングネットワークプロトコルは“制限トークン”と称される第２ のタイプのトークンを形成する。これらのプロトコルによれば、制限トークンは 一定の特権的なステージ；ンによってのみ捕捉される。制限ト−クンの目的は特 権ステーションが他のステーションがそれらのメツセージを送ることによってひ きおこされる遅れなくして緊急のメツセージを交換できるようにすることである 。一つの特権的ステーションがかかる緊急メツセージを送るａ・要がある時、「 通常の」　（非制限）トークンを捕捉した後、制限トークンに先行してそのメツ セージを送る。その緊急通信が終了すると、特権ステージテンの一つは制限トー クンをリングから除去し、非制限トークンを送ることにより正規のリング処理を 再開する。特権ステーションの失敗によって制限トークンが伝送されるが、それ を「通常の」　（非′Ｈ１限ン　トークンと置換えずにリング上に不定期に残す 僅かな可能性がある。（その最初のステーションにより「忘れられる」＃限トー クンは１ノンオーナ。

制限トークンと称される。）もしこの状態が永久に続くと、トークンをｍ捉しメ ツセージを伝送できるステーションは存在せず、リングは制限トークンとアイド ルフレームのみを含むことになろう、　。

通常、この状態はリング上の各ステーションにおいてＴＶＸ（伝送妥当）タイマ により訂正される。従来のリングプロトコルによれば、制限トークンばＴＶＸタ イマプロセスによりアイドルフレームと同様に取扱われる。従って、もし一つの ステーシランのＴＶＸタイマがステーションがアイドルフレーム又は制限トーク ン以外の何らかのフレームを受取る前に時間切れになるならば。

ステーションはリング初期化を強行し、ノーオーナ創限トークンを除去すること になろう。

然しなから、もし、ノーオーナ制限トークンを発生した故障中の特権ステーショ ンが１もしくはそれ以上のフレームを伝送したならば、また、そのステーション の故障によってこれらのフレームが「ノーオーナ」フレームとして不定期にリン グ上に放置されたならば、先の段落中に述べた方法は首尾よく動作することはな いであろう、殊に、１ノーオーナ１フレームの存在はステーションのＴＶＸタイ マが時間切れになることを防ぎ、リング初期化は発生せずにノーオーナ制限トー クンが除去されることなろう。

あいにく、２−１２ｆｉに述べたようなパージ中ステージ町ンもＴＶＸタイマの 時間切れを防ぐことができる。殊に、もしパーシャステーションが通常のトーク ン又は！１限トークンの何れかを受取る毎にパージ処理をスタートするならば、 パーシャステーションはそれが制限トークンを受取る毎にバージマーカフレーム を伝送することになろう、先の段落に述べたノーオーナフレームと丁度同様に、 リング上のバージマーカフレームの存在はステーションのＴＶＸタイマが時間切 れすることを防ぐことによってリング初期化は起こらずノーオ〜す！１ｉＩＪ限 トークンは除去されることになろう、。

２つの先行段落に述べた問題の双方に対する望ましい解決は各ステーシランにお けるパージ手続を修正することによって一つのステーションがパージ処理を実行 中にそれが通常の（非制限〉　トークンを受取らずに制限トークンを受取る回数 をカウントするか、次いで通常のトークンを受取らずに制限トーシンを受取って から経過した時間を測定するかの何れかである。経過時間の測定は受取った制限 トークンの数をカウントすることよりも望ましい、カウント又は時間が所定限界 （それぞれ１０，０００カウント又は１秒が望ましい）を上田る場合、ステーシ ョンはパージを停止する。

ステーションは普通のトークンを受取るか所定時間が経過するや否やパージを再 開する。後の所定時間はリング上のステーションのＴＶＸタイマの最大限可能な 期間よりも大きくあるべきである。

代替的な解決策はリング上の全てのステーションが（パーシャだけでなく）その 後所定時間内に通常トークンが続かない制限トークン受取りを検出することであ る。この状態を検出した後に、ステージ、ンはリング初期化を強行してノーオー ナ制限トークンを除去することであろう。

１４、リングパーシャの再捕捉 パージステーションはリングからノーオーナフレームを透過的にはぎ取るから、 正規のリング処理は中断されない、ノーオーナフレームはそれらが２回リングを 横断し終える前に、即ち、それらが転送元ステーションから転送先ステーション へ移動しはぎとられずに転送元ステーションをバスした後にはぎとられる。

従って、フレームは多くとも２回転送先ステーションにより受取られる。

本発明を用いることによって、パージステーションもリング上の多重トークンを 検出する。ステーションは正規リング処理が状態を訂正し、それが存続する場合 にのみそれをリング初期化によって肯定的に訂正することを可能にする。かくし て、パージステージテンは不必要に正規リング処理を中断することなくパージ処 理と多重トークン検出を実行する。初期のパージ方法は多重トークンの検出を行 わない、従って、多重トークンエラー状態は相当期間チェックされずに継続し、 データが失われる。

上ｉａ解説は本発明の一連の特殊例に限定されている。然しなから、本発明の利 点の著干又は全て番実現しながら種々の変更を本発明に対して加えることもでき ることは明らかであろう、それ故、本発明の目的は本発明の真の精神と範囲に含 まれるようなかかる変更を包含することである。

浄書（内容に変更なし） （従来技術） ＦＩＧ、８Ｃ ＦＩＧ、８Ｄ ＦＩＧ、９ 平成　年　月　日

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．トークンリングネットワーク用ステーションにおいて、Ａ．ネットワーク上 のステーションによって受取られるトークンを検出し同トークンをネットワーク から除去するトークン捕捉手段と、 Ｂ．上記トークン捕捉手段がトークンを除去した後に一つもしくはそれ以上のフ レームをネットワーク上へ送った後に、上記トークンをネットワーク上へ送る伝 送手段と、Ｃ．上記ステーションがネットワーク上で伝送手段により送られる上 記１つもしくはそれ以上のフレームを受取った時を検出する受信手段と、 Ｄ．ネットワークから各パージ処理の初めと当該パージ処理の終了の間に全デー タフレームとステーションにより受取られたフレームの残りとをはぎ取る毎にパ ージ処理を実行するパージ手段で、周手段が一つのトークンがトークン捕捉手段 により捕捉された時にパージ処理を開始し、受信手段が上記１つもしくはそれ以 上のフレームが受取られたことを検出した時に進行中のバージ処理を終了するも のと、からなり、Ｅ．パージ手段がパージ処理開始後所定時間よりも遅くなくそ れぞれのパージ処理を終了し、上記所定時間がネットワークが故障していない時 に１つのフレームがトークンリングネットワークに沿って伝播するために必要な 最大時間より大きな、前記ステーション。 ２．複数の相互リンクステーションより成るタイプのトークンリングネットワー ク用のステーションで、Ａ．ネットワーク上でトークンを検出しそれを除去する トークン捕捉手段と、 ８．上記トークン捕捉手段に応じて一組の一つもしくはそれ以上のパージマーカ フレームを発生し、上記トークン捕捉手段がトークンを除去した後に上記パージ マーカフレームをネットワーク上へ伝送する発生手段と、 Ｃ．上記パージマーカフレームが伝送された後にトークンを伝送するトークン伝 送手段と、 Ｄ．上記パージマーカフレームをネットワーク上で検出するパージマーカフレー ム検出手段と、 Ｅ．ネットワークからそれぞれのパージ処理の初めとパージ処理の終りの間で全 データフレーム土ステーションにより受取られるフレームの残りをはぎ取るパー ジ処理実行用パージ手段で、１つのトークンがトークン捕捉手段により捕捉され た時にパージ処理を開始し、パージマーカフレーム検出手段によって一つのパー ジマーカフレームが検出された時にパージ処理を終了するものと、 から成る前記ステーション。 ３．上記パージ手段が上記トークン捕捉手段によって１つのトークンが検出され た時にパージ処理を終了する請求の範囲２のステーション。 ４．データフレームが伝送態勢にある時に一つもしくはそれ以上のデータフレー ムをトークを除去する上記トークン捕捉手段に応じてネットワーク上へ伝送する 伝送手段を更に備え、データフレームが上記パージマーカフレーム前に伝送され る請求の範囲３のステーション。 ５．上記ステーションが更に、 Ａ．上記発生手段が一つのトークンを受取るのに応じて上記組のパージマーカフ レームを発生する回数をカウントするシーケンスナンバリング手段で、上記発生 手段が上記パージマーカフレーム中にシーケンスナンバーを含むものと、Ｂ．最 後の伝送されたバージマーカフレームの組中に含まれるシーケンス番号をストア するシーケンス番号ストア手段と、Ｃ．最近ストアされたシーケンス番号を受取 られたパージマーカ中のシーケンス番号と比較ずる比較手段と、Ｄ．上記フレー ムシーケンス番号とストアされたシーケンス番号がマッチしないことを示す上記 比較手段に応じて一つの多重トークン状態を検出する多重トークン検出手段と、 を備える請求の範囲４のステーション。 ６．上記多重トークン検出手段が、 Ａ．多重トークン状態が検出される回数をカウントするカウント手段と、 Ｂ．多重トークン状態が検出される回数が所定数を上廻るばあいにリング補正処 理をスタートする手段と、を備える請求の範囲５のステーション。 ７．上記多重トークン検出手段が多重トークン状態の検出に応じてリング補正処 理をスタートする手段を備える請求の範囲５のステーション。 ８．上記発生手段が上記パージマーカフレーム中に発生ステーションを識別する 情報を備える請求の範囲６のステーション。 ９．上記パージ手段がネットワークから別のステーションを識別する情報を含む パージマーカフレームをはぎ取ることをさし控える請求の範囲８のステーション 。 １０．上記比較手段がフレームがステーションを識別する情報を含む場合にのみ パージャマーカフレーム中のシーケンス番号を比較する請求の範囲９のステーシ ョン。 １１．コンピュータネットワーク用ステーションにおいて、Ａ．ネットワーク上 のトークンを検出しそれを除去するトークン捕捉手段と、 Ｂ．上記データフレームが伝送態勢にある場合に一つもしくはそれ以上のデータ フレームを上記トークン捕捉手段のトークン除去に応じてネットワーク上へ送る 伝送手段と、Ｃ．上記伝送手段とトークン捕捉手段に呼応する発生手段で、上記 トークン捕捉手段が一つのトークンを除去してステーションを識別するアドレス を含む一つもしくはそれ以上のパージマーカフレームの組と上記パージャマーカ フレームの組が発生した回数に等しいシーケンス番号を生成し、上記発生手段が 上記トークン捕捉手段が上記トークンを除去した後、又はデータフレームの伝送 終了後の何れかに一祖のパージマーカフレームをネットワーク上へ伝送するよう になったものと、Ｄ．上記一組のパージマーカフレームが伝送された後にトーク ンを伝送するトークン伝送手段と、 Ｅ．最後に解放された一組のパージマーカフレーム中に含まれるシーケンス番号 をストアするシーケンス番号ストア手段と、Ｆ．パージマーカフレームをネット ワーク上で検出する検出手段と、 Ｇ．ステーションのアドレスを含む検出用パージマーカフレーム中のシーケンス 番号をストアされたシーケンス番号と比較する比較手段と、 Ｈ．上記トークン捕捉手段とパージマーカフレーム検出手段とに呼応してトーク ンが捕捉されエラーフリーなパージマーカフレーム又ばトークンが検出される前 に別のステーションを識別するアドレスを含むトークン又はパージマーカフレー ムを除き、全フレームと受取られたフレームの残りをネットワークからはぎ取る パージ手段と、 Ｉ．１．上記フレームシーケンス番号とストアされたシーケンス各号がマッチし ないことを示す上記比較手段と、２．そのパージマーカフレームの一つが検出さ れる前にトークンを除去する上記トークン検出手段と、に応じて多重トークン状 態を検出する多重トークン検出手段と、Ｊ．多重トークン状態が検出される回数 をカウントするカウント手段と、 Ｋ．多重トークン状態が検出される回数が所定値を上廻る場合にリング補正処理 を実行する手段と、 から成る前記ステーション。 １２．コンピュータネットワークから外生的又は誤った情報を除去する方法にお いて、 Ａ．ネットワーク上にトークンを検出し、Ｂ．同トークンを除去し、 ｃ．トークンの除去に呼応して一組の一つもしくはそれ以上のパージマーカフレ ームを発生し上記パージマーカフレームをネットワーク上へ伝送し、 Ｄ．上記トークンをネットワークへ解放し、Ｅ・ネットワークからエラーフリー なパージマーカフレーム又はトークンが検出されるまで全データフレーム又は受 取られたフレームの残りをはぎとる、 ステップより成る前記方法。 １３．上記ステップが更に、 Ａ．上記パージマーカフレームの組がネットワーク上へ伝送される回数をカウン トし、 Ｂ．上記パージマーカフレーム中にその番号を含み、Ｃ．伝送されたパージマー カフレームの最後の組中に含まれる番号をストアし、 Ｄ．そのストア番号を受取ったパージマーカフレーム中の番号と比較し、 Ｅ．もし上記番号どうしがマッチしない場合、多重トークン状態を検出し、 Ｆ．多重トークン状態が検出される回数をカウントし、Ｇ．多重トークン状態が 検出される回数が所定値を上廻る場合にリング補正処理をスタートする、 ステップより成る請求の範囲１２のパージ方法。 １４．上記パージマーカフレームの発生ステップがフレーム情報中に発生ステー ションを識別することを伴う請求の範囲１３のパージ方法。 １５．上記はぎ取りステップが別のステーションを識別する情報を含むパージマ ーカフレームをはぎ取ることを控える請求の範囲１４のパージ方法。 １６．上記シーケンス番号の比較ステップがパージマーカがステーションを識別 する情報を含む場合のみシーケンス番号を比較する請求の範囲１５のパージ方法 。 １７．上記方法が更にトークンが除去される後、およびパージマーカフレームの 組が伝送される前にデータフレームをネットワーク上へ伝送するステップを含む 請求の範囲１６の方法。 １８．複数の相互リングステーションを有するコンピュータネットワークにおい て、コンピュータネットワークからデータフレーム、ノーオーナフレームおよび 多重トークンを含むタイプの外生および誤った情報を除去する方法で、Ａ．ネッ トワーク上で１ステーションにより受取られた１トークンを捕捉し検出し、同ト ークンをネットワークから除去し、Ｂ．トークン除去後にそれ以上のフレームを ネットワーク上へ伝送した後トークンをネットワーク上へ伝送し、Ｃ．ステーシ ョンがネットワーク上で伝送手段により送られる上記一つもしくはそれ以上のフ レームを受取った時を受信し検出し、 Ｄ．パージ手段が各パージ処理の開始と終了の間にステーションによって受取ら れる全データフレームとフレームの残りをネットワークからはぎ取る毎にパージ 手段を使用することによってパージ処理を実行し、上記パージ処理がトークンが 捕捉される時に開始され、パージ処理が一つもしくはそれ以上のフレームが受取 られた時に進行中のパージ処理を終了し、Ｅ．各パージ処理がそのパージ処理の 開始後所定時間より遅くなく終了し、上記所定時間がネットワークが故障してい ない時にトークンリングネットワーク全体を１フレームが伝搬するために必要な 長大時間より大きい、前記方法。 １９．Ａ．ネットワーク初期化を検出する検出手段と、Ｂ．発生ステーションを 識別するアドレスを含むパージャハローフレームを周期的に含み、上記パージャ ハローフレームをネットワーク初期化に呼応してネットワーク上へ伝送するハロ ーフレーム発生手段と、 Ｃ．パージャハローフレームを検出するパージャハローフレーム検出手段と、 Ｄ．検出されたパージャハローフレーム中に含まれるアドレスとステーションア ドレスを比較する比較手段と、Ｅ．もし検出されたパージャハローフレーム中の アドレスがステーションアドレスよりも数値的に大きな場合、パージャハローフ レームを受取るタイマをセットする手段と、Ｆ．上記パージャハローフレームを 受取るタイマの時間切れ前にそのステーションアドレスよりも数値的に小さなス テーションアドレスを含むパージャハローフレームをステーションが検出しない 場合、パージ処理をスタート可能にする手段と、を備えるトークンリング用ステ ーション。 ２０．上記ステーション発生手段が、ステーションが上記パージャハローフレー ム受取りタイマの時間切れ前にそれ自身のアドレスよりも数値的に小さなアドレ スを含むパージャハローフレームを受取る場合に、周期的にパージャハローフレ ームを発生することを控える手段を備える請求の範囲１９のステーション。 ２１．複数の相互リンクステーションより成るコンピュータネットワークにおい て、 Ａ．ネットワーク初期化を検出し、 Ｂ．初期化に呼応してステーションに相当するアドレスを含むパージャハローフ レームを周期的に発生し、上記パージャハローフレームをネットワーク上へ伝送 し、Ｃ．パージャハローフレームを検出し、Ｄ．上記検出されたパージャハロー フレーム中のアドレスをステーションに相当するアドレスと比較し、Ｅ．もし受 取られたフレームアドレスが数値的にステーションアドレスよりも大きい場合に 上記パージャハローフレームの発生を中断し、 Ｆ．パージャハローフレーム受取りタイマをセットし、Ｇ．もしステーションア ドレスよりも数値的に大きなアドレスを含むパージャハローフレームが上記タイ マの時間切れ前に受取られた場合、ステップＣ−Ｇを操返し、Ｈ．発生ステーシ ョンアドレスよりも数値上大きなアドレスを含むパージャハローフレームが上記 タイマの時間切れ前に受取られない場合にステーションをしてパージ処理の実行 を可能なさしめ、 Ｉ．ステップＡ−Ｈを繰返す、 ステップより成る前記方法。 ２２．複数の相互リンクステーションを有するコンピュータネットワークにおい て、ネットワークパージステーションを選択する際に伴うステーションの運転方 法で、 Ａ．ネットワーク初期化を検出し、 Ｂ．パージャ選択タイマをセットし、 Ｃ．発生ステーションのアドレスを含む候補ハローフレームを周期的に発生し、 上記候補ハローフレームをネットワーク上へ伝送し、 Ｄ．候補ハローフレームを検出し検出されたフレーム中に含まれるアドレスをス テーションアドレスと比較し、Ｅ．検出フレーム中のアドレスがステーションア ドレスよりも数値上小さい場合にステーション発生手段をして候補ハローフレー ムの発送を妨げろべく無能化し、Ｆ．もしより小さなアドレスを有する候補ハロ ーフレームがステーションにより受取られる前にパージ選択タイマが時間切れに なった場合、そのステーションをネットワークパージステーションとして宣書す る。 段階より成る前記方法。 ２３．上記方法が更に、 Ａ．パージャハローフレームを検出し、Ｂ．パージャハローフレーム受取りタイ マをセットし、Ｃ．パージャハローシーケンス番号を所定値にセットし、Ｄ．パ ージャハロー識別値を所定値にセットし、Ｅ．検出パージャハローフレーム中の 識別情報を所定のパージャハロー識別値と比較し、 Ｆ．もしフレーム値が所定値よりも大きい場合パージャハロー離別値を検出フレ ーム中のパージャハロー識別値にセットし、Ｇ．もしフレーム識別値とステーシ ョンパージャハロー識別値とがマッチしない場合に検出フレーム中のシーケンス 番号をステーションパージャハローシーケンス番号と比較し、Ｈ．もしフレーム 識別値の方が大きいか、あるいはフレームシーケンス番号とステーションパージ ャハローシーケンス番号とがマッチした場合、パージャハローフレーム受取りタ イマをリセットし、 Ｉ．もしステーションパージャハロー識別値より大きなフレーム識別値又は識別 値とより大きい方のシーケンス番号とがマッチするフレームを有するパージャハ ローフレームがそれを受取るタイマが時間切れになる前にステーションにより受 取られない場合にパージステーション選択を再スタートする、ステップより成る 請求の範囲２２のパージステーション運転方法。