JPH06511615A - パケット送信システム内でパケット・シーケンスを維持するための方法および装置 - Google Patents

パケット送信システム内でパケット・シーケンスを維持するための方法および装置

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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】 パケット送信システム内でパケット・シーケンスを維持するための方法および装 置 発明の分野 本発明は一般に、データがパケットにより送信される無線周波数（ＲＦ）パケッ ト送信システムに関し、詳しくはデータ・ストリーム・パケットの順序を維持す る方法および装置に関する。
発明の背景 ＲＦ構内ネットワーク（ＬＡＮ　：Ｌｏｃａｌ　Ａｒｅａ　Ｎｅｔｗｏｒｋ）を 採用する事業は、ＲＦ通信を用いてデータを送信する。
第１図は、制御モジュール（ＣＭ）１０がＲＦ通信を利用して複数のユーザ・モ ジュール（ＵＭ）と通信を行う無線ＬＡＮによって構成される典型的なＲＦパケ ット送信システムを示す。各ＵＭ１２は、端末、パーソナル・コンピュータまた はその他の情報人力／出力デバイスなどの１つ以上のユーザ・デバイス１４に接 続部１６を介して接続される。ＣＭｌｏは、データ・チャンネル２０によりデー タ・ネットワーク１８に接続されるが、このデータ・チャンネル２０には、ワイ ヤまたは光学リンクなどが含まれることもあるが、これらだけに限定されない。
ＣＭＩＯは、図示されたネットワーク内で通信を制御して、データ・ネットワー ク１８がらユーザ・デバイス１４に対して関連のＵＭ１２を介して情報を伝える 。ＣＭＩＯもまた、あるＵＭ１２Ａがら情報を受け取り、その情報を他のＵＭ１ ２Ｂに中継することによって局部的な通信を制御する。データ・ネットワーク１ ８は、イーサネット・ネットワーク（Ｅｔｈｅｒｎｅｔ　ｎｅｔｗｏｒｋ）　、 トークン・リング・ネットワーク（Ｔｏｋｅｎ　Ｒｆｎｇ　ｎｅｔｗｏｒｋ）ま たは他の任意の既知のデータ・ネットワークで構成されることもある。
第１図のパケット伝送システムにおいては、ＵＭ１２とユーザ・デバイス１４と の間やＣＭＩＯとデータ・ネットワーク１８との間で伝えられる情報などの情報 が、データ・ストリームに多重化されたデータ・パケットの形で運ばれる。ＵＭ １２とＣＭＩＯとの間で伝送される情報などの無線情報は、無線伝送パケットの 形で運ばれる。通常、各無線伝送パケットには、１つのプレアンブルと１つの情 報フィールドとが含まれる。プレアンブルは、制御データ、同期情報および／ま たは宛先デバイス情報によって構成される。情報フィールドには、データ・パケ ットによって構成される少なくともいくつかの情報が含まれる。
例として、共通のＵＭ１２により応対される２つの端末デバイス１４がワイヤ１ ６上で同数のパケットＮ／２を送信するものとする。さらにＮは１０とする。こ こで、０Ｍ１２に接続された各端末デバイス１４は、５個のパケットを送信して 、これらが一括して合成されて第３図の多重化されたデータ・ストリーム３００ を生成するものとする。
この例で続けると、端末Ａと記される第１端末デバイス１４は、０〜４の５個の パケットを送信し、端末Ｂと記される第２端末デバイス１４はＯ〜４の５個のパ ケットを送信する。これら１０個のパケットＡＯ−Ａ４とＢＯ−Ｂ４がワイヤ１ ６上を送信されると、これらのパケットは無作為に、ＢＯ，Ｂｌ、ＡＯ，Ｂ２． ＡＩ、Ａ２．Ａ３．Ｂ３゜Ａ４．Ｂ４などの順序に散らばるのが普通である。デ ータ・ストリームの順序は完全に無作為に見えるが、よく調べると、この順序は 実際には準焦作為であることがわかる。すなわちデータ・パケットＡＯ〜Ａ４と ＢＯ−Ｂ４は、発信元デバイスＡ、Ｂに関してはそれぞれ元の順序を維持してい る。その結果として、パケットＡＯは常にＡ１−Ａ４より昇順で前にあり、パケ ットＢＯは常にＢ１〜Ｂ４より昇　。
順で前にある。
もちろん、上記の解説は説明のために示されたことが当業者は理解されよう。０ Ｍ１２は、任意の数の端末デバイス１４に応対することができる。これらの端末 デバイスにより送信されるデータ・パケットの数は変わることがある。
さらにデータ・ストリーム長Ｎは、任意の数のデータ・パケットとすることがで きる。このような変化があっても、データ・ストリーム・パケットは、その発信 元または発信点に関して順序関係（０，１，２，３，、、、Ｎ）を維持する。
０Ｍ群１２とＣＭＩＯとの間でデータ・ストリーム・パケットを運ぶ無線伝送パ ケットの送信中は、データ・ストリーム・パケットの順序は、多重経路受信およ び無線妨害などのＲＦ異常の結果、きわめて変化しやすい。このこと　。
は特に、第１図のパケット伝送システムにより構築されるビル内のオフィス環境 などに当てはまる。このような環境では、ＲＦ異常により、無線伝送パケットが 失われたり、遅延したり、理解不能になることがある。ＣＭＩＯにより受信され ると、再構築されたデータ・ストリームは、たとえばデータ・パケットＡｌ、Ｂ Ｏ，Ａ４．Ｂ３．Ａ２．Ｂ４、ＡＯ，Ｂｌ、Ｂ２によって構成されるだけになる こともある。
第１図のパケット・データ・ネットワーク１８が、再度並べられたデータ・パケ ットを処理することのできるデータ・メツセージ化プロトコルを用いる場合は、 再構築されたデー９−ストリームＡＩ、ＢＯ，Ａ４．Ｂ３．Ａ２．Ｂ４、ＡＯ， Ｂｌ、Ｂ２はチャンネル２０で送信され、さらに処理される。一方、もしパケッ ト・データ・ネットワーク１８が、すでに元の順序関係（ＡＯ〜Ａ４またはＢＯ 〜Ｂ４）を持っていない端末デバイス１４からのデータ・パケットの受信に対し て破壊的に敏感なデータ・メツセージ化プロトコルを採用すると、処理はうまく 行かずに、最終的にシステムの動作は不良となる。
再度並べられたデータ・パケットの受信に関して破壊的に敏感なデータ・メソセ ージ化プロトコルの例には、以下のものがあるが、これだけに限定されない：高 レベル・データ・リンク制御（ＨＤＬＣ）；リンク・アクセス・プロトコル−Ｂ （ＬＡＰＢ）；リンク・アクセス・プロトコル−Ｄ（ＬＡＰＤ）；論理リンク制 御ＩＩ　（ＬＬＣＩＩ）；および同期データ・リンク制御（ＳＤＬＣ）。
従来の技術では、失われたり破壊された無線送信パケットは再送信することがで きるが、この偶然の遅延がシステムの処理能力に悪い影響を及ぼす。複数のユー ザ・デバイス１４が１つの０Ｍ１２により対応されている場合に特に悪影響が出 る。上述のデータ・メソセージ化プロトコルはデータ通信の分野では広く用いら れているので、特定のユーザ・デバイス１４に関連して、無線伝送パケットが失 われたり、理解不能になったり、あるいは遅延されても、共通の０Ｍ１２により 対応される他のデバイス１４群に対するサービスが妨害されない方法を提供する ことはきわめて有用である。
図面の簡単な説明 第１図は、−例のＲＦパケット伝送システムのブロック図である。
第２図は、第１図に示されるＵＭまたはＣＭのブロック図である。
第３図は、データ・ストリームと複数のデータ・パケットとの間の対応関係を示 す。
第４図は、データ・パケットと無線伝送パケットとの間の対応関係を示す。
第５図は、第４図に示されるパケット・ヘッダに含まれる情報を示す。
第６図は、第４図に示されるリアセンブリ・ヘッダに含まれる情報を示す。
第７図は、第６図に示されるプロトコル・フィールドに含まれる情報を示す。
第８図は、０Ｍ１２がユーザ・デバイス１４からデータ・パケットを受け取ると きに第２図のマイクロプロセッサ１３により実行される段階の流れ図である。
第９図は、０Ｍ１２のアドレス表である。
第１０図は、パケット・シーケンス番号表である。
第１１図は、ＣＭＩＯが０Ｍ１２から追加メツセージ（ＡＤＤ　ＭＥＳＳＡＧＥ ）コマンドを受け取るときに第２図のマイクロプロセッサ１３により実行される 段階の流れ図である。
第１２図は、ＣＭＩＯのアドレス表である。
第１３図は、ＣＭＩＯがパケット・データ・ネットワ−り１８からデータ・パケ ットを受け取るときに第２図のマイクロプロセッサ１３により実行される段階の 流れ図である。
第１４図は、ＣＭＩＯまたは０Ｍ１２により送信肯定応答または送信パケット寿 命タイマの期間終了を受け取るときに第２図のマイクロプロセッサ１３により実 行される段第１５図は、伝送パケットの受信時に、ＣＭＩＯまたは０Ｍ１２のマ イクロプロセッサ１３により実行される段階の流れ図である。
第１６図は、シーケンス・タイマの期間終了時に第２図のマイクロプロセッサ１ ３により実行される段階の流れ図簡単に述べると本発明は、無線妨害がある無線 チャンネル上でのパケット送信が行われて、そのためにデータ・ストリームの順 序に誤りが起こっても、異なる発信元デバイスにより生成され、データ・ストリ ームとして並べられた複数のデータ・パケットの順序関係を維持するための方法 および装置である。方法の段階および装置構造は、データ・ストリーム内から発 信元デバイス識別情報の機能としてデータ・パケットを識別し、識別されたデー タ・パケットに関してデータ・パケット・シーケンス情報を生成し、そのデータ ・パケット・シーケンス情報に対応する値をメモリに記憶し、データ・パケット と、発信元デバイス識別情報とデータ・パケット・シーケンス情報とを、第１端 未発信元デバイスおよびデータ・パケット・シーケンス情報を有する前記の第２ 端末に送信するために提供される。第２端末において、方法の段階および装置構 造は、前記第１端末の送信を受信し、第２端末メモリから第１端末のデータ・パ ケット・シーケンス情報を第１端未発信元デバイス識別情報の機能として取り出 し、取り出したデータ・パケット・シーケンス情報を受信したデータ・パケット ・シーケンス情報と比較するために提供される。比較の結果、シーケンス情報の シーケンス番号が一致するときは、受信されたデータ・パケットが更なる処理の ための送り出され、シーケンス番号が一致しないときは、シーケンス情報により 決定された順序に記憶される。
好適な実施例の詳細説明 本発明の特定の実施例を説明する前に、初歩的な概要を説明することが読者の理 解の助けになると思われる。受信されたデータ・パケットを特定のユーザ・デバ イス１４のアドレスに関するアドレス可能性の階層によりメモリ内にアドレスで きるようにする本発明により、ＲＦパケット送信システムでパケットを処理する ことに関して特定された問題点は少なくなる。開示されたメモリ・マツピングに より、ユーザ・デバイス毎にデータ・ストリームの再構築を行うことができるの で、複数のユーザ・デバイスの１つに関して、無線伝送パケットが失われたり、 理解不能であったり、遅延されたりしても、共通の０Ｍ１２により対応される他 のデバイス群に対するサービスが妨害されない。
第２図には、０Ｍ１２またはＣＭｌｏの典型的なブロック図が示される。通信コ ントローラｌｌには、読み込み専用メモリ　（ＲＯＭ）１５．ランダム・アクセ ス・メモリ（ＲＡＭ）１７．シリアル・インターフェース・デバイス１９および ネットワーク・インターフェース２１と接続されたマイクロプロセッサ１３が含 まれる。シリアル・インターフェース・デバイス１９は、適切なレジスタおよび ライン・ドライバにより構成されて、通信バス２９によりＵＭに接続された端末 デバイス２４との通信を行う。好適な実施例では、インターフェース・デバイス １９はＲ５２３２インターフエースであり、シリアル・バス２９はＲ５２３２バ スであり、Ｉ１０デバイス２４はシリアルＩ１０機能を持つことができる既知の 非同期Ｒ５２３２端末の任意のものでよい。図では恒久的な接続として示されて いるが、端末デバイス２４は、０Ｍ１２との直接的Ｉ１０を必要とする種々の管 理および保守動作の間、図示されるように接続されているに過ぎない。ネットワ ーク・インターフェース２１は、適切なレジスタおよびライン・ドライバで構成 され、ネットワーク・インターフェース（ＮＩ）バス１６により接続された複数 の周辺装置と通信を行う。
第２図の物理構造によると、双方向ＲＦ無線機２８．イーサネットＩ１０デバイ ス３０およびトークン・リングエ１０デバイス３２＆含む複数の周辺装置が０Ｍ １２とインターフェースされている。各周辺機器２８〜３２は、ＮＩババスイン ターフェース３６，３８．４０をそれぞれ有する。これらのインターフェースは 、ＮＩババス６上での通信を行うために必要なレジスタとライン・ドライバを提 供し、集積装置内にリソースがない場合には、さらにマイクロプロセッサ、ＲＡ ＭおよびＲＯＭを含む。
図示されるように、無線機２８は、第１図に示される０Ｍ１２とＣＭＩＯとの間 のＲＦ通信のための１つ以上のアンテナ４４を有する。前述のように、無線情報 は第３図に関連して説明される伝送パケットを介して通信される。さらに続ける と、イーサネノトエ／○デバイス３０は、ワイヤ４６により従来のイーサネット ・ボートに結合される。
同様に、トークン・リングＩ１０デバイス３２は、ワイヤ４８により従来のトー クン・リング・ネットワークに結合される。図示された周辺機器は単に、実質的 に任意の種類のパケット化された情報を適切な入力／出力デバイスにより０Ｍ１ ２に結合することができることを表しているに過ぎない。
好適な実施例では、通信用コントローラ１１を介して種々の周辺機器を共に接続 するＮｌバス１６が示されるが、Ｎｌバス１６は時分割多重（ＴＤＭ）バス、双 方向バスまたはパケット・スイッチで置き換えることができることは当業社には 理解頂けよう。
前述のように、第３図はデータ・ストリーム３００と複数の多重化されたデータ ・パケット３１０との間の対応関係を示す。図示されるように、データ・ストリ ーム３００は、１からＮと番号をつけられたデータ・パケット３１０によって構 成される。各データ・パケットは、宛先アドレス、発信元アドレスおよび発信元 デバイス・メソセージ情報により構成される。
第４図は、ＣＭＩＯとＵＭ１２群との間でＲＦチャンネル上に送信される伝送パ ケット４００を示す。このフォーマットは、パケット・プレアンブル情報４０２ ．パケット・ヘッダ４０４およびリアセンブリ・ヘッダ４０６と、データ・パケ ット３１０を含むデータ・フィールド４０８とで構成される制御情報の送信を図 示する。パケット・プレアンブル４０２は、無線４２！２８の同期のために設け られる。
パケット・ヘッダ４０４とリアセンブリ・ヘッダ４０６については、以下にさら に詳細に説明する。
第５図は、第４図に示されるパケット・ヘッダ内に含まれる情報を図示する。パ ケット・ヘッダには、仮想回路識別フィールド（Ｖ　ＣＩ　Ｄ　：　ｖｉｒｔｕ ａｌ　ｃｉｒｃｕｉｔｉｄｅｎｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ）　５１０　、パケット長 情報５２０．宛先情報５３０および妥当性情報５４０が含まれる。ＶＣＩＤフィ ールド５１０には、ＵＭまたはＣＭに含まれる仮想回路レジスタを特定する情報 が含まれる。仮想回路レジスタは、待行列制御ブロックを指示またはアドレスし 、このブロックが読み書きパケット記述子を指示し、この記述子が追加パケット 記述子および読み書きバッファ記述子を指示することができる。バッファ記述子 はそれぞれ、書き込みバッファと、次の読み書きバッファ記述子とを指示して、 それにより受信された伝送バケット４００のデータ・フィールド４０８がどのバ ッファ位置に記憶されるかを定義するアドレスのリンク・リストを形成する。パ ケット長フィールド５２０は、関連のパケットの長さに関する情報を送る。
宛先情報フィールド５３０には、０Ｍ１２またはＣＭＩＯに関する宛先デバイス ・アドレス情報が含まれる。妥当性情報フィールド５４０には、巡回冗長検査（ ＣＲＣ：Ｃｙｃｌｉｃ　Ｒｅｄｕｎｄａｎｃｙ　Ｃｈｅｃｋ）データ精度計算の ためのデータが含まれる。
第６図は、第４図の伝送バケットのリアセンブリ・ヘッダに含まれる情報を図示 する。リアセンブリ・ヘッダには故意に、発信元論理ユニット識別（Ｌ　Ｕ　Ｉ 　Ｄ　：　ｓｏｕｒｃｅｌｏｇｉｃａｌ　ｕｎｉｔ　１ｄｅｎｔｉｆｉｃａｔｉ ｏｎ）フィールド６１ｏ、バケット識別フィールド６２０．シーケンス番号フィ ールド６３０、総フラグメント・フィールド６４０．フラグメント番号フィール ド６５０．総パケット長フィールド６６０およびプロトコル・フィールド６７０ が含まれる。発信元ＬＵＩＤフィールド６１０は、０Ｍ１２の論理ユニット識別 を定義する。好適な実施例により、発信元ＬＵＩＤはＣＭｌｏによってＣＭＩＯ のサービス地域内の各ＵＭ１２に割り当てられる。プロトコル・フィールド６７ ０は一部は第１図のマイクロプロセッサ１３により用いられて、データ・ストリ ームが回復されると正しいパケット順序を維持するために用いられる。これにっ ゛いては下記に説明する。
発信元ＬＵＩＤフィールド６１０とプロトコル・フィールド６７０のみが、本発 明にとって重要なリアセンブリ・ヘッダ内のフィールドであるので、残りのフィ ールドの説明はここでは行わない。
第７図は、第６図に示されるリアセンブリ・パケットのプロトコル・フィールド に含まれる情報を示す。図示されるように、プロトコル・フィールドは、ブロー ドキャスト・フィールド７１０．端末ＩＤフィールド７２ｏ、データ・ストリー ム・シーケンス番号７３０および宛先サービス・アクセス・ポイント　（Ｄ　Ｓ 　Ａ　Ｐ　：　Ｄｅｓｔｉｎａｔｉｏｎ　５ｅｒｖｉｃｅＡｃｃｅｓｓ　Ｐｏ１ ｎｔ）フィールド７４０によって構成される。
追加フィールド７５０は、将来の使用のために確保されている。
ブロードキャスト・フィールド７１０は、ＣＭがらＵＭへの送信に用いられる。
受信されたパケットがブロードキャスト・タイプのものであると、ブロードキャ スト・フィールドが論理１にセントされ、そうでない場合は論理０になり、それ を非ブロードキャスト・タイプのパケットとして識別する。ブロードキャスト・ タイプのパケットはＣＭｌｏにより設けられるカバレージ地域内にあるすべての 端末デバイス１４により受信および処理される。一方、非ブロードキャスト・タ イプのパケットは、ＣＭＩＯのカバレージ地域内にある特に識別された端末１４ によって受信されるようになっている。
端末ＩＤフィールド７２０は、応対する０Ｍ１２が新たにインストールされた端 末デバイス１４がらデータ・パケットを初めて受信するときに０Ｍ１２によって 割り当てられる値を記憶する。その後、端末デバイス１４は、この端末ＩＤによ って識別される。
ストリーム・シーケンス番号フィールド７３０は、ＵＭ群１２とＣＭＩＯとによ って、受信されたデータ・パケットの順序を決定するために同様に用いられる番 号を記憶し、それにより共通の発信点に関する順序関係を維持する。このフィー ルドのサイズは、この機能を行うために必要な任意のビット数ｎとすることがで きる点を理解されたい。好適な実施例では、ストリーム・シーケンス番号フィー ルド７３０は、２°個のシーケンス番号の範囲に対応するｎビットのフィールド である。好適な実施例では、ｎは６であり、０ないし６３のシーケンス番号の範 囲に対応する。
ＤＳＡＰフィールド７４０は、受信されたパケットがシステム・サービスのため であるのが、ＬＡＮアプリケージ３ンのためであるのかを知らせる。これにより 、受信されたパケットのそれぞれが正しい用途に適切に送られて、さらに処理を 受けることができるようになる。
本件の残りの部分は、マイクロプロセッサ１３の制御および第２図のＲＯＭ１５ に記憶されたプログラム命令セットの管理のもと、さらに第４図ないし第７図の フィールド群に記憶された情報により、第３図の元のデータ・ストリーム３００ 内に見られる元のデータ・バケツ）３１０の共通点の順序関係を識別し維持する ことに関する作業を、その後の無線送信のために起こる順序の誤りがあっても、 第１図のＵＭ群１２とＣＭＩＯとがどのように行うかという説明に向けられる。
第８図は、ＵＭ１２群が端末デバイス群１４がらデータ・ハケノｌ−３１０を受 信するときに、マイクロプロセッサ１３により実行される段階の流れ図である。
流れは開始ブロック８００から始まり、０Ｍ１２がデータ・パケット３１０を受 信するといつでもブロック８０２に進む。ブロック８０２から流れはブロック８ ０４に進シ、ここでバケット３１０内の発信元アドレスと宛先アドレスとが読み 込まれる。好適な実施例では、発信元アト１／スは発信元の端末デバイス１４に 割り当てられた独自のＩ　ＥＥＥイーサネットアドレスである。宛先アドレスは 、パケット３１０を受信しようとするデバイスのＩ　Ｅ　Ｅ　Ｅイーサネット・ アドレスである。
流れは、意志決定ブ１コック８０６に進み、ここでビット・ステータス・チェッ クが実行されて、受信されたパケットがブロードキャスト・タイプのパケットと して送信される（ＣＭＩＯにより応対されるすべてのｔＪ　Ｍに送られる）が否 かが判断される。ブロードキャスト・タイプのパケットであるとすると、流れは ブロック８２８に進み、ここで第４図および第６図のリアセンブリ・ヘッダが構 築される。
パケットが非ブロードキャスト・タイプのパケットである場合は、流れはブロッ ク８０６からブロック８０８に進み、ここで０Ｍ１２に接続される端末１４のそ れぞれについて入力項目を保持するＲＡＭ１７内のアドレス表が検索されて受信 されたパケットの宛先アドレスを捜す。意志決定ブロック８１．０では、宛先ア ドレスが見つかったが否かのチェックが行われる。見っがすな場合は、パケット は廃棄されて、プログラムの流れは止まる。これは宛先デバイスがＵＭに接続さ れていて、ワイヤ１６を通じてパケットを受信することができると推定されるた めである。
宛先デバイス・アドレスが見つからない場合は、流れはブロック８１２に進み、 ここでＲＡＭ１７内のアドレス表が検索されて端末デバイス発信元アドレスを捜 す。次に意志決定’７’　０ツク８１４で、発信元アドレスがＲＡＭ１７のアド レス表内で見っがったが否がを判断するためのチェックが行われる。見つかった 場合は、流れはブロック８２８に進み、ここで第４図および第６図のリアセンブ リ・ヘッダが構築される。見つからない場合は、新たな入力項目をＲＡＭ１７ア ドレス表に作って、この端末デバイス１４を０Ｍ１２に対しては以前は未知のも のであったと識別しなければならない。
流れはブロック８１６に進み、ここでパケット発信元アドレスがＲＡＭ１７のア ドレス表に記憶される。以後これを表１と呼び、第９図に図示する。第９図は、 発信元アドレス・フィールド内の発信元アドレスの記憶領域と、端末ＩＤフィー ルド内の端末ＩＤの記憶領域とを示す。前述のように、発信元アドレスは、受信 されたパケットから読み出される。このように、新しい端末アドレスＥが表１に 記憶される。端末ＩＤは、以下に説明するように割り当てられる。
第８図に戻ると、流れはブロック８１６がらブロック８１８に進み、ここで第１ 図のマイクロプロセッサ１３は、ＲＡ　Ｍ　１７のシーケンス番号表を検索して 未使用の入力項目の列を捜す。シーケンス番号表−一これを以後表２と呼ぶｍ− は、第１０図に示される。第１０図では、表２の列４が次の未使用の列であるこ とがわがる。そのために、第８図のブロック８２０，８２２では、表２の列のイ ンデックス番号４が、発信元アドレスＥの端末ＩＤフィールドに書き込まれ、そ れが発信元アドレス表１がらシーケンス番号表２へのポインタ（指標）となる。
以後、表２の列４が、ユーザ・デバイスＥから受信されたデータ・パケットのシ ーケンス番号を追跡するために用いられる。
これは表２に示されるように入力項目を更新することによって行う。第１０図で は、表２は、シーケンス情報入力項目：Ｖ　（ｓ）　、ウィンドウ下限、Ｔｘウ ィンドウ・マツプ、Ｖ　（ｒ）、Ｒｘウィンドウ・マツプおよびＲｘウィンドウ 待行列ポインタによって構成される。これらの表の入力項目は一括して、特定の 端末ＩＤに関連する送信および受信の両方のデータ・ストリームのパケット順序 を維持するのに必要な情報を含む。各入力項目の目的と定義は次のとおりである 。
Ｖ　（ｓ）は、ユーザ・デバイス・ストリームに関して次の送信パケットに割り 当てられる送信シーケンス番号（０〜Ｎ）である。
ウィンドウ下限は、特定のデバイス・ストリーム内の最も古い肯定応答されてい ない送信バケットに割り当てられたシーケンス番号である。肯定応答されていな いパケットが特にない場合は、このフィールドはＶ　（ｓ）と等しい。
Ｔｘウィンドウ・マツプは、パケットが順序が狂って肯定応答された場合に送信 ウィンドウを管理するために用いられるビットが割り当てられた構造である。デ バイスのストリーム内のパケットが肯定応答されて、そのストリーム・シーケン ス番号がウィンドウ下限よりも大きい場合は、ウィンドウ下限に関してパケット のシーケンス番号に対応するマツプ構造内にビットがセットされる。ウィンドウ 下限に対応するパケットが最終的に肯定応答されたり、時間切れになると、この マツプ構造を用いて、ウィンドウ下限をどれだけ進めるかを決める。
Ｖ　（ｒ）は、特定の端末ＩＤに関して次に受信されるパケットに予測されるシ ーケンス番号（０〜６３）である。
パケットがこの端末ＩＤに関して到着して、そのシーケンス番号がＶ　（ｒ）と 等しくない場合は、そのパケットは、Ｖ　（ｒ）＋１がらＶ　（ｒ）＋　（２° −２１）までの有効ウィンドウ内にある間は待行列に入れられる。
Ｒｘウィンドウ・マツプは、パケットの順序が狂って受信されるときに受信ウィ ンドウを管理するために用いられるビットが割り当てられた構造である。そのシ ーケンス番号がＶ　（ｒ）ではなく、有効受信ウィンドウ内にあるパケットが受 信されると、Ｖ　（ｒ）に関してパケットのシーケンス番号に対応するマツプ構 造内にビットがセットされる。
このようなパケットは、ＬＡＮアプリケーションに送信するために待行列に入れ られる。Ｖ　（ｒ）に対応するパケットが到着するが、時間切れになると、マツ プ構造を用いてどれだけＶ　（ｒ）を進めるかを決める。
Ｒｘウィンドウ待行列ポインタは、その後の送信のために待行列に入れられた被 受信パケットのリンクされたリストに対するポインタである。パケットは、シー ケンス番号の順にこの待行列に入れられる。
本発明では、順序が狂ったパケットは次のように処理される二 １）受信されたパケットのシーケンス番号Ｎ　（ｒ）がＶ（ｒ）＋１からＶ　（ ｒ）＋　（２”−２−１）の範囲にある場合は、パケットはＲＸウィンドウ待行 列に入れられて、適切なビットがＲＸウィンドウ・マツプにセットされる。
２）受信されたパケットのシーケンス番号Ｎ　（ｒ）がＶ（ｒ）＋　（２°−２ ）からＶ　（ｒ）＋　（２”−２−１）の範囲にあり、ＲＸウィンドウ待行列が 空の場合は、Ｖ　（ｒ）はＮ　（ｒ）＋１まで進められて、パケットが送られる 。
３）その他の場合にはすべて、パケットは放棄される。
第８図に戻ると、流れはブロック８２２からブロック８２４に進み、ここで表２ の新たに割り当てられた列４が初期化される。その後、ブロック８２６で、ＵＭ に対して追加メツセージ（ＡＤＤ　ＭＥＳＳＡＧＥ）をＣＭｌｏに送るよう命令 が与えられ、ＣＭが発信元アドレスＥを有する新たに識別された端末デバイスか らパケットを受信できるようにする。
次に流れはブロック８２８に進み、ここで第４図および第６図のリアセンブリ・ ヘッダが受信されたパケットのために構築される。好適な実施例では、０Ｍ１２ のＬＵＩＤが第６図の発信元ＬＵＩＤフィールド６１０に入れられて、との０Ｍ １２がパケットを送信したかを識別する。第７図のプロトコル・フィールド内で 、ブロードキャスト・フィールド７１０のステータスが、ブロック８０６の決定 に基づいてセットされる。端末ＩＤフィールド７２０には、表１から適切な端末 ｒＤが与えられる。ストリーム・シーケンス番号フィールド７３０またはＮ（ｓ ）は、表２に記憶されるＶ　（ｓ）の現在値を受信する。最後に、パケットは受 信時に受信側のデバイスＣＭＩＯにより処理されるか、あるいはその代わりに、 パケット・データ・ネットワーク１８に送られてさらに処理されるかによって、 ＤＳＡＰフィールド７４０ステータスがセットされる。
次にブロック８３０で、表２に記憶されるＶ　（ｓ）値が増分される。その後流 れはブロック８３２に進み、ここで第４図に図示される伝送パケット４００が構 築される。ブロック８３４で、送信寿命タイマが始動されて、伝送パケット４０ ０はブロック８３６でＣＭＩＯに送信される。
次に第１１図では、第８図のステップ８２６による追加メソセージの受信に応答 してＣＭＩＯのマイクロプロセッサ１３により実行される段階の流れ図が示され る。ＵＭＩ２により送信される通常の追加メツセージは、０Ｍ１２ＬＵＩＤ、新 しい端末デバイス１４の発信元アドレスおよび新たな端末デバイス１４のために 送信側ＵＭ１２により割り当てられた端末ＩＤによって構成される。
流れは開始ブロック１１００から始まって、ブロック１１０２に進み、ここでＣ ＭＩＯが追加メツセージを受け取る。流れはブロック】１０４に進み、ここでＵ ＭのＬＵＩＤ１全ＩＤアドレスと端末ＩＤが読み込まれる。次にブロック１１０ ６で、第１２図に示され、以下衣３と呼ばれるＲＡＭ１７のアドレス表が検索さ れて端末デバイス１４の発信元アドレスを捜す。
意志決定ブロック１１０８で、発信元アドレスが見つかったか否かを判断するた めのチェックが実行される。見つからなかったとすると、流れはブロック１１１ ０に進み、ここで発信元アドレス、端末ＩＤおよびＬＵＩＤが表３に記憶されて 、ブロック１１０２で追加メツセージ内で受信された発信元アドレス、端末ＩＤ およびＬＵＩＤにより識別される新しい端末デバイス１４を登録する。次に、ブ ロック１１１２で、端末ＩＤを用いてＣＭＩＯのＲＡＭ１７に記憶されているシ ーケンス番号表内にインデックスをつける。ＣＭＩＯのシーケンス番号表は、第 １０図で前述した表２と等しい。従って、表２の各列は、次の入力項目：Ｖ　（ ｓ）　、ウィンドウ下限、Ｔｘウィンドウ・マツプ、■（ｒ）、Ｒｘウィンドウ ・マツプおよびＲｘウィンドウ待行列ポインタによって構成され、これらは一括 して、発信元アドレス、ＬＵＩＤおよび端末ＩＤの機能として送信データ・スト リームおよび受信データ・ストリームの両方のパケットの順番を維持するのに必 要な情報を含む。
流れはブロック１１１２から１１１４に進み、ここでインデックスをつけた表２ の列が初期化される。ブロック１１１６で、追加メソセージの受信に肯定応答が なされる。
第１３図は、ＣＭＩＯがパケット・データ・ネットワーク１８からデータ・パケ ットを受信するときに、第２図のマイクロプロセッサ１３により実行される段階 の流れ図である。流れは開始ブロック１３００がら始まって、ｃＭｌｏが第１図 のパケット・データ・ネットワーク１８からデータ・パケット３１０を受け取る といつでもブロック１３０２に進む。流れはブロック１３ｏ２から１３０４に進 み、ここでパケット３１０内の宛先アドレスが読み込まれる。
好適な実施例では、宛先アドレスはパケット３１ｏを受信しようとするデバイス のＩ　ＥＥＥイーサネット・アドレスである。
流れは意志決定ブロック１３ｏ６に進み、ここで、受信されたパケットがブロー ドキャスト・タイプのパケットとして送信されるか、すなわちＣＭＩＯによって 応対されるすべてのＵＭにより受信され記憶されるが否かを判断するためのビッ ト・ステータスチェックが実行される。ブロードキャスト・タイプのパケットと すると、流れはブロック１３２８に進み、ここで第８図のステップ８２８の説明 に従ってリアセンブリ・ヘッダが構築される。
パケットが非ブロードキャスト・タイプのパケットの場合は、流れはブロック１ ３０６からブロック１３ｏ８に進み、ここでアドレスまたはＣＭＩＯの表３が検 索されてパケットの宛先アドレスを捜す。
意志決定ブロック１３１０では、宛先アドレスが見っがったか否かを判断するた めのチェックが実行される。見つからないとすると、そのパケットは廃棄されて 、プログラムの流れは止まる。これは宛先デバイスが未知のものであるか、ある いはチャンネル２ｏに接続されていてＣＭＩＯの介入なしにパケットを受信する ことができると推定されるためである。しかし、宛先デバイス・アドレスが見つ かった場合は、流れはブロック１３２８に進み、ここで第４図および第６図のリ アセンブリ・ヘッダが、第８図のステップ８２８の説明に従って構築される。
次にブロック１３３０で、シーケンス番号表またはＣＭｌｏの表２に記憶される Ｖ　（ｓ）値が増分される。次に流れはブロック１３３２に進み、ここで第４図 に示される送信パケット４００が構築される。ブロック１３３４で送信パケット 寿命タイマが始動されて、伝送パケット４ｏｏはブロック１３３６で０Ｍ１２に 送信される。
次に、第１４図には、送信が成功裡に終了したことが受信されるか、あるいはパ ケット寿命タイマにより指定された時間内に送信が成功しなかったことが受信さ れると、ＣＭＩＯのマイクロプロセッサ１３または０Ｍ１２のマイクロプロセッ サ１３により実行される段階の流れ図が示される。
流れは開始ブロック１４００に始まって、ブロック１４０２に進み、ここでパケ ット寿命タイマが停止される。流れはブロック１４ｏ４に進み、ここでパケット 追跡用に確保されていたすべてのメモリ・リソースが放棄される。次に、意志決 定ブロック１４０６で、シーケンス番号Ｎ　（ｓ）が下限より大きいか否かを判 断するためのチェックが実行される。下限より大きい場合は、流れはブロック１ ４０８に進み、ここで送信ウィンドウ（Ｔｘウィンドウ）ビット・マツプ内の適 切なビットがセットされて、このパケットの送信プロセスが終了したことを知ら せる。これで、プロセスの流れは終了する。
Ｎ　（ｓ）がウィンドウ下限より大きくない場合は、流れは意志決定ブロック１ ４０６から意志決定ブロック１４１０に進み、ここでＮ　（ｓ）がウィンドウ下 限と等しいか否かを判断するためのチェックが実行される。等しくない場合は、 誤った更新と推定され、プロセスの流れは終了する。
しかしＮ　（ｓ）がウィンドウ下限と等しい場合は、流れはブロック１４１２． １４１４に進み、ここでウィンドウ下限が増分されて、Ｔｘウィンドウ・ビット ・マツプが更新されてウィンドウ下限の変更を知らせる。その後流れは意志決定 ブロック１４１６に進み、ここでウィンドウ下限によりインデックスをつけられ たＴｘウィンドウ・マツプ・ビットが１に等しい（セットされている）か否かを 判断するためのチェックが実行される。等しくない場合は、流れは終了する。こ れはウィンドウ下限が送信ストリーム内の最も古い肯定応答されていないパケッ トを指していると推定されるためである。しかし、ウィンドウ下限によりインデ ックスをつけられたＴｘウィンドウ・マツプ・ビット・ステータスが１に等しい 場合は、流れはブロック１４１４に戻る。ここでウィンドウ下限が送信データ・ ストリーム内の最も古い肯定応答されていないパケットを指し示すまで、このプ ロセスが繰り返される。
次に第１５図には、伝送パケット４ｏｏの受信時にＣＭｌｏのマイクロプロセッ サ１３または０Ｍ１２のマイクロプロセッサ１３により実行される段階の流れ図 が示される。
流れは開始ブロック１５００から始まり、伝送パケット４００を受信するとブロ ック１５ｏ２に進む。次にブロック１５０４で、０Ｍ１２のＬＵＩＤすなわち第 ６図の発信元ＬＵＩＤ６１０．第７図のブロードキャスト・フィールド７１０ス テータス、端末ＩＤフィールド７２０およびストリーム・シーケンス番号７３０ が読み込まれる。意志決定ブロック１５０６で、受信された伝送バヶッｌ−４０ ０がブロードキャスト・タイプのパケットであるか否がを判断するためのチェッ クが、ブロードキャスト・フィールド・ステータスで実行される。ブロードキャ スト・タイプとすると、流れは意志決定ブロック１５０８に進み、ここでこれが ０Ｍ１２またはＣＭＩＯにより初めて受信されたブロードキャスト・タイプのパ ケットであるか否かを判断するためのチェックが実行される。初めてのブロード キャスト・タイプである場合は、ブロック１５１ｏで、ブロードキャスト・タイ プのパケットを追跡するために特に確保されていた列の表２のシーケンス番号値 Ｖ　（ｒ）が、初めて受信されたブロードキャスト・タイプの伝送パケットのシ ーケンス番号値であるＮ　（ｒ）にセットされる。
受信された伝送パケットがブロードキャスト・タイプのパケットでない場合、あ るいは受信された伝送パケットが０Ｍ１２またはＣＭＩＯにより初めて受信され たブロードキャスト・タイプのパケットではない場合、流れはブロック１５１２ に進み、ここで表２が検索されて、表２に発信元ＬＵＩＤおよび端末ＩＤにより インデックスをつけることによりパケットの予想されるシーケンス番号Ｖ　（ｒ ）を捜す。
意志決定ブロック１５１４で、予想されるシーケンス番号値Ｖ　（ｒ）がブロッ ク１５０２．１５０４で受信され読み込まれたシーケンス番号Ｎ　（ｒ）と等し いか否がを判断するためのチェックが実行される。Ｖ　（ｒ）　＝Ｎ　（ｒ）の 場合は、伝送パケット４ｏｏは正しい順序で受信されている。その結果、流れは ブロック１５１６に進み、ここで受信された伝送パケット４ｏｏ内のデータは、 第７図に関して説明されたようにＤＳＡＰフィールド７４０内の命令に従って適 切なアプリケーションに送られる。その後ステップ１５１８で、表２のＶ　（ｒ ）値が増分されて、次に受信される送信パケットの予想されるシーケンス番号を 知らせる。ブロック１５２０で受信（ＲＸ）ウィンドウ・マツプが更新されて伝 送パケットの受信を知らせる。
次に流れは意志決定ブロック１５２２に進み、ここで以前に受信された順序が狂 ったパケットを今度は適切なアプリケーションに送るが否かを判断するためのチ ェックが実行される。このとき、ブロック１５１８で決定された増分されたＶ　 （ｒ）値に等しいシーケンス番号を有する発信元ＬＵＩＤおよび端末ＩＤにより 識別されたストリームと関連する以前に受信されたパケットが現在メモリに記憶 されているか判断するためのチェックが行われる。記憶されている場合は、流れ はブロック１５１６に戻り、ここでこのような順序が狂ったパケットがメモリに 残らなくなるまでこのプロセスが反復される。メモリにこのようなパケットが残 らなくなると、プロセスの流れは終了して、次の伝送パケット４００の受信に備 える。
ブロック１５１４に注意を向けると、予想されるシーケンス番号Ｖ　（ｒ）が伝 送パケット４００のシーケンス番号Ｎ　（ｒ）に等しくない場合、流れは意志決 定ブロック１５２４に進み、ここでシーケンス番号Ｎ　（ｒ）の値が受信ウィン ドウ（Ｒｘウィンドウ）により区切られた範囲内にあるか否かを判断するための 試験が行われる。本発明では、シーケンス番号の範囲は０から２ｎ−１である。
ただしｎはシーケンス番号を符号化するために用いられるビット数である。好適 な実施例では、ｎは６に等しいので、シーケンス番号の範囲はＯないし６３とな る。この範囲内で、Ｒｘウィンドウ・サイズは、Ｖ　（ｒ）と定義された１６個 の連続したシーケンス番号に次の１５個の連続したシーケンス番号を加えたもの である。
Ｎ　（ｒ）がＶ　（ｒ）よりも大きく、Ｎ　（ｒ）がＶ　（ｒ）＋Ｒｘウィンド ウ・サイズよりも小さいときに、Ｎ　（ｒ）はＲｘウィンドウ内にある。そのた め、Ｎ　（ｒ）がＶ　（ｒ）＋１からＶ　（ｒ）＋　（２’−２−１）の間にあ るとき、Ｎ（ｒ）はＲｘウィンドウ範囲にある。このような条件下で、流れはブ ロック１５２６に進み、ここで、Ｒｘウィンドウ待行列ポインタの指示により、 そのシーケンス番号Ｎ　（ｒ）により決定される順序でパケットに関連するデー タがメモリに記憶される。Ｒｘウィンドウ・ビット・マツプはブロック１５２８ で更新されて、受信されたパケットの記憶領域を記録し、ブロック１５３０でシ ーケンス番号タイマが始動されて、時間切れを防ぐ。
ブロック１５２４に戻ると、シーケンス番号Ｎ　（ｒ）の値がＲｘウィンドウに より定義された値の範囲内にない場合、流れは意志決定ブロック１５３２に進み 、ここでシーケンス番号Ｎ　（ｒ）の値が同期ウィンドウ（ＳＹＮＣＨウィンド ウ）により定義される値の範囲内にあるが否かを判断するためのチェックが実行 される。本発明では、５ＹＮＣＨウインドウは、Ｒｘウィンドウの次の連続する １６のビットによって構成される。Ｎ　（ｒ）がＶ　（ｒ）＋ウィンドウ・サイ ズに等しいかそれよりも大きく、Ｎ　（ｒ）がＶ（ｒ）＋２＊（Ｒｘウィンドウ ・サイズ）より小さく、Ｒｘウィンドウ・ビット・マツプが空のとき、Ｎ　（ｒ ）は５ＹＮＣＨウインドウ内にあると考えられる。そのためＮ（ｒ）がＶ　（ｒ ）　＋　（２′−２）からＶ　（’ｒ）　＋　（２°−１−１）の間にあるとき 、Ｎ　（ｒ）は５ＹＮＣＨウインドウ内にあると考えられる。このような条件下 で、現在のＲｘウィンドウで構成されるすべてのデータ・パケットが失われて、 ＣＭＩＯと０Ｍ１２のＴｘウィンドウおよびＲｘウィンドウはもはや同期してい ないことが知らされる。本発明はＣＭＩＯと０Ｍ１２との間でＲｘ、Ｔｘウィン ドウ・ステータス情報の交換を必要としないので、この条件が起こりうろことは 当業者には理解頂けよう。
再同期を行うために、流れはブロック１５３４に進み、ここで最後に受信された 伝送パケットに関連するデータが適切なアプリケーションに送られる。次に表２ の値Ｖ　（ｒ）がステップ１５３６でＮ　（ｒ）＋１にセットされ、Ｒｘウィン ドウ・ビット・マツプがステップ１５３８で更新されて、予想されるシーケンス 値Ｖ　（ｒ）と次に受信されるシーケンス番号のシーケンス値Ｎ　（ｒ）＋１と の再同期を示し、プロセスの流れは終了して、新しい送信パケットの受信に備え る。
その他の場合はすべて、パケットは認識されていないパケットまたは反復された パケットとして扱われ、いずれの場合にも放棄されて、プロセスの流れはステッ プ１５４゜で終る。
次に第１６図には、第１５図のステップ１５３０のシーケンス番号の時間切れの ときに、ＵＭ１２またはＣＭＩＯのマイクロプロセッサ１３により実行される段 階の流れ図が示される。流れは開始ブロック１６００で始まり、時間切れ表示を 受け取るとブロック１６０２に進む。このような表示があると、流れは意志決定 ブロック１６０４に進み、ここで時間切れになったパケットのシーケンス番号Ｎ 　（ｒ）が、第１５図のステップ１５２８でＲｘウィンドウ・マツプのステータ スによりインデックスをつけられた予想されるシーケンス番号Ｖ　（ｒ）よりも 大きいか否かを判断するための試験が実行される。大きい場合は、流れは意志決 定ブロック１６０６に進み、ここで以前受信された順序が狂ったパケットを今度 は適切なアプリケーションに送るか否かを判断するための試験が行われる。送ろ うとする場合は、流れはブロック１６０８に進む。送らない場合は、流れはブロ ック１６１０に進み、ここでＶ　（ｒ）が増分され、ブロック１６１２でＲｘウ ィンドウ・マツプが更新され、流れは意志決定ブロック１６０４に戻り、ここで Ｎ　（ｒ）がＶ　（ｒ）に等しくなるまでこのプロセスが繰り返される。
Ｎ　（ｒ）とＶ　（ｒ）が等しくなった時点で、流れは意志決定ブロック１６１ ４に進む。意志決定ブロック１６１４で、以前受信された順序が狂ったパケット を今度は適切なアプリケーションに送り処理を行うか否かを判断するための試験 が行われる。送る場合は、ブロック１６１６でデータ・パケットが送り出され、 １６１８でＶ　（ｒ）が増分され、１６２０でＲｘウィンドウ・マツプが更新さ れ、流れはブロック１６１４に戻る。ここでは以前受信されたパケットがすべて 送り出されるまでプロセスが反復される。
第１図 第１６図 フロントページの続き （７２）発明者　口ビンス、カレン・イーアメリカ合衆国イリノイ州レイク・ズ ーリッチ、ノース・レイクウッド・レーン （７２）発明者　イエディナク、マーク・ニーアメリカ合衆国イリノイ州レイク ・ズーリッチ、ウェスト・グランド・アベニュー（７２）発明者　ハミルトン、 アール・リー、ジュニアアメリカ合衆国イリノイ州パラティン、ステユアート・ レーン４３０

Claims (12)

    【特許請求の範囲】
  1. １．複数の発信元デバイスにより生成されて、順序の誤りを招くチャンネル上で 第１端末と第２端末との間で通信されるデータ・ストリーム・データ・パケット の順序関係を維持する方法であって： 発信元デバイス識別情報の機能としてデータ・ストリーム内から来るデータ・パ ケットを識別する段階；識別されたデータ・パケットに関してデータ・パケット ・シーケンス情報を生成する段階； 発信元デバイス識別の機能として、データ・パケット・シーケンス情報に対応す る値をメモリに記憶する段階；データ・パケット，発信元デバイス識別情報およ びパケット・シーケンス情報を、第１端末発信元デバイスとデータ・パケット・ シーケンス情報とを有する前記第２端末に送信する段階； 前記第２端末において、前記第１端末送信を受信する段階； 第１端末発信元デバイス識別情報によりアドレスされると、第２端末メモリから 、第１端末データ・パケット・シーケンス情報を取り出す段階： 取り出したデータ・パケット・シーケンス情報を受信したデータ・パケット・シ ーケンス情報と比較する段階；シーケンス情報のシーケンス番号が一致すると、 受信したデータ・パケットを送り出してさらに処理を行う段階；および シーケンス情報のシーケンス番号が一致しない場合は、受信したデータ・パケッ トの少なくともいくつかを、シーケンス情報により決定された順序に記憶する段 階；によって構成されることを特徴とする方法。
  2. ２．シーケンス情報のシーケンス番号が、Ｖ（ｒ）＋（２ｎ−２）からＶ（ｒ） ＋（２ｎ−１−１）の範囲内で一致するときに、受信したデータ・パケットを送 り出してさらに処理を行う段階； シーケンス情報のシーケンス番号がＶ（ｒ）＋１からＶ（ｒ）＋（２ｎ−２−１ ）の範囲で一致するときに、受信したデータ・パケットを記憶する段階；および シーケンス情報のシーケンス番号が、Ｖ（ｒ）＋（２ｎ−１）より大きく異なる ときに、受信したデータ・パケットを放棄する段階であって、このときＶ（ｒ） は受信されたデータ・パケットに関して予測されるシーケンス番号を表す値であ り、ｎはそのシーケンス番号値Ｖ（ｒ）を符号化するために用いられるビット数 である段階；によってさらに構成される請求項１記載の方法。
  3. ３．汎用マイクロプロセッサで用いられる通信システムコントローラであって： そこに記憶されたコンピュータ・プログラムを有するコンピュータ・プログラム 記憶媒体であって、複数の発信元デバイスにより生成され第１端末と第２端末と の間で通信されるデータ・ストリーム・データ・パケットの順序関係を前記マイ クロプロセッサにより維持するために実行するものであり、前記プログラムが： 発信元デバイス識別情報の機能としてデータ・ストリーム内から来るデータ・パ ケットを識別する手段；識別されたデータ・パケットに関してデータ・パケット ・シーケンス情報を生成する手段； 識別手段と生成手段に関連する第１ランダム・アクセス・メモリ； 前記第１メモリに対して発信元デバイス識別情報をメモリ・アドレス信号として 送る手段； 発信元デバイス識別情報の機能として、データ・パケット・シーケンス情報に対 応する値を前記第１メモリに記憶する手段； 第１ランダム・アクセス・メモリに結合されて、データ・パケット，発信元デバ イス識別情報およびパケット・シーケンス情報を、前記第２端末に送信する送信 機；第１端末送信を受信する手段； 第１端末発信元デバイスとデータ・パケット・シーケンス情報とを有する、受信 手段に結合された第２ランダム・アクセス・メモリ； 第２メモリに結合されて、前記第２メモリが受信された発信元デバイス識別情報 によりアドレスされると、第２メモリから第１端末データ・パケット・シーケン ス情報を取り出す手段； 取り出したデータ・パケット・シーケンス情報のシーケンス番号を、受信したデ ータ・パケット・シーケンス情報のシーケンス番号と比較する手段； 前記比較に応答して、シーケンス情報のシーケンス番号が一致すると、受信した データ・パケットを送り出してさらに処理を行い、シーケンス情報のシーケンス 番号が、Ｖ（ｒ）＋１からＶ（ｒ）＋（２ｎ−２−１）の範囲内で一致するとき に受信したデータ・パケットを記憶し、シーケンス情報のシーケンス番号が、Ｖ （ｒ）＋（２ｎ−２）からＶ（ｒ）＋（２ｎ−１−１）の範囲内で一致するとき に受信したデータ・パケットを送り出してさらに処理を行い、シーケンス情報の シーケンス番号がＶ（ｒ）＋（２ｎ−１）より大きく異なるときに受信したデー タ・パケットを放棄する手段であって、このときＶ（ｒ）は受信されたデータ・ パケットに関して予測されるシーケンス番号を表す値であり、ｎはそのシーケン ス番号値Ｖ（ｒ）を符号化するために用いられるビット数である手段； によって構成されるプログラムをもつ通信システム・コントローラ。
  4. ４．前記プログラムが： 前記第１群の端末発信元デバイスを識別する手段；前記発信元デバイス群のそれ ぞれからデータ・パケットがそれぞれ送信される前に、前記第２端末に対して、 前記発信元デバイス群のそれぞれに関する第１端末発信元デバイス識別情報を送 信する手段； 第２端末メモリに対して、第１端末発信元デバイス識別情報をメモリ・アドレス 信号の機能として与える手段；第２端末メモリ内に、第１端末発信元デバイスお よびパケット・シーケンス番号情報の記憶領域に関する表を、メモリ・アドレス 信号の機能としてマッピングする手段；および 初期化されたメモリ表をアドレスする発信元デバイス識別情報を有する第１端末 送信の受信に先立ち、第２端末メモリのマッピングされた表を初期化する手段； によってさらに構成される請求項３記載の通信システム・コントローラ。
  5. ５．前記プログラムが： 受信された送信が端末に接続されるすべての発信元デバイスに通信されるときを 判定する手段；およびすべての発信元デバイスに通信されるべき送信が以前受信 されたことがない場合に、受信された送信に関するシーケンス番号情報を、シス テムによって維持されるシーケンス番号情報と同期させる手段； によってさらに構成される請求項３記載の通信システム・コントローラ。
  6. ６．前記プログラムが： データ・パケットの順序決定を追跡する手段；送信パケット・リアセンブリ・ヘ ッダを構築する手段：送信パケットを構築する手段；および 送信パケットを送信するために待行列に入れると、パケット・タイマを始動する 手段； によってさらに構成される請求項３記載の通信システム・コントローラ。
  7. ７．パケット・タイマの時間切れを知らされると、送信ウィンドウ・ビット・マ ップ・ステータスが更新されて、最も古い肯定応答されていない送信パケットを 決定する請求項６記載の通信システム・コントローラ。
  8. ８．受信したデータ・パケットをさらに処理するために送り出す手段が： データ・パケットを適切なアプリケーションに送り出してさらに処理を行う手段 ； 受信ウィンドウ・ビット・マップ・ステータスを更新して前記データ・パケット の受信を知らせる手段；および以前受信された順序が狂ったデータ・パケットを 適切なアプリケーションに送り出すか否かを判断する手段；によって構成される 請求項３記載の通信システム・コントローラ。
  9. ９．シーケンス情報のシーケンス番号がＶ（ｒ）＋１からＶ（ｒ）＋（２ｎ−２ −１）の範囲内で一致するときに、受信したデータ・パケットを記憶する手段が ：受信したデータ・パケットを、データ・パケット・シーケンス情報により決定 された順序でメモリに記憶する手段：受信ウィンドウ・ビット・マップ・ステー タスを更新して、前記データ・パケットの受信を知らせる手段；およびシーケン ス番号タイマを始動する手段：によってさらに構成される請求項３記載の通信シ ステム・コントローラ。
  10. １０．シーケンス番号時間切れが知らされると、記憶されたデータ・パケットが 適切なアプリケーションに送り出される請求項９記載の通信システム・コントロ ーラ。
  11. １１．前記データ・パケット・シーケンス情報が：発信元デバイス識別情報； 発信元デバイスに関して次の送信パケットに割り当てられる送信シーケンス番号 ； 発信元デバイスに関して最も古い肯定応答されていない送信パケットに割り当て られるシーケンス番号値；順序が狂ったと認められたパケットを管理するための 送信ウインドウ・ビット・マップ； メモリに記憶されて、次に受信されることが予想されるパケットのシーケンス番 号を表す受信シーケンス番号；および 順序が狂って受信されたパケットを管理するための受信ウィンドウ・ビット・マ ップ； によって構成される請求項３記載の通信システム・コントローラ。
  12. １２．複数の発信元デバイスにより生成されて、第１端末と第２端末との間で通 信されるデータ・ストリーム・データ・パケットの順序関係を維持するＲＦ通信 システムであって： 前記発信元装置群を識別し、発信元の機能としてデータ・ストリーム内から来る データ・パケットを識別し、識別されたデータ・パケットに関してデータ・パケ ット・シーケンス番号を生成するマイクロプロセッサ；マイクロプロセッサに結 合されて、データ・パケット・シーケンス番号に対応する値を発信元デバイス識 別の機能として記憶するランダム・アクセス・メモリ；マイクロプロセッサによ り制御され、ランダム・アクセス・メモリに結合された送信機であって、データ ・パケット，発信元デバイス識別子およびパケット・シーケンス番号を、第１端 末発信元デバイスとデータ・パケット・シーケンス番号情報とを有する前記第２ 端末に送信する送信機； を有する前記第１端末； 第１端末送信を受信する受信機； 受信機に結合されて、第１端末データ・パケット・シーケンス番号情報に対応す る値の表を記憶するランダム・アクセス・メモリ；および 受信機およびランダム・アクセス・メモリに結合されたマイクロプロセッサであ って、前記メモリが発信元デバイス識別によりアドレスされると、第１端末デー タ・パケット・シーケンス番号情報を前記ランダム・アクセス・メモリから取り 出し、取り出したデータ・パケット・シーケンス番号を受信したデータ・パケッ ト・シーケンス番号と比較し、シーケンス情報のシーケンス番号が一致すると受 信したデータ・パケットを更なる処理のためのアプリケーションに送り出し、シ ーケンス情報のシーケンス番号がＶ（ｒ）＋１からＶ（ｒ）＋（２ｎ−２−１） の範囲内で一致すると受信したデータ・パケットを記憶し、シーケンス情報のシ ーケンス番号がＶ（ｒ）＋（２ｎ−２）からＶ（ｒ）＋（２ｎ−１−１）の範囲 内で一致すると受信したデータ・パケットを更なる処理のためのアプリケーショ ンに送り出し、シーケンス情報のシーケンス番号がＶ（ｒ）＋（２ｎ−１）より 大きく異なるときに受信したデータ・パケットを放棄するマイクロプロセッサで あって、このときＶ（ｒ）は受信されたデータ・パケットに関して予測されるシ ーケンス番号を表す値であり、ｎは用いられるビット数であるマイクロプロセッ サ； を有する前記第２端末； によって構成されることを特徴とする通信システム。
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