JPH0652900B2 - マルチマスター通信バス - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 産業上の利用分野 本発明は、一般に、相互接続されたコンピュータ及び他
の装置で構成される通信回路網に係る。特に、本発明
は、多数の通信ステーション即ちノード(節点)が共通の
通信バスに接続されているようなローカルエリア回路網
に係る。

従来の技術 コンピュータ及び他の装置を交互接続するためのこの一
般形式の回路網は、次第に普及されて来ている。このよ
うな回路網を設計する上の主たる目的は、個々の装置も
しくはノードがメッセージ及び情報を互いに都合良く送
信できるようにすることである。多数の装置について考
えられるあらゆる対間にコストのかかる相互接続部を設
ける代りに、単一の通信路が使用される。

このような装置の１つが別の装置に情報を送る時には、
メッセージがバスに伝送され、このメッセージの送り先
となる装置によって読み取られる。この形式の回路網を
設計する際の１つの主な問題は、バスの使用に対する競
合を解消する機構を確立することである。この点につい
ては、２種類の主たる回路設網計がある。その１つは、
競争機構と一般に称されているもので、バスの使用に対
する競合が１組の固定の優先順位に従って解決される。
バスニ繋がれた２つのノードが同時もしくはほゞ同時に
送信を試みた場合、例えば、ノードの物理的な位置によ
って優先順位が決定され、バスの一端に最も近いノード
が最初に送信を行なう。このような競争形式の１つの公
知回路網システムが「Ethernet」という名前で知られて
おり、Metcalfe氏等の米国特許第４，０６３，２２０号
に開示されている。

他の主たる形式の回路網では、或る種の時間スロット割
り当て機構が使用され、各々のノードには、バスに送信
を行なえる時間スロットが割り当てられる。これらは、
全て基本的には、時分割マルチプレクス機構である。最
も簡単な形式の時間スロット割り当て機構においては、
ノードの割り当てが固定され、このシステムは、全ての
ノードが同様にビジーでない時には、非常に効率の悪い
ものとなる。時間スロットが動的に割り当てられる場合
にも、優先順位について解決すべき問題は依然として残
る。これまで、或る物理的なパラメータをベースとした
固定優先順位のシステムが、この問題を解決する有用な
技術となっている。

時間スロット割り当て機構の選択についてしばしば指示
される別の重要なファクタは、各ノードがデータを送信
する適切な時間スロットを確実に決定できるように、ノ
ードについて或る種の同期をとることが必要とされるこ
とである。これには、バスの或る位置にマスターステー
ションを使用し、実際上「スレーブ」ユニットとなった
他の装置が使用する適当なタイミング信号を発生するこ
とが必要とされる。このようにマスターステーションに
依存することにより、明らかに信頼性の問題が生じる。
というのは、回路網全体の信頼性が１つのマスターステ
ーションによって左右されるからである。

以上の説明から明らかなように、バスのアクセスに対し
て固定の優先順位を使用しないようにすると共に、同期
の目的で単一のマスターステーションを使用しないよう
なローカルエリア回路網が要望される。本発明は、この
要望を満たす。

発明の構成 本発明は、接続されたノードがどれも単一のマスタース
テーションとして機能しないようなマルチマスター通信
バスシステム及びこれに関連した方法に関する。メッセ
ージ送信のタイミング及びシーケンスは、バスに接続さ
れた全てのアクティブ(活性)ノード間で分配されるよう
に働く。或る意味では、全てのノードがマスターステー
ションである。本発明の別の重要な特徴は、或る種のマ
スターステーション又は中央制御ユニットを使用せず
に、メッセージ送信の前に、バスに対するアクセスの競
合が裁定されることである。

簡単に述べると、本発明のバスシステムは、データバス
及び裁定バスを使用しており、各ノードには、全てのタ
イミング及び優先順位決定機能を果たすマルチマスター
バス制御論理回路を備えている。特に、マルチマスター
バス制御論理回路は、システムの同期を維持するために
裁定バスを経て同期信号を送信する手段と、どのノード
が次に送信を行なうかを決定する手段とを備えている。

本発明の基本的な考え方は、データメッセージの発生点
及び行き先きの性質には拘りないものである。例えば、
各ノードには、計算装置が配置されている。この計算装
置がメッセージを送信すべき時には、マルチマスターバ
ス制御論理回路にバス要求を出し、この論理回路は、バ
スへのアクセス権を得て、計算装置に、送信を開始でき
ること、或いは、現在の送信が終了してから送信を開始
できることを知らせる。バスへのアクセスは、総当たり
を基本として許可され、各ノードは、その順番が来る
と、送信に対して等しい機会をもつことになる。この総
当たり機構では、丁度送信を完了したノードが、次のメ
ッセージ送信に対して優先順位が最も低くなる。各ノー
ドは、最後にバスアクセスを許可されたものに隣接した
ノードから始まって最後にバスアクセスを許可されたも
ので終るように順次にアクセスの機会が与えられる。

本発明の解説のための実施例においては、各ノードに設
けられた裁定制御論理回路は、現在の時間スロット番号
を登録する手段と、システムに現在接続されている全ノ
ード数に対応する最大時間スロット番号を登録する手段
と、特定のノードに関連した局部時間スロット番号を登
録する手段とを備えている。更に、現在の時間スロット
番号が局部時間スロット番号に達した時に裁定バスにス
トローブ信号を発生する手段と、裁定バス上でストロー
ブ信号が検出されるのに応答して現在時間スロット番号
を増加する手段と、現在時間スロット番号が最大時間ス
ロット番号に達した時に裁定バスに同期信号を発生する
手段も含まれている。

裁定ストローブ信号は、対応するノードが、送信すべき
メッセージを有していなくても、依然として「活性」で
あることを示す。ストローブ信号のシーケンスは、ノー
ドが始動されてシステムに接続されたシーケンスによっ
て決定される。最初に到来するノードには第１の時間ス
ロット番号が与えられ、２番目に到来するノードには第
２の時間スロット番号が与えられ、というようにされ
る。或るノードがメッセージ送信のためにバスのアクセ
ス権を得るように要求を発した場合には、このノード
は、ストローブ信号が送信されると同時に裁定バスに確
認信号を送信する手段を作動する。これは、アクセス要
求が出されたことを他のノードに指示する。選択された
小さい番号、例えば、１又は２、の確認信号が検出され
ると、ノードは、ストローブ信号の送信を一時的に止め
ることによってそれ以上の裁定を中止する。最初の確認
信号を発生したノードは、データバスにメッセージを自
由に送信するが、現在のメッセージ送信が終了するまで
待機しなければならない。又、他のノードは、送信の終
了に対してデータバスを監視し、送信が終了すると、次
々のストローブ信号の送信によって別の裁定シーケンス
が開始され、これは、バスへのアクセス権を最後に得た
ノードの次のノードで開始される。

或るノードが多数のメッセージ送信を行なわねばならな
い場合に、他のメッセージ送信量が許すならば、別のノ
ードがバスに要求を出す時まで、バスに繰り返しアクセ
スすることができる。この時、最初のノードは、少なく
とも一時的にバスを放棄しなければならない。メッセー
ジ送信量が比較的多く、全てのノードによって均一に発
生されている場合には、特定のノードを優先することな
く、総当たりベースでノードがバスへのアクセスを分担
する。

本発明の別の特徴によれば、偶発的もしくは故意にバス
から切断されることによって「脱落」したノードは、も
はや裁定シーケンスにおいて時間スロット番号が指定さ
れない。このため、各ノードにある裁定制御論理回路
は、欠落又は欠陥ストローブ信号を検出する手段を備え
ている。同じストローブ信号が予め選択された回数に対
して欠落した場合には、そのノードが脱落したとみなさ
れ、シーケンスの次のノードがこの脱落したノードの位
置をとる。これに応じて最大の時間スロット番号が減少
され、脱落したノードの番号より大きい時間スロット番
号を有する全てのノードは、それらの時間スロット番号
が１づつ減少される。新たなノードがシステムに加えら
れると、現在の最大時間スロット番号より１だけ大きい
時間スロット番号が最初に指定される。従って、裁定シ
ーケンスは、活性ノードのみを含むように自動的に拡張
及び縮小される。

本発明の更に別の特徴は、ノードのアドレス容易性にあ
る。ほとんどの回路網においては、メッセージを、通信
バス上の特定の行き先きノードにアドレスすることがで
き、或るシステムは、送信モードで全てのノードに送信
を行なうことができる。本発明のこの特徴によれば、各
ノードは、ノードに設けられたスイッチによってセット
された実アドレスによってアドレスされるが、又、各ノ
ードは、メッセージ内の少なくとも１つの論理アドレス
を確認する手段を備えている。メッセージ内の実アドレ
スが予め構成された番号、例えば、ゼロである場合に
は、メッセージ内の論理アドレスにより、メッセージを
受け入れる場所が決定される。如何なるノードも２つ以
上の論理アドレスを確認するようにプリセットされるか
ら、この論理アドレス機構を使用することにより、１つ
のメッセージを、選択された１組のノードに選択的に送
信することができると共に、別のメッセージを、別の１
組のノード（これは、最初の組と共通の幾つかの部分を
有している）に選択的に送信することができる。

本発明の方法によれば、バスアクセスに対する多数の要
求間の競合は、要求を受け、各ノードにタイミング信号
を発生して、裁定シーケンスを制御するように裁定バス
に送り、要求に応答して裁定バスに信号を発生し、裁定
バス信号から特定のノードがバスアクセスを許可された
かどうかを判断し、もしそうならば、バス許可信号を発
生するという段階によって解決される。特に、本発明の
方法のここに示す実施例では、タイミング信号を発生す
る段階は、裁定シーケンスにおける現在の時間スロット
番号を追跡するように各裁定バスの始めに同期信号を発
生すること、及び現在の時間スロット番号がこの特定の
ノードに指定された番号に対応する時にストローブ信号
を発生することを含む。

信号を発生する前記段階は、ストローブ信号を発生する
のと同時に行なわれ、アクセスが許可されたかどうかを
判断する上記段階は、このノード又は別のノードのいず
れによって信号が発生されたかを確認することを含む。

本発明の方法の更に別の特徴として、ノードが通信シス
テムから脱落した時を検出し、これによって裁定シーケ
ンスを縮小し、且つ又、新たなノードをバスに受け入れ
るように裁定シーケンスを拡張することを含む。

以上の説明から明らかなように、本発明は、ローカルエ
リア回路網の分野に著しい改善をもたらす。特に、本発
明は、同期を維持するために中央ステーション又はマス
ターステーションを必要とせずに、多数のノードが同等
にバスにアクセスするような単一バス通信システムを提
供する。本発明のシステムにおいては、バスのアクセス
に対する競合の裁定が、データ送信の前に行なわれ、こ
の場合にも中央ステーション又はマスタータイミングス
テーションは不要である。裁定シーケンスを自動的に拡
張及び縮小すること、並びにノードを論理的にアドレス
することを含む本発明のこれら及び他の特徴は、添付図
面を参照した以下の詳細な説明から明らかとなろう。

実施例 解説のための添付図面に示されたように、本発明は、第
１図に参照番号１０で示された単一のデータ通信バスに
多数の通信ノードが接続された通信回路網もしくはコン
ピュータ回路網に関する。典型的な回路網は、複数のホ
スト装置を備えているが、第１図には、その２つが１２
で示されており、各ホスト装置には、送信／受信論理回
路１４が組み合わされている。各ホスト装置１２は、例
えば、コンピュータであるが、一般的には、データソー
ス又はデータの行き先きである。各ホスト装置１２は、
ライン１６及び１８を経て送信／受信論理回路１４と通
信し、送信／受信論理回路１４は、両方向性ライン２０
を経てデータバス１０と通信する。この送信／受信論理
回路１４の特定の設計は、主として、ホスト装置１２の
性質によって左右され、本明細書の以下で述べる論理ア
ドレス機構に関連したもの以外は、本発明の部分を構成
しない。

理想的には、ほとんどの用途において、通信回路網は、
バス１０にアクセスする等しい機会を各ノードに与えな
ければならない。これまで、アクセスの機会を等しくす
ることは、ノードを適切に同期させるようにマスタータ
イミングユニットを犠牲にすることによってのみ与えら
れている。

本発明によれば、システムは、データバス１０に並列な
裁定バス２２を備え、各ホスト装置１２には、マルチマ
スターバス制御論理回路２４が組み合わされている。そ
の機能は、バス１０の競合する使用装置を、各メッセー
ジ送信の前に、裁定すると共に、マスターステーション
又は中央制御装置を使用せずにバスのオペレーションの
同期をとることである。マルチマスターバス制御論理回
路２４は、両方向性ライン２６を経て裁定バス２２と通
信する。送信／受信論理回路１４がデータバス１０にメ
ッセージを送信する用意ができると、ライン２８で示さ
れたように、マルチマスターバス（ＭＭＢ）制御論理回
路２４へバス要求が送られる。データバス１０へのアク
セス権を得ると、送信／受信論理回路１４は、ライン３
０の信号によってこれが知らされる。ＭＭＢ制御論理回
路２４は、又、送信／受信論理回路１４からライン３２
を経て電源オン時リセット信号も受け、これは、ノード
が電源オンされたこと、又は何等かの理由でリセットさ
れたことを指示する。

第２図は、データバス１０及び裁定バス２２の典型的な
使用を示すタイミング図である。４０で示されたよう
に、データバス１０は、メッセージ（Ｎ−１）、メッセ
ージ（Ｎ）及びメッセージ（Ｎ＋１）と各々称する次々
のメーッセージを３つの連続したバスサイクル中に送信
するのに使用される。これらのメッセージは、長さの異
なるものであり、最大長さは、送信／受信論理回路１４
によって制限が課せられる。メッセージのフォーマット
は、本発明にとって重要ではないが、所期の行き先きノ
ードの論理アドレス及び実アドレスと、メッセージの長
さとを含むように、メッセージの始めに２つのコマンド
ワードを含むものとして示されている。各メッセージの
終わりには、エラーチェックの目的でチェック和が設け
られる。データバス１０は、並列バスであり、即ち、多
数の並列導体、例えば、８バイトのデータを送信するよ
うに８本の導体を有している。然し乍ら、バスの導体の
本数は、本発明にとって重要ではない。

裁定バス２２は、ｓｙｎｃラインと称する同期ライン
と、裁定ストローブと、ＡＣＫ／ＮＡＫラインと称する
要求ラインとを備えている。ＡＣＫ／ＮＡＫラインは、
第２図の４２に２進形態で示されており、ｓｙｎｃライ
ンは、４４に２進形態で示されている。第２図の例で
は、バス上に１６個の活性ノード、１番ないし１６番、
がある。これらは、ＡＣＫ／ＮＡＫ２進ライン４２の上
に示された番号であり、ノードの時間スロット番号、即
ち、呼び出しシーケンス番号を表わしている。文字Ｅ
は、同期の目的で使用される空の時間スロットを表わし
ており、“１”と示された同期信号は、この時間スロッ
トに生じることに注意されたい。

バスサイクル＃１と称するバスサイクル中には、バスサ
イクル＃２に送信さるべきメッセージＮについての裁定
シーケンスが行なわれる。同様に、バスサイクル＃２中
には、バスサイクル＃３に送信さるべきメッセージ（Ｎ
＋１）についての裁定シーケンスが行なわれる。各々の
場合に、裁定シーケンスには、ノードによってバスアク
セスが要求される場合に第２図に“１”で示されたＡＣ
Ｋ信号を送信する機会が各ノードに順次に与えられる。
バスアクセスが要求されない場合には、第２図に０で示
されたように、ＡＣＫ／ＮＡＫラインにＮＡＫ信号が残
されたまゝとなる。裁定シーケンスにおいてＡＣＫ信号
をバスに出した最初のノードにアクセスが許可される。
バスサイクル＃１においては、時間スロット＃１ないし
＃６のノードがＮＡＫ信号をバスに出力し、次いで、時
間スロット＃７のノードがＡＣＫ信号をバスに出力し、
裁定サイクルを終了する。以下で述べるように、システ
ムの別の変形態様においては、第１のバス要求の後に第
２のバス要求を待ち行列に入れ、その後、裁定サイクル
を保留にする。第２図の例では、現在のメッセージ（Ｎ
−１）が終了すると、時間スロット番号＃７のノードが
バスサイクル＃２においてメッセージＮの送信を開始す
る。

バスサイクル＃２が開始すると、別の裁定シーケンスが
始まる。更に詳細に述べると、現在送信を行なっている
ものの次の時間スロット番号、即ち、呼び出しシーケン
ス番号で始まって、即ち、＃８で始まって、同じ裁定シ
ーケンスが続けられる。再開された裁定シーケンスにお
いては、時間スロット＃１４のノードがバスにＡＣＫ信
号を出す最初のノードとなり、これにより、裁定シーケ
ンスが終了し、このノードからの送信をバスサイクル＃
３で開始することができる。バスサイクル＃３において
裁定が再開すると、時間スロット１５のノードが、応答
する機会をもつ最初のノードとなる。

ＡＣＫ信号が発生されずにシーケンスの最後の時間スロ
ットに達すると、次の時間スロットは、同期周期（Ｅ即
ち時間スロット０）となり、その後、時間スロット＃１
が続く。第２図の例においては、バスサイクル＃３中に
バスにＡＣＫ信号が出されず、メッセージ（Ｎ＋１）が
終ると、このサイクルが終了する。バスに対してそれ以
上の要求がなく、そして要求されたメッセージは全て送
信されているので、別のＡＣＫ信号がバスに出される時
まで、裁定シーケンスが繰り返される。

本発明に直接関係しないが、第２図には、行き先きノー
ドによって送信された応答メッセージの相対的なタイミ
ングも４６で示されている。ヘッダ確認メッセージは、
各メッセージ内の最初のコマンドワードの送信後に送信
される。メッセージ（Ｎ−１）に対するこのヘッダ確認
は、バスサイクル＃１中に生じ、メッセージＮに対する
ヘッダ確認は、バスサイクル＃２中に生じ、というよう
になっている。ブロック応答メッセージは、次のメッセ
ージの最初のコマンドワードと同時に送信される。例え
ば、メッセージＮに対するブロック応答は、バスサイク
ル＃３においてメッセージ（Ｎ＋１）の送信中に送信さ
れる。２つの応答メッセージは、バスの応答フィールド
と称する別々のバスラインを経て送信される。

第３図は、裁定バスの信号と、データ送信との間のタイ
ミング関係を詳細に示している。この図は、バスにノー
ドが２つあると仮定している。従って、裁定シーケンス
は、３つの時間スロット、特に、同期周期と、時間スロ
ットNo.１及びNo.２とを含んでいる。第３図の信号曲線
５０は、３つの時間スロットごとにバスに生じる同期信
号を示している。同期パルスは、最初のノード即ち時間
スロット番No.１に関連したノードによって送信されて
もよいし、或いは、全ての活性ノードによって一斉に送
信されてもよい。

時間スロットの間隔を維持する基本信号は、裁定ストロ
ーブと称し、信号曲線５２で示されている。時間スロッ
ト＃１の裁定ストローブパルスは、この時間スロットに
関連したノードによって発生される。同様に、時間スロ
ット＃２の裁定ストローブパルスは、この時間スロット
に関連したノードによって発生される。同期周期中の裁
定ストローブパルスは、最初のノードによって発生され
てもよいし、全てのノードから一斉に発生されてもよ
い。

第３図においては、バスアクセスに対する要求を記録す
るのに、第２図の例とは若干異なった解決策が使用され
る。第２図の場合のように最初のＡＣＫ信号が検出され
た時に裁定シーケンスを終了するのではなく、シーケン
スを保留する前に２つの要求が記録される。従って、Ａ
ＣＫ／ＮＡＫ信号曲線５４では、時間スロットNo.１中
に最初のＡＣＫが発生されるが、信号曲線５６で示され
たように最初のメッセージの送信が開始した後も、裁定
シーケンスが続けられる。裁定シーケンスの次の部分に
は、時間スロット＃２中にＡＣＫ信号が発生される。こ
の点においては、最初の要求により生じるメッセージが
完了するまで、裁定シーケンスが保留される。次いで、
第２の要求が満足され、これと同時に、裁定シーケンス
が再開される。

裁定制御論理についての以上の説明から明らかなよう
に、本発明のシステムは、バス上の全てのノードに対し
バスアクセスについて等しい機会を与える。特定のノー
ドが多数のメッセージを送信しなければならない場合に
も、バスに対して他の要求があったならば、バスを保持
することが許されない。然し乍ら、バスに他の送信がな
ければ、アクセス要求を繰り返すことによって１つのノ
ードがバスを使用し続けることができ、バスがアイドル
状態のまゝである限りその順番がくるのを待つ必要がな
い。

裁定バスを経て送られるタイミング信号のこの簡単な説
明から、如何にノードを同期状態に保つかが少なくとも
理論的には理解されよう。以下で詳細に述べるように、
各ノードは、システムに現在あるノードの数と、現在の
時間スロットの番号と、それ自身の時間スロットの番号
とをカウンタに保持する。これらの内容から、各ノード
は、同期周期が生じる時及びそれ自身の時間スロットが
生じる時を決定することができる。ノードは、それ自身
の時間スロット中に、裁定ストローブパルスを発生する
と共に、バスアクセスに対して現在要求を出した場合に
は、ＡＣＫ信号も発生する。バスを経て送られる裁定ス
トローブパルスは、現在時間スロットの番号の記録を更
新するために全てのノードによって使用される。これら
の機能について詳細に説明する前に、ＭＭＢ制御論理回
路全体を、第４図について先ず説明する。

第４図に示すように、ＭＭＢ制御論理回路は、２つの主
たる論理区分、即ち、時間スロット制御論理区分６０及
び裁定論理区分６２に分割される。この点において、裁
定という言葉は、実際上同時に電源オンされた別々のノ
ードにより或る時間スロットに対してなされた同時又は
ほゝ同時の要求を解析すること、及び２つの連続したバ
スアクセス要求を待ち行列に入れる論理を指すものとす
る。時間スロット制御論理区分６０は、ノード自身の時
間スロットを検出し、同期時間スロットの時間を決定す
るためのものである。第４図に示すように、時間スロッ
ト制御論理区分６０は、時間スロットシーケンサ６４
と、時間スロット監理制御論理部６６と、脱落制御論理
部６８と、バス信号発生器７０とを備えている。裁定論
理区分６２は、電源オンシーケンサ７２と、バス裁定器
７４とを備えている。又、裁定論理区分６２には、バス
信号モニタ７６も示されているが、これは、トランシー
バ７８と同様に裁定論理回路の外部に属するのがより適
切である。

ＭＭＢ制御論理回路の中心は、時間スロット監理制御論
理部６６であり、これについては、第５図を参照して説
明する。時間スロットシーケンサ６４は、時間スロット
監理制御論理部６６及びバス信号発生器７０に使用され
る内部タイミング信号を発生する。基本的に、時間スロ
ット監理制御論理部６６は、時間スロットシーケンサ６
４からライン８０を経て受ける入力、電源オンシーケン
サ７２及びバス裁定器７４からライン８２及び８４を経
て受ける入力、並びに、バス信号モニタ７６からライン
８６を経て受ける入力に応答して、バス信号発生器７０
へ至るライン８０に制御信号を発生し、ローカルノード
自身の時間スロットである時と、裁定同期周期である時
とを指示する。

バス信号発生器７０は、時間スロット監理制御論理部６
６からライン８８を経て内部タイミング信号を受けると
共に、時間スロットシーケンサ６４からライン９０を経
て内部タイミング信号を受ける。バス信号発生器７０の
機能は、ライン９２を経て裁定バスへ送られる同期信
号、裁定ストローブ信号及びＡＣＫ／ＮＡＫ信号を発生
することである。又、バス信号発生器７０は、送信／受
信論理回路１４（第１図）からライン９４を経てバス要
求信号を受けると共に、バス裁定器７４からライン９６
を経て裁定不能化信号を受ける。バス信号発生器７０が
ＡＣＫ信号（バスアクセスに対する要求が首尾よくいっ
たことを表わす）を発生できる時には、この信号が送信
／受信論理回路１４（第１図）に送られると共に、ライ
ン９８を経てバス裁定器７４に送られる。以下で述べる
ように、バス裁定器７４は、データバスに現在あるメッ
セージが完了するまでバスを許可できない場合ライン１
００に「次のイン・ライン」信号を発生する。

時間スロット監理制御論理部６６の作動は、第５図から
最も良く理解されよう。基本的に、時間スロット監理制
御論理部は、３つのカウンタ１０２−１０４と、ラッチ
１０５と、２つの比較器１０６及び１０８とを備えてい
る。カウンタは、現在時間スロットカウンタ１０２、最
大時間スロットカウンタ１０３及びローカル時間スロッ
トカウンタ１０４として知られているものである。ラッ
チ１０５は、手前の時間スロット番号を登録するための
ものである。現在時間スロットカウンタ１０２は、クリ
アライン１１０で示したようにバス上で検出される同期
信号によってクリアされ、クロックライン１１２で示さ
れたように裁定ストローブパルスによって増加される。
従って、現在時間スロットカウンタ１０２は、裁定シー
ケンスにおける現在時間スロットの番号を指示する。ラ
イン１１２のストローブ信号は、ライン１１４を経て手
前の時間スロットラッチ１０５へ現在時間スロット番号
の値をタイミングを合わせて入力する。

最大時間スロットカウンタ１０３は、ロードライン１１
６によって示されたように、電源が最初にノードに入れ
られる時に、最初にロードされる。最大時間スロットカ
ウンタ１０３の初期値は、リセット作動の前に最大値に
カウントアップされる手前の時間スロットラッチ１０５
から、ライン１１７を経て得られる。以下で述べるよう
に、最大時間スロットカウンタは、ノードがシステムに
追加されたり或いはシステムから脱落したりした時に調
整を受ける。この調整は、同期周期中にのみ行なわれ
る。従って、同期ライン１１０は、最大時間スロットカ
ウンタ１０３のクロック端子に接続される。

ローカル時間スロットカウンタ１０４は、最初に電源オ
ン時に、時間スロットがノードに最初に割り当てられる
時にロードされる。これは、ライン１１８を経てカウン
タのロード端子に送られる裁定許可信号によって指示さ
れる。ローカル時間スロットカウンタ１０４の最初の設
定は、最大時間スロットカウンタ１０３からライン１２
０を経て得られる。ローカル時間スロットカウンタ１０
４は、下位番号の時間スロットがシステムから脱落した
ノードによって空いた場合に減少される。

第５図に示した時間スロット監理制御論理部の主たる機
能は、ライン１２２に示された同期時間信号及びライン
１２４に示されたノード時間スロット信号を発生するこ
とである。同期時間信号は、比較器１０６でなされる比
較結果によって発生され、比較器１０６は、現在時間ス
ロットカウンタ１０２からライン１２６を経て送られる
現在時間スロット番号と、最大時間スロットカウンタ１
０５からライン１２８を経て送られる最大時間スロット
番号とを入力として受け取る。現在時間スロット番号が
最大値に達すると、比較器１０６からライン１３０を経
て信号が発生される。これは、ライン１３２の強制同期
信号と論理オアされ（論理和がとられ）、ライン１２２
に同期時間信号が発生される。

他方の比較器１０８は、現在時間スロットがこの特定の
ノードに指定されたものであるかどうかを決定する。比
較器１０８は、現在時間スロットカウンタ１０２からラ
イン１３４を経て送られる現在時間スロット番号と、ロ
ーカル時間スロットカウンタ１０４からライン１３６を
経て送られるローカル時間スロット番号とを入力として
受け取る。現在時間スロット番号がローカル時間スロッ
ト番号に等しくなった時に比較器１０８からライン１２
４に出力信号が発生される。

第６図に示されたように、時間スロットシーケンサ６４
は、基本的には、カウンタ１４０であり、これは、時間
スロットの開始に作動可能にされ、時間スロット内の選
択された時間にタイミング信号を与えるように多数の出
力タップ１４２ａ−１４２ｅを有している。スタートシ
ーケンスパルスは、時間スロットの開始直後にライン１
４２ａに発生される。スタートシーケンスパルスの波形
が第７図に１４４で示されている。次いで、現在時間ス
ロットがローカルノードの時間スロットであるか又は同
期周期である場合には裁定可能化ストローブ（ＡＲＳ）
パルスがライン１４２ｃに発生される。この可能化ＡＲ
Ｓパルスは、第７図に１４６で示されており、これを用
いてバスに裁定ストローブパルスが発生される。時間ス
ロットシーケンサ６４からの他の信号は、可能化ＡＲＳ
信号の先縁に続く時間スロット周期の１／４の間にバス
において裁定ストローブパルスが検出されない場合のみ
発生される。このようなことが生じると、第７図に１４
８で示したようにライン１４２ｄに時間切れクロック信
号が発生される。最後に、第７図に１５０で示したよう
にライン１４２ｅに終了シーケンス信号が発生され、時
間切れクロック信号が時間スロット周期の１／４の間高
レベルになった後に全カウンタ１４０をリセットする。

バス信号発生器７０は、第８図のタイミング図に従って
裁定バスに送信する信号を発生するため一般のデジタル
論理回路を備えている。図示されたように、バス信号発
生器は、１５４で示された１群の入力信号を受け、１群
のＭＭＢ裁定信号１５６を出力として発生する。入力信
号１５４は、スタートシーケンス信号１４４、可能化Ａ
ＲＳ信号１４６、データバス要求信号１５８、ノード時
間スロット信号１６０及び同期時間信号１６２を含んで
ある。出力信号は、同期信号１６４、ＡＲＳ（裁定スト
ローブ）信号１６６及びＡＣＫ信号１６８を含む。第８
図のタイミング図から明らかなように、同期信号１６４
は、基本的に、同期時間信号１６２とスタートシーケン
ス信号１４４との論理アンド（論理積）として導出され
る。ＡＲＳ信号１６６は、可能化ＡＲＳ信号の先縁から
直接発生され、同期時間信号１６２又はローカルノード
の時間スロット信号１６０のある時間スロットのみにお
いて発生される。ＡＣＫ信号１６８は、スタートシーケ
ンス信号１４４の先縁と同時であって且つノード時間ス
ロット信号１６０が存在し然もデータバス要求信号１４
８がある時にのみ発生される。然し乍ら、以下で述べる
ように、ＡＣＫ信号は、丁度電源オンされたノードに対
して時間スロットを要求するために同期時間周期中にも
発生される。

裁定シーケンスは、バス上のノードによる裁定ストロー
ブ信号の発生によって左右されることがここに明らかと
なろう。ストローブ信号の発生が一時的に保留された時
には、裁定シーケンスも保留される。ライン９６上の不
能化信号（第４図）は、出力信号１５６の発生を不能に
するようにバス信号発生器７０に接続される。時間スロ
ットシーケンサ６４も一時的に作動不能にされる。

第９図は、電源オンシーケンサによって行なわれる機能
を示している。基本的に、シーケンサは、２つの主な機
能を果たす。即ち、既に活性なノードが他にない場合に
バスに同期信号を発生すること、及び同期信号が検出さ
れた後時間スロット監理制御部をバスに対して同期させ
ることである。最初、シーケンサは、ブロック１７０で
示したように時間遅延をセットし、そしてブロック１７
２で示したように同期又はストローブ信号に対してバス
を監視することによりマルチマスターバスが活性である
かどうかを判断する。活性なバスが検出されない場合に
は、ブロック１７４においてチェックが行なわれ、遅延
時間が経過したかどうかが決定される。もし経過してい
なければ、活性バスに対して再びバスがチェックされ
る。遅延時間中に活性バスが検出されない場合、シーケ
ンスは、ブロック１７６及び１７８で示したように同期
パルス及び裁定ストローブパルスを各々発生する。

この段階では、同期及びＡＲＳパルスが「自走」であ
り、他のバス作動と同期されない。次いで、制御がブロ
ック１８０に移行し、バスを経て送られる同期パルスを
待機する。プロック１７２において活性バスが検出され
た場合にもフローチャートの同じ点に達し、その後、ブ
ロック１８２において時間遅延がリセットされる。最初
の同期パルスが検出されると、ブロック１８４において
状態１フラグがセットされる。このフラグは、現在時間
スロットカウンタ１０２（第５図）がゼロにリセットさ
れ、従って、ラインに接続されることになったノード又
はバスに既に接続されている他のノードによって発生さ
れたバス同期信号に同期される。ブロック１８６におい
て次の同期信号が検出されると、現在時間スロットカウ
ンタ１０２は、現在の最大値にカウントアップしてお
り、次いで、再びクリアされるが、最大値は手前の時間
スロットラッチ１０５に保持され、この段階では、ブロ
ック１８８に示すように、最大時間スロットカウンタ１
０３にロードされる。次いで、シーケンサは、ブロック
１９０において状態２フラグをセットし、ブロック１９
２において、電源オン作動シーケンスにより時間スロッ
ト要求が出されるのを待機する。

時間スロット裁定シーケンスは、ブロック１９４におい
て作用可能にされ、シーケンサは、ブロック１９６にお
いてシーケンスが完了するまで待機する。最後に、ブロ
ック１９８において、状態３フラグがセットされ、時間
スロットを得たことが指示される。状態３フラグは、ロ
ーカル時間スロットカウンタ１０４（第５図）をロード
できるようにするために使用される。

電源オン中に示された時間スロット裁定手順は、同期周
期の最初の半分の間に行なわれる。この手順では、時間
スロットを要求している２つ以上のノードのどれに最初
に時間スロットを許可するかを選択するために必要とさ
れる。各ノードには、ハードウェアスイッチの形態の実
アドレスが組み合わされている。時間スロットに対して
要求を出すと、各ノードごとに独得の実アドレスに基づ
いて同期パルスの先縁の後に時間遅延が生じる。この遅
延が完了すると、ＡＣＫパルスが発生される。同期パル
スの後に最初に発生されるＡＣＫパルスは、時間スロッ
トの獲得を与える。他のノードは、この最初のＡＣＫパ
ルスを確認し、最初のノードに時間スロットが指定され
る後までそれらの裁定論理を作動不能にする。「欠落」
したノードは、次の同期信号の後に別のＡＣＫパルスを
発生し、それより優先順位の高い別の時間スロット要求
が課せられなければ、次の時間スロットが指定される。

この手順が第１０図のグラフに示されている。同期信号
１６４及びＡＲＳ信号は、１つの時間スロットを受け入
れるように最初に間隔をあけて示されており、即ち、図
示された最初の２つの同期パルス間にはＡＲＳパルスが
１つだけ存在する。第１の同期周期中には、ノード＃１
及び＃２の各々が、時間スロットを要求する努力におい
てタイミング信号２００及び２０２を各々発生する。然
し乍ら、パルス２００は、同期パルスの開始に対して時
間ｔ２だけ遅延され、そしてパルス２０２は、更に長い
時間ｔ３だけ遅延される。これらのタイミングパルスの
うちの時間的に最初のもの、即ち、パルス２００は、ノ
ード＃２に対しＡＣＫ信号１６８を発生する。次いで、
第２と第３の同期パルス間に新たに２つの時間スロット
が設けられるように裁定シーケンスが自動的に拡張され
る。タイミングパルス２０２は、ＡＣＫ信号がバスに既
にあることをノード＃３が検出した時に、短縮化され
る。ノード＃３は、図示されたように、次の同期周期中
にタイミング信号２０２を再び発生し、この時間は、次
の時間スロットのアクセスに課せられない。それ故、Ａ
ＣＫ信号がバスに与えられ、第３の時間スロットがノー
ド＃３に指定される。

バス裁定器は、バスアクセスに対する連続的な要求を待
ち行列に入れるという別の重要な機能を果たす。本発明
のここに示す好ましい実施例においては、裁定シーケン
スを保留状態に入れる前に２つの連続したバスアクセス
要求が受け取られる。この機能が第１１図の論理図及び
第１２図のフローチャートに示されている。バス要求待
ち行列機能について考える場合には、バス上の各活性ノ
ードに対して並列にこの機能が行なわれることを注意さ
れたい。

要求待ち行列論理回路は、３つのＤ型フリップ−フロッ
プ２０６−２０８と、２つのアンドゲート２０９及び２
１０と、２つのナンドゲート２１２及び２１４とを備え
ている。フリップ−フロップは全てＡＲＳパルスにより
既に各時間スロットごとにタイミング取りされ、裁定シ
ーケンスにおいて同期される。第１のフリップ−フロッ
プ２０６は、そのＤ端子が、バスからのＡＣＫ／ＮＡＫ
信号の形態のデータバス要求を受け取るように接続され
ている。従って、バスのＡＣＫ信号により第１フリップ
−フロップ２０６がセットされる。又、ＡＣＫ信号は、
アンドゲート２０９へ入力として送られ、その他方の入
力は、第１フリップ−フロップ２０６のＱ出力であり、
そしてその出力は、第２フリップ−フロップ２０７のＤ
端子に送られる。第１フリップ−フロップ２０６がセッ
トされ第２のバスアクセス要求が受け取られると、第２
のフリップ−フロップ２０７もセットされる。この第２
のフリップ−フロップ２０７のＱ出力は、裁定不能化ラ
イン９６に接続される。従って、２つのバスアクセス要
求が得け取られた後、ライン９６の信号により裁定シー
ケンスが不能化もしくは保留される。

第２のフリップ−フロップ２０７のＱ出力は、ナンドゲ
ート２１２へ入力として接続され、一方、出力は、他
のナンドゲート２１４へ入力として接続される。両方の
ナンドゲート２１２及び２１４は、第２の入力としてラ
イン２１６を有し、これは、データ送信が完了した時に
リセット信号を送る。ナンドゲート２１２の出力は、第
２のフリップ−フロップ２０７のクリア端子へ反転入力
として送られ、他方のナンドゲート２１４の出力は、第
１のフリップ−フロップ２０６のクリア端子へ反転入力
として送られる。ナンドゲート２１２の両方の入力が高
レベルである時には、フリップ−フロップ２０７がクリ
ア即ちリセットされ、ナンドゲート２１４の両方の入力
が高レベルである時には、フリップ−フロップ２０６が
クリア即ちリセットされる。

待ち行列論理回路は、次のように作動する。単一のバス
要求がフリップ−フロップ２０６に記録されそしてメッ
セージの送信が開始された場合には、メッセージの送信
が完了するまでこの論理回路においてはそれ以上何も生
じず、メッセージの送信が完了すると、ライン２１６の
リセット信号が第２のフリップ−フロップ２０７の高い
反転出力と論理的に合成され、第１のフリップ−フロッ
プ２０６へクリア信号が発生され、論理回路は再び最初
の状態のまゝとなる。然し乍ら、第１のバス要求がクリ
アされる前に第２のバス要求が受け取られると、フリッ
プ−フロップ２０７もセットされ、ライン９６の信号に
よって裁定シーケンスが保留される。第１のデータ送信
が終了すると、ライン２１６のリセット信号が第２のフ
リップ−フロップ２０７からの高いＱ出力と結合され、
第２のフリップ−フロップをリセットする。これによ
り、単一の要求のみが第１のフリップ−フロップ２０６
に記録されたまゝとなり、これは、ライン２１６を経て
別のリセットパルスを受けた際にクリアされる。

第３のフリップ−フロップ２０８及び他のアンドゲート
２１０は、第３のフリップ−フロップのＱ出力からライ
ン１００に次のイン・ライン信号を発生するのに使用さ
れる。アンドゲート２１０は、第１フリップ−フロップ
２０６のＱ出力とライン９８のローカルデータ要求信号
との入力を合成する。データバスに対する第２の要求
が、或る別のノードからではなくてこのローカルノード
から発せられた場合には、第２のフリップ−フロップ２
０７がセットされるだけでなく、第３のフリップ−フロ
ップ２０８もセットされる。ライン１００の次のイン・
ライン信号は、送信／受信論理回路１４（第１図）に送
られ、バスアクセスは許可されたが、現在のメッセージ
が完了するまでメッセージを送信できないことを指示す
る。

待ち行列論理の機能は、第１２図のフローチャートに示
されている。データバスがアイドリングである状態から
スタートして、先ず、何等かのノードからデータバス要
求が発せられているかどうかについて裁定バスが監視さ
れる。このような最初の要求においては、ブロック２２
２で示したように、要求を発しているノードに対してバ
スが許可され、ブロック２２４で示すように第１の要求
フラグがセットされる。次いで、ブロック２２６で示す
ように、メッセージが完了したかどうかの論理的チェッ
クが行なわれる。もし完了した場合には、ブロック２２
８で示すように第１の要求フラグがクリアされ、論理は
ブロック２２０へ復帰し、新たな要求に対してバスが監
視される。メッセージが完了していなければ、ブロック
２３０において第２のバス要求に対し論理的チェックが
行なわれる。第２の要求を受けとらない場合には、ブロ
ック２２６に復帰がなされ、メッセージの完了及び第２
のバス要求に対してチェックが行なわれる。第２のバス
要求が検出された場合には、ブロック２３２で示したよ
うに、第２の要求フラグがセットされ、裁定シーケンス
が保留される。次いで、ブロック２３４において、それ
以上の要求を受け入れられないから、第１のメッセージ
が完了するまで論理回路は待機状態となる。メッセージ
が完了すると、ブロック２３６示したように、第２の要
求フラグがリセットされ、ブロック２２６に復帰がなさ
れて、第２のそしてここではメッセージのみの完了がチ
ェックされる。

脱落制御論理回路６８（第４図）の機能が第１３図に示
されている。ブロック２４０で示すように、脱落が検出
されたかどうかについて常時チェックが行なわれる。ノ
ードがその裁定ストローブを発生しない時に１つの裁定
サイクルについて脱落が生じる。これが生じると、他の
ノードが時間切れクロックを発生し、これは、裁定スト
ローブ信号とオアされ、時間スロット監理制御論理回路
において同じ目的を果たす。脱落が検出されない場合に
は、ブロック２４２においてチェックが行なわれ、次の
同期周期に達したかどうかの判断がなされる。脱落を検
出することなく同期周期に達した場合には、ブロック２
４４において脱落カウンタがゼロにリセットされ、ブロ
ック２４０において脱落が再び監視される。脱落カウン
タは、同じノードの次々の脱落をカウントするのに使用
される。ノードが実際にシステムから脱落したと結論付
ける基準は、同じノードが４つの連続した裁定シーケン
スから脱落することである。ブロック２４０において、
脱落が検出された場合には、検出された脱落に対応する
時間スロット番号が、ブロック２４６で示すように、既
に検出された脱落ノードに対するラッチされた時間スロ
ット番号と比較される。新たに検出された脱落ノードの
時間スロット番号が、既に検出されたものと異なる場合
には、ブロック２４８で示すように、ラッチされた時間
スロット番号が更新され、ブロック２４４において、脱
落カウンタがリセットされる。

ブロック２５０において、脱落カウンタがチェックさ
れ、最大カウント４に達したかどうかの判断がなされ
る。これに達していなければ、ブロック２５２において
次の同期周期を待機し、脱落カウントが増加され（ブロ
ック２５４）、ブロック２５６において脱落フラグをリ
セットしてから、ブロック２４６に復帰し、別の脱落が
チェックされる。脱落カウントが４又は他の予め選択さ
れた数値に達した場合には、ブロック２５８に示すよう
に脱落ノードの時間スロット中に脱落同期信号が発生さ
れる。次いで、ブロック２６０において次の同期周期が
待機され、この周期中にブロック２６２で示すように脱
落同期信号が発生される。同期時間中には、ブロック２
６４で示すように脱落を補償するように調整がなされ、
ブロック２６６に示すように脱落カウンタがリセットさ
れて、ブロック２４０に復帰し、別の脱落が検出され
る。

脱落ノードを検出した際の裁定シーケンスの収縮は、第
５図の時間スロット監理論理回路において実行される。
ライン２７０の脱落同期信号は、最大時間スロットカウ
ンタ１３０のアップ／ダウン端子へ送られると共に、カ
ウント可能化端子へ送られる。又、カウンタが同期信号
によってタイミングがとられる時には、カウント内容が
１だけ減少され、裁定シーケンスが収縮される。既に述
べたように、最大時間スロットカウンタ１０３は、新た
なノーがバスに追加された時に増加される。これは、新
たな時間スロットが許可された時にバス裁定器から送ら
れるライン２７２上の拡張信号によって行なわれる。

ノード脱落についての別の点は、脱落したノードによっ
て残ったギャップを埋めるために、予めバス上にある幾
つかのノードがそれらのローカル時間スロット番号を減
少しなければならないことである。ライン２７０の脱落
同期信号は、アンドゲート２７４にも送られ、その他方
の入力は、ライン２７６の信号であり、これは、ローカ
ル時間スロット番号が、脱落したノードの時間スロット
番号より大きいかどうかを示すものである。この信号の
発生源は、脱落制御論理回路内にあり、これについては
簡単に述べる。アンドゲート２７４の出力は、ローカル
時間スロットカウンタ１０４のカウント可能化端子に送
られる。このカウンタのアップ／ダウン端子は、永久的
にアースされ、カウンタを減少するのに、可能化信号
と、同期周期クロック信号しか必要とされない。可能化
信号の作用は、脱落したノードの時間スロット番号より
大きい各ローカル時間スロット番号を減少することであ
る。

第１３図の論理機能を実行するハードウェアが第１４図
に示されている。主たる部品は、脱落時間スロットラッ
チ２８０、脱落比較器２８２、位置比較器２８４及び脱
落カウンタ２８６である。フリップ−フロップ２８８
は、時間切れクロック信号が検出されて単一の時間切れ
を検出したことが指示されると、セットされる。このフ
リップ−フロップの出力は、ゲート２９０においてスト
ローブ信号とアンドされ、これを用いて脱落時間スロッ
トラッチ２８０のタイミング取りが行なわれる。このラ
ッチは、現在時間スロットカウンタ１０２（第５図）か
ら現在時間スロット番号を入力として受け取る。脱落時
間スロットラッチ２８０の内容と現在時間スロット番号
が比較器２８２で比較される。これらが等しくなけれ
ば、フリップ−フロップ２９２がセットされ、その出力
を用いてリセットパルス発生器２９４が作動可能にされ
る。これにより生じるリセットパルスは、脱落カウンタ
２８６をリセットするのに用いられる。

脱落カウンタ２８６は、各同期周期中にタイミング取り
され、予め選択された出力に達した時にのみライン２９
６に出力を発生する。その後、比較器２８２が、脱落ラ
ッチの内容と現在時間スロット番号とが等しいことを検
出すると、ライン２９８に信号が発生され、これは、ラ
イン２９６の脱落カウンタ出力とアンドゲート３００に
おいてアンドされる。アンドゲート３００の出力は、別
のフリップ−フロップ３０２のＤ入力として使用され、
このフリップ−フロップは、スタートシーケンス信号、
即ち、時間スロットシーケンサによって発生された時間
スロットタイミング信号の１つ、によりタイミング取り
される。ライン３０４に送られるフリップ−フロップ３
０２の出力は、時間スロット脱落同期信号であり、これ
は、更に別のフリップ−フロップ３０６のタイミングを
取り、その出力は、フリップ−フロップ３０２のクリア
端子へフィードバックされる。第１４図の他の部品は、
ライン３０４の時間スロット脱落同期信号を同期周期中
に脱落同期信号と合成し、これにより生じた合成同期信
号を裁定バスに出力する。

位置比較器２８４は、ローカル時間スロットカウンタ１
０４（第５図）の内容を脱落ラッチ２８０の内容と比較
する。脱落が検出され、次いで脱落同期信号が発生され
ると、ライン２７６に現われる比較器出力の１つは、ロ
ーカル時間スロット番号が脱落したノードの番号より大
きいことを指示する。ライン２７６のこの信号は、ロー
カル時間スロットカウンタ１０４の内容を減少するのに
使用される。比較器２８４の出力が、ローカル時間スロ
ットが脱落時間スロットと同じであることを指示する場
合には、脱落したノード自体はその脱落を検出しないか
ら、明らかに何か間違っていることになる。従って、ラ
イン３０８に現われる比較器２８４からの一致出力を用
いてローカルノードが作動不能にされる。

本発明の更に別の特徴は、マルチマスターバスの論理ア
ドレス機構に関する。前記したように、各ノードには、
これを独得に識別するようにセットされる通常はトグル
スイッチの形態の実アドレスが組み合わされている。通
信システムの多くの用途では、多数のメッセージを送信
せずに１つのメッセージを２つ以上の行き先きノードに
アドレスすることが所望される。第１５図に示すよう
に、この能力をもたらす装置は、ノードの送信／受信論
理回路１４（第１図）、特に、バスからメッセージを受
け取る部分に配置されている。メッセージは、受信バッ
ファ３１０にロードされる。各メッセージの最初の部分
には、実際の行き先きアドレスと、論理的な行き先きア
ドレスとが含まれ、これらは、各々、レジスタ３１２及
び３１４へと分離される。この装置の主たる部品は、交
換ＲＡＭ３１６と称するランダムアクセスメモリ（ＲＡ
Ｍ）である。これは、各々の論理アドレスに対するメモ
リ位置を含み、各位置には、特定ノードに対して論理ア
ドレスが活性化されたかどうかを指示するフラグが記憶
される。例えば、或るノードは、論理アドレス＃１、＃
４及び＃７を有し、この場合、メモリ位置＃１、＃４及
び＃７は、論理アドレスがこのノードに対して活性であ
ることを指示する値、例えば１にセットされる。特定の
ノードに達するためには、メッセージは、そのノードに
対して活性な論理アドレスと、そのノードの実アドレス
に一致するか又は特殊な実アドレス例えば０であるよう
な実アドレスとの両方を含んでいなければならない。

このアドレス装置は、更に、ノードの実アドレス、３１
８で示す、と、アドレス比較器３２０と、オアゲート３
２２と、アンドゲート３２４とを備えている。アドレス
比較器３２０は、受け取った実アドレス、即ち、受信メ
ッセージに含まれた実アドレスを含む１組の入力をレジ
スタ３１２から受け取ると共に、ハードウェア実アドレ
ス３１８を他方の入力として受け取る。比較器３２０
は、２つの出力を発生する。その１つは、２つの入力が
等しいかどうかを指示するもので、そしてその他方は、
レジスタ３１２からの入力がゼロアドレスを表わしてい
るかどうかを指示するものである。これら２つの出力
は、オアゲート３２２でオアされ、このゲートは、受け
取った実アドレスが０であるか又はハードウェァの実ア
ドレスに等しい場合に出力信号を発生する。オアゲート
３２２からのこの出力信号は、アンドゲート３２４へ入
力として送られる。

受け取った論理アドレス３１４は、交換ＲＡＭ３１６を
アドレスするのに使用され、論理アドレスがこのノード
に対して活性であるかどうかが判断される。もしそうな
らば、ＲＡＭからの出力信号が、アンドゲート３２４へ
別の入力として送られる。アンドゲート３２４の出力
は、一致信号であり、この信号は、適切な状態にあれ
ば、受信メッセージをこのノードへ与えられるようにす
る。適当な一致信号がなければ、メッセージは、このノ
ードに対して意図されないものとされる。メッセージ
は、同じ論理アドレスを有するノードのグループに送ら
れると共に、単一ノードにおいて特定の論理アドレスを
活性化することによって独得の行き先きへアドレスされ
ることが明らかであろう。交換ＲＡＭ３１６の内容は、
３２６で示すようにそのデータ入力を適当に接続するこ
とにより各ノードにおいて局部的に変更することができ
る。従って、ノードの論理アドレスは、所望のアドレス
機構に基づいて選択することができる。

以上の説明から、本発明は、ローカルエリア回路網の分
野に著しく進歩をもたらすことが明らかであろう。特
に、本発明では、タイミング取り又は他の目的で中央制
御器又はマスター制御器を必要とせずに、複数の送信ノ
ードが、これらが接続されたデータバスに対し同等のア
クセスの機会をもつことができる。本発明のシステムで
は、バスアクセスに対して競合する要求が、総当たりベ
ースで、メッセージ送信の前に裁定され、バスに接続さ
れた活性ノード間でアクセスの優先順位が循環される。
又、説明上、本発明の特定の実施例を詳細に説明した
が、本発明の精神及び範囲から逸脱せずに色々の変更が
なされることが明らかであろう。従って、本発明は、特
許請求の範囲のみによって規定されるものとする。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明によるマルチマスターバス通信システ
ムの簡単なブロック図、 第２図は、本発明のマルチマスターバスの動作を示すタ
イミング図、 第３図は、裁定バスに現われる色々な信号間の典型的な
関係を示すタイミング図、 第４図は、本発明のマルチマスターバス制御論理回路の
ブロック図、 第５図は、本発明の時間スロット監理制御論理回路のブ
ロック図、 第６図は、本発明に使用される時間スロットシーケンサ
のブロック図、 第７図は、第６図の時間スロットシーケンサにより発生
される信号の関係を示すタイミング図、 第８図は、内部で発生されたタイミング信号とこれによ
り生じる裁定バスタイミング信号との関係を示すタイミ
ング図、 第９図は、ノードに最初に電力を与える時に行なわれる
機能を示すフローチャート、 第１０図は、時間スロットの裁定を示すタイミング図、 第１１図は、解説のための実施例に使用されるデータバ
ス要求待ち行列論理回路を示すブロック図、 第１２図は、第１１図のデータバス待ち行列論理回路に
より行なわれる機能を示すフローチャート、 第１３図は、ノード脱落状態を検出する際に行なわれる
機能を示すフローチャート、 第１４図は、第１３図に機能的に示されたノード脱落検
出論理回路のブロック図、そして 第１５図は、本発明の論理アドレス機構を示すブロック
図である。 １０……データ通信バス １２……ホスト装置 １４……送信／受信論理回路 ２２……裁定バス ２４……マルチマスターバス制御論理回路 ２６……両方向性ライン ６４……時間スロットシーケンサ ６６……時間スロット監理制御部 ６８……脱落制御部 ７０……バス信号発生器 ７２……電源オンシーケンサ ７４……バス信号モニタ ７８……トランシーバ

Claims (13)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の通信ノードを有するマルチマスター
   通信バスシステムにおいて、 ノード間でメッセージを送信するように各ノードの装置
   に接続できるデータバスと、 各ノードの装置に接続できる裁定バスと、 各ノードに配置されており、マスターノードを使用せず
   に通信バスシステムの同期を維持するように裁定バスを
   経て同期信号を送信及び受信する手段と、 各ノードに配置されていて、各々のメッセージ送信の前
   に、バスアクセスに対する多数の要求の相対的な優先順
   位を総当たりベースで決定する手段と、 各ノードに配置されていて、少なくとも１つの非特定の
   論理アドレスを登録する手段と、ノードの論理アドレス
   を各受信メッセージに含まれた論理アドレスと比較する
   手段とを含み、メッセージがノードに対して意図された
   ものであるかどうかを決定する論理アドレス手段と を具備し、上記の同期信号を送信及び受信する手段は、
   ノードに関連した時間スロット中に裁定ストローブ信号
   を送信する手段と、 特定のノードに関連しない時間スロット中に同期信号を
   送信する手段と、 上記の裁定バス上にあるノードによって送信された裁定
   ストローブ信号及び同期信号を検出する手段とを備えて
   いることを特徴とするマルチマスター通信バスシステ
   ム。
2. 【請求項２】上記の相対的な優先順位を検出する手段
   は、バスアクセス要求に応答して、ノードに関連した時
   間スロット中に確認信号を送信する手段と、 上記の裁定バスに表わされる予め選択された数の確認信
   号を検出した際に、上記の同期信号を送信する手段及び
   上記の裁定ストローブ信号を送信する手段の動作を保留
   させる手段とを備えた特許請求の範囲第(1)項に記載の
   マルチマスター通信バスシステム。
3. 【請求項３】複数の通信ノードを有するマルチマスター
   通信バスシステムにおいて、 ノード間でメッセージを送信するように各ノードの装置
   に接続できるデータバスと、 各ノードの装置に接続できる裁定バスと、 各ノードに配置されていて、各メッセージの送信前に、
   上記裁定バスから受けた信号から、どのノードがデータ
   バスへのアクセスに対する優先順位を有しているかを個
   々に決定する裁定制御手段と を具備し、この裁定制御手段は、各ノードにおいて、裁
   定シーケンスにおける時間スロットをそれぞれが定めて
   いる裁定ストローブ信号を上記の裁定バスを経て受け、
   これらの裁定ストローブ信号をカウントする第１カウン
   ト手段と、 上記の裁定バスを経て受けた同期信号を検出し、この検
   出された信号に応答して上記の第１カウント手段をリセ
   ットする手段と、 ローカルノードを独特に識別するローカルノード時間ス
   ロット番号を登録する手段と、 上記の第１カウント手段を、上記のローカル時間スロッ
   ト番号を登録する手段と比較し、どれがローカルノード
   自身の時間スロットであるかを決定する手段と、 ローカルノード自身の時間スロット中に上記の裁定バス
   に裁定ストローブ信号を発生する手段と、 上記の第１カウント手段が最大ノードカウントに達した
   時に上記の裁定バスに同期信号を発生する手段と、 バスアクセス要求が通ったことを指示するように、ロー
   カルノード自身の時間スロット中に上記の裁定バスに確
   認信号を発生する手段と、 予め選択された数の確認信号が上記の裁定バスに発生さ
   れたがメッセージ送信によって満足されない後に裁定シ
   ーケンスを保留にすると共に、少なくとも１つの確認信
   号がメッセージ送信によって満足された時には裁定シー
   ケンスを再開する手段とを備え、 これにより、ノードがそれ自身の時間スロット中に確認
   信号を発生できた時にバスアクセスが確保されることを
   特徴とするマルチマスター通信バスシステム。
4. 【請求項４】上記の裁定制御手段は、各ノードにおい
   て、更に、 活性ノードの最大カウントを登録する第２カウント手段
   と、 上記の裁定バスに裁定ストローブ信号を生じないのを検
   出し、このようにストローブ信号が連続数をカウントし
   てノードが通信バスシステムから脱落したかどうかを判
   断する手段と、 ノードが脱落したと判断した際に上記の第２カウント手
   段を減少する手段と、 ローカル時間スロット番号が脱落したノードの時間スロ
   ッド番号より大きい場合に、上記のローカルノード時間
   スロット番号を登録する手段を減少する手段と を備えた特許請求の範囲第(3)項に記載のマルチマスタ
   ー通信バスシステム。
5. 【請求項５】各ノードに配置されていて、少なくとも１
   つの非特定の論理アドレスを登録する手段及びノードの
   論理アドレスを各受信メッセージに含まれた論理アドレ
   スと比較する手段を備えていて、メッセージがノードに
   対して意図されたものであるかどうかを決定する論理ア
   ドレス手段を更に具備した特許請求の範囲第３項に記載
   のマルチマスター通信バスシステム。
6. 【請求項６】各ノードに配置されていて、少なくとも１
   つの非特定の論理アドレスを登録する手段及びノードの
   論理アドレスを各受信メッセージに含まれた論理アドレ
   スと比較する手段を備えていて、メッセージがノードに
   対して意図されたものであるかどうかを決定する論理ア
   ドレス手段を更に具備した特許請求の範囲第３項に記載
   のマルチマスター通信バスシステム。
7. 【請求項７】各ノードに配置されていて、少なくとも１
   つの非特定の論理アドレスを登録する手段及びノードの
   論理アドレスを各受信メッセージに含まれた論理アドレ
   スと比較する手段を備えていて、メッセージがノードに
   対して意図されたものであるかどうかを特定する論理ア
   ドレス手段を更に具備した特許請求の範囲第４項に記載
   のマルチマスター通信バスシステム。
8. 【請求項８】上記の裁定制御手段は、更に、各ノードに
   おいて、 通信バスシステムに追加された新たなノードに電力が与
   えられるのに応答して裁定シーケンスに新たな時間スロ
   ットを得る手段を備えた特許請求の範囲第４項に記載の
   マルチマスター通信バスシステム。
9. 【請求項９】上記の新たな時間スロットを得る手段は、
   新たなノードの作動を上記の裁定バスの他の信号に対し
   て同期する手段と、 新たなノードにおいて上記のローカルノード時間スロッ
   ト番号を登録する手段を初期化すると共に、新たなノー
   ドにおいて上記第２のカウント手段を初期化する手段
   と、 通信バスシステムにおけるノード数の増加を考慮するよ
   うに上記の第２カウント手段を増加する手段とを備えて
   特許請求の範囲第８項に記載のマルチマスター通信バス
   システム。
10. 【請求項１０】共通の通信バスシステムアクセスするた
    めに多数の通信ノードから出される要求間の競合を解決
    する方法において、 データバスへのアクセス要求を受ける段階、 裁定シーケンスを制御するように裁定バスに発生するタ
    イミング信号を各ノードにおいて発生する段階、 上記のアクセス要求に応答し、上記のタイミング信号の
    制御のもとで裁定バスに確認信号を発生する段階、 裁定バスの信号から、このノードにバスアクセスが許可
    されたかどうかを決定し、そして、 バスアクセスが許可された場合にバス許可信号を発生す
    る段階、 を備え、上記のタイミング信号を発生する段階は、 裁定シーケンスの始めに同期信号を発生し、 裁定シーケンスにおける現在時間スロット番号を追跡す
    るように裁定バスのストローブ信号をカウントし、そし
    て 時間スロット番号がノードに指定された番号に対応する
    時にストローブ信号を発生することを特徴とした方法。
11. 【請求項１１】上記の確認信号を発生する段階は、この
    ノードに裁定ストローブ信号が発生されるのと同時に行
    なわれ、そして 上記の決定段階は、上記の発生段階で発生された確認信
    号がこのノードによって発生されたものであるか或い
    は、別のノードによって発生されたものであるかを確認
    し、前者の場合はバスアクセスが許可され、後者の場合
    はバスアクセスが許可されないようにした特許請求の範
    囲第１０項に記載の方法。
12. 【請求項１２】別のノードがバスから脱落したかどうか
    を検出する段階、そして ノードの脱落が検出された時にはこれに応じて裁定シー
    ケンスを収縮する段階を更に含む特許請求の範囲第１１
    項に記載の方法。
13. 【請求項１３】バスに対して新たなノードを受け入れる
    ように裁定シーケンスを拡張することを更に含む特許請
    求の範囲第１１項に記載の方法。