JPH0654912B2 - コ−デイング方法 - Google Patents

コ−デイング方法

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JPH0654912B2
JPH0654912B2 JP59195906A JP19590684A JPH0654912B2 JP H0654912 B2 JPH0654912 B2 JP H0654912B2 JP 59195906 A JP59195906 A JP 59195906A JP 19590684 A JP19590684 A JP 19590684A JP H0654912 B2 JPH0654912 B2 JP H0654912B2
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インタ−ナショナル・ビジネス・マシ−ンズ・コ−ポレ−シヨン
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    • H04L25/49—Transmitting circuits; Receiving circuits using code conversion at the transmitter; using predistortion; using insertion of idle bits for obtaining a desired frequency spectrum; using three or more amplitude levels ; Baseband coding techniques specific to data transmission systems
    • H04L25/4906—Transmitting circuits; Receiving circuits using code conversion at the transmitter; using predistortion; using insertion of idle bits for obtaining a desired frequency spectrum; using three or more amplitude levels ; Baseband coding techniques specific to data transmission systems using binary codes
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    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
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Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は一般に通信コーデイング、特に、ノードにおけ
る受信と送信の間の遅延を最小限にするための制御ブロ
ツクのコーデイングに関する。
〔従来技術〕
ローカル・ネツトワーク通信システムで一般に普及して
いる型の１つに、第２図に示すような構成を有するトー
クン・リングがある。トークン・リングの詳細は、N.C.
Strole,“A Local Communication Network Based on In
terconnected Token-Access Rings：A Tutorial”,IBM
Journal of Research and Development,Vol.27,1983,p
p.481-496の論文に記載されている。トークン・リング
は、第２図において、複数のノード１２、１４、１６お
よび１８で構成されているが、一般的には数百に及ぶノ
ードからなるリングが使用に供されている。通常、各ノ
ードは、リング上の他のすべてのノードとのメツセージ
の送受信が可能である。各ノードは単方向性の伝送線路
２０によつて接続され、ノード・リングという名称が示
すように、閉ループのリングを形成する。各ノードは、
互いに独立しており、モニタ・ノード１２を除き、同一
の機能を有する。モニタ・ノード１２は、他のノード１
４、１６および１８を直接には制御しないが、タイミン
グの同期およびリングの動作状態を監視するという、集
中管理を必要とするタスクを実行する。データは、第３
図に示すようなフオーマツトを有するパケツト形式でノ
ード間を伝送される。このパケツトはヘツダ２２、デー
タ・ストリーム２４、トレーラ２６から成る。ヘツダ２
２は受信ノードに対し、パケツトが到着していることを
知らせ、パケツトがどのノードを宛先にしているかにつ
いての情報を供給し、受信ノードのクロツクを同期さ
せ、パケツトのフオーマツトについての情報を供給す
る。データ・ストリーム２４はデータ・ブロツクＤ１、
Ｄ２、……ＤＮの列から成り、データ・ストリームの長
さＮは、所定の最大値以内の任意の値をとることができ
るが、ヘツダ２２では定義されない。従つて、パケツト
は、短かいメツセージや長いメツセージを含むこともあ
るが、全くメツセージを含まないこともある。トレーラ
２６は、パケツトの終了を定義し、メツセージと一緒に
伝送される一定のハウスキーピング情報のためのスペー
スが設けられている。データ・ストリーム２４のデータ
の長さは一定していないが、トレーラ２６をデータ・ブ
ロツクＤＮと識別しなければならないから、ブロツクＤ
１、Ｄ２、……ＤＮはコーデイングする必要がある。こ
こでいうコーデイングは、識別するための追加ビツトが
伝送ブロツクに付加されることを意味する。８ビツト・
バイトのグループから成るデータ・ブロツクのごく簡単
なコーデイングの例は、コーデイングされたブロツクが
データ・バイトか制御バイトかを表わす９番目のビツト
を付加することである。制御ブロツクを表わす９番目の
ビツトによつてブロツクが検出されると、受信ノード
は、データ・ストリーム２４が終了し、トレーラ２６が
受信されていることを知る。ここで注意すべき点は、ト
レーラ２６の内部では、最初のブロツクだけが制御ブロ
ツクとして指定されていればよいということである。残
りのブロツクは、トレーラ・フオーマツト内に含まれた
データ・ブロツクであつてもよい。同様のコーデイング
が、パケツトの開始を知らせるのに必要である。コーデ
イングは、データ・ブロツクと制御ブロツクを見分け以
外の他の多くの目的にも使用される。重要な目的の１つ
に、受信端でクロツク回復ための信号転移が頻繁にある
直列伝送に適合した信号ストリームへのデータの変換が
ある。また、送信されたコードは直流平衡である。すな
わち、ある伝送期間にわたつて、０の数が１の数に等し
いことが望ましい。このようなコードの例として、２進
０のデータを０１、２進１のデータを１０で表わすマン
チエスタ・コードがある。従つて、マンチエスタ・コー
ド・データは、必然的に直流平衡され、補数関数にある
ビツト対ごとに１つの転移がある。若し、マンチエスタ
・コードが受信され、連続する３つの０または３つの１
から成る、すなわち０００または１１１であるなら、受
信ノードは、受信したコードがデータではなく、制御ブ
ロツクとみなされることが分る。制御ブロツクの直流平
衡は、制御ブロツク全体に制約を課して行われる。この
ように、コーデイングは、ブロツクの特性を表わすビツ
トを単に付加する以上にずつと複雑な形式をとることが
分る。マンチエスタ・コードは簡単ではあるが、非効率
的である。
データ・ストリーム２４はデータ・ブロツクD1、D2、…
…DNに細分されるので、一般に、ヘツダ２２およびトレ
ーラ２６も同じ大きさの個々のブロツクに分割される。
トークン・リング通信システムでは、ヘツダ２２はトー
クンを含む。若し、ノードが自由なトークンを受取る。
すなわち、パケツトが他のノードからのメツセージに使
われてはいないことを、ヘツダ２２にあるトークンが表
わすなら、受信ノードは、ヘツダ２２にあるトークンを
取得し、その値を変更し、変更されたトークン値を有す
るヘツダと、それに続いて、該ノードが送信を希望して
いるメツセージを再送信することができる。もちろん、
送信の最後はトレーラ２６で終る。しかしながら、若
し、受信ノードが使用中のトークンを検出する。換言す
れば、パケツトでメツセージすなわちデータ・ストリー
ム２４が後続することをヘツダ２２のトークンの値が表
わすなら、受信ノードは単にパケツトを次のノードに再
送信するだけである。例えば、若し、第２図のノード１
４が自由なトークンを有するパケツトを受取り、メツセ
ージの送信を希望するなら、ノード１４は、ヘツダ２２
のトークンを取得してその値を変更する。また、送信ノ
ードは、宛先および発信アドレスをヘツダ２２に付加
し、リング上のメツセージを受取るべきノードはメツセ
ージの送信者を表示する。メツセージはデータ・ストリ
ーム２４として送信され、続いてトレーラ２６が送信さ
れる。
若し、ノード１４が２つ目のノード１８にメツセージを
送つているならば、パケツトは先ず中間のノード１６に
送られる。ノード１６は最初にヘツダ２２を受取り、ト
ークンが使用中であるので、このパケツトでメツセージ
を送信できないことが分り、従つて、単に再送信モード
のままである。更に、宛先アドレスから、ノード１６
は、メツセージが別のノードを宛先にしており、ノード
１６がパケツトを使用できないことが分る。もちろん、
ノード１６も、トレーラ２６を、多分ハウスキーピング
の仕事のために若干の変更を加えて再送信する。パケツ
トを宛先ノード１８が受信すると、使用中のトークン
は、このパケツトでノード１８のメツセージを送信でき
ないことを再び表示する。しかしながら、ノード１８
は、宛先アドレスから、ノード１８がメツセージの受信
者であることを分るので、データ・ストリーム２４をコ
ピーする。一般的な方式では、受信ノード１８はデータ
・ストリーム２４をそのまま再送信し、パケツトは結局
は発信ノード１４に戻るので、ノード１４はメツセージ
がリングを一巡したことを知ることができる。その時点
まで、発信ノードは、トークンを自由なトークンに変更
し、アドレス、データ・ストリーム２４のデータＤ１、
Ｄ２、……ＤＮ、およびトレーラ２６をパケツトから取
除く。そしてプロセスは反復され、この自由なトークン
を有するパケツトを受取り、メツセージを送信しようと
している他のあるノードがトークンを取得する。
パケツトは、発信ノードと宛先ノードの間で極めて多数
のノードを介して送られることが認識されなければなら
ない。これらの中間のノードの各々で、ノードはヘツダ
２２を読取つて復号し、その後の行動を決めなければな
らない。ヘツダ処理に関連した遅延により２つの問題が
生じる。第１に、ノード内の遅延は、伝送線路２０を長
くしたのに等しいので、この遅延はリング上のノード数
に比例して増加し、リングのスループツトを低下させ
る。代表的なリングでは、１つのメツセージには１つの
トークンしかないので、すべてのノード遅延を含む、リ
ングを巡回する時間は、リングのスループツトを制限す
る。第２に、ノードがヘツダ２２を受信、復号、処理し
ている間にもパケツトのブロツクが絶えず到着する。そ
れ故、バツフア記憶を設け、受取つたデータを、再送信
されるまで記憶しなければならない。従つて、ヘツダ２
２の処理が複雑になると、複雑な処理回路を必要とする
のみならず、大容量のバツフア記憶も必要になる。ヘツ
ダ２２の最初の受信の直後に、「トークンが使用中であ
るからデータ・ストリーム２４を受信後直ちに再送信す
る」との判断が得られるのが理想的な状況である。トー
クンは、使用中かまたは自由を表わす１ビツトの情報だ
けで構成させる。しかしながら、一般的なコーデイング
体系では、１ビツトのトークンに応答するのは、コーデ
イングされたワードの中の１ビツトだけではない。従来
の方式では、トークンを含むブロツク全体を受信、復号
して始めてトークンの値が決定されるので、これらの最
小限度の束縛でさえも、ノードごとの最小の遅延もかな
りの量になり、それに対応した容量を持つたバツフア記
憶が必要になる。
〔発明が解決しようとする問題〕
本発明の主な目的は、データ及びその制御情報の通信回
路網の各ノードにおける制御を判断する際の遅延を最小
にするような特別のコード形式で、制御情報をコーデイ
ングする方法を提供する事である。
本発明の他の目的は、補数コード形式又は３Ｂ／４Ｂ，
５Ｂ／６Ｂ若しくは８Ｂ／１０Ｂのコード形式の特別の
サブセットに従つてコード化された制御情報ブロックを
通信する方法を提供する事である。
〔問題点を解決するための手段〕
本発明に係るデータ通信のための制御情報ブロックのコ
ーデイングの原理によれば、データブロックの伝送のた
めに使用する所定のコード化形式により定義された正規
のコードセットのうち特別の性質を有する更に制限され
たサブセットコードに従って制御情報ブロックの所定の
サブフィールドをコード化する事であり、上記サブセッ
トコード化されたサブフィールドは、残余のサブフィー
ルド及び他のブロックに影響を与えずに復号できるよう
な性質を有する。上述の原理を利用する本発明のコード
化及び通信方法は次の通りの構成を有する。
本発明の１つの特徴によれば、遠隔ステーションへ通信
されるべきデータ並びに該データの伝送及び処理のため
の制御情報をコード化して通信するに当り、コード化さ
れていないデータをビット数Ｎの複数のブロックに区分
し、各ブロックを所定のコード化形式により定まる正規
のコードセットに従ってビット数Ｍ（但しＭはＮよりも
大きい数）のコード化データブロックを形成すると共
に、上記制御情報をコード化して上記データブロックに
関連したビット数Ｍの少なくとも１つのコード化制御情
報ブロックを形成し、該コード化制御情報ブロック及び
データブロックを順次に伝送するための通信方法の改良
に関するものであって： 上記制御情報内の所定のサブフィールドを、上記正規コ
ードセットのうちコード化前及び後のビット間に直接対
応が存在するサブセットのコードに従ってコード化し、
その復号に当り残余のサブフィールド及びブロックとは
無関係に復号される事 を特徴とする制御情報のコード化方法である。
本発明の他の特徴によれば、遠隔ステーションへ伝送さ
れるべきデータ並びに該データの伝送及び処理のための
制御情報をコード化して通信するに当り、コード化され
ていない８ビット数の複数のデータブロックを８Ｂ／１
０Ｂコード化形式に従ってコード化してコード化データ
ブロックを形成すると共に、制御情報の少なくとも１つ
のブロックを３Ｂ／４Ｂ，５Ｂ／６Ｂ若しくは８Ｂ／１
０Ｂのコード形式の正規コードセットのうちコード化前
及び後のビット間に直接対応が存在するサブセットコー
ドに従ってコード化してコード化制御情報ブロックを形
成して該コード化制御情報ブロック及びデータブロック
を順次に伝送し、 遠隔ステーションでは、上記サブセットによりコード化
されたコード化制御情報ブロックのサブフィールドを受
信し、該コード化制御情報ブロックの残余のサブフィー
ルドを受信する前に上記受信サブフィールドを所定の基
準と比較し、該比較結果に従って伝送されたコード化デ
ータブロック及びコード化制御情報ブロックを復号する
ことなく次のステーションへ再伝送する事 を特徴とする通信方法である。
上述及び後述するように、本発明により利用される制御
情報ブロックのコード化形式には、所謂、１Ｂ／２Ｂ，
３Ｂ／４Ｂ，５Ｂ／６Ｂ，７Ｂ／８Ｂのコード化形式の
任意のものが含まれる事は明白であろう。
〔効果〕
本発明の方法によりコード化された制御情報ブロック内
のサブフィールド（即ちサブブロック）を、残余のサブ
フィールドの読取り／復号の前に、別個に読取り（必要
ならば復号し）、受信ノードが最小限の遅延で適切に応
答できる。パケツト通信の応用では、１つのノードでト
ークン・リングからのパケツトを受信し、その後の動作
を判断するためトークンの状態を識別するに当り、トー
クンの特定のビットを含む制御情報ブロックの所定のサ
ブフィールドを別個に直接読取る装置を付加する事によ
り、伝送されつつある制御情報ブロックのすべての読取
り、変換、復号を待たずに識別する事により、通信ノー
ドにおける動作を迅速で効果的なものにし、ノードにお
ける遅延を最小限にする。
〔トークン・リングに適した正規のコードセット及びヘッダフォーマットの説明〕
トークン・リングに特に役立つと思われるコーデイング
方法の１つは、８Ｂ／１０Ｂ伝送コードである。このコ
ードの詳細は、A.Widmer and P.A.Franaszek,“A DC-Ba
lanced,Partitioned-Black，８Ｂ／１０Ｂ Transmissi
on Code”，IBM Journal of Research and Developmen
t,Vol.27,1983,pp440-451の論文に記載されている。８
Ｂ／１０Ｂコーデイングは、８ビツトのデータがコーデ
イングされて１０ビツトのデータとして伝送されること
を意味する。追加された２ビツトは、制御ブロツクとデ
ータ・ブロツクを識別し、直流平衡およびクロツク回復
の変換点を与えることを含む種々の目的に使用される。
前記論文では、８ビツト・バイトが普及していることか
ら、８Ｂ／１０Ｂコーデイングが説明されており、各８
ビツト・バイトは更に２つのサブブロツクに分割され、
これらのサブブロツクが別々にコーデイングされる。従
つて、８Ｂ／１０Ｂコーデイングは、３Ｂ／４Ｂコーデ
イングと５Ｂ／６Ｂコーデイングに分割される。若し、
８ビツト・バイトＡＢＣＤＥＦＧＨを１０ビツト・ブロ
ツクａｂｃｄｅｉｆｇｈｊにコーデイングしようとする
なら、最初の５ビツトＡＢＣＤＥは独自にａｂｃｄｅｉ
にコーデイングされ、残りの３ビツトＦＧＨも独自にｆ
ｇｈｊにコーデイングされる。このようにして生じるコ
ーデイング表として、５Ｂ／６コーデイングも場合の第
１表と、３Ｂ／４Ｂコーデイングの場合の第２表を下記
に示す。
第１表において、最初の欄（左端）は、コーデイングさ
れる５ビツトのサブブロツク名を示す。記号Ｄはデータ
を表わし、記号Ｋは識別可能な制御サブブロツクを表わ
す。データ・ワードは、若し、それを制御として識別す
る他の手段が存在するなら、制御情報として使用でき
る。２５＝３２であるから、第１表に示すように、３２
のサブブロツクを得ることができる。しかしながら、第
１表の構成では、フオーマツト制御を行わないと、制御
用には、５ビツト・サブブロツクの中の５個しか使用で
きない。ＡＢＣＤＥの欄の５ビツトは、コーデイングさ
れる５ビツト・サブブロツクの２進表示である。Ｋの欄
の値は、サブブロツクがデータまたは制御情報のどちら
かを含んでいるかを表わす。若し、Ｋ＝０なら、その列
のサブブロツクは恐らく制御フイールド内のデータであ
り、若し、Ｋ＝１なら、その列のサブブロツクは明らか
に制御情報であり、若し、Ｋ＝ｘなら、その列のサブブ
ロツクはデータまたは制御情報のどちらにも使用でき
る。
右側の２つのａｂｃｄｅｉの欄は、コーデイングされた
サブブロツクである。２つの可能なコーデイング形式が
ある場合は、どちらが選ばれるかはデイスパリテイ(dis
parity)によつて決まる。データ・ブロツクのデイスパ
リテイは、ブロツクにある０の数と１の数の差である。
デイスパリテイが正数および負数の場合は、それぞれ、
１および０が過剰であることを示す。走行デイスパリテ
イは、先行のブロツクのデイスパリテイの和である。直
流平衡コードは、デイスパリテイはできるだけ０に近い
ように維持され、有限の長さにわたつて１の数と０の数
は等しい。Ｄ−１の欄の値は、サブブロツクの終りで、
最も新しい非０走行デイスパリテイである。２つの代替
を有するコーデイングされた項目の場合、Ｄ−１の値が
走行デイスパリテイに対応するように代替項目が選ばれ
る。これらの代替項目はすべて、Ｄ．７を例外として、
それ自身が非０デイスパリテイを有する項目であるの
で、コーデイングされたサブブロツクの終りで走行デイ
スパリテイが反対の値Ｄ０を仮定する。それ自身が０デ
イスパリテイを有するこれらのコーデイング・サブブロ
ツク（Ｄ．７を除く）は走行デイスパリテイを変更しな
いから、デイスパリテイ欄（Ｄ−１）に記号ｘを記入さ
れ、走行デイスパリテイの値として使用され、Ｄ０の０
で示すように、サブブロツクの前後で同じ値のままであ
る。
３Ｂ／４Ｂコーデイングの場合の類似の表を第２表に示
す。第２表の説明は第１表の説明と重複するので省略す
る。
前述のStroleの論文で説明したようなヘッダ２２のフォ
ーマットを第４図に示す。このフォーマットは米国標準
規格協会の標準フォーマットである。ヘッダ２２はパケ
ットの開始を識別する１バイト長のブロックの予約語
（デリミッタ）ＤＥＬで始まる。予約語ＤＥＬは、必然
的に特殊文字、即ち明確な制御情報ブロックで、そのコ
ード化された形がデータとは識別できる形である。予約
語の次に、２バイト、即ち２ブロック、の制御フィール
ドＰＣＦがあり、２つのブロックPCF1とPCF2に区分さ
れ、伝送リングへのアクセスとノードへの情報転送を制
御する情報を記憶している。
また、第４図には、制御フィールドの最初のブロックPC
F1の詳細が示されている。この最初のワードPCF1のビッ
トは、コーディングされていない形式で示されている。
一般的なコーディングでは、コーディングされていない
ブロックにある１ビットの変更は、コーディングされた
ブロックの全ビットを変更を必要とする。PCF1の最初の
３ビット長のサブフィールドは、いくつかのノードに他
のノードと異なった優先順位を割当てることができる優
先順位モードＰＭを表わすサブフィールドである。若
し、ノードがパケットに対応する優先順位を持っていな
いなら、そのパケットをアクセスできない。次のビット
は、前に説明したように、自由または使用中を表わすト
ークンＴを表わすサブフィールドである。前記Stroleの
論文に記載されたフォーマットでは、トークンは１ビッ
トである。後に説明するように、トークンＴの大きさを
増すことが必要になることがある。最初のブロックPCF1
の終りのサブフィールドにはモニタ制御ＭＣおよび優先
順位の予備ＰＲがある。これらのサブフィールドの説明
は省略するが、トークンＴと同じブロックを占めている
ことが分る。
若し、ノードが、自由なトークンＴを有するパケットを
受信し、そのパケットの使用を希望するなら、Ｔの値を
変更して使用中のトークンとして表示してからヘッダ２
２の宛先ノードのアドレスを“宛先”フィールドに挿入
するとともに、“発信”フィールドに自らのアドレスを
挿入する。
従来の８Ｂ／１０Ｂコーディング方法では、制御フィー
ルドの最初のブロックPCF1の全体を受信し、１０Ｂ／８
Ｂの復号を実行して始めて、トークンＴが使用中である
か、または自由であるかが識別される。若し、トークン
の値が変更されれば、PCF1を再びコーディングして始め
て送信できるようになる。このような複数のステップの
プロセスは、必然的にノードごとにかなりの遅延を生じ
る。
本発明によって、トークンＴの値を識別する前に制御ブ
ロック全体を復号しなくてもよい。
〔実施例〕
前述した８Ｂ／１０Ｂコーディング形式の正規の全コー
ドセットのうち特別の性質を有する更に制限されたサブ
セットコードが制御ブロックPCF1のコード化のために利
用できる。これらのサブセットコードは、第１表に示し
た25＝３２サブブロック（即ち、サブフィールド）及び
第２表に示した23＝８サブブロックのうち走行ディスパ
リティとは無関係で且つ代替コードの存在しない特別の
サブブロック、即ち表中Ｄ−１欄にＸ印を有する２２個
のサブブロック（第１表のコードでは１８個のサブブロ
ック、第２表のコードでは４個のサブブロック）にのみ
制限される。
これらの制限されたサブセットコードは次の通りであ
る。制限された５Ｂ／６Ｂコーディング（１８個のサブ
セットコード） ＡＢＣＤＥ ａｂｃｄｅｉ １１０００ １１０００１ １０１００ １０１００１ ０１１００ ０１１００１ １００１０ １００１０１ ０１０１０ ０１０１０１ １１０１０ １１０１００ ００１１０ ００１１０１ １０１１０ １０１１００ ０１１１０ ０１１１００ １０００１ １０００１１ ０１００１ ０１００１１ ＡＢＣＤＥ ａｂｃｄｅｉ １１００１ １１００１０ ００１０１ ００１０１１ １０１０１ １０１０１０ ０１１０１ ０１１０１０ １００１１ １００１１０ ０１０１１ ０１０１１０ ００１１１ ００１１１０ 制限された３Ｂ／４Ｂコーディング（４個のサブセット
コード） ＦＧＨ ｆｇｈｊ １００ １００１ ０１０ ０１０１ １０１ １０１０ ０１１ ０１１０ これらの制限されたサブブロックの復号は、コーディン
グされた最後のビットｉ又はＪがサブセットコード内の
復号とは無関係であると云う事から、特に簡単である。
更に、前述の制限された１８個のサブブロックに関して
は、コーディングされていないビットパターンＡＢＣＤ
Ｅとコーディングされたビットパターンａｂｃｄｅの間
には直接対応関係が成立する。換言すれば、これらのビ
ットパターンを有するサブセットコードにおいては、復
号とは、コーディングされた６ビット長のサブブロック
ａｂｃｄｅｉから第６番目のビットｉを単に除去する事
によりコーディングされていない元の５ビット長のサブ
ブロックＡＢＣＤＥが直接的に得られる。
同様な直接対応関係は、前述の３Ｂ／４Ｂコード化形式
のうち制限された４個のサブブロックに関して成立す
る。
これらの制限されたサブセットコードを、第１制御情報
ブロックPCF1のサブフィールドのコード化に使用する場
合、サブフィールドビット長が１ビット又はそれ以上の
ビットに拘らず、受信側ノードではこれらのサブフィー
ルドの読取りだけで復号化動作なしにサブフィールドの
ビットを識別できる。従って、関連したサブフィールド
（例えばＰＭ及びＴ）のビットだけを受信し、これらの
内容を受信ノードでの基準フィールドと比較し、その結
果に基づき、以後の動作を決める判断を行うことができ
る。
前述の制限された３Ｂ／４Ｂサブセットコードは、４個
であり、コーディングされていない制御情報ブロックの
サブフィールド長が２ビット長、即ち００，０１，１
０，１１，のフィールドのコード化に使用される。
必要なサブフィールドの全体のビット長が５個以上で１
８個以下の場合には５Ｂ／６Ｂコード形式の制限された
サブセットコードが使用される。
識別するだけではなく、瞬時で変更しなければならない
トークンのようなサブフィールドの場合、８Ｂ／１０Ｂ
コーディングにおいて更に、トークンビットの変更（使
用中への変更）が走行ディスパリティに影響を及ぼさな
いようにすることが要求される。１ビットのトークンに
対するどのような変更も必然的にディスパリティを変化
させるので、トークンを少なくとも２ビットの、補数ビ
ットが隣接しなくてもよいことを除けば、マンテェスタ
・コーディングによく似たトークンに拡張することが必
要である。例えば、自由なトークンは０１、使用中のト
ークンは１０で表わされる。従って、トークンは補数関
係の次であり、対の補数をとることにより逆の値に反転
される。
例として、トークン・リングの各ノードに対して６レベ
ルの優先順位の何れかのレベルが割当てられており、且
つトークンとして２ビットを使用する場合について説明
する。優先順位のサブフィールドＰＭが６個のレベルを
表わすコード、即ち０１０１，０１１０，１００１，１
０１０，００１１，１１００の形で表わされて５Ｂ／６
Ｂコード形式のａｂｃｄの４ビット欄に存在すると同時
にトークンサブフィールドＴの２ビットが５Ｂ／６Ｂコ
ード形式のｅｉの２ビット欄に０１，１０の形で存在す
るならば、すべての許容可能なビットの組合せは制限さ
れたサブコードセットの範囲内にある。（若し、１８個
の優先順位が必要ならば、ＰＭサブフィールドとして６
ビット長が必要であるのでそのコーディングは５Ｂ／６
Ｂ形式のａｂｃｄｅｉの制限されたサブセットコードで
コード化する一方、トークンは３Ｂ／４Ｂコード形式の
ｆｇフィールドに割当ててコード化する。） トークンをｅ及びｉ欄に割当てた場合にｅが自由なトー
クンを表わす０として識別されるなら、トークンは、ｅ
欄のビットを直ちに１に変更することにより、受信され
る。そして、ｉ欄のビットが受信されると、そのビット
は１から０に変更される。もちろん、これは、ｅｉの他
の２つの値００および１１が許されないことを意味し、
それ以上に制限されたコードは必然的に効率が低下す
る。若し、トークンに類似した特性を有するもう１つの
標準を必要とするなら、それは３Ｂ／４Ｂコード形式の
ｆｇまたはｈｊに置くことができる。この場合、ビット
対ｆｇはビット対ｅｉと同じ特性を備えているが各対
は、互いに無関係に変更できる。一般的な１０ビットの
コーディングの場合−必ずしも、WidmerとFrnaszekの８
Ｂ／１０Ｂコードではない−に、補数関係の５対のまた
は独立した５個の、１ビット長のサブフィールドを備え
ることができる。この方法の非効率性は、５個の１ビッ
ト長サブフィールドに対し１０ビットのコーディングが
必要であることから明らかである。若し、補数関係の対
の各々が連続しているなら、このようなコーディング
は、少なくともそれが使用される制御フィールドの場
合、生成されたビット・パターンに関してはマンチェス
タ・コーディングに等しいが、パルス間隔に関しては等
しくはなく、８Ｂ／１０Ｂコーディングの場合と同じ状
態を保持する。
このような非効率性のため、制限されたサブセツトをコ
ーデイング中に使用するブロツクの情報内容は、送信さ
れた１０ビツト当り８情報ビツトという可能な値よりも
かなり減少する。若し、第１表および第２表で与えられ
た０デイスパリテイを有する制限されたサブセツトが使
用されるなら、３２の可能なコーデイングされていない
５ビツト・サブブロツクのうちの１８しか使用できず、
そして、８つの可能なコーデイングされていない３ビツ
ト・サブブロツクのうちの４つしか使用できない。従つ
て、制限されたサブセツトは、制限されていないセツト
にある可能な２５６の値のうち、必要な個々の標識数に
応じて３２と７２の間の可能な値しか持たない。しかし
ながら、このような非効率性は必ずしも望ましくないも
のではない。ノード内の遅延は時にはヘツダとトレーラ
内の情報処理速度によつて決まるが、データのスループ
ツトは、主として、ヘツダとトレーラ間にサンドウイツ
チされたメツセージの再送信速度によつて決まる。この
メツセージはそれ以上の処理を要しない。従つて、若
し、ヘツダはトレーラの幾くかの小さい制御セグメント
が、それらの制限されたサブセツトの値のために、やむ
を得ず延長されれば、ノードの処理回路は、メツセージ
が相対的に高い速度で送信される間に、ヘツダとトレー
ラを相対的に低い実効速度で処理できることがある。
制限されたサブセツトは、８Ｂ／１０Ｂコーデイングに
適用されると、通常の８Ｂ／１０Ｂコーデイングおよび
復号のすべての規則に従う。制限された８Ｂ／１０Ｂコ
ーデイングの特別の利点は、コーデイングされた各サブ
フイールドが、明白な復号なしに直接に読取れる状態で
あることである。更に、補数関係のコーデイングされた
ビツト対と同じように小さい定義された各サブフイール
ドは、コーデイングされた領域にある１つ０の数が一定
のままでデイスパリテイを変えない限り、他のフイール
ドに影響を与えることなく、個々に変更できる。従つ
て、ノードの処理回路の応答時間の要求は緩和される
か、または代りに、メツセージの送信速度を増すことが
できる。
他の多くのコードは、コーデイングされた形式とコーデ
イングされない形式の間でビツトごとに対応する使用可
能な数のブロツクまたはサブブロツクを持たないが故
に、前記のWidmerとFranaszekの８Ｂ／１０Ｂコードと
異なるが、若し、サブセツトがブロツクの残りを参照せ
ずに読取・復号できるサブフイールドが存在する、コー
デイングされた値の完全なセツトの範囲内で定義される
なら、これらの他のコードに本発明を有効に適用でき
る。その場合、サブフイールドの復号は、コーデイング
されていないサブフイールドを得るのに必要であるが、
それでも、完全な復号よりもずつと簡単であり、コーデ
イングれたブロツク全体を受取る前に処理を開始でき
る。若し、サブフイールドの変更が必要なら−トークン
の場合には必要であるが、優先順位フイールドの場合に
は、恐らく必要ではない−、サブセツトにも、サブフイ
ールドが急いで変更されることになつている逆の値が含
まれなければならない。
第１図に、前述の８Ｂ／１０Ｂコードにより本発明を実
施するのに使用しうる回路例として、１つのノードにお
けるブロツク図が示されている。ノードは伝送線路２０
ａを介してトークン・リングからのパケツトを入力変換
器３０で受信し、その出力として明確な信号トレインが
線３２に現われる。この出力はクロツク回復回路３４の
入力およびエツジ・トリガ・フリツプフロツプ３８（以
下、ＦＦ３８という）のデータ入力に送られる。クロツ
ク回復回路３４は入力信号の周波数と位相を回復し、ク
ロツク出力として線３６を介してＦＦ３８の制御入力に
印加される。ＦＦ３８は、雑音エラーを最小限にするた
め、信号をそのパルスの中央でサンプリングし、内部信
号を線４０に出力する。
直−並列変換器／デコーダ４２は、線４０を介してＦＦ
３８から直列データ・ストリームを受取り、それをブロ
ツク間の境界を識別するバイト・クロツク回路の付加機
能を用いて並列形式に変換し、更に、前記のWidmerとFr
anaszekによつて提供されたような表により、並列１０
ビツト信号を８ビツト信号に復号する。復号された信号
は、トークン・リングに復号する。復号された信号は、
トークン・リングと、ユーザ・システム、すなわちトー
クン・リングにメツセージを発信し、またはトークン・
リングからメツセージを受取る装置４６との間のインタ
フエースであるリング・インタフエース・フダプタ（以
下アダプタ４４という）に供給される。アダプタ４４
は、メツセージの適切な受信および送信に必要な処理機
能を提供する。
アダプタ４４が適切な送信ブロツクを決めた後は、対応
する８ビツト・ブロツクは、並−直列変換器−エンコー
ダ４８に供給され、１０ビツト形式にコーデイングさ
れ、直列化される。直列化されたブロツクは、アダプタ
４４からの信号“制御２”によつて制御されたＡＮＤ回
路５０を経て、ＯＲ回路５２、更に出力変換器５４を通
つて、トークン・リングの伝送線路２０ｂに送出され
る。
これまで説明した動作は全く従来のままの動作であり、
全体のブロツクを受信し、並列化し、復号して始めて、
前記アダプタにより該ブロツクの制御情報に基づいた制
御が行われ、該ブロツクは再びコーデイングされ、直列
化されて再送信されるので、この一連の動作に関連した
は、ノード内の遅延としては許容できないものになる。
本発明により、ＦＦ３８の出力が線４０を介して、物理
制御フイールドの直接読取装置５６に供給される。ま
た、直流読取装置５６は、直一列変換袋／デコーダ４２
からタイミング信号を受取る。前述のように、直接読取
装置５６は単一の比較回路で構成され、直−並列変換器
／デコーダ４２によつて正しくタイミングがとられる
と、トークンが存在しているブロツクを並列化または復
号しなくても、トークンＴ特有の１ビツトを識別でき
る。直接読取装置５６からのトークン信号は線５８を介
してアダプタ４４に送られるので、アダプタ４４は単一
ビツト比較に基づいたトークンの値を知ることができ
る。若し、アダプタ４４がトークンＴの値を変えること
を望むなら、新しい２ビツト・トークンが線６０から出
力され、アダプタ４４からの制御信号“制御３”によつ
て制御されたＡＮＤ回路６２を経由し、更にＯＲ回路５
２、出力変換器５４を通つて、トークン・リングの伝送
線路２０ｂに送出される。ＦＦ３８とＡＮＤ回路６２の
間で、トークンのための一連の動作は簡単そのものであ
つて、ビツトの中の小さな部分で実行される、すなわ
ち、ビツト速度よりもかなり速い速度で実行できる。そ
れによつて、トークンは迅速に識別され、場合によつて
は変更され、トークン・リングに再挿入される。
受信したパケツトが単に再送信されるべきものであると
分れば、ＦＦ３８の出力は、アダプタ４４からの出力信
号“制御１”によつて制御されたＡＮＤ回路６４とＯＲ
回路５２と出力変換器５４を通つて、トークン・リング
の伝送線路２０ｂに送出される。若し、トークン・ビツ
トが１ビツト期間の小さな部分内で急速に変更できるな
ら、バツフアを必要とせず、パツケージはビツトごとに
直ちに再送信される。しかしながら、若し、トークン・
ビツトの処理に関連してかなりの遅延があれば、シフト
・レジスタのようなバツフア６６がＦＦ３８とＡＮＤ回
路６４の間に挿入され、変更されずに再送信されるパケ
ツトに対応する遅延を与える。さりながら、物理制御フ
イーネドの直接読取装置５６を用いてアダプタ４４に直
接に入力することにより、ノードにおける遅延を最小限
にし、バツフアの要求をかなり減らすことができる。も
ちろん、これは、直接読取装置５６によつてビツトごと
に識別できるコーデイングされたコードのサブセツトで
実現されている。物理制御フイールドによつて実現され
るかどうかが決まる。
若し、識別を要する標識が１ビツトよりも多い情報を含
んでいれば、明らからに、複数ビツトを受取り、そして
恐らくは復号して始めてアダプタ４４は適切な動作をす
ることができる。この場合、ノードには、サブフイール
ド内のビツト数による最小限の遅延が生じる。それで
も、直−並列変換器／デコーダ４２における全体のブロ
ツクの受取りと復号は必要ではなく、それに対応して遅
延も減少する。
応答を特に高速にするには、トークン変更をあらかじめ
次のように実行することがある：送信可能な通信用のア
ダプタ４４は、次の、正しい優先順位のトークンが、ノ
ード入力におけるステータスに無関係に使用中のトーク
ンとしてノードを出ることを予期する。従つて、アダプ
タは、かなり前に使用中のトークンの正しいコードを並
−直列変換器／エンコーダ４８にセツトアツプし、制御
２を使用可能にし、制御１を使用禁止にすることによつ
て正しい優先順位に基づいた正しい時刻に使用中のトー
クンをリングにクロツクできる。若し、同時に、または
少し遅れてアダプタ４４が、入つてくるトークンが自由
であつたことを認めれば、アダプタ４４はそのパケツト
の送信を始める。若し、受取つたトークンが既に使用中
であつたなら、アダプタは、使用中のトークンが入つた
直後に制御２を使用禁止にし、制御１を使用可能にす
る。このモードでは、制御３とＡＮＤ回路６２は不要で
ある。
本発明によるノード処理のタイミングの緩和は、マンチ
エスタ・コーデイングと対比できる。前のビツトの識別
から、使用中のトークンの挿入までの時間は、マンチエ
スタ・コーデイングの場合も、８Ｂ／１０Ｂコーデイン
グの場合も１．５ビツトの期間である。４ＭＨｚのデー
タ伝送速度または８ＭＨｚの伝送線路速度を有するマン
チエスタ・コーデイングの場合、１８７．５ｎｓが処理
に当てられる。それに対し、４ＭＨｚで動作する８Ｂ／
１０Ｂコーデイングは、５ＭＨｚの伝送速度しか必要と
しないので、１．５ビツトの期間は３００ｎｓに等し
く、同じデータ速度のマンチエスタ・コードの場合より
も６０％長い。
〔発明の効果〕 本発明によつてパケツトの制御ブロツクを最小の遅延で
コーデイングし、制御を決定する際の遅延を最小限に
し、通信ノードにおける動作を迅速かつ効率的なものに
することができる。
【図面の簡単な説明】
第１図はトークン・リングのノードにおいて本発明の方
法を実施する回路の概要図、 第２図はトークン・リング通信システムの概要図、 第３図は通信システムにおけるパケツトのフオーマツト
を示す図、 第４図はパケツトのヘツダのフオーマツトを示す図であ
る。 ３０……入力変換器、３４……クロツク回復回路、３８
……ＦＦ、４２……直−並列変換器／デコーダ、４４…
…アダプタ、４６……装置、４８……並−直列変換器／
エンコーダ、５０……ＡＮＤ回路、５２……ＯＲ回路、
５４……出力変換器、５６……直接読取装置、６２、６
４……ＡＮＤ回路、６６……バツフア。

Claims (2)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】遠隔ステーションへ通信されるべきデータ
    並びに該データの伝送及び処理のための制御情報をコー
    ド化して通信するに当り、コード化されていないデータ
    をビット数Ｎの複数のブロックに区分し、各ブロックを
    所定のコード化形式により定まる正規のコードセットに
    従ってビット数Ｍ（但しＭはＮよりも大きい数）のコー
    ド化データブロックを形成すると共に、上記制御情報を
    コード化して上記データブロックに関連したビット数Ｍ
    の少なくとも１つのコード化制御情報ブロックを形成
    し、該コード化制御情報ブロック及びデータブロックを
    順次に伝送するための通信方法であって： 上記制御情報内の所定のサブフィールドを、上記正規コ
    ードセットのうちコード化前及び後のビット間に直接対
    応が存在するサブセットのコードに従ってコード化し、
    その復号に当り、残余のサブフィールド及びブロックと
    は無関係に復号される事 を特徴とする制御情報のコード化方法。
  2. 【請求項２】遠隔ステーションへ伝送されるべきデータ
    並びに該データの伝送及び処理のための制御情報をコー
    ド化して通信するに当り、コード化されていない８ビッ
    ト数の複数のデータブロックを８Ｂ／１０Ｂコード化形
    式に従ってコード化してコード化データブロックを形成
    すると共に、制御情報の少なくとも１つのブロックを３
    Ｂ／４Ｂ，５Ｂ／６Ｂ，若しくは８Ｂ／１０Ｂのコード
    形式の正規コードセットのうちコード化前及び後のビッ
    ト間に直接対応が存在するサブセットコードに従ってコ
    ード化してコード化制御情報ブロックを形成して該コー
    ド化制御情報ブロック及びデータブロックを順次に伝送
    し、 遠隔ステーションでは、上記サブセットによりコード化
    されたコード化制御情報ブロックのサブフィールドを受
    信し、該コード化制御情報ブロックの残余のサブフィー
    ルド受信する前に上記受信サブフィールドを所定の基準
    と比較し、該比較結果に従って伝送されたコード化デー
    タブロック及びコード化制御情報ブロックを復号するこ
    となく次のステーションへ再伝送する事 を特徴とする通信方法。
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