JPH0683221B2 - データ通信方法及び通信システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、通信システムに関し、
特に単一のバスを介して通信する局間にパスされる単一
の概念化されたトークンを利用し、各局はトークンを
「所有」した場合に他の局を排してハイレベルのメッセ
ージ伝送を行うことができ、さらに必要なら他の局にハ
イレベルの返答メッセージを伝送させることができるよ
うにした、回線非争奪タイプの通信システムに関するも
のである。

【０００２】

【従来の技術】多数局通信システムは一般に２種類の通
信方式、即ちマスター制御方式とマスターなしの方式の
いずれかを採用している。前者の方式では中央制御ユニ
ット等の装置が監視制御装置となって、共通使用伝送資
源（代表的には各局間を相互接続するバス）をどの局が
アクセスしているかを監視するとともに、局に資源アク
セスの指示を出す。本発明は、この種の方式と異なり、
マスターなしの通信システムである。

【０００３】マスターなしの通信システムは、２つに分
類される。ひとつは回線争奪（コンテンション）システ
ムであり、もうひとつはトークン・パス・システムであ
る。前者の回線争奪システムではある局が他の局へのバ
スの伝送制御手段として、多数の局にバスへのアクセス
権を争わせるようにしており、この点で本発明とは異な
るシステムである。本発明においても多数の局が同時に
トークンへのアクセスを要求するような場合には争奪の
可能性があるが、全体として本発明は回線争奪なしのト
ークンパス方式のみを使用するものである。

【０００４】回線争奪システムについては、Digital Eq
uipment社（マサチューセッツ州メイナード）、Intel社
（カルフォルニア州サンタクララ）及びXerox社（コネ
チカット州スタンフォード）の共同開発に係るものがあ
り、これはEthernetと呼ばれているものでMetcalfeらの
米国特許第４,０６３,２２０号に記載されている。これ
によれば、バスにつながっている局はいずれも伝送直前
及び伝送中バスがクリアであることを条件として情報を
送信することができる。送信局が送信中にバスのノイズ
を検出したとするとこれは、同時にバスへの情報送信を
試みている局がほかにもひとつ以上あり、送信局とこれ
らほかの局との間に干渉ないし衝突が生じていると考え
られる。この問題を解決するため、各局の送信部を動作
不能にし、乱数発生器を用いてある待ち時間を選定し、
その経過後次の送信の試みが行なわれるようにしてい
る。同時にカウンタにより、１データパケットの送信中
に発生した干渉ないし衝突回数をカウントし、それに従
って乱数発生器の平均値に重み付けを行っている。した
がって送信を試みた局は異なる時点で再送信を行うこと
になり、やがて局間の回線争奪はなくなる。

【０００５】本発明ではこのような争奪ないし衝突検出
方式は使用せず、代りに、トークンの概念を採用し、こ
のトークンを局から局へパスさせ、トークンを所有する
局がその間だけハイレベルのメッセージ伝送を行なえ、
かつ必要なら他局からのハイレベルの返答メッセージを
要求するという排他的な権利をもつようにしている。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】トークン・パス通信シ
ステムについては、その従来技術の代表例がImaizumiら
の米国特許第４,０５８,６８１号に開示されている。こ
の文献には命令確立信号（ＥＬＳ）と命令送り信号（Ｓ
ＥＬ）とを用いて局から局へ伝送されるトークンを利用
した情報伝送システムが記載されている。局から局への
トークンパス（トークンの受け渡し）はトークンを所有
することになる次の局のアドレスを与えるＳＥＬ信号を
使用することにより行なわれる。この次の局はトークン
を受け取ると命令確立信号を送信して命令する権利は自
分の局にあることを他の局へ知らせる。現在トークンを
所有している局が所定の時間内にＥＬＳ信号やＳＥＬ信
号を送信しない場合は、他の局が自己のＥＬＳ信号を送
信することによりトークンを入手する。最初にトークン
を持っていた局がアドレスした次の局へのトークン転送
を所定の時間内に検出しなかった場合には、この最初に
トークンを持っていた局は別の局へトークンを転送する
ため、新しいアドレスのＳＥＬ信号を新たに送信する。
しかしながら、この文献は、現在のトークン所有局（所
持局）が自局より次にトークンを送らんとする送り先の
局のみならず、自局にトークンを送ってきた発送局も知
っているという制御アークの概念を開示していない。現
在のトークン所有局がトークンリストに入っていない要
求局にトークンを送ることを可能にする要求ウインドウ
を上記制御アークと組み合わせることにより、システマ
チックベースでトークンの所要権をまわしている局のト
ークンリストに各局を加入させ（パッチインする）た
り、リストから除外させることができる。さらにこの文
献はトークンをパスしている局間のハンドシェイク・プ
ロトコルを自動的に変えることについても開示していな
いし、示唆もしていない。

【０００７】この文献はさらにバスとは物理的につなが
っているがバス制御のためのトークンを入手する可能性
を有さない局を使用することに関する本発明の結合概念
についても開示や示唆をしていない。このような局はト
ークン所有者になれる局に対してのみ応答することがで
きる。結合概念を用いることにより、比較的低レベルの
局（したがって結合概念なしにはバスに情報を送信する
ことのできない局）を相互接続可能な通信システムが与
えられる。

【０００８】さらに本発明は、その基本的な知覚事象及
び局状態を変えるルール・インターアクションを介して
の事象間の因果性を用いることにより、再編成され、ユ
ーザーの要望する通信ネットワークの要求事項に合致す
る新しいアクセスメカニズムのプロトコルを有する新規
で特徴ある通信システムを提供する。

【０００９】

【課題を解決するための手段】トークンパスを利用する
同期直列バス通信システムについて記述する。この共通
使用線ないしバスは受動性の通信媒体であり、これを介
して複数の局が通信を行うため相互接続される。本発明
の一構成例においては、各局は複数のアクセスメカニズ
ムモジュールを含み、これらのモジュールは局が事象を
知覚（観察）したときにとるべき行動を表わすルールに
基づく状態の変化を表わしている。各局は、トークンを
所有・所持・取得した（これらのことばは同様の意味で
使用する）場合に非アクセスタイプのメッセージ（本書
ではハイレベルのメッシセージと呼ぶ）をバスを通して
他の局へ伝送開始でき、さらに他の局から自局にハイレ
ベルの返答メッセージ伝送を要求することのできる唯一
の局となる（所望なら可能だが、第３者局へのサロゲー
トメッセージ伝送は本発明では使用しない）。いったん
トークンの所有権を取得した後の取得局（所有局）と他
のひとつの局とのデータ通信のやり方は、ひとつ以上の
周知の規格、例えばＩＳＯ／ＤＩＳ ３３８９.２に記載
されたＩＳＯのハイレベル・データリンク・コントロー
ラ（ＨＤＬＣ）の規格を満足するものとすることができ
る。

【００１０】本発明のアクセス機構の基本的な特徴とし
て、各局が自局にトークンを送ってきた（発送局）と自
局よりトークンを送る方の局（送付局）とを知ることに
より、どの局が次にトークンを取得するかを判定し、ま
たパッチインやパッチアウトのし方を定め、さらにすで
になされた局間でのトークンパスの性質に従って自動的
にトークンパス・ハンドシェイク・プロトコルの推移を
判定する技術があげられる。さらに本発明においてはバ
スに接続されているが自らトークンをアクセスする機能
を持たないスレーブ局がトークンアクセス能力を持つマ
スター局を介して通信することができる。

【００１１】詳細に述べると、本発明のアクセス機構は
任意の局（上述したスレーブ局は除く）に、トークンの
所有権を周期的に取得する局のトークンリスト（ループ
又はリング）に加入可能とする能力を与える。

【００１２】いったんこの初期の局のトークンリストが
作成されると、各局の検出した特定の事象であって支配
ルールに従って生じる事象に従って変化する一連の相互
接続状態を有する全体のプロトコルに基いて各局はトー
クンをパスする。代表的な支配ルールでは、（１）単一
バスにつながった一連の局に対し、一度にひとつのみの
トークンが存在できる、（２）トークンにアクセス可能
な局は全て同一の全体状態プロトコルを知っている、
（３）どの局も、パスを伝わる通信を聞くことにより、
局がトークンを所有する時間も含めて、データ通信の使
用度を監視することができる。この（３）の監視では、
局のモニターはパスにつながっていてトークンアクセス
を持っている他の局の数、即ちトークンリストの局数を
確かめることができる。

【００１３】また、それらルールは状態変化を起こさせ
るメッセージを受け取るフォーマットと考えることがで
き、したがってタイムアウト又はメッセージのような所
定の事象が発生しないかぎり、状態が変化することはあ
り得ない。メッセージが生じなければならない方法を定
めるこれらルールは、状態を変化させるルールと考える
ことができる。したがって状態自体は任意の局の形態で
あり、他方ルールは検出した事象に基づいて局が状態を
変化させる方法を明らかにしたものである。局の監視し
た事象に従って状態を相互接続することにより特定の通
信システムを表わす全体の状態マップが定められる。

【００１４】状態マップの基本的形態は通信システムの
一体的サブセットを構成する。このような状態サブセッ
トはトークンリストに属する各局がトークン発送局並び
にトークン送付局の両局を知るようにした制御アークを
有する。したがって、発送局（前のトークン所有局）、
現在のトークン所有局及び送付局（次のトークン所有
局）の３局は、トークンリストを円と考え、その円上の
異なる位置に各局が配置されているものと考えると、概
念上アーク（円弧）を形成する。このアークは局から局
へトークンがパスされるにつれ、上記円のまわりを動い
ていく。発送局と送付局は物理的に隣り合っている必要
はなく、必要なのは、任意の局が他のある局に対し発送
局であり、また他のある局に対し送付局となるような固
有のアドレスを持っていることである。したがって制御
アークの概念は各制御アークが独特なものであるという
考え方を含むものである。

【００１５】トークンを受け取った局はトークン所有者
となるため、送付局も「自身の」発送局と「自身の」送
付局を知らなくてはならず、したがって制御アークは新
たなアークでループ上を動いていくことになる。即ち関
連する３つの局から成るアークはループ移動の際一部が
重なり合う。

【００１６】本発明を構成する状態サブセットの別の部
分は、監視制御（supervisory control）なしで局をパ
ッチイン（加入させ）、そしてパッチアウトする（除外
する）能力である。ひとつのパッチアウト状況は、トー
クン所有局の送付局が自身の発送局（現在のトークン所
有局）がトークンを使用せず、トークンを送ってこない
状態を判別した場合に生じる。この状態がタイムアウト
（１／３Ｔ）を超えて継続すると、次にトークンを受け
取ることになっている局は自身の発送局からトークンを
取り上げる（ピックアップする）。同様に現在のバトン
（トークン）所有局の送付局が現在のトークン所有局よ
り与えられるトークンの受領をアクノリッジしない場
合、現在の所有局は再度トークンのパスを試み、これを
所定回数くり返してもだめな場合は、自身の送付局は故
障しているとみなし、次のステップに進んでリング上で
次にトークンを取得すべき局がどの局であるかを判別す
る。ついでこの次の局が現在のトークン所有者からトー
クンを受け取ることになる。

【００１７】状態サブセットの別の部分は、トークンリ
ストへの局のパッチイン（加入）である。これを行うた
め、ループ外にいる局はバスを聞いて自身の発送局がト
ークンを所有しているかどうか確かめる。

【００１８】本発明に従う相互関連状態のもうひとつの
サブセットは、トークンパスを行う局間で実行されるハ
ンドシェイク・プロトコルの自動変更である。トークン
パスが所定回数誤りなしで首尾よく行なわれた場合、ト
ークンパスを実行するハンドシェイク・プロトコルは簡
便化され能率がアップする。例えば通常運転中は現在の
トークン所有局はトークンをパスするのに３つの信号プ
ロトコルを必要とする。即ち、まずトークンエネーブル
信号を送付局に送り、送付局はそれに対してトークンア
クノリッジ信号で応答し、ついで現在のトークン所有局
が送付局にトークンを送るという手順を踏む。このよう
なトークンパスのシーケンスがエラーなしで所定の回数
例えば１６回連続して成功した場合、現在のトークン所
有局は単一メッセージのトークンパスに移る。即ち、ト
ークンのパスに先立つトークンエネーブル信号とトーク
ンアクノリッジ信号を省略する。この結果トークンのパ
スの全体速度が上がる。もし、何らかの理由でこの簡単
化されたプロトコルに移った後、送付局がトークン所有
局に正しく応答しなかった場合、あるいはその他の問題
が生じたことをこのアーク内の局が検出した場合には、
局はトークンの適正なパスを確保するため再び厳密なハ
ンドシェイク・プロトコルに戻る。このようにアーク内
のそれぞれの局及び隣接する局はこれらの局間のトーク
ンのパスの成功に依存してハンドシェイク・プロトコル
を自動的に変更する能力があるため、トークン資源を効
率的に使用でき、効率的な通信を行うことができる。勿
論、ループ上の異なるアークに属する局は自身によるト
ークンパスの成功の程度に従い異なるハンドシェイク・
プロトコルを実行する可能性がある。

【００１９】本発明による状態のもうひとつのサブセッ
ト（オプション）は、結合概念（binding concept）で
あり、これによればトークン所有者になる資格をもつ局
はバスにはつながっているがトークンの所有者にはなり
得ないひとつあるいはそれ以上のスレーブ局に対するマ
スターになることもできる。この場合において、スレー
ブ局はトークンの所有権をアクセスするプロトコルを定
めるルールを内部に有する必要がなく、それにもかかわ
らず要求ウインドウ又は応答の呼びかけを介してマスタ
ー局による制御を通じてバスの他の局と通信することが
できる。さらに２つ以上のマスター局は同一のスレーブ
局をアクセスすることができるのでスレーブ局とトーク
ンリストの種々のトークン所有局との通信が容易にな
る。

【００２０】本明細書では詳述しないが、本発明の概念
は、ループ内の全ての局がいわゆるプリスタイン環境
（Pristine environment）下で動作している場合、即
ち、全ての局に対するトークンパスが誤りなく所定回数
にわたり実行された場合、現在の所有局と局間で実際の
信号のやりとりなしで行う仮想トークンパスの概念にも
拡張できる。これは基本的にはハンドシェイク・プロト
コルのより高速のモードへの推移であり、この高速モー
ドにおいてはトークンをパスする局間での実際のハンド
シェイクは不要となる。

【００２１】したがって本発明の主目的は、同期直列バ
スを使用することにより単一の通信資源を利用する多数
の局の通信システムにおいて、全ての局が資源にアクセ
スする可能性をもつシステムの中で資源にアクセスする
能力をもつ各局に、認知した事象に対し状態の変化を明
らかにする同一のルールをもたせることにより、マスタ
ーなしのトークンパス通信が行なわれるようにすること
である。

【００２２】本発明の他の目的は、トークンパス通信シ
ステムにおいて各局がトークンを周期的にアクセスする
トークンリストの一員になり得るようにすることであ
る。

【００２３】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいて、トークンリストに入っている各局はトークンを
送ってきた局（自身の発送局）と自身からトークンを送
る局（送付局）を知っており、かつ他の全ての局とは識
別されるユニークなアドレスをもっているようにするこ
とである。

【００２４】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいて、局間のトークンパス中に要求ウインドウと呼ば
れる期間を設け、これを介してトークンリストのメンバ
ーでない局がトークンへのアクセスを要求できトークン
リストに加入できるようにすることである。

【００２５】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいて欠陥局は自動的にトークンリストから除外（パッ
チアウト）されるようにすることである。

【００２６】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいて局間のトークンパスが事前に成功したか又は局が
バスを認知したかに従ってトークンパスのハンドシェイ
ク・プロトコルを自動的に変更する機能をもたせること
である。

【００２７】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいてトークンを所有することのない局をひとつ又はそ
れ以上のトークン所有マスター局の制御の下で相互接続
することである。

【００２８】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいて、電源投入時及び多数の故障発生時にトークンリ
ストを自動的に初期設定する機能をもたせることであ
る。

【００２９】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいて単一の局故障の場合にはシステムを初期化しない
ようにする（初期化シーケンスは開始しない）ことであ
る。

【００３０】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいて、通信システムの基本ルールを変更することなく
ユーザーの要望に合うよう変更可能なシステムを提供す
ることである。

【００３１】本発明の他の目的は、上記通信システムに
おいてバスは遮断の可能性があり、その遮断した場合別
個にトークンリストを作成し、バスの修理後は、ただひ
とつのトークンを有するより大きなひとつのトークンリ
ストを自動的に作成することである。

【００３２】

【実施例】図２はローカルエリアネットワーク形式の通
信システム２１を形成するよう、共有資源代表的にはバ
ス２０に物理的に接続された多数の局２２間において、
この資源がどのように利用されるかについて説明するた
めのブロック図である。バスは、代表的には周知の標準
同軸コネクタを介してバスに相互接続された局を有する
有線テレビジョンに用いられるごとき同軸ケーブルで構
成される。ローカルエリアネットワークの場合、バスの
全長は数百フィートから数マイル程度となろう。

【００３３】代表的なネットワークにおいて、１〜２５
５の番号をもつ２５５の局があり、各局は独特のアドレ
スをもっている。もちろん、大きなビルや都市のような
場合にはローカルエリアネットワークの通信システムに
数千の局を設けることもあり得る。図２の例では、バス
に接続された局の数は１２個で夫々ＡからＬの文字で示
されている。各局は３つの基本要素で構成される。即
ち、バスと物理的にメッセージの送受を行うモデム２
３、認知した事象に応答して局にバスをアクセスさせ
る、本発明の状態を形成するルールを具体化するアクセ
ス・モジュール２４、及び局間のデータの実際の伝送の
ためいくつかの形式のハイレベルメッセージのプロトコ
ルを利用するデータ通信部２５である。タイマー６５も
各局の一部となっている。データ通信プロトコルに関し
ては任意の標準フォーマットを利用することができる
が、本発明では主として、相互利用のため互にオープン
となっている端末装置、コンピュータ、人間、ネットワ
ーク、プロセサ間における情報交換のための標準方式と
してＩＳＯにより開発され、オープンシステム相互接続
の基準モデル（Reference Model of Open Systems Inte
rconnection，ドキュメントISO TC97/SC16/N537）とい
う名の書類に詳述されている標準フォーマットを利用す
る。このような標準はシステム間での情報の伝送をシス
テムの相互接続を行う物理媒体を介して実行することを
考慮したもので、この場合各システムは論理的に秩序化
されたサブシステムの組で構成されるものとみることが
できる。

【００３４】本明細書を通じ、局によりバスをアクセス
した後のメッセージの実際の伝送のフォーマットはハイ
レベルのデータリンク制御として説明する、したがって
データ通信部２５は公知の任意のハイレベルデータリン
クコントローラであり得る。このようなメッセージの記
号として明細書及び図面を通じＨＤＬＣの記号を使用す
る。

【００３５】本発明は代表的には同軸バスのような受動
形の共有通信資源を使用するものであるから、代表的に
はバスに相互接続された複数の局より成るローカルエリ
アネットワークでの通信に関するものであると考える。
この通信システムの目的はこの通信資源の配分使用を可
能とし、それぞれの局が他のすべての局から聞くことが
でき、特定のスレーブ局を除くすべての局があると考え
られた時点において資源を制御することを理論上可能と
することである。特に、本発明は観察される事象（本書
ではプリミティブという）に従って各局のとり得る各種
の状態を表わすための一連のルールに関するものであ
る。これらの事象は代表的にはバス上で聞く活動のいく
つか又は各局に内蔵された内部クロック６５による時間
の経過である。本明細書を通じ、すべての事象は個々の
局がその局の場所から知覚するものであることに注目さ
れたい。全ての局がバス上における同一の事象を常に同
様に知覚する必要はなく現実的でもない。なぜならシス
テムのノイズの可能性や局の故障の可能性やバスの故障
の可能性などが存在するからである。又、同一事象は伝
搬時間があるため全ての局で同一の絶対時間では観察さ
れない。

【００３６】図２に示す局間で通信し合えるようにする
ため、本発明では概念化されたトークンを利用する。ト
ークンはバトンということもあるが、概念化されたデバ
イスであって、これを得た局には自局のデータ通信モジ
ュールからバスにメッセージを送信する権利及び他の局
にメッセージを転送すべき旨の指示を出す権利が付与さ
れる。トークンを所有していない局は自局のデータ通信
モジュールからのメッセージ送信を開始させることはで
きない。したがって本発明はシステム全体がいかなる監
視制御をも必要とせず、局間でのトークンパスを初期化
できるとともにその他複数の機能として、トークンをア
クセスする局のリスト（トークンリスト）に局を加入さ
せる能力、リストから除外する機能、トークンをパスす
る局がトークンの転送のためこれらの局間のハンドシェ
イク動作において使用するプロトコルを自動的に変更す
る機能をも実行できるよう局から局へトークンのパスを
行なわせるルールを指向するものである。さらに本発明
は図５に示すようにトークンをアクセスすることがあり
得ないいくつかの局（局Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４）にバ
スと結合する能力をも指向するものである。これらの局
は２２′でその全体を示しているが、局２２″（局Ｅ及
びＦ）のごときマスター局の直接制御によってのみデー
タを通信できる。各マスター局はひとつ又はそれ以上の
スレーブ局を制御でき、実際異なるマスター局が同じス
レーブ局をオーバーラップして制御することができる。
これらのスレーブ局とバスとの結合はこれらの局にその
一部としてアクセスモジュールを組み込むことなく実行
できるものであるから、バスに比較的簡単なデータ通信
装置を付加することができ、かつバス上での通信全体の
機能は低下しない。スレーブ局の代表例としては物理パ
ラメータセンサー（例えば熱、光センサー）や工業制御
装置（例えばプログラマブル・コントローラ）がある。
始めに理解すべきことは、実際上無数の局をバスに物理
的に接続させ、夫々の局にある時点においてトークンの
取得者となる能力をもたせることができるが、通常の状
況においては概念化されたトークンリストないしトーク
ンループに入っている局のみがトークンをアクセスでき
るということである。例えば図１と図２には１２の局を
示している。図１に示す円２７は、円上の各局が送られ
てくるトークンを取得するものとすると、トークンルー
プないしトークンリストを示しているとみることができ
る。したがってこのループないしリスト（トークンリン
グということもある）上の各局はトークンを順次同期し
てアクセスする。例えばこのリストがある時点からある
ものとすると、トークンは局ＡからＢ、Ｃを通ってＬま
で順次パスされＬから再びＡに戻され、円内をまわり続
けている。図１において局Ｇ′やＧ″のような局もバス
に接続されている。しかしこれらの局は図１に示すトー
クンリストの一部ではないから、トークンを周期的に所
有し、それによりバスを制御してハイレベルメッセージ
を開始させ他の局に自局へメッセージを転送するよう指
示するためには、トークンリストに加わらなければなら
ない。局がトークンリストに加わる（パッチインすると
いうこともある）ルールについては後述する。

【００３７】さらに本発明によれば、誤りなしで任意の
局がトークンを受け取り、渡す能力を失うことになって
も、これによりシステム全体の通信が故障することはな
い。例えば図１に示すように局Ｊはなんらかの理由で故
障した局で、例えばその受信機が情報を受け取ることが
できなくなり、トークンが送られてきたかどうかを知る
ことができない状態になっている。この故障は他の局に
より観察される。なぜなら、前述したように各局は共通
資源即ちバスを常時監視することにより他の全ての局の
様子をみているからである。局Ｊの故障が観察されると
後述するように隣接する局が弦２８で示すように局Ｊを
パッチアウトし、以降、トークンは故障した局Ｊをバイ
パスして局ＩからＫへ送られる。後に局Ｊが正常に戻る
と局Ｊは要求シーケンスを通してトークンリストに再び
加入することができ、したがってトークンリストの全体
は再び図１に円２７で示すような形となる。

【００３８】本発明の眼目はトークンをアクセス可能な
各局が状態の公式化したものとみることのできる同一の
ルールを有していることであり、観察した事象（プリミ
ティブ）に応じてどのようにルールが公式化されるかに
よって状態が変化し、このルールにより通信システム全
体が同期して動作することである。この結果得られる同
期直列バスは本発明の通信システムの基本的概念であ
る。これを通してマスターなしの通信を行うことができ
る。

【００３９】さらにこの目的のため、制御アークの概念
があり、これにより、初期化の後の任意の時点において
トークンのありかに関する情報をもち、認識した事象に
従ってトークンを動かす能力をもつ３つの局が存在す
る。例えば図１ではアーク３０は局Ｂ、Ｃ、Ｄ間のトー
クン転送を表わす。このアークの場合、局Ｃが現在のト
ークン所有者であり、局Ｂはアークのしっぽで前のトー
クン所有者（発送局）であり、局Ｄは次のトークン所有
者（送付局）である。後述するプロトコルでは適正なト
ークンパスを確保するため１／３、２／３、３／３、４
／３のバス・タイムアウト（Ｔ）が用いられる。期間Ｔ
は新しい所有者にトークンがパスされたときに各局が開
始するデッドバス・タイムアウトの３／４を表わす、本
例でいえば局Ｃが（アーク３０で示すように）トークン
所有者になったときに局Ｂ、Ｃ、Ｄは内蔵するタイマー
を起動する。１／３Ｔが経過するまでに局Ｃがバスに何
の送信も行なわないときはアークの頭（局Ｄ）は局Ｃに
はなにか問題があるとみなし、トークンをピックアップ
する。即ち局Ｄは局Ｃをトークンを残して死んだとみな
しトークンを承継するのである。これによりトークンは
トークンリストのまわりをシフトする。局Ｃが１／３Ｔ
の期間の間になんらメッセージを送信しなかったこと
を、なんらかの理由で局Ｄが検出できなかった場合は、
しっぽの局である局Ｂが２／３Ｔ経過後にトークンを取
り戻す。局Ｃが正常に動作していないにもかかわらず、
なんらかの理由でしっぽの局Ｂも頭の局Ｄもトークンを
受け取らなかった場合においてＴ（３／３Ｔ）経過後に
局Ｃが健康になったとすると、局Ｃはトークンを動かし
続けるためにトークンを再度取得する。即ち局Ｃは自分
自身にトークンをパスする。しかし、４／３Ｔの時間経
過後においてもバスになにもない（意味ある情報がな
い）場合には、各局は全体のトークンパス計画に問題が
あると判定し、したがって初期化として知られている状
態に戻し、そしてこれで、トークン・スタータにより新
しいトークンリストを作成する。

【００４０】以上の説明からただちにわかるように、局
から局へとトークンを送りつづけようとするアークの各
局による制御アークは、簡単でエレガントなマスターな
しの通信システムを得る上で有効な方法である。

【００４１】本発明の通信システムの詳細な説明に入る
前に、本発明のその他の特徴を示す図２と図３について
言及する。図２では図５と同様にバスに接続されバス及
びバス上の局の状態を監視するモニター２９が使用され
る。このモニターはバスやバス上の局を直接制御する必
要はないが、バス上のメッセージを観察でき、したがっ
て通信システム全体の様子を知ることができる。したが
ってモニターはトークンリストに現在入っている局の数
やある局にトークンがパスされてから次にパスされるま
での全体のアクセス時間を確かめることができる。さら
に後述するように故障局が自分自身に「オンリーワン」
トークンパスを行うため発生する信号から故障局を識別
することもできる。

【００４２】図３は図２に示す構成の通信システムにお
いて場所２６のところでバス２０がしゃ断され故障とな
った場合に本発明がこの状況に対しどのような処置をと
るかを説明するためのものである。この場合においてバ
スのしゃ断時点にはトークンは局Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅ、
Ｆのいずれかに存在していたとすると、このトークンは
その後これらの局間でパスされ続け、破線３５に示され
る経路をとって帰還する（初期化により）。同時に局Ｇ
−Ｌはトークンがなくなったことを認識し、バス・デッ
ド・タイムアウトの経過後初期化シーケンスに入り、ト
ークンリストの再編成を行う。こうして新しいトークン
リストが作られ、新しいトークンは局Ｇ−Ｌ間でパスさ
れ、線３５′で示すように局Ｌより局Ｇへ戻って一巡す
る。

【００４３】その後バスが修理され場所２６のしゃ断が
解除されると、２つのトークンが存在して２つの局がハ
イレベルのメッセージを開始しているという事実のため
不法なメッセージがバスを伝送していることがただちに
局により確かめられる。これらの「不法」なメッセージ
の発生のため、又は局の再試タイマーが最大値に達する
ことにより、局はいわゆる「バスは死んでいる」（BUS
IS DEAD）状態に入り、トークンリストを再初期化し、
局Ａ−Ｌを構成員とするひとつのトークンリストを新た
に作成することができる。この結果通信システムは図２
に示す形態に戻り、トークンは破線３５″で示すように
局Ｌから局Ａに戻される。以上から明らかなように本発
明は局の故障発生の状況のみならずバスの故障状況にも
対処することができる。

【００４４】検出した事象（プリミティブ）に応じる同
期化直列バスと併用される制御アークの概念によりつく
られるトークンパス （トークン送りの）フォーマット
をさらによく理解するには、図１７〜図２０に示す状態
マップ及び対応する表１〜１４、さらに本発明の基本原
理に従う通信システムを記載する図６〜図１６を参照す
るとよい。

【００４５】図１７〜図２０において、各円は任意のあ
る時点における任意のある局の状態を表わしている。こ
こで理解すべきことは、各局はなんらかの状態にあるの
だが全ての局が同じ時刻に同じ状態になっているわけで
はないということである。したがって図１７〜図２０を
考察する場合には、ある局が認識したある事象のために
ある状態からある状態に変化するとき、これと同時刻に
おいてほかの局は自ら認識した事象により上記とは別の
ある状態からある状態に変化しているということを理解
されたい。実際各局は同時刻において異なる事象を観察
している。これはひとつにはバスに伝搬遅れがあること
による。即ち情報の伝搬速度は光速のほぼ０.７倍に制
限されているため、全ての局は同じ情報を同じ時刻に
「見る」ことはできない。さらにバス上にノイズが発生
することにもよる。

【００４６】いま、トークンリストは出来上っていてト
ークンは局から局へパスされているものとして、以下ト
ークン・パス・メッセージのシーケンス（メッセージ・
フォーマット）について説明する。このシーケンスは比
較的率直なメッセージ・シーケンスのひとつであるた
め、いまからその紹介を行う（実際にはトークンリスト
の作成に先立ち初期化のメッセージシーケンスが実行さ
れるのではあるが）。

【００４７】このメッセージ・フォーマットは図７と図
８に示すごときもので図６に示すデータパケット全体の
一部を構成している。バスで伝送されるデータ・パケッ
トは４つの部分から成る。即ち、０１１１１１１０のビ
ットパターンをもつ第１フラグフィールド３６、４又は
５バイトから成るメッセージ４３、１６ビットのフレー
ムチェックシーケンスをもつＣＲＣフィールド４７、及
び第１フラグフィールドと同じビットパターンをもつ第
２フラグフィールド４９から成る。

【００４８】さて、図７と図８に示すメッセージ・フォ
ーマットにおいて、第１バイトはメッセージの行先局の
アドレス（好適実施例では１から２５５までのいずれ
か）を有する。このバイトがゼロの場合は全ての局向け
のブロードキャスト・メッセージが送られることを意味
する。第２バイト９１はＣＭＤフィールド、即ちアクセ
スメッセージ用の１６進フォーマットにおけるＣ８に等
しい値を常時送信するハイレベルデータリンクの命令
（コマンド）フィールドである。第３バイト９２はＦＲ
ＯＭバイトで発信局のアドレスを与える。第４バイト９
３はＴＹＰＥバイトで送信するメッセージのタイプを表
わす。メッセージのタイプは表１に示す。

【００４９】図８に示す第５バイト９４はアドレスをあ
る局からある局へパスする必要がある場合におけるアク
セスメッセージ（“次に（トークン所有者に）なるのは
誰か”と“送付局（ＴＯ局）／発送局（ＦＲＯＭ局）を
ロードせよ”）用である。図１７〜図１８においていま
ある局、例えば図１におけるＡ局が現在のトークン所有
者（トークンとバトンは図面と表において類義語として
使用している）であるとする。トークンをパスするため
の第１ステップとして局Ａよりトークン・エネーブル信
号（信号ＢＥ、表１参照のこと）が局Ａの送付局である
局Ｂに送られる。これに対し、局Ｂはトークン・アクノ
リッジ信号（ＢＡ）で、応答し、さらにこれを局Ａが受
信した後局Ａよりトークン信号（ＢＴ）が局Ｂに送られ
る。この時点で局Ｂはトークン所有者となり局Ａは送付
局（局Ｂ）を監視する状態（図２０）に入る。

【００５０】

【表１】 表 １ アクセスメッセージタイプフィールド メッセージ シンボル 長さ Ｈｅｘコード 初期化トークン・エネーブル ＩＢＥ ４ １１ 初期化トークン・アクノリッジ ＩＢＡ ４ １２ 初期化トークン ＩＢＴ ４ １３ トークン・エネーブル ＢＥ ４ ２１ トークン・アクノリッジ ＢＡ ４ ２２ トークン ＢＴ ４ ２３ 要求トークン・エネーブル ＤＢＥ ４ ３１ 要求トークン・アクノリッジ ＤＢＡ ４ ３２ 要求トークン ＤＢＴ ４ ３３ 送付局をロード ＬＹＴ ５ ５１ 次は誰 ＷＮ ５ ６１ 次はこちら ＩＮ ５ ６２ 不受理（リジェクト） ＡＲＪ ４ Ｆ０ 発送局をロード ＬＹＦ ５ ５２

【００５１】したがってある局からある局への代表的な
トークンパスにおいては、表２に示すようなステップが
とられる。表２は図１０と一緒に参照すべきで、表２中
の１から８までのステップは図１０の右側に示されてい
る。同様なステップ番号が表３〜８、及び対応する図１
１〜図１５、図９に夫々示されている。表２と図１０の
両方からわかるように、まずトークン所有者（局１０）
が局１０の登録送付局（局１５）にトークン・エネーブ
ル信号を送る。局１０は送付局１５がトークンリスト
（図１）において次にトークンを受け取るべき局（次
局）であることを知っている。そこで送付局（局のユニ
ークなアドレスを介して）トークン所有者にトークンを
受け取る準備のあることを知らせる。即ち送付局はトー
クン・アクノリッジ信号で応答する。図１において局Ａ
が現在のトークン所有者だとすると、局Ｂが局Ａの送付
局である。したがってトークン・エネーブル信号を受け
取ると局Ｂはトークン・アクノリッジ信号を発生する。
次いで局Ａがトークン信号を発生し、それによりトーク
ンの局Ｂへのパスが行なわれる。新しくトークン所有者
となった局（局Ｂ）は、次いで５０マイクロ秒間観測を
行い、要求者より割込の要求があるかどうかを聞く。こ
の機能、即ちトークンパスの期間中に要求者が新しいト
ークン所有者に割込むことのできる機能により、新しい
局がトークンリストにパッチイン（加入）することがで
きる。このシーケンスは別の見方でいえば、トークンを
ある局からある局に送る場合において、トークンを受け
取った局（図１０でいえば局１５）は５０マイクロ秒の
時間ウインドウをもっており、その間この局は外部から
の割込の有無を調べ、割込信号を受けた場合にはトーク
ンを割込者（要求者）に譲渡することによって、割込者
のトークンリストへの加入を可能にしているのである。
この点については後で詳述する。

【００５２】

【表２】表 ２ トークン・パス １．トークン所有者は登録されている送付局（次局）へ
トークン・エネーブル信号を送る（図１参照）。 ２．エネーブルを受けた局はトークン・アクノリッジ信
号で応答する。 ３．トークン所有者はトークンを送る。 ４．新たなトークン所有者は要求者より要求があるかど
うかにつき５０μ秒間聞く。 ５．トークン所有者はＨＤＬＣメッセージを送り、必要
なら相手からの応答を待つ。 ６．トークン所有者は固定最小トークン所有時間以下で
トークンを所有する。 ７．トークン所有者は自身の送付局（次局）へトークン
を送る。 ８．誤りなしで長いシーケンスが実行された場合（例え
ばトークンパスが誤りなしで１６回続けて実行された場
合）は（ステップ１と２が省略され）単一のメッセージ
・トークン・パスへ移行する。

【００５３】トークン・パス・メッセージ・シーケンス
における次のステップとして、新たなトークン所有者と
なった局（局１５）は他の局へ伝送すべきものとして自
身のデータ通信モジュール内に待機させていたハイレベ
ルデータ・リンク・コントロール・メッセージ（ＨＤＬ
Ｃ）を該他の局へ送り、必要ならその応答を待つ。ここ
において理解すべきことは、局がトークンを所有する全
時間は少なくともバスの最大伝搬時間（バスの一端から
他端までの伝搬遅れ）と情報の要求を受けた局が情報を
集めそれを送信するのに要する時間（受信局がデータを
準備し送出するのに要する応答時間）を加えたものでな
ければならないということである。このトークン所有時
間はバス長が１５,０００フィート（約４５０ｍ）の場
合で２〜１０ミリ秒となる。１５,０００フィートのバ
スではバスのデータ伝送レートは、バス上の伝搬速度を
光速の０.７倍として、１.５４４ＭＨｚ（標準の通信シ
ステムの伝送レートの多数倍）に選定することにより、
任意の局より送出されるメッセージの全長をバスに完全
に乗せることができる。即ち、メッセージを伝送するた
め局に与えられる時間は、バス上に別のメッセージパケ
ットが同時に乗ることがないように選定される。

【００５４】通常、局がバスを所有する最大時間は局の
要求事項に依存する。代表的にはトークンの所有時間は
２〜１０ミリ秒である。各局が最大トークン所有時間を
もつという事実、及びトークンリストに入っている局数
は確かめることができるので、これらから保証できるア
クセス時間を求めることができる。簡単な例として、ト
ークンリストの局数が４つで、各局が夫々１０ミリ秒、
２ミリ秒、３ミリ秒及び５ミリ秒のトークン所有時間を
持っているような場合には、保証アクセス時間は２０ミ
リ秒となる。即ち、トークンを間違いなくパスされてい
る場合には各局はこの２０ミリ秒以内のトークン所有時
間を持つことになる。ここで注意すべきことは、局が自
己のトークン所有時間より短い時間内でＨＤＬＣメッセ
ージの伝送を完了した場合（相手からの応答も含め
て）、該局はその後ただちにトークンを送付局に送り出
すということである。この点につき、表２のステップ６
と７及び図１０を参照されたい。

【００５５】最後に、ステップ８に記載しているよう
に、アクセス・ステップ（ステップ１〜３まで）はある
状況においては単一のステップになるということ、即ち
ステップ８に示すトークンパスになることに留意された
い。これはトークン所有局とその送付局のハンドシェイ
ク・プロトコルが、局間のトークンパスが所定回数、例
えば１６回連続してエラーなしに行なわれた場合に変更
されることを意味している。即ち、このような所定回数
にわたりエラーなしのパスがなされた場合には、ハンド
シェイクの手続としてはトークン所有者が送付局にトー
クン信号を送るだけでよくなる。かくしてエラーなしの
パスの後はトークンパスの手続が省略化されるため、時
間の無駄がなくなり、バスをより有効に利用することが
できる。所有局と送付局間のトークン・パス・ハンドシ
ェイク・プロトコルの自動変更機能は本発明の基本的思
想のひとつである。さらに、図面には明記していない
が、エラーなしのトークンパスがさらに多数回にわたっ
て実行された場合には、さらに別のステップへ変更さ
せ、トークン所有者から信号を送出させることなくトー
クンパスを実行することができる。これは一種の仮想ト
ークンパスであり、バスの有効利用をさらに向上するも
のである。これを行うには、全ての局が仮想トークンパ
ス・プロトコルをサポートする必要がある。

【００５６】トークン・パス・メッセージ・シーケンス
は図１７〜図２０からも理解することができる。いま、
局Ａがトークン所有者だとすると、局Ａは図１８に示す
「トークン所有」の状態にある。この局Ａが割込なしの
要求ウインドウ（他局から割込みがなかった）、即ち事
象３３を見たとすると、局ＡはＨＤＬＣマスター状態に
移行する。この状態において局Ａはバスを介してハイレ
ベルリンク（ＨＤＬＣ）メッセージを送出し、応答を要
求する。そしてこの状態にあるとき局Ａはトークンを局
Ｂにパスする準備を整える。したがって局ＡはＨＤＬＣ
の仕事を完了（事象３１）すると、あるいは自己のトー
クン所有時間が経過すると、図２０に示す「トークン送
り」状態に入る。トークンが首尾よく送られたら（事象
３４）、局Ａは「送付局監視」（図２０）の状態に入
る。この監視において送付局である局Ｂが動作している
こと（即ち送付局がトークンを受け取っていること）を
観察した場合（事象３６）、局Ａは図２０の「リスト入
り」の状態に入る。局Ａが送付局監視状態において、送
付局Ｂが不正確な動作又は不作動であることを観察した
場合（事象６０）は、局Ａはトークンを受け取り、局Ｃ
を送付局としてトークンを送る。

【００５７】逆に局Ｂからみると、局Ａがトークンを受
け取ると（事象６２）局Ｂは「リスト入り」状態から
「自身の発送局監視」の状態に移る（図２０参照）。局
ＡがＨＤＬＣの仕事を完了すると（事象３１）局Ｂは局
Ａの「トークン送り」状態の完了に伴いトークン信号を
受け取り（事象３２、図１８）、「トークン所有」の状
態に入る。この「発送局監視」の状態から「トークン所
有」の状態に移行するには、使用するハンドシェイク・
プロトコルに従い，表２のステップ１〜３または３に示
すハンドシェイクを必要とする。したがってこの事象が
生じる場合において、図１７〜図２０には図示していな
いが、実際には発生する一連のサブ状態がある。

【００５８】局Ｂも割込なしの要求ウインドウを観察す
ると（事象３３）、ＨＤＬＣマスター状態に入り、その
通信モジュール２５（図２）の送信バッファに待機させ
ているハイレベルのメッセージを送出する。メッセージ
送出が完了すると、又はトークン所有時間が経過する
と、局Ｂは自身の送付局である局Ｃへのトークンパスを
試み、これに成功すると（事象３４）、「送付局監視」
の状態に入る。この「送付局監視」の状態において、局
Ｃがある期間内、即ち、バスのタイムアウト期間Ｔの１
／３（メッセージのタイムアウトと呼ばれるもので、１
００マイクロ秒の長さで、この間に送付局がトークンを
受け取り作動しているかどうか判定するための期間）以
内に局Ｃが作動していることを局Ｂが観察すると、局Ｂ
は「リスト入り」の状態に入り、再び自身の発送局であ
る局Ａがトークンを受け取るまでこの状態に置かれる。
局Ａが再度トークンを受け取ると、局Ｂは事象６２を観
察し、再び「発送局監視」の状態に入り、このサイクル
をくり返す。

【００５９】図１の円２７に示す他の局は「リスト入
り」の状態にある。局Ｇ′とＧ″はトークンリストの構
成員ではないから、「リスト外」の状態（図１７）にあ
る。

【００６０】以上のトークンパスの説明では各局が自身
の発送局と送付局からアクセス・メッセージを正しく受
け取り、かつ全てが順調に（本質的にエラーなしの環境
下で）進行していることを仮定している。そこで、以
下、局により誤りが観測された場合にその誤りに従って
進行する特別な状況について説明する。所望の通信シス
テムを確保するため、任意のひとつの局が故障しても全
体の通信システムの運転には影響のないことを示す。さ
らに本発明によれば多数局の故障又は通信媒体即ちバス
の故障が発生した場合にトークンリストを再初期化する
手段が提供される。

【００６１】トークンパスの説明を終わる前に、図１０
を参照して、制御アーク内の局（即ちトークン所有局、
その発送局及び送付局）間でのアクセス・メッセージの
タイプを説明することにより、ここで使用する技術がさ
らに明らかとなろう。図１０のステップ１に示すアクセ
ス・メッセージは局１０より局１５へトークン・エネー
ブル信号を送るためのものである。これはトークン・ハ
ンドシェイク・プロトコルにおける最初のステップであ
る。第２メッセージは局１５より局１０へ局１５がトー
クン・エネーブル信号をたしかに受け取ったことを示す
トークン・アクノリッジ信号を送るためのアクセス・メ
ッセージである。第３メッセージは局１０より局１５へ
トークンを送るためのトークン・アクセス・メッセージ
で、これにより局１５は自分用としてトークンを所有す
ることになる。局１５は要求ウインドウに割込があるか
ないかについて、本例でいえば５０マイクロ秒間観測
し、待機しなければならない。局１５は要求ウインドウ
の期間にメッセージを受けなかった場合、割込なしの要
求ウインドウ（事象３３、図１８）であるとみなし、第
４メッセージに示すＨＤＬＣ状態に入る。即ち、この時
点において局１５はトークン所有権に基いてバスをアク
セスする。この場合において、局１５は任意のメッセー
ジを自身の希望するスレーブ局に送るわけであるが、こ
の場合におけるスレーブ局というのは局１５が送信を希
望する任意の局の意味であって、トークンを取得する能
力を持たない意味でのスレーブ局である必要はないこと
に留意されたい。局１５が送出するメッセージはリンク
＃と記されているが、これは任意の周知のハイレベル・
データ・リンク通信プロトコルを局が使用することを意
味するにすぎない。

【００６２】次のメッセージ・シーケンスは局１５より
その送付局である局２０へトークン・エネーブル信号を
送るためのアクセス・メッセージである。局２０はこの
トークン・エネーブル信号を受けると、返答としてトー
クン・アクノリッジ信号を局へ送り（図１０の下から３
番目に示すアクセス・メッセージ）、さらにこれを受け
た局１５は図１０の下から２番目のメッセージで示すよ
うに局２０へトークンを送る。再び要求ウインドウが、
この場合は局２０に設定される。なんらかの理由で局２
０が送出すべきＨＤＬＣメッセージをもたないときは、
次いで局２０はトークンを送出する。しかし、局間での
トークンの受け渡しが所定回数、例えば１６回にわたっ
てエラーなしでなされた場合は、局間のトークン受け渡
しのハンドシェイク・プロトコルは単純化され、迅速な
トークン送りが行なわれる。これは図１０の一番下のメ
ッセージに示されており、これによれば、局２０はトー
クン・メッセージをその送付局である局２５に送るのみ
であり、トークン（信号ＢＴ）を送る前にトークン・エ
ネーブル信号（ＢＥ）を送るステップとトークン・アク
ノリッジ信号（ＢＡ）を受け取るステップは省略され
る。このハンドシェイク・プロトコルの自動変更機能は
相互接続された局相互によるバスの利用度を向上するも
のである。ただし、異なる局は同時に異なるトークン・
パス・ハンドシェイク・プロトコルを使用することは可
能であり、高速の単純化されたトークン・パス・ハンド
シェイク・プロトコルを使用するのはエラーなしでトー
クンを受け渡している局のみであることに留意された
い。もちろんこれらの局と高速トークン・パス・プロト
コル中にエラーを観測した場合は表２のステップ１〜３
に示すより厳重なプロトコルに戻る。

【００６３】以下説明するアクセスメッセージシーケン
スは要求と呼ばれる手順である。要求はトークンをアク
セスする能力をもつ局がトークンリストへ加入又は少な
くとも一時的にバスに加入する（少なくとも１回トーク
ンを所有する）ことを要求することである。要求する前
における局は「リスト外」の状態（図１７参照）にあ
る。なんらの理由でこの局（例えば図１における局
Ｇ′）が一時的に又は永久的にトークンを所有すること
が必要になったとしよう。電源が投入され（事象３
９）、「ニュウワン」状態に入った局（局Ｇ′）はある
メッセージを観測（事象４０）として、通信システムが
作動していること、即ちバスが作動していることを知っ
た後で「リスト外」の状態に入ることができる。

【００６４】しかし、局Ｇ′はトークンが自局を通り過
ぎていくのを知った場合（事象４１）、即ちトークンを
持っている局が、（局Ｇ′を抜かして）図１に示すよう
に局Ｈへトークンをパスしたことを知った場合でかつ、
トークンリストへの加入を希望しているときは、図１７
に示すように「要求」状態に入る。ここにおいて、局
Ｇ′は要求ウインドウを待ち、要求トークン・アクノリ
ッジ・メッセージを該要求ウインドウを観察しているト
ークン所有者に送る。ここにトークン所有者はＧ′に最
も近いアドレスをもち、かつＧ′より大きなアドレスを
もつ局であり、図１の局Ｈがこれに相当する。次いでト
ークン所有者（局Ｈ）は要求トークン・エネーブル信号
を要求者（局Ｇ′）に送り、これに対して要求者は要求
トークン・アクノリッジ信号で応答する。次いで要求ト
ークンが要求者に送られ要求者である局Ｇ′はトークン
所有者となって「トークン所有」状態（図１８）に入
る。したがって図１７に示す「要求トークン受取」の事
象４２は新たなトークン所有者（局Ｈ）と要求局間で送
受される一連の信号を内包し、それらによる（リスト内
のトークン所有者間でのトークンの受渡のためのハンド
シェイク・プロトコルと同様な）ハンドシェイク・プロ
トコルに従って、結果的に新たなトークン所有者（局
Ｈ）より要求者（局Ｇ′）にトークンが譲渡されること
を表わしている。

【００６５】上記の場合において、留意すべきことは、
新たなトークン所有者（局Ｈ）のアドレスと前のトーク
ン所有者（局Ｇ）のアドレスの中間のアドレスをもつ局
のみがトークンを要求することができる、ということで
ある。即ち、要求できる局は、前のトークン所有者のア
ドレスより大きなアドレスをもち、〔ただし要求局のア
ドレスが最初の番地の場合は、トークンリスト中最終番
地（一番大きなアドレス）をもつ局が前のトークン所有
者（要求局の発送局）となる。図２の戻りの破線３５″
参照〕、かつ新たなトークン所有者のアドレスより小さ
なアドレスをもつ〔ただし要求者のアドレスが最終番地
の場合は新たなトークン所有者（要求局の送付局）のア
ドレスはトークンリスト中の局のうち一番目のアドレス
となる〕。

【００６６】新たなトークン所有者（局Ｇ′）はついで
要求ウインドウを観察し、ほかにもトークン要求がある
かどうか調べる。２つ以上の局が同時に局Ｈよりトーク
ンを要求するという状況は複数要求状況と呼ばれる。こ
れが生じると、局Ｇ′はこのほかの要求局が自局（局
Ｇ′）のアドレスより小さなアドレスを持っているかど
うか調べ、その場合には後述するようにトークンをその
局に譲渡する。

【００６７】しかし、新しいトークン所有者（Ｇ′）が
割込（要求）なしの要求ウインドウを観察した場合（事
象３３）、局Ｇ′は前局である局Ｇに対し、局Ｇの送付
局として局Ｇ′のアドレスをロードするように知らせる
とともに、局Ｈに対し、局Ｈの発送局として局Ｇ′のア
ドレスをロードするように知らせることにより、自局の
アドレスをトークンリストにパッチインする。局Ｇ′は
自身の送付局（局Ｈ）を知っており、したがって、トー
クンリストは局Ｈに関してその発送局が局Ｇから局Ｇ′
に変更される。

【００６８】表３と図１１を参照して要求メッセージ・
シーケンスについて詳細に説明する。表３及びこれと対
応する図１１には８つのステップがある。

【００６９】ステップ１において、トークン・アクセス
・メッセージにより局２０は局１５よりトークンを受け
取る。しかし、局１７がトークンリストの一員になるの
を希望しており、かつこの局１７は局１５と局２０の中
間のアドレスを持っているから、この局１７の要求は局
２０で受け取られる。即ち、ステップ３で示すように局
１７は局２０へ要求トークン・アクノリッジ信号（ＤＢ
Ａ）を送る。次いで局２０はステップ４において要求ト
ークン・エネーブル信号（ＤＢＥ）を局１７へ送り、こ
れに対し局１７はステップ５で要求トークン・アクノリ
ッジ信号を局２０に送る。次いで局２０はステップ６で
要求トークン（ＤＢＴ）を局１７へ送る。

【００７０】留意すべきことは要求者にトークンをパス
するためのステップ１〜６は全てアクセス・メッセージ
であるということである。局１７は次いで自身の要求ウ
インドウをもち（局１７のみが要求者であった場合はバ
ス上のノイズを調べるのみである）、このウインドウが
静か（ノイズなし）であれば局１７はステップ８におい
て前局である局１５へ「送付局をロード」の信号（ＬＹ
Ｔ：Load Your TO）を送る。このアクセスメッセージは
５バイトのアクセス・メッセージで、５番目のバイトに
より局１５は自局の送付局（ＴＯ）がいまや、局２０で
はなく局１７になったことを知らされる。局１７はさら
に次局（送付局）２０へ「発送局をロード」（ＬＹＦ：
Load Your From）の信号を送る。これも５バイトのアク
セスメッセージであり、５番目のバイトは局２０が自身
の発送局としてロードすべき局１７のアドレス情報であ
る。

【００７１】

【表３】表 ３ 要求 １．トークン・マスターは次のことから要求の必要を認
識する。 （ａ）バスのパワー・アップ （ｂ）Ｘ時間の間トークンを入手しない （ｃ）ハイレベルのソフトウエア信号要求条件（一時所
有者） ２．要求（可能）者は（普通）トークンの通過を見る。 ３．要求者は要求ウインドウを介して要求トークン・ア
クノリッジ・メッセージを新たなトークン所有者へ送る
（このタイプは一つおいて再使用）。 ４．トークン所有者は要求トークン・エネーブルを要求
者に送る。 ５．要求者は要求トークン・アクノリッジで応答。 ６．要求トークンを要求者へ送る。 ７．新しい所有者は要求ウインドウを介してバスを聞
く。 ８．静かであれば新しい所有者は前局に「送付局をロー
ド」の信号を、次局に「発送局をロード」の信号を送る
（上記ステップ２の状況が除かれる）。

【００７２】ステップ８の後、局１７はＨＤＬＣメッセ
ージを完了すると、又はトークン所有時間が経過する
と、自身の送付局である局２０へトークン・エネーブル
信号（ＢＥ）を送る。次いで局２０は局１７へトークン
・アクノリッジ信号（ＢＡ）を送り、これに対し局１７
はトークンを局２０へ送る。この時点において、局２０
は自身の発送局がもはや局１５ではなく局１７であるこ
とを知り、こうして局１７のトークンリストへのパッチ
インが完了する。

【００７３】要求を受け取る側の局からみると、この局
は要求を受け取る前は「トークン所有」の状態（図１
８）にある。要求者から要求を受け取ると（事象４５）
この局は「要求トークン送り」の状態に入る。要求者へ
のパスに成功すると（事象４６）「要求者監視」の状態
に入り、要求者が作動している場合（事象４８）は、い
まや前の所有者となったこの局は「発送局監視」の状態
に入る。この「発送局監視」の状態にある局は本質的に
はトークンを受け取った要求者を監視しているのであ
る。１／３Ｔの時間が経過した場合、即ち、要求者がこ
の期間内にバスにメッセージを送出しなかった場合は
（事象５３）、前のトークン所有者は「トークン送り」
の状態に入り、再度自身の送付局（要求者）へトークン
を送る。

【００７４】しかし、前のトークン所有者は、要求者が
要求トークン権を行使したことをみとどけた場合は（事
象５５）、「リスト入り」の状態に入る。

【００７５】再び図１８に戻って、トークン所有者は要
求を観察すると（事象４５）、「要求トークン送り」の
状態に入る。要求者へのトークンパスに成功せず、失敗
を検出した場合（事象５７）、トークン所有者はトーク
ンを要求者に（再度）送る代りに、「ＨＤＬＣマスタ
ー」の状態に入る。ここにおいてトークン所有者は自身
のデータ通信モジュールに待機させていたハイレベルの
データ・リンク・メッセージ（ＨＤＬＣメッセージ）を
送出する。

【００７６】局１７はトークンリストに入ることなしで
も、局２０からトークンを要求できることに注目された
い。この場合の局１７は一時要求者と呼ばれるもので、
いったん局２０よりトークンを受け取った後では、局１
７に「送付局をロード」の信号を送らず（ステップ８が
省略される）、したがって局１５にはその送付局のアド
レスとして局２０のアドレスがそのまま残されることに
なる。したがって次のトークン送りを行うときにおいて
局１７はトークンリスト外の局になっており、局１５は
局２０へトークンを送る。

【００７７】次の状況として、２つ以上の局がトークン
を受け取った局に対して、その要求ウインドウ期間中に
同時にトークンを要求する場合を考えてみよう。例え
ば、上述の例において、図１の局Ｈが局Ｇからトークン
を受け取った場合に、局Ｇ′及びその他の局、例えば局
Ｇ″が局Ｈに対し同時にトークンを要求することがあり
得る。この場合、トークン所有者は図１８に示す「トー
クン所有」の状態において、要求ウインドウが静か（事
象３３）ではなく騒しいこと（事象４４）を観察する。
したがって局Ｈは図１８に示すように「要求トークン送
り」の状態に行くかわりに、「要求サーチ」の状態に入
る。この状態において要求サーチに成功した場合（事象
５０）には、局Ｈは「要求トークン送り」の状態に入
る。そしてそのパスに成功した場合には（事象４６）、
局Ｈは「要求者監視」の状態に入り、要求者が作動して
いる場合には（事象４８）、「発送局監視」の状態に入
る。そして局Ｈは後に要求者よりトークン・エネーブル
信号を受け取ることによりトークン所有者になることが
できる。したがって要求サーチに成功した後は（事象５
０）、局Ｈは要求ウインドウで単一の要求信号を受けた
場合と同様の一連の状態を進んでいく。しかし、要求ウ
インドウが騒しいことを観察した（事象４４）後に、要
求サーチに失敗した場合（事象５２）は「ＨＤＬＣマス
ター」の状態に入り、トークンを所有し続け、自身のデ
ータ通信バッファに待機させていたＨＤＬＣメッセージ
を送出する。

【００７８】複数要求者のメッセージシーケンスについ
ては、表４及びこれに対応する図１２に詳しく示されて
いる。表４に示すように、ステップ１において２つ以上
のトークンマスター、即ちトークンをアクセスする能力
を有しているが「リスト外」の状態（図１７参照）にあ
る局がトークン要求を決定する。次いでトークンがこれ
らの局の上を通過するのが観察される（事象４１）。図
１２では局１５が現在のトークン所有者で、これから局
２０へトークンが送られる。局１７と局１８はトークン
の取得を希望している局であり、かつ局２０が新しいト
ークン所有者であるから、トークンを受け取ると要求ウ
インドウをもつ。したがってこの要求ウインドウ期間中
に局１７と１８はトークン所有者２０に対しトークン・
アクノリッジ・メッセージを送る。がしかし、局１７と
１８が同時に各々のトークン・アクノリッジ・メッセー
ジを送出してくるため、局２０のモデムはバス上にエネ
ルギーのあることを感知するのに止まり、局２０はこの
状況を要求ウインドウが騒しい（事象４４）と判定する
結果、「要求サーチ」の状態（図１８）に入る。

【００７９】こうしてステップ４の後ステップ５とな
り、ここで局２０は要求者のサーチを行う。即ち、第２
機構により局２０とその発送局（局１５）間の局のアド
レスがサーチされる。したがって局２０はサーチ・ダウ
ンのステップ（ステップ５）で、要求トークン・エネー
ブル信号（ＤＢＥ）局１９へ送る。１００μ秒（要求ウ
インドウの２倍の時間）内に応答のない場合、局２０は
この局１９が要求者でないと判定する。次に局２０は局
１８へ、要求トークン・エネーブル信号を送り、この信
号にトークン・アクノリッジ信号で応答する局１８を見
つける。次いで局２０は要求トークン信号（ＤＢＴ）を
局１８に送ることにより、局１８にトークンを与える。
次いで局１８は要求ウインドウを持ち、その間、元の要
求局のひとつである局１７より、局１８に対しトークン
を要求する要求トークン・アクノリッジ信号が送られ
る。これは表４のステップ７に対応する。次いで局１８
は局１７に要求トークン信号を送ることにより、局１７
にトークンを渡す。ここにおいて、図１２には図示しな
いが、局１７は局１５に対し「送付局をロード」の信号
を送る。というのは局１７は新しいトークン・マスター
のうちで最小のアドレスを持つ局であるから。これは図
１２のステップ８に対応する。そこで、局１５は局２０
ではなく局１７が新しく自身の送付局になったことを知
る。次いで局１７は局１８にトークンを渡し、局１８は
自身の発送局と送付局を登録し、その後局１８はトーク
ンを局２０に渡し、こうして局１７と局１８のトークン
リストへのパッチインが完了する。

【００８０】

【表４】表 ４ 複数要求者 １．２つ以上のトークン・マスターが要求を決定。 ２．これらのマスター上をトークンが通過。 ３．全ての要求者（要求局）が要求を発信。 ４．トークン所有者はエネルギーを見るのみで正当メッ
セージは判別できない。 ５．そこでトークン所有者は要求者のサーチ・ダウンを
行う。 ６．最初に見つけた要求者に要求トークンを渡す。 ７．他の要求者は要求トークンを受け取った局に対し要
求する。 ８．新しいマスター（要求者）のうち最小アドレスをも
つ要求者のみにより、「送付局をロード」の信号が送出
される。

【００８１】本発明による通信システムによりよく使用
されるもうひとつのメッセージシーケースは「次は誰」
と呼ばれるシーケンスである。この状況では、トークン
所有局より登録している自己の送付局に対してトークン
・エネーブル信号（信号ＢＥ）が送られるが、送付局か
らの応答は得られない。この状況は、トークン所有者よ
り送付局へトークンが送られ、送付局が（使用するいず
れかひとつの）トークン・パス・ハンドシェイク・プロ
トコルに従ってトークンを正しく受け取った後、所定時
間内にＨＤＬＣメッセージを送出できず、さらに自局の
送付局にトークンを渡さなかった場合とは区別されるこ
とに留意されたい。今度の状況は、トークン所有者は送
付局にトークン・エネーブル信号を送ったのだが送付局
よりこの信号に対する肯定応答が得られないという状況
である。この場合、トークン所有者は送付局に対し何回
か例えば３回トークンパスを試み、それに失敗したとき
に、送付局は故障しているとみなし、次いでトークンリ
スト中の次の局へトークンを渡す。この結果、故障した
送付局はトークンリストからパッチアウト（除外）さ
れ、その後正常に戻ってから上述の要求メッセージ・シ
ーケンスに成功してからでないとトークンリストに復帰
することができない。

【００８２】図２０において局Ａ（図１）が「トークン
送り」の状態にあるとし、局Ｂへトークンを渡すことが
できなかったとすると、トークン送りの試みに失敗の事
象５４が発生する。そこで局Ａは「次は誰か」の状態に
入り、このときトークンリストのほかの局（例えば局Ｂ
の次にトークンを受け取るべき次の局である局Ｃ）よ
り、「次はこちら」の信号を受信したとすると（事象５
６）、局Ａは「トークン送り」の状態に戻る。次いで局
Ａは局Ｃに対してトークンを送る。しかし「次はこち
ら」の事象を感知しなかったときは、局Ａは「次局が見
つからない」と判定し、次はこちらへのパスに失敗の事
象５８が発生する。これにより、局Ａは「バスは死んで
いる」の状態（図１７）に入り、これより、通信システ
ム全体は後述する初期化メッセージシーケンスに入る。
あるいはこの代りに局Ａは「パス初期化（サーチ）」の
状態（図１９）に入って状態を再構成することができ
る。このルールの変更は各局により異なる事象に応じて
異なる状態を与えるものであり、本発明の基本概念が融
通性に富んでいることの一例を示すものである。

【００８３】表５と図１３に「次は誰」のメッセージシ
ーケンスでつくられるメッセージの詳細を示す。いくつ
かは５バイトのフォーマットをとるがいずれのメッセー
ジもアクセス・メッセージである。第１ステップにおい
て、マスター局、即ち現在トークンを所有している局は
登録してある送付局に対しトークン・エネーブル信号
（ＢＥ）を送るが応答がない。図１３では局１０がその
送付局である局１５へトークン・エネーブル信号を送
る。しかし局１５は１００μ秒の時間中にトークン・ア
クノリッジ信号で応答しない。そこで局１０は再び局１
５に対しトークン・エネーブル信号を送る。これは表５
のステップ２に対応し、ここにおいて局１０は所定回数
エネーブルの再試をくり返す。好適実施例では３回行
う。局１０が３回試しても局１５よりトークン・アクノ
リッジ信号による応答がないとすると、局１０は次いで
応答のなかった局（局１５）のアドレスを含むブロード
キャストの「次の誰か」の信号を送出する。この「次は
誰か」の信号は図１３においては５バイトの信号として
示されており、その行先アドレスはバス上の全ての局で
受信されるべきものであるためブロードキャスト・アド
レスになっている。このアドレスはメッセージ・フォー
マットのところで前述したように（表１参照）、任意に
設定することのできるアドレス０である。全ての局はこ
のアクセス・メッセージを受信し、そのうち局１５を自
身の発送局としてもっている局が局１５に故障があり、
自局を次は誰かにおける次局（局１５の次局）であると
判定する。図示の例では、局１５から平常時トークンを
受け取るのは局２０であってこの局が次局であることを
知り、そこで局１０に対して次はこちらの信号（ＩＮ）
を送り局１５が局２０の発送局であったことを示す。次
いで局１０はステップ５に入り、ここで局１０は局２０
へトークン・エネーブル信号を送り、局２０はこれに対
しトークン・アクノリッジ信号で応答し、次いで局１０
は局２０へトークンを渡す。したがって、局１５はトー
クンリストから除外される。

【００８４】

【表５】表 ５ 次は誰か １．マスター（現在のトークン所有者）は登録してある
送付局にエネーブルを送るが応答なし。 ２．３回試みる。 ３．応答がない局のアドレスを含む「次は誰か」メッセ
ージを送る。 ４．応答がない局が登録にある自身の発送局であると判
断した局は「次はこちら」と応答する。 ５．死んだ局（応答のない局）はこうしてアクセス・シ
ーケンスからパッチアウトされる。

【００８５】もうひとつのよく生じるメッセージ・シー
ケンスはトークン・ピックアップと呼ばれるものであ
る。この状況はある局よりその送付局のトークンが渡さ
れた後で該送付局が死亡する場合である。即ちこの局が
ＨＤＬＣメッセージを送出しないか、トークンを自身の
送付局へ渡さない場合である。図２０の状態マップにこ
の様子が示されている。いま局Ａ（図１）がトークンを
所有しているとし、該局は「トークン送り」の状態にあ
るとしよう。トークン送りに成功の場合（事象３４）、
この局は「送付局を監視」の状態に入る。送付局が作動
している場合、即ち送付局がトークンを取得し、トーク
ンによりＨＤＬＣメッセージを送出するか又はトークン
を自身の送付局へ送った場合（事象３６）には、局Ａは
「リスト入り」の状態に入る。しかし送付局監視状態に
ある局Ａが送付局が不作動であることを感知した場合は
送付局不作動の事象６０が生じ、この結果局Ａは「トー
クン送り」の状態に戻る。次いで局Ａは局Ｂに対しトー
クンの再送を試み、これに失敗した場合（局Ｂが故障の
ため）局Ａは「次は誰かを発信」の状態に入り、その後
は上記次は誰かのメッセージ・シーケンスに従って処理
を行う。このように送付局がバスのデッド期間Ｔの２／
３の期間にわたり不作動の場合局Ａはトークンを再び取
得し、それ自身の目的のためにトークンを使用する。Ｔ
は７.５ミリ秒に選定され、したがって２／３Ｔは５.０
ミリ秒である。

【００８６】表６と図１４にトークン・ピックアップ・
メッセージ・シーケンスの詳細を示す。表６に示すよう
に４つのステップがトークン・ピックアップ・シーケン
スに関係している。第１ステップではトークンを渡した
後で局はバスを監視して新所有者がトークンを使用する
かどうか調べる。トークンパス信号の発生後新所有者が
トークンを見なかったとすると（バス上のノイズのた
め）、新所有者はトークンを使用し得ない。この事象は
前のトークン所有者には現在のトークン所有者がトーク
ンとともに死亡したものと受けとられる。現在のトーク
ン所有者はバスのノイズによるトークン不受理以外に、
次のような場合も死亡することになる。即ちトークンを
受け取った後にトークン所有者（局）に故障が発生して
ＨＤＬＣメッセージを送信できなくなったり、トークン
を送付局に遅れなくなった場合である。ある時間、代表
的には５ミリ秒の時間が経過しても前のトークン所有者
がバス上にエネルギーを観察しない場合（これは新所有
者がトークンを使用していないことを意味する）、前の
トークン所有者はトークンを再び送り、これに失敗した
ときはトークン送りに失敗であると判定し、次は誰かの
メッセージ・シーケンスを開始する。

【００８７】図１４に示すように局１０より局１５にト
ークンが送られる。しかし局１５はトークンとともに死
亡するため、バス上にエネルギーが観察されることなく
５ミリ秒が経過してしまう。次いで局１０は再度局１５
に対してトークン・エネーブル信号を送る。１００マイ
クロ秒経過しても局１５よりトークン・アクノリッジ信
号が得られず、局１０は局１５に対して合計３回トーク
ン・エネーブル信号を送る。その後、局１０は「次は誰
か」の状態に入り、図１３に示す手順を実行する。即
ち、「次は誰か」のブロードキャスト・メッセージが局
１０より送出され、局２０が局１５の次にトークンを受
け取るべき局であったとすると、この局２０は「次はこ
ちら」の信号（ＩＮ）を発信する。次いで局１０は局２
０に対しトークン・エネーブル信号を送ることにより局
２０とのトークン・パス・ハンドシェイクを開始する。

【００８８】

【表６】表 ６ トークン・ピックアップ（送付局死亡の場合） １．トークンを送った後、局は新所有者がトークンを使
用するかどうかを調べるためバスを監視する。 ２．新しい所有者はトークンを見ないかも知れないし、
又はただちに死亡するかも知れない。 ３．バスにエネルギーを観察することなく５ミリ秒が経
過すると、前の所有者によりトークンパス・シーケンス
がくり返される。 ４．送付局死亡の場合は、「次は誰か」のメッセージ・
シーケンスに移行する。

【００８９】もうひとつのよく生じるシーケンスはトー
クン・ピックアップと称するもので、この場合は現在の
トークン所有者の発信局がトークンを持って死亡する。
図１において局Ｌからのトークンを受け取ることにより
局Ａがトークン所有者になっているとすると、次にトー
クンを受け取るべき局である局Ｂは自身の発送局である
局Ａがトークンを受け取ったことを観察し（事象６
２）、「リスト入り」の状態から出て「発送局監視」の
状態に入る。発送局Ａが１／３Ｔの期間内にＨＤＬＣメ
ッセージを送出せず、又は局Ｂにトークンをパスしない
場合は局Ｂはタイムアウトと判定し（事象５３）、「ト
ークン送り」の状態に入る。局Ｂは次いでトークンを自
身の送付局である局Ｃに送る。

【００９０】ここで留意すべきことは、局Ｂは「ＨＤＬ
Ｃマスター」の状態（図１８）には入らず、トークンを
動かし続けるために、単に次局にトークンをパスするた
めのつなぎにすぎないということである。次のパスにお
いてトークンが局Ｂに戻ってくるときには局Ａはトーク
ンリストから除外されているから、局Ｂは「ＨＤＬＣマ
スター」の状態に入ることができる。即ち、この２巡目
のパスにおいて局Ａがまだ故障中であるとすると、局Ｌ
は局Ａにトークンを送ることができないため、「次は誰
か」のメッセージ・シーケンスに入り、このとき、局Ｂ
は自局が次である旨を知らせ、局Ｌは局Ｂに対してトー
クンを送り、局Ａは除外される。

【００９１】表７と図１５には発送局がトークンを持っ
て死亡した場合におけるトークン・ピックアップのメッ
セージ・シーケンスを構成するステップの詳細が示され
ている。表７からわかるように第１ステップにおいてあ
る局（局２０）は自身の発送局（局１５）がトークンを
受け取ったことを知る。第２ステップにおいて、発送局
がトークンを受け取ったことを知ったその局はいまやト
ークン所有者になっている発送局よりバスにエネルギー
が送出されることなく１／３Ｔの時間が経過したことを
知る。この時間１／３Ｔは代表的には２.５ミリ秒に選
定される。次のステップにおいて、次にトークンを受け
取ることになっていた局（局２０）はトークンをピック
アップし、それを自身の送付局に渡す（例えば局Ｂがト
ークンをピックアップし、それを局Ｃに渡す）。

【００９２】図１５はこの様子をバスに送出されるメッ
セージの形で示したものである。即ち、まず局１０がト
ークンパス信号（ＢＴ）によりトークンを局１５へ送
る。局１５はバス上にあり、通常ならＨＤＬＣメッセー
ジをバスに送出するのであるがなんらかの理由でそうす
ることができない。このことを、局１５の次にトークン
を受け取るべき局である局２０はバス上にエネルギーが
ないことから知ることができる。局２０はトークンを拾
ってトークン・エネーブル信号を自身の送付局（ここで
は局２５）に送る。局２５はこのトークン・エネーブル
信号に対しトークン・アクノリッジ信号で応答する。以
下ハンドシェイク・プロトコルが進行し、トークンは局
２５へ渡される。

【００９３】

【表７】表 ７ トークン・ピックアップ（発送局死亡の場合） １．トークンが自身の発送局におくられたことを検出し
て記録する。 ２．ついで２.５ミリ秒間バスが死んでいる（休止して
いる）場合、トークン・ピックアップを開始する。 ３．発送局の送付局はトークンをピックアップする。

【００９４】以上のメッセージ・シーケンスでは全て、
トークンリストは既に出来上っていて運転中であること
を想定している。しかし明らかなように、電源投入時に
はそのようなトークンリストは存在していない。さら
に、トークンを局から局へ渡すことができなくなる多数
エラーの可能性もある。多数エラーが発生した場合にそ
のような事態となる。例えば、現在のトークン所有者が
トークンを持って死亡し、かつなんらかの理由で次にト
ークンを受け取るべき局（図２０に示す、「発送局監
視」状態にある局）が１／３Ｔの時間経過に応答せず
（事象５３を見過ごす）、「トークン送り」の状態に入
らなかったような場合である。あるいは現在のトークン
所有者にトークンを送った局（前のトークン所有者）が
なんらかの理由で、現在のトークン所有者がトークンを
使用していないこと（２／３Ｔの経過、事象６０）を見
過ごしてしまった場合である。さらに、現在の所有局が
本当に故障していて３／３Ｔの時間経過後トークンをピ
ックアップしない場合である。このような多数エラーの
場合にはシステムの運転を正常にするため４／３Ｔの時
間経過（タイムアウト）が生じる。この時間経過は「バ
スは死んでいる」と呼ばれる時間経過（事象６４）で、
これにより「リスト入り」と「リスト外」状態にある局
は、「バスは死んでいる」の状態に入る（図１９、図２
０参照）。

【００９５】「バスは死んでいる」の状態は、トークン
所有者により「不法メッセージ」（事象５９）が観察さ
れる場合にも生じる。このような不法メッセージが生じ
るのは例えばしゃ断されたバス（図３）が図２に示すよ
うに修理された場合である。ということはこの場合、２
人のトークン所有者がいるため、バス上に不法メッセー
ジが現われるからである。トークン所有者は次いで「待
機」状態に入り、メッセージ（事象６１）をある期間
（４／３Ｔ）以内に観察しないときはさらに「バスは死
んでいる」の状態に入る。

【００９６】図１７〜図２０に示すように、バスが死ん
でいることを感知した局は、バス再構成タイムアウト事
象を行う。好適実施例ではこのタイムアウト（時間）は
その感知した局のアドレスに関係した長さである。した
がって２以上の局が「バスは死んでいる」の状態にある
場合は、夫々の局が夫々のバス再構成タイムアウトを実
行するが、最初にタイムアウトになった局のみが「パス
初期化（サーチ）」状態に入る。初期化サーチを行う局
を決定する方法として他の技術、例えば乱数タイムアウ
トの発生による方式を採用してもよく、これは特に幾千
もの局が通信システムの一部となっている場合に有効な
方式である。

【００９７】「サーチ」状態にある局は順次局のアドレ
スに１を加えてバス上のひとつ上のアドレスを持つ局を
順次サーチすることによりリニアなサーチを行う。

【００９８】表８と図９に初期化シーケンスの詳細を示
す。表８のステップ１に示されるように、初期化シーケ
ンス再構成用のタイムアウト（事象６８）は局のアドレ
スに１００マイクロ秒を乗じた長さに設定されている。
「サーチ」状態に入った最初の局は順次高いアドレスを
もつ局に対しトークン初期化エネーブル信号を送ってサ
ーチを行う。最初の局は相手局を発見すると、その局に
対し初期化トークンを渡し、相手局はこれを受け取って
（事象７６）、「サーチ）状態に入って新しいサーチ局
となる。新しく「サーチ」状態になった局は次の局（第
３局）をサーチする。初期化トークンパスに成功（事象
７０、図１７）した最初の局は「リスト入り」の状態に
入る。

【００９９】サーチはサーチ開始者が見つかるまで、即
ち好適実施例においては全部で２５５局を一巡するまで
続けられる。サーチの開始者を定めるため、その局には
「サーチ停止」ビットと呼ばれる特別なビットがストア
される。このビットは最初に「パス初期化（サーチ）」
状態に入った局により設定されるもので、初期化サーチ
が一巡してこの最初の局に戻ってきたときに、この最初
の局は初期化シーケンスが完了したことを知り、通常の
トークンパスが開始可能であると判断する。このサーチ
停止ビットは各局のアクセス・モジュール２４（図２参
照）にその発送局と送付局のアドレスとともにストアさ
れている。

【０１００】

【表８】表 ８ 初期化シーケンス １．バスが１０ミリ秒（４／３Ｔ、ここにＴ＝７.５ミ
リ秒）にわたり死んでいる場合に初期化シーケンスに入
る。これはアクセスシーケンスのブレークダウン（複数
の故障）や電源投入（パワーアップ）の結果生じる。各
局は自局のアドレスに１００マイクロ秒を乗じたタイム
アウトを設定する。最初にタイムアウトした局が初期化
シーケンスを開始する。最初の局は次の局が見つかるま
で順次高いアドレスの局に対しＩＢＥ（初期化バトン・
エネーブル）信号を送る。 ２．次の局を見つけたら、最初の局はこの次の局（第２
局）に初期化トークンを送り、そして第２局は第３局を
サーチする。サーチは開始者が見つかるまで続けられ、
１〜２５５の局を一巡する。次いで開始者（最初の局）
は通常のトークンパスを開始する。 備考：初期化の開始者は、初期化シーケンスを停止する
ため自身のアクセス・モジュール内にサーチ停止ビット
を設定する。

【０１０１】図９に示す例では、局１０がタイムアウト
した（事象６８を観察した）最初の局である。そこで局
１０は局１１をアクセスする。１００マイクロ秒が経過
するまでに局１１よりトークン・アクノリッジ信号によ
る応答のないときは局１０は次に局１２をアクセスし、
１００マイクロ秒以内にトークン・アクノリッジ信号を
発生する局が見つかるまでサーチを続ける。図９の例で
は局１３よりこのアクノリッジ信号が局１０に送られ
る。次いで局１０は局１３に初期化トークン（ＩＢＴ信
号）を送る。次いで局１３が新たなサーチ局となって順
次高いアドレスの局へ初期化トークン・エネーブル信号
によるアクセスを行い、局１５より初期化トークン・ア
クノリッジ信号が送られるとこれが次のサーチ局とな
る。

【０１０２】全体のサーチは一巡して局１０に戻ってく
るまで続けられ、局１０にくるとこの初期化シーケンス
は完了し、通常のトークンパスが開始する。図１７に示
すように初期化パスに成功をしたことを見とどけたサー
チ局は、「パス初期化」状態を出て「リスト入り」の状
態に入る。図９の例でいえば、局１０は局１３へのトー
クンパスに成功すると、「リスト入り」の状態に入る。
こうしてひとつの局がトークンリストの一員となる。新
しいサーチ局となった局１３も局１５を見つけると「リ
スト入り」し、トークンリストの一員となる。これが初
期化サーチを行っている局に初期化トークン・アクノリ
ッジ信号を送ったすべての局について次々と行なわれ
る。

【０１０３】しかし、初期化サーチに失敗した場合（事
象７１）、この事象を見た局は「自局のみ（オンリーワ
ン）」の状態に入る。ここでこの局は「オンリーワンの
タイムアウト」を実行し（事象７２）、次いで自分自身
にトークンパスする（「自局へのパス」状態におい
て）。図１６はこのようなトークンパスに対するメッセ
ージ・フォーマットを示す。

【０１０４】オンリーワン・タイムアウトはバスデット
タイムアウトのかなり大きな倍数の長さに設定される。
例えばバスデッドタイムアウトを１０ミリ秒とするとオ
ンリーワン・タイムアウトは１６０ミリ秒となる。この
タイムアウトはバスデッドタイムより相当長い時間に設
定される。この理由は「オンリーワン」の状態にある局
のために他の局が妨害されないようにするためであり、
「オンリーワン」の状態に入っている局がこの状態に入
った理由が、実際にはバスに通信を試みている局が自局
のみではないのにもかかわらず誤って自局のみである判
断したような場合を考慮したものである。このような誤
った判断は、「オンリーワン」の状態の局の受信機が不
良であって、バスの他の局を聞くことができず、その結
果自局のみがバスと通信可能である局であると思い込ん
でしまう場合に生じる。仮にこの「オンリーワン」の状
態にある局がバス上に自分自身へのトークンパスを頻繁
に行うことができるとすると、これによりバス上の他の
局が妨害されてしまうことになる。そこでオンリーワン
・タイムアウトの長さを長く設定することによりこのよ
うなトークンパスの頻度を低く抑えているのである。

【０１０５】しかし、サーチに失敗（事象７１）後に
「自局のみ」の状態に入った局が実際にその局のみであ
る場合もあり得る。しかし、他の局も目をさましており
バスに対し作動可能になっているとすると、「自局の
み」の状態にある局は何らかのメッセージを受信するこ
とになる（事象７４）。これにより局は「自局のみ」の
状態から出て「待機」状態に入り、さらに別のメッセー
ジを受信すると（事象６３）「リスト外」の状態に入
る。

【０１０６】しかし、（他の局において）バスの再構成
タイムアウトの事象６８が発生してサーチが開始されて
いる場合にはサーチ局より「自局のみ」の状態にある局
に対し初期化トークン・エネーブル信号が送られるた
め、「自局のみ（オンリーワン）」の局は「サーチ」状
態に入り、初期化シーケンスを継続させる。

【０１０７】このように、初期化メッセージ・シーケン
スは電源投入時（パワーアップ時）にトークンリストを
作成する場合、及び局を「バスは死んでいる」の状態に
いれてしまうような複数のエラーが発生したときにトー
クンリストを再び作成する場合に使用される重要なシー
ケンスである。初期化サーチに失敗し（事象７１）「オ
ンリーワン」状態に入った局が真実バスと通信可能な唯
一の局である場合にはこの局は、他の局が初期化サーチ
を介してバス通信を開始し、この「オンリーワン」の状
態にいる自分を見つけるまでこの「オンリーワン」の状
態に置かれるか、あるいは「オンリーワン」の状態にい
る局は自分自身にトークンをパスするため、これを通じ
て他の局が自分以外にもバスに対し作動している局（即
ち「オンリーワン」の状態にある局）があることを知っ
たときである。

【０１０８】しかし、上述したように受信機の故障等の
ために局が「オンリーワン」状態に入る可能性もある。
この局は他の局の話が聞こえてこないため、自分自身が
バス通信可能な唯一の局であると判断してしまう。この
ような場合、この局が初期化手続を行うことができると
するとそれにより、トークンリストを構成する他の局で
あってこれらの局間でトークンをパスしている局が妨害
を受けてしまう。この問題を解決するため、オンリーワ
ン・タイムアウトはバスデッドタイムより相当長い時間
に設定しており、「オンリーワン」状態の局はこの長時
間が経過した後でないと自分自身へトークンをパスして
他局にその存在を知らせることはできないようにしてい
る。これにより、通信システムに対する影響はほとんど
除かれる。自分自身へのパスはバス上の他の局特にモニ
ター２９（図２、図５参照）に対し、バス上のある局が
故障していることを知らせることにもなる。したがって
モニターは故障局を発見でき、それに対し修理が必要な
ことを知らせることができる。モニターは他の目的例え
ばトークンリストに入っている局の数やＨＤＬＣメッセ
ージの使用率などを判別するのに使用することもでき
る。

【０１０９】表９−１３は状態変数定義、バイト変数定
義、時間使用、ノイズ応答、非論理メッセージ、割込使
用の詳細を示している。これらの表は本発明によるロー
カルエリアネットワーク通信システムのアクセスメカニ
ズムの実行についてさらに詳細に記載してある。

【０１１０】

【表９】表 ９ 状態変数定義 注：バトンはトークンと同義 ブール（Boolean） ＫＴ−ＨＩＴ Ｔｒｕｅ ：バスデッド５ミリ秒割込
実行完了。次の５ミリ秒タイムアウトでバスの死亡を宣
告。

【０１１１】Ｓｅｔ ：タイマー割込 Ｃｌｅａｒ：任意のキャリヤアップ割込 オンリーワン Ｔｒｕｅ ：ユニット初期化バスサー
チ完了、なにも発見せず Ｓｅｔ ：初期化サーチの失敗に続いて Ｃｌｅａｒ：任意の有効ＣＲＣメッセージ受信 ニューワン Ｔｒｕｅ ：ユニットのパワーアップ
完了 Ｓｅｔ ：初期化のパワーオン Ｃｌｅａｒ：有効ＣＲＣメッセージ受信初期化サーチを
開始 第１バスサーチ Ｔｒｕｅ ：このユニットは初期化シ
ーケンスを始めた Ｓｅｔ ：初期化サーチの開始時 Ｃｌｅａｒ：自身へのメッセージ受信ワイヤ（バス）上
に初期化メッセージ見ず 中間バスサーチ Ｔｒｕｅ ：このユニットは初期化バ
トンを受け取り渡した Ｓｅｔ ：初期化バトンの受取時 Ｃｌｅａｒ：自身へのメッセージ受信ワイヤ上に初期化
メッセージ見ず リスト入り Ｔｒｕｅ ：初期化又は要求の成功に
よりこのユニットはバトンパス・リストに入っている Ｓｅｔ ：初期化バトンの受取 要求バトンの受取 Ｃｌｅａｒ：バスデッドタイム バトンがこのユニットのアドレスをスキップ ＢＴのみ使用 Ｔｒｕｅ ：このユニットはエネーブ
ルとアクノリッジをスキップし、バトンのみに移行 Ｓｅｔ ：１６回連続してエラーなしのバトンパスに
続いて Ｃｌｅａｒ：バトンパスのタイムアウト／再試 次は誰バス死亡、初期化シーケンス「送付局をロード」
受信 ＷＮＢＰ Ｔｒｕｅ ：「次は誰」シーケンスに
続いてバトンパスを実行 Ｓｅｔ ：シーケンスの開始 Ｃｌｅａｒ：シーケンスを出る 発送局バトン所有Ｔｒｕｅ ：発送局へのバトンパスを
見たこと Ｓｅｔ ：発送局へのＢＴを見る Ｃｌｅａｒ：バトン受取バトンをピックアップアクセス
を見る 要求 Ｔｒｕｅ ：要求を送ったこと Ｓｅｔ ：要求送出時 Ｃｌｅａｒ：要求バトンの入手要求シーケンスメッセー
ジを見ず バトン要求 Ｔｒｕｅ ：このユニットはバトン・
パスシーケンスに入ることを希望 Ｓｅｔ ：初期化 アラーム（一時所有者） Ｃｌｅａｒ：よりハイレベルのソフトウエア通知 要求完了 Ｔｒｕｅ ：要求バトンシーケンスを
介してバトンを入手している。「送付局をロード（ＬＹ
Ｔ）」を送る必要あり Ｓｅｔ ：要求バトンの入手 Ｃｌｅａｒ：要求バトンをパスＬＹＴを送信 ＨＤＬＣ要求 Ｔｒｕｅ ：次のバトン所有時に送る
べきマスターメッセージを持っている Ｓｅｔ ：よりハイレベルの通知 Ｃｌｅａｒ：同上

【０１１２】

【表１０】表 １０ バイト変数 自己の送付局 アクセスシーケンスの次局として記録さ
れる局 ＳＥＴ ：このユニットへ初期化バトンをパス「送付
局をロード」を受信「次は誰」パスに成功このユニット
より要求バトンを受取る Ｃｌｅａｒ：バスの死亡宣告「次は誰」に失敗自己の発
送局 アクセスシーケンスにおいて前局として記録され
る局 ＳＥＴ ：このユニットより初期化バトンを受取る このユニットへ要求バトンをパス「次は誰」に続いてバ
トンを受取る「送付局をロード」を送る Ｃｌｅａｒ：バスの死亡宣告 自己 このユニットのアドレス ＳＥＴ ：パワーアップ時に得る ＢＰＲＣ バトン・パス・リトライ・カウント Ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ：バトンメッセージの送出 Ｃｌｅａｒ：パスルーチンの入口 ＢＰＰＵＣ バトン・パス・ピックアップ・カウン
ト Ｉｎｃ ：オペレート送出 Ｃｌｅａｒ：発送局の作動していることを見る ＢＴ成功 エラーなしのバトンパス回数 Ｉｎｃ ：バトン・オペレート送出 Ｃｌｅａｒ：バトンパスのタイムアウトピックアップ
（不作動のため）バトン・アクノリッジのＣＲＣエラー

【０１１３】

【表１１】表 １１ タイマー使用 状態マップでは数多くのタイムアウトを使用するが、一
度にはひとつしか使用しない。この表は任務状態とこれ
らのタイムアウトに関する説明である。この表に示す個
々の値は例示にすぎず、変えることができる。 注：バトンはトークンと同義。所有者はバトンを所有す
る局と同義、任務状態とはトークン所有者、その発送局
及び送付局の状態である。 １．バトン所有 バトン所有者は次のバトン所有者へバトンを渡す前にあ
る最長期間までバトンを保持できる。この期間は１１０
ミリ秒に設定可能である。さらにバトン所有者はワイヤ
上のメッセージ間隔が２.５ミリ秒 （１／３Ｔ）を超
えないことを保証しなければならない。 ２．バトン所有者によるバトンパス時間（要求、初期化
を含む） タイムアウト（キャリヤドロップからキャリヤアップま
で）はこのシーケンスの場合好ましくは１００マイクロ
秒である。 ３．新バトン所有者の要求待機時間 バトンメッセージにつづき、新バトン所有者は５０マイ
クロ秒間バスを監視して要求者から要求の有無を調べ
る。４０〜１００マイクロ秒の間に見た任意のキャリヤ
アップは正当メッセージを受信しない場合でも「要求」
と解釈される。 ４．バトンを渡した者のエネルギー監視時間 バトンを渡した後、ユニットはキャリヤアップの有無を
監視する。５.０ミリ秒内に見ない場合はバトンを再び
送る（２／３Ｔ）。 ５．バスの寿命、送付局のバトン所有 ６．バスの寿命 ユニットは１０ミリ秒の間にキャリヤを発見しない場合
はバスの死亡と判定し、初期化シーケンスに入る（４／
３Ｔ、Ｔ＝７.５ミリ秒）。 ７．ユニットのメッセージ受信 最大メッセージを１ミリ秒のキャリヤアップとする。キ
ャリヤアップがこれより長く続く場合そのキャリヤアッ
プは無視し、ユニットは次のシーケンスに進む。 ８．オンリーワン 初期化サーチの失敗に続き、ユニットは１６０ミリ秒ご
とにメッセージを送る。このメッセージは自分自身への
バトンパスであり、そのとき任意の他のマスターが要求
することができるようにする。

【０１１４】

【表１２】表 １２ ノイズに対する応答アルゴリズム キャリヤ検出はメッセージの到着の合図として使用され
る。この表はキャリヤ検出されたが不当メッセージ（又
は全くなし）である場合を扱う。いくつかの任務状態に
より構成される。 １．バトン所有者 バトン所有局は送信に先立ちキャリヤをチェックし、高
い場合には送信を遅らせる。キャリヤが１ミリ秒以上高
いレベルの場合はバトン所有局は送信を強行する。 ２．ＨＤＬＣマスターとしてのバトン所有者 応答を待っている間に受け取った不良メッセージ（フラ
グなしのキャリヤ、不良フレーム、不良ＣＲＣチェック
・シーケンスをもつフレーム等々）は無視する。時間内
に応答のある場合はユニットは処理を継続する、タイム
アウトの期間中に正しい応答のない場合はリトライす
る。タイムアウト期間中にキャリヤが到来し、タイムア
ウト時にも残っている場合（フレームはずれ）、バトン
所有者は１ミリ秒間（最大）キャリヤがドロップするの
を待ってリトライ（再試）を遅らせる。 ３．バトン所有者のバトンパス このユニットは次の所有者がバトンを使用するかどうか
確認するためその監視を行わなければならない。キャリ
ヤが５０μ秒の要求ウインドウ期間中にハイになる場合
にはこの判定にはならない。しかし要求ウインドウ後立
ち上ったキャリヤが少なくとも２０マイクロ秒持続する
場合は有効となる（正当フレームが検出されなくて
も）。 ４．要求を待機する新バトン所有者 ５０μ秒の要求ウインドウ中にキャリヤが立上り４０マ
イクロ秒持続する場合は、正当フレームが検出されない
ときでも、複数要求（衝突）と解釈される。 ５．バス（“送付局がバトンを所有”） タイマー使用のところで説明したように、任意のキャリ
ヤアップ割込でバスデッド・タイムはリセットされる。
受けとった不当フレームに無視される。 ６．オンリーワン 不当フレームは無視される。最初に受け取った正当フレ
ームによりオンリーワン状態はクリアされる。

【０１１５】

【表１３】表 １３ 非論理メッセージに対する応答アルゴリズム この表は予想外の良好ＣＲＣアクセス・メッセージを扱
う。 １．バトン所有者 ユニットは、予想外のメッセージ（エネーブル・バトン
等）を受け取ると、バトンを落としアイドル状態にな
る。間違ったユニットからの予想外のスレーブ・メッセ
ージ（例えばバトン・アクノリッジ）の場合はシーケン
スを再び開始する。 ２．バス ユニットは不正ないし非論理アクセスメッセージを受け
取った場合はアクセス・リジェクトメッセージで応答す
る。

【０１１６】最後に、アクセスモジュールを構成するハ
ードウエアは好ましくはインテル社の８０５１マイクロ
プロセサである。バスは直列データ伝送であるのに対し
マイクロプロセサは並列データを使うからモトローラの
６８Ｂ５４直列／並列コンバータをインターフェイスと
して使用できる。データ通信モジュール２５としてはイ
ンテル社の８０８８マイクロプロセサチップが使用でき
る。さらに各局は、上述した種々の事象を各局で検出す
るため計時を行う少なくともひとつのタイマー６５（８
０５１の一部、図２と図５参照）を有している。

【０１１７】要約すると、以上説明したものはデータ通
信媒体をアクセスするためトークンを利用する通信シス
テムに関するもので、トークンはトークンリストの局間
で受け渡される。感知した事象に応じて局をトークンリ
ストに加入する技術、リストから除外する技術について
も説明した。トークンパスのハンドシェイク・プロトコ
ルを自動的に変更する機能についても説明した。さらに
初期トークンリストを作成する初期化手続、多数エラー
が発生した場合にトークンリストを再編成する技術につ
いても説明した。

【０１１８】図１７〜図２０に示した特定の実施例は、
本発明の根本思想（トークンを所有している局が発送局
と送付局を知っているということ等々）を具体化した通
信システムを提供するものであることは明らかである
が、さらに図示以外のトークンパスのルールを構成し得
ることもまたただちに了解されるところであり、図１７
〜図２０に示すのと同じ状態を得るのにほかの方法が考
えられまた異なる状態を得ることが可能である。各局
（スレーブ局２２′を除く）が同一のルールに従って特
定の事象を監視、観察した事象に従って何をなすべきか
を決定するという思想は本発明のかぎであり、各局はす
べてトークンをアクセスする能力を持っているのであ
る。

【０１１９】さらに上述したようにある局（２２′：図
４、図５）はトークン・アクセス能力を持たないにもか
かわらず、トークンアクセス能力を持つひとつ以上のマ
スター局の制御の下でバスと相互接続可能である。これ
により比較的不充分なアクセス機構しか持たない局にバ
ス局との相互接続を行う機能が与えられるとともに、こ
れによりトークンアクセス能力をもつ局間での通信機能
が低下することはない。したがって、基本ルールと状態
を変えるため事象を利用する本発明に基づき、トークン
パスの概念を用いる各種の通信システムを得ることがで
きることは明らかである。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるローカルエリアネットワークの概
略図で、３つの局即ち発送局、所有局及び送付局による
制御アークの概念及びパッチインとパッチアウトの概念
を説明するための図。

【図２】本発明による通信システムのブロック図で、ト
ークンを所有した局がその後アクセスし、ハイレベル
（ＨＤＬＣ）のメッセージを局間で送受するため、アク
セス機構モジュール、タイマー及びデータ通信モジュー
ルを備えた各局並びにバスに接続されたモニターを示す
図。

【図３】局ＡからＬ間でひとつのトークンを使用して運
転している本発明による通信システムが、バスにしゃ断
が生じた場合に元の局のサブセット間でトークンをパス
するようシステムを再構成し、これによりバスにしゃ断
が生じても各サブセットにより運転が続けられる様子を
説明するためのブロック図。

【図４】制御ループ（トークンループ）により結ばれて
いる一連の局の概略図で、ループ内でトークンが局から
局へ渡されていくこと、及びループ内のある局は、バス
には接続されているが、バス制御権であるトークンをア
クセスする能力を持ち得ないスレーブ局に対しマスター
局となる能力をもつことを示す図。

【図５】図４のブロック図でスレーブ局がトークン・ア
クセス能力をもつ局とともにバスに物理的に接続されて
いること、さらにバスにはモニターが接続されているこ
とを示す図。

【図６】通信システムの局により伝送される、第１フラ
グ、メッセージ、ＣＲＣエラー検出フレーム及び第２フ
ラグから成る情報のエンベロープを示す図。

【図７】図６のエンベロープにおいて送られるメッセー
ジ用の４バイト・メッセージ・フォーマットを示す図。
これは、代表的には１〜２５５までのいずれかのアドレ
スを指定する（０の場合は全ての局へのブロードキャス
ト・アドレス）行先アドレス部と、ＨＤＬＣメッセージ
のためハイレベル・データ・リング・コントローラ・コ
マンド・フィールドを有するＣＭＤフィールドと（アク
セスメッセージを送る場合に１６進フォームのＣ８デー
タフレーム）、代表的には１〜２５５までの数で発信局
のアドレスを表わす発信アドレス部と、アクセス・コン
トロールのため送られるメッセージのタイプを指示する
ためのＴＹＰＥフィールドとから成る。

【図８】５バイトのメッセージ・フォーマットを示す図
である。図７のフィールドに加えて、あるタイプのアク
セスメッセージ、即ち「次は誰か」または「発送局／送
付局をロード」のメッセージを送るのに用いられるＤＡ
ＴＡフィールドがある。

【図９】初期化アクセス・メッセージ・シーケンスで送
られる代表的なメッセージを示す図。

【図１０】トークン・パス・アクセス・メッセージ・シ
ーケンスで送られる代表的なメッセージを示す図。

【図１１】要求アクセス・メッセージ・シーケンスで送
られる代表的なメッセージを示す図。

【図１２】サーチ・アクセス・メッセージ・シーケンス
で送られる代表的なメッセージを示す図。

【図１３】次は誰のアクセス・メッセージ・シーケンス
で送られる代表的なメッセージを示す図。

【図１４】送付局がバスに入ってこない場合のトークン
・ピックアップ・アクセス・メッセージ・シーケンスで
送られる代表的なメッセージを示す図。

【図１５】発送局がトークンを持って死亡する場合のト
ークン・ピックアップ・アクセス・メッセージ・シーケ
ンスで送られる代表的なメッセージを示す図。

【図１６】オンリーワン・アクセス・メッセージ・シー
ケンスを示す図。

【図１７】本発明によるローカルエリアネットワーク通
信システムを運転するための状態マップの１部を示す
図。

【図１８】本発明によるローカルエリアネットワーク通
信システムを運転するための状態マップの１部を示す
図。

【図１９】本発明によるローカルエリアネットワーク通
信システムを運転するための状態マップの１部を示す
図。

【図２０】本発明によるローカルエリアネットワーク通
信システムを運転するための状態マップの１部を示す
図。

【図２１】図１７〜図２０がどのように組合されるかを
示す図。

【符号の説明】 ２０：バス ２１：通信システム ２２：局 ２３：モデム ２４：アクセス・モジュール ２５：データ通信部 ２９：モニター ６５：タイマー

フロントページの続き (72)発明者 ブルース・エス・アレン アメリカ合衆国ニューハンプシャー州イー スト・キングストン，ウィロー・ストリー ト（番地なし)

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】通信媒体に相互接続した複数の局により該
   通信媒体を介して通信を行う通信方法であって、 イ） 前記媒体への周期的なアクセス権を希望する全て
   の局のリストであるトークンリストを生成するステップ
   であって、該トークンリストは、周期的なアクセス権を
   希望する各々の局について、自局へ前記媒体への周期的
   アクセス権を送ってくる局である発送局の識別と、自局
   が前記媒体への周期的アクセス権をパスする局である送
   付局の識別と、を含み、そしてこれら識別の情報を、前
   記媒体への周期的アクセス権を希望する各々の局の情報
   記憶装置に記憶する、前記のステップ、 ロ） 前記トークンリスト内の各々の局は、前記媒体に
   相互接続した自局とその他の局との間で、前記媒体への
   アクセス権を受け取ったり転送したりするためのアクセ
   スタイプのメッセージと、前記媒体に相互接続した局へ
   その他の全てのタイプの情報を転送するための非アクセ
   スタイプのメッセージと、を送出する能力があり、 ハ） 前記トークンリスト内の各々の局は、自局が前記
   媒体へのアクセス権を得るのを可能にするアクセス転送
   エネーブル情報及びアクセス制御情報を受け取るべき発
   送局と、また自局が前記媒体へのアクセス権を受け取っ
   た後にアクセス転送エネーブル情報及びアクセス制御情
   報を次にパスすべき送付局と、を知るステップ、 ニ） 前記トークンリスト内の各々の局は、前記媒体へ
   のアクセス権を受け取ってから第１の所定長さの時間内
   に、前記媒体上で非アクセス・メッセージを送信する
   か、あるいは自己の送付局に対しアクセス転送エネーブ
   ル情報をパスし、そしてまた、前記媒体へのアクセス権
   を受け取ってから最大の非アクセス・メッセージの所定
   長さの時間内に、自己の送付局に対しアクセス転送エネ
   ーブル情報をパスするステップ、 ホ） 各々の送付局は、第２の所定の長さの時間内に、
   自局に前記アクセス転送エネーブル情報を送ってきた前
   記の局に対し、受取アクノリッジ情報を送出するステッ
   プ、 ヘ） 少なくとも１つの送付局は、この局がアクセス転
   送エネーブル情報を受け取った後、所定の長さの時間の
   間要求ウインドウを生成して、前記媒体へのアクセス権
   を現在受け取っていない局が前記トークンリストへの加
   入を要求できるようにし、そしてそのような要求を受け
   取った場合に、その要求局にアクセス制御情報をパスす
   るステップ、 ト） 前記アクセス転送エネーブル情報をパスした前記
   の局は、前記媒体の聴取を行って、自己の送付局が前記
   第２の所定長さの時間内に受取アクノリッジ情報を送出
   したこと、また受取アクノリッジ情報を受け取ったこ
   と、について確認を行い、そしてアクセス制御情報を自
   己の送付局に送出して、その送付局が前記媒体にアクセ
   スできるようにするステップ、及び チ） 前記トークンリスト内の各々の局は、前記媒体の
   聴取を行って、いつ自己の発送局が前記媒体へのアクセ
   ス権をもっているかについて確認を行い、これにより自
   己の発送局が前記媒体へのアクセス権をもっているとい
   う状態が発生し、しかも自局が自己の発送局が前記第１
   の所定の長さの時間内に前記媒体上で送信を行っていな
   いと判定した場合には、始動して前記媒体に対する自己
   のアクセス権を獲得しまたその発送局を前記トークンリ
   ストからパッチアウトするステップであって、このパッ
   チアウトは、自己の発送局の識別を、該発送局が前記媒
   体への周期的アクセス権を受けた局の識別と置換するこ
   とを含んでいる、前記のステップ、 を備えた通信方法。
2. 【請求項２】請求項１に記載の通信方法であって、前記
   媒体へのアクセス権を要求する前記要求局は、現在アク
   セス権を所有している局のアドレスと、その発送局のア
   ドレスとの間のアドレスを有すること、を特徴とする通
   信方法。
3. 【請求項３】請求項２に記載の通信方法であって、前記
   媒体へのアクセス権を要求する前記要求局は、アクセス
   制御情報をパスした前記局の発送局に対し、該発送局の
   送付局のアドレスをその要求局のアドレスに変更するよ
   う通知し、これにより前記要求局を前記トークンリスト
   にパッチインして、該要求局がさらにアクセス権を要求
   しなくてもよいようにすること、を特徴とする通信方
   法。
4. 【請求項４】請求項３に記載の通信方法であって、前記
   媒体へのアクセス権を要求する前記要求局は、アクセス
   制御情報を受け取った時に、要求ウインドウを開始さ
   せ、これにより前記の発送局と該要求局との間のアドレ
   スを有する局が、前記媒体へのアクセス権を要求できる
   ようにし、そしてそのような要求を行う要求局に気づい
   た場合、この要求局を前記トークンリストにパッチイン
   すること、を特徴とする通信方法。
5. 【請求項５】請求項４に記載の通信方法であって、各局
   はアドレスを有しており、そしてもし２つあるいはそれ
   以上の局が、同じ１つの要求ウインドウの間に前記媒体
   へのアクセス権を要求した場合に、現在アクセス権を所
   有している局が、逆方向にサーチして最も高いアドレス
   の要求局を見つけてこの要求局にアクセス制御情報をパ
   スし、そして今度は該要求局が要求ウインドウを設け
   て、多数の要求局に気づいた場合には、その内の最も高
   いアドレスの要求局に対しアクセス制御情報を逆方向に
   パスし、そしてこのプロセスを、その最も低いアドレス
   の要求局が見つかるまで続け、そしてその要求局の前記
   トークンリストへのパッチインを、最初の前記の局の発
   送局が該局の送付局のアドレスを現在のアクセス権所有
   局に変更するよう要求することにより行うこと、を特徴
   とする通信方法。
6. 【請求項６】通信媒体に相互接続した複数の局により該
   通信媒体を介して通信を行う通信方法であって、 イ） 前記媒体への周期的なアクセス権を希望する全て
   の局のリストであるトークンリストを生成するステップ
   であって、該トークンリストは、周期的なアクセス権を
   希望する各々の局について、自局へ前記媒体への周期的
   アクセス権を送ってくる局である発送局の識別と、自局
   が前記媒体への周期的アクセス権をパスする局である送
   付局の識別と、を含み、そしてこれら識別の情報を、前
   記媒体への周期的アクセス権を希望する各々の局の情報
   記憶装置に記憶する、前記のステップ、 ロ） 前記トークンリスト内の各々の局は、前記媒体に
   相互接続した自局とその他の局との間で、前記媒体への
   アクセス権を受け取ったり転送したりするためのアクセ
   スタイプのメッセージと、前記媒体に相互接続した局へ
   その他の全てのタイプの情報を転送するための非アクセ
   スタイプのメッセージと、を送出する能力があり、 ハ） 前記トークンリスト内の各々の局は、自局が前記
   媒体へのアクセス権を得るのを可能にするアクセス転送
   エネーブル情報及びアクセス制御情報を受け取るべき発
   送局と、また自局が前記媒体へのアクセス権を受け取っ
   た後にアクセス転送エネーブル情報及びアクセス制御情
   報を次にパスすべき送付局と、を知るステップ、 ニ） 前記トークンリスト内の各々の局は、前記媒体へ
   のアクセス権を受け取ってから第１の所定長さの時間内
   に、前記媒体上で非アクセス・メッセージを送信する
   か、あるいは自己の送付局に対しアクセス転送エネーブ
   ル情報をパスし、そしてまた、前記媒体へのアクセス権
   を受け取ってから最大の非アクセス・メッセージの所定
   長さの時間内に、自己の送付局に対しアクセス転送エネ
   ーブル情報をパスするステップ、 ホ） 各々の送付局は、第２の所定の長さの時間内に、
   自局に前記アクセス転送エネーブル情報を送ってきた前
   記の局に対し、受取アクノリッジ情報を送出するステッ
   プ、 ヘ） 少なくとも１つの送付局は、この局がアクセス転
   送エネーブル情報を受け取った後、所定の長さの時間の
   間要求ウインドウを生成して、前記媒体へのアクセス権
   を現在受け取っていない局が前記トークンリストへの加
   入を要求できるようにし、そしてそのような要求を受け
   取った場合に、その要求局にアクセス制御情報をパスす
   るステップ、 ト） 前記アクセス転送エネーブル情報をパスした前記
   の局は、前記媒体の聴取を行って、自己の送付局が前記
   第２の所定長さの時間内に受取アクノリッジ情報を送出
   したこと、また受取アクノリッジ情報を受け取ったこ
   と、について確認を行い、そしてアクセス制御情報を自
   己の送付局に送出して、その送付局が前記媒体にアクセ
   スできるようにするステップ、及び チ） アクセス転送エネーブル情報をパスした前記の局
   が、アクセス転送エネーブル情報をＮ回再送出した後、
   自己の送付局から受取アクノリッジ情報を受け取らなか
   った場合に、前記局は、前記媒体に相互接続した全ての
   局にブロードキャスト・メッセージを送出して、自己の
   送付局のさらにその送付局である局の識別を要求し、そ
   してその送付局のさらにその送付局を確認した時に、こ
   の新たな送付局に対しアクセス転送エネーブル情報を送
   出し、かつ自己の送付局の識別を前記の新たな送付局の
   識別と置換するステップ、 を備えた通信方法。