JPH0691548B2 - 通信回路網のためのトークン通過方法及び通信回路網 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 発明の背景 発明の分野 本発明は、既知の数のステーションを有しかつ決定論的
な応答時間を必要とするローカル・エリア・ネットワー
クもしくは回路網のためのトークン通過機構に関し、特
に、ノードの故障、もしくは故障したノードの再附勢が
システムの応答時間に影響しない、もしくは回路網上の
データを無効にしない、通信回路網のためのトークン通
過方法、並びに該方法における通信回路網に関する。

関連技術の説明 トークン通過機構は、多数のコンピュータもしくは他の
装置が共通の通信媒体を渡って通信するローカル・エリ
ア・ネットワークで用いられている。どのステーション
もしくはノードが伝送する権利を有するかを決定するた
めに、ローカル・エリア・ネットワークは概して、トー
クン通過機構を有し、それにより、伝送する権利を授与
したトークンは、１つのステーションからもう１つのス
テーションに通過する。ANSI/IEEE基準802.4−1985とし
て採択され「トークン通過の母線アクセス方法並びに物
理的層の仕様」という名称の、ローカル・エリア・ネッ
トワークのためのIEEE基準で代表されるような従来のト
ークン通過機構は、起動もしくは再起動に関して、回路
網上にいくつのステーションが存在するかを知らず、そ
して存在するステーションに対するアドレスを知らない
システムに対して設計されている。かかるシステムにお
いては、起動中、ステーションのいくつかまたはすべて
が同じ期間中に通信を開始するので、異なったステーシ
ョンからのデータ間でいくつかの衝突が生ずる。衝突を
整理するために、衝突検出及び回避ハードウェアが必要
とされる。標準のトークン通過システムにおいて、トー
クンを所有するステーションは、所望するのと同じ量の
データを伝送し、次にトークンを次のステーションに転
送する特別のフレームを伝送する。この特別のトークン
・フレームは、時間を浪費する。標準のシステムにおけ
るノードが故障後に再附勢されると、それは直ちに通信
を開始して衝突を生じ、そして新しい構成を決定するた
めに回路網が再開始するということを要求する。該再開
始は、すべてのステーションが他のステーションにそれ
らのアドレスを同報通信するということを必要とする。
それ故、故障したステーションの附勢は、かなりの期
間、通信を遮断し、そして臨界的に時間に依存するデー
タを遅延させ得る。標準のトークン通過機構は、データ
の完全性及び適時性が維持されなければならない原子力
プラントのような臨界的なプロセス制御状況に対しては
適していない。

発明の概要 本発明の目的は、既知の数のステーションを有した回路
網を提供することである。

本発明のもう１つの目的は、決定論的な応答時間を有し
たシステムを提供することである。

本発明のさらにもう１つの目的は、衝突が生じ得ず、か
つ衝突検出及び回避ハードウェアが必要でないシステム
を提供することである。

本発明の付加的な目的はノードの故障がシステム応答時
間に影響しないシステムを提供することである。

本発明の目的は、また、再附勢されたステーションが、
回路網上を伝送されている他のデータの遮断もしくは割
り込みを生じないローカル・エリア・ネットワークもし
くは回路網を提供することである。

上述の目的は、すべてが各々の同報通信を受信する所定
数のステーションもしくはノードを有したシステムによ
って達成される。各メッセージは、トークン値を含んで
おり、このトークン値は各ノードにおいてトークン・リ
ング・リストをアクセスするために使用される。このト
ークン・リング・リストにおいてアクセスされた項目で
ある待ち時間は、ノードがトークンを有していてかつ直
ちに伝送することができるか否か、もしくはノードがも
う１つのメッセージを待ち続けなければならないか否か
を決定する。トークンはリングのまわりを通され、そし
てもしノードが故障（fail）したならば、リングにおけ
る故障したノードに続くノードは、トークン・リング・
リストから取り込まれたカウントダウン値（待ち時間）
がゼロに達したとき、故障したノードがトークンを送信
していないことを認識する。修理された故障ノードは、
トークン値を含むメッセージを受信すると無限の時間量
を待ち、また、このトークン値は、別のノードにカウン
トダウンを開始させる。こうして、修理されたノードは
適切なシーケンスで回路網に戻る。

これら及び他の目的と長所は、添付図面を参照して、以
後、説明される構成及び動作の詳細から充分に明瞭とな
るであろう。なお、図面全体を通じて、同じ参照数字
は、同じもしくは同等のものを示す。

好適な実施例の説明 第１図には、本発明による代表的な４つのノード、また
は４つの中継回路網（ステーション回路網）が示されて
おり、該４つのノードまたは４つの中継回路網は、好ま
しくは、光ファイバ・ケーブル20を渡り、受動光ファイ
バ星型結合器もしくはカプラ18を通して互いに通信する
ノード10〜16を含んでいる。もちろん、同軸ケーブル
や、より線の対等のような他の媒体が用いられて良い。
各光ファイバ・ケーブル20は、矢印で示されるように、
伝送用のファイバ及び受信用のファイバを含んでいる。
もちろん、ケーブル20の一端で伝送ファイバであるファ
イバは、ケーブル20の他端では受信ファイバである。光
ファイバ回路網は、単一の電気的故障により回路網の広
範囲な故障を保護するよう、ノード間に電気絶縁をもた
らすので、光ファイバ回路網を用いるのが好ましい。受
動光ファイバ星型カプラ18は、工業用の標準型装置であ
り、電気的なもしくは電子的な能動部品を含んでいな
い。適したカプラ18は、New YorkのYorkersにあるCeden
oll Technology Corp.から入手可能である。換言すれ
ば、カプラ18が故障するためには、ファイバ間の結合に
機械的故障が必要である。これは、回路網の中央にある
カプラが、衝突を検出する能動電子装置である代表的な
従来の装置とは対照的である。従来の能動電子装置は、
衝突回復アルゴリズム（collision recoverry algoritu
ms）を必要とする。

第２図は、第１図のノード10〜16の１つを一層詳細に示
す。ケーブル20によって搬送される光信号は、光ファイ
バ・モデム22によって電気信号に変換され、そしてデー
タ・ハイウェイ制御器26を含んでいるマイクロコンピュ
ータ24に与えられる。モデム22は、型式Codenet3020/30
30としてCodenollから入手可能である。データ・ハイウ
ェイ制御器26もまた、光ファイバ・モデム22に電気信号
を伝送し、該電気信号は光信号に変換され、光ファイバ
・ケーブル20を渡って伝送される。データ・ハイウェイ
制御器26は、バックプレーン28を通してホスト・プロセ
ッサ30と通信する。ホスト・プロセッサ30は、回路網を
渡って伝送されかつ受信されたメッセージを処理し（公
式化し）、分析し、そして応答する。

第３図は、データ・ハイウェイ制御器26の構成を一層詳
細に示す。該データ・ハイウェイ制御器26は、通信制御
器34によって制御される直列インタフェース・ユニット
32を通してメッセージを受信し、かつ伝送する。通信制
御器34は、共用メモリ38に記憶されるメッセージを母線
36を渡って記憶し、かつ検索することのできる直接メモ
リ・アクセス型制御器である。局部的リード・オンリ・
メモリ42に記憶されたプログラムの制御下で、主プロセ
ッサ40は、当該ノードがトークンを有しているか否かを
決定するためにメッセージを検査し、もし有しているな
らば、通信制御器34が共用メモリ38からメッセージを検
索して、それを伝送すべきであるということを、メッセ
ージの伝送の準備ができている場合に、該通信制御器34
に指示する。ランダム・アクセス・メモリもまた、局部
的メモリ44を含んでおり、該局部的メモリ44は、メッセ
ージ評価及びトークンの常駐決定中、主プロセッサ40に
よって用いられる。該メモリはまた共用メモリ46をも含
んでおり、該共用メモリ46は、バックプレーン28を渡り
インタフェース48を通して主プロセッサ30によってアク
セス可能である。主プロセッサ40は、インタフェース50
を通してバックプレーン28上のリソースにアクセスす
る。タイマ52は、通信制御器34、インタフェース48と5
0、及び主プロセッサ40に対して適切なクロック信号を
与える。第３図のデータ・ハイウェイ制御器26は、単一
ボード・コンピュータ（SBC）型式iSBC186/51SとしてCa
lifornia,Santana ClaraのIntel Corp.から入手可能で
あり、それは、標準のエサーネット・インタフェースを
提供する。インテルから入手可能なiSBC186/51Sのハー
ドウェア参照の取扱説明書を用いて、ここに説明される
フローチャートに従ってかかるインテル・コンピュータ
をプログラムし、かつ操作することが当業者には可能で
あろう。

本発明は、第４図に示される、フレームとして指定され
た単位でデータを伝送する。各フレームは、56の交互ビ
ットの標準のプレアンブル（preamble）60を含んでお
り、その後に“10101011"のような標準のパターンを有
する開始フレーム境界指定、もしくは区切り文字62が続
く。開始フレーム区切り文字62の後には、メッセージが
適用され得るノードを示すことができる16ビット・アド
レスであるノード転送先アドレス64と、16ビットのノー
ド・ソース（転送元）アドレス66とが続く。本発明にお
ける転送先アドレスは、すべてのメッセージがすべての
ノードに対する同報通信であるので、常に16進法のOFFF
Fである。ノード・ソース・アドレス66は、メッセージ
を伝送したノードを示す。ソース・アドレス66の次に、
メッセージ・ブロックの長さを示す長さフィールド68が
続いている。長さ68の後には、トークン値70が続き、該
トークン値は、ノードがトークンを有するか否かを決定
するために各ノードによって用いられる。本発明は、ト
ークン値が別々のメッセージとしてではなく各メッセー
ジと一緒に伝送されるという点において、従来の標準の
トークン通過（Passing）機構とは特に異なっている。
従って、メッセージがノード１からノード３まで進行さ
れ得るとしても、すべてのメッセージは各ノードによっ
て受信されるので、メッセージが他のノード（ノ−ド
２）によって用いられないとしても、トークンはもう１
つのノード（ノード３）へ通され得る。トークン値70の
次ぎは、メッセージのどのブロックが現在伝送されてい
るかを示すブロック番号72である。メッセージの長さ74
はバイトで示され、メッセージの長さワード並びにメッ
セージの終わりでの検査合計を含んでいる。メッセージ
の長さ74の次ぎは、メッセージ型76及びホスト（上位）
故障コード78である。ホスト故障コード78の後にはデー
タ連続番号80が続き、その後、ハードウェア（iSBC186/
51S）及び標準のエサーネット・プロトコルによって特
定される制限内で、任意の長さであって良いメッセージ
82が続く。メッセージ82の後には検査合計84が続き、該
検査合計は、メッセージの長さ74で始まり、メッセージ
82で終了するフィールドの検査合計である。検査合計の
後にはフレーム検査シーケンス86が続き、該フレーム検
査シーケンス86は、フレームが正しいということを確実
にするよう用いられる32ビットの巡回冗長符号の多項式
である。

前述したように、トークンは、それと共に回路網上を伝
送するための権利（the right）を搬送し、そしてハイ
ウェイ上を伝送されかつすべてのノードで受信される各
メッセージは、同時に、新しいトークン値を含んでい
る。トークン値は、ゼロから16進法のOFFFFまでの範囲
で整数である。トークン・リング・リストは、本発明に
おいて、トークンがノードからノードまで移動する順
序、及び伝送するために各ノードに対して許容される時
間を決定するために用いられる。現在、トークンを有し
ているノードは、回路網に対して排他的にアクセスす
る。各ノードは、第５図に示されるようにトークン・リ
ング・リスト88、90、92及び94を含んでおり、各トーク
ン・リング・リストは、トークン・リングにおける前任
ノードが故障し、もしくはメッセージを失ったというこ
とを想定する前にノードが待つ時間の長さに対応するカ
ウントダウンの値のリストである。トークン値96は、新
しいトークン値がメッセージ内に受信されるときはいつ
でも、各ノードが新しいカウントダウン値を得るよう各
リストへのインデックスとして用いられる。ノード１の
トークン・リング・リストにおける最初の項に生じる０
のトークン・リング・リスト値は、ノード１がトークン
を有しそして回路網を渡って伝送を始めることができる
ということを示す。16進法OFFFFのトークン・リング・
リスト値は、ノードがもう１つのメッセージを永久に待
つべきであるということを示す。無限の待ちトークン・
リング・リスト値の例は、ノード２のトークン・リング
・リストにおける第３の項である。

第５図で表される回路網は、第１図に示された物理的な
回路網に対応し、４つのノード１〜４を含む。ノード１
は主ノードであり、トークンがリングの回りを通過する
のを開始するための義務を有している。システムが初期
設定されると、主ノードにおけるトークン値は１であ
り、主ノードがトークン値１でそのトークン・リング・
リストにアクセスすると、トークン・リング・リスト値
もしくはカウントは10、000である。ノード１は、この
値を特定のクロック周波数で１つづつ、ゼロに減分され
るまで減分する。ノード１がゼロのカウントを検出した
とき、ノード１は、伝送を始める。ノード１によって伝
送されたメッセージにおけるトークン値は、１の値に増
分される。ノード２〜４はすべてノード１によって伝送
されたメッセージを受信する。ノード３が１のトークン
値を含んでいるメッセージを受信したとき、該ノード３
は、そのトークン・リング・リストにアクセスし、そし
て10ミリ秒のカウントダウン値を発見する。この実施例
においては説明のため、時間の単位としてミリ秒が用い
られているけれども、どのような所望の時間の単位をも
ちいることもできる。ノード３は、この値をそのカウン
トダウン・カウンタもしくはタイマ52に格納し、そして
下方に計数し始める。もしカウントダウン値がゼロに達
したならば、ノード３は、カウントダウン値をリセット
するメッセージが受信されなかったので、ノード２が故
障したということを認識する。ノード３は、タイムアッ
プしたときはいつでも、トークン値を、そのトークン・
リング・リストにおける次のカウントダウン値に対応す
るトークン値に増分して２のトークン値を得る。ゼロの
カウントダウン値は、トークンを有するということをノ
ード３に示し、ノード３は、３の増分されたトークン値
を含むメッセージを伝送し始める。ノード４は、ノード
３からのメッセージ内の３のトークン値を用いて、その
トークン・リング・リストを検査し、そしてノード４が
トークン及び伝送する権利を有するということを示すゼ
ロを発見する。一方、もしノード２が修理されたなら
ば、ノード２が再附勢されるとき、それは主ノードでは
ないので、該ノードは、永久にカウントダウンすべきで
ある、すなわち伝送する前に永久に待つべきであるとい
うことを示す16進法のOFFFFのカウントダウン値で開始
される。ノード４が０のトークン値を有するメッセージ
を伝送すると、もちろん、ノード１が次に伝送するが、
このときノード２が、トークン値０でそのトークン・リ
ング・リストにアクセスして10ミリ秒のカウントダウン
値を得る。すなわち、ノード２はOFFFFからリセットさ
れる。このとき、もしノード１が故障ならば、ノード２
は新しいトークン値を含む新しいメッセージを伝送する
前に10ミリ秒間待つ。主ノードを除いて、どのノードも
新しいトークン値を有するメッセージを伝送するときは
いつも、次の新しいトークン値を有する新しいメッセー
ジを伝送をしないで永久に待つように、ノード自身のカ
ウントダウン値を16進法のOFFFFにセットする。このこ
とは、今伝送を終了したノードが、もう１つのノードが
伝送する前に再び伝送しないようにする、すなわち、単
一のノードが、伝送を完了した後回路網を独占しないよ
うにする。もしノードが伝送するべきいくつかのデータ
のブロックを有するならば、16進法のOFFFFのトークン
値が伝送され得る。この値は、他のノードが現在のカウ
ントダウン値から計数し続けるべきであるということを
示す。

上述の説明から分かるように、各ノードは、ディフォル
トによってトークンを取る前に、特定の時間を待つ。こ
の期間は、システム内の各前任ノードがそのトークンを
伝送するためにかかる時間量に等しい。第５図によって
示されたシステムに対する最悪の場合の応答時間は40ミ
リ秒であり、該40ミリ秒は、ノード１がトークンをノー
ド２に通すための10ミリ秒の待ち、ノード２がトークン
をノード３に通すための10ミリ秒の待ち、ノード３がト
ークンをノード４に通すための10ミリ秒の待ち及びノー
ド４がトークンをノード１に通すための10ミリ秒の待ち
に等しい。第５図で示されたようなシステムにおいて、
トークン・リング・リストにおけるあるノードのカウン
トダウン値は、トークンを伝送するために前任のノード
が実際にかかる時間よりわずかに長く、後任のノードが
前記あるノードのディフォルトによってトークンを取る
までの時間より短く選ばれるべきである。このことは、
回路網の応答時間が故障ノードのある場合とない場合と
でほぼ同じであるということを確実にする。第５図のシ
ステムは、各ノードに対して９ミリ秒の正常応答時間を
取り、そして各後任ノードが正常伝送時間より長く待つ
ことを確実にするために１ミリ秒が加えられる。トーク
ン・リング・リストにおけるカウントダウン値はまた累
積されるべきである。第５図に例において、１のトーク
ン値に対して、ノード４は、ディフォルトによってトー
クンを取る前に、すなわち他のメッセージが伝送されな
いときにタイムアウトする前に、20ミリ秒待つ。ノード
４に対する20ミリ秒の待ちは、各ノードのトークンの正
常通路に対するカウントダウン時間を、ノード４に達す
るまで、合計することによって決定される。トークン値
が１であるとき、ノード２はトークンを有し、そして正
常通路は、ノード３が10ミリ秒待つ、ノード２からノー
ド３までと、ノード４が10ミリ秒待つノード３からノー
ド４までとであり、合計20ミリ秒である。

第５図の例において、ノード１は主ノードとして指定さ
れている。このことは、トークン・リング・リストにお
いて、ノード１に対するカウントダウン値に16進法のOF
FFFの値を含まない点において理解される。結果として
他のノードが10、000ミリ秒ごとに附勢されない場合
は、ノード１は、トークン伝送を再開始するよう絶えず
試みる。もちろん、主ノードの故障の場合に、回路網の
開始を可能にするために、代替のもしくは補助の主とし
て回路網内の他のノードを指定することも可能である。
ことことは、回路網においてもう１つのノード、例えば
ノード３を有することによって達成され得、この場合、
ノード３は、そのトークン・リング・リスト内に16進法
のOFFFFの値を含まないが、例えば主ノードの対応の値
より高い、例えば20、000ミリ秒の値を含む。もしノー
ド３がその第４のエントリであるカウントダウン値に2
0、000ミリ秒の値を含んだならば、主ノード（ノード
１）が作用しないとしても、ノード３が20、000ミリ秒
以内でトークンを再開始するよう試みる。

システム内の１つまた２つ以上のノードが他のどのノー
ドよりも早い応答時間を有するのを許容することもまた
可能である。例えば、もしノード２が、第５図のシステ
ム内の他のどのノードよりも２倍の頻度で伝送すること
が必要ならば、ノード２のトークン・リング・リストに
２つのゼロが提供され得る。

第６図は、リセット100から開始する、本発明による回
路網のための初期設定ルーチンを示す。リセット100の
後、通常のレジスタ初期設定及びハードウェアの初期設
定が生じ（ステップ102）、その後、メモリ検査及びメ
モリの初期設定（ステップ104）が続く。データ・ハイ
ウェイ制御器26は次に、ホスト・コンピュータ30が、そ
れが存在しているということを指示し、かつ回路網構成
データを共用メモリ内にロードするのを待つ。各ノード
に対する回路網構成データは、トークン・リング・リス
ト、このノードのアドレス、及び必要とされる通信バッ
ファの番号と大きさを含んでいる。主プロセッサ40は、
次に共用メモリ46からの構成データを局部メモリ44内に
複写（コピー）する（ステップ108）。主プロセッサ40
は次に、その通信バッファを準備しかつ初期化（ステッ
プ110）する、すなわち該プロセッサ40は、次にくるメ
ッセージのために、回転受信バッファ、すなわちシステ
ムにおける既知のノードの各々から受信されたメッセー
ジのためのバッファをわきに置き、そしてまた共用メモ
リ38における伝送ファイバもわきに置く。次に、プロセ
ッサ40は、タイマ52の１つとしてカウントダウン・タイ
マを初期設定し（ステップ112）、そしてトークン値及
びトークン・カウンタを、構成データで特定された値に
設定する。もしノードが主ノードであるならば、トーク
ン・カウンタは、10、000（第５図の例において）に設
定され、トークン・リング・リストにおける対応の項が
検索されたとき、主ノードが伝送するようにする。もし
ノードが主ノードでないならば、トークン・カウンタ
は、無限の待ちのトークン・リング・リスト値が読み取
られるようにする値に設定される。すなわち、第５図の
例において、トークン値は、ノード１に対して１に、そ
してノード２に対して２に設定される。次に、データ・
ハイウェイ制御器26における通信制御器34は、該通信制
御器34でアクセス可能の共用メモリに構成指令を記憶
し、次に共用メモリに個々のアドレス設定指令をロード
することによって、初期設定（ステップ114）される。
次に、通信制御器54の受信ユニットが開始される（ステ
ップ116）。リセット100で開始する上述のステップは、
既知の初期設定型ステップであり、その詳細について
は、当業者なら、前述のハードウェア取扱説明書を検討
することによって提供し得る。初期設定手続きが完了す
ると、システムは、制御を第７図の主ループに転送す
る。

主ループの一次作用は、メッセージが回路網から受信さ
れたか否かを決定し、もしトークンがノードに転送され
ているならば、メッセージが伝送されるようにすること
である。最初に、主プロセッサは、メッセージが回路網
を渡って受信されているか否かを判断し（ステップ122;
第7A図）、もし受信されているならば、通信制御器34に
メッセージの受取りを承認する、すなわち受取ったこと
を知らせる（ステップ124;第7B図）。メッセージの受取
りは、制御器34によってロードされる共用メモリ38の既
知の場所にアクセスし、かつメッセージ受信インジケー
タに対する場所の内容を検査することによって決定され
る。承認は、既知のメモリ場所を承認インジケータでロ
ードすることによって行われる。プロセッサ40は、次
に、メッセージ内のトークン値を得（ステップ126）、
そしてトークン・リング・リストにおける新しいトーク
ン・カウンタ値もしくはタイム・アウト値を捜す（ステ
ップ128）。もしトークン・カウンタがゼロであるなら
ば（ステップ130）、システムは、伝送サブルーチンを
呼び出す（ステップ132）。もしトークン・カウンタが
ゼロでないか、もしくは伝送が生じてしまった後である
ならば、プロセッサは、受信されたメッセージが指令
か、データであるかを決定する（ステップ134）。もし
それが指令であるならば、特定の応用である指令が実行
される。指令の例は、新しいノードが回路網に加えられ
ているときはいつも、主端末からの新しいトークン・リ
ング・リストをダウン・ロード（dawnload）することで
あって良く、指令は、かかるタスクが必要であることを
示し得る。もしメッセージがデータであるならば、該デ
ータは、共用メモリ46にコピーされ（ステップ138）、
そしてホスト・プロセッサ30に使用可能となる。次に、
通信受信器のバッファ記述子は、受信バッファがもう１
つのメッセージに対して空いていることを示すために更
新される（ステップ140）。もしメッセージが回路網か
ら受信されないならば、通信制御器の状態が読み取られ
る（ステップ142;第7A図）もし通信制御器（CC）の状態
が“Left Active State"ならば（ステップ144）、該状
態は、通信制御器34に承認される（ステップ146）。次
にプロセッサ40は、状態が受信器非準備状態であるか否
かを決定し（ステップ148）、もし非準備状態であるな
らば、重大な故障が生じ（ステップ150）、その報告を
ホスト・コンピュータ30にしなければならず、その後停
止が続く。もし受信器が準備されているならば、クロッ
ク及びトークン・カウンタが更新される（ステップ15
2）。すなわち、ボード上のクロックが検査されて、セ
ーブもしくは退避された最後のクロック値と比較され
る。ミリ秒における差は、ノードがトークンを有するか
否かを決定するために用いられるトークン・カウンタも
しくはタイム・アウトを減分するために用いられる。も
しトークン・カウンタがゼロより少ないか、もしくはゼ
ロに等しいならば（ステップ154）、伝送サブ・ルーチ
ンが呼び出される（ステップ156）。トークン・カウン
タの検査の後、ループ診断が行われ（ステップ158）、
それ故、データ・ハイウェイ制御器26は、正しい作用を
確実にするようにそれ自身を連続的にチェックしてい
る。

第７図のステップもしくはブロック132もしくは156にお
いて、伝送ルーチンが呼び出されると、第８図に示され
たルーチンが実行される。最初に、トークン値が増分さ
れ、そして最大値と比較される（ステップ162）。もし
トークン値が最大値より大きいならば、該トークン値は
ゼロに設定される。例えば、第５図において、もしトー
クン値が増分後に４であるならば、該トークン値はゼロ
に設定される。データ・バッファ・インデックスは、ゼ
ロに設定される。このインデックスは伝送されるべき次
のバッファを指し示す。バッファ・インデックスによっ
て示されるバッファは、共用メモリから取得され、そし
て伝送のためにマークされる。次に、プロセッサ40は、
これが伝送されるべき最後のバッファであるか否かを決
定する（ステップ168）。もし最後のバッファでないな
らば、トークン値は16進法のOFFFFに設定される（ステ
ッップ170）。前述したように、この値は、システム内
のノードに対し、それらが現在のカウントダウン値でも
って下方へ計数し続けるべきであることを指示する。も
しデータ・バッファ・インデックスによって示された現
在のバッファが、伝送されるべき最後のバッファである
ならば、トークン値は、フレームの適切な部分にロード
される（ステップ172）。次に、プロセッサ40は、共用
メモリ38内の適切な場所を伝送指令でロードする（ステ
ップ174）。前述したように、通信制御器34は、直接メ
モリアクセス型制御器であり、そして伝送指令が存在す
るか否かを決定するために共用メモリ38の適切な場所を
走査する。通信制御器34が伝送指令を検出したならば、
該通信制御器は、共用メモリ38から適切なメッセージ・
データ・フレームを取り込み、それを直列インタフェー
ス・ユニット32を通して伝送する。一方、主プロセッサ
40は、伝送されるべきそれ以上のバッファがもって他に
あるか否かを決定する（ステップ176）。もしなけれ
ば、該制御器は、第7A図の主ループに戻る（ステップ17
8）。もし付加的なバッファが伝送されるべきであるな
らば、プロセッサ40は、伝送完了状態を待つ。プロセッ
サ40は、次に、伝送完了承認を初期設定する。伝送が承
認されたとき、データ・バッファ・インデックスは増分
され（ステップ182）、そして次のバッファが同じ態様
で送られる。

第９図は、第８図のステップもしくはブロック162の作
用を拡大してより詳細に示すフローチャートである。伝
送ルーチンが、０に等しいトークン・カウンタ（タイム
・アウト値）に基づいて呼び出されるときはいつも、プ
ロセッサは、トークン値を現在のノードに対する正しい
値に順方向に移動し、それ故、次のメッセージが伝送の
ための次の後任ノードを指定するトークン値を有するよ
うにしなければならない。すなわち、もし第５図の例に
おいてノード２と３が故障し、ノード４がゼロのタイム
・アウト値に達したならば、ノード４が伝送を終了した
ときにノード１がトークンを受信したということを反映
するように、トークン値は更新されなければならない。
第９図の手続きは、この状態におけるトークン値を更新
するプロセスを示す。最初に、トークン値に対応するト
ークン・リング・リスト・エントリであるカウントダウ
ン値が、それがゼロであるか否かを決定するために検査
される（ステップ190）。もしそれがゼロであるなら
ば、次に、先のノードの１つもしくは２つ以上が故障せ
ず、トークン値は通常の態様で増分される（ステップ19
2）。トークン値は、次の最大トークン値と比較され
（ステップ194）、最大トークン値より大きいならば、
ゼロに設定される（ステップ196）。もしトークン値に
対するトークン・リング・リストのエントリがゼロに等
しくないならば、１つもしくは２つ以上の先行ノードが
故障しており、ゼロのトークン・リング・リスト・エン
トリを捜すループに入る。ゼロでないトークン・リング
・リスト・エントリに遭遇した後、トークン値は増分さ
れ（ステップ198）、増分後、それが最大であるが否か
を決定するために比較される（ステップ200）。もしそ
れが最大であるならば、トークン値はゼロに設定される
（ステップ202）。ループは次に、トークン・リング・
リストを再び検査するために戻る。このループは、現在
のトークン値に対するトークン・リング・リスト・エン
トリが０に等しくなるまで処理され続け、０に等しくな
った時点で、現在のノードに対して適当なトークン値が
達成されている。トークン値は、次に、通常のプロセス
に従って増分される（ステップ192）。

本発明は、好ましくは、PL/M−86のような言語で履行さ
れるべきであり、オペレーティング・システムが与えら
れるべきではなく、そして割り込みは避けられなければ
ならない。本発明は、特に、保証された応答時間が必要
な実時間システムに適用可能であり、それにおいて、該
保証された応答時間はシステムの故障によって影響され
ないものでなければならない。代表的な応用は、物理的
な要求のために、もしくは顧客の満足に対する必要性に
基づいて、固定の応答時間が必要な、それぞれ原子力プ
ラント及びバンク・テラー回路網（bank teller networ
ks）である。もし本発明を、ノードの数及び場所が変化
し得るオフィス通信システムに用いるならば、その目的
に対する特別のメッセージを持たせることによって、マ
スタ・ノードもしくは主ノードからすべてのノードまで
の現在の構成をダウンロードすることが可能である。こ
のようなダウンロードはまた、すべてのノードよりも少
ないノードとの通信が或る理由で必要である緊急型状況
でも生じ得る。

本発明の多くの特微並びに長所が詳細な説明から明らか
であり、従って、特許請求の範囲では、本発明の本当の
精神及び範囲内にあるすべてのものを包含するよう意図
している。さらに、当業者には多くの変更並びに変化が
容易に為されるので、本発明を図示しかつ記載した構成
及び動作そのものに制限することを望むものではなく、
従って、本発明の範囲内にあるすべての適切な変更及び
等価物が考慮されるべきである。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明によるローカル・エリア・ネットワー
ク内の代表的な回路網を示す図、第２図は、本発明によ
るノードの構成を示すブロック回路図、第３図は本発明
によるノード・コンピュータの詳細を示すブロック回路
図、第４図は、第１図〜第３図のシステムを渡って送信
されかつ受信されるデータ・フレームのフレーム構造を
示す図、第５図は、第１図に示された４つのノード・シ
ステムにおけるトークン・リング・リストの例を示す
図、第６図は、本発明によるシステムの初期設定ルーチ
ンを示すフローチャート、第7A図及び第7B図は、本発明
のプロセスの主ループを示すフローチャート、第８図
は、本発明による伝送ルーチンを示すフローチャート、
第９図は、第８図のトークン値増分プロセスを示すフロ
ーチャートである。図において、10〜16はノード、18は
受動光ファイバ星型カプラ、20は光ファイバ・ケーブ
ル、22は光ファイバ・モデム、24はマイクロコンピュー
タ、26はデータ・ハイウェイ制御器、28はバックプレー
ン、30はホスト・プロセッサ、32はインタフェース・ユ
ニット、34は通信制御器、36は母線、38は共用メモリ、
40は主プロセッサ、42は局部的リード・オンリ・メモ
リ、44は局部的メモリ、46は共用メモリ、48及び50はイ
ンタフェース、52はタイマである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁵ 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 8732−5Ｋ Ｈ０４Ｌ 11/00 ３４０

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】トークン値を含んでノード間でメッセージ
   送受信を行う通信回路網のためのトークン通過方法であ
   って、 a.メッセージがあるノードで受信されたとき、前記ノー
   ドにおいて前記トークン値に対応して前記ノードで定め
   られた所定の待ち時間をトークン・リング・リストより
   アクセスして得る段階と、 b.前記ノードで前記所定の待ち時間が経過するまで、他
   のメッセージを待つ段階と、 c.前記ノードで他のメッセージを受信することなく、前
   記トークン値に対応した前記待ち時間が経過したとき、
   前記ノードにおいて前記トークン値を定められた値だけ
   変更して、この変更されたトークン値を含んだ新しいメ
   ッセージを伝送する段階と、 を備え、 前記トークン・リング・リストは、各トークン値に対す
   る各ノードの待ち時間を定め、前記待ち時間は、あるト
   ークン値において、ある待ち時間を有するノードの前記
   メッセージの伝送終了よりわずか後に、次に長い待ち時
   間を有するノードの前記待ち時間が終了するように定め
   られている通信回路網のためのトークン通過方法。
2. 【請求項２】通信媒体と、 前記通信媒体に結合される通信ノードと、 を備え、前記通信ノードの各々は： 前記通信媒体に結合され、第１のトークン値を含んだ第
   １のメッセージを受信し、かつ第２のトークン値を含ん
   だ第２のメッセージを伝送する伝送／受信手段；及び 前記伝送／受信手段に動作的に接続され、所定の待ち時
   間を得るよう前記第１のトークン値を使用して所定のト
   ークン・リング・リストにアクセスし、前記所定の待ち
   時間が経過するまで、他のメッセージを待つ一方、前記
   他のメッセージを受信することなく、前記待ち時間が経
   過したとき、前記第１のトークン値を前記第２のトーク
   ン値に変更して、この第２のトークン値を含んだ前記第
   ２のメッセージを伝送する決定手段とを備え、 前記トークン・リング・リストは、各トークン値に対す
   る各ノードの待ち時間を定め、前記待ち時間は、あるト
   ークン値において、ある待ち時間を有するノードの前記
   メッセージの伝送終了よりわずか後に、次に長い待ち時
   間を有するノードの前記待ち時間が終了するように定め
   られている通信回路網。