JPH0750679A - 通信回路網における帯域幅割当方法 - Google Patents
通信回路網における帯域幅割当方法Info
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- JPH0750679A JPH0750679A JP3245511A JP24551191A JPH0750679A JP H0750679 A JPH0750679 A JP H0750679A JP 3245511 A JP3245511 A JP 3245511A JP 24551191 A JP24551191 A JP 24551191A JP H0750679 A JPH0750679 A JP H0750679A
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- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
- H04L12/42—Loop networks
- H04L12/427—Loop networks with decentralised control
- H04L12/433—Loop networks with decentralised control with asynchronous transmission, e.g. token ring, register insertion
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
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Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】同一の保証された帯域幅のループ通信網に対す
る時間測定されたトークンプロトコルを提供し帯域幅を
有効に利用する。 【構成】プロトコルは優先順序をもつサービスクラスの
保証された帯域幅、相互作用、バッチサービスを許容す
るが、これらは書込トークン回転時間の測定により実現
する。情報伝送は、サービスクラス及び測定された書込
トークン回転時間で制限される。書込トークンを受信す
ると、トークン管理論理２４は伝送優先論理３２へ通知
し、トークン保持タイマをロードしＣ２，Ｃ３タイマを
リセットする。情報が伝送バッファ論理３４で待機しタ
イマが０に達しないと取出され、フレーム作成論理３６
で処理される。作成されたフレームは出力制御論理３８
を経てエンコーダ４０へ供給され、コード化されたデー
タフレームをループへ伝送する。論理３４の情報は、書
込トークンの保持時間終了迄継続して伝送される。帯域
幅割当トークンの受信では論理２４で現在割当へ加え
る。
る時間測定されたトークンプロトコルを提供し帯域幅を
有効に利用する。 【構成】プロトコルは優先順序をもつサービスクラスの
保証された帯域幅、相互作用、バッチサービスを許容す
るが、これらは書込トークン回転時間の測定により実現
する。情報伝送は、サービスクラス及び測定された書込
トークン回転時間で制限される。書込トークンを受信す
ると、トークン管理論理２４は伝送優先論理３２へ通知
し、トークン保持タイマをロードしＣ２，Ｃ３タイマを
リセットする。情報が伝送バッファ論理３４で待機しタ
イマが０に達しないと取出され、フレーム作成論理３６
で処理される。作成されたフレームは出力制御論理３８
を経てエンコーダ４０へ供給され、コード化されたデー
タフレームをループへ伝送する。論理３４の情報は、書
込トークンの保持時間終了迄継続して伝送される。帯域
幅割当トークンの受信では論理２４で現在割当へ加え
る。
Description
【０００１】発明の背景 この発明は、一般的には分散したステ―ション間で情報
を通信するためのシステムと方法に関するものである。
さらに特定的には、この発明はクラス間の優先順位を伴
ったサ―ビスの３もしくはそれ以上のクラスを提供する
時間測定されたト―クンル―プに関するものである。提
供されたサ―ビスの３つのクラスは、保証された帯域幅
および相互作用的なバッチサ―ビスを認めるものであ
る。これらのクラスは、瞬時ロ―ドを測定するための書
込みト―クンの回転時間を測定することおよびサ―ビス
のクラスと測定された書込みト―クンの回転時間による
情報伝送の制限によって実現される。
を通信するためのシステムと方法に関するものである。
さらに特定的には、この発明はクラス間の優先順位を伴
ったサ―ビスの３もしくはそれ以上のクラスを提供する
時間測定されたト―クンル―プに関するものである。提
供されたサ―ビスの３つのクラスは、保証された帯域幅
および相互作用的なバッチサ―ビスを認めるものであ
る。これらのクラスは、瞬時ロ―ドを測定するための書
込みト―クンの回転時間を測定することおよびサ―ビス
のクラスと測定された書込みト―クンの回転時間による
情報伝送の制限によって実現される。
【０００２】将来のオフィスオ―トメ―ションシステム
の構造の組立ては、これらのシステムを支える利用可能
な通信機構によって広範囲にもたらされるであろう。Ｐ
ＢＸによって提供される回路切換通信は音声通信を扱う
のには効果的であるが、デ―タ通信には利用できる最大
限の帯域幅によって制限される。バ―ストしたデ―タ通
信のための回路切換サ―ビスを使用する際の固有の効果
の無さは、ＰＢＸにおけるサブマルチプレクスによって
低いデ―タ転送率のデバイスによって解決される。それ
に対して、ロ―カルエリア回路網は、デジタル音声の取
扱いに対する考慮を必要とせずに高いバ―スト率で効果
的なデ―タの伝送に対して最適化される。
の構造の組立ては、これらのシステムを支える利用可能
な通信機構によって広範囲にもたらされるであろう。Ｐ
ＢＸによって提供される回路切換通信は音声通信を扱う
のには効果的であるが、デ―タ通信には利用できる最大
限の帯域幅によって制限される。バ―ストしたデ―タ通
信のための回路切換サ―ビスを使用する際の固有の効果
の無さは、ＰＢＸにおけるサブマルチプレクスによって
低いデ―タ転送率のデバイスによって解決される。それ
に対して、ロ―カルエリア回路網は、デジタル音声の取
扱いに対する考慮を必要とせずに高いバ―スト率で効果
的なデ―タの伝送に対して最適化される。
【０００３】広帯域システムは、同一の物理的媒体にお
ける音声とデ―タの別々の論理的回路網を介して同一の
媒体上で音声とデ―タの双方を伝達する能力を提供す
る。この混成された方法は、単一の媒体を使用すること
によっていくつかの問題点を解決するが、同一の論理的
回路網におけるデ―タの一体化によって与えられる融通
性を認めない。
ける音声とデ―タの別々の論理的回路網を介して同一の
媒体上で音声とデ―タの双方を伝達する能力を提供す
る。この混成された方法は、単一の媒体を使用すること
によっていくつかの問題点を解決するが、同一の論理的
回路網におけるデ―タの一体化によって与えられる融通
性を認めない。
【０００４】ト―クンル―プ構造に基づいた分散した通
信システムは先行技術においてよく知られている。この
ようにして、“Ｄatamation ，Ｆeburary １９７５，
pp．４４〜４６”における“Ａ Ｒing Ｎetwork”と
題されたＤavid Ｊ．Ｆarber による論文において、リ
ング状のデジタル通信システムによって結合されたマイ
クロコンピュ―タの集合体が開示されている。同様に、
ＮewhallおよびＦarmer によるト―クン制御リングに関
する研究が“Ａn Ｅxperimental Ｄistributed Ｓ
witching Ｓystem Ｔo Ｈandle Ｂursty Ｃom
puter Ｔraffic，in Ｐroc ．ＡＣＭ Ｓymp ． Ｐ
roblems in the Ｏptimizationof Ｄata Ｃomm
unication Ｓystem （Ｐine Ｍountain ，ＧＡ，Ｏc
t．１９６９），pp．３１−３４”と題された論文にお
いて示されている。
信システムは先行技術においてよく知られている。この
ようにして、“Ｄatamation ，Ｆeburary １９７５，
pp．４４〜４６”における“Ａ Ｒing Ｎetwork”と
題されたＤavid Ｊ．Ｆarber による論文において、リ
ング状のデジタル通信システムによって結合されたマイ
クロコンピュ―タの集合体が開示されている。同様に、
ＮewhallおよびＦarmer によるト―クン制御リングに関
する研究が“Ａn Ｅxperimental Ｄistributed Ｓ
witching Ｓystem Ｔo Ｈandle Ｂursty Ｃom
puter Ｔraffic，in Ｐroc ．ＡＣＭ Ｓymp ． Ｐ
roblems in the Ｏptimizationof Ｄata Ｃomm
unication Ｓystem （Ｐine Ｍountain ，ＧＡ，Ｏc
t．１９６９），pp．３１−３４”と題された論文にお
いて示されている。
【０００５】ＮewhallおよびＦarmer の双方の研究は主
としてすべてのステ―ションに本質的に等しい伝送の機
会が与えられるデ―タタイプ通信に適用された。このよ
うに双方のシステムの欠点はそれらが帯域幅の保証を支
持することができないということである。
としてすべてのステ―ションに本質的に等しい伝送の機
会が与えられるデ―タタイプ通信に適用された。このよ
うに双方のシステムの欠点はそれらが帯域幅の保証を支
持することができないということである。
【０００６】帯域幅を保証することの無力さはまたロ―
カルエリア回路網に対するエサ―ネットシステムおよび
すべてのＣＳＭＡＣＤ−型プロトコ―ルの欠点でもあ
る。
カルエリア回路網に対するエサ―ネットシステムおよび
すべてのＣＳＭＡＣＤ−型プロトコ―ルの欠点でもあ
る。
【０００７】Ｐierce の研究に基づいたケンブリッジリ
ングはさらにサ―ビスの回路のタイプに適している。そ
のようなシステムにおいて、デ―タが入力されあるいは
抽出されるボックスカ―（有効な帯域幅に対応した）を
本質的に得ることができる。使用すべきステ―ションの
ためにボックスカ―を確保する固定された割当て手段が
実行される。ケンブリッジリングの欠点は、その上に固
定された予約を有しているステ―ションによって使用さ
れないときにボックスカ―を使用する簡単で明らかな方
法が存在しないということである。この発明の一般的な
目的は、回路切換通信およびパケット切換通信の双方の
好ましい特性を一体化し、単一の物理的および論理的イ
ンタ―フェイスを介してこれらの特性をステ―ションに
提供する時間測定されたト―クンプロトコ―ルの方法お
よび装置を提供することによって先行技術のこれらの欠
点およびその他の欠点を解消することである。
ングはさらにサ―ビスの回路のタイプに適している。そ
のようなシステムにおいて、デ―タが入力されあるいは
抽出されるボックスカ―（有効な帯域幅に対応した）を
本質的に得ることができる。使用すべきステ―ションの
ためにボックスカ―を確保する固定された割当て手段が
実行される。ケンブリッジリングの欠点は、その上に固
定された予約を有しているステ―ションによって使用さ
れないときにボックスカ―を使用する簡単で明らかな方
法が存在しないということである。この発明の一般的な
目的は、回路切換通信およびパケット切換通信の双方の
好ましい特性を一体化し、単一の物理的および論理的イ
ンタ―フェイスを介してこれらの特性をステ―ションに
提供する時間測定されたト―クンプロトコ―ルの方法お
よび装置を提供することによって先行技術のこれらの欠
点およびその他の欠点を解消することである。
【０００８】この発明の他の目的は、クラス間の優先関
係を伴った３つあるいはそれ以上のサ―ビスのクラスを
与え、３つのクラスは保証された帯域幅および相互作用
的なバッチサ―ビスを認める、物理的あるいは論理的ル
―プのいずれかに適したプロトコ―ルを提供することで
ある。
係を伴った３つあるいはそれ以上のサ―ビスのクラスを
与え、３つのクラスは保証された帯域幅および相互作用
的なバッチサ―ビスを認める、物理的あるいは論理的ル
―プのいずれかに適したプロトコ―ルを提供することで
ある。
【０００９】この発明のさらにその他の目的は、必要と
されるときに第１のステ―ションによって使用されるた
め保証された帯域幅を第１のステ―ションへ与え、さら
に第１のステ―ションによって必要とされないときには
もう１つのステ―ションによって使用されるように同一
の保証された帯域幅を与えるル―プ通信回路網に対する
時間測定されたト―クンプロトコ―ルを提供することで
ある。
されるときに第１のステ―ションによって使用されるた
め保証された帯域幅を第１のステ―ションへ与え、さら
に第１のステ―ションによって必要とされないときには
もう１つのステ―ションによって使用されるように同一
の保証された帯域幅を与えるル―プ通信回路網に対する
時間測定されたト―クンプロトコ―ルを提供することで
ある。
【００１０】この発明のさらにその他の目的は、ル―プ
上に構成されたステ―ションによって利用できる帯域幅
の効果的な利用を与えるト―クン制御ル―プを提供する
ことである。
上に構成されたステ―ションによって利用できる帯域幅
の効果的な利用を与えるト―クン制御ル―プを提供する
ことである。
【００１１】この発明の追加の目的は、ル―プ上に構成
され、それぞれが優先順位の複数のクラスの１つあるい
はそれ以上であるステ―ションを提供する物理的あるい
は論理的ル―プのいずれかに適用した時間測定されたト
―クンプロトコ―ルを提供することである。
され、それぞれが優先順位の複数のクラスの１つあるい
はそれ以上であるステ―ションを提供する物理的あるい
は論理的ル―プのいずれかに適用した時間測定されたト
―クンプロトコ―ルを提供することである。
【００１２】この発明のさらに他の目的は、異なった優
先順位のレベルを伴うステ―ションを与えそして最高の
優先順位レベルのステ―ションが同一の優先順位の他の
ステ―ションを排除する保証された最小の帯域幅を割当
てることができる時間測定されたト―クンプロトコ―ル
を連続したル―プ構造の相互結合されたステ―ションに
与えることである。
先順位のレベルを伴うステ―ションを与えそして最高の
優先順位レベルのステ―ションが同一の優先順位の他の
ステ―ションを排除する保証された最小の帯域幅を割当
てることができる時間測定されたト―クンプロトコ―ル
を連続したル―プ構造の相互結合されたステ―ションに
与えることである。
【００１３】この発明のさらに他の目的は、異なった優
先順位のレベルを伴うステ―ションを与えそして最高の
優先順位ではなく等しい優先順位のステ―ションが相互
間で公平に配分された帯域幅のプ―ルとして認められる
時間測定されたト―クンプロトコ―ルを、連続したル―
プ構造の相互結合されたステ―ションに提供することで
ある。
先順位のレベルを伴うステ―ションを与えそして最高の
優先順位ではなく等しい優先順位のステ―ションが相互
間で公平に配分された帯域幅のプ―ルとして認められる
時間測定されたト―クンプロトコ―ルを、連続したル―
プ構造の相互結合されたステ―ションに提供することで
ある。
【００１４】この発明のこれらの目的およびその他の目
的と特徴と長所は図面において示される好ましい実施例
の詳細な説明からさらに明白なものとなろう。発明の概
要この発明によると、時間測定されたト―クンプロトコ
―ルは同一のル―プ通信網におけるサ―ビスの３もしく
はそれ以上のクラスの一体化を考慮するために提供され
る。サ―ビスの最高級のクラス（クラス１）は帯域幅の
保証および（または）決定的な遅延およびジッタの特性
を要求する情報のためのものである。このサ―ビスのク
ラスは、時間領域（たとえば、ＰＣＭ化された音声）に
おいて表わされあるいは最小限の待ち遅延（たとえば、
プロセス制御）が重要である情報に使用されるものであ
る。情報の第２のクラス（クラス２）は、ノンリアルタ
イムであるが相互作用的な性質を有する情報である。端
末とコンピュ―タとの間の伝統的なデ―タ通信はこの分
類に属するものである。すなわち、クラス２の情報はい
くつかの最小のスル―プットを必要とするが、しかし帯
域幅の絶対的な保証は必要ではない。サ―ビスの第３の
クラス（クラス３）は最小のスル―プットが必要とはさ
れず、ネットワ―クの負荷が小さくなるまで情報の伝送
が遅延されるバッチ情報のためのものである。
的と特徴と長所は図面において示される好ましい実施例
の詳細な説明からさらに明白なものとなろう。発明の概
要この発明によると、時間測定されたト―クンプロトコ
―ルは同一のル―プ通信網におけるサ―ビスの３もしく
はそれ以上のクラスの一体化を考慮するために提供され
る。サ―ビスの最高級のクラス（クラス１）は帯域幅の
保証および（または）決定的な遅延およびジッタの特性
を要求する情報のためのものである。このサ―ビスのク
ラスは、時間領域（たとえば、ＰＣＭ化された音声）に
おいて表わされあるいは最小限の待ち遅延（たとえば、
プロセス制御）が重要である情報に使用されるものであ
る。情報の第２のクラス（クラス２）は、ノンリアルタ
イムであるが相互作用的な性質を有する情報である。端
末とコンピュ―タとの間の伝統的なデ―タ通信はこの分
類に属するものである。すなわち、クラス２の情報はい
くつかの最小のスル―プットを必要とするが、しかし帯
域幅の絶対的な保証は必要ではない。サ―ビスの第３の
クラス（クラス３）は最小のスル―プットが必要とはさ
れず、ネットワ―クの負荷が小さくなるまで情報の伝送
が遅延されるバッチ情報のためのものである。
【００１５】書込みト―クンのタイミングは瞬時ロ―ド
を測定するために使用される機構である。ロ―ドの測定
はサ―ビスの３つのクラスの設立を考慮するものであ
る。サ―ビスの各々のクラスは情報が伝送されたときを
決定するための法則の異なった組を使用する。
を測定するために使用される機構である。ロ―ドの測定
はサ―ビスの３つのクラスの設立を考慮するものであ
る。サ―ビスの各々のクラスは情報が伝送されたときを
決定するための法則の異なった組を使用する。
【００１６】タ―ゲットト―クン回転時間（ＴＴＲＴ）
と称される初期値はその回路網によって選択されなけれ
ばならない。回路網プロトコ―ルは提供されたロ―ドが
１００％以下になるよう設計され、書込みト―クンはＴ
ＴＲＴにおいて回転する。ＴＴＲＴは、クラス１の優先
順位において動作するデバイスがサ―ビスを必要とする
率以下かあるいは等しくなるように選択されなければな
らない。
と称される初期値はその回路網によって選択されなけれ
ばならない。回路網プロトコ―ルは提供されたロ―ドが
１００％以下になるよう設計され、書込みト―クンはＴ
ＴＲＴにおいて回転する。ＴＴＲＴは、クラス１の優先
順位において動作するデバイスがサ―ビスを必要とする
率以下かあるいは等しくなるように選択されなければな
らない。
【００１７】すべてのト―クン制御通信システムにおい
て、新しい情報を回路網にサ―ビスする権利は書込みト
―クンを１つのステ―ションからもう１つのステ―ショ
ンへ伝送する特権命令を通過させることによって制御さ
れる。書込みト―クンを通過させることは通信プロトコ
―ルによって制御される。
て、新しい情報を回路網にサ―ビスする権利は書込みト
―クンを１つのステ―ションからもう１つのステ―ショ
ンへ伝送する特権命令を通過させることによって制御さ
れる。書込みト―クンを通過させることは通信プロトコ
―ルによって制御される。
【００１８】クラス１（Ｃ１）の情報は書込みト―クン
が受信されるごとに伝送される。書込みト―クンを受信
するごとに伝送されるＣ１情報の総量は以下に説明され
る帯域幅割当て手段によって制限される。情報の他のク
ラスは、各々のクラスに対してタイマを使用することに
よってそれぞれの伝達を制御する。クラス２のタイマは
タ―ゲットト―クン回転時間−最大のフレ―ム長の伝送
に必要な時間（ＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥ）（あるい
はクラス２の目的時間）である。クラス３の目的時間
は、ロ―ド−フレ―ム伝送時間の最大のサイズに関して
タ―ゲットト―クン回転時間の数パ―セントである。
（たとえば０．６×ＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥ）。
が受信されるごとに伝送される。書込みト―クンを受信
するごとに伝送されるＣ１情報の総量は以下に説明され
る帯域幅割当て手段によって制限される。情報の他のク
ラスは、各々のクラスに対してタイマを使用することに
よってそれぞれの伝達を制御する。クラス２のタイマは
タ―ゲットト―クン回転時間−最大のフレ―ム長の伝送
に必要な時間（ＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥ）（あるい
はクラス２の目的時間）である。クラス３の目的時間
は、ロ―ド−フレ―ム伝送時間の最大のサイズに関して
タ―ゲットト―クン回転時間の数パ―セントである。
（たとえば０．６×ＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥ）。
【００１９】クラス２あるいはそれ以下の優先順位のス
テ―ションは、書込みト―クンの到着ごとの時間間隔を
測定することによってそれらの情報の伝送を制御する。
書込みト―クンがステ―ションに到着するごとに、情報
が全く伝送されないときには優先順位クラスのタイマは
それぞれの初期値にリセットされ、書込みト―クンは妨
害なしに通過させられる。書込みト―クンが到着したと
きに、タイマが０まで減少しておらず、そして情報が伝
送を待っているときは、待たされている情報は０でない
タイマの値を伴ういずれかの優先順位クラス（クラス１
以外）に伝送される。
テ―ションは、書込みト―クンの到着ごとの時間間隔を
測定することによってそれらの情報の伝送を制御する。
書込みト―クンがステ―ションに到着するごとに、情報
が全く伝送されないときには優先順位クラスのタイマは
それぞれの初期値にリセットされ、書込みト―クンは妨
害なしに通過させられる。書込みト―クンが到着したと
きに、タイマが０まで減少しておらず、そして情報が伝
送を待っているときは、待たされている情報は０でない
タイマの値を伴ういずれかの優先順位クラス（クラス１
以外）に伝送される。
【００２０】複数の情報のクラスを同時にサ―ビスする
ステ―ションは最も低い優先順位を第１にそして最も高
い優先順位を最後に伝送する。たとえば、クラス１、ク
ラス２およびクラス３の通信を有するステ―ションにお
いて、書込みト―クンがクラス３（Ｃ３）に到着したと
きにタイマが０に減少していなかったならば、Ｃ３タイ
マにおける残った値はト―クン保持タイマにロ―ドさ
れ、Ｃ３タイマはリセットされ、そしてすべてのタイマ
は減少を続ける。ト―クン保持タイマが０まで減少しな
い限り、Ｃ３優先順位レベルにおいてリング上に新しい
フレ―ムが発生する。保持タイマが０まで減少したとき
には、伝送における現在のフレ―ムは完了される。この
ときに、クラス２（Ｃ２）タイマにおける余りは保持タ
イマにロ―ドされ、そしてＣ２タイマは再び初期設定さ
れる。Ｃ２の情報の伝送はそれからＣ３について描かれ
るように続行される。クラス１（Ｃ１）の情報はその後
伝送される。書込みト―クンは認められたすべてのＣ１
フレ―ムの後に伝送される。書込みト―クン到着時にお
いてＣ３タイマが０に減少してしまっていたならば、プ
ロトコ―ルはクラス２へのサ―ビスを開始する。もしも
Ｃ３およびＣ２の双方のタイマが０まで減少してしまっ
ていたならば、伝送はＣ１から開始される。
ステ―ションは最も低い優先順位を第１にそして最も高
い優先順位を最後に伝送する。たとえば、クラス１、ク
ラス２およびクラス３の通信を有するステ―ションにお
いて、書込みト―クンがクラス３（Ｃ３）に到着したと
きにタイマが０に減少していなかったならば、Ｃ３タイ
マにおける残った値はト―クン保持タイマにロ―ドさ
れ、Ｃ３タイマはリセットされ、そしてすべてのタイマ
は減少を続ける。ト―クン保持タイマが０まで減少しな
い限り、Ｃ３優先順位レベルにおいてリング上に新しい
フレ―ムが発生する。保持タイマが０まで減少したとき
には、伝送における現在のフレ―ムは完了される。この
ときに、クラス２（Ｃ２）タイマにおける余りは保持タ
イマにロ―ドされ、そしてＣ２タイマは再び初期設定さ
れる。Ｃ２の情報の伝送はそれからＣ３について描かれ
るように続行される。クラス１（Ｃ１）の情報はその後
伝送される。書込みト―クンは認められたすべてのＣ１
フレ―ムの後に伝送される。書込みト―クン到着時にお
いてＣ３タイマが０に減少してしまっていたならば、プ
ロトコ―ルはクラス２へのサ―ビスを開始する。もしも
Ｃ３およびＣ２の双方のタイマが０まで減少してしまっ
ていたならば、伝送はＣ１から開始される。
【００２１】設計もしくは構成に際して、パラメ―タは
情報のクラスに対して要求されるサ―ビスの質を考慮し
て選択されなければならない。割当て可能な帯域幅を表
わす数値はクラス１の通信を制御するのに使用される。
この値（ＡＬＬＯＣ）はタ―ゲットト―クン回転時間以
下である。差の量は２つの要素に依存している。１つは
最小のスル―プット（Ｃ２ＰＯＯＬ）を保証するために
クラス２のデバイスに要求される帯域幅の量であり、他
方は物理的あるいは論理的リングの待ち時間（ＬＡＴＥ
Ｎ）である。待ち時間はト―クンを負荷なしにリングの
まわりに与える時間の量である。割当て可能な帯域幅の
合計、クラス２のプ―ルおよび待ち時間はタ―ゲットト
―クン回転時間に等しい（ＴＴＲＴ＝ＡＬＬＯＣ＋Ｃ２
ＰＯＯＬ＋ＬＡＴＥＮ）。普通、クラス３のタイマの値
はクラス１の有効な帯域幅よりも小さくなる（Ｃ３ＴＩ
ＭＥＲ＜ＡＬＬＯＣ）。このような場合において、いか
なる最小の帯域幅もクラス３に対しては保証されない。
もしもＣ３タイマが割当て可能な帯域幅より大きけれ
ば、いくつかの最小の帯域幅はクラス２あるいはクラス
３に対して保証されるであろう。
情報のクラスに対して要求されるサ―ビスの質を考慮し
て選択されなければならない。割当て可能な帯域幅を表
わす数値はクラス１の通信を制御するのに使用される。
この値（ＡＬＬＯＣ）はタ―ゲットト―クン回転時間以
下である。差の量は２つの要素に依存している。１つは
最小のスル―プット（Ｃ２ＰＯＯＬ）を保証するために
クラス２のデバイスに要求される帯域幅の量であり、他
方は物理的あるいは論理的リングの待ち時間（ＬＡＴＥ
Ｎ）である。待ち時間はト―クンを負荷なしにリングの
まわりに与える時間の量である。割当て可能な帯域幅の
合計、クラス２のプ―ルおよび待ち時間はタ―ゲットト
―クン回転時間に等しい（ＴＴＲＴ＝ＡＬＬＯＣ＋Ｃ２
ＰＯＯＬ＋ＬＡＴＥＮ）。普通、クラス３のタイマの値
はクラス１の有効な帯域幅よりも小さくなる（Ｃ３ＴＩ
ＭＥＲ＜ＡＬＬＯＣ）。このような場合において、いか
なる最小の帯域幅もクラス３に対しては保証されない。
もしもＣ３タイマが割当て可能な帯域幅より大きけれ
ば、いくつかの最小の帯域幅はクラス２あるいはクラス
３に対して保証されるであろう。
【００２２】保証は、すべての書込みト―クンの回転ご
とに情報のいくつかの固量を伝達することが可能となる
ために割当て可能な帯域幅の一部を受信したクラス１ス
テ―ションのそれぞれに対するものであるので、上述の
機構を介して通信量を制限することによって、クラス１
サ―ビスは最小の保証された帯域幅となる。書込みト―
クンがタ―ゲットト―クン回転時間よりも速く回転して
いるならば、クラス１によって使用可能となる帯域幅は
それゆえに保証された最小の帯域幅より大きくなる。
とに情報のいくつかの固量を伝達することが可能となる
ために割当て可能な帯域幅の一部を受信したクラス１ス
テ―ションのそれぞれに対するものであるので、上述の
機構を介して通信量を制限することによって、クラス１
サ―ビスは最小の保証された帯域幅となる。書込みト―
クンがタ―ゲットト―クン回転時間よりも速く回転して
いるならば、クラス１によって使用可能となる帯域幅は
それゆえに保証された最小の帯域幅より大きくなる。
【００２３】クラス２のデバイスはサ―ビスの質を利用
するように設計されたすべてのデバイスによって公平に
配分された保証された帯域幅のプ―ルを有している。さ
らに、書込みト―クンのタイミングは、未使用のクラス
１の帯域幅をより低い優先順位のステ―ションによって
使用させる。これは割当てされていないクラス１の帯域
幅と同様に割当てられた帯域幅とまだ使用されていない
帯域幅の双方を含んでいる。クラス３の優先順位は保証
されたスル―プットをもっていないが、しかしながらク
ラスに対して設定された任意のパ―センテ―ジ以下にロ
―ドが落ちたときには、クラス３の優先順位は転送す
る。
するように設計されたすべてのデバイスによって公平に
配分された保証された帯域幅のプ―ルを有している。さ
らに、書込みト―クンのタイミングは、未使用のクラス
１の帯域幅をより低い優先順位のステ―ションによって
使用させる。これは割当てされていないクラス１の帯域
幅と同様に割当てられた帯域幅とまだ使用されていない
帯域幅の双方を含んでいる。クラス３の優先順位は保証
されたスル―プットをもっていないが、しかしながらク
ラスに対して設定された任意のパ―センテ―ジ以下にロ
―ドが落ちたときには、クラス３の優先順位は転送す
る。
【００２４】好ましい実施例において、クラス１のサ―
ビスに対する帯域幅の割当ての機構はル―プのまわりで
伝送される特別のト―クンを使用することである。クラ
ス１のステ―ションが追加の帯域幅をそれ自体に割当て
ることを必要とするときには、書込みト―クンは取出さ
れ、そして帯域幅割当てト―クンは伝送される。ル―プ
における各々のステ―ションはこの帯域幅割当てト―ク
ンを取り、それにクラス１に対するステ―ションによっ
て同時に割当てされる帯域幅の量を加え、さらに割当て
ト―クンを次のステ―ションに前進させる。帯域幅の割
当てを試みながら帯域幅割当てト―クンがステ―ション
に帰ってきたときに、書込みト―クンは再び発生し、次
のステ―ションに渡される。もしも現在の帯域幅の割当
てが帯域幅割当てト―クンに戻ったときは、必要とされ
る割当ては割当て可能な帯域幅以下であり、それから割
当ては承認される。必要とされる帯域幅はその後、ステ
―ションに対する全割当て量に付加される。
ビスに対する帯域幅の割当ての機構はル―プのまわりで
伝送される特別のト―クンを使用することである。クラ
ス１のステ―ションが追加の帯域幅をそれ自体に割当て
ることを必要とするときには、書込みト―クンは取出さ
れ、そして帯域幅割当てト―クンは伝送される。ル―プ
における各々のステ―ションはこの帯域幅割当てト―ク
ンを取り、それにクラス１に対するステ―ションによっ
て同時に割当てされる帯域幅の量を加え、さらに割当て
ト―クンを次のステ―ションに前進させる。帯域幅の割
当てを試みながら帯域幅割当てト―クンがステ―ション
に帰ってきたときに、書込みト―クンは再び発生し、次
のステ―ションに渡される。もしも現在の帯域幅の割当
てが帯域幅割当てト―クンに戻ったときは、必要とされ
る割当ては割当て可能な帯域幅以下であり、それから割
当ては承認される。必要とされる帯域幅はその後、ステ
―ションに対する全割当て量に付加される。
【００２５】同一の通信網におけるサ―ビスの異なった
クラスの一体化に対するプロトコ―ルの方法を提供する
この発明に加えて、ステ―ションの論理の好ましいハ―
ドウェアの実施例が説明されている。ハ―ドウェアの実
施例の詳細は好ましい実施例の詳細な説明に含まれてい
る。 好ましい実施例の詳細な説明 この発明のプロトコ―ルはト―クン制御ル―プ（または
リング）通信網において動作するように設計されてい
る。当業者はこの発明のプロトコ―ルが物理的なル―プ
もしくは物理的バスに付加された論理的ル―プ（リン
グ）のいずれかにおいて実現されるということを評価す
るであろう。そのようなル―プ通信網は単一のル―プ
（リング）構造あるいは第２の冗長なル―プを回路網欠
陥の周辺にデ―タを経路指定する回路網要素と結合させ
るル―プを利用する。以下の説明は単一のル―プ構造に
おけるこの発明の実現を考慮したものである。しかしな
がら、当業者はこの発明が第２の冗長なル―プを使用す
るル―プ構造における使用に対して容易に適用されるこ
とを評価するであろう。
クラスの一体化に対するプロトコ―ルの方法を提供する
この発明に加えて、ステ―ションの論理の好ましいハ―
ドウェアの実施例が説明されている。ハ―ドウェアの実
施例の詳細は好ましい実施例の詳細な説明に含まれてい
る。 好ましい実施例の詳細な説明 この発明のプロトコ―ルはト―クン制御ル―プ（または
リング）通信網において動作するように設計されてい
る。当業者はこの発明のプロトコ―ルが物理的なル―プ
もしくは物理的バスに付加された論理的ル―プ（リン
グ）のいずれかにおいて実現されるということを評価す
るであろう。そのようなル―プ通信網は単一のル―プ
（リング）構造あるいは第２の冗長なル―プを回路網欠
陥の周辺にデ―タを経路指定する回路網要素と結合させ
るル―プを利用する。以下の説明は単一のル―プ構造に
おけるこの発明の実現を考慮したものである。しかしな
がら、当業者はこの発明が第２の冗長なル―プを使用す
るル―プ構造における使用に対して容易に適用されるこ
とを評価するであろう。
【００２６】この発明の時間測定されたト―クンプロト
コ―ルは同一の通信網におけるサ―ビスの異なったクラ
スの一体化を考慮したものである。プロトコ―ルの好ま
しい実施例はサ―ビスの３つの基本的な優先順位クラス
を支持している。第１のクラス（クラス１）は帯域幅の
保証および決定的な遅延およびジッタの特性を必要とす
る情報のタイプに対するものである。このサ―ビスのク
ラスは時間領域において表わされる情報に対して使用さ
れる。このようにして、たとえばクラス１の情報はＰＣ
Ｍ音声のようなリアルタイムのオ―ディオの応用を含ん
でいる。そのようなクラス１の情報はしばしば同期情報
として示される。
コ―ルは同一の通信網におけるサ―ビスの異なったクラ
スの一体化を考慮したものである。プロトコ―ルの好ま
しい実施例はサ―ビスの３つの基本的な優先順位クラス
を支持している。第１のクラス（クラス１）は帯域幅の
保証および決定的な遅延およびジッタの特性を必要とす
る情報のタイプに対するものである。このサ―ビスのク
ラスは時間領域において表わされる情報に対して使用さ
れる。このようにして、たとえばクラス１の情報はＰＣ
Ｍ音声のようなリアルタイムのオ―ディオの応用を含ん
でいる。そのようなクラス１の情報はしばしば同期情報
として示される。
【００２７】情報の第２の優先順位クラス（クラス２）
は相互作用的な応答を必要とするノンリアルタイムの応
用を支持している。そのような応用の典型的なものは端
末とコンピュ―タとの間の伝統的なデ―タ通信である。
このようにして、このクラスにおいてはいくつかの最小
のスル―プットが要求されるが、しかし帯域幅の絶対的
な保証は必要とはされない。このクラスの通信はしばし
ば非同期式として示される。
は相互作用的な応答を必要とするノンリアルタイムの応
用を支持している。そのような応用の典型的なものは端
末とコンピュ―タとの間の伝統的なデ―タ通信である。
このようにして、このクラスにおいてはいくつかの最小
のスル―プットが要求されるが、しかし帯域幅の絶対的
な保証は必要とはされない。このクラスの通信はしばし
ば非同期式として示される。
【００２８】サ―ビスの第３のクラス（クラス３）は最
小のスル―プットを要求しないバッチ通信のクラスであ
るが、負荷が小さくなったときに回路網を介して伝達さ
れるバッチ通信のクラスである。電子式郵便あるいはフ
ァイル転送などの背景となる通信はクラス３のサ―ビス
が評価される典型的な応用例である。この発明のプロト
コ―ルはバッチ通信に対するサ―ビスのこのクラス内に
おいて追加の優先順位の発生を考慮する。このようにし
て、クラス４〜クラスＮおよびクラス３のすべてのサブ
クラスが確立される。
小のスル―プットを要求しないバッチ通信のクラスであ
るが、負荷が小さくなったときに回路網を介して伝達さ
れるバッチ通信のクラスである。電子式郵便あるいはフ
ァイル転送などの背景となる通信はクラス３のサ―ビス
が評価される典型的な応用例である。この発明のプロト
コ―ルはバッチ通信に対するサ―ビスのこのクラス内に
おいて追加の優先順位の発生を考慮する。このようにし
て、クラス４〜クラスＮおよびクラス３のすべてのサブ
クラスが確立される。
【００２９】以下に論ぜられるように、書込みト―クン
のタイミングは回路網における瞬時ロ―ドを測定するの
に用いられる機構である。ロ―ドのこの測定は上述のサ
―ビスのクラスの設立を考慮するものである。サ―ビス
の各々のクラスは情報が伝送されたときに異なる法則の
組を使用する。
のタイミングは回路網における瞬時ロ―ドを測定するの
に用いられる機構である。ロ―ドのこの測定は上述のサ
―ビスのクラスの設立を考慮するものである。サ―ビス
の各々のクラスは情報が伝送されたときに異なる法則の
組を使用する。
【００３０】書込みト―クンがル―プのまわりを回転す
る速度は回路網がそれぞれのステ―ションにサ―ビスす
る率と、回路網の待ち遅延と、ステ―ションからステ―
ションへ書込みト―クンを通過させない帯域幅とを決定
する。タ―ゲットト―クン回転時間（ＴＴＲＴ）と称さ
れる初期値は回路網によって選択されなければならな
い。ル―ププロトコ―ルは短期間の平均回転時間が負荷
を伴わない最小の軌道時間から最大負荷状態におけるタ
―ゲットト―クン回転時間（ＴＴＲＴ）まで変化するこ
とを保証する。ＴＴＲＴは最大の平均書込みト―クン回
転時間を決定するので重要である。このようにして、与
えられた負荷の１００％以下において、書込みト―クン
はＴＴＲＴにおいて回転する。この発明の好ましい実施
例において、回路網が初期設定される間にＴＴＲＴはそ
れぞれのステ―ションにロ―ドされる。
る速度は回路網がそれぞれのステ―ションにサ―ビスす
る率と、回路網の待ち遅延と、ステ―ションからステ―
ションへ書込みト―クンを通過させない帯域幅とを決定
する。タ―ゲットト―クン回転時間（ＴＴＲＴ）と称さ
れる初期値は回路網によって選択されなければならな
い。ル―ププロトコ―ルは短期間の平均回転時間が負荷
を伴わない最小の軌道時間から最大負荷状態におけるタ
―ゲットト―クン回転時間（ＴＴＲＴ）まで変化するこ
とを保証する。ＴＴＲＴは最大の平均書込みト―クン回
転時間を決定するので重要である。このようにして、与
えられた負荷の１００％以下において、書込みト―クン
はＴＴＲＴにおいて回転する。この発明の好ましい実施
例において、回路網が初期設定される間にＴＴＲＴはそ
れぞれのステ―ションにロ―ドされる。
【００３１】ＴＴＲＴはクラス１の優先順位において動
作するデバイスがサ―ビスを必要とする率に関係してい
る。クラス１の優先順位に対して、書込みト―クンが到
着するごとに情報は伝送される。このようにして、クラ
ス１（Ｃ１）の情報はＴＴＲＴごとに少なくとも１度、
帯域幅の保証を受入れるル―プにおける各々のクラス１
のステ―ションへ送られることをプロトコ―ルは保証す
る。これはＴＴＲＴがＣ１伝送に対する保証されたサ―
ビスの率を決定することを意味する。
作するデバイスがサ―ビスを必要とする率に関係してい
る。クラス１の優先順位に対して、書込みト―クンが到
着するごとに情報は伝送される。このようにして、クラ
ス１（Ｃ１）の情報はＴＴＲＴごとに少なくとも１度、
帯域幅の保証を受入れるル―プにおける各々のクラス１
のステ―ションへ送られることをプロトコ―ルは保証す
る。これはＴＴＲＴがＣ１伝送に対する保証されたサ―
ビスの率を決定することを意味する。
【００３２】上述のように、ＴＴＲＴはクラス１の優先
順位において動作するデバイスがサ―ビスを必要とする
率に関するものである。たとえば、サ―ビスが８ミリ秒
ごとに要求されるならば、１秒あたり６４キロビットの
情報率が６４バイト（もしくは５１２ビット）のパケッ
トサイズを使用して伝送される。このようにして、６４
キロビット／秒の割合で５１２ビットを積算する時間は
８ミリ秒である。もしも情報発生率が１秒あたり６４キ
ロビット（bps ）の代わりに１秒あたり３２キロビット
であったならば、３２バイト（あるいは２５６ビット）
のパケットサイズは８ミリ秒のＴＴＲＴにおいて使用さ
れるであろう。同様に、４ミリ秒の選択されたサ―ビス
時間は６４キロビット／秒の情報率を支持するためにパ
ケットあたり３２バイト（もしくは２５６ビット）を要
求し、あるいは３２キロビット／秒の情報率のためにパ
ケットあたり１６バイト（あるいは１２８ビット）を要
求する。
順位において動作するデバイスがサ―ビスを必要とする
率に関するものである。たとえば、サ―ビスが８ミリ秒
ごとに要求されるならば、１秒あたり６４キロビットの
情報率が６４バイト（もしくは５１２ビット）のパケッ
トサイズを使用して伝送される。このようにして、６４
キロビット／秒の割合で５１２ビットを積算する時間は
８ミリ秒である。もしも情報発生率が１秒あたり６４キ
ロビット（bps ）の代わりに１秒あたり３２キロビット
であったならば、３２バイト（あるいは２５６ビット）
のパケットサイズは８ミリ秒のＴＴＲＴにおいて使用さ
れるであろう。同様に、４ミリ秒の選択されたサ―ビス
時間は６４キロビット／秒の情報率を支持するためにパ
ケットあたり３２バイト（もしくは２５６ビット）を要
求し、あるいは３２キロビット／秒の情報率のためにパ
ケットあたり１６バイト（あるいは１２８ビット）を要
求する。
【００３３】タ―ゲットト―クン回転時間に対して使用
される値は、選択されたサ―ビス時間内に各々のステ―
ションがサ―ビスされることを保証するために選択され
たサ―ビス時間と等しいかあるいはそれ以下でなければ
ならない。もしもエラ―のない帯域幅がクラス１のため
に要求されたならば、媒体の誤り率は考慮されなければ
ならない。そのような場合に応答して、タ―ゲットト―
クン回転時間はパケットが作られる率以下になるであろ
う。
される値は、選択されたサ―ビス時間内に各々のステ―
ションがサ―ビスされることを保証するために選択され
たサ―ビス時間と等しいかあるいはそれ以下でなければ
ならない。もしもエラ―のない帯域幅がクラス１のため
に要求されたならば、媒体の誤り率は考慮されなければ
ならない。そのような場合に応答して、タ―ゲットト―
クン回転時間はパケットが作られる率以下になるであろ
う。
【００３４】ト―クン制御通信システムに関するすべて
の先行技術において、この発明の回路網に新しい情報を
発生させる権利は１つのステ―ションからもう１つのス
テ―ションへ伝送する特権（または書込みト―クン）を
通過させることによって制御される。この発明におい
て、書込みト―クンの通過は通信プロトコ―ルによって
制御される。
の先行技術において、この発明の回路網に新しい情報を
発生させる権利は１つのステ―ションからもう１つのス
テ―ションへ伝送する特権（または書込みト―クン）を
通過させることによって制御される。この発明におい
て、書込みト―クンの通過は通信プロトコ―ルによって
制御される。
【００３５】図１はこの発明において使用される単一の
ル―プ通信システムを示すものである。上述のようなシ
ステムにおいて、ステ―ションＡ１０は書込みト―クン
をステ―ションＢ１２へ送り、ステ―ションＢ１２は書
込みト―クンをステ―ションＣ１４へ送り、…そしてス
テ―ションＺ１６は書込みト―クンをステ―ションＡ１
０へ送り、そしてその後このサイクルは繰返される。
ル―プ通信システムを示すものである。上述のようなシ
ステムにおいて、ステ―ションＡ１０は書込みト―クン
をステ―ションＢ１２へ送り、ステ―ションＢ１２は書
込みト―クンをステ―ションＣ１４へ送り、…そしてス
テ―ションＺ１６は書込みト―クンをステ―ションＡ１
０へ送り、そしてその後このサイクルは繰返される。
【００３６】ル―プにおけるそれぞれのステ―ションは
１あるいはそれ以上のデ―タの優先順位クラスを取扱う
ためデバイスを相互結合させる。このようにして、単一
のステ―ションはクラス１，２，３あるいはこれら３つ
のクラスの結合を取扱う。
１あるいはそれ以上のデ―タの優先順位クラスを取扱う
ためデバイスを相互結合させる。このようにして、単一
のステ―ションはクラス１，２，３あるいはこれら３つ
のクラスの結合を取扱う。
【００３７】クラス１の情報は、クラス１ステ―ション
によって書込みト―クンが受信されるごとに伝送され
る。書込みト―クンを受信するたびにクラス１ステ―シ
ョンが伝送するＣ１情報の量は以下に説明される帯域幅
割当て手段によって制限される。情報伝送のその他のク
ラスは各々のクラスに対するタイマを使用することによ
って制御され、そしてノンクラス１情報を伝送すること
のできる各々のステ―ションは伝送能力のある情報のノ
ンクラス１優先順位に対するタイマを有していなければ
ならない。
によって書込みト―クンが受信されるごとに伝送され
る。書込みト―クンを受信するたびにクラス１ステ―シ
ョンが伝送するＣ１情報の量は以下に説明される帯域幅
割当て手段によって制限される。情報伝送のその他のク
ラスは各々のクラスに対するタイマを使用することによ
って制御され、そしてノンクラス１情報を伝送すること
のできる各々のステ―ションは伝送能力のある情報のノ
ンクラス１優先順位に対するタイマを有していなければ
ならない。
【００３８】それぞれのクラス２のタイマに対する初期
値（または目的時間）はタ―ゲットト―クン回転時間
（ＴＴＲＴ）−最大フレ―ム長の伝送時間にセットされ
る（ＴＲＴＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥ）。当業者にとって明
らかであるように、ＭＡＸＦＲＡＭＥは回路網において
使用される水晶の質およびフレ―ム間に挿入されるパデ
ィング（padding ）の量および利用されるコ―ディング
および同期システムそして回路網のその他の特性に依存
している。もしも回路網が中央クロックを使用するなら
ば、フレ―ムの最大長は任意の長さとなるであろう。こ
の発明の好ましい実施例において、フレ―ムの最大長は
情報フィ―ルドにおいて１０２４バイトとなるように選
択されている。
値（または目的時間）はタ―ゲットト―クン回転時間
（ＴＴＲＴ）−最大フレ―ム長の伝送時間にセットされ
る（ＴＲＴＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥ）。当業者にとって明
らかであるように、ＭＡＸＦＲＡＭＥは回路網において
使用される水晶の質およびフレ―ム間に挿入されるパデ
ィング（padding ）の量および利用されるコ―ディング
および同期システムそして回路網のその他の特性に依存
している。もしも回路網が中央クロックを使用するなら
ば、フレ―ムの最大長は任意の長さとなるであろう。こ
の発明の好ましい実施例において、フレ―ムの最大長は
情報フィ―ルドにおいて１０２４バイトとなるように選
択されている。
【００３９】好ましい実施例において、クラス２に対す
るタイマの値は回路網の効果的な利用を保証しそしてス
テ―ションが餓えた状態になるのを防止するように選択
されている。このように、もしもクラス２に対するタイ
マの値がＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥでないならば、回
路網は小さなフレ―ムにより大きな伝送の確率を与える
であろう。このことは、情報率に対するオ―バヘッドは
小さなフレ―ムに対するよりも高いので不十分な回路網
利用を促進する傾向がある。それはまたいくつかのクラ
ス２ステ―ションが伝送することを完全に防止する。
るタイマの値は回路網の効果的な利用を保証しそしてス
テ―ションが餓えた状態になるのを防止するように選択
されている。このように、もしもクラス２に対するタイ
マの値がＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥでないならば、回
路網は小さなフレ―ムにより大きな伝送の確率を与える
であろう。このことは、情報率に対するオ―バヘッドは
小さなフレ―ムに対するよりも高いので不十分な回路網
利用を促進する傾向がある。それはまたいくつかのクラ
ス２ステ―ションが伝送することを完全に防止する。
【００４０】すべてのクラス３のタイマに対する目的時
間は、タ―ゲットト―クン回転時間の数パ―セントから
最大サイズのフレ―ムの伝送時間を差し引いた時間に設
定される。たとえば、クラス３に対する目的時間は、
０．６×ＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥに設定されてもよ
い。クラス３の目的時間の計算に用いられるＴＴＲＴの
パ―センテ―ジは回路網上の負荷に関係している。この
ように、同一クラスにおけるそれぞれのタイマは、同一
の初期値すなわち回路網が構成されたときに設定された
値に設定される。
間は、タ―ゲットト―クン回転時間の数パ―セントから
最大サイズのフレ―ムの伝送時間を差し引いた時間に設
定される。たとえば、クラス３に対する目的時間は、
０．６×ＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥに設定されてもよ
い。クラス３の目的時間の計算に用いられるＴＴＲＴの
パ―センテ―ジは回路網上の負荷に関係している。この
ように、同一クラスにおけるそれぞれのタイマは、同一
の初期値すなわち回路網が構成されたときに設定された
値に設定される。
【００４１】バッチ情報のその他の優先順位に対するタ
イマの値は、そのタイマの初期値に対するより小さなＴ
ＴＲＴの割合を用いる各々の優先順位を伴って、クラス
３に用いられたパタ―ンと同一のパタ―ンに従うであろ
う。たとえば、クラス４の優先順位が含まれているなら
ば、クラス４のタイマの初期値（または目的時間）は
０．４×ＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥとなるであろう。
イマの値は、そのタイマの初期値に対するより小さなＴ
ＴＲＴの割合を用いる各々の優先順位を伴って、クラス
３に用いられたパタ―ンと同一のパタ―ンに従うであろ
う。たとえば、クラス４の優先順位が含まれているなら
ば、クラス４のタイマの初期値（または目的時間）は
０．４×ＴＴＲＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥとなるであろう。
【００４２】この発明において、すべてのステ―ション
におけるすべてのタイマはそれらが０（タイマが減少を
停止する時間）に至るまで連続的に減少するということ
に注目しなければならない。
におけるすべてのタイマはそれらが０（タイマが減少を
停止する時間）に至るまで連続的に減少するということ
に注目しなければならない。
【００４３】クラス２あるいはより低い優先順位のステ
―ションは、到着から到着に至る書込みト―クンの時間
測定をすることによって、それらの情報の伝送を制御す
る。書込みト―クンがステ―ションに到着するそれぞれ
の時間において、優先クラスのタイマはそれぞれの初期
値にリセットされる。もしも伝送されるべき情報がない
場合には、書込みト―クンは妨害されていないル―プに
戻される。もしも、書込みト―クンの到着時において、
タイマが０まで減少しておらずそして情報が伝送される
のを待っているときには、待たされている情報は、対応
するタイマが０でない値を有している優先クラス（クラ
ス１以外の）に伝送される。このようにして、前の書込
みト―クンの到着からの時間がクラス２（あるいはクラ
ス３）の目的時間よりも小さい限り、ステ―ションはク
ラス２（あるいはクラス３）の情報を伝送することがで
きる。もしも書込みト―クンが、前の到着からのクラス
２（あるいはクラス３）の目的時間よりも遅れて到着し
たときには、ステ―ションはクラス２（あるいはクラス
３）の情報をル―プへ伝送することをやめなければなら
ない。
―ションは、到着から到着に至る書込みト―クンの時間
測定をすることによって、それらの情報の伝送を制御す
る。書込みト―クンがステ―ションに到着するそれぞれ
の時間において、優先クラスのタイマはそれぞれの初期
値にリセットされる。もしも伝送されるべき情報がない
場合には、書込みト―クンは妨害されていないル―プに
戻される。もしも、書込みト―クンの到着時において、
タイマが０まで減少しておらずそして情報が伝送される
のを待っているときには、待たされている情報は、対応
するタイマが０でない値を有している優先クラス（クラ
ス１以外の）に伝送される。このようにして、前の書込
みト―クンの到着からの時間がクラス２（あるいはクラ
ス３）の目的時間よりも小さい限り、ステ―ションはク
ラス２（あるいはクラス３）の情報を伝送することがで
きる。もしも書込みト―クンが、前の到着からのクラス
２（あるいはクラス３）の目的時間よりも遅れて到着し
たときには、ステ―ションはクラス２（あるいはクラス
３）の情報をル―プへ伝送することをやめなければなら
ない。
【００４４】情報の複数のクラスを同時にサ―ビスする
ステ―ションは最も低い優先順位を最初に、そして最も
高い優先順位を最後に伝送する。たとえば、クラス１，
クラス２およびクラス３の通信を有するステ―ションに
おいて、書込みト―クンが到着したときに、もしもクラ
ス３に対するタイマが０に減少していなければ、クラス
３のタイマにおける余りの値はト―クン保持タイマにロ
―ドされ、クラス３のタイマは同時に初期値にリセット
され、そしてクラス３のタイマとト―クン保持タイマは
直ちに減少を開始する。この時間中に、クラス２のタイ
マおよび他のステ―ションにおけるすべてのタイマは連
続的に減少を続けていることに注目しなければならな
い。ト―クン保持タイマが０まで減少しない限り、複数
の新しいフレ―ムがル―プ上のクラス３の優先順位レベ
ルにおいて発生するであろう。
ステ―ションは最も低い優先順位を最初に、そして最も
高い優先順位を最後に伝送する。たとえば、クラス１，
クラス２およびクラス３の通信を有するステ―ションに
おいて、書込みト―クンが到着したときに、もしもクラ
ス３に対するタイマが０に減少していなければ、クラス
３のタイマにおける余りの値はト―クン保持タイマにロ
―ドされ、クラス３のタイマは同時に初期値にリセット
され、そしてクラス３のタイマとト―クン保持タイマは
直ちに減少を開始する。この時間中に、クラス２のタイ
マおよび他のステ―ションにおけるすべてのタイマは連
続的に減少を続けていることに注目しなければならな
い。ト―クン保持タイマが０まで減少しない限り、複数
の新しいフレ―ムがル―プ上のクラス３の優先順位レベ
ルにおいて発生するであろう。
【００４５】ト―クン保持タイマが０まで減少したとき
には、伝送における現在のクラス３のフレ―ムは完了さ
れる。同時に、クラス２のタイマにおける余りの値はト
―クン保持タイマにロ―ドされ、クラス２のタイマは同
時にその初期値にリセットされ、そしてクラス２のタイ
マおよびト―クン保持タイマは直ちに減少を開始する。
この時間中において、クラス３のタイマと他のステ―シ
ョンにおけるすべてのタイマは連続的に減少しているこ
とに注目しなければならない。クラス２の情報の伝送は
その後クラス３について説明されたのと同じ方法で進行
し、クラス２の情報の伝送は、ト―クン保持タイマが０
になったときに、伝送されるべきフレ―ムの伝送が完了
した後に停止する。
には、伝送における現在のクラス３のフレ―ムは完了さ
れる。同時に、クラス２のタイマにおける余りの値はト
―クン保持タイマにロ―ドされ、クラス２のタイマは同
時にその初期値にリセットされ、そしてクラス２のタイ
マおよびト―クン保持タイマは直ちに減少を開始する。
この時間中において、クラス３のタイマと他のステ―シ
ョンにおけるすべてのタイマは連続的に減少しているこ
とに注目しなければならない。クラス２の情報の伝送は
その後クラス３について説明されたのと同じ方法で進行
し、クラス２の情報の伝送は、ト―クン保持タイマが０
になったときに、伝送されるべきフレ―ムの伝送が完了
した後に停止する。
【００４６】もしも書込みト―クンが到着した時間に、
伝送されるべきクラス２の情報がなければ、クラス３が
サ―ビスされるまでクラス２のタイマはリセットされな
いであろうことに注目すべきである。
伝送されるべきクラス２の情報がなければ、クラス３が
サ―ビスされるまでクラス２のタイマはリセットされな
いであろうことに注目すべきである。
【００４７】クラス２の伝送が終了した後に、ステ―シ
ョンは次にクラス１の情報を伝送する。クラス１の情報
が伝送されるときの詳細は以下において論ぜられる。認
められたクラス１のフレ―ムのすべてが伝送された後
に、書込みト―クンは再度伝送されル―プ上に戻され
る。
ョンは次にクラス１の情報を伝送する。クラス１の情報
が伝送されるときの詳細は以下において論ぜられる。認
められたクラス１のフレ―ムのすべてが伝送された後
に、書込みト―クンは再度伝送されル―プ上に戻され
る。
【００４８】上述の説明において、もしも書込みト―ク
ンの到着時において、Ｃ３タイマが既に０まで減少して
いたりあるいは伝送されるべきクラス３の情報がないと
きには、ステ―ションは直ちにＣ３タイマをその初期値
にリセットしクラス２へのサ―ビスを開始することに注
目すべきである。もしも書込みト―クンが到着したとき
に、クラス３およびクラス２の双方のタイマが０まで減
少してしまっていたならば、あるいは伝送されるべきク
ラス２またはクラス３の情報がないときには、ステ―シ
ョンは直ちにＣ２およびＣ３タイマをリセットしクラス
１の情報を伴った伝送が開始される。
ンの到着時において、Ｃ３タイマが既に０まで減少して
いたりあるいは伝送されるべきクラス３の情報がないと
きには、ステ―ションは直ちにＣ３タイマをその初期値
にリセットしクラス２へのサ―ビスを開始することに注
目すべきである。もしも書込みト―クンが到着したとき
に、クラス３およびクラス２の双方のタイマが０まで減
少してしまっていたならば、あるいは伝送されるべきク
ラス２またはクラス３の情報がないときには、ステ―シ
ョンは直ちにＣ２およびＣ３タイマをリセットしクラス
１の情報を伴った伝送が開始される。
【００４９】サ―ビスのクラスにおける公平さを改善す
るために遅延を計算する方法が好ましい。そのような方
法は以下のようにこの発明において追加的に実現され
る。このように、クラス２（あるいはクラス３）の情報
の伝送後に、もしも書込みト―クンの次の回転において
伝送したクラスに対するタイマが０まで減少したなら
ば、クラス遅延レジスタ（図示せず）は書込みト―クン
が到着するまで増加させられるであろう。この遅延はそ
のクラスに対して再び伝送が起こり得る前に除かれなけ
ればならない。初期のト―クン（正常にト―クン保持タ
イマに転送された目的時間の余り）の測定は遅延レジス
タから差し引かれる。これは遅延が初期補償されるまで
持続する。その後、伝送は、遅延が完全に取り除かれた
同一の回転もしくは遅延が完全に取り除かれた次の回転
のいずれかにおいて再開される。
るために遅延を計算する方法が好ましい。そのような方
法は以下のようにこの発明において追加的に実現され
る。このように、クラス２（あるいはクラス３）の情報
の伝送後に、もしも書込みト―クンの次の回転において
伝送したクラスに対するタイマが０まで減少したなら
ば、クラス遅延レジスタ（図示せず）は書込みト―クン
が到着するまで増加させられるであろう。この遅延はそ
のクラスに対して再び伝送が起こり得る前に除かれなけ
ればならない。初期のト―クン（正常にト―クン保持タ
イマに転送された目的時間の余り）の測定は遅延レジス
タから差し引かれる。これは遅延が初期補償されるまで
持続する。その後、伝送は、遅延が完全に取り除かれた
同一の回転もしくは遅延が完全に取り除かれた次の回転
のいずれかにおいて再開される。
【００５０】回路網が構成されるときに、パラメ―タは
情報のクラスに必要とされるサ―ビスの質を考慮して選
ばれなければならない。前述のように、各々の書込みト
―クンが受信されるごとに伝送されるクラス１の情報の
量は、割当て可能な帯域幅を表わす値によって制限され
る。この値すなわちＡＬＬＯＣはタ―ゲットト―クン回
転時間以下である。ＡＬＬＯＣがタ―ゲットト―クン回
転時間と異なる量は３つの要素に依存している。これら
３つの要素とは、最小のスル―プット（Ｃ２ＰＯＯＬ）
を保証するためにクラス２のデバイスに割当てられる帯
域幅の量、物理的あるいは論理的リングの遅延（ＬＡＴ
ＥＮ）、そしてシステム管理（ＳＹＳＡＤＭ）に対する
帯域幅である。システム管理は論理的ル―プを構成する
のに要求され、あるいは帯域幅割当て手段を必要とする
機能を含んでいる。遅延（ＬＡＴＥＮ）はト―クンを負
荷なしでル―プのまわりを進ませる時間の量である。割
当て可能な帯域幅（ＡＬＬＯＣ）、クラス２のプ―ル
（Ｃ２ＰＯＯＬ）、遅延（ＬＡＴＥＮ）およびシステム
管理（ＳＹＳＡＤＭ）の合計はタ―ゲット―クン回転時
間に等しい。このようにして、次式が与えられる。
情報のクラスに必要とされるサ―ビスの質を考慮して選
ばれなければならない。前述のように、各々の書込みト
―クンが受信されるごとに伝送されるクラス１の情報の
量は、割当て可能な帯域幅を表わす値によって制限され
る。この値すなわちＡＬＬＯＣはタ―ゲットト―クン回
転時間以下である。ＡＬＬＯＣがタ―ゲットト―クン回
転時間と異なる量は３つの要素に依存している。これら
３つの要素とは、最小のスル―プット（Ｃ２ＰＯＯＬ）
を保証するためにクラス２のデバイスに割当てられる帯
域幅の量、物理的あるいは論理的リングの遅延（ＬＡＴ
ＥＮ）、そしてシステム管理（ＳＹＳＡＤＭ）に対する
帯域幅である。システム管理は論理的ル―プを構成する
のに要求され、あるいは帯域幅割当て手段を必要とする
機能を含んでいる。遅延（ＬＡＴＥＮ）はト―クンを負
荷なしでル―プのまわりを進ませる時間の量である。割
当て可能な帯域幅（ＡＬＬＯＣ）、クラス２のプ―ル
（Ｃ２ＰＯＯＬ）、遅延（ＬＡＴＥＮ）およびシステム
管理（ＳＹＳＡＤＭ）の合計はタ―ゲット―クン回転時
間に等しい。このようにして、次式が与えられる。
【００５１】ＴＴＲＴ＝ＡＬＬＯＣ＋Ｃ２ＰＯＯＬ＋Ｌ
ＡＴＥＮ＋ＳＹＳＡＤＭ 実際には、待ち時間およびシステム管理はほとんどのシ
ステムにとっては小さな要因である。このように、割当
て可能な帯域幅（ＡＬＬＯＣ）は主にル―プ上において
いくつのクラス２の通信が予想されるかによって選択さ
れる。Ｃ２ＰＯＯＬのサイズを選択することによって、
クラス２のステ―ションあたりの最小のスル―プットを
決定できる。余り（ＡＬＬＯＣ）はすべてのクラス１
（Ｃ１）通信に有効な帯域幅である。
ＡＴＥＮ＋ＳＹＳＡＤＭ 実際には、待ち時間およびシステム管理はほとんどのシ
ステムにとっては小さな要因である。このように、割当
て可能な帯域幅（ＡＬＬＯＣ）は主にル―プ上において
いくつのクラス２の通信が予想されるかによって選択さ
れる。Ｃ２ＰＯＯＬのサイズを選択することによって、
クラス２のステ―ションあたりの最小のスル―プットを
決定できる。余り（ＡＬＬＯＣ）はすべてのクラス１
（Ｃ１）通信に有効な帯域幅である。
【００５２】普通には、クラス３およびそれ以下の優先
順位のクラスに対するタイマの値はクラス１に対する有
効な帯域幅以下となるであろう（Ｃ３ＴＩＭＥＲ＜ＡＬ
ＬＯＣ）。そのような場合において、最小の帯域幅はク
ラス３に対して保証されない。このような場合と異なる
ときには、実際のクラス２のプ―ル（Ｃ２ＰＯＯＬ）は
次式のように与えられる。
順位のクラスに対するタイマの値はクラス１に対する有
効な帯域幅以下となるであろう（Ｃ３ＴＩＭＥＲ＜ＡＬ
ＬＯＣ）。そのような場合において、最小の帯域幅はク
ラス３に対して保証されない。このような場合と異なる
ときには、実際のクラス２のプ―ル（Ｃ２ＰＯＯＬ）は
次式のように与えられる。
【００５３】Ｃ２ＰＯＯＬ＝ＴＴＲＴ−ＬＡＴＥＮ−
（Ｃ３ＴＩＭＥＲ−ＡＬＬＯＣ）＝ＴＴＲＴ−ＬＡＴＥ
Ｎ−Ｃ３ＴＩＭＥＲ＋ＡＬＬＯＣ このように、もしもクラス３のタイマの値が割当て可能
な帯域幅よりも大きいならば、いくつかの最小の帯域幅
はクラス２あるいはクラス３に対して保証される。
（Ｃ３ＴＩＭＥＲ−ＡＬＬＯＣ）＝ＴＴＲＴ−ＬＡＴＥ
Ｎ−Ｃ３ＴＩＭＥＲ＋ＡＬＬＯＣ このように、もしもクラス３のタイマの値が割当て可能
な帯域幅よりも大きいならば、いくつかの最小の帯域幅
はクラス２あるいはクラス３に対して保証される。
【００５４】クラス１のサ―ビスは最小の保証された帯
域幅である。割当て可能な帯域幅（ＡＬＬＯＣ）の一部
を受信した各々のクラス１のステ―ションは、書込みト
―クンのすべての回転ごとにその割当てのサイズに相当
した情報のいくつかの固定された合計を伝送することが
できることを保証する。このように、もしも書込みト―
クンがタ―ゲットト―クン回転時間よりも速く回転して
いるならば、クラス１のステ―ションによって使用可能
な帯域幅はクラス１の情報に対して有効な保証された最
小の帯域幅よりも大きくなる。
域幅である。割当て可能な帯域幅（ＡＬＬＯＣ）の一部
を受信した各々のクラス１のステ―ションは、書込みト
―クンのすべての回転ごとにその割当てのサイズに相当
した情報のいくつかの固定された合計を伝送することが
できることを保証する。このように、もしも書込みト―
クンがタ―ゲットト―クン回転時間よりも速く回転して
いるならば、クラス１のステ―ションによって使用可能
な帯域幅はクラス１の情報に対して有効な保証された最
小の帯域幅よりも大きくなる。
【００５５】クラス２のステ―ション（Ｃ２ＰＯＯＬ）
に対して保証された帯域幅のプ―ルは、クラス２のサ―
ビスを使用するように設計されたすべてのステ―ション
によって分配される。さらに、書込みト―クンのタイミ
ングは未使用のクラス１の帯域幅をより低い優先順位の
ステ―ションによって使用されるようにする。これは、
書込みト―クンの時間測定を行ないそして前述のように
負荷の測定を行なうより低い優先順位のステ―ションに
よって完了される。このように、書込みト―クンがより
低い優先順位のステ―ションに到着したときに、ト―ク
ン保持タイマは基本的に最後の回転においてどれだけの
帯域幅が使われなかったかを示す。これは、何が割当て
られるかあるいは何が公平に割当て可能であったかとい
うことには関係なく、まさに何が使用されたかというこ
とであり、そして現在の負荷（Ｃ２およびＣ３タイマを
介して）を測定することにより、より低い優先順位のス
テ―ションは、クラス１に割当てられないかあるいは割
当てられたが使用されなかったかのいずれかの未使用の
クラス１の帯域幅を使用することができる。言い換える
と、クラス２および３のステ―ションによって使用され
る伝送のアルゴリズムはＡＬＬＯＣを検索することさえ
せず、クラス１の対する割当てアルゴリズムのみがＡＬ
ＬＯＣを検索する。
に対して保証された帯域幅のプ―ルは、クラス２のサ―
ビスを使用するように設計されたすべてのステ―ション
によって分配される。さらに、書込みト―クンのタイミ
ングは未使用のクラス１の帯域幅をより低い優先順位の
ステ―ションによって使用されるようにする。これは、
書込みト―クンの時間測定を行ないそして前述のように
負荷の測定を行なうより低い優先順位のステ―ションに
よって完了される。このように、書込みト―クンがより
低い優先順位のステ―ションに到着したときに、ト―ク
ン保持タイマは基本的に最後の回転においてどれだけの
帯域幅が使われなかったかを示す。これは、何が割当て
られるかあるいは何が公平に割当て可能であったかとい
うことには関係なく、まさに何が使用されたかというこ
とであり、そして現在の負荷（Ｃ２およびＣ３タイマを
介して）を測定することにより、より低い優先順位のス
テ―ションは、クラス１に割当てられないかあるいは割
当てられたが使用されなかったかのいずれかの未使用の
クラス１の帯域幅を使用することができる。言い換える
と、クラス２および３のステ―ションによって使用され
る伝送のアルゴリズムはＡＬＬＯＣを検索することさえ
せず、クラス１の対する割当てアルゴリズムのみがＡＬ
ＬＯＣを検索する。
【００５６】クラス３およびより低い優先順位のステ―
ションはそれらに有効な帯域幅の保証されたプ―ルをも
っておらず、それゆえに保証されたスル―プットも有し
ていない。このようにして、それらはそのクラスに対し
て設定された任意の割合以下に負荷が落ちたときにのみ
伝送する。前に論じたように、クラス３およびより低い
優先順位のステ―ションはそのクラスに対して設定され
た目的時間（あるいはタイマの値）に基づいてこの決定
を行なう。たとえば、クラス２の目的時間が８ミリ秒で
ありクラス３の目的時間が６ミリ秒に等しければ、クラ
ス２の負荷が７５％以下に下がってもクラス３は伝送を
することができる。
ションはそれらに有効な帯域幅の保証されたプ―ルをも
っておらず、それゆえに保証されたスル―プットも有し
ていない。このようにして、それらはそのクラスに対し
て設定された任意の割合以下に負荷が落ちたときにのみ
伝送する。前に論じたように、クラス３およびより低い
優先順位のステ―ションはそのクラスに対して設定され
た目的時間（あるいはタイマの値）に基づいてこの決定
を行なう。たとえば、クラス２の目的時間が８ミリ秒で
ありクラス３の目的時間が６ミリ秒に等しければ、クラ
ス２の負荷が７５％以下に下がってもクラス３は伝送を
することができる。
【００５７】クラス１のステ―ションはそれに割当てら
れたクラス１の帯域幅の合計を増加させようとする。た
とえば、ＰＢＸのようなデバイスがステ―ションに備え
付けられたとすると、呼出しを設定する時間あるいは呼
出しを終了させる時間において、ステ―ションが現在の
負荷を反射できるようにステ―ションは割当てられたク
ラス１の帯域幅の合計を変化しようとする。
れたクラス１の帯域幅の合計を増加させようとする。た
とえば、ＰＢＸのようなデバイスがステ―ションに備え
付けられたとすると、呼出しを設定する時間あるいは呼
出しを終了させる時間において、ステ―ションが現在の
負荷を反射できるようにステ―ションは割当てられたク
ラス１の帯域幅の合計を変化しようとする。
【００５８】当業者はクラス１のサ―ビスに対する帯域
幅の割当てが、少なくとも５つの方法のうちの１つにお
いて達成され得ることを評価するであろう。すなわち、
構成の制限を介することによって、帯域幅の割当てを制
御するセントラルデバイスを介することによって、書込
みト―クン内に現在の割当てられた帯域幅を表わすフィ
―ルドを含むことによって、ル―プのまわりを循環しす
べてのステ―ションから割当てられた現在の帯域幅を収
集する特別なト―クンによって、帯域幅の現在の割当て
を決定するためにアルゴリズムを通過させる分配された
メッセ―ジによって。
幅の割当てが、少なくとも５つの方法のうちの１つにお
いて達成され得ることを評価するであろう。すなわち、
構成の制限を介することによって、帯域幅の割当てを制
御するセントラルデバイスを介することによって、書込
みト―クン内に現在の割当てられた帯域幅を表わすフィ
―ルドを含むことによって、ル―プのまわりを循環しす
べてのステ―ションから割当てられた現在の帯域幅を収
集する特別なト―クンによって、帯域幅の現在の割当て
を決定するためにアルゴリズムを通過させる分配された
メッセ―ジによって。
【００５９】この発明の好ましい実施例において、クラ
ス１のサ―ビスに対する帯域幅の割当てに使用される機
構は、ル―プに沿って伝達される特別なト―クンを使用
することである。
ス１のサ―ビスに対する帯域幅の割当てに使用される機
構は、ル―プに沿って伝達される特別なト―クンを使用
することである。
【００６０】ステ―ションが追加のクラス１の帯域幅の
割当てを必要とするときは、ステ―ションは書込みト―
クンをとらえそして帯域幅割当てト―クンを伝送する
（図３）。この帯域幅割当てト―クンはすべてのステ―
ションの割当てられた帯域幅を積算するためのフィ―ル
ド（ＡＬＬＯＣＡＴＥＤ）を含んでいる。このフィ―ル
ドは帯域幅割当てト―クンを伝送しているステ―ション
の現在の割当てに初期設定される。ル―プ上における各
々のクラス１のステ―ションは帯域幅割当てト―クンを
とり、割当てられたフィ―ルド（ＡＬＬＯＣＡＴＥＤ）
に対しそのステ―ションによってクラス１に現在割当て
られている帯域幅の合計を付け加え、そして帯域幅割当
てト―クンを次のステ―ションに前進させる。帯域幅割
当てト―クンが帯域幅を割当てようとしているステ―シ
ョンに戻ってきたとき、書込みト―クンは再び発生しそ
して次のステ―ションに送られる。もしも帯域幅の現在
の割当てが帯域幅割当てト―クン（ＡＬＬＯＣＡＴＥ
Ｄ）に戻ってきたとすると、フィ―ルドおよび必要とさ
れる追加の割当ては、割当て帯域幅（ＡＬＬＯＣ）以下
であるかもしくは等しくなり、その後割当ては承認され
る。そのような場合において必要とされる追加の帯域幅
はステ―ションに対して現在割当てられている全帯域幅
に付加される。
割当てを必要とするときは、ステ―ションは書込みト―
クンをとらえそして帯域幅割当てト―クンを伝送する
（図３）。この帯域幅割当てト―クンはすべてのステ―
ションの割当てられた帯域幅を積算するためのフィ―ル
ド（ＡＬＬＯＣＡＴＥＤ）を含んでいる。このフィ―ル
ドは帯域幅割当てト―クンを伝送しているステ―ション
の現在の割当てに初期設定される。ル―プ上における各
々のクラス１のステ―ションは帯域幅割当てト―クンを
とり、割当てられたフィ―ルド（ＡＬＬＯＣＡＴＥＤ）
に対しそのステ―ションによってクラス１に現在割当て
られている帯域幅の合計を付け加え、そして帯域幅割当
てト―クンを次のステ―ションに前進させる。帯域幅割
当てト―クンが帯域幅を割当てようとしているステ―シ
ョンに戻ってきたとき、書込みト―クンは再び発生しそ
して次のステ―ションに送られる。もしも帯域幅の現在
の割当てが帯域幅割当てト―クン（ＡＬＬＯＣＡＴＥ
Ｄ）に戻ってきたとすると、フィ―ルドおよび必要とさ
れる追加の割当ては、割当て帯域幅（ＡＬＬＯＣ）以下
であるかもしくは等しくなり、その後割当ては承認され
る。そのような場合において必要とされる追加の帯域幅
はステ―ションに対して現在割当てられている全帯域幅
に付加される。
【００６１】上述の動作の一例として、図２において示
すように、Ａ，Ｂ，…，Ｅに至るクラス１のすべてのス
テ―ションを伴うル―プが存在し、それぞれのステ―シ
ョンは図において示されるようにそれぞれに割当てられ
た帯域幅のクラス１のユニットの番号を有していると仮
定する。さらにル―プはクラス１の帯域幅（＝ＡＬＬＯ
Ｃ）の１２の割当て可能なユニットの容量を有している
と仮定する。仮にステ―ションＣがそれ自身に対する追
加の帯域幅を割当てようとするならば、ステ―ションは
書込みト―クンをとり、割当てフィ―ルドＡＬＬＯＣＡ
ＴＥＤにおいて０を伴った帯域幅割当てト―クンを送信
する（なぜならばステ―ションＣは現在それ自身に割当
てられるユニットを持っていないから）。割当てト―ク
ンがステ―ションＤによって受信されたときに、５つの
ユニットがＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドに付け加えら
れ、割当てト―クンはステ―ションＥに伝送される。こ
のプロセスは帯域幅割当てト―クンがＡＬＬＯＣＡＴＥ
Ｄフィ―ルドにおける９の値を伴ってステ―ションＣに
戻ってくるまで持続する。ステ―ションＣは割当てフィ
―ルドＡＬＬＯＣＡＴＥＤにおける値を１２（ＡＬＬＯ
Ｃによって特定された）のル―プ容量に比較する。ＡＬ
ＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドおよびＡＬＬＯＣの値の間に
は３つのユニットからなる相違が存在するので、ステ―
ションＣはクラス１の帯域幅の３つの追加のユニットを
割当てる。もしＣがただ１つの追加のユニットのみを割
当てようとしたならば、Ｃはその現在の割当てレジスタ
を０から１へ変化させるであろう。引き続いて、もしも
ステ―ションＣが帯域幅割当てト―クンを受信したなら
ば、ステ―ションＣは１ユニットをＡＬＬＯＣＡＴＥＤ
フィ―ルドに、すなわちその現在の割当てに加えるであ
ろう。ステ―ションＣが割当てられたクラス１の帯域幅
の使用を終了したときに、ステ―ションＣはその現在の
割当てレジスタを０ユニットに戻すことに注目すべきで
ある。同様に、他のクラス１のステ―ションがもはやそ
れらの現在割当てられた帯域幅の一部あるいはすべてを
必要としないならば、それらはまたそれらの現在の割当
てレジスタにおける値を減少させるであろう。
すように、Ａ，Ｂ，…，Ｅに至るクラス１のすべてのス
テ―ションを伴うル―プが存在し、それぞれのステ―シ
ョンは図において示されるようにそれぞれに割当てられ
た帯域幅のクラス１のユニットの番号を有していると仮
定する。さらにル―プはクラス１の帯域幅（＝ＡＬＬＯ
Ｃ）の１２の割当て可能なユニットの容量を有している
と仮定する。仮にステ―ションＣがそれ自身に対する追
加の帯域幅を割当てようとするならば、ステ―ションは
書込みト―クンをとり、割当てフィ―ルドＡＬＬＯＣＡ
ＴＥＤにおいて０を伴った帯域幅割当てト―クンを送信
する（なぜならばステ―ションＣは現在それ自身に割当
てられるユニットを持っていないから）。割当てト―ク
ンがステ―ションＤによって受信されたときに、５つの
ユニットがＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドに付け加えら
れ、割当てト―クンはステ―ションＥに伝送される。こ
のプロセスは帯域幅割当てト―クンがＡＬＬＯＣＡＴＥ
Ｄフィ―ルドにおける９の値を伴ってステ―ションＣに
戻ってくるまで持続する。ステ―ションＣは割当てフィ
―ルドＡＬＬＯＣＡＴＥＤにおける値を１２（ＡＬＬＯ
Ｃによって特定された）のル―プ容量に比較する。ＡＬ
ＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドおよびＡＬＬＯＣの値の間に
は３つのユニットからなる相違が存在するので、ステ―
ションＣはクラス１の帯域幅の３つの追加のユニットを
割当てる。もしＣがただ１つの追加のユニットのみを割
当てようとしたならば、Ｃはその現在の割当てレジスタ
を０から１へ変化させるであろう。引き続いて、もしも
ステ―ションＣが帯域幅割当てト―クンを受信したなら
ば、ステ―ションＣは１ユニットをＡＬＬＯＣＡＴＥＤ
フィ―ルドに、すなわちその現在の割当てに加えるであ
ろう。ステ―ションＣが割当てられたクラス１の帯域幅
の使用を終了したときに、ステ―ションＣはその現在の
割当てレジスタを０ユニットに戻すことに注目すべきで
ある。同様に、他のクラス１のステ―ションがもはやそ
れらの現在割当てられた帯域幅の一部あるいはすべてを
必要としないならば、それらはまたそれらの現在の割当
てレジスタにおける値を減少させるであろう。
【００６２】ある特定の故障の状態下においては、クラ
ス１のステ―ションが、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルド
における値が全割当て可能なクラス１の帯域幅（ＡＬＬ
ＯＣ）を越える帯域幅割当てト―クンを受信することが
可能である。このように、たとえば複数の故障が発生し
たときに、冗長な伝送経路を有し信頼性に対するル―プ
バックを使用するル―プは、別々のル―プに分解される
（図４（ａ））。ル―プバックの仕組みの説明はＴhoma
s Ｒ．Ｗoodward による１９８０年２月２６日に発行
されたＵ．Ｓ．Ｐatent ４，１９０，８２１に含まれ
ており、それは参照することによって援用する。欠陥の
１つの修理において、２つの別々のル―プは１つの単一
のル―プとして（図４（ｂ））機能し始める。修理の前
において２つのル―プの部分は、同一の帯域幅割当て手
段を使用して動作する。それゆえに、図４（ａ）におけ
る双方のル―プの部分は、割当てられた帯域幅のＡＬＬ
ＯＣの合計（１２ユニット）以下の帯域幅を有してい
る。しかしステ―ションＣおよびＤ間における欠陥の修
理がル―プを再び結合するとき（図４（ｂ））、現在の
割当てはＡＬＬＯＣよりも大きくなる。
ス１のステ―ションが、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルド
における値が全割当て可能なクラス１の帯域幅（ＡＬＬ
ＯＣ）を越える帯域幅割当てト―クンを受信することが
可能である。このように、たとえば複数の故障が発生し
たときに、冗長な伝送経路を有し信頼性に対するル―プ
バックを使用するル―プは、別々のル―プに分解される
（図４（ａ））。ル―プバックの仕組みの説明はＴhoma
s Ｒ．Ｗoodward による１９８０年２月２６日に発行
されたＵ．Ｓ．Ｐatent ４，１９０，８２１に含まれ
ており、それは参照することによって援用する。欠陥の
１つの修理において、２つの別々のル―プは１つの単一
のル―プとして（図４（ｂ））機能し始める。修理の前
において２つのル―プの部分は、同一の帯域幅割当て手
段を使用して動作する。それゆえに、図４（ａ）におけ
る双方のル―プの部分は、割当てられた帯域幅のＡＬＬ
ＯＣの合計（１２ユニット）以下の帯域幅を有してい
る。しかしステ―ションＣおよびＤ間における欠陥の修
理がル―プを再び結合するとき（図４（ｂ））、現在の
割当てはＡＬＬＯＣよりも大きくなる。
【００６３】一例として、図４（ｂ）においてステ―シ
ョンＣが追加の帯域幅を割当てようとしていたとする。
割当てト―クンがステ―ションＡに到着したときに、Ａ
ＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドは１１ユニットを特定す
る。上述のような場合において、ステ―ションＡは現在
の割当てられたクラス１の帯域幅がＡＬＬＯＣを越えた
ことを検出し、そしてステ―ションＡは１ユニットの現
在の割当てのみを有しているのですべてのセッションを
終了することによって応答するであろう。ステ―ション
Ａはすべてのセッションを終了したので、その現在の割
当てを０に変更し、そして割当てト―クンがステ―ショ
ンＢに到着したときに、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルド
はまだ１１ユニットを特定するであろう。ステ―ション
Ｂは全体の現在の割当てがＡＬＬＯＣ（＝１２ユニッ
ト）を越えることなく１ユニットの現在の割当てを維持
することができるので、ステ―ションＢはそのセッショ
ンを終了することを必要とはしないだろう。しかしなが
ら、ステ―ションＣによってなされる追加の割当てに対
する要求は、もし認めると全体の現在の割当てがＡＬＬ
ＯＣを越えるので認められない。
ョンＣが追加の帯域幅を割当てようとしていたとする。
割当てト―クンがステ―ションＡに到着したときに、Ａ
ＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドは１１ユニットを特定す
る。上述のような場合において、ステ―ションＡは現在
の割当てられたクラス１の帯域幅がＡＬＬＯＣを越えた
ことを検出し、そしてステ―ションＡは１ユニットの現
在の割当てのみを有しているのですべてのセッションを
終了することによって応答するであろう。ステ―ション
Ａはすべてのセッションを終了したので、その現在の割
当てを０に変更し、そして割当てト―クンがステ―ショ
ンＢに到着したときに、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルド
はまだ１１ユニットを特定するであろう。ステ―ション
Ｂは全体の現在の割当てがＡＬＬＯＣ（＝１２ユニッ
ト）を越えることなく１ユニットの現在の割当てを維持
することができるので、ステ―ションＢはそのセッショ
ンを終了することを必要とはしないだろう。しかしなが
ら、ステ―ションＣによってなされる追加の割当てに対
する要求は、もし認めると全体の現在の割当てがＡＬＬ
ＯＣを越えるので認められない。
【００６４】選択的に、ステ―ションＡは帯域幅の１ユ
ニットを割当てることができ、そしてそのセッションの
一部を維持することができる。そのような場合におい
て、ステ―ションＡは１ユニットを割当てト―クンのＡ
ＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドに付け加えるであろう。こ
のようにして、割当てト―クンがステ―ションＢに到達
したときに、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドは１２ユニ
ットを特定する。ステ―ションＢは現在の割当てられた
クラス１の帯域幅がＡＬＬＯＣ（もしもステ―ションＢ
がその現在の割当てを維持したならば）を越えたことを
検出し、ステ―ションＢはもはや１ユニットの現在の割
当てをもつことができないので、そのすべてのセッショ
ンを終了することによって応答することができるであろ
う。このように、割当てト―クンがステ―ションＣに到
着したときには、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドは１２
ユニットを特定し、そしてＡＬＬＯＣＡＴＥＤは既にＡ
ＬＬＯＣと等しいのでステ―ションＣによってなされた
要求は承認されない。
ニットを割当てることができ、そしてそのセッションの
一部を維持することができる。そのような場合におい
て、ステ―ションＡは１ユニットを割当てト―クンのＡ
ＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドに付け加えるであろう。こ
のようにして、割当てト―クンがステ―ションＢに到達
したときに、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドは１２ユニ
ットを特定する。ステ―ションＢは現在の割当てられた
クラス１の帯域幅がＡＬＬＯＣ（もしもステ―ションＢ
がその現在の割当てを維持したならば）を越えたことを
検出し、ステ―ションＢはもはや１ユニットの現在の割
当てをもつことができないので、そのすべてのセッショ
ンを終了することによって応答することができるであろ
う。このように、割当てト―クンがステ―ションＣに到
着したときには、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドは１２
ユニットを特定し、そしてＡＬＬＯＣＡＴＥＤは既にＡ
ＬＬＯＣと等しいのでステ―ションＣによってなされた
要求は承認されない。
【００６５】この発明の好ましい実施例において、正常
な状態の下において、ただ１つの書込みト―クンのみが
ル―プのまわりを循環する。ステ―ションの欠陥あるい
は伝送エラ―は書込みト―クンのロスを引き起こす。書
込みト―クンが消失するときの決定は、タ―ゲットト―
クン回転時間のためにこの時間測定されたト―クンル―
プにおいては極めて簡単である。このように、書込みト
―クンの回転についての絶対的に最悪の場合の時間は、
タ―ゲットト―クン回転時間（ＴＴＲＴ）の２倍以下か
あるいはそれに等しい場合である。この最悪の場合の時
間は、帯域幅のすべてが現在クラス１（Ｃ２ＰＯＯＬで
ない）に割当てられており、帯域幅のすべてが１回転に
おいてクラス１のステ―ションによって使用されそして
次の回転においてすべてのステ―ションが伝送を停止す
るという極端に起こり得ない状態の下において発生す
る。それゆえに、もしも書込みト―クンのステ―ション
（どのクラスのでも）への前の到着からの時間がタ―ゲ
ットト―クン回転時間の２倍よりも大きければ、ステ―
ションは書込みト―クンが消失されたことを検知する。
書込みト―クンの消失の検出に応答して、ステ―ション
はト―クンを回復するために送信権要求サイクルを開始
させるであろう。送信権要求サイクルはリカバリ―（回
復）ト―クン（図３）を伝送するステ―ションによっ
て、行先アドレス（ＤＡ）フィ―ルドにおける個別のア
ドレスで開始される。リカバリ―ト―クンを受信する次
のステ―ションは、リカバリ―ト―クンにおける行先ア
ドレスがその個別アドレスよりも大きい場合にはリカバ
リ―ト―クンを通過させ、行先アドレスがその個別アド
レスよりも小さいときには行先アドレスをその個別アド
レスと取替え、またはリカバリ―ト―クンにおける行先
アドレスがその個別アドレスに等しいときには送信権要
求を獲得し書込みト―クンを再生する。このように、最
高の個別のアドレスを伴うステ―ションは送信権要求を
獲得し書込みト―クンを再生する。
な状態の下において、ただ１つの書込みト―クンのみが
ル―プのまわりを循環する。ステ―ションの欠陥あるい
は伝送エラ―は書込みト―クンのロスを引き起こす。書
込みト―クンが消失するときの決定は、タ―ゲットト―
クン回転時間のためにこの時間測定されたト―クンル―
プにおいては極めて簡単である。このように、書込みト
―クンの回転についての絶対的に最悪の場合の時間は、
タ―ゲットト―クン回転時間（ＴＴＲＴ）の２倍以下か
あるいはそれに等しい場合である。この最悪の場合の時
間は、帯域幅のすべてが現在クラス１（Ｃ２ＰＯＯＬで
ない）に割当てられており、帯域幅のすべてが１回転に
おいてクラス１のステ―ションによって使用されそして
次の回転においてすべてのステ―ションが伝送を停止す
るという極端に起こり得ない状態の下において発生す
る。それゆえに、もしも書込みト―クンのステ―ション
（どのクラスのでも）への前の到着からの時間がタ―ゲ
ットト―クン回転時間の２倍よりも大きければ、ステ―
ションは書込みト―クンが消失されたことを検知する。
書込みト―クンの消失の検出に応答して、ステ―ション
はト―クンを回復するために送信権要求サイクルを開始
させるであろう。送信権要求サイクルはリカバリ―（回
復）ト―クン（図３）を伝送するステ―ションによっ
て、行先アドレス（ＤＡ）フィ―ルドにおける個別のア
ドレスで開始される。リカバリ―ト―クンを受信する次
のステ―ションは、リカバリ―ト―クンにおける行先ア
ドレスがその個別アドレスよりも大きい場合にはリカバ
リ―ト―クンを通過させ、行先アドレスがその個別アド
レスよりも小さいときには行先アドレスをその個別アド
レスと取替え、またはリカバリ―ト―クンにおける行先
アドレスがその個別アドレスに等しいときには送信権要
求を獲得し書込みト―クンを再生する。このように、最
高の個別のアドレスを伴うステ―ションは送信権要求を
獲得し書込みト―クンを再生する。
【００６６】当業者は、送信権要求アルゴリズムが、最
低の個別アドレスを有するステ―ションが送信権要求を
獲得し書込みト―クンを再生できるように簡単に変更さ
れること評価するであろう。
低の個別アドレスを有するステ―ションが送信権要求を
獲得し書込みト―クンを再生できるように簡単に変更さ
れること評価するであろう。
【００６７】消失した書込みト―クンを再生するのに用
いられる同一の送信権要求プロセスは、回路網が初期設
定されたときに書込みト―クンを再生するのにも利用さ
れるということに注目すべきである。
いられる同一の送信権要求プロセスは、回路網が初期設
定されたときに書込みト―クンを再生するのにも利用さ
れるということに注目すべきである。
【００６８】以下の論議はト―クンとデ―タフレ―ムの
フォ―マットおよび入力情報を受信したときのステ―シ
ョンの応答を簡単に考察するものである。
フォ―マットおよび入力情報を受信したときのステ―シ
ョンの応答を簡単に考察するものである。
【００６９】ル―プ上のすべてのステ―ションはすべて
の入力してくる情報を検査する。デ―タフレ―ムにおい
て特定された行先アドレス（ＤＡ）が受信ステ―ション
の個別アドレスと等しいならば、ステ―ションのバッフ
ァに余地がなければデ―タフレ―ムはバッファされる。
回路網はデ―タフレ―ム上のエラ―制御およびフロ―制
御に対する状況表示（ＥＦＤフィ―ルドにおける）の作
成を考慮するものである。受信されたデ―タフレ―ムが
不良な巡回冗長チェック（フレ―ムチェックシ―ケンス
フィ―ルドにおいて）を有しているならば、ＥＦＤフィ
―ルドにおける状況ビットはＮＡＫにセットされるであ
ろう。ステ―ションがフレ―ムをバッファする余地がな
ければ、ＥＦＤフィ―ルドにおける状況ビットはバッフ
ァが満たされた状態を表示するようにセットされる。一
方、フレ―ムがバッファされると、ＥＦＤフィ―ルドに
おける状況ビットはＡＣＫにセットされる。フレ―ムの
行先アドレスがステ―ションの行先アドレスでないなら
ば、フレ―ムは以下の場合を除いて変化することなく次
のステ―ションに反復される。
の入力してくる情報を検査する。デ―タフレ―ムにおい
て特定された行先アドレス（ＤＡ）が受信ステ―ション
の個別アドレスと等しいならば、ステ―ションのバッフ
ァに余地がなければデ―タフレ―ムはバッファされる。
回路網はデ―タフレ―ム上のエラ―制御およびフロ―制
御に対する状況表示（ＥＦＤフィ―ルドにおける）の作
成を考慮するものである。受信されたデ―タフレ―ムが
不良な巡回冗長チェック（フレ―ムチェックシ―ケンス
フィ―ルドにおいて）を有しているならば、ＥＦＤフィ
―ルドにおける状況ビットはＮＡＫにセットされるであ
ろう。ステ―ションがフレ―ムをバッファする余地がな
ければ、ＥＦＤフィ―ルドにおける状況ビットはバッフ
ァが満たされた状態を表示するようにセットされる。一
方、フレ―ムがバッファされると、ＥＦＤフィ―ルドに
おける状況ビットはＡＣＫにセットされる。フレ―ムの
行先アドレスがステ―ションの行先アドレスでないなら
ば、フレ―ムは以下の場合を除いて変化することなく次
のステ―ションに反復される。
【００７０】各々のステ―ションはまたすべての受信さ
れたデ―タフレ―ムの出所アドレスを調査する。もしも
出所アドレスがステ―ションの個別アドレスと等しけれ
ば、フレ―ムはル―プの１つの完全な回転を形成する。
ＥＦＤフィ―ルドにおいて示された状況は獲得されそし
て伝送制御に使用される。ステ―ションは、フレ―ムに
おいて打切りシ―ケンスを配置することもしくはル―プ
からフレ―ムを取り除くことのいずれかによってフレ―
ムを無効にする。これは非常に小さい負荷の下でル―プ
のまわりを回転することを続けることによって同一フレ
―ムの多重受信を禁止するものである。
れたデ―タフレ―ムの出所アドレスを調査する。もしも
出所アドレスがステ―ションの個別アドレスと等しけれ
ば、フレ―ムはル―プの１つの完全な回転を形成する。
ＥＦＤフィ―ルドにおいて示された状況は獲得されそし
て伝送制御に使用される。ステ―ションは、フレ―ムに
おいて打切りシ―ケンスを配置することもしくはル―プ
からフレ―ムを取り除くことのいずれかによってフレ―
ムを無効にする。これは非常に小さい負荷の下でル―プ
のまわりを回転することを続けることによって同一フレ
―ムの多重受信を禁止するものである。
【００７１】以下の説明はステ―ションを実現するのに
用いられるハ―ドウェアの特性を描くものである。ハ―
ドウェアの詳細な説明は含まれてはいないが、この説明
は当業者にこの発明を製作および使用可能にさせるのに
十分なものである。
用いられるハ―ドウェアの特性を描くものである。ハ―
ドウェアの詳細な説明は含まれてはいないが、この説明
は当業者にこの発明を製作および使用可能にさせるのに
十分なものである。
【００７２】図３によれば、フレ―ムのスタ―トおよび
フレ―ムの終了に対するユニ―クな識別を含むフレ―ム
においてル―プ（リング）上に情報が与えられる。フレ
―ムスタ―ト区切り記号（ＳＦＤ）はフレ―ムがル―プ
の管理のために使用されるト―クンの１つであるかある
いはデ―タフレ―ムであるかを表示する。フレ―ム終了
区切り信号（ＥＦＤ）はフレ―ムの肯定的もしくは否定
的応答を示すために用いられる状況フィ―ルドおよびバ
ッファ状況および他の状況表示を含むものである。デ―
タフレ―ムは、行先アドレス（ＤＡ）および出所アドレ
ス（ＳＡ）の２つのアドレスを有している。ユ―ザデ―
タおよびユ―ザ制御情報はデ―タフレ―ムの情報フィ―
ルド（ＩＮＦＯ）に与えられる。フレ―ムチェックシ―
ケンスフィ―ルド（ＦＣＳ）は伝送におけるエラ―を検
出するために使用される。
フレ―ムの終了に対するユニ―クな識別を含むフレ―ム
においてル―プ（リング）上に情報が与えられる。フレ
―ムスタ―ト区切り記号（ＳＦＤ）はフレ―ムがル―プ
の管理のために使用されるト―クンの１つであるかある
いはデ―タフレ―ムであるかを表示する。フレ―ム終了
区切り信号（ＥＦＤ）はフレ―ムの肯定的もしくは否定
的応答を示すために用いられる状況フィ―ルドおよびバ
ッファ状況および他の状況表示を含むものである。デ―
タフレ―ムは、行先アドレス（ＤＡ）および出所アドレ
ス（ＳＡ）の２つのアドレスを有している。ユ―ザデ―
タおよびユ―ザ制御情報はデ―タフレ―ムの情報フィ―
ルド（ＩＮＦＯ）に与えられる。フレ―ムチェックシ―
ケンスフィ―ルド（ＦＣＳ）は伝送におけるエラ―を検
出するために使用される。
【００７３】ト―クンフォ―マットにおける種々のフィ
―ルドは、デ―タフレ―ムフォ―マットにおいて対応し
て名付けられたフィ―ルドに対して説明された機能と同
様の機能を有している。ト―クンおよびデ―タフォ―マ
ットにおけるフィ―ルドの正確な位置決めおよび様々な
状態ビットに対して指定された平均化はこの発明の動作
に対して決定的ではない。このようにして、当業者は図
３に示されたフォ―マットに対する変更がこの発明の精
神から離れることなくなされることを評価するであろ
う。
―ルドは、デ―タフレ―ムフォ―マットにおいて対応し
て名付けられたフィ―ルドに対して説明された機能と同
様の機能を有している。ト―クンおよびデ―タフォ―マ
ットにおけるフィ―ルドの正確な位置決めおよび様々な
状態ビットに対して指定された平均化はこの発明の動作
に対して決定的ではない。このようにして、当業者は図
３に示されたフォ―マットに対する変更がこの発明の精
神から離れることなくなされることを評価するであろ
う。
【００７４】この発明の好ましい実施例において、ル―
プ上に伝送された情報は３つの値，“１”，“０”，お
よび“violation ”を発生する２重周波数フォ―マット
においてコ―ド化される。violation の値はＳＦＤおよ
びＥＦＤを決定するのに使用される。しかしながら、当
業者は他のデ―タ伝送フォ―マットが特定の応用に対し
てさらに適しているということを評価するであろう。
プ上に伝送された情報は３つの値，“１”，“０”，お
よび“violation ”を発生する２重周波数フォ―マット
においてコ―ド化される。violation の値はＳＦＤおよ
びＥＦＤを決定するのに使用される。しかしながら、当
業者は他のデ―タ伝送フォ―マットが特定の応用に対し
てさらに適しているということを評価するであろう。
【００７５】図５はル―プ上の各々のステ―ションに提
供されたリング論理のブロック図である。図５において
実線は実際の流れを示し、破線は制御情報を示してい
る。伝送優先論理３２の底部へ入っていく破線はそれぞ
れのステ―ションによって指示されまたそれぞれのステ
―ションに含まれ、支持されるデ―タデバイス（図示せ
ず）からの制御インタ―フェ―スである。受信バッファ
論理４２の底部から出力され、伝送バッファ論理３４の
底部に入力するデ―タ回線はデ―タデバイス（たとえば
ファクシミリ，記憶装置など）に、リング論理から情報
を受信させまたリング論理へ情報を伝送させるデ―タイ
ンタ―フェ―スである。当業者にとって明白であるよう
に、これらのデ―タインタ―フェ―ス回線は普通、デ―
タデバイスのデ―タバスにおいていくつかの論理と結合
されている。ル―プから受信された信号は、クロックが
引き出されそしてデ―タが第１の入出力待ち行列ユニッ
ト２２（ＦＩＦＯ）の内部であるいは外部でクロックさ
れるデコ―ダ２０に与えられる。集中型クロックもしく
は分散型クロックのいずれを選択するかは重要ではな
い。この発明の好ましい実施例において、分散型クロッ
クが利用される。すなわち、各々のステ―ションは独立
したクロックを出力する。そのような状況において、受
信されたクロックおよびステ―ションの内部のクロック
との間の率における相違はフレ―ム間にビットを挿入す
るかまたは削除する必要性を引き起こす。これはＦＩＦ
Ｏ２２によって完成される。このようにして、ＦＩＦＯ
２２は、異なったステ―ションにおける水晶の不均衡を
補償するためにフレ―ム間にビットを付加するかあるい
は削除する。ＦＩＦＯ２２の設計は使用されているクロ
ックシステムおよび水晶の質およびその他のパラメ―タ
に依存している。特定の回路網の特性を適応させるＦＩ
ＦＯ２２の設計は当業者にとっては明白なものである。
供されたリング論理のブロック図である。図５において
実線は実際の流れを示し、破線は制御情報を示してい
る。伝送優先論理３２の底部へ入っていく破線はそれぞ
れのステ―ションによって指示されまたそれぞれのステ
―ションに含まれ、支持されるデ―タデバイス（図示せ
ず）からの制御インタ―フェ―スである。受信バッファ
論理４２の底部から出力され、伝送バッファ論理３４の
底部に入力するデ―タ回線はデ―タデバイス（たとえば
ファクシミリ，記憶装置など）に、リング論理から情報
を受信させまたリング論理へ情報を伝送させるデ―タイ
ンタ―フェ―スである。当業者にとって明白であるよう
に、これらのデ―タインタ―フェ―ス回線は普通、デ―
タデバイスのデ―タバスにおいていくつかの論理と結合
されている。ル―プから受信された信号は、クロックが
引き出されそしてデ―タが第１の入出力待ち行列ユニッ
ト２２（ＦＩＦＯ）の内部であるいは外部でクロックさ
れるデコ―ダ２０に与えられる。集中型クロックもしく
は分散型クロックのいずれを選択するかは重要ではな
い。この発明の好ましい実施例において、分散型クロッ
クが利用される。すなわち、各々のステ―ションは独立
したクロックを出力する。そのような状況において、受
信されたクロックおよびステ―ションの内部のクロック
との間の率における相違はフレ―ム間にビットを挿入す
るかまたは削除する必要性を引き起こす。これはＦＩＦ
Ｏ２２によって完成される。このようにして、ＦＩＦＯ
２２は、異なったステ―ションにおける水晶の不均衡を
補償するためにフレ―ム間にビットを付加するかあるい
は削除する。ＦＩＦＯ２２の設計は使用されているクロ
ックシステムおよび水晶の質およびその他のパラメ―タ
に依存している。特定の回路網の特性を適応させるＦＩ
ＦＯ２２の設計は当業者にとっては明白なものである。
【００７６】ＦＩＦＯ２２の長さは最大フレ―ム長ＭＡ
ＸＦＲＡＭＥを決定する際に重要な要素であることに注
意すべきである。このように、ＭＡＸＦＲＡＭＥは、い
くつのパディング（padding ）のビットをフレ―ム作成
論理３６がフレ―ム間に挿入するか、ＦＩＦＯ２２の長
さ、いくつのステ―ションがル―プ内に存在するか、そ
して使用されるクロックの方法といったその他の要素に
依存している。これらの変化の間のトレ―ドオフは当業
者にとっては明白なものであろう。
ＸＦＲＡＭＥを決定する際に重要な要素であることに注
意すべきである。このように、ＭＡＸＦＲＡＭＥは、い
くつのパディング（padding ）のビットをフレ―ム作成
論理３６がフレ―ム間に挿入するか、ＦＩＦＯ２２の長
さ、いくつのステ―ションがル―プ内に存在するか、そ
して使用されるクロックの方法といったその他の要素に
依存している。これらの変化の間のトレ―ドオフは当業
者にとっては明白なものであろう。
【００７７】ＦＩＦＯ２２からのデ―タ出力は論理の４
つの平行なセクション、すなわちト―クン管理論理２
４，フレ―ム同期論理２６，アドレス認識論理２８およ
びエラ―検出論理３０を発生する。フレ―ム同期論理２
６はＦＩＦＯ２２から入力してくるデ―タを走査し、フ
レ―ムスタ―ト区切り信号（ＳＦＤs ）を捜すものであ
る。フレ―ムスタ―ト区切り信号を検出すると、フレ―
ム同期論理はフレ―ムがデ―タフレ―ムであるかあるい
はフレ―ムスタ―ト区切り信号のコ―ディングに基づい
たト―クンであるかを決定する。フレ―ム同期論理の設
計はフレ―ムスタ―ト区切り信号（ＳＦＤs ）およびフ
レ―ム終了区切り信号（ＥＦＤs ）を示すのに使用され
たコ―ディングの概要に依存している。このように、た
とえば０挿入のＨＤＬＣ／ＢＤＬＣタイプがＳＦＤおよ
びＥＦＤを識別するユニ―クなパタ―ンを作成するのに
使用されると、フレ―ム同期論理２６はこれらのフラグ
パタ―ンを発見し、またノンフラグフィ―ルドにおける
挿入された０を取り除かなければならないであろう。好
ましい実施例において、違法なコ―ディングシ―ケンス
は区切り信号を表示し、そしてデ―タフレ―ムかあるい
は受信されたト―クンの３つのタイプのうちの１つであ
るかを識別するのに用いられる。
つの平行なセクション、すなわちト―クン管理論理２
４，フレ―ム同期論理２６，アドレス認識論理２８およ
びエラ―検出論理３０を発生する。フレ―ム同期論理２
６はＦＩＦＯ２２から入力してくるデ―タを走査し、フ
レ―ムスタ―ト区切り信号（ＳＦＤs ）を捜すものであ
る。フレ―ムスタ―ト区切り信号を検出すると、フレ―
ム同期論理はフレ―ムがデ―タフレ―ムであるかあるい
はフレ―ムスタ―ト区切り信号のコ―ディングに基づい
たト―クンであるかを決定する。フレ―ム同期論理の設
計はフレ―ムスタ―ト区切り信号（ＳＦＤs ）およびフ
レ―ム終了区切り信号（ＥＦＤs ）を示すのに使用され
たコ―ディングの概要に依存している。このように、た
とえば０挿入のＨＤＬＣ／ＢＤＬＣタイプがＳＦＤおよ
びＥＦＤを識別するユニ―クなパタ―ンを作成するのに
使用されると、フレ―ム同期論理２６はこれらのフラグ
パタ―ンを発見し、またノンフラグフィ―ルドにおける
挿入された０を取り除かなければならないであろう。好
ましい実施例において、違法なコ―ディングシ―ケンス
は区切り信号を表示し、そしてデ―タフレ―ムかあるい
は受信されたト―クンの３つのタイプのうちの１つであ
るかを識別するのに用いられる。
【００７８】フレ―ム同期論理２６がト―クンを検出す
ると、ト―クン管理論理２４はフレ―ム同期論理２６に
よって通知される。ト―クンは３つのタイプすなわち、
書込みト―クン、リカバリト―クンあるいは帯域幅割当
てト―クンのうちの１つである。書込みト―クンが受信
されたことをト―クン管理論理２４に通知するフレ―ム
同期論理２６に応答して、ト―クン管理論理２４は書込
みト―クンの回復に対して時間制限を行なっている内部
タイマ（図示せず）をリセットするであろう。すなわ
ち、内部タイマはＴＴＲＴの２倍の値にリセットされで
あろう。ステ―ションがル―プに参加するときには内部
タイマはまた初期値にセットされることに注意すべきで
ある。書込みト―クンが受信されたら、伝送優先順位論
理３２はト―クン管理論理２４によって通知される。伝
送優先順位論理３２はＣ２タイマ，Ｃ３タイマ，ト―ク
ン保持タイマおよび遅延レジスタを含んでおり、それら
はどれも図示されてはいない。伝送優先順位論理３２に
書込みト―クンの受信が通知されると、伝送優先順位論
理３２はト―クン保持タイマをロ―ドし、以前に特定さ
れた方法によってＣ２およびＣ３タイマをリセットす
る。もしも情報が伝送バッファ論理３４内部において伝
送を待っており、待たさせているクラスに対するタイマ
が０まで減少していないとすると、情報は伝送バッファ
論理３４におけるバッファ（図示せず）から取出され、
フレ―ムスタ―ト区切り信号，出所アドレス，フレ―ム
チェックシ―ケンスおよびフレ―ム終了区切り信号が付
加されたフレ―ム作成論理３６を介して実行される。
ると、ト―クン管理論理２４はフレ―ム同期論理２６に
よって通知される。ト―クンは３つのタイプすなわち、
書込みト―クン、リカバリト―クンあるいは帯域幅割当
てト―クンのうちの１つである。書込みト―クンが受信
されたことをト―クン管理論理２４に通知するフレ―ム
同期論理２６に応答して、ト―クン管理論理２４は書込
みト―クンの回復に対して時間制限を行なっている内部
タイマ（図示せず）をリセットするであろう。すなわ
ち、内部タイマはＴＴＲＴの２倍の値にリセットされで
あろう。ステ―ションがル―プに参加するときには内部
タイマはまた初期値にセットされることに注意すべきで
ある。書込みト―クンが受信されたら、伝送優先順位論
理３２はト―クン管理論理２４によって通知される。伝
送優先順位論理３２はＣ２タイマ，Ｃ３タイマ，ト―ク
ン保持タイマおよび遅延レジスタを含んでおり、それら
はどれも図示されてはいない。伝送優先順位論理３２に
書込みト―クンの受信が通知されると、伝送優先順位論
理３２はト―クン保持タイマをロ―ドし、以前に特定さ
れた方法によってＣ２およびＣ３タイマをリセットす
る。もしも情報が伝送バッファ論理３４内部において伝
送を待っており、待たさせているクラスに対するタイマ
が０まで減少していないとすると、情報は伝送バッファ
論理３４におけるバッファ（図示せず）から取出され、
フレ―ムスタ―ト区切り信号，出所アドレス，フレ―ム
チェックシ―ケンスおよびフレ―ム終了区切り信号が付
加されたフレ―ム作成論理３６を介して実行される。
【００７９】フレ―ム作成論理３６の設計は伝送バッフ
ァ論理３４，デ―タフレ―ムのフィ―ルドの配列および
フレ―ム区切り信号の作成の使用される方法において用
いられるデ―タ構造に基づいている。好ましい実施例に
おいて、伝送バッファ論理３４において記憶された情報
のみが情報フィ―ルドおよび行先アドレスである。この
ようにして、フレ―ム作成論理３６はフレ―ムスタ―ト
区切り信号（ＳＦＤ）を発生し、出所アドレス（ＳＡ）
を付加し、フレ―ムチェックシ―ケンス（ＦＣＳ）を生
成しフレ―ム終了区切り信号（ＥＦＤ）を付加する。理
解されたフレ―ム作成論理３６によって実行される機能
より、フレ―ム作成論理３６の設計は当業者にとって明
白なものであるということは十分に言うことができる。
ァ論理３４，デ―タフレ―ムのフィ―ルドの配列および
フレ―ム区切り信号の作成の使用される方法において用
いられるデ―タ構造に基づいている。好ましい実施例に
おいて、伝送バッファ論理３４において記憶された情報
のみが情報フィ―ルドおよび行先アドレスである。この
ようにして、フレ―ム作成論理３６はフレ―ムスタ―ト
区切り信号（ＳＦＤ）を発生し、出所アドレス（ＳＡ）
を付加し、フレ―ムチェックシ―ケンス（ＦＣＳ）を生
成しフレ―ム終了区切り信号（ＥＦＤ）を付加する。理
解されたフレ―ム作成論理３６によって実行される機能
より、フレ―ム作成論理３６の設計は当業者にとって明
白なものであるということは十分に言うことができる。
【００８０】フレ―ム作成論理３６内部において作成さ
れたフレ―ムは、デ―タフレ―ムが代わる代わるエンコ
―ダ４０に供給される出力制御論理３８に転送される。
出力制御論理３８はマルチプレクサであり、入力された
制御信号に対して応答し、受信した制御信号に関連して
出力制御論理３８のデ―タが入力するエンコ―ダ４０を
ゲ―トするためのものである。その設計は当業者によっ
てよく知られている。エンコ―ダ４０はデ―タ伝送フォ
―マットが何に利用されていようとも（たとえば、ＮＡ
Ｚ，２重周波数）、デ―タフレ―ムをコ―ド化し、コ―
ド化されたデ―タフレ―ムをル―プ上に伝送する。情報
の伝送は、書込みト―クン（ト―クン保持タイマとして
示された）に対する認められた保持時間が終了するま
で、あるいは伝送バッファ論理３４におけるすべての待
ち情報が伝送されるまで持続する。出力制御論理３８
は、それから書込みト―クンをト―クン管理論理２４に
よって再生させ、再生された書込みト―クンは出力制御
論理３８を介してト―クン管理論理２４からエンコ―ダ
４０にゲ―トされる。
れたフレ―ムは、デ―タフレ―ムが代わる代わるエンコ
―ダ４０に供給される出力制御論理３８に転送される。
出力制御論理３８はマルチプレクサであり、入力された
制御信号に対して応答し、受信した制御信号に関連して
出力制御論理３８のデ―タが入力するエンコ―ダ４０を
ゲ―トするためのものである。その設計は当業者によっ
てよく知られている。エンコ―ダ４０はデ―タ伝送フォ
―マットが何に利用されていようとも（たとえば、ＮＡ
Ｚ，２重周波数）、デ―タフレ―ムをコ―ド化し、コ―
ド化されたデ―タフレ―ムをル―プ上に伝送する。情報
の伝送は、書込みト―クン（ト―クン保持タイマとして
示された）に対する認められた保持時間が終了するま
で、あるいは伝送バッファ論理３４におけるすべての待
ち情報が伝送されるまで持続する。出力制御論理３８
は、それから書込みト―クンをト―クン管理論理２４に
よって再生させ、再生された書込みト―クンは出力制御
論理３８を介してト―クン管理論理２４からエンコ―ダ
４０にゲ―トされる。
【００８１】受信されたト―クンがリカバリ―ト―クン
であるならば、リカバリ―ト―クンにおける行先アドレ
ス（ＤＡ）がステ―ションのアドレスより小さいか、等
しいかあるいは大きいかを決定するために、ト―クン管
理論理２４はアドレス認識論理２８からの制御信号を使
用する。アドレス認識論理２８は比較を行なうための簡
単なコンパレ―タを含んでおり、ト―クン管理論理２４
に比較の結果を示す制御信号を供給する。もしも行先ア
ドレスがステ―ションのアドレスよりも大きければ、リ
カバリ―ト―クンは出力制御論理３４を介してエンコ―
ダ４０にゲ―トされ、妨害されずにル―プ上に戻され
る。リカバリ―ト―クンにおける行先アドレスがステ―
ションのアドレス以下であれば、リカバリ―ト―クンの
ＤＡはステ―ションのアドレスと取替えられ、変更され
たリカバリ―ト―クンはル―プの外にゲ―トされる。リ
カバリ―ト―クンにおける行先アドレスがステ―ション
のアドレスと等しければ、ステ―ションは書込みト―ク
ンを回復するために送信権要求を獲得する。そのような
場合において、新しい書込みト―クンが生成され（デ―
タフレ―ムの伝送を完了した後に書込みト―クンを生成
するのに使用されるのと同一の機構によって）、そして
ル―プの外にゲ―トされる。上述のように、この送信権
要求メカニズムは最高のアドレスを伴ったステ―ション
のみに、書込みト―クン消失後の書込みト―クンの再生
をさせる。
であるならば、リカバリ―ト―クンにおける行先アドレ
ス（ＤＡ）がステ―ションのアドレスより小さいか、等
しいかあるいは大きいかを決定するために、ト―クン管
理論理２４はアドレス認識論理２８からの制御信号を使
用する。アドレス認識論理２８は比較を行なうための簡
単なコンパレ―タを含んでおり、ト―クン管理論理２４
に比較の結果を示す制御信号を供給する。もしも行先ア
ドレスがステ―ションのアドレスよりも大きければ、リ
カバリ―ト―クンは出力制御論理３４を介してエンコ―
ダ４０にゲ―トされ、妨害されずにル―プ上に戻され
る。リカバリ―ト―クンにおける行先アドレスがステ―
ションのアドレス以下であれば、リカバリ―ト―クンの
ＤＡはステ―ションのアドレスと取替えられ、変更され
たリカバリ―ト―クンはル―プの外にゲ―トされる。リ
カバリ―ト―クンにおける行先アドレスがステ―ション
のアドレスと等しければ、ステ―ションは書込みト―ク
ンを回復するために送信権要求を獲得する。そのような
場合において、新しい書込みト―クンが生成され（デ―
タフレ―ムの伝送を完了した後に書込みト―クンを生成
するのに使用されるのと同一の機構によって）、そして
ル―プの外にゲ―トされる。上述のように、この送信権
要求メカニズムは最高のアドレスを伴ったステ―ション
のみに、書込みト―クン消失後の書込みト―クンの再生
をさせる。
【００８２】受信されたト―クンが帯域幅割当てト―ク
ンならば、ト―クンにおける割当てフィ―ルド（ＡＬＬ
ＯＣＡＴＥＤ）はト―クン管理論理２４によってステ―
ションの現在の割当て（ト―クン管理論理２４に記憶さ
れている）に付加される。もしもこの計算の結果がリン
グ（ＡＬＬＯＣ）上において割当てが認められたクラス
１の帯域幅の総量以上であれば、ト―クン管理論理２４
は伝送優先順位論理３２に通知し、変わらない帯域幅割
当てト―クンは出力制御論理３８を介してリング上に直
ちに伝送される。前述のように、後者の状況は、２つの
ル―プがお互いに結合されたときに変則的に発生する。
もしもこの計算の結果が割当て可能なクラス１の帯域幅
の合計より少ないかあるいは等しいときには、帯域幅割
当てト―クンはＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドにおける
新しい合計を伴ってル―プの外に進められる。
ンならば、ト―クンにおける割当てフィ―ルド（ＡＬＬ
ＯＣＡＴＥＤ）はト―クン管理論理２４によってステ―
ションの現在の割当て（ト―クン管理論理２４に記憶さ
れている）に付加される。もしもこの計算の結果がリン
グ（ＡＬＬＯＣ）上において割当てが認められたクラス
１の帯域幅の総量以上であれば、ト―クン管理論理２４
は伝送優先順位論理３２に通知し、変わらない帯域幅割
当てト―クンは出力制御論理３８を介してリング上に直
ちに伝送される。前述のように、後者の状況は、２つの
ル―プがお互いに結合されたときに変則的に発生する。
もしもこの計算の結果が割当て可能なクラス１の帯域幅
の合計より少ないかあるいは等しいときには、帯域幅割
当てト―クンはＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィ―ルドにおける
新しい合計を伴ってル―プの外に進められる。
【００８３】もしもＦＩＦＯ２２から出力されるフレ―
ムがト―クン（たとえば、デ―タフレ―ムあるいはフレ
―ムフラグメント）でないならば、アドレス認識論理２
８はフレ―ムの行先アドレスがステ―ションのアドレス
の１つに等しいときには受信バッファ論理４２において
フレ―ムをバッファし、あるいはステ―ションがフレ―
ムの出所（ＳＡ＝station address ）であるときはフ
レ―ムを打切らせる。ステ―ションは多重アドレス、す
なわちそのステ―ションアドレス，同報通信アドレスお
よび（いくつかの回路網の実行において）総アドレスな
どを認識することに注目すべきである。もしもステ―シ
ョンのアドレスがフレ―ムにおいて指定された出所ある
いは行先のいずれでもないときには、フレ―ムは妨害の
ないステ―ションを介して伝送される。
ムがト―クン（たとえば、デ―タフレ―ムあるいはフレ
―ムフラグメント）でないならば、アドレス認識論理２
８はフレ―ムの行先アドレスがステ―ションのアドレス
の１つに等しいときには受信バッファ論理４２において
フレ―ムをバッファし、あるいはステ―ションがフレ―
ムの出所（ＳＡ＝station address ）であるときはフ
レ―ムを打切らせる。ステ―ションは多重アドレス、す
なわちそのステ―ションアドレス，同報通信アドレスお
よび（いくつかの回路網の実行において）総アドレスな
どを認識することに注目すべきである。もしもステ―シ
ョンのアドレスがフレ―ムにおいて指定された出所ある
いは行先のいずれでもないときには、フレ―ムは妨害の
ないステ―ションを介して伝送される。
【００８４】アドレス認識論理２８は、アドレス認識論
理２８からの信号を、リカバリ―ト―クンアドレスの比
較の結果を示すト―クン管理論理２４と、打切りフレ―
ムに対するフレ―ム作成論理３６と、フレ―ムおよび肯
定信号受信のための受信バッファ論理４２とに供給する
ために、フレ―ム同期論理２６からのタイミング信号を
使用する。
理２８からの信号を、リカバリ―ト―クンアドレスの比
較の結果を示すト―クン管理論理２４と、打切りフレ―
ムに対するフレ―ム作成論理３６と、フレ―ムおよび肯
定信号受信のための受信バッファ論理４２とに供給する
ために、フレ―ム同期論理２６からのタイミング信号を
使用する。
【００８５】もしもフレ―ムの行先アドレスがステ―シ
ョンのアドレスに等しければ、受信バッファ論理４２は
フレ―ムを記憶しようとするであろう。もしもステ―シ
ョンがフレ―ムの出所であれば、フレ―ム作成論理３６
は打切りシ―ケンスをフレ―ムに挿入する。好ましい実
施例における打切りシ―ケンスはフレ―ム区切り信号
（第３図には示されていない）である。フレ―ムを打切
り条件を示すように変更した後で、ステ―ションは変更
されたフレ―ムをル―プ上に再び伝送する。
ョンのアドレスに等しければ、受信バッファ論理４２は
フレ―ムを記憶しようとするであろう。もしもステ―シ
ョンがフレ―ムの出所であれば、フレ―ム作成論理３６
は打切りシ―ケンスをフレ―ムに挿入する。好ましい実
施例における打切りシ―ケンスはフレ―ム区切り信号
（第３図には示されていない）である。フレ―ムを打切
り条件を示すように変更した後で、ステ―ションは変更
されたフレ―ムをル―プ上に再び伝送する。
【００８６】行先アドレスを比較するときに、アドレス
認識論理２８は、ユニ―クな識別ステ―ションと、ステ
―ションが認識するように条件づけられている同報通信
アドレスとを突き合わせるであろう。もしもフレ―ムの
行先アドレスがステ―ションのユニ―クな識別あるいは
同報通信アドレスを突き合わせるならば、受信バッファ
論理４２は、内部バッファ条件および受信バッファ論理
４２がエラ―検出論理３０（ＣＲＣを計算する）から受
信する制御信号に基づいて受信されたフレ―ムの状態フ
ィ―ルドの更新を引き起こす。受信バッファ論理４２
は、フレ―ム終了区切り信号を変更するためにフレ―ム
作成論理３６を信号化することによってこの状態更新を
完了する。同時報告フレ―ムおよび非同時報告フレ―ム
の双方の場合において、状態を更新した後に変更された
フレ―ムはル―プ上に伝送されて戻される。
認識論理２８は、ユニ―クな識別ステ―ションと、ステ
―ションが認識するように条件づけられている同報通信
アドレスとを突き合わせるであろう。もしもフレ―ムの
行先アドレスがステ―ションのユニ―クな識別あるいは
同報通信アドレスを突き合わせるならば、受信バッファ
論理４２は、内部バッファ条件および受信バッファ論理
４２がエラ―検出論理３０（ＣＲＣを計算する）から受
信する制御信号に基づいて受信されたフレ―ムの状態フ
ィ―ルドの更新を引き起こす。受信バッファ論理４２
は、フレ―ム終了区切り信号を変更するためにフレ―ム
作成論理３６を信号化することによってこの状態更新を
完了する。同時報告フレ―ムおよび非同時報告フレ―ム
の双方の場合において、状態を更新した後に変更された
フレ―ムはル―プ上に伝送されて戻される。
【００８７】当業者はすべてのプロトコ―ル機能（ト―
クン回復および帯域幅割当てを除く）の実施が、平行に
機能を実施することによってＦＩＦＯ２２の出力からエ
ンコ―ダ４０の入力への遅延の１ビットにおいて可能で
あるということを評価するであろう。
クン回復および帯域幅割当てを除く）の実施が、平行に
機能を実施することによってＦＩＦＯ２２の出力からエ
ンコ―ダ４０の入力への遅延の１ビットにおいて可能で
あるということを評価するであろう。
【００８８】この発明の好ましい実施例を示しそして説
明したので、当業者は形式と詳細における様々な省略、
交換そして変更がこの発明の精神から離れることなくな
されるということを納得するであろう。それゆえに、こ
の発明は請求の範囲に示される内容によってのみ制限さ
れるものである。
明したので、当業者は形式と詳細における様々な省略、
交換そして変更がこの発明の精神から離れることなくな
されるということを納得するであろう。それゆえに、こ
の発明は請求の範囲に示される内容によってのみ制限さ
れるものである。
【図１】この発明において使用された通信ル―プにおけ
る複数のステ―ションの相互結合を示す図である。
る複数のステ―ションの相互結合を示す図である。
【図２】ル―プ構造において相互結合され、それぞれの
ステ―ションが示されたユニットの数字の現在のクラス
１の割当てを有している複数のクラス１のステ―ション
を示す図である。
ステ―ションが示されたユニットの数字の現在のクラス
１の割当てを有している複数のクラス１のステ―ション
を示す図である。
【図３】この発明の好ましい実施例において使用される
デ―タフレ―ム、リカバリ―ト―クン、帯域幅割当てト
―クンおよび書込みト―クンのフォ―マットを示す図で
ある。
デ―タフレ―ム、リカバリ―ト―クン、帯域幅割当てト
―クンおよび書込みト―クンのフォ―マットを示す図で
ある。
【図４】この発明の好ましい実施例によって構成された
ループを示す図である。
ループを示す図である。
【図５】ル―プに付属している各々のステ―ションに含
まれるル―プ論理のブロック図である。
まれるル―プ論理のブロック図である。
１０，１２，１４，１６ ステーション ２０ デコーダ ２２ ＦＩＦＯ ２４ トークン管理論理 ２６ フレーム同期論理 ２８ アドレス認識論理 ３０ エラー検出論理 ３２ 伝送優先順位論理 ３４ 伝送バッファ論理 ３６ フレーム作成論理 ３８ 出力制御論理 ４０ エンコーダ ４２ 受信バッファ論理
Claims (49)
- 【請求項１】通信回路網における帯域幅割当ての方法で
あって、前記回路網は、ステ―ションの１つから次のス
テ―ションへ単一方向にデ―タの流れを供給するステ―
ションの組を含み、前記ステ―ションの各々は、前記回
路網に沿って前記ステ―ション自身を介してデ―タを通
過させることができ、回路網からデ―タを抽出すること
ができ、または回路網にデ―タを与えることができ、前
記ステ―ションの各々は、それに関連して少なくとも１
つの識別アドレスを有し、前記ステ―ションの各々は、
クラス１の優先順位、クラス２の優先順位、クラス３の
優先順位、または前記３つのクラスの優先順位の任意の
組合わせであり、伝送されるべきデ―タの各フレ―ム
は、前記３つのクラスの優先順位の１つと関連し、回路
網に新しいデ―タを与える前記ステ―ションの各々の権
限は、前記ステ―ションの１つからもう１つのステ―シ
ョンへ書込ト―クンを通過させることによって制御さ
れ、 a ． 前記クラス１の優先順位のステ―ションのすべて
を含むステ―ションの組に前記回路網上で使用可能な帯
域幅の第１の部分（ＡＬＬＯＣ）を割当てるステップ
と、 b ． 前記クラス２の優先順位のステ―ションのすべて
を含むステ―ションの組に前記回路網上で使用可能な帯
域幅の第２の部分（Ｃ２ＰＯＯＬ）を割当てるステップ
とを含み、前記第２の部分（Ｃ２ＰＯＯＬ）は、使用可
能な帯域幅と、使用可能な帯域幅の第１の部分（ＡＬＬ
ＯＣ）との間の差よりも小さくまたは等しい、通信回路
網における帯域幅割当方法。 - 【請求項２】それ自身に対して帯域幅を確保することを
要求する前記クラス１のステ―ションの各々に対して帯
域幅の第１の部分（ＡＬＬＯＣ）の一部分を確保するス
テップをさらに含み、帯域幅の第１の部分（ＡＬＬＯ
Ｃ）の各部分の確保は、帯域幅割当ての手順に従って行
なわれ、前記クラス１のステ―ションのすべてによって
確保された帯域幅の合計は、帯域幅の第１の部分（ＡＬ
ＬＯＣ）を越えない、請求項１記載の方法。 - 【請求項３】到着から到着までの書込ト―クン回転を時
間測定することによって前記クラス３のステ―ションの
各々が回路網の瞬時ロ―ドを測定するステップと、 もしも、書込ト―クンが前記クラス３のステ―ションの
１つに到着したときに、書込ト―クン回転時間がクラス
３のしきい値時間（Ｃ３ＴＩＭＥＲ）を越えれば、前記
クラス３のステ―ションが、どのデ―タをも伝送するこ
となく、受信された書込ト―クンを回路網上へ再伝送し
て戻すステップと、 もしも、書込ト―クンが前記クラス３のステ―ションの
１つに到着したときに、書込ト―クン回転時間が前記ク
ラス３のしきい値時間（Ｃ３ＴＩＭＥＲ）以下であり、
かつ前記クラス３のステ―ションが伝送を待っているデ
―タを有しているならば、前の書込ト―クンの到着から
の時間が前記クラス３のしきい値時間（Ｃ３ＴＩＭＥ
Ｒ）以下である限り、前記クラス３のステ―ションが前
記待ち状態にあるデ―タを前記回路網上へ伝送するステ
ップとをさらに含む、請求項２記載の方法。 - 【請求項４】書込ト―クンが前記クラス３のステ―ショ
ンの１つに到着したときに、書込ト―クン回転時間がク
ラス３のしきい値時間（Ｃ３ＴＩＭＥＲ）以下であり、
かつ前記クラス３のステ―ションが伝送を待っているデ
―タを有していないならば、前記クラス３のステ―ショ
ンが前記受信した書込ト―クンを前記回路網上へ伝送し
て戻すステップをさらに含む、請求項３記載の方法。 - 【請求項５】到着から到着までの書込ト―クン回転を時
間測定することによってクラス２およびクラス３の優先
順位の双方に割当てられている前記ステ―ションの各々
が回路網の瞬時ロ―ドを測定するステップをさらに含
み、クラス２およびクラス３の優先順位の双方に割当て
られた前記ステ―ションの各々はクラス２／３ステ―シ
ョンとして識別され、 前記クラス２／３ステ―ションの１つに書込ト―クンが
到着したときに前記書込ト―クン回転時間がクラス３の
しきい値時間（Ｃ３ＴＩＭＥＲ）以下であり、かつ前記
クラス２／３ステ―ションが伝送を待っているクラス３
のデ―タを有しているならば、前の書込ト―クンの到着
からの時間が前記クラス３のしきい値時間（Ｃ３ＴＩＭ
ＥＲ）以下である限り前記クラス２／３ステ―ションが
前記待ち状態にあるクラス３のデ―タを前記回路網上に
伝送するステップと、 前記書込ト―クンが前記クラス２／３ステ―ションの１
つに到着したときに、前記書込ト―クン回転時間が前記
クラス３のしきい値時間（Ｃ３ＴＩＭＥＲ）を越え、か
つ書込ト―クン回転時間がクラス２のしきい値時間（Ｃ
２ＴＩＭＥＲ）以下であり、かつ前記クラス２／３ステ
―ションが伝送を待っているクラス２のデ―タを有して
いれば、前の書込ト―クンの到着からの時間が前記クラ
ス２のしきい値時間（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下である限り
前記クラス２／３ステ―ションが前記待ち状態にあるク
ラス２のデ―タを前記回路網上に伝送するステップとを
さらに含む、請求項１記載の方法。 - 【請求項６】前記書込ト―クンが前記クラス２／３ステ
―ションの１つに到着したときに、待ち状態にあるクラ
ス３のデ―タが存在せず、かつ書込ト―クン回転時間が
前記クラス２のしきい値時間（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下で
あり、かつ前記クラス２／３ステ―ションが伝送を待っ
ているクラス２のデ―タを有していれば、前の書込ト―
クンの到着からの時間が前記クラス２のしきい値時間
（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下である限り、前記クラス２／３
ステ―ションが前記待ち状態にあるクラス２のデ―タを
前記回路網上に伝送するステップをさらに含む、請求項
５記載の方法。 - 【請求項７】すべての待ち状態にあるクラス３のデ―タ
の伝送を完了した後に、前の書込ト―クンの到着からの
時間がクラス２のしきい値時間（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下
であり、かつ前記クラス２／３ステ―ションが伝送を待
っているクラス２のデ―タを有していれば、前の書込ト
―クンの到着からの時間が前記クラス２のしきい値時間
（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下である限り前記クラス２／３ス
テ―ションが前記待ち状態にあるクラス２のデ―タを前
記回路網上に伝送するステップをさらに含む、請求項５
または請求項６記載の方法。 - 【請求項８】到着から到着までの書込ト―クン回転を時
間測定することによって前記優先順位の３つのクラスの
すべてに割当てられている前記ステ―ションの各々が回
路網の瞬時ロ―ドを測定するステップをさらに含み、前
記ステ―ションの各々は、クラス１／２／３ステ―ショ
ンとして識別される３つの優先順位のすべてに割当てら
れ、 書込ト―クンが前記クラス１／２／３優先順位のステ―
ションの１つに到着したときに、書込ト―クン回転時間
がクラス３のしきい値時間（Ｃ３ＴＩＭＥＲ）以下であ
り、かつ前記クラス１／２／３ステ―ションが伝送を待
っているクラス３のデ―タを有していれば、前の書込ト
―クンの到着からの時間が前記クラス３のしきい値時間
（Ｃ３ＴＩＭＥＲ）以下である限り、前記クラス１／２
／３ステ―ションが前記待ち状態にあるクラス３のデ―
タを前記回路網上に伝送するステップと、 前記書込ト―クンが前記クラス１／２／３優先順位のス
テ―ションの１つに到着したときに、前記書込ト―クン
回転時間が前記クラス３のしきい値時間（Ｃ３ＴＩＭＥ
Ｒ）を越え、かつ前記書込ト―クン回転時間がクラス２
のしきい値時間（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下であり、かつ前
記クラス１／２／３ステ―ションが伝送を待っているク
ラス２のデ―タを有していれば、前の書込ト―クンの到
着からの時間が前記クラス２のしきい値時間（Ｃ２ＴＩ
ＭＥＲ）以下である限り、前記クラス１／２／３ステ―
ションが前記待ち状態にあるクラス２のデ―タを前記回
路網上に伝送するステップとをさらに含む、請求項２記
載の方法。 - 【請求項９】前記書込ト―クンが前記クラス１／２／３
ステ―ションの１つに到着したときに、待ち状態にある
クラス３のデ―タが存在せず、かつ前記書込ト―クン回
転時間が前記クラス２のしきい値時間（Ｃ２ＴＩＭＥ
Ｒ）以下であり、かつ前記クラス１／２／３ステ―ショ
ンが伝送を待っているクラス２のデ―タを有していれ
ば、前の書込ト―クンの到着からの時間が前記クラス２
のしきい値時間（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下である限り、前
記クラス１／２／３ステ―ションが前記待ち状態にある
クラス２のデ―タを前記回路網上に伝送するステップを
さらに含む、請求項８記載の方法。 - 【請求項１０】すべての待ち状態にあるクラス３のデ―
タの伝送完了後に、前の書込ト―クンの到着からの時間
がクラス２のしきい値時間（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下であ
り、かつ前記クラス１／２／３ステ―ションが伝送を待
っているクラス２のデ―タを有していれば、前の書込ト
―クンの到着からの時間が前記クラス２のしきい値時間
（Ｃ２ＴＩＭＥＲ）以下である限り、前記クラス１／２
／３ステ―ションが前記待ち状態にあるクラス２のデ―
タを前記回路網上に伝送するステップをさらに含む、請
求項８または請求項９項記載の方法。 - 【請求項１１】前記クラス１／２／３ステ―ションが前
記クラス２および／またはクラス３の待ち状態にあるデ
―タのどの許可された伝送をも完了した後に、 前記クラス１／２／３ステ―ションが帯域幅の第１の部
分（ＡＬＬＯＣ）の一部分をそれ自体に対して確保した
かどうかをテストするステップと、 前記クラス１／２／３ステ―ションが使用可能な帯域幅
を確保したならば、それがそのクラス１の待ち状態にあ
るデ―タを使い尽さず、または前記クラス１／２／３ス
テ―ションに対して確保されたクラス１の帯域幅（ＡＬ
ＬＯＣ）の一部を越える限り、前記クラス１／２／３ス
テ―ションがどの待ち状態にあるクラス１のデ―タをも
前記回路網上に伝送するステップとをさらに含む、請求
項８または請求項９記載の方法。 - 【請求項１２】待ち状態にあるクラス１のデ―タのどの
許可された伝送をも完了した後に、前記クラス１／２／
３ステ―ションが前記書込ト―クンを前記回路網上に再
伝送するステップをさらに含む、請求項１１記載の方
法。 - 【請求項１３】前記クラス１／２／３ステ―ションがど
の確保された帯域幅をも有していなければ、前記クラス
１／２／３ステ―ションが前記書込ト―クンを前記回路
網上に再伝送して戻すステップをさらに含む、請求項１
１記載の方法。 - 【請求項１４】前記回路網は論理ル―プ通信回路網であ
り、前記ステ―ションの組は、同報通信媒体上でバス結
合され、かつ前記ステ―ションの論理的順序付けは、予
測可能な順序における最後のステ―ションが前記順序に
おける第１のステ―ションに前記書込ト―クンを通過さ
せながら、前記ステ―ションの一方から他方へ前記順序
で前記書込ト―クンを通過させることによって強制され
る、請求項１記載の方法。 - 【請求項１５】前記回路網はル―プ通信回路網であり、
前記ステ―ションの組はル―プ状に結合されて、前記ス
テ―ションの１つから次へ単一方向にデ―タの流れを供
給する、請求項１記載の方法。 - 【請求項１６】論理ル―プ通信回路網における帯域幅割
当ての方法であって、前記回路網は、同報通信媒体上の
バス接続されたステ―ションの組を含み、前記ステ―シ
ョンの論理的順序付けは、予測可能な順序における最後
のステ―ションが前記順序における第１のステ―ション
に前記書込ト―クンを通過させながら、前記順序で前記
ステ―ションの一方から他方へ書込ト―クンを通過させ
ることによって強制され、前記ステ―ションの各々は、
それ自身を介して前記論理ル―プに沿ってデ―タを通過
させることができ、前記論理ル―プからデ―タを抽出す
ることができ、または前記論理ル―プにデ―タを与える
ことができ、前記ステ―ションの各々は、それに関連し
て少なくとも１つの識別子アドレスを有し、前記ステ―
ションの各々はクラス１の優先順位、クラス２の優先順
位、または前記クラス１およびクラス２の優先順位の双
方であり、 a ． 前記クラス１の優先順位であるステ―ションの組
に前記論理ル―プ上で使用可能な帯域幅の第１の部分
（ＡＬＬＯＣ）を割当てるステップと、 b ． 前記クラス２の優先順位であるステ―ションの組
に前記論理ル―プ上で使用可能な帯域幅の第２の部分
（Ｃ２ＰＯＯＬ）を割当てるステップとを含み、前記第
２の部分（Ｃ２ＰＯＯＬ）は、使用可能な帯域幅と、前
記使用可能な帯域幅の第１の部分（ＡＬＬＯＣ）との間
の差よりも小さくまたは等しい、論理ル―プ通信回路網
における帯域幅割当方法。 - 【請求項１７】それ自身に対して帯域幅を確保すること
を要求する前記クラス１の優先順位の前記ステ―ション
の各々に対し、帯域幅の前記第１の部分（ＡＬＬＯＣ）
の一部分を確保するステップをさらに含み、帯域幅の前
記第１の部分（ＡＬＬＯＣ）の各部分の確保は、帯域幅
割当手順に従って行なわれ、前記クラス１の優先順位で
ある前記ステ―ションのすべてによって確保された帯域
幅の合計が、帯域幅の第１の部分（ＡＬＬＯＣ）を越え
ない、請求項１６記載の方法。 - 【請求項１８】ル―プ通信回路網における帯域幅割当て
の方法であって、前記回路網は、前記ステ―ションの１
つから次へ単一方向にデ―タの流れを供給する、ル―プ
状に結合されたステ―ションの組を含み、前記ステ―シ
ョンの各々は、それ自身を介して前記ル―プに沿ってデ
―タを通過させることができ、前記ル―プからデ―タを
抽出することができ、または前記ル―プにデ―タを与え
ることができ、前記ステ―ションの各々は、それに関連
して少なくとも１つの識別子アドレスを有し、前記ステ
―ションの各々は、クラス１の優先順位、クラス２の優
先順位、または前記クラス１およびクラス２の優先順位
の双方であり、新しいデ―タを前記回路網に与える前記
ステ―ションの各々の権限は、前記ステ―ションのうち
の１つからもう１つのステ―ションへ書込ト―クンを通
過させることによって制御され、 a ． 前記クラス１の優先順位であるステ―ションの組
に前記ル―プ上で使用可能な帯域幅の第１の部分（ＡＬ
ＬＯＣ）を割当てるステップと、 b ． 前記クラス２の優先順位であるステ―ションの組
に前記ル―プ上で使用可能な帯域幅の第２の部分（Ｃ２
ＰＯＯＬ）を割当てるステップとを含み、前記第２の部
分（Ｃ２ＰＯＯＬ）は、前記使用可能な帯域幅と、前記
使用可能な帯域幅の前記第１の部分との間の差よりも小
さくまたは等しい、ル―プ通信回路網における帯域幅割
当方法。 - 【請求項１９】それ自身に対して帯域幅を確保すること
を要求する前記クラス１の優先順位である前記ステ―シ
ョンの各々に対して帯域幅の第１の部分（ＡＬＬＯＣ）
の一部分を確保するステップをさらに含み、帯域幅の第
１の部分（ＡＬＬＯＣ）の各部分の確保は、帯域幅割当
手順に従って行なわれ、前記クラス１の優先順位である
前記ステ―ションのすべてによって確保された帯域幅の
合計は、帯域幅の前記第１の部分（ＡＬＬＯＣ）を越え
ない、請求項１８記載の方法。 - 【請求項２０】ステ―ションの１つから次へ単一方向に
デ―タの流れを供給するステ―ションの組を含む通信回
路網において、前記ステ―ションの各々はそれ自身を介
してデ―タを通過させることができ、前記回路網からデ
―タを抽出することができ、または前記回路網にデ―タ
を与えることができ、前記ステ―ションの各々は、それ
に関連して少なくとも１つの個別アドレスを有し、新し
い情報を前記回路網上に与える前記ステ―ションの各々
の権限は、前記ステ―ションの一方から他方へ書込ト―
クンを通過させることによって制御され、前記回路網上
の前記書込ト―クンの１つだけが正常な状態にあり、前
記回路網の初期設定時に前記書込ト―クンを発生し、ま
たは失われた書込ト―クンを再発生する方法であって、 各々のステ―ションが、前記書込ト―クンの最後の受信
からの時間間隔を測定するステップと、 前記測定された時間間隔が時間のプリセット量を越える
ことを検出する前記ステ―ションのうちの第１のステ―
ションに応答して、前記ステ―ションのうちの前記第１
のステ―ションが書込ト―クンを回復するための送信権
要求サイクルを開始するステップとを含む、方法。 - 【請求項２１】前記送信権要求サイクルは、 前記第１のステ―ションがリカバリ―ト―クンを発生す
るステップを含み、前記リカバリ―ト―クンは行先アド
レスを含み、前記発生したリカバリ―ト―クンにおける
前記行先アドレスは、前記第１のステ―ションに関連す
る個別アドレスを含み、 前記第１のステ―ションが前記発生したリカバリ―ト―
クンを前記回路網上に伝送するステップをさらに含む、
請求項２０記載の方法。 - 【請求項２２】前記リカバリ―ト―クンの１つを受信す
る前記ステ―ションの各々が前記受信されたリカバリ―
ト―クンにおける行先アドレスを前記受信ステ―ション
に関連する個別アドレスと比較するステップと、 前記受信されたリカバリ―ト―クンにおける前記行先ア
ドレスが前記受信ステ―ションに関連する前記個別アド
レスよりも大きければ、前記受信ステ―ションが前記受
信されたリカバリ―ト―クンを行先アドレスを変えずに
前記回路網上に伝送して戻すステップと、 前記受信されたリカバリ―ト―クンにおける行先アドレ
スが前記受信ステ―ションに関連する個別アドレス以下
であれば、前記受信ステ―ションが前記リカバリ―ト―
クンにおける前記行先アドレスを前記受信ステ―ション
に関連する個別アドレスで置換え、かつ変更されたリカ
バリ―ト―クンを前記回路網上に伝送するステップとを
さらに含む、請求項２１記載の方法。 - 【請求項２３】前記リカバリ―ト―クンの１つを受信す
る前記ステ―ションの各々が、前記受信されたリカバリ
―ト―クンにおける行先アドレスを、前記受信ステ―シ
ョンに関連する個別アドレスと比較するステップと、 前記受信されたリカバリ―ト―クンにおける行先アドレ
スが前記受信ステ―ションに関連する個別アドレス以下
であれば、前記受信ステ―ションが前記受信されたリカ
バリ―ト―クンを、行先アドレスを変えずに前記回路網
上に伝送して戻すステップと、 前記受信されたリカバリ―ト―クンにおける行先アドレ
スが前記受信ステ―ションに関連する個別アドレスより
も大きければ、前記受信ステ―ションが、前記リカバリ
―ト―クンにおける前記行先アドレスを前記受信ステ―
ションに関連する個別アドレスで置換え、かつ変更され
たリカバリ―ト―クンを前記回路網上に伝送して戻すス
テップとをさらに含む、請求項２１記載の方法。 - 【請求項２４】前記受信されたリカバリ―ト―クンにお
ける行先アドレスが前記受信ステ―ションの個別アドレ
スに等しいならば、前記受信ステ―ションが新しい書込
ト―クンを発生し、かつ前記新しい書込ト―クンを前記
回路網上に伝送するステップをさらに含む、請求項２２
または請求項２３記載の方法。 - 【請求項２５】前記回路網上の前記ステ―ションの各々
に、クラス１の優先順位、クラス２の優先順位、または
前記クラス１およびクラス２の優先順位の双方を割当て
るステップと、 前記クラス２ステ―ションの各々が、観測された書込ト
―クン回転時間に基づいて前記回路網上への情報の伝送
を制限するステップとを含む、請求項２４記載の方法。 - 【請求項２６】すべてのクラス１ステ―ションを含むス
テ―ションの組に、前記回路網上で使用可能な帯域幅の
第１の部分を割当てるステップと、 帯域幅を要求する各々のクラス１ステ―ションが、帯域
幅の前記第１の部分の一部分を確保するステップとを含
み、前記確保されたクラス１の帯域幅の合計が帯域幅の
前記第１の部分を越えない、請求項２５記載の方法。 - 【請求項２７】前記回路網は論理ル―プ通信回路網であ
り、前記ステ―ションの組は同報通信媒体上でバス接続
され、かつ前記ステ―ションの論理的な順序付けは、予
測可能な順序における最後のステ―ションが書込ト―ク
ンを前記順序における第１のステ―ションに通過させな
がら、前記順序で前記ステ―ションのうちの１つから他
方へ前記書込ト―クンを通過させることによって強制さ
れる、請求項２０記載の方法。 - 【請求項２８】前記回路網はル―プ通信回路網であり、
前記ステ―ションの組はル―プ接続されて、前記ステ―
ションのうちの１つから次のステ―ションへ単一方向に
デ―タの流れを供給する、請求項２０記載の方法。 - 【請求項２９】通信回路網における帯域幅割当ての方法
であって、前記回路網は、ステ―ションの１つから次へ
単一方向にデ―タの流れを供給するステ―ションの組を
含み、前記ステ―ションの各々は、それ自体を介して前
記回路網に沿ってデ―タを通過させることができ、前記
回路網からデ―タを抽出することができ、または前記回
路網にデ―タを与えることができ、前記ステ―ションの
各々は、それに関連して少なくとも１つの識別子アドレ
スを有し、いくつかの前記ステ―ションはクラス１の優
先順位であり、新しいデ―タを前記回路網に与える前記
ステ―ションの各々の権限は、前記ステ―ションのうち
の１つから他方へ書込ト―クンを通過させることによっ
て制御され、 前記クラス１の優先順位のステ―ションのすべてを含む
前記いくつかのステ―ションに、前記回路網上で使用可
能な帯域幅の第１の部分（ＡＬＬＯＣ）を割当てるステ
ップと、 それ自体のために帯域幅を確保することを要求する前記
クラス１ステ―ションの各々に対して帯域幅の第１の部
分（ＡＬＬＯＣ）の一部分を確保するステップとを含
み、帯域幅の前記第１の部分（ＡＬＬＯＣ）の各部分の
確保は、帯域幅割当手順に従って実行され、前記クラス
１ステ―ションのすべてによって確保された帯域幅の合
計は、帯域幅の前記第１の部分（ＡＬＬＯＣ）を越えな
い、方法。 - 【請求項３０】ＡＬＬＯＣ帯域幅の追加の確保を望む前
記クラス１ステ―ションのうちの１つは、 前記クラス１ステ―ションのうちの１つが前記書込ト―
クンを捉えるステップと、 前記クラス１ステ―ションのうちの１つが帯域幅割当ト
―クンを発生するステップとを実行し、第１および第２
の情報フィ―ルドを含む前記発生した帯域幅割当ト―ク
ンは、前記クラス１ステ―ションの１つの識別子アドレ
スを特定し、かつ前記クラス１ステ―ションの１つによ
って現在確保されているＡＬＬＯＣ帯域幅の総計を特定
し、 前記クラス１ステ―ションのうちの１つが前記発生され
た帯域幅割当ト―クンを前記回路網上に伝送するステッ
プをさらに含む、請求項２９記載の方法。 - 【請求項３１】前記帯域幅割当ト―クンの１つを受信し
た前記クラス１ステ―ションの各々は、 前記第１の情報フィ―ルドにおけるアドレスをそれ自体
の識別子アドレスと比較し、 ２つのアドレスが等しくなければ、受信ステ―ション
は、受信ステ―ションによって現在確保されているＡＬ
ＬＯＣ帯域幅の総計を加えることによって第２の情報フ
ィ―ルドを変更し、かつ変更された帯域幅割当ト―クン
を前記回路網上に再伝送して戻す、請求項３０記載の方
法。 - 【請求項３２】前記２つのアドレスが等しければ、受信
ステ―ションは、 第２の情報フィ―ルドにおいて特定された帯域幅の総計
に前記受信ステ―ションによって確保されるようにシ―
クされたＡＬＬＯＣ帯域幅の付加的な総計を加えたもの
をＡＬＬＯＣ帯域幅と比較し、 前記第２の情報フィ―ルドにおいて特定された帯域幅の
総計に前記受信ステ―ションによって確保されるように
シ―クされたＡＬＬＯＣ帯域幅の付加的な総計を加えた
ものが前記ＡＬＬＯＣ帯域幅以下であれば、前記受信ス
テ―ションは、確保されるようにシ―クされたＡＬＬＯ
Ｃ帯域幅の付加的な総計を前記受信ステ―ションに対し
て現在確保されているＡＬＬＯＣ帯域幅の総計に加え
る、請求項３１記載の方法。 - 【請求項３３】前記第２の情報フィ―ルドにおいて特定
された帯域幅の総計に前記受信ステ―ションによって確
保されるようにシ―クされたＡＬＬＯＣ帯域幅の付加的
な総計を加えたものが前記ＡＬＬＯＣ帯域幅よりも大き
ければ、前記受信ステ―ションが、それ自身に対するＡ
ＬＬＯＣ帯域幅の付加的な総計を確保することなく新し
い書込ト―クンを再発生しかつ伝送する、請求項３２記
載の方法。 - 【請求項３４】前記第２の情報フィ―ルドにおいて特定
された帯域幅の総計に前記受信ステ―ションによって確
保されるようにシ―クされたＡＬＬＯＣ帯域幅の付加的
な総計を加えたものが前記ＡＬＬＯＣ帯域幅よりも大き
ければ、受信ステ―ションはそれ自体に対し付加的なＡ
ＬＬＯＣ帯域幅を確保し、受信ステ―ションによって確
保された付加的なＡＬＬＯＣ帯域幅の総計は、ＡＬＬＯ
Ｃ帯域幅と、前記第２の情報フィ―ルドにおいて特定さ
れた帯域幅の総計との間の差まで制限される、請求項３
２記載の方法。 - 【請求項３５】必要以上に大きいＡＬＬＯＣ帯域幅の現
在確保された総計を有する前記クラス１ステ―ションの
各々がその確保されたＡＬＬＯＣ帯域幅の総計をより少
ない総計まで減少するステップをさらに含む、請求項３
０記載の方法。 - 【請求項３６】前記回路網は論理ル―プ通信回路網であ
り、前記ステ―ションの組は同報通信媒体上でバス接続
され、かつ前記ステ―ションの論理的な順序付けは、予
測可能な順序における最後のステ―ションが前記書込ト
―クンを前記順序における第１のステ―ションに通過さ
せながら、前記順序で前記ステ―ションのうちの１つか
ら他方へ書込ト―クンを通過させることによって強制さ
れる、請求項２９記載の方法。 - 【請求項３７】前記回路網はル―プ通信回路網であり、
前記ステ―ションの組はル―プ接続されて前記ステ―シ
ョンのうちの１つから次へ単一方向にデ―タの流れを供
給する、請求項２９記載の方法。 - 【請求項３８】ステーションの１つから次のステーショ
ンへ単一方向にデータの流れを供給する、ループ状に接
続されたステーションの組を含むループ通信回路網にお
いて、前記ステーションの各々は、前記ループに沿って
データを通過させることができ、前記ループからデータ
を抽出することができ、または前記ループ上にデータを
送信することができ、前記ループ上にデータを送信す
る、少なくとも複数の前記ステーションの権限は、ルー
プを循環する書込トークンによって制御され、書込トー
クンがいつ失われるかを判断する方法であって、 書込トークンの受信の時間間隔を測定するステップと、
前記時間間隔が特定の量を超えるかどうかを検出するス
テップとをステーションにおいて実行するステップを含
む、方法。 - 【請求項３９】前記ステーションによって実行されるス
テップは、前記時間間隔が前記所定量を超えたことを検
出したことに応答して、前記ループ上にリカバリーデー
タを送信するステップを含む、請求項３８記載の方法。 - 【請求項４０】複数の前記ステーションは、前記ステー
ションにおいて実行される前記ステップを実行する、請
求項３８または請求項３９記載の方法。 - 【請求項４１】ステーションの１つから次のステーショ
ンへ単一方向にデータの流れを供給する、ループ状に接
続されたステーションの組を含むループ通信回路網にお
いて、複数の前記ステーションの各々は、前記ループに
沿ってデータを通過させることができ、前記ループから
データを受信することができ、または前記ループ上にデ
ータを送信することができ、前記ループ上にデータを送
信する、前記複数のステーションの各々の権限は、前記
ループを循環する書込トークンによって制御され、失わ
れたトークンを再発生する方法であって、 書込トークンの受信の時間間隔をステーションにおいて
測定するステップと、 測定された時間間隔が特定の量を超えるかどうかを前記
ステーションにおいて検出するステップと、 前記測定された時間間隔が前記特定量を超えたことを検
出したことに応答して、前記ステーションから前記ルー
プ上に所定のデータを送信するステップと、 前記所定のデータの複数の前記ステーションによる受信
に続いて、ステーションに、前記ループ上に新たな書込
トークンを発生させるステップとを含む、方法。 - 【請求項４２】ステーションの１つから次のステーショ
ンへ単一方向にデータの流れを供給する、ループ状に接
続されたステーションの組を含むループ通信回路網にお
いて、複数の前記ステーションの各々は、前記ループに
沿ってデータを通過させることができ、前記ループから
データを受取ることができ、または前記ループ上にデー
タを送信することができ、前記ループ上にデータを送信
する、前記複数のステーションの各々の権限は、前記ル
ープを循環する書込トークンによって制御され、 書込トークンの受信の時間間隔を複数のステーションの
各々において測定するステップと、 測定された時間間隔が特定の量を超えるかどうかを前記
複数のステーションの各々において検出するステップ
と、 前記測定された時間間隔が前記特定量を超えたことを前
記ステーションが検出したことに応答して、ステーショ
ンから所定のデータを送信するステップと、 前記所定のデータの複数の前記ステーションによる受信
に続いて、ステーションに、前記ループ上に書込トーク
ンを発生させるステップとを含む、方法。 - 【請求項４３】ステーションの１つから次のステーショ
ンへ単一方向にデータの流れを供給する、ループ状に接
続されたステーションの組を含むループ通信回路網にお
いて、複数の前記ステーションの各々は、前記ループに
沿ってデータを通過させることができ、前記ループから
データを受信することができ、または前記ループ上にデ
ータを送信することができ、前記ループ上にデータを送
信する、前記複数のステーションの各々の権限は、前記
ループを循環する書込トークンによって制御され、書込
トークンの受信の時間間隔を複数のステーションの各々
において測定するステップと、 前記測定された時間間隔が特定の量を超えるかどうかを
前記複数のステーションの各々において検出するステッ
プと、 前記測定された時間間隔が前記特定量を超えたことをス
テーションが検出したことに応答して、送信権要求を開
始するステップと、 前記送信権要求サイクルに従って選択されたステーショ
ンによって前記ループ上に書込トークンを発生するステ
ップとを含む、方法。 - 【請求項４４】バス接続されたステーションの組を含む
論理ループ通信回路網において、前記ステーションの論
理的順序付けは、予測可能な順序における最後のステー
ションが前記順序における第１のステーションに書込ト
ークンを通過させながら、前記順序でステーションから
ステーションへ書込トークンを通過させることによって
強制され、前記ステーションの各々は、前記論理ループ
に沿ってデータを通過させることができ、前記論理ルー
プからデータを受取ることができ、または前記論理ルー
プ上にデータを送信することができ、書込トークンがい
つ失われるかを判断する方法であって、 書込トークンの受信の時間間隔を測定するステップと、
前記時間間隔が特定の量を超えるかどうかを検出するス
テップとをステーションにおいて実行するステップを含
む、方法。 - 【請求項４５】前記ステーションによって実行されるス
テップは、前記時間間隔が前記所定量を超えたことを検
出したことに応答して、前記ループ上にリカバリーデー
タを送信するステップを含む、請求項４４記載の方法。 - 【請求項４６】複数の前記ステーションは、前記ステー
ションにおいて実行される前記ステップを実行する、請
求項４４または請求項４５記載の方法。 - 【請求項４７】バス接続されたステーションの組を含む
論理ループ通信回路網において、前記ステーションの論
理的順序付けは、予測可能な順序における最後のステー
ションが前記順序における第１のステーションに書込ト
ークンを通過させながら、前記順序でステーションから
ステーションへ書込トークンを通過させることによって
強制され、前記ステーションの各々は、前記論理ループ
に沿ってデータを通過させることができ、前記論理ルー
プからデータを受取ることができ、または前記論理ルー
プ上にデータを送信することができ、失われたトークン
を再発生する方法であって、 書込トークンの受信の時間間隔をステーションにおいて
測定するステップと、 測定された時間間隔が特定の量を超えるかどうかを前記
ステーションにおいて検出するステップと、 前記測定された時間間隔が前記特定の量を超えたことを
検出したことに応答して、前記ステーションから前記ル
ープ上に所定のデータを送信するステップと、 前記所定のデータの前記複数のステーションによる受信
に続いて、ステーションに、前記ループ上に新たな書込
トークンを発生させるステップとを含む、方法。 - 【請求項４８】バス接続されたステーションの組を含む
論理ループ通信回路網において、前記ステーションの論
理的順序付けは、予測可能な順序における最後のステー
ションが前記順序における第１のステーションに書込ト
ークンを通過させながら、前記順序でステーションから
ステーションに書込トークンを通過させることによって
強制され、前記ステーションの各々は、前記論理ループ
に沿ってデータを通過させることができ、前記論理ルー
プからデータを受取ることができ、前記論理ループ上に
データを送信することができ、 書込トークンの受信の時間間隔を複数のステーションの
各々において測定するステップと、 前記測定された時間間隔が特定の量を超えるかどうかを
前記複数のステーションの各々において検出するステッ
プと、 前記測定された時間間隔が前記特定量を超えたことを前
記ステーションが検出したことに応答して、ステーショ
ンから所定のデータを送信するステップと、 前記所定のデータの複数の前記ステーションによる受信
に続いて、ステーションに、前記ループ上に書込トーク
ンを発生させるステップとを含む、方法。 - 【請求項４９】バス接続されたステーションの組を含む
論理ループ通信回路網において、前記ステーションの論
理的順序付けは、予測可能な順序における最後のステー
ションが前記順序における第１のステーションに書込ト
ークンを通過させながら、前記順序でステーションから
ステーションに書込トークンを通過させることによって
強制され、前記ステーションの各々は、前記論理ループ
に沿ってデータを通過させることができ、前記論理ルー
プからデータを受取ることができ、または前記論理ルー
プ上にデータを送信することができ、 書込トークンの受信の時間間隔を複数の前記ステーショ
ンの各々において測定するステップと、 前記測定された時間が特定の量を超えるかどうかを前記
複数のステーションの各々において検出するステップ
と、 前記測定された時間間隔が前記特定量を超えたことをス
テーションが検出したことに応答して、送信権要求サイ
クルを開始するステップと、 前記送信権要求サイクルに従って選択されたステーショ
ンによって前記ループ上に書込トークンを発生するステ
ップとを含む、方法。
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