JPH0795767B2

JPH0795767B2 - データ通信の最適化された方法と、その方法を使用するシステム

Info

Publication number: JPH0795767B2
Application number: JP3505504A
Authority: JP
Inventors: シャー、ヴァイナイ、ヴェルジ; ジュウド、イアン、デヴィド; ビィー、レジナールド
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1990-12-04
Filing date: 1991-02-19
Publication date: 1995-10-11
Anticipated expiration: 2010-10-11
Also published as: JPH05504668A; EP0513226A1; GB2252020A; GB9026336D0; WO1992010894A1; US5933435A

Description

【発明の詳細な説明】［技術分野］本発明は、通信プロトコルの分野に関し、具体的には、
デジタル・システムのノード間でデータ・パケットを伝
送するための最適化された方法とシステムに関するもの
である。

［背景技術］データ通信システムおよびデータ通信システムを構成す
る諸要素は、そのシステムの１ノード（たとえばコンピ
ュータや端末）からリンクを介して別のノードへデータ
を電子伝送するものである。データ・リンクを介して秩
序ある形での通信を確保するためには、情報送受のため
の均一の方法が必要である。この均一性は、通信システ
ム内のデータ・リンクの管理に使用されるプロトコル
（１組の規則）によって達成される。プロトコルは、通
信システム内の２ノード間での会話の確立、送信側と受
信側の識別、受信した情報の肯定応答、ノード初期設定
などの機能を実行するのに使用される。実際に実行され
る手順と機能は、使用されるプロトコルに応じて変わ
る。データ・リンク・プロトコルは、ビット指向プロト
コル（BOP）とバイト指向プロトコルという２つの範疇
に分類できる。

従来のビット指向プロトコルには、同期データ・リンク
制御（SDLC）プロトコルと、ハイレベル・データ・リン
ク制御（HDLC）プロトコルが含まれる。SDLCプロトコル
は、1973年にIBMによって導入された。BOPシステム内の
通信はすべて、各フィールドがそれぞれ一定の位置と正
確な意味を有する、複数のフィールドを含む均一なフォ
ーマットのフレームの形で行われる。HDLCでは一般に、
フレームは、８ビットのフラグ・シーケンスから始ま
り、その後にADDRESS（アドレス）フィールドとCONTROL
（制御）フィールドが続き、（そのフレームの機能によ
っては）その後にINFORMATION（情報）フィールドが続
くこともある。INFORMATIONフィールドの後にはFRAME C
HECK SEQUENCE（フレーム・チェック・シーケンス、FC
S）フィールドが続き、フレームの最後は、もう１つの
フラグ・シーケンスによって区切られる。HDLCのアドレ
ス・フィールドと制御フィールドは、それぞれ単一のオ
クテット・ビットからなる。情報フィールドは、整数個
のオクテットの形で所定の限界まで可変数のビットを含
むことができる。FCSフィールドは、一般に、１対のオ
クテットからなる。

HDLCでは、CONTROLフィールドが、そのフレームの機能
を定義する。基本形式には、情報、監視および無番号の
３形式があり、これらをそれぞれＩフレーム、Ｓフレー
ムおよびＵフレームと称する。Ｉフレームは、リンク上
での情報転送用に使用され、INFORMATIONフィールドを
含む。Ｓフレームは、リンクに対する監視機能の実行に
使用され、Ｉフレームの肯定応答またはフレームの再送
信要求に使用できる。Ｕフレームは、特にエラー回復に
使用される。

HDLCは、データ通信が比較的長距離にわたり、リンク上
のどの時点でも複数のデータ・フレームが存在するシス
テムでしばしば使用される。データの受信を肯定応答す
る方法は、これらのデータ・フレームのどれかが誤って
送信されたことを検出できるものでなければならない。
暗黙肯定応答技法を使用すると、フレーム肯定応答情報
をＩフレーム内に含めることができる。これは、順序番
号と称する識別番号を送受されるフレームに割り当てる
ことによって達成される。これらの番号には、個々のノ
ードによって送受されるフレームの数に関係する情報が
含まれる。これらの番号をチェックすることによって、
ノードは、受信したフレームの数と送信されたフレーム
の数を比較でき、相違がある場合には適当なエラー回復
処置をとることができる。上述の暗黙肯定応答技法に使
用されるパケット順序番号は、Ｉフレーム内に含めるこ
とができるが、肯定応答すべきデータ・フレームを受信
中のノードが情報フレームを送信中でない場合には、順
序番号情報を別のＳフレームに含める必要がある。HDLC
のサブセットの詳細は、ディーシントン（R.J.Deasingt
on）著「X25 explained」、エリス・ホアウッド（Ellis
Horwood Limited）刊に記載されている。

したがって、ビット指向プロトコルでは、送信中のノー
ドが次のフレームを送信する前にフレーム受信済みの肯
定応答を待つ、送信後保留モードで動作する必要がな
い。したがって、ビット指向プロトコルは、全二重モー
ド（両方向同時通信）で動作可能である。BOPシステム
は、もちろん半二重モード（両方向交互通信）でも動作
できるが、半二重モードでは、このプロトコルに固有の
長所が利用されない。

バイト指向プロトコルの１タイプがBISYNC（２進データ
同期）である。BISYNCでは、情報が、１つまたは２つの
同期文字、１つのアドレス、制御文字群、１つの情報フ
ィールドおよび１つのエラー検出コードからなるブロッ
クとして伝送される。特殊ブロック制御文字を使用し
て、リンク上での情報のフローを管理する。BISYNCで
は、制御文字の１つに対応するビット・シーケンスが情
報フィールドに含まれないようにする必要がある。さも
ないと、そのビット・シーケンスは、システムによって
制御文字として誤って解釈される。BISYNCは、送信ノー
ドが第１のデータ・ブロックの肯定応答を受信した後で
なければ、第２のブロックの送信を開始できない、送信
後保留プロトコルの例である。したがって、基本的な形
のBISYNCは、全二重モードで動作することができない。

［発明の開示］様々な応用分野での使用のために多くの通信方法が提案
されてきたが、比較的短距離のリンクによって接続され
たノード間の通信の最適化された方法が必要とされてい
る。

したがって、本発明は、その１態様では、直列リンクに
よって接続された第１および第２のノード間で通信を行
う方法であって、各フィールドが１つまたは複数の多重
ビット・データ・フレームからなる、複数の所定のフィ
ールドを含むパケットの形でデータを前記ノード間で伝
送すること、およびデータ・フレームから区別でき、デ
ータ・パケットと独立に伝送可能な多重ビット制御フレ
ームによってデータ・フローを制御することを含む方法
を提供する。

本発明の方法で使用される典型的なパケットは、１つの
データ・フレームからなるアドレス・フィールドと、１
つのデータ・フレームからなる制御フィールドと、可変
数のデータ・フレームからなる任意選択の情報フィール
ドと、２つのデータ・フレームからなるCRCフィールド
とを含む。アドレス・フィールドと制御フィールドのフ
レーム内のビットは、それぞれ所定の意味をもつ。

この段階で、本明細書で使用する様々な用語の意味、お
よび従来技術の説明で使用される用語との関係を明瞭に
する必要がある。本明細書で使用する用語「パケット」
は、HDLCプロトコルの従来技術の説明で使用される用語
「フレーム」と本質的に同等である。さらに、本明細書
で使用する用語「フレーム」は、HDLCの説明で使用され
る用語「オクテット」と本質的に同等である。

本発明の制御フレームは、制御フレームを受信するノー
ドが、１パケット内のデータ・フレームから制御フレー
ムを区別できるように選択された、所定のフォーマット
を有する。

第１ノードと第２ノード間の全二重伝送の間、第２ノー
ドによって送信される前記制御フレームを、やはり第２
ノードによって送信されるデータ・パケットとインター
リーブすることが好ましい。したがって、データ・パケ
ットが両方のノードによってリンクを介して伝送される
全二重モードでは、制御フレームの形での応答が、出力
パケット内でインターリーブされる。

また、完全なパケット（たとえば、HDLCの暗黙肯定応答
技法におけるＳフレームの使用）ではなくて制御フレー
ムを使用すると、２つの送信バッファと２つの受信バッ
ファのみを用いて、連続的な（バック・ツー・バック
の）全二重動作が可能になるという副次的な利点が得ら
れる。制御フレームを受信するために余分のバッファリ
ングを行う必要はない。

したがって、本発明では、リンク上のデータ・フローの
制御が、制御フレームによって管理される。リンクの歩
調合せ、すなわち、データ送信前にデータ・バッファが
使用可能になるよう確保することは、宛先ノードがデー
タ受信の準備ができていることをソース・ノードに伝え
るために宛先ノードによって送信される、RRフレームに
よって管理される。データ・パケットの受信を肯定応答
するために、ACKフレームが宛先ノードによって送信さ
れる。RRフレームとACKフレームは、データの全二重伝
送中にデータ・パケット内でインターリーブされる。こ
のインターリーブによって待ち時間が最小になり、完全
なパケットではなく制御フレームを使用することによっ
て、リンクの使用可能帯域幅が効率的に利用される。

応答は、所定にフォーマットを有する制御フレームから
なるので、受信ノードは、１パケット内のデータ・フレ
ームとインターリーブされた制御フレームを認識でき、
したがって、制御フレームを、パケットを構成するフレ
ームから分離することができる。

本方法は、さらに、第１ノードから第２ノードに第１お
よび第２のデータ・パケットを送信することを含み、第
１パケットに関連する肯定応答信号が第１ノードによっ
て第２ノードから受信されてからでないと、第２データ
・パケットの送信が完了できないことが好ましい。

このようにして、このプロトコルは、各肯定応答をそれ
に対応するパケットと明確に関連づけることができる。
このため、このプロトコルは、伝播遅延、および伝送速
度とパケット長の変動を許容できるようになる。

制御フレームは、対の形で送信することが好ましい。単
独で使用する場合には、リンク上の伝送エラーによっ
て、別の形式のフレームから制御フレームが誤って生成
される可能性がある。対の形で制御フレームを使用する
と、このような潜在的な問題を回避するための安全マー
ジンがもたらされる。好ましい方法の１つでは、ノード
が応答に対して作用するのは、対の両方のフレームを他
のフレームの介在なしに受信した時だけである。たとえ
ば、好ましい方法の１つでは、送信ノードは、第１パケ
ットに対する肯定応答の制御フレームの両方のフレーム
を受信した時だけ、第２データ・パケットの送信を完了
する。

この好ましい方法では、送信ノードが、第２パケットを
送信中で、第１パケットが正しく受信された旨の肯定応
答を待っている時に、その肯定応答フレームを受信する
まで第２パケットにNULフレームを挿入し、その後にパ
ケットの末尾を区切るFLAGフレームを送信することが好
ましい。NULフレームを使ってパケットの末尾の前に埋
込みを行うことにより、このプロトコルは、任意の距離
にわたって動作できるようになる（ただし、短いパケッ
ト・サイズで長距離にわたって動作する時は、実効デー
タ速度が低下することがある）。

このプロトコルは、比較的エラーのない媒体を使用す
る、短距離の２地点間通信用に最適化されている。これ
によって、低オーバーヘッドの経済的なハードウェア実
施態様が可能になる。各ノードには、最少で１個の受信
バッファと０個の送信バッファが必要である。ただし、
全二重動作を達成するためにはそれより多くのバッファ
が必要であり、通常は１ノード当り２個の送信バッファ
と２個の受信バッファが必要である。

本発明は、もう１つの態様では、直列リンクによって第
２ノードに接続される第１ノードと、各フィールドが１
つまたは複数の多重ビット・データ・フレームからなる
複数の所定のフィールドを含むパケットの形のデータ
を、直列リンクを介して第２ノードに送信するための第
１ノード内の手段と、データ・フレームから区別でき、
データ・パケットと独立に送信可能な多重ビットの制御
フレームを利用してノード間のデータのフローを制御す
る手段とを含む、データ通信システムを提供する。

本明細書で特許請求する発明は、たとえばコンピュータ
と、それに接続されたディスク駆動装置などの周辺装置
の間などのノード間でデータが転送される、多くの異な
るシステムで有用である。１つのコンピュータを、複数
のリンクによって複数のディスク駆動装置に接続するこ
とができる。本明細書で特許請求する方法は、比較的短
い距離（たとえば、対撚り線リンクの場合は数十ｍ）だ
け離れたノード間の高速データ転送に特に効果的であ
る。

次に、添付の図面を参照して、１例として本発明の好ま
しい実施例を説明する。

［図面の簡単な説明］第１図は、本発明によるノード間データ・リンク構成の
主要構成要素を示す概略図である。

第2A図および第2B図は、第１図の構成要素を詳細に示す
概略図である。

第3A図および第3B図は、本発明で使用される送信機のパ
ケットFSMと制御FSMの状態図である。

第4A図および第4B図は、本発明の１実施例で使用される
受信機のパケットFSMと制御FSMの状態遷移を示す状態図
である。

第５図は、データ送信に使用されるデータ・パケットの
フォーマットを示す図である。

第６図は、本発明による通信方法のACK応答のタイミン
グを示す図である。

第7A図、第7B図および第7C図は、本発明による第１ノー
ドと第２ノードの間の半二重通信および全二重通信の例
を示す図である。

第８図は、マイクロプロセッサを介してデータ・バッフ
ァに接続されたリンク・ハードウェアを示す図である。

［発明の好ましい実施例］以下の説明で使用する用語の一覧を、添付の表１に示
す。

第１図は、それぞれ関連するインバウンド・リンク７と
アウトバウンド・リンク５を有する、２つのノード（ノ
ード１およびノード２）を示す。各リンクは、接続され
たノードへのデータの送信またはそれからのデータの受
信を制御する。送信されるデータは、アウトバウンド・
パケット・バッファ11内に保持され、受信したデータ
は、インバウンド・パケット・バッファ11内に保持され
る。各パケット・バッファには、パケット状況レジスタ
（PSR）14が関連しており、パケット状況レジスタに
は、データの送信または受信に必要な情報の一部が保持
される。

データは、所定のフォーマットのパケットの形でノード
間を伝送される。データ・パケットのフローの制御は、
制御フレームによって管理される。次にデータ・パケッ
トおよび制御フレームの詳細を説明する。

使用されるフレームには、DATA（データ）フレームとPR
OTOCOL（プロトコル）フレームという２つの基本形式が
ある。本明細書で記載する実施例では、256個のデータ
・フレームと４個のプロトコル・フレームがある。プロ
トコル・フレームは、パケットを区切り、フロー制御を
提供するのに使用される。

第５図は、リンクを介するデータの伝送に使用されるパ
ケット・フォーマットを示す。パケットは、両端をFLAG
（フラグ）フレーム（後述）で区切られた、少なくとも
４つの一連のデータ・フレームからなる。パケットは、
下記のように３つまたは４つの一連のフィールドに分割
される。

制御フィールド。（１フレーム、必ず存在する）アドレス・フィールド。（１フレーム、必ず存在する）データ・フィールド。（可変長、存在は任意選択） CRCフィールド。（２フレーム、必ず存在する）可能な最も短いパケットは、データ・フィールドがな
く、４つのデータ・フレームを含む。あるノードが４つ
未満のフレームを含むパケットを受信した場合、そのノ
ードは、プロトコル・エラーを指示する。

制御フィールド：制御フィールドは、FLAGに続く最初の
データ・フレームである。受信ノードによって受信さ
れ、復号（詳細は後述）された後、結果として得られる
バイトは、下記のように解釈される。

ユーザ定義：これらは、予備ビットであり、これを使用
するシステムの必要に応じて、どのような目的に使用し
てもよい。

リンク・リセットおよびトータル・リセット：これらの
ビットは、本明細書で記載する通信方法に関連するエラ
ー回復手順で使用する。このエラー回復手順の詳細は、
本明細書で一部を説明するが、関連するエラー回復手順
の具体的な詳細は、本出願と同じ名義で同時に出願した
「エラー回復の方法」と題する特許出願明細書に記載さ
れている。

パケット順序番号：この２ビットは、パケットの喪失ま
たは重複に対する保護に使用される。これらは、連続す
る各パケット内で、送信機によって４の剰余系で増分さ
れ、受信機によって検査される。

アドレス・フィールド：これは、制御フィールドの直後
にある単一のデータ・フレームである。これには、通
常、遠隔ノード内の、そのパケットの符号化された宛先
アドレスが含まれる。

データ・フィールド：データフィールドは任意選択であ
る。存在する場合には、このフィールドは、アドレス・
フィールドに続く可変数のデータ・フレームからなる。
データ・フィールドの内容は、完全にアプリケーション
によって制御され、リンクのアーキテクチャとは無関係
である。データ・フィールドの最大長は、実施態様に依
存し、（ｉ）使用可能なパケット・バッファのサイズ、
（ii）維持する必要のあるデータ速度、および（iii）
所与のシステム環境と定義されたCRC多項式に対して許
容可能なエラー率に依存する。

実施態様によっては、データ・フィールドが偶数個のフ
レームの長さになっているなどの制限がさらに加えられ
ることもある。このような実施態様では、ノードは、デ
ータ・フィールドとして誤った長さのパケットを受信し
た場合、そのパケットを拒否する。

CRCフィールド:CRCフィールドは、後端FLAGの直前にあ
る２つのデータ・フレームからなる。これは、制御フィ
ールド、アドレス・フィールドおよびデータ・フィール
ドのチェックに使用される。宛先では、受信機がCRCフ
ィールドを受信し検査した後でなければ、どのフィール
ドも有効であるとは見なさない。

CRCフィールドは、データ・パケット毎に、アウトバウ
ンドCRCジェネレータによって、16ビット・レジスタ内
で下記の多項式を使用して計算される。

X¹⁶＋X¹⁵＋X²＋１ CRCレジスタは、各パケットの先頭で、全ビット１にプ
リセットされる。

インバウンド直列リンク内のインバウンドCRCアキュム
レータは、CRCフィールドを復号し、上記と同一の多項
式を使用してこれをチェックする。CRCジレスタは、各
パケットの先頭で全ビット１にプリセットされ、制御フ
ィールド、アドレス・フィールドおよびデータ・フィー
ルドにわたって累算される。入力パケットがエラーなし
で受信されたと仮定すると、累算の終了時点で、インバ
ウンド・アキュムレータ内のCRCレジスタは、全ビット
が０になっていなければならない。

本発明の通信方法で定義されるプロトコル・フレームの
１形式が、パケットを区切るのに使用されるFLAGフレー
ムである。FLAGフレームからデータ・フレームへの遷移
が、パケットの開始を示し、データ・フレームからFLAG
フレームへの遷移が、パケットの終了を示す。以下の説
明では、これらをそれぞれ、前端FLAGおよび後端FLAGと
称する。

オーバーヘッドを最小にするため、後端FLAGが、次のパ
ケットの前端FLAGを兼ねることも可能である。したがっ
て、連続するパケットは、最小限１つのFLAGによって分
離される。FLAGフレームのビット・パターンは、他の有
効なフレームのどのシーケンス内のどのビット位置でも
発生しないものになるように選択されている。このフレ
ームおよび他の形式のプロトコル・フレームのビット・
パータンの例を、以下で説明する。FLAGフレームは、フ
レーム同期を提供するという追加の目的にも役立つ。さ
らに、FLAGフレームは、リンクの受信端での同期を維持
するため、リンクが遊休状態の時に送信される。

本発明の通信方法および通信システムは、データを上述
のパケットの形でソース・ノードから宛先ノードへ伝送
する手段を提供する。必要なフロー制御を実施するた
め、宛先は、ソースに、パケット毎に下記の２つの応答
を送信する。

肯定応答１対の連続するACKプロトコル・フレ
ーム受信機差動可能１対の連続するRRプロトコル・フレ
ーム制御フレームは、対で使用して、応答が送信エラーによ
って作り出されないよう保護することが好ましい。ノー
ドがある応答に作用するのは、他のフレームが介在しな
い状態で１対のフレームを両方とも受信した時に限られ
る。

全二重動作の際には、ノードが、あるパケットを送信し
ている最中に、別の受信パケットに対する応答を送信し
ようとするかもしれない。この場合、その送信機は、応
答を優先し、そのパケット内にこの応答をインターリー
ブする。この方式を用いると、待ち時間が最少になり、
送信機と受信機のそれぞれに２つのパケット・バッファ
を設けるだけで、最大のリンク・スループットを達成で
きる。

応答は、制御フレームからなるので、受信機は、パケッ
トを構成するデータ・フレームから応答を容易に分離す
ることができる。パケットのCRCフィールドには、イン
ターリーブされた応答フレームは全く含まれない。

肯定応答：本発明の通信方法では、ノードが、有効なす
べての受信パケットに肯定応答を行う必要がある。パケ
ットが有効であるのは、リンク状況バイト内にリストさ
れる「受信機エラー」が、そのパケットに全く含まれて
いない場合である。宛先は、有効なパケットを受信した
時、ACK応答を送信する。ソースがこのACK応答を受信し
た時、肯定応答されたパケットを構成する情報を含んで
いたアウトバウンド・データ・バッファの一部をクリア
して、送信しようとする新規データの入力に備えること
ができる。

各ノードは、関連する２つの状態、「ACK待機中」と「A
CK保留中」を有する。次に、第６図を参照して、これら
の状態が肯定応答をどのように制御するかを説明する。

1.ノードは、「作動可能」状態（リンクの可能な状態に
ついては、以下で詳細に説明する）に入る時、「ACK待
機中」と「ACK保留中」をクリアする。

2.ノードは、パケットの後端FLAGの送信を完了した後２
フレームの間、「ACK待機中」をセットする。ノード
は、ACK応答を受信した時に「ACK待機中」をリセットす
る。その後、応答するアウトバウンド・パケット・バッ
ファを割振り解除し、このバッファを別のパケットで満
たすことができる。

ノードが、あるパケットに対する「ACK待機中」をセッ
トした後、所定の時間（たとえば10ミリ秒）以内に応答
の最初のACKを受信しない場合、ACKタイム・アウトを認
識する。

ノードが、次のパケットのCRCフィールドの送信を終了
した時にまだ「ACK待機中」である場合は、このノード
は、後端FLAGを送信しない。その代わりに、このノード
は、ACK応答を受信するか、またはACKタイム・アウトが
発生するまで、NULフレームを送信する。この状態でACK
タイム・アウトが発生する場合、このノードは、違法フ
レームに続けてFLAGを送信しなければならない。違法フ
レームがあると、そのパケットは打ち切られ、遠隔ノー
ドによって拒否されるようになる。

このプロトコルによれば、送信機が、伝播遅延、伝送速
度およびパケット長と無関係に、明確に各ACK応答を対
応するパケットと必ず関連づけできることが保証され
る。

ノードが、「ACK待機中」でない時にACK制御フレームを
受信するか、またはACKフレームを１つしか受信しない
場合、プロトコル・エラーを認識する。

3.ノードは、「作動可能」状態にある時に、有効なパケ
ットの後端FLAGを受信した時、即座に「ACK保留中」を
セットする。

4.「ACK保留中」がセットされている時には、ノード
は、できるだけ早くACK応答を送信しなければならな
い。ただし、RR応答が進行中の場合には、まずこれを完
了しなければならない。「ACK保留中」は、ACK応答を送
信し終えた時にリセットされる。

歩調合せ歩調合せは、送信機が受信機の使用可能バッファをオー
バーランしないことを保証するものである。歩調合せの
単位は、パケットである。本発明の通信の方法では、受
信機がただ１つのバッファをもつことが必要である。た
だし、リンクの連続的（全二重）動作を達成するには、
一般に少なくとも２つのバッファが必要である。

各ノードは、歩調合せを制御する２つの状態、「RR待機
中」および「RR保留中」を有する。

1.ノードは、「作動可能」状態に入る時に、「RR待機
中」と「RR保留中」をセットする。その結果、ノード
は、即座にRR応答を送信し、また、RR応答を受信するま
でパケットを送信しない。

2.ノードがパケットの送信を開始できるのは、下記の条
件のどちらかが満足される時だけである。

ａ）ノードが、「作動可能」状態にあり、「RR待機中」
ではない。

ｂ）ノードが、「チェック」状態にあり、パケット制御
フィールドでリンク・リセットまたはトータル・リセッ
トが指定されている。

「RR待機中」は、ノードが何らかのパケトの制御フィー
ルドを送信する時にセットされ、そのノードがRR応答を
受信した時にリセットされる。

3.下記の条件がすべて満足される時、ノードは、現フレ
ームの直後にRR応答を送信する。

ａ）そのノードが「作動可能」状態にあり、「RR保留
中」がセットされている。

ｂ）少なくとも１つのインバウンド・バッファが、現在
受信中のパケットの他にもう１つのパケットを受信する
のに使用可能である。

ｃ）そのノードが、現在ACK応答を送信中ではなく、「A
CK保留中」がセットされていない。

「RR保留中」は、ノードが無効パケットを含めて何らか
のパケットの制御フィールドを受信する時にセットさ
れ、そのノードがRR応答を送信した時にリセットされ
る。

パケット順序番号は、伝送エラーによるパケットの喪失
または重複に対する保護に利用される。たとえば、FLAG
が化ける場合、２つのパケットが１つになってしまうこ
とがある。伝送エラーによってACK応答が化ける場合、
１つのパケットが重複することがある。これらに対する
保護のため、リンクERPは、対応するパケットが宛先に
よって実際に受信されたか否かを知る必要がある。

各パケットの制御フィールドには、２ビットのパケット
・順序番号（PSN）が含まれる。正常動作では、PSNは、
連続するパケット毎に、４の剰余系で増分される。

各ノードは、２ビットの送信順序番号（TSN）を維持
し、これを、送信される各パケットのPSNにコピーす
る。TSNは、「使用不能」状態で'00'にリセットされ、
送信されるパケット毎に、受信される応答とは無関係
に、４の剰余系で増分される。

各ノードは、２ビットの受信順序番号（RSN）をも維持
する。これは、「使用不能」状態で'00'Bにリセットさ
れ、受信機が１パケットを受け入れる時、すなわち、受
信機がACK応答を返す時にだけ、４の剰余系で増分され
る。ただし、RSNは、リンク・リセットによって増分さ
れてはならない。パケットが受信される時、ハードウェ
アは、下記のようにPSNをRSNと対比してチェックする。

・PSN＝RSNである場合、そのシーケンスは正しく、受信
機は、期待していたパケットを受信済みである。他のエ
ラーが存在しないならば、このパケットが受け入れら
れ、ACK応答が返される。

・PSNがRSNに等しくなく、そのパケットがリンク・リセ
ットまたはトータル・リセットを指定するものではない
場合には、１つまたは複数のパケットが失われている。
現パケットは肯定応答されず、ノードはシーケンス・エ
ラーを認識する。

備考受信機は、リンク・リセット・パケットまたはト
ータル・リセット・パケット内のPSNを無視する。

NULフレームノード送信機は、１パケットの最初のデータ・フレーム
より後のどこにでも、NULプロトコル・フレームを挿入
できる。受信機は、NULフレームを捨てて無視する。NUL
フレームは、CRCフィールドの計算には含まれない。こ
の機能は、下記の場合に有用である。

（ｉ）送信機がパケットの送信を開始したが、そのパケ
ットを完了するのに必要なデータが一時的に入手不能に
なっている場合。

（ii）送信機が、次パケットの後端FLAGを送信する準備
ができている時に、まだACK応答を待っている場合。

フレーム同期を保証するため、リンクが遊休状態の時
は、NULは許容されない。受信機がNULフレームを検出し
たが、最後のFLAGを受信した以降にデータ・フレームを
復号していない場合は、その受信機は、プロトコル・エ
ラーを指示する。

ノードが、パケットの送信中に内部ハードウェア・エラ
ーを検出した場合は、そのパケットを打ち切ることがで
きる。これは、後端FLAGより前のどこかに、違法フレー
ムを挿入することによって達成される。

次に、データのパケットと、これらのパケットに対する
応答の伝送を、第７図を参照して説明する。この例で
は、各ノードが１対の送信バッファと１対の受信バッフ
ァを有するものと仮定する。

第7B図は、ノード１がソースとして働き、ノード２が宛
先として働く、半二重転送を示す図である。リンクが電
源オンとなる時に発生するRR応答の最初の交換は、既に
行われている。

ノード１が、ノード２への第１パケットの送信を開始す
る。このパケットの制御フィールドを送信し終えた時、
「RR待機中」がセットされる。ノード２はA/B受信バッ
ファを有するので、すなわち、第２の空の受信バッファ
があり、現在受信中の第１パケットのほかにもう１パケ
ット受信できるので、パケットの先頭を検出するとすぐ
RR応答を送信する。これによって、ノード１の「RR待機
中」がリセットされ、その結果、ノード１は、第１パケ
ットの後端FLAGの直後にパケット２の送信を開始するこ
とができる。パケット１の送信が完了した時、ノード１
は「ACK保留中」をセットする。この「ACK保留中」は、
ノード２がパケット１の後端FLAGを検出した直後に送信
する、ACK応答の受信時にリセットされる。前述したよ
うに、ノード１は、第１パケットの送信完了後に第２パ
ケットを送信することができる。ノード２が第２パケッ
トの後端FLAGを受信した時、そのパケットが正しく受信
されたと仮定すると、ノード２は、１対のACKフレーム
をノード１に送信する。第２パケット用のACKフレーム
を送信してからある時間後に、ノード２は、次のデタを
受信する準備ができ、したがって１対のRRフレームを送
信する。第２の対のRRフレームを送出する際の遅延は、
第１パケットの処理に要する時間、すなわち、第１パケ
ットを保持しているバッファを次の使用のために開放す
るのに要する時間である。

第7C図は、ノード１が２パケットのソースとして働き、
ノード２が１パケットのソースとして働く、全二重転送
を簡略化した形で示す。

最初のRRフレームの交換は、既に行われており、両方の
ノードは、データのパケットを受信する準備ができてい
る。ノード１は、ノード２がその第１パケットの送信を
開始するより１時間前に、第１パケットの送信を開始す
る。ノード２は、ノード１からの第１パケットの第１フ
レームを受信した時、ノード１からの第２のパケット用
に使用可能なバッファ空間があることを示す１対のRRフ
レームを送信する。ノード２は、その第１パケットの送
信を開始しているので、この１対のRRフレームは、パケ
ット１の制御フレームおよびアドレス・フレームの間に
インターリーブされる。RRフレームを送信し終えると、
ノード２は、その第１パケットの送信を続行する。

同じようにして、ノード１は、ノード２からのパケット
１の第１フレームを受信した時、１対のRRフレームを送
信する。この１対のRRフレームは、ノード１の第１パケ
ットのデータ・フレームの間にインターリーブされる。
その後、両方のノードが、それぞれの第１パケットの送
信を続行する。ノード２は、ノード１の第１パケットの
末尾のFLAGフレームを受信した時、パケット１を正しく
受信したことを示す１対のACKフレームを、２つの出力
データ・フレームの間にインターリーブして送信する。
第１パケットの送信を完了した後、ノード１は、即座に
第２パケットの送信を開始することができる（ノード２
は、第２パケット用に使用可能なバッファ空間があるこ
とを示すRR応答を、その前に送信済みである）。ノード
１からの第１パケットの後端FLAGを受信した時、ノード
２は、その第２パケットの送信に割り込んで、１対のAC
Kフレームを送出する。

ノード２は、ノード１の第２パケットの制御フレームを
受信した時、第３のパケットの受信用に使用可能なバッ
ファ空間を有しておらず、したがって、即座に第１ノー
ドにRR応答を送信することができない。したがって、ノ
ード２は、「RR保留中」をセットする。ノード１からの
第１パケットを保持するノード２のバッファが、アプリ
ケーションによって処理され、データが取り除かれた
時、ノード２はRR応答を送信する。ノード２は、ノード
１の第２パケットの後端FLAGを受信した時、通常のACK
応答を送信する。３つのパケットすべての送信と肯定応
答がこの時点で完了し、送信すべきデータはもう存在し
ないので、両方のノードは、FLAGの連続的な送信を継続
する。

各ノードは、少なくとも１つのパケット受信用バッファ
を備えなければならない。このバッファは、定義される
最長のパケットを収容できるだけの大きさでなければな
らない。このバッファは、受信機がデータ・フィールド
をアプリケーションに転送するか、または制御フィール
ドおよびアドレス・フィールドに作用する前に、CRCフ
ィールドを検証できるようにするために必要である。歩
調合せの単位はパケットであるので、オーバーランを予
防するためにも、このバッファが必要である。

ソース・ノードは、対応するACK応答を受け取るまで、
各パケットを保持しなければならない。ACKがない場
合、リンクERPは、最後の１つまたは２つのパケットを
再送信しなければならないことがある。

リンクの全帯域幅での連続通信を達成するためには、一
般に、各ノードが１対の送信バッファと１対の受信バッ
ファを有することが必要である。これによって、「A/
B」バッファリングがもたらされる。各バッファ対の一
方のバッファがリンクによって満たされるのと同時に、
もう一方のバッファがアプリケーションによって空にさ
れる。

バッファ管理送信バッファは、エラーの後に正しい回復が可能になる
ように注意深く管理しなければならない。エラーの直前
に送信された最後の１つまたは２つのパケットを再送信
するかまたは捨てる必要があることもある。リンク・ハ
ードウェアは、これらのパケットを含むバッファと、そ
れらが送信された順序を識別するのに十分な状況を維持
しなけらばならない。Ｎ個の送信バッファがあり、送信
機が必ず循環式にこれらにアクセスする場合には、下記
の２つのポインタが十分な情報を提供する。

送信ポインタこれは、次に送信されるバッファを指す
ポインタである。このポインタは、後端FLAGが送信され
るごとに、Ｎの剰余系で増分される。

再試行ポインタこれは、肯定応答される次のバッファ
を指すポインタである。このポインタは、「ACK待機
中」がセットされている間にACK応答を受信するごと
に、Ｎの剰余系で増分される。通常、このポインタは送
信ポインタと同じところを指すが、エラー発生時には、
最大２つまで遅れることがある。

リンク使用可能性各ノード内のリンク・ハードウェアは、下記の４つの使
用可能性状態の１つであり得る。

ａ）使用不能。これは、リンクが動作可能状態になる前
の電源オン状態である。

ｂ）使用可能。これは、リンクを動作可能にする途中の
過渡状態である。

ｃ）作動可能。これは、パケットの正常な送受信ができ
る状態である。

ｄ）チェック。この状態に入るのは、エラーが検出され
た時である。リンクは、リンクERPがハードウェアを
「作動可能」状態に戻すのに成功するまで、動作可能で
はない。

ノード・プロセッサが現在の状態を検査し変更して、リ
ンクの状態を決定し、リンクをイネーブルしまたディス
エーブルすることができる。また、特定の事象が発生し
た時に、ハ−ドウェア状態が自動的に変化することもで
きる。

使用不能の状態この状態では、送信機は全ビット０を出力し、受信機は
トータル・リセットだけに応答する。ローカル・リセッ
トの実行後、または他の何らかの状態でトータル・リセ
ットを指定するパケットを受信した時に、自動的に「使
用不能」状態に入る。また、この状態は、リンクERP中
に明示的に選択される。

遠隔ノードによる認識を保証するため、「使用不能」状
態の最少持続時間は、５フレーム期間である。

使用可能状態ノードが、通信を開始する準備ができた時、そのノード
のプロセッサは、まずライン・ドライバとライン・レシ
ーバが回線障害を示していないことをチェックする。ノ
ード・プロセッサは、その後、ホードウェア状態を「使
用可能」に明示的に変更できる。この状態で、送信機は
FLAGを出力し、受信機はFLAGを聴取する。FLAGが検出さ
れた時、リンク・ハードウェアは、自動的に「作動可
能」状態に入る。ノード・プロセッサが、この遷移を検
出するために、ポーリングを行う必要がある場合がある
が、ハードウェアで割込みを行ってもよい。

作動可能状態これは、通常の通信の状態である。

遠隔ノードに、バイト同期を獲得するのに十分な時間を
与えるために、ノードは、最初に「作動可能」になった
時、他のフレームを送信する前に、少なくとも５つのFL
AGを送信しなければならない。

ノードが最初に「作動可能」になった時、送信機は、少
なくとも１つのインバウンド・パケット・バッファが使
用可能な時に、１つのRR応答を送信する。同様に、送信
機は、１つのRR応答を受信するまで、パケットを送信し
ない。

チェック状態ハードウェアがエラーを検出し、またはリンク・リセッ
トを指定するパケットを受信した時、自動的にこの状態
に入る。その後、リンクERPがハードウェアを「作動可
能」状態に戻すことに成功するまで、リンクは動作不能
である。「チェック」状態に移ると、リンクERPが呼び
込まれる。

ハードウェアが「チェック」状態に入った時、送信機
は、現パケットが存在するならばその完了後にデータ・
パケットの送信を停止する。送信機はその後、下記の場
合を除き、FLAGを連続的に送信する。

・受信機が、送信機に応答の送信を指令する場合。

・ノード・プロセッサが、送信機にリンク・リセットま
たはトータル・リセットの送信を指令する場合。

受信機は、リンク・リセットまたはトータル・リセット
を指定する場合を除き、入力パケットをすべて捨てる。
また、受信機はRR応答をも捨てるが、ACK応答は受け入
れられ処理される。

「チェック」状態では、アプリケーションは、送信バッ
ファを満たすこと、および受信バッファを空にすること
を延期する。これは、誤った受信機パケットをメモリに
転送しないようにするためである。

通信の開始リンク・ハードウェアは、電源オンの時点で「使用不
能」状態にある。ノード・プロセッサは、通信を開始し
ようとする時、下記のステップを実行しなければならな
い。

1.回線インターフェース回路が、回線障害を示していな
いことをチェックする。回線障害は、遠隔ノードが動作
不能状態であるか、またはケーブルが接続されていない
ことを示す。

2.リンク・ハードウェアを「使用可能」状態にする。こ
うすると、送信機がFLAGの送信を開始する。

3.遠隔ノードからFLAGを受信した時、リンク・ハードウ
ェアは、自動的に「作動可能」状態に変化する。

4.遠隔ノードからRR応答を受信した時、送信機は「RR待
機中」をリセットする。

5.「作動可能」状態に入った後に少なくとも５つのFLAG
が送信されたならば、この時点でバケットを送信するこ
とができる。

通信の終了まずリンクを静止状態にしなければならないので、通信
を終了させる方法は、アプリケーションが決定しなけれ
ばならない。下記の例は、必要なステップの例を示すも
のにすぎない。

1.通信を終了させようとするノードは、遠隔ノードが未
処理の要求のすべてに応答し終えるまで待つ。その後、
このノードは、リンクの遮断を要求するメッセージを送
信する。

2.遠隔ノードは、ローカル・ノードが未処理の要求のす
べてに応答し終えるまで待ち、その後、遮断を肯定応答
するメッセージを返す。

3.その後、両方のノードが、それぞれのリンク・ハード
ウェアを使用不能にする。

物理媒体変調データは、NRZI法を使用してベースバンド・デジタル信
号として伝送される。ブット'1'は、回線の状態を反転
することによって信号化される。ビット'0'の場合、回
線の状態は変化しない。

刻時直列リンクは、同期式に動作する。受信機は、送信され
たデータの遷移から、適当なクロックを抽出しなければ
ならない。

符号化同期式の刻時では、０の長いシーケンスを有することが
望ましくないので、送信機の使用できるビット・パター
ンが制限される。したがって、送信したいデータを伝送
に適したパターンに変換する、符号化アルゴリズムが必
要である。

本明細書で説明する直列リンクでは、送信されるデータ
・ストリーム内に４個以上の０が連続することが絶対に
ないことが保証されている、4/5コードを使用する。

送信機は、入力データ・ビットを４ビットごとに、16個
の５ビット「データ記号」の１つに符号化する。また５
つの「制御記号」が、リンク制御機能のために自由に使
用できる。刻時要件に違反することを避けるように注意
を払う場合には、11個の「制限付き記号」のうちのいく
つかも使用できる。

データ・フレーム本明細書では、下記の表記法を使用する。

符号化されないバイトのビットには、左から右に０から
７の番号を付ける。

符号化されたフレーム内のビットは、ａ、ｂ、ｃ、ｄ、
ｅ、ｆ、ｇ、ｈ、ｊ、ｋと呼ぶ。ビット'a'が、最初に
回線上に送信される。

10ビットのデータ・フレームは、送信しようとするデー
タの16進表記の各桁を4/5コードに従って符号化するこ
とによって構成される。ビット０〜３をまず符号化し、
その後ビット４〜７を符号化する。したがって、'23'x
は、下記のように符号化される。

ビット：ａｂｃｄｅｆｇｈｊｋ '23'x: １０１００１０１０１プロトコル・フレームプロトコル・フレームは、少なくともその一方が制御記
号である、２つの記号の組合せから構成される。これに
よって、プロトコル・フレームを、必ずデータ・フレー
ムから識別できることが保証される。

２つの制御記号を含むプロトコル・フレームは、回線上
のノイズに対する追加の保護を提供する。制御記号は、
データ記号と少なくとも１ビットが異なるので、このよ
うなフレームは、データ・フレームと少なくとも２ビッ
トが異なる。５つの制御記号が使用可能なので、このよ
うなプロトコル・フレームが、最高25個もたらされる。

１つの制御記号と１つの制限付き記号から構成され、か
つ連続する０が３個以内という刻時要件に合致するフレ
ームが、幾つか存在する。このようなフレームの１つ
を、FLAGに使用する。この特定のフレームを選択したの
は、それが、データ記号と制御記号の可能なすべての組
合せのどの相でも発生しないからである。したがって、
これを用いると、受信機が、フレーム同期を獲得し検証
できるようになる。またFLAGフレームは、リンクが遊休
状態の時のRFIを最小にするために、比較的少数の遷移
を含む。

下記の４つのプロトコル・フレームだけが定義されてい
る。

ビット：ａｂｃｄｅｆｇｈｊｋ FLAG: １０００１００１００ ACK: ０１１０１０１１０１ RR: １１１１１１１１１１ NUL: １１００１１１００１違法フレーム:10ビットのフレームは、1024通りの可能
なビット・パターンをもたらす。これらのパターンのう
ち256個がデータ・フレームであり、４個のプロトコル
・フレームであるので、未定義のパターンが764個残っ
ている。あるノードが、「作動可能」状態にある間に未
定義フレームを受信した場合、「違法フレーム」エラー
を指示する。違法フレーム'0000000000'Bには、特別な
意味がある。これが一貫して発生する場合、遠隔ノード
が「使用不能」状態にあることを指示される。したがっ
て、受信機は、「無フレーム」指示を提供して、リンク
ERPがこの状態を検出できるようにする。

次に、データ・パケットの送信と受信を、第２図、第３
図および第５図を参照して説明する。

第８図は、DMAバスおよび入出力バスを介してマイクロ
プロセッサ10に接続された第１図のノードの１つの構成
要素を示す。マイクロプロセッサには、データ・バッフ
ァ12が接続されている。マイクロプロセッサは、データ
・バッファのアドレッシングと制御を行う論理回路を含
んでいる。また、マイクロプロセッサは、データ・バッ
ファからリンク・ハードウェアのパケット・バッファへ
のデータ転送を制御するDMA有限状態機械（FSM）を含ん
でいる。DMA転送詳細は、本発明には直接関係せず、し
たがって説明しない。本発明を利用する他のシステムで
は、伝送するデータをパケット・バッファに転送する他
の手段を備えることもできる。本明細書で説明するシス
テムでは、リンクに入るデータとリンクから出るデータ
が、すべてデータ・バッファを経由する。DMAパケット
・バッファ11は、リンクに到着したデータによって満た
され、また本明細書で説明する実施態様では、データ・
バッファからデータを取り出すDMAによって満たされ
る。入出力バスは、入出力インターフェースをマイクロ
プロセッサに接続し、マイクロプロセッサによって、リ
ンク論理回路内に実施される一連の外部レジスタにアク
セスするために使用される。各パケット・バッファに
は、それぞれパケット状況レジスタ14および状況ビット
が関連づけられている。この状況ビットは、そのパケッ
ト・バッファ内に送信を待っているデータが存在する時
にセットされる。パケット状況レジスタおよび状況ビッ
トの機能と動作を、以下で詳細に説明する。マイクロプ
ロセッサは、データ・フィールド内にメッセージ情報を
含む点でデータ・パケットと異なる、メッセージ・パケ
ットを作成できる。メッセージ・パケットは、アウトバ
ウンド・リンク・メッセージ・バッファ13内に保持さ
れ、そこから通常のデータ・パケットに同様の方式で伝
送される。メッセージ・パケットは、コマンドおよび状
況用、ならびにデータ伝送の開始に使用される。

第2A図と第2B図は、第2A図の左側から出て第2B図の左側
に入る線で互いに接続されている。第2A図および第2B図
は、関連するパケット・バッファRAM20およびパケット
状況RAM30を有するインバウンド・リンクおよびアウト
バウンド・リンクの主要構成要素を示す。インバウンド
・リンク用およびアウトバウンド・リンク用のA/Bパケ
ット・バッファがパケット・バッファRAM内に含まれ、
各A/Bパケット・バッファに関連するパケット状況レジ
スタがパケット状況RAM内に含まれる。パケット状況レ
ジスタは、パケット・バッファ内に記憶されるデータ・
バイトの数のカウントを保持し、アドレス情報を保持す
る。アウトバウンド・パケット・バッファとインバウン
ド・パケット・バッファはそれぞれ、対応するパケット
状況レジスタ（PSR）を必要とする。パケット状況レジ
スタは、16ビット幅であり、それぞれが下記の２つのフ
ィールドを含んでいる。

（ｉ）８ビットの宛先フィールド：アウトバウンド・パ
ケットの場合、このフィールドは、対応するパケット・
バッファ内容がリンクによって送信される時に出力パケ
ットのアドレス・フィールドにコピーされる値を保持す
る。この値は、パケットがパケット・バッファに取り出
されている時に、送信に備えてハ−ドウェアが自動的に
ロードすることができる。インバウンド・パケットの場
合、このフィールドは、入力パケットのアドレス・フィ
ールドから抽出されたアドレスを保持する。この値は、
インバウンド・リンクFSMによってPSRに書き込まれ、そ
の値は、パケットの後続経路指定の決定に使用される。

（ii）８ビットのバイト・カウント・フィールド：アツ
トバウンド・パケットの場合、このフィールドは、対応
するパケット・バッファ内に置かれたバイト数を示す値
を保持する。リンクがこのパケットを送信する時、この
値を、バイト・カウンタ（リンク・ハードウェアの一
部）にコピーしなければならない。このバイト・カウン
タは、各データ・バイトが送信されるごとに減分され
る。PSR内のこの値は、リンク送信中のエラーのためそ
のパケットを送信しなければならない場合に備えて保存
される。インバウンド・パケットの場合、このフィール
ドは、入力パケット中で受信されたデータ・バイト（２
つのCRCバイトを除く）の数を示す値を保持する。

第3A図および第3B図は、アウトバウンド（Tx）FSMの様
々な状態と、状態間の遷移を示す。２つのFSMが存在
し、その１つは、パケットの送信を制御するパケットFS
M（第3A図）、もう１つは、ACK応答とRR応答の送信を制
御する制御FSM（第3B図）である。Tx FSMおよび接続さ
れたハードウェアをブロック図の形で示す第2A図および
第2B図を参照して、Tx FSMの制御の下でのデータ・パッ
ケージの送信を説明する。

アウトバウンド・パケット状況調停論理回路52は、各パ
ケット・バッファに関連するアウトバウンド・パケット
状況ビットを連続的に監視して、送信の準備のできたデ
ータがバッファ内にあるか否かを判定する。そうである
場合には、線110上のパルスによってTxパケットFSMに通
知される。それと同時に、調停論理回路52は線120にパ
ルスを送り、その結果、バイト・カウンタ58が、８ビッ
ト・カウント・フィールドに記憶された値を、送信すべ
きデータを含むパケット・バッファに関連するパケット
状況レジスタにロードする。したがって、このバイト・
カウンタは、その特定のパケット中で送信すべきデータ
・バイトの数に対応する値を保持する。パケット伝送の
間、このカウンタは、データ・パケット・バッファから
各バイトが送信されるごとに減分される。このカウンタ
が０に達した時、線112上にパルスが置かれる。

パケットFSMは、線110上で信号を受信した時、TxFSMと
エンコーダ82の間のFLAG線をローにセットし、それによ
って、エンコーダによるFLAGフレームの送信を停止させ
る。その後、パケットFSMは、制御情報を求める要求を
線102（第2A図および第2B図）上に提示する。データ・
パケットの制御フィールドは８ビットを含むことを想起
されたい。通常の（すなわち、リンク・リセット・パケ
ットでもトータル・リセット・パケットでもない）デー
タ・パケットの場合、制御フィールドの最初の６ビット
は、０にセットさせる。これらの６ビットは、制御フィ
ールド・レジスタ54から得られ、線102上の信号は、マ
ルチプレクサ56に、マルチプレクサ56をマルチプレクサ
66に接続する線104上に送り出される６ビットをパスさ
せる。パケット順序番号情報を含む制御バイトの最後の
２ビットは、TSNレジスタ70から得られ、制御フィール
ド・レジスタからの６ビットに追加される。TSNレジス
タに保持される送信順序番号は、パケットが送信される
ごとに、パケットFSMが「制御送信」状態に入る時に増
分される。

パケットFSMが「アドレス送信」状態に入る時、アドレ
ス要求線101にパルスが送られ、その結果、マルチプレ
クサ56が、関連するパケット状況レジスタの宛先フール
ドに含まれる８ビットのアドレス情報をパスする。この
アドレス情報は、その後線104に渡される。マルチプレ
クサ56の排他的は性格のために、どの時点でも制御線、
アドレス線およびデータ線のうちの１つだけがセットさ
れ、したがって、どの時点でも、制御バイト、アドレス
・バイトまたはデータ・バイトのうちの１つだけが線10
4上に存在する。

次に、パケットFSMは、「アドレス送信」状態から移行
して、バイト・カウンタが０にセットされているか否か
をチェックする。そうである場合は、パケット・データ
・フィールド内に送信すべきデータがなく、FSMは「CRC
1、２送信」状態に移る。線112が、バイト・カウンタが
０にセットされていることを示さない場合は、送信すべ
きデータが存在し、FSMは「データ送信状態」に入る。
データ要求線103は、マルチプレクサに、線203および線
104を介してパケット・バッファからデータ・バイトを
パスさせる。データ要求信号が送信されるたびに、バイ
ト・カウンタが４の剰余系で減分される。

送信されるデータ・パケットはまた、２つのデータ・フ
レームからなるCRCフィールドを含んでいる。CRCフィー
ルドは、アウトバウンドCRCジェネレータ68内の２つの
８ビットCRCレジスタ内で計算される。２つのレジスタ
は、各パケットの開始時に、具体的には、TxパケットFS
Mが「制御送信」状態に入る時に、全ビット０にプリセ
ットされる。その後、CRCは、アウトバウンドCRCジェネ
レータ68内のレジスタによって、制御フィールド、アド
レス・フィールドおよびデータ・フィールドにわたって
累算される。パケット・バッファ内に含まれるデータの
最終バイトが送信された時（バイト・カウンタ58が０ま
で減分された時）、FSMは、「CRC1、２送信」状態に入
り、この状態で、２つのCRCレジスタがエンコーダによ
って10ビット・フレーム（CRC1およびCRC2）に符号化さ
れ、送信される。CRC1とCRC2を送信し終えた時、FSM
は、ACKタイマ72を走行状態にセットする。前記データ
・パケット用のACKフレーム対がインバウンド・リンク
によって受信されていない場合、FSMは、FSMとエンコー
ダの間のNUL線をハイにセットし、これによって、エン
コーダにNULフレ−ムを送信させる。ACKタイム・アウト
が発生する前にACKフレームが受信された時は、NULフレ
ームの送信が停止され、FSMは、FLAG線をハイにセット
し、その結果、バケットの終わりを定義するFLAGフレー
ムが送信される。送信を待っているデータがまだある場
合は、このパケット送信プロセス全体を繰り返す。そう
でない場合は、FSMは、FLAGフレームを連続的に送信さ
せる。

制御フィールド、アドレス・フィールド、データ・フィ
ールドおよびCRCフィールドを符号化し終えた後、パケ
ットは、シリアライザを通過し、ドライバ86によってア
ウトバウンド対撚り線を介して送信される。

データ・パケット送信中の任意の時点で、RRまたはACK
のどとらかの応答フレームの対を送出する必要があるか
もしれない。応答の送信は、パケットの送信よりも高い
優先順位を有するので、データ・パケット送信に割り込
む手段を設ける必要がある。ACK応答またはRR応答の送
信は、Tx制御FSMによって制御される。これは、データ
・パケットの送信中は、通常は遊休モードである。制御
FSMが線107または線108を介してRx FSMから信号を受信
した時、TxパケットFSMが割り込まれ、制御FSMが起動す
る。必要な応答がACKであるかRRであるかに応じて、制
御FSMは、Tx FSMとエンコーダの間のRR線またはACK線を
ハイにセットし、その後、このエンコーダは、10ビット
のACKフレームまたはRRフレームの対を送出する。これ
が終わった時、制御FSMは遊休状態に戻り、パケットFSM
は、部分的に処理済みのデータ・パケットの送信を再開
する。

次に、直列リンクの他端にある送信機によって送信され
たデータ・フレームおよび応答フレーム（RRとACK）の
パケットを受信する際のRx FSMの動作について説明す
る。第4A図および第4B図は、２つのRx FSM（パケットFS
Mおよび制御FSM）の状態を示し、第2A図および第2B図
は、FSMおよび接続された構成要素を示す。第4A図を参
照すると、RxパケットFSMは、通常は遊休状態にあり、
デシリアライザ94から線140を介してFLAGフレームの受
信を示すパルスを受信している。前述したように、受信
機での同期を維持するため、データ・パケットが送信さ
れない時は、FLAGフレームが連続的に送信される。Txパ
ケットFSMは、FLAGフレーム以外のフレームを受信した
時に限って「覚醒」する。データ・フレーム（すなわ
ち、制御フレーム、アドレス・フレームまたはデータ・
フレーム）がインバウンド4/5デコーダ92によって検出
された時、デコーダとRxパケットFSMの間のデータ線に
パルスが送られ、その結果、RxパケットFSMは「制御受
信済み」状態に入る。FSMは、線152にパルスを送り、こ
れによってバイト・カウンタ64をリセットする。カウン
タ64は、パケットの末尾に期待される２つのCRCフレー
ムの分を補償するために、実際には−２にリセットされ
る。線152上のパルスはまた、書込みポイント62をもリ
セットする。またCRCアキュムレータが、FSMが制御フレ
ーム受信済み状態に入る時にプリセットされる。Rx FSM
から出るCNTRL HERE線にパルスが送られ、これによっ
て、外部論理回路に、８ビット・バスrx−DATA上に提示
しようとするデータが、受信したばかりの制御フレーム
であることを伝える。この制御フレームは、53によって
ゲートされ、その情報は、外部論理回路からアクセスで
きるようにレジスタ55内に保持される。制御フレームを
受信し終えた後、通常は第２データ・フレームが期待さ
れる。しかし、次に受信されるフレームが、デシリアラ
イザによって検出されるFLAGであるという場合もあり得
る。これは、受信されたと思われた制御フレームが入力
線上のグリッチによってもたらされたものであった場合
に発生し得る。FLAGが受信された場合、FSMは、プロト
コル・エラーを指示する。次フレームがデータ・フレー
ムである場合、デコーダとFSMの間のデータ線にもう一
度パルスが送られ、その結果、FSMは、「アドレス・フ
レーム受信済み」状態に入る。その後、FSMは、ADDR HE
RE線146にパルスを送り、これによって、このリンクの
外部の論理回路に、８ビット・バス150上のデータがア
ドレス・フレームであることを伝える。このアドレス・
フレームは、57によってゲートされ、このアドレス・フ
レームを構成するバイトは、一時的にレジスタ59に保持
される。外部論理回路は、このアドレスを参照し、この
アドレスが有効であるか否かを決定する。有効でない場
合、パケット拒否エラーが示される。

アドレス・バイトを受信し終えた後、次のフレームは、
そのパケット内にデータ・フィールドがあるか否かに応
じて、データ・バイトまたはCRCバイトのいずれかにな
る。FSMは、「データ・CRC受信済み」状態に入る。この
段階では、データ・フレームとCRCフレームは互いに区
別できない。FSMは、線148にデータ・フレームの存在を
示すパルスを送る。バイト・カウンタと書き込みポイン
タが増分され、このデータ・フレームは、パケット・バ
ッファに転送される。データ・フレームを受信するごと
に、パケットFSMはデータ・フレーム受信ループを循環
し、１フレームを受信するごとに、バイト・カウンタと
書込みポインタが増分される。各フレーム（制御フレー
ムとアドレス・フレームを含む）を受信するごとに、イ
ンバウンドCRCアキュムレータ95は、入力フレームにわ
たってCRCを累算する。すべてのデータ・フレームを受
信し終えた時、FLAGがデシリアライザによって検出され
る。この結果、次のデータ・パケットが入り始めるま
で、Rx FSMは遊休状態に戻る。末尾のFLAGを受信してFS
Mの「データ受信済み」状態から脱出する時、FSMは、線
154に最終バイトを受信し終えたことを示すパルスを送
る。さらに、そのパケットが、プロトコル・エラー、CR
Cエラーまたは他のエラーを伴わずに受信された場合に
は、FSMは、線156にパルスを送る。エラーが検出されて
おらず、CRCチェックサムが正しい場合は、Rx FSMは、
線107にパルスを送り、これによって、TxパケットFSMが
パケット送信の途中であるならばこれを凍結し、Tx制御
FSMに、上記の通り１対のACKフレームを送出させる。レ
ジスタ内のRSNも増分される。154と156にパルスが送ら
れる時、バイト・カウンタ64内に記憶されたカウント
が、データが書き込まれたパケット・バッファに関連す
るパケット状況レジスタにコピーされる。レジスタ59内
に保持されているアドレスも、この状況レジスタの宛先
フィールドにコピーされる。このレジスタのアドレス・
フィールドとカウント・フィールドを書き込み終えた
後、線158上のパルスによってi/bパケット満杯（i/b pk
tfull）ビットがセットされ、これによって、１パケッ
トが正しく受信され、アクセスの準備ができていること
が、外部論理回路（その受信済みのデータを使用する論
理回路）に示される。パケットの受信中に、デコーダに
よって違法フレームが検出された場合、そのパケットの
その時点までに受信された部分が捨てられる。

前述したように、このリンクの全二重動作中に、応答フ
レーム（RRまたはACK）をデータ・パケットにインター
リーブすることができる。したがって、上述のようにパ
ケットの受信中に、デコーダが１対のACKフレームまた
はRRフレームを検出することがある。通常は遊休状態に
あるRx制御FSMが起動する。RRフレームが検出される
時、制御FSMは、“Rx RR1"状態に入る。第２のRRフレー
ムが検出された場合（そうなるはずである）、FSMは、
“Rx RR2"状態に入る。その後、FSMは、有効なRR応答を
受信済みであることを示し、その結果、線160にパルス
が送られ、これによって、遠隔ノードが次データを受信
する準備ができていることが、パケット調停論理回路52
に示される。調停倫理回路は、バッファ内に送信すべき
データがあるか否かを知っており、存在する場合には上
述の通りパケット送信を開始する。Rx制御FSMは、１対
のACKフレームを受信する場合、線162にパルスを送らせ
る。調停論理回路は、活動記録ログに、有効なACK応答
を受信済みであることを示す。活動記録ログは、肯定応
答が必要な未処理のパケットがどれであるかを知ってい
る。その後、肯定応答されたパケットを含むTxパケット
・バッファを、次のデータに備えてクリアすることがで
きる。

上記のリンク使用可能性状態とは独立に、ノードは、そ
のリンク・ハードウェアを「循環」モードで動作させる
ことができる。これは、ローカル・ハードウェアの電源
オン自己試験（POST）の実行に有用である。「循環」モ
ードでは、送信機出力が、受信機入力に内部的に接続さ
れる。第2B図では、アウトバウンド側のドライバとシリ
アライザの間の線を、インバウンド側のレシーバとデシ
リアライザの間の線に接続することができる。外部論理
回路から線18にパルスを送ると、インバウンド側とアウ
トバウンド側が接続される。試験データ・パケットが、
マイクロコードによって生成され、マイクロプロセッサ
の制御下でマイクロプロセッサ・メッセージ・バッファ
に置かれる。このメッセージ・バッファ内のパケットの
存在が、ハードウェアによって検出され、線185を介し
て送信される。このパケットは、線185上でインバウン
ド・リンクによって通常のように受信され、処理され
る。通常の場合と同様に、パケットが正しく受信された
場合、インバウンド・リンクは、アウトバウンド・ハ−
ドウェアにACK応答を送信させる。このACK応答は、線18
5上を進み、ウンバウンド・ハードウェアによって受信
される。このようにして、たとえば電源オン時などに、
パケット伝送を本格的に開始する前にエラーのない動作
を保証するため、ノードの機能を検査することができ
る。すなわち、遠隔ノードを必要とせずにリンク・ハー
ドウェアを完全に試験することができる。さらに、この
「循環モード」を使用すると、リンク・ハードウェア
が、完全なユニットとして検査され、したがって、論理
回路の個々の部分を試験する必要がなくなる。

表１アプリケーションリンクを介して通信中のソフトウ
ェア・プロセス。

ノーソ直列リンクの２端のうちの一方。

ソース特定のパケットの起点となるノード。

宛先パケットを受信するノード。

回線送信側と受信側の間の物理的接続。

送信機TX アウトバウンド・リンクを駆動する論理回
路。

受信機RX インバウンド回線上の信号を復号する論理
回路。

フレームデータ・バイトまたはプロトコル機能を表
す、符号化された10ビットのシーケンス。

パケット FLAGフレームによって区切られる、４個以
上のデータ・フレームのシーケンス。

フィールド CRCフィールドなど、１パケット内の関
連するデータ・フレームのグループ。

応答受信パケットに応答して送信される、１対の
ACKフレームまたは１対のRRフレーム。

CRC 巡回冗長検査 ERP エラー回復手順 FSM 有限状態機械 NRZI 非ゼロ復帰反転記録方式 POR 電源オン・リセット POST 電源オン自己試験 RFI 高周波干渉リンク状況バイトリンクERPの実行中にノード間で
交換される１バイトの状況情報。

フロントページの続き (72)発明者ビィー、レジナールドイギリス国ハンプシャー、イーストレイ、チャンドラーズ・フォード、クレヴァデン・クロス４番地 (56)参考文献特開昭50−28203（ＪＰ，Ａ)

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】直列リンクによって接続された第１ノード
と第２のノード間で通信を行う方法であって、各フィールドが１つまたは複数の多重ビット・データ・
フレームからなる複数の所定のフィールドを含むパケッ
トの形で前記ノード間でデータを伝送すること、およびデータ・フレームから区別でき、データ・パケットと独
立に伝送可能で、かつ前記パケットよりも短い所定のフ
ォーマットを有する多重ビット制御フレームによってデ
ータのフローを制御することを含む方法。
【請求項２】データ・パケットが第２ノードから第１ノ
ードへ転送される第１ノードと第２ノードの間の全二重
伝送の間に、データ・パケットを構成するフレームの間
に制御フレームをインターリーブできることを特徴とす
る、請求項１に記載の方法。
【請求項３】制御フレームの１形式が、第１ノードから
第２ノードに送信されるデータ・パケットの受信時に、
第２ノードから第１ノードに送信される肯定応答フレー
ムであり、さらに、第１ノードから第２ノードへの第１および第２のデータ
・パケットの送信を含み、第１パケットに関連する肯定
応答信号が第１ノードによって第２ノードから受信され
るまでは、第２データ・パケットの送信が完了できない
ことを特徴とする、請求項１または請求項２に記載の方法。
【請求項４】データ・パケットが、所定のフラグ・フレ
ームによって区切られ、第１ノードが第１パケット肯定
応答フレームを第２ノードから受信し終えるまで、第２
パケットの末尾フラグ・フレームが送信されないことを
特徴とする、請求項３に記載の方法。
【請求項５】第１パケット肯定応答フレームが受信され
るまで、所定の制御フレーム（NUL）が第２データ・パ
ケットに含まれ、第１パケット肯定応答フレームの受信
後に、末尾フラグ区切子を送信して、第２データ・パケ
ットの送信を完了することを特徴とする、請求項４に記
載の方法。
【請求項６】データ・パケットが、第１ノード内のバッ
ファに記憶されたデータから構成され、そのパケット用
の肯定応答フレームが第１ノードによって受信される時
まで、データがそのバッファ内に保持され、前記受信の
後に、新規データの記憶に備えてバッファがクリアでき
ることを特徴とする、請求項３乃至請求項５のいずれか
に記載の方法。
【請求項７】制御フレームが、対の形で送信されること
を特徴とする、前記のいずれかの請求項に記載の方法。
【請求項８】第１ノードが、第２ノードからのデータを
受信する準備ができていることを、第２の形式の制御フ
レーム（RR）によって示し、第２ノードが、第１ノード
からのデータを受信する準備ができていることを、前記
第２の形式の制御フレームによって示し、第２ノードが
第１ノードからのデータを受信する準備ができた時、前
記の受信準備ができたことを示すため、第２ノードから
第１ノードにRRフレームを送信することを特徴とする、
前記のいずれかの請求項に記載の方法。
【請求項９】直列リンクによって第２ノードに接続され
た第１ノードと、各フィールドが１つまたは複数の多重ビット・データ・
フレームからなる、複数の所定のフィールドを含むパケ
ットの形のデータを直列リンクを介して第２ノードに送
信するための第１ノード内の手段と、データ・フレームから区別でき、データ・パケットと独
立に送信可能で、かつ前記パケットよりも短い所定のフ
ォーマットを有する多重ビットの制御フレームを利用し
て、ノード間のデータのフローを制御する手段とを含む、データ通信システム。
【請求項１０】制御フレームの１形式が肯定応答フレー
ムであり、第２ノードが、直列リンクを介してデータ・
パケットを送信する手段と、第１ノードからのデータ・
パケット受信に応答して肯定応答フレームを第１ノード
に送信する手段とを含み、第２ノードから第１ノードへ
送信中のパケットのデータ・フレームの間に、肯定応答
フレームをインターリーブできることを特徴とする、請
求項９に記載のシステム。
【請求項１１】第１ノード内の送信手段が、第１および
第２のデータ・パケットを第２ノードに送信し、第２ノ
ード内の応答手段が、前記第１データ・パケットの受信
時に第１ノードに肯定応答フレームを送信し、第１ノードが、前記肯定応答フレームに応答して、第１
ノード送信手段に、前記第２データ・パケットの第２ノ
ードへの送信を完了させる手段と含むことを特徴とする、請求項10に記載のシステム。
【請求項１２】第１ノードが、更に、第１パケットおよ
び第２パケットを構成するデータが記憶される送信デー
タ・バッファを含み、第２ノードによる第１データ・パ
ケットの正しい受信を示す肯定応答フレームが第１ノー
ドによって受信されるまで、第１パケットを構成するデ
ータが送信バッファ内に保持されることを特徴とする、
請求項11に記載のシステム。