JPH084267B2

JPH084267B2 - コンピュータ・ネットワーク・システム

Info

Publication number: JPH084267B2
Application number: JP62188685A
Authority: JP
Inventors: リチャード・エム・コリンズ; エドワード・ビューチェミン
Original assignee: ハネイウェル・ブル・インコ−ポレ−テッド
Priority date: 1986-07-28
Filing date: 1987-07-28
Publication date: 1996-01-17
Anticipated expiration: 2011-01-17
Also published as: YU142187A; EP0255091B1; MX169677B; EP0255091A3; KR930010915B1; EP0255091A2; DE3788539T2; CN87106124A; AU601754B2; CA1288525C; ES2047482T3; CN1007760B; DK393887A; DE3788539D1; KR890003159A; AU7621387A; JPS6352260A; US4835674A; DK393887D0

Description

【発明の詳細な説明】発明の背景（1.発明の分野）本発明はデータ通信装置、特にローカル・エリア・ネ
ットワーク（LAN）アーキテクチャに関係なく、相互に
通信可能なコンピュータのLANに関する。

（2.先行技術の説明）科学やビジネス等の応用分野でデータを処理するディ
ジタル・コンピュータの利用が高まり、膨大なデータを
処理するのにしばしば複数の、それぞれが別々の業務を
行うコンピュータを使い、各々の業務の遂行にコンピュ
ータ間にデータ通信を必要とするようになった。歴史的
にコンピュータは各種のトランザクションを処理するの
に用いられて来た。1970年代の初期では殆どのコンピュ
ータはトランザクションをバッチで処理していた。コン
ピュータの初期の時代では、バッチ処理とは数組のパン
チカードの処理のことであった。そして、各カードがト
ランザクションであった。ここでは、コンピュータがカ
ードを読み情報をバッチ処理していた。1960年代では、
対話型のコンピュータの事が話されはじめた。対話型の
コンピュータではトランザクションはバッチというよ
り、個別に処理された。一般に、対話型データ処理の起
源はターミナルと呼ばれるタイプライタの形をしたデー
タ入力装置とされる。カード、テープ、ディスクを読
み、読んだデータをバッチ伝送するバッチ・ターミナル
はしばしば遠隔ジョブ入力ターミナル、又は、遠隔バッ
チターミナルを呼ばれる。バッチ処理及び対話型処理は
ともに集中又は分散型のネットワークで行なうことが出
来る。集中型のネットワークは一機又は複数機のコンピ
ュータからなる中央コンピュータ・システムを用いる。
一方、分散型ネットワークでは業務を異なるコンピュー
タ・システムの間で分割される。ネットワークでは各イ
ンテリジェント体はノードと呼ばれる。つまり、ノード
は各コンピュータであり、端末であり、或いは、各種の
通信装置である。ネットワークの構成は様々である。単
一の通信システムが同時に作動する二つ以上のコンピュ
ータ・ネットワーク間の通信を行なうことが可能であ
る。現在、たくさんのタイプのネットワーク構成があ
る。最も一般的なものは以下の通りである。

1.二点間ネットワーク二点間ネットワークは最も簡単な型のネットワークで
一機のコンピュータと、通信線とその他端に接続された
ターミナル又は別のコンピュータから構成される。

2.分岐ネットワーク分岐ネットワークは二点間ネットワークを拡張であ
り、複数の二点間リンクを用いて各局を接続する。

3.星形ネットワーク星形ネットワークでは遠隔の局が別々のリンクで演算
を行なう中央のコンピュータに接続されている集中型ネ
ットワークである。

4.リング・ネットワークリング・ネットワークでは回路内のノードが閉ループ
を構成し、各ノードはそれぞれ左右のノードと接続され
ている。

5.バス・ネットワークバス・ネットワークはアームやブランチ等の中央シス
テムの延長端であるタブから論理的に構成される。バス
を通過する信号はその信号の宛先となる全ての接続部が
受信する。典型的なバス・システムはエーテルネットで
あり、事実上は全ての広帯域システムを含む。

6.階層ネットワーク階層ネットワークでは、コンピュータが階層的に接続
している。遠隔装置として用いられるコンピュータは独
立した処理機能を付与され、情報又は他の資源が必要な
場合は高位或いは低位の資源を利用できる。

これらの基本的なネットワークは地球的規模である
か、または広範囲の地域をカバーするWANであり、或は
コンピュータ・システムでビルを結ぶように、比較的狭
い領域をカバーするLANである場合もある。

伝送されたディジタルデータは一秒の数千分の一の間
に長距離を飛び越えることが出来るが、時としてビル間
などの短距離の場合、それ以上の時間がかかることがあ
る。従って、このように、近距離データ通信におけるこ
の欠点に対して、0.1〜1.0Kmの距離をカバーし一秒間に
100キロビットから10メガビットの或いはそれ以上の速
度でデータを送信できるLANの形でいくつかの解決が出
されている。LANの各ターミナル・ノードは他の全ての
ノードと通信でき、ネットワークは中央ノードやプロセ
ッサを必要としない。このようなネットワークの導入の
際に、異なるメーカの装置を操作するオペレータは各装
置間に共通のインターフェースのない単一のシステムに
結合しなければならない。近年における、最も優れたLA
Nはゼロックスのベース帯域システムのイーサネットで
ある。（基本帯域システムではデータ信号は直接媒体に
印加される。これに対して、広帯域システムは、VHF又
はUHFのラジオ送信キャリヤーに情報を変調してから通
信媒体に印加する。）イーサネットは2.5Kmまでの距離
を10Mb/sの速度でデータ送信ができるが、音声や画像信
号は扱えない。一方、ワング・ラボラトリーのワングネ
ットはイーサネットに相当するスピードで音声、画像を
及びデータの三種全部に対応する広帯域通信の例であ
る。ワングネットの帯域は10〜350MHzである。又、ワン
グネットは多数のノードを長距離ケーブルで結ぶ分岐型
ネットワークにも対応出来る。

カルフォルニア州のサン・ホセのコーバス・システム
のオムニネットは撚り二線式バス構造に基づき、パンコ
ンに接続できる。このオムニネットは1Mb/sのスピード
でデータ送信ができ、63台のアップルIIまでの機種に対
応できる。コンピュータは６個までのフロッピー・ディ
スクを共有でき、記憶容量は５〜10メガバイトまで拡張
できる。

LANとしては、この他にネットワーク・システム社の
ハイパー回線、ネット／ワン、アーク等がある。

これらの基本帯域及び広帯域システムは特有の構成を
持っているので、装置のインターフェースに標準を必要
とする。異なる規格のインターフェースの普及化を避け
るため、IEEEはターミナルとケーブル間のインターフェ
ースだけでなくケーブル状のデータのアクセス用のロジ
ック・プロトコルやデータ符号化の規格化のために副委
員会を設置した。又、国際標準化機構（ISO）はネット
ワーク装置の互換性を研究する委員会を設立し“Open S
ystem Interconnection Stadards Organization（OS
I）”を刊行している。互換性という点から、解放シス
テム（Open system）とは競合するメーカーが利用でき
るネットワークの様式を意味する。OSI様式はネットワ
ーク問題を層の機能に分割する。OSI様式は第一層から
第七層まで７つの層がある。

第一層は物理層でネットワークの電気的及び機械的特
性を定義する。例えば、変調に用いられる媒体、ネット
ワークの周波数、使用電圧等である。

第二層はデータリンク層で各ノードに接続する媒体を
共有するアクセス戦略のことである。普通のLAN技術は
キャリヤー認識複数アクセス衝突けんさく（CSMA/CD）
及び標識パスシステムを含む。更に、ネットワーク特有
の情報やノード・アドレスなどのデータ・パケットを見
分ける能力も有する。

第三層はどのLANにとって必要なものではない。しか
し、相互に接続しているLANのノード間にルート割当て
機構を必要とするネットワークは第三層が要る。単一の
LANでは、放送データはどのノードからも見ることがで
き、従って、特定の接続点で自己にあてられたパケット
をルート割当て機能がなくても回収できる。

第四層は基本的レベルでの信頼性及びデータ転送を扱
う輸送用の層である。本層はフロー制御、エラー処理や
パケットの送受信に関わる問題を扱う。パケットはユー
ザデータと各ノード間にユーザデータを転送するのに必
要とされる情報から構成される。

第六層はセッション層であり、LANにとって特に重要
な層である。従って、この層は複数のLAN接続点又はノ
ードからのデータの設定及び終了の機能を行なう。

第六層はプレゼンテーション層であり、プロトコル変
換、データのアンパッキング、字号選択、暗号化、文字
設定変更、変換等の機能やグラフィック・コマンドの拡
張等はこの層で行なわれる。

最後の第七層はアプリケーション層である。第一から
第六までの層はこの層をサポートできるように設計され
る。電子メール、ターミナル・エミュレーション機能、
及びファイル転送プログラムはこの第七層で機能するソ
フトの例である。

様々の装置、ネットワーク及び仕様が拡散したため、
ローカル・エリア制御システムが必要となってきてい
る。そのような制御システムによりLANの接続する物理
層に関係なく、転送層、ネットワーク層や論理的リンク
制御層に関係するソフトを変更せずにトランスペアレン
トに使え、且つ、第六層コンピュータ・システム（Hone
ywell Information Systems社の市販コンピュータ・シ
ステム）に属する制御部のバス側やイーサネット、標識
リング、又は標識バス等の各種のLANに属する制御部の
通信アダプタ側からも独立している。

さらに、転送層、ネットワーク層及び物理的リンク制
御層のソフトをサポートするインターフェース・ソフト
となるLAN制御部（LANS）を設計すれば、例え、新しい
タイプのLAN接続があっても、ソフトを変更の必要が無
くなる。この場合、その設計構造は制御部の第六層のプ
ロセッサ・ハードとのインターフェースが層ソフトにと
ってトランスペアレントとなるようなものでなかればな
らない。このため、通信層ソフトを双方のハードから切
り離し、それによって、各種のアダプターがCSMAがイー
サネット、又は標識リング標識バスLANアーキテクチャ
ーを扱えるようにする必要がある。さらに、将来、PBX
アダプターをサポートするのに用いられるようにする必
要がある。

（上の記述は部分的には以下の文献に基づく）（１）“Business Communications",Nicholas Mokhff,I
EEE Spectrum,1982/Jan. （２）“Local Area Networks in Large Organizatio
n",Thomas Wm.Madron,Hayden Book Co.,1984. （３）“An Introduction to Local Area Networks",Da
vid D.Clark,Kenneth T.Pogran,David P.Reed,Proceedi
ngs of the IEEE,Vol.66,No.11,1978/Nov. LANに関係ある旧知の装置は以下のとうりである。し
かし、大量の文献を調査したが、関連する技術で本発明
に最も近いものが以下の引用に含まれていると思われ
る。

（１）米特許4,493,021“Multicomputer Communication
System"Anil K.Agrawal et al.1/8/1985 （１）米特許4,485,436“System for Selecting Interf
ace on a Priority Basis"Pierre Austrayet al.11/27/
1984 （３）米特許4,292,623“Port Logic for a Communicat
ion Bus System"Kapali P.Eswaran et al.9/29/1981 米特許4,430,651“Expandable and Contractible Bus
System"David M.Bryant,2/7/1981 バスが複数のCPUを装備できるということが問題を一
層複雑なものとしている。二つのCPUがI/Oロード（IOL
D）命令を同時に出す場合などに問題が起こる。そのよ
うな命令はファンクション・コードが普通FC＝09/ODで
ある。この命令が同時に発せられるとODの第二部分を認
識するソースがなくなり、CPUは機能しなくなる。

さらに、二つのCPUがIOLD命令を同時に出すと、制御
部がCPUからの09とODファンクションコード・データを
対にする方法を知らないので、命令はインターリーブさ
れない。従って、ここで必要なものは、CPUが機能でき
るように、この状態を認識し訂正する機構である。

（発明の目的）本発明は改良された複数のCPU制御部を提供すること
を主な目的とする。

本発明の第二の目的は改良されたバス制御部を抵抗す
ることである。

本発明の第三の目的はバスに接続されたCPUの同時操
作を可能とする機構を提供することである。

発明の概要本発明の上記及び他の目的は複数CPU連動機構に依り
達成される。

二つのCPUが、例えばFC＝09/OD（相互に独立しソース
識別子のない第二OD命令を持つ命令）用のIOLDファンク
ション・コード対を通常有するI/Oロード令名（IOLD）
を同時に発する時、この機構はFC09の受信があると、WA
IT ODの状況を入力する。制御部が付随するFCOD（つま
り、アドレスのレンジ）を受信する前に、そこにCPUか
ら送信された次のFC09はNAK、即ち否定対応となる。第
二FC09をNAKすることで、該CPUは最初のIOLDを再試行
し、このとき、適切なFCODが受信される。

この機能を持つ制御部はその回線に付き一機以上のCP
Uをサポートできる。これはLAN選択にとって必要な機能
である。

本発明の上記及び他の特徴は下記の実施例で達成され
る。本発明の新規の特長である構造および操作の方法は
その利点とともに図面を参照して以下に説明されてい
る。しかし、図面は発明を例証するためのもので、それ
を限定するものではない。

（アーキテクチャ）概要局部領域コントローラ・サブシステム（LACS）は、Ho
neywell社のレベル６メガバス・システム等の汎用の任
意のデータ処理システム（なお以下において、このデー
タ処理システムとして、Hanneywell社のレベル６メガバ
ス・システム（又は、単にレベル６またL6と記載）を代
表的に引用するが、このHoneywell社のものに限定され
るものではない。）と接続されるプログラム可能な通信
サブシステムであり、本発明の同じ譲受人に対し発行さ
れた米国特許第3,993,981号、同第3,9952,258号、同第
4,000,485号、同第4,001,790号および同第4,050,097号
を参照されたい。LACSは、下記の通信要素セットからな
っている。

（ａ）局部領域コントローラ（LAC）親ボード（ｂ）媒体アクセス・コントローラ（MAC）および物理
的層アダプタ（ｃ）幹線カプラ（TC）（ｄ）RFモデム本発明の開示内容は、上記の最初の２つの項目（即
ち、LACおよびアダプタ）の定義および説明に関する。

LACは、IEEE802局部領域回路網規格の全てを遵守し得
ることを意図されている。このLACの設計は、Honeywell
社のレベル6/LACインターフェースにおいて要求される
対話を最小限度に抑えて、レベル６（L6）およびLANア
ダプタ・インターフェースの特定のハードウェア特性か
らLANのオンボード通信ソフトフェアを絶縁している。
米国のBridge Communications社から市販されるものに
基づく通信核は、LAC内部のオペレーティング・システ
ム（OS）として用いられる。本文の開示においては、
「CS（通信サービス）ソフトウェア」は、開システム相
互接続（OSI）リンク、回路網および転送層を実現するL
ACに常駐するソフトウェアを意味し、「SM（システム管
理層）ソフトウェア」とは、IEEE820項規定のシステム
管理機能を遵守するLAC常駐ソフトウェアを指す。

IEEE820項の規格は標準的なデータ・リンク制御イン
ターフェース（層3/層２）を越えるものではないが、提
供されるレベル６対LACインターフェースは、更に高い
（例えば、セッション／転送）層のインターフェースを
提供するため容易に適合し得る程柔軟性に富むものであ
る。

全ての局部情報通信網（LAN）用途に用いられるLAC
は、標準的なHoneywell社のレベル６シャシーに取付け
られ、＊メガバス（Megabus）・システムにおいて１ス
ロットを必要とするが、これは更に大型のレベル６シス
テムの32ビットのアドレス・バスを支援することにな
る。このLANアダプタは、LACからLANに至るインターフ
ェースを提供する。このアダプタ（子ボード）は、媒体
アクセス・コントローラ（MAC）を含む。LACは、４つま
でのアダプタ子ボードの取付けを行なう。アダプタはい
くつかの形式（例えば、トークン・バスMAC、CSMA/CD
MAC等）からなる。

幹線カプラ（TC）は、いくつかの市販タイプ（例え
ば、広帯域指向性カプラ、トークン・リング、イーサネ
ット・トランシーバ）からなり、個々の装置としてパッ
ケージされている。広帯域用途に用いられるRFモデムも
また個々にパッケージされている。

＊（註）メガバス（Megabus）とは、Honeywell社の登録
商標であるが、「メガバス」は、データ処理システムに
おいて用いられる一般的なシステム・バス、すなわちデ
ータ処理システムのユニット間の通信を行うための、非
同期、ビット・パラレル・バスを単に代表して表したも
のにすぎなく、一般的なシステム・バスを用いることが
できることはもちろんである。

類似あるいは類似しないタイプのアダプタを支援する
その能力の故に、LACはレベル６とのIEEE規格802項のLA
N接続のため許りでなく、将来はIEEE規格802項規定のLA
N間のゲートウエイとして、あるいは広帯域用途におい
ては広帯域チャネル間のブリッジとしても使用するする
ことができる。LACに対する他の用途は、LANの通信量モ
ニター／ジャーナライザおよび回路網制御部としても可
能である。無論、通信ソフトウェア（CS）およびシステ
ム管理（SM）ソフトウェアを各用途毎に誂られることに
なろう。

第１図は、ワークステーションのLANアクセスおよびL
AN間のゲートウエイに対して、レベル６システムとの接
続を行なうLACによる局部情報通信網を示している。

第１図においては、LAC101がその入出力（I/O）イン
ターフェースにおいて16までのプロセッサを備えた多重
プロセッサ中央システムを提供する。このLAC101は、レ
ベル６（L6）システム102、およびLAC101がL6 102とメ
ガバス103を介してインターフェースするLAN100に対す
る接続を提供する。更に、LAC101は、LAN104またはイー
サネット105の如き他のLANに対するゲートウエイとして
作用する。レベル6CPUの制御下では、これは新しい多重
回線コントローラ（NMLC）107およびDPS8 106の如きメ
インフレーム・コンピュータ・システムの代りなるもの
の如き他の通信需要に供し得る。

第２図においては、LAC101の更に詳細なブロック図が
示されている。市販されるマイクロプラセッサ（MC6800
0）201が、マイクロプロセッサ・バス（μ/p）200と接
続され、アダプタ結合点210〜213を介してアダプタと通
信する。市販されるRAM209がDMAバス214と接続され、バ
ス・カプラ206を介してマイクロプロセッサ・バス（μ/
p）200に対し通信する。このRAMは、物理的に２つの部
分、即ちデータ・バッファRAMとプログラムRAMとに分割
されている。この分割の意図は、レベル６メモリーある
いはプログラムRAMにおけるソフトウェアの実行と共にL
ANアダプタによるデータ・バッファRAMにおけるデータ
の同時の直接メモリー・アクセス（DMA）を許容するこ
とである。バス・カプラ206は市販されるトランシーバ
形式74LS245であり、これはμ/pバス200をDMAバス214か
ら絶縁して、各側におけるMC68000のバス200、214の同
時の独立的な動作を許容しながら、更にマイクロプロセ
ッサが全てのRAM202、209におけるどの場所に対しても
アクセスすることを許容する。

DMAコントローラ208は、Motorola社から市販される68
440であり、これは２チャネル素子で、１つのチャネル
はマイクロプロセッサ201により使用されてレベル６の
主記憶装置215と、メガバス・インターフェース207を介
してデータ・バッファRAM209との間のデータのDMA移動
を行なう。他方のチャネルは、メガバス216からI/O指令
情報を受入れてこれをファームウェアまたはインターフ
ェース（IF）ソフトウェアによるこれ以上の分析および
処理のため、データ・バッファRAM209において一時的な
待ち行列へ送るため用いられる。

タイマー装置203はタイプ9513でAdvanced Micro Devi
ces社から市販されており、これはLACソフトフェア（図
示せず）に対するタイマー機能の提供の際使用するLAC
のオペレーティング・システムに対する基底クロック・
チックを提供する。

アダプタに対するDMA機能は、アダプタ自体に置かれ
たハードウェアにより提供される。アダプタDMAは、常
にデータ・バッファRAMに関して出入りする。

プログラムRAM202とデータ・バッファRAM209との間の
データ移動は、直接MC68000マイクロプラセッサ201によ
って行なわれ、プログラムRAM202と主記憶装置215との
間のデータ移動は、（ロード／ダンプ操作におけるよう
に）２つのステップで行なわれる。即ち、マイクロプロ
セッサ202の制御下におけるプログラムRAM202とデータ
・バッファRAM209との間の移動、およびDMAコントロー
ラ208により行なわれるデータ・バッファRAM209と主記
憶装置215との間の移動である。

本発明には必要ではないが、第３図はオペレーション
・システム（OS）、ブリッジ通信核OSおよびインターフ
ェース（IF）ソフトウェアおよびハードウェアの構造的
関係を更によく理解するため示される。

第３図は、本明細書全体にわたって記述する機能性の
スラストを示しており、これにおいてはCSおよびSMソフ
トウェア301、302はそれぞれ直接にはLACハードウェア
を制御しないが、その代りIFソフトウェア304のプロセ
スおよびルーチンを介してこれとインターフェースす
る。このIFソフトウェアは、CSおよびSMソフトウェアを
ハードウェアの特定の特性から絶縁して、ハードウェア
の将来の再構築（例えば、大規模LSI部品による）がこ
のソフトフェアに影響を及ぼさないようにする。全ての
LACソフトウェアがLACプログラムRAM202に対してロード
されている。

本明細書においては、IFソフトウェアは、ソフトウェ
アの特定のものがこれに送られつつあるメールボックス
のメッセージにより関与させられるか、あるいはLACハ
ードウェアからの割込みの発生により常に関与させられ
るかに従って、プロセスあるいは割込みルーチンからな
るものとして記述される。OS303の観点から、これらのI
Fの「割込みルーチン」はIFのメールボックスが介在す
るプロセス（以下において述べる）と関連するか、ある
いは専ら割込みエージェントのみからなるプロセスであ
る。

IFソフトウェアのMEMDMAおよびIODISPプロセスは、こ
れと関連してメガバス層の管理エンティティ（MBLME）
を有し、これに対してこれらのプロセスが種々の異常事
象あるいは故障を通報する。MBLMEは更にこれらの事象
のあるものをSMソフトウェアに対して通知し、また一般
にSMとこれらのプロセスとの媒介として役立つのであ
る。

IFソフトウェア304のMACプロセスは、物理的に取付け
られたアダプタ毎にMACの送出、受取り、および層の管
理プロセスからなっている。

CSソフトウェア301は、LAN結合に対する送出、回路網
およびリンクの層機能を提供する。これら層および層事
象の各々は、MBLMEと同じ機能を実施するこれと関連し
た層の管理エンティティを有する。

SMソフトウェアは、LACの層管理エンティティに対し
てCPUにおけるシステム管理ソフトウェアにより通報す
る全体的な制御およびシステムの状況を提供する。

OS核ソフトウェアは、タイマーの如きサービス機を提
供し、プロセスのディスパッチおよびメールボックスの
メッセージの通過を制御する。種々の手順呼出しに対す
る核からの誤った応答の処理は、これに対してCSおよび
IFソフトウェアによって送られる。

LACはまた、QLT、RAMのロード／ダンプおよび基本的
なIO指令を行なうあるPROMに常駐のファームウェア（同
図には示さない）を保有する。

プロセス間の通信（以下に更に詳細に述べる）は、OS
送出手順読出しを用いてメールボックスのメッセージを
介して行なわれる。これらは、これにより１つのプロセ
スが１つのメッセージを送出しあるいは別のプロセスの
サービスを要求することができる手段である。これらの
手段はまた、これにより非同期事象の発生あるいは非同
期サービスの完了がソフトウェアからビジブルになり、
その結果ソフトウェアの処理がその次のステップへ進み
得る手段でもある。呼出されたプロセスは、そのメール
ボックスに対して送られたメッセージを検索することに
なる。ソフトウェアの処理は、それ自身のメールボック
スの識別を得ることができ、これらプロセスはまた他の
プロセスの周知の登録されたメールボックスの識別を得
ることもできる。

ブリッジOS303は、あるメールボックスの待ち行列に
おけるメッセージの相対的位置に影響を及ぼすメールボ
ックスのメッセージに対する多くの優先順位を与える。
使用できるメッセージの優先順位は、URGENT、NORMAL、
MUST DELIVER、およびFASTである。

LAN制御ブロック（以下に述べる）は、レベル６のCPU
とLACとの間の相互の通信の主な道具である。メガバス
とおOS/SMソフトウェア・インターフェース301、302
は、IFソフトウェアIOディスパッチ・プロセス304からI
Fソフトウェアに対して送られたメールボックスのメッ
セージを介して受取られる。受取ったメールボックスの
メッセージは、専ら主記憶装置215におけるLCBに対する
ポインタからなっている。メモリーDMAに対するメール
ボックスのメッセージは、主記憶装置215とLACデータ・
バッファRAM209との間にデータを移動させ、またはLCB
に読込ませ、あるいは状況の形式通報をメモリー215のL
CBに書込ませてCPUに割込みを行なわせるため使用され
る。

アダプタとのCS/SMソフトウェア・インターフェース
は、IFソフトウェア媒体アクセス（MAC）プロセス（即
ち、データ標識および制御の表示）により生成されるメ
ールボックスのメッセージにより、またIFソフトウェア
のMACプロセスに対して送られるメールボックスのメッ
セージによって支持される。

通常の実行中、レベル６とLACとの間のソフトウェア
・インターフェースは、LACに対しアドレス指定された
入出力ロード（IOLD）指令を使用し、LACにより主記憶
装置へ送られる割込みを伴った状況情報をレベル６へ戻
す。

データ・メッセージおよび事務管理および管理操作は
全て、主記憶装置215に置かれ、かつIOLD指令において
与えられる情報により指示されるLAN制御ブロック（LC
B）の使用に基づいている。LACにおける適当なソフトウ
ェア・プロセスは、LCB LAN制御ブロックイメージ（LC
BI）としてLCBをRAMに対してコピーさせ、要求された操
作の完了後、最後の状況をLCBに対して送らせることに
なる。この操作の実施に際して、このプロセスは他の種
々のプロセスを利用することになる。

〔実施例〕

LACは、第４図、第５図および第６図に示される如き
基本的に３つのバスからなっており、基本的に第４図の
マイクロプロセッサ（μ/p）・バス400と、直接メモリ
ー・アクセス（DMA）バス614a、614b、および第５図の
アダプタ・バス521a、521b、522a、522bおよび第６図の
コネクタ１および２とからなっている。これらのバス
は、16までのデータ・ビット、２つのパリティ・ビッ
ト、および23のアドレス・ビットからなり、データ・ス
トローブ、アドレス・ストローブ、読出し／書込み回線
そよび機能コード回線を含む制御バスを含んでいる。

次に第４図および第５図においては、市販されるダイ
ナミック・ランダム・アクセス・メモリー（DRAM）402
に格納されたオペレーティング・システムの制御下で動
作するモトローラ型のマイクロプロセッサ（μ/p）401
が示されている。このオペレーティング・システムOS
は、DMAバス614bからアダプタ・データ兼アドレス・バ
ス421bおよびメガバス416bに対するデータのフローを制
御する。（これについては、アダプタ・バスが本分で論
述される時、更に詳細に論述する。）市販される消去し得るプログラム可能な読出し専用メ
モリー（EPROM）404は16K×16ビットの巾を有し、市販
される27128タイプである。EPROM404は、迅速論理テス
ト（QLT）とマイクロプロセッサ401に対するスタック・
ポインタとを含む。このEPROM404はまた、これらのレベ
ル６の命令の実行のためモトローラ68000（μ/p）401に
より使用される64K×18のダイナミック・ランダム・ア
クセス・メモリー（DRAM）411に格納されるレベル６コ
ンピュータ・システム214a、214b、215からのI/O命令ブ
ロックを転送するため、モトローラ型68440DMAチップ40
8を構成する。レベル６のCPU214もまた、オペレーティ
ング・システム（OS）をダイナミック・ランダム・アク
セス・メモリー（DRAM）402へロードし、このメモリー
はマイクロプロセッサ（μ/p）401により用いられてプ
ログラムおよび命令を実行する。

第２図かつ第４図のシート２上において番号214a、21
4b,215で示されかつ第４図のシート２上に示されるレベ
ル６システムがメガバス216、416a、416bを介してLACと
通信するためには、レベル６のCPU214a/214bが、74AS86
7/26S10タイプのメガバス・インターフェース407aおよ
び74AS823/26S10タイプのインターフェース407bを介し
てLACに対し命令を発する。この命令は、機能コードと
して74AS823タイプのレジスタによって受取られる。こ
のレベル６のCPU414aはアドレスをアドレス・インター
フェース407aに置くが、レベル６のCPU414bはデータを
データ・インターフェース407bに置く。このため、デー
タはFIFO430の入力側に与えられ、命令はコントローラ
の入力側に置かれる。命令がコントローラ408に与えら
れると、信号がDMAバス614bの制御を確保する要求のた
めDMAチップ408aへ送られる。DMAチップ408aはこの要求
を確認し、コントローラ408がデータをDMAバス614a、61
4b上に置くことを許容する。DMAチップ408aは、この
時、コントローラ408のメモリー408bをアドレス指定し
てDMAデータをDRAM411へ転送する。この手順が行なわれ
ると、DMAチップ408aはマイクロプロセッサ401が実行す
ることを許容する。次いでマイクロプロセッサ401はDMA
バスを要求し、もしこれが許容されるならば、メモリー
408bからのデータを更に処理し分析するため転送するこ
とになる。

Honeywell社のレベル６システム102からLAN100へLAC1
01を介してデータを転送するために、μ/p68000は最初
にレベル６始動アドレスをメガバス・アドレス・インタ
ーフェース407aに対してロードする。メガバス・アドレ
ス・インターフェース407a内には、メモリー408bへロー
ドされるワード数をカウントする値域カウンタがある。
従って、μ/p401はDMAアドレスをDMAチップ408aへロー
ドする。このように、DMAアドレスはアドレス・メモリ
ー408bをロードした。これはまた、メモリー408bにロー
ドされるワード数に対する値域カウントをロードする。
この時、μ/p401の制御下で、データがメガバス・デー
タ・インターフェース407bを介して先入れ先出し（FIF
O）メモリーおよびDMAバス614bに対して転送される。こ
の時、DMAチップ408aはDMAバス614b上のデータをDMAバ
ッファ・メモリー408bへ転送する。その間、μ/p401
は、74LS246トランシーバ406bによりこのDMA転送から絶
縁される。このため、μ/p401は、DRAM402から得た情報
を用いてある他のタスクを同時に行なうことができる。
DMA転送がレベル６からDMAメモリーに対して行なわれる
時、DMAチップ408aはアップ401に割込みを行なう。μ/p
401は、この時、DMAバス614a、614bおよびアダプタ・バ
ス421a、421bに対し74LS245タイプのトランシーバ420
a、420bを介して指令を発する。次いでこの指令を受取
るアダプタは、DMAメモリー408bを読出し、DMAメモリー
408bからアダプタ422a、422bの一方およびLAN100に対し
てデータを転送する。この手順が生じつつある間、μ/p
401は、それぞれDMAバス614a、614b、およびトランシー
バ406b、420a、420bを介してアダプタ・バス421a、421b
の双方から絶縁されている。次いで、μ/p401は、その
オペレーティング・システムの作用下で作動し続け、DM
Aチップ408aに対する次に生じる転送ブロックを設定す
る。トランシーバ406bは、マイクロプロセッサ・バスが
そのプログラムをDMAバスで実行することを、またレベ
ル６のメモリー215、メガバス216の一方からDMAメモリ
ー408bの転送を行なうことを許容する。このため、この
バスの絶縁は、３つの全てのバスが同時に干渉すること
なく実行することを可能にする。このことがLANを非常
に多能にしてLAC全体において更に大きな処理量を提供
する。

次に第５図および第６図おいては、アダプタの子ボー
トの接続点210〜213（第２図も参照のこと）およびアダ
プタの子ボート216〜219からなるアダプタ・インターフ
ェースのブロック図が示される。アダプタ・インターフ
ェース・システムからなるLANボード全体は、４つまで
の子ボード522a、522bを持つことができる。各子ボード
は、奇数および偶数のコネクタを有する。例えば、子ボ
ード＃１（アダプタ・インターフェース＃１）はアダプ
タ接続部W01およびW02を有し、子ボード＃２（アダプタ
・インターフェース＃２）は接続部W03、W04を有す
る、、等である。奇数の接続部は制御回線を取扱うが、
偶数の接続部はデータ回線０〜15およびアドレス回線00
〜23を取扱う。アダプタの子ボートは、イーサネット、
トークン・リング、トークン・バス、ディスク、テー
プ、メモリー等の内どんなタイプのものでもよい。

アダプタ・バス421a、421b、521bは、市販の74LS245
タイプのトランシーバ420a、420b、520b、520bcによりD
MAバス414b、514bから絶縁されている。DMAバスがデー
タをアダプタ・バスに対して送出することを欲する場
合、トランシーバはこの方向におけるデータのフローを
許容することになるが、アダプタ・バスが情報をDMAバ
スへ転送することを欲する時はトランシーバは他の方向
を指示することになろう。コネクタ（210〜213）におけ
る各アダプタの子ボード216〜219は、LANに関してデー
タを授受することを欲することになる。このアダプタ
は、DMAバスおよび68452タイプの調停チップ509に対
し、いくつかの要求のどれが比較的高い優先順位を有す
るかを判定することを要求し、次いでバスを最も高い優
先順位を有するこのアダプタに与える。また、このアダ
プタは74S20タイプのゲート531を介して7474タイプのフ
リップフロップ・チップへ信号を送出することになる。
このフリップフロップ530は、セットされると、子ボー
ド（アダプタ）サイクルが進みつつあることを表示す
る。この時信号がゲート532、533を介してトランシーバ
520b、520bcへ加えられる。ゲート532、533へ加えられ
た読出し／書込み信号は、トランシーバ521b、521bcを
介してどの方向にデータが転送されるか、即ちDMAバス
・データがアダプタ・バス上に置かれるか、あるいはア
ダプタ・バス・データがDMAバス上に置かれるかを判定
する。このデータ転送が完了すると、次に高い優先順位
のアダプタがそのサイクルを開始することができる。

データ転送はまた、トランシーバ406bからの使用可能
信号を用いて生じ得る、即ちアダプタから生じ得る。こ
のデータ転送手法の下で、μ/p401がトランシーバ406b
をアダプタ使用可能信号でプログラムする。従って、μ
/p401は、トランシーバ406bを介してその制御下でアダ
プタに関して読出し／書込みを行なうことができる。従
って、トランシーバ520b、520bcを介するこの種の絶縁
およびトランシーバ406bを介する選択により、LANにお
けるどんなタイプの子ボードでも使用するように、LAN
がμ/p401によってプログラムされることを可能にす
る。

第６図においては、LACと取付けられたアダプタとの
間の物理的なインターフェースが示されている。このア
ダプタ・インターフェースは、コネクタW01〜W08からな
っている。第６図は２つの典型的なコネクタを示してい
る。全ての偶数番号のコネクタW02、W04、W06、W08はデ
ータ・バー０〜15およびアドレス・ビット１〜23を含
む。全ての奇数番号のコネクタW01、W03、W05、W07は制
御信号を取扱う。奇数番号のコネクタにおいては、コネ
クタのターミナル10がバス・クリア信号であり、コネク
タのターミナル11はマスタ・クリア信号であるが、コネ
クタのターミナル12はバスのエラーの表示である。コネ
クタ・ターミナル13はパリティ・エラー信号を取扱う
が、読出し／書込み信号はコネクタ・ターミナル18に対
して加えられる。データ確認信号はターミナル20に加え
られる。高いデータ・ストローブ信号はターミナル22に
対して加えられるが、低いデータ・ストローブ信号はタ
ーミナル24に対して加えられる。データ・アドレス・ス
トローブ信号は、ターミナル26に対して加えられる。タ
ーミナル29はシステム・クロックに対する信号を取扱う
が、ターミナル31は２×２のシステム・クロックに対す
る信号を取扱う。ターミナル35は、1/8番目のシステム
・クロック速度に対する信号を取扱う。パワーオン信号
はターミナル34を介して取扱われる。アダプタからの割
込み要求信号はターミナル47に対して加えられ、アダプ
タに対する割込み確認信号はターミナル48に対して加え
られる。アダプタに対する使用可能ストローブ信号はタ
ーミナル49に対して加えられる。アダプタからのバス要
求信号はターミナル51へ加えられ、子ボードに対するバ
ス許与確認信号はターミナル52に加えられるが、アダプ
タからLANに対するバス許与確認信号はターミナル53へ
加えられる。これらターミナルは、種々のデータ回線お
よびアドレス回線を識別するため接続されている。

（入出力（I/O）指令）レベル６のCPU214a、214bによるLACの制御を行なうた
めに、１組の入出力（I/O）指令が個々の機能コード（F
C）と共に使用される。

（出力指令） 1.IO（FC＝01）出力LAC制御 2.IOLD（FC＝09/OD）出力LACポインタ（入力指令） 1.IO（FC＝26）入力装置ID （出力−LAC−制御−I/O（FC＝01））この指令はLACに対して16ビットの制御ワードを転送
する。全てのアダプタおよびインターフェースはこの指
令により影響を受ける。この指令において用いられるチ
ャネル番号は重要でない。ワードにおけるビットは下記
の如くに定義される。即ち、ビット0:ハードウェアの初期化（１ならば）ビット1:IO停止（１であり、ビット０が零ならば）ビット２〜15:MBZ ハード初期化機能は、パワーオン・シーケンスまたは
出力LAC制御指令（指令の最初のビットである）により
初期化され、１である、即ちFC＝01。この初期化機能は
下記の動作を生じる。即ち、（ａ）LACおよびアダプタRAM202、216a〜219aがクリア
される。

（ｂ）LACにおける全てのハードウェア・レジスタおよ
びアダプタがクリアされる。

（ｃ）LACはその品質論理テスト（QLT）を実行し、適当
な形態情報を確認する。

（ｄ）LACは停止条件に入り、この場合その機能はPROM2
04により指示される如き機能からなっている。

もしI/O指令のビット１が１であり、ビット０が零で
あるならば、I/O停止が生じ、これが下記の動作を生じ
る。即ち、（ａ）LACにおけるハードウェア・レジスタおよびアダ
プタがクリアされる。

（ｂ）LACがファームウェア制御下の操作を開始または
継続し、この場合機能はPROM常駐ファームウェア204か
ら指示される如き機能からなっている。

（出力−LCB−ポインタ−IOLD（FC＝09/0D）:IOLD命令
は、基本的には２つの機能コードからなっている。この
機能コード09は、存在する時は、１つのアドレスのロー
ディングに関するが、機能コード0Dは存在する時ロード
範囲に関するものである。この指令は、LACに対する２
つの個々のバス転送を伴う。第１の転送は32ビットのバ
イト・アドレスであり、第２のものは16ビットの範囲ワ
ードであり、その上位の８ビットはLACのハードウェア
／ソフトウェア機能を定義するものとして解釈され、下
位の８ビットはバイトにおけるLCBの大きさを定義す
る。アドレスおよびLCBは一緒にレベル６の主記憶装置2
15におけるLCBの場所および大きさを定義する。レベル
６のCPU214aまたは214bが１つのIOLDを生成する時、メ
ガバス216が09の機能コードをメガバス・アドレス・ビ
ット18〜23に与える。LANはこの機能コードを受入れ、
これを第２図、第５図の親ボードに対して格納する。LA
Nが応答する次の機能コードは、IOLD命令を完了するOD
機能コードである。

IOLD指令の生成に関して生じる１つの主な問題は、多
重処理システムに存在する。IOLD指令は、インタロック
によらずに、２つのCPUから生成することができ、これ
らのIOLD指令はLACが機能コード09プラス２つのCPUの各
々から送られたODを組合せる方法を知らないためインタ
ーリーブすることができる。インタロックは第２のCPU
に対しNAKを生じ、これが曖昧なサイクルを阻止して全
てのIOLDが同じCPUからのものであることを保証する。

次に第７図においては、第１のIOLD指令からの第１の
機能コード09を格納する市販の74S112フリップフロップ
701が示されている。フリップフロップ701からの出力信
号は、市販の16L8タイプのプログラム可能なアレイ・ロ
ジック（PAL）703に対して加えられ、またこのPALに対
してはメガバス・アドレス・ビット18〜23も加えられ
る。PAL703は、機能コードを復号し、レベル６から発さ
れた機能コード肯定応答（ACK）および否定応答（NAK）
のどちらがなされたかを判定する。この判定が行なわれ
ると、これは74AS823タイプのラッチ704に格納される。
このラッチは、バスからの情報を待ち行列に並べること
ができ、その結果バスが解放され適当な時点に情報を使
用することができるようにするセマフォとして機能す
る。内容のセマフォ704のラッチ動作は、命令がLANボー
ドに対するものであったことをLANが検出する時、判定
される。フリップフロップ701は、サイクルを終了する
ため機能コードODに対してリセットされる。フリップフ
ロップ701は、機能コード09でセット状態となり機能コ
ードODによりリセットする１種のブラケットと考えるこ
とができる。PAL703は機能ビットを復号して、どの機能
コードがメガバスに対しACKあるいはNAKされるかを判定
する。このため、このロジックは第１のCPUがIOLDを発
することを阻止し、第２のCPUがIOLDを発して各CPUが誤
ったACKを受取ることを阻止する。IOLDがLANボードの制
御を与えられた後にNAKを生じるためには、フリップフ
ロップ702が用いられる。これはセマフォとして用いら
れ、これが第１のIOLD機能コード09をセットしてこれに
対しマスター・クリア信号が加えられる時にのみリセッ
トし得る。従って、一旦LANボードがIOLD命令に対する
制御を与えられると、セマフォ702はレベル６の入力命
令の生成を阻止する。

LAC制御出力指令（FC＝01）の完了の直後に、装置ID
入力指令（FC＝26）が生じてLACのPROM204をしてメガバ
スに対し16ビットの装置IDを送出させる。このIDは、ア
ドレス指定されたアダプタ・チャネルに対して付された
LACとアダプタの双方を識別する。このLACは１組の64の
チャネル番号が割当てられる。装置ID入力指令（FC＝2
6）のためには、チャネル・アドレスの６つの最下位ビ
ットが下記の如く２つのフィールドからなるものとして
LACにより処理される。即ち、最上位の２ビットはアダ
プタの子ボードの位置を指定し、最下位の４ビットはア
ダプタ216〜219と関連するサブチャネルを指定する。装
置ID入力指令に対するこのチャネル番号の符号化は、10
のビット０〜９を有するフォーマットを用いることによ
り行なわれる。LACボードのアドレスは、最初の４ビッ
トにあるコードによって識別され、アダプタの位置はビ
ット位置４〜５に２ビットを有するコードにより識別さ
れ、最後にアダプタにおけるサブチャネルがビット位置
６〜９における４ビットによって識別される。

（データの転送） LACの設計における主な問題の１つは、システムに対
してどんなタイプのLAN接続が行なわれたかに拘らず変
更されないままとなるLACにおける常駐の通信層ソフト
ウェアを有することである。従って、常駐ソフトウェア
をレベル６のメガバス側およびLANインターフェースか
ら絶縁することが必要であった。これを行なうため選択
されかつ依然としてLANとレベル６との間の通信およびL
ACコントローラ自体の内部の通信を維持するよう選択さ
れたハードウェアは、第８図および第９図および第10図
乃至第13図に典型的に示されたLAC制御バッファであっ
た。

次に第８図においては、主記憶装置からのLACソフト
ウェアのローディング／ダンピングのため、LACRAM202
の色々な部分を主記憶装置215へダンピングするため、
またLACからのある形態の情報を検索するためのLAC制御
ブロックが示されている。その動作は、前に述べたLCB
出力ポインタIOLDを介して開始される。第８図における
LAC制御ブロックのフォーマットは、16ビット巾のワー
ドを有し、最初のワード801は最初の６ビットが将来の
ハードウェアの使用（RHU）のため保留され、ワード801
の次の４ビットがロード／ダンプ指令自体を発したCPU2
14a、214bのチャネル番号の最下位の４ビットを示すよ
うに分割されている。CPUのチャネル番号の残りの上位
ビットは常に０であり、従って下位の４ビットのみが与
えられる。ワード801の次の６ビットは、CPUが割込みを
受取る時CPUが使用する64の可能な割込みレベルの１つ
を表示する。

ワード802は、行なうことができる僅かに３つのその
時可能な機能の内の１つを指定する。これは、操作がLA
CRAM202の内容の格納であるかそのCPUにおけ主記憶装置
215に対する転送であるか、あるいはこれがLACおよびRA
MがDPS6メモリーからロードされる他の方法であるかを
指定する。第３の操作は、LACRAMから得られるDPS6メモ
リーに対する構成情報の格納である。

アドレス・ワード803および804は、データが出入り転
送されるべきレベル６のメモリー・アドレスの上位およ
び下位のアドレス部分を格納する。

転送ワード805の程度は、LACと主記憶装置との間に転
送される情報をバイト数に関して規定する転送の程度で
ある。

LACRAMアドレス・ワード806、807は、データが出入れ
されるべきLACRAM202におけるアドレスの上位および下
位の部分を表示する。情報の読出し構成のタイプの場合
には、その特定のアドレスは、構成情報が示されるとい
う事実により示唆される。RSUワード808は、必要となる
使用が可能なソフトウェアの使用のため保留されてい
る。

状況ワード809は、転送操作の完了と同時にCPUに対し
送られた情報に関する状況を表わす。この操作は、もし
問題があるならば停止し、その状況が状況ワード809に
おいて表示されることになる。しかし、もし転送に問題
がなければ、状況ワードは全て零を含むことになる。も
し問題があるならば、状況ワード809の８つの上位ビッ
トは依然として全て零でなければならない。無効な機能
ビットである次のビットは、要求が何等かの点で無効で
あること、およびおそらくは使用されたローディング／
ダンピング機能コードが規定されたコードではないこと
を表示するため使用される。例えば、次のビットはメモ
リー満了MEMEXHであり、１つ以上のローディング／タン
ピング機能が１つの直後に他が発され、従ってコントロ
ーラはその全てを取扱うことができないことを表示する
が、これはコントローラは一時に１つのこのような機能
しか処理でないためである。ワード809の次のビットRAM
NEは、LACのRAMにおける存在しないメモリーの一部をワ
ード806、807に定義されるアドレスが指示することを表
示するRAMの非存在ビットである。従って、このビット
は、転送がこの問題の故に完了しなかったことを表示す
る。次のビットRAMPは、CPUメモリー215に対して前記情
報を転送するためLACのRAM202の読出し過程において、
パリティ・エラーがが存在したことを示す。状況ワード
809のMYビットは、メモリー・イエローの略であり、レ
ベル６からLANのRAMへの情報の転送の間、データ読出し
においてエラーが生じたがこのエラーは訂正可能であり
従ってデータはLACへ送られたことを示す。これは、レ
ベル６のメモリーに何等かの弱点があるという警告を示
している。次のビットNEMは、存在しないレベル６メモ
リーに対する頭文字で、ワード803、804により形成され
るアドレスを用いることにより、存在しないレベル６の
メモリー215の一部がアドレス指定されつつあったこと
を示す。L6Bビットは、レベル６のバスのパリティ・エ
ラーがレベル６メモリーからLACへの情報の転送中に生
じたこと、このエラーがレベル６のメガバス216に沿っ
てどこかに生じたこと、およびLACのRAM202に対して与
えられたデータがその内部にエラーを有することを示し
ている。ワード809の最後のビットMRはメモリー・レッ
ドの頭文字で、レベル６のメモリーのLACメモリーに対
する転送において、レベル６のメモリーを読出した情報
が不正確であって訂正ハードウェアでは訂正できないこ
と、従ってLACのRMAに対して送られた情報は不正確であ
ることを示す。MBZワード810は、その中に全て零を持た
ねばならないワードであり、将来の使用のためのもので
ある。最後に、完了ワード811が状況完了ビットSCを有
し、これは操作の完了と同時にLACコントローラにより
セットされ、レベル６のソフトウェアに対してワード80
9に存在するどんな状況でも操作の完了状況を表わすこ
とを示すため用いられる。

次に第９図においては、前に述べた始動IO指令に対す
る別のLAN制御ブロックのフォーマットが示されてい
る。ワード901は、６つの上位ビットが再びハードウェ
アの使用（RSU）のため保留され通常は全て零である16
ビットのワードである。次の４ビットはCPUチャネルを
識別し、指令を発するCPUのチャネル番号の下位の４ビ
ットを指示し、また始動I/Oが完了する時割込み行なわ
れるチャネル番号でもある。ワード901のレベル番号は
下位の６ビットで、操作が完了する時付勢されるCPUに
おける64の割込みレベルの１つを示す。

RSUワード902は、必要となる目的に対するソフトウェ
アの使用のための空領域である。ワード903、904は、マ
イクロプロセッサ201が特定のプログラムの実行を開始
すべきマイクロプロセッサ始動アドレスを表わす。一般
に、マイクロプロセッサが始動される前に、マイクロプ
ロセッサのメモリー202が第８図に関連して前に述べた
ロード操作によってロードされることになり、また従っ
てその時の指令の目的はマイクロプロセッサに対してロ
ードされたコードの実行をどこから開始するかを通知す
ることである。RSUワード905は、ソフトウェアの将来の
使用のため保留された別のワードである。MBZワード90
6、907は、全て零を保持しなければならない２つのワー
ドである。MBZワード908は、始動操作を終了した時マイ
クロプロセッサ201によりロードされる状況完了ビット
（SC）を有し、これが割込みされる時CPUに対して始動I
/O指令が正確に完了したことを示す。MBZワード908の残
りは全て零である。

次に第10図においては、LACに置かれたメモリーとレ
ベル６に置かれたメモリーとの間、即ちRAM202からRAM2
15への前に述べたLAN制御ブロックの如き、あるデータ
・ブロックを移動するためDMA操作を要求するため用い
られる典型的なメールボックス・メッセージが示され
る。メッセージのヘッダ1001は、通常、LAN制御ブロッ
クの如きブロック転送等のどのタイプの転送が要求され
ているかを正確に規定するタイプ・コードを保有する。
一般に、メッセージ・ヘッダは、第10図ではあたかも唯
１つのワードからなるように示しているが、いくつかの
情報ワードからなっている。RHUワード1002は、ハード
ウェアの使用のため保留され、将来の使用のための余分
な空スペースである。ブロック転送の如きある操作の完
了と同時に、このような転送を要求するCPUは割込みを
行なって何が起ったかを通知することを必要とする。ワ
ード1003は、このような割込みが要求される自使用され
るべきパラメータを指定する。しかし、割込みは、ワー
ド1003の下位の６ビットからなるレベルが全て零ではな
い場合にのみ送ることができる。LACチャネル番号はワ
ード1003の上位の６ビットからなり、CPUがLACに対して
与えた指令により最初にアドレス指定された特定のチャ
ネルに対する割込みにおいて使用される。ワード1003の
CPUチャネル番号は略々第８図および第９図におけるも
のと同じであり、割込みされるべきCPUのチャネル番号
を規定する４ビット・ワードである。最後に、レベル・
ワードは割込みのレベルを定義する６ビットのワードで
ある。メールボックスID戻しワード1105、1106は、実際
に行なわれるべき操作を求め、従って操作自体が完了し
た時通知されるべきプロセスを表わすLAC内のメールボ
ックス202aを識別する。状況ワード1007は、操作が終了
する時に、メモリーDMAプロセスにより戻される。ビッ
トの定義は、第８図の状況ワード809と類似している。
レベル６のメモリー・アドレス・ワード1008、1009は、
出入り転送が生じべきレベル６のメモリー・アドレスの
上位および下位の部分を定義する。範囲ワード1010は、
どれだけ多くのワード／バイトがに操作において転送さ
れるべきかを規定する。LACのRAMアドレス・ワード1011
および1012は、上表が得られあるいは送られるべきLAC
のRAM内のアドレスを定義する。RSUワード1013は、ハー
ドウェアの将来の使用のため保留されている。

次に第11図においては、LAN上にメッセージを送るた
めの典型的なデータ転送要求としてアダプタ・インター
フェースのソフトウェア・プロセスに対して送られるメ
ールボックスのメッセージが示されている。これは、IE
EE規格委員会のインターフェースを備えた異なるタイプ
のLANの使用を許容する。メッセージ・ヘッダ1101は、
送出されるべきメッセージの性格を定義するタイプ・コ
ード、局部情報通信網（LAN）に送出されるべきデータ
がRAM202、214のどこに置かれるかを定義するバッファ
・アドレス記述子の如きいくつかの情報ビットを保有す
る。８つの下位ビットからなるフレーム制御ワード1102
は、トークン・バスまたはトークン・リング・タイプの
フレームにおけるフレームのタイプを表示するため使用
される。RSUワード1103は、ソフトウェアの使用のため
保留された領域である。メールボックスID戻しワード11
04、1105は、行なわれるべき送出／転送のため求められ
るプロセスのメールボックスを識別し、その結果操作が
完了した時プロセスが識別できるようにメッセージがメ
ールボックスに置かれるようになっている。

状況ワード1106は、戻すことを欲することを判定する
どんなソフトウェアによっても基本的に定義される。タ
イプ／データ長さワード1107は、CSMA/CDおよびイーサ
ネット・フレームにおいて使用される。イーサネット・
タイプのLANがLACに対して接続される場合には、これは
フレームの長さを示すが、もしCSMA/CDタイプのLANがLA
Cに接続されるならば、これは使用されるIEEE規格802.3
項規定のフレームタイプを示す。宛先アドレス・ワード
1108は、メッセージが送出されるべき局のアドレスを定
義する。最後に、RSUワード1109はソフトウェアの使用
のため保留される領域である。

第12図および第13図においては、I/O指令の一時的な
待ち行列として割当てられるRAM記憶領域の場所および
配置が示されている。第12図は、バイト・アドレス8004
00〜800700に置かれた異なる待ち行列番号1301〜1304を
示す。第13図は、待ち行列における典型的なエントリを
示している。ワード1201は、一時的に格納されるチャネ
ル番号を示すが、アドレス・ワード1202、1203は主記憶
装置に転送される情報の上位および下位のアドレスを示
している。範囲ワード1204は、転送されるべき情報にお
けるバイト番号を示す。

（インターフェース（IF）のソフトウェア）第14図乃至第18図は、種々のIFソフトウェア・プロセ
スおよび割込みルーチンの高いレベルの機能応答性を更
に詳細に示す１組のフローチャートである。

先ず第14図においては、LACコントローラにおけるI/O
ディスパッチ・プロセスにより行なわれる操作のフロー
図が示されている。割込み待ち時間1401は、１つのI/O
指令割込みがこのルーチンにより達成できる前のマイク
ロプロセッサの時間量を表わす。I/O指令がLACコントロ
ーラによって受取られる時は常に、コントローラが割込
みを処理することができるように、マイクロプロセッサ
201がこれに応答して操作を切換えるための有限時間が
存在する。ALLOCATE MBXブロック1402は、I/Oディスパ
ッチ・プソセスが丁度受取った許りのIOLD指令について
LACコントローラ内のある他のプロセスを知らせること
ができるように１つのメッセージ・ブロックを割当てる
ため、LACコントローラの核のソフトウェアに対する呼
出しである。ディスパッチ・プロセスにより行なわれる
実際の操作は、ディスパッチ・テーブル1403に対る指標
により定義される。このディスパッチ・テーブルは、I/
O指令がアドレス指令されるチャネル番号、ならびにI/O
指令の一部であり以下に述べる機能コードによって指標
が付される。従って、ディスパッチ・プロセスは、どの
プロセスが通知されるべきかを見出すためディスパッチ
・テーブルを用いて指標付けを行なう。もし通知される
べきプロセスがなければ、ディスパッチ・メッセージを
アセンブルして次のステップSENDMSG1407におけるメッ
セージを送出することにより、命令がメガバス層の管理
に対してディスパッチされる。次いでI/O指令は、何が
これと関係を有するかを判定する役割を有する層管理プ
ロセスに対して送出される。妥当なメールボックスIDが
ブロック1401で見出されるとすれば、その時プロセスは
IOLD情報を含むディスパッチ・アセンブル・メッセージ
1406をアセンブルし、このメッセージはSENDMSG1408を
介してこれが取扱えるために識別される特定のプロセス
に対して送出される。DMAメッセージの通常の場合に
は、これが入力操作または出力操作のどちらに対するI/
O指令であるかに従って、移送／送信プロセスまたは移
送／受信プロセスのいずれかに対して送出されることに
なる。待ち行列1409においてエントリがある時、このプ
ロセスが実行中に受取られた指令が更にあるならば、デ
ィスパッチ・プロセスは再びALLOCATE MBXブロック140
2へ飛越して次の指令に対するプロセスを反復する。待
ち行列1409にこれ以上のエントリが存在にしなければ、
ディスパッチ・プロセスは1410において終了する。

次に第15図および第16図においては、LACコントロー
ラにおいて実行するDMAプロセスのフロー図が示されて
いる。このプロセスに対しては、実際に２つの部分があ
る。１つの部分は第15図に示され、これはDMA操作の完
了と同時に割込みと同時に実行するメモリーDMAプロセ
スの部分である。第16図に示されるプロセスの他の部分
は、メールボックス202aが要求を受取ったかどうかに依
存している。

最初に第16図によれば、操作はLACコントローラにお
けるプロセスの１つからメモリーDMA操作に対する要求
が受取られる時に開始する。このプロセスが実行を開始
するためには、最初にCONTEXT SWブロック1601をスワ
ップすることが必要である。次に核のソフトウェア呼出
しBRECVブロック1602は、その入力するメールボックス
における要求が存在するかどうかを判定させられる。も
しある操作を行なうプロセスに対する要求がない場合に
は、プロセスは停止して、BRECV命令1602以外一切のス
テップに進まない。もしある操作に対する要求がある場
合には、セマフォ検査ブロックSEMAWAIT1603が、割込み
プロセスが既にDMAコントローラに関するある他の操作
を行なっていないこと、即ち既にDMA操作が進行中であ
ることを確認するため、割込みプロセスに対して全ての
セマフォを維持するOS核に対する呼出しにより行なわれ
る。もしその時DMA操作が進行中でなければ、プロセス
はステップ1604へ進み、ここでメガバス・レジスタおよ
びDMAコントローラをDMA転送の実行のため必要な情報で
ロードする。このローディング操作が完了すると、プロ
セスはステップ1603において前に調べたセマフォのセマ
フォ・ビットSEMAWAIT1605を（OS核に対する呼出しによ
り）セットし、セマフォ・ビットがセットされる間これ
以上のDMA操作が行なわれないようにする。ステップ160
6においては、フラッグを調べて完了した操作に対する
割込み要求が未だCPUによる受入れを待機している（即
ち、「保留状態」）かどうかを知るため調べられ、もし
保留状態になければ、メールボックス戻しメッセージが
その操作を要求したプロセスへ送られる。ステップSENM
SG RETURNMBX1607においては、戻しメッセージが完了
したDMA操作に対して送られる。（丁度進行中である特
定のDMA操作に対する戻しではない。）次いで、ソフト
ウェアは再びステップBRECV1602へ飛越して、ある操作
を行なうためそれに対する要求がなければ停止する。別
の待機中の要求が存在するならば、ソフトウェアはステ
ップSEMAWAIT1603において停止するが、これは操作が開
始した時ステップ1605において丁度制御されたセマフォ
である。特定のDMA操作が完了すると、プロセスのフロ
ーは第15図へ切換わる。割込みが認識さあっれて実行を
開始する前に、再び割込みの待ち時間1501がある。一旦
プロセスが継続すると、テスト1502が行なわれてプロセ
スがレベル６とLACコントローラとの間の収集／散布タ
イプのデータ転送を取扱うことができるかどうかを判定
する。もしこれが収集／散布タイプの操作であれば、操
作はステップ1503、1507、1511に進み、ここでプロセス
が必要な別の転送の収集／散布操作を継続できるよう
に、DMAコントローラがセットアップする。収集／散布
タイプのデータ転送がないために唯１つの転送が行なわ
れるならば、プロセスはエラー検査ステップ1504へ進ん
で、パリティ・エラーまたはメモリーが存在しない等の
エラーがあるかどうかを判定する。エラーが存在する場
合は、状況メッセージ1505が生じたエラーのタイプに関
してアセンブルされる。メッセージが要求側のプロトコ
ルへ戻され得ることを示すフラッグがステップ1508でセ
ットされる（このフラッグは、ステップ1606において触
れたものと同じフラッグである）。ステップ1603におい
て触れたセマフォはここでステップ1509において解放さ
れ、その結果プロセスの第２の部分が次の操作を実行し
て処理でき、ステップ1512において終了する。ステップ
1504においてエラーが存在するならば、ステップ1506に
おいてレベル６が操作の完了と同時に割込みされなけれ
ばならないかどうかを判定するため検査が行なわれる。
（これは、割込みの要求があることを示す、前に述べた
DMA要求においてレベル・コードを有することにより判
定される。）エラーが存在しなければ、エラーなしにDM
A操作が完了されたことをレベル６に対して表示するた
め、レベル６への割込みがステップ1510において行なわ
れる（あるいは試みられる）。操作にエラーが存在する
ならば、割込みは試みられない。その代り、状況メッセ
ージ1505が要求するプロセスへ戻されて、これに対し操
作が存在したことを表示する。

次に第17図においては、LACコントローラの割込みを
行なうためのアダプタ割込みルーチンのフロー図が示さ
れている。これは、アダプタ216〜219の１つが割込みを
LACコントローラに対して送られてある操作を完了した
こと、あるいはある異常事態が起りこの事態に関するあ
るソフトウェア・プロセスを通知することを要求する
時、LACコントローラによって付勢される。従って、ス
テップ1701、1702、1703、1705および1704からなるルー
プにおいては、どのアダプタが割込みを行ないつつある
かを割込みソフトウェアが判定するループが存在する。
４つの可能な全てのアダプタからの割込みが１本のワイ
ヤ上で一緒に結ばれるため、ソフトウェアは各アダプタ
に対してこれが割込みを要求するアダプタであるかどう
かについて質疑を行なわなければならない。従って、こ
のループは各アダプタの順次のテストおよびどのアダプ
タが割込みを要求したかを判定する試みを示している。
これが割込みを行なった特定のアダプタを判定すると、
この割込みルーチンはステップ1706、1707、1708へ分岐
して、割込みのための理由に依存するメッセージを形成
する。ステップSENDMSG MAC Ｎ TX1707において、転
送を行なうことを要求された旨のメッセージが丁度転送
要求を終了した許りのアダプタから送られる。ステップ
SENDMSG MAC Ｎ RX1708は、アダプタがLANから入る
メッセージを受取り、従ってこのアダプタが特定の状況
を処理するためメールボックス・メッセージを送ること
を欲するという事実を表示する。ステップSENDMSG MAC
Ｎ LM1706は、事象の発生および事象の処理のためMA
C層の管理プロセスに対するメールボックスのメッセー
ジの送出を表わす。最後にメッセージの送出の完了後
に、割込みルーチンがステップ1709で終了する。

次に第18図においては、あるアダプタの特定のMACプ
ロセスが示され、特定のアダプタに対する異なる３つの
MACプロセスのフローを表わす。このプロセスは、再び
コンテクスト・スイッチ1801を介して開始され、このス
イッチが全てのメールボックスのメッセージを受取るか
あるいはコンテクストを切換えてこれを受取る。ステッ
プBRECV MAC LM1802、BRECV MAC RX1803またはBREC
V MAC TX1804は、これがそのメールボックスにおいて
第17図に示されたアダプタ割込みプロセスからメールボ
ックスのメッセージを受取る時に付勢されることにな
る。これらのプロセスの１つのみがメッセージの受取り
と同時に付勢される。MAC層の管理ステップ1802、1085
は、付勢されると、これにメッセージを送出することに
より局管理プロセスを通知する如き状況に応じたある動
作を行なうことになるか、あるいは単にアダプタ自体を
リセットする。BRECV MAX RZステップ1803において１
つのメッセージが受取られる時、メッセージの処理にお
いてMACアダプタが使用したプロセスがバッファを置換
する。MACアダプタは、データを入れるため使用できる
予め定められた数のバッファを要求し、メッセージを入
れるため使用されたものはアダプタが更に別のメッセー
ジに対して用意ができるために置換されなければならな
い。これが一旦行なわれると、プロセスはメッセージお
よびアダプタにエラーが存在するかどうかを判定する
（ステップ1808）。もしエラーが存在するならば、メッ
セージは捨てられる（ステップ1811）。もしエラーがな
ければ、プロセスはこのメッセージを更に処理するため
論理リンク制御層のソフトウェア・プロセスへ送る用意
のためMACヘッダ1814をストリップ・アウトする（これ
は301におけるCSソフトウェア・プロセスの１つであ
る）。ステップALLOCATE1815においては、メモリーの１
ブロックが１つのメールボックスのメッセージのセット
アップの目的のため割当てられる。従って、ステップ18
16においてメッセージがアセンブルされて、ステップ18
18において論理リンク制御プロセスへ送られる。ステッ
プ1819および1820においては、必要に応じてMACプロセ
スが、アダプタに対する代りのバッファの生じ得る将来
の必要を予期して、空のバッファを得る。

もし送出操作が行なわれたならば、ステップBRECV M
AC TX1804により送出操作の完了を表示するメッセージ
が受取られる。このメッセージは、どのタイプのメッセ
ージであるか、即ち、メッセージが完了を示すアダプタ
割込みルーチンから受取られたか、あるいはメッセージ
が送出を要求するリンク層制御（LLC）から受取られた
かを判定するため調べられる。メッセージが完了の１つ
であるとすれば、完了戻しメッセージがステップ1810に
おいてアセンブルされ、ステップ1813においてLLCへ送
られる。一旦これが行なわれると、プロセスはその待ち
行列において送出されるメッセージが更にあるかどうか
を判定する（ステップ1824）。もし別のメッセージが存
在すれば、プロセスはステップ1825へ進み、ここで待機
中のメッセージを送ることができるようにアダプタに対
して要求が発される。もしステップ1824において待ち行
列に待機するメッセージがないことが判定されるなら
ば、単にアダプタがもはやあることの実施に使用されて
いないことを示すアダプタ待機ビットがセットされ（ス
テップ1826）、BRECV MAC TXの受取りメールボックス
に対して再び循環する（ステップ1804）。一方、もし送
出のためLLCから要求を受取るならば、送出を行なわな
いMACのソース・アドレスを定義する必要なヘッダがス
テップ1809において加えられ、アダプタ待機ビットがス
テップ1812において調べられて、アダプタが全く何もし
ない間に要求が入ったかどうかを判定する。アダプタが
何かすることを待機していた場合には、プロセスはステ
ップ1821へ進み、直ちに送出要求をこのアダプタへ送出
してアダプタ待機ビットをリセットして（ステップ182
3）、アダプタがこの時使用中であることを表示する。
一方、ステップ1812においてアダプタが既に何かの実施
のため使用中であった時要求が入ったことが判定される
ならば、この要求はアダプタの待ち行列へ加えられる
（ステップ1827）。

次に第19図においては、LAC送出のフローが示され
る。ステップ１においては、CPU214a/214bにおけるLAC
駆動ソフトウェアがIORB1903における情報からメモリー
へLCB1902をセットアップする。LCBは要求された処理お
よび機能およびパラメータを定義する情報を保有し、ま
た送出されるべきデータを保有するメモリーにおけるバ
ッファを定義する物理的アドレスおよび範囲を保有す
る。LCBはまた、LACからの戻り状況のためのスペースを
含む。

ステップ２においては、LACドライバ1901がLACに対す
る入出力ロード指令（IOLD）を発する。この指令により
与えれたアドレスがLCBを指し、「範囲」のパラメータ
は２つのフィールドを有する。即ち、上位の８ビットが
機能コード・フィールドであり、下位の８ビットがLCB
の大きさを定義する。IOLD情報がメガバス216から取出
され、LACハードウェアDMAコントローラにより一時的な
待ち行列1902に置かれる。このため、指令を調べるI/O
ディスパッチ・プロセス（IODISP）を伴う割込みっを生
じ、IOLDが妥当であることを判定して、ディスパッチ・
テーブルを照合するためチャネル番号を用いて更に処理
を行なう指令を追跡する場所を判定する。この場合、ル
ーチンは（ALLOCATE呼出しを介して）RAMブロックを取
得し、LCBポインタのIOLD情報をこのブロックに入れ、
これを（SENDMSG呼出しを介して）CSプロセスのメール
ボックスへ送る。LCBポインタのIOLD情報メッセージ・
ブロックのフォーマットについては前に述べた。もし待
ち行列に別のI/O指令があるならば、I/Oディスパッチ・
プロセスもまたこれらを処理することになる。I/Oディ
スパッチ・プロセスにより得られる全てのメッセージ・
ブロックは、ある他のプロセスにより（例えば、ステッ
プ12において）自由状態のメモリーへ戻されなければな
らない。

ステップ３においては、CSプロセス1905がOSによる実
行（これはアドレス指定されたメールボークスのメッセ
ージの故に）についてスケジュールされ、プロセスがメ
ールボックスのメッセージを検索し、LCBイメージ（LCB
I）1097に対するRAMブロックを保全した後、LCBのDMAを
要求するメモリーDMA要求プロセス1096のメールボック
スに対するメッセージをこのLCBIへ送出する。CSプロセ
ス1095は、もしこの時他にすることがなければ、それ自
体を中断する。

ステップ４においては、メモリーDMA要求プロセス109
6がDMAコントローラを介してLCB1902をLCBI1907にコピ
ーさせる。この操作の完了と同時に、DMAコントローラ
はマイクロプロセッサ201に割込みを行ない、このため
メモリーDMAプロセスを再び関与させる。このプロセス
は、状況情報をCSプロセスにより送出されたメッメージ
・ブロックに置き、次いでこのブロックを（SENDMSG呼
出しを介して）指定された戻りメールボークスへ戻す。
ステップ第３図のCSプロセスによってブロックのRSUフ
ィールドに最初に置かれた情報は、このステップが完了
した特定のDMA操作を識別することを許容する。

ステップ５においては、CSプロセスがステップ４のメ
ールボックスのメッセージに応答する。LCBIの検査およ
びL6のバッファ・レンジの合計を計算した後、このプロ
セスはGETBUF呼出しを行なってデータのメッセージを保
持する充分な大きさのRAMバッファを取得し、次いでメ
ールボックスのメッセージをメモリーDMAプロセスに対
して送出し、主記憶装置からRAMにおけるこのバッファ
に対するデータの移動を生じる。典型的なメッセージ・
ブロックのフォーマットは第10図および第11図に示され
るが、LBバッファ・リストはLCBI1907から得られ、LEVE
Lフィールドは零でなければならない。

ステップ６においては、メモリーDMAプロセスがDMAコ
ントローラ208をして主記憶装置からのデータをRAMバッ
ファ209にコピーさせる。このプロセスは、必要に応じ
て主記憶装置に対する「収集」タイプのDMAを支持しす
ることになり、LACのRAMに関してはDMAは常に論理的に
単一のバッファにおいて行なわれる。DMAの完了と同時
に、メモリーDMAプロセスが再び関与させられ、メッセ
ージ・ブロックに状況を置いてこれを指定された（CSプ
ロセスの）戻りメールボックスへ戻す。

ステップ７においては、CSプロセスがステップ６のメ
ールボックスのメッセージに応答する。このプロセスは
メールボックスのメッセージをメモリーDMAプロセス190
6に対して送出し、これをしてメモリーにおけるLCB1902
で完了する状況をセットさせかつCPU214a/214bに割込み
を生じさせる。暫く後で、LACドライバは完了の状況をI
ORB1903に対してポストする。もしメッセージがIEEE規
格802項規定タイプのLANに送出されるならば、CSプロセ
スはヘッダ・フィールドを生成してこれをRAMバッファ2
09に対して接頭情報として加えなければならない。CSプ
ロセスはまた、そのヘッダを先頭に付すためMACプロセ
スに対するバッファの初めに別のスペースを残しておか
なけらばならない。CS LLCプロセスは、メールボック
スのメッセージをアセンブルして（ステップ1908）、こ
れを適当なMACプロセスへ送出する（ステップ1909）。

ステップ８においては、MAC送出プロセスは、処理す
べき高い優先順位の要求があるならば、この要求を待機
させることができる。できるだけ早くこのプロセスはこ
の要求をアダプタ216〜219へ送る。このアダプタはメッ
セージ・フレームの接頭付け（SAおよびFC）を完了し、
媒体アクセス・ルールが許容する時、正確にフォーマッ
ト化されたフレーム（前置き部、区切りおよびFCSを含
む）をアダプタのPHYS層の設備を介してLANへ送出す
る。送出が完了した時、アダプタのDMAコントローラが
割込みをLACのマイクロプロセッサ201に対して送出す
る。

ステップ９においては、アダプタ割込みルーチンが、
アダプタからの最後の状況を取出すMAC送出プロセスを
伴なう。MAC送出プロセスはRAMバッファを解放する（FR
EEBUF呼出し）。もし保留状況の他の送出要求があるな
らば、プロセスはそれをアダプタへ送ることになる。

第19図においては、ここに述べた送出フローが明瞭に
するため１筋のフローしか示していないが、実際には如
何なる時も種々の段階において多くの処理されるフロー
が存在する。各ソフトウェア・プロセスが書込まれて、
可能ならばマイクロプロセッサを任意に放棄する前にそ
の未剤のタスクの全てを完了しようとするため、送出さ
れるメッセージ毎に行なわれるコンテクストの切換え数
は、典型的なロードの下では唯１つのメッセージの流れ
を考える時以上に小さい。

検索ったメッセージを処理するため、ある用途が１つ
のメッセージがLANから受取られるか、あるいは考えら
れる入力メッセージを予期して１つのバッファを割当て
ることを欲するかに従って、２つの方式の１つが使用で
きる。第１の即ち読出し通知の場合には、２つのIOLDが
発されねばならず、また２つの割込みがメッセージ毎に
CPUへ送出さねばならない。第２の場合には、主記憶装
置のスペース要件が、１つのメッセージを待機して結ば
れるバッファの故に大きくなろうとする。

受取りのフローの説明は、CSソフトウェア・プロセス
の対話、IFソフトウェア・プロセス、ハードウェア割込
みおよび割込みファームウェアが類似するため、送出の
場合程詳細には行なわない。

受取り操作のためには、送出操作の場合のように、CS
ソフトウェアがメモリー管理からのデータ・バッファを
要求することは必要ない。その代り、IFソフトウェアの
MACプロセスは自動的に各アダプタ毎のいくつかの論理
バッファを使用でき、このバッファは各々最も大きい可
能性のあるメッセージでも保持するに充分な大きさであ
る。妥当メッセージが受取られた後、MACプロセスのデ
ータ表示ルーチンはバッファを適正なCSプロセスへ通す
ことになる。

第20図に示される読出し通知の場合には、CPUソフト
ウェアが「読出し通知」LCB2002と呼ばれる一連のLCBを
出力LCBポインタのIOLD指令を介してLACに対して発す
る。これらは、CSソフトウェアがメッセージの到着をCP
Uソフトウェアに通知するため使用することができるLCB
を生じるように作用する。メッセージの到着がこの手段
により示される時、CPUソフトウェアはREAD LCBを生じ
て、主記憶装置においてメッセージが置かれるべき場所
を指定し、また一般に別の読出し通知LCBを発して使用
されたものを置換する。この方式により、データが直接
アプリケーションのバッファに対して入力されることを
可能にする。読出しLCBは、あるソフトウェアが定義す
るLCB自体における表示により、読出し通知LCBから微分
される。

ステップ６においては、CSプロセス2006がその読出し
通知LCBのリストを照合して、丁度受取った特定のメッ
セージに関するものがあるかどうかを調べる。もしなけ
れば、メッセージはRAMに保持される（しかし、適当なL
CBがなくある妥当な時間が経過するならば、プロセスは
このメッセージを捨てるよう強制することができる）。
通常の場合には、CSプロセスはメモリー215におけるLCB
に対し送られるべきメッセージのヘッダ1001から情報を
アセンブルし、メールボックスのメッセージ・ブロック
をアセンブルし、これをメモリーDMAプロセス2007へ送
ってこの情報の読出し通知LCB2002に要求する。メッセ
ージ・ブロックにおいては、CPUチャネルおよび割込みL
EVELフィールドが、チャネル番号の場合のように、元の
IOLDに与えられる情報を反映する。（参照第８図）ステップ７においては、DMAコントローラ2007が情報
を読出し通知LCB2002へ送ってマイクロプロセッサ201に
割込みを行ない、このマイクロプロセッサをしてメモリ
ーDMAプロセス2007を再び関与させる。このプロセス
は、この時、要求された割込みをCPUに対して送り、こ
れが行なわれた時ステップ６のメッセージ・ブロックを
戻りメールボックスへ戻す（CSプロセス）。

ステップ８においては、CPUソフトウェアがこの割込
みに応答し、未済のIORBのリストを照合することによ
り、あるいは他の手段によって、主記憶装置のどこにこ
のデータ・メッセージが置かれるべきかを判定する。こ
の時、LACドライバ2001がメモリーに読出しLCBをセット
アップする。このLCBは、スセップ６の識別子を保有し
（従って、LACにおけるCSプロセスがどのメッセージを
送るべきかを識別することができる）、またこのメッセ
ージが置かれるべき主記憶装置の領域（単数または複
数）を指定する。

ステップ９においては、LACドライバ2001がIOLDをLCB
を指示するLACに対して発する。通常の方法では、IFソ
フトウェアがLCBポインタ情報2005をCSプロセス2006へ
送る。

ステップ10においては、CSプロセスがメモリーDMAプ
ロセスに対する要求を生じてLCBをRMAにおけるLCBI2008
に対してコピーする。

ステップ12においては、CSプロセスはLCBIを調べて読
出し操作が介在することを判定する。このプロセスは、
L6のバッファの全体サイズを計算し、LCB状況に対する
レンジの残り値を計算して最後の状況をLCBI2008に置
き、このプロセスがメモリーDMAプロセスに対して要求
を発してデータ・メッセージをRAM209から主記憶装置21
5へ移動させ、かつ最後の状況をLCBIからLCBへ送らせて
CPUに割込みを行なわせる。

ステップ13においては、DMAコトローラがデータ2012
をバッファRMAから主記憶装置へコピーして、必要なら
ば、DMAプロセスの制御下で「散布DMA」を行なう。デー
タ転送が成功裡に完了すると、DMAプロセスがLCBI状況
をLCBにコピーするブロック転送を行ない、CPUの割込み
を行なう。これが完了すると、メモリーDMAプロセスが
メールボックスのメッセージ・ブロックを戻りメールボ
ックスへ戻す（CSプロセス）。

ステップ14においては、CSプロセスがデータ・バッフ
ァ、LCBIバッファおよびメールボックスのメッセージ、
ブロックを解放することができる。

本分の記述および図面は明瞭にするため１つのフロー
の筋しか示さないが、実際にはどの時点における種々の
段階において複数のフローが存在する。各ソフトウェア
・プロセスはマイクロプロセッサの放棄前にその全ての
未済タスクを完了しようとするように書込まれる故に、
受取られるメッセージ毎に行なわれるコンテクストの切
換え数は、典型的なロードの下では単一のメッセージ筋
のみを考える時よりも小さくなる。

図には示さない読出しLCBの場合には、CPUは読出しLC
Bを指示するIOLDを発し、各読出しLCBは最も大きい可能
性のあるメッセージを保持するに充分に大きなシステム
・メモリーのバッファに対するポインタ（単数または複
数）を有する。CPUに対しては、即ちデータおよび最後
の状況が送られた後では、唯１つの割込みしか送る必要
がない。

本発明の一実施態様について示し記したが、当業者は
本発明を実施において多くの変更および修正が可能であ
り、しかも頭書の特許請求の範囲に示した主旨および範
囲に含まれることが理解されよう。従って、本発明は特
許請求の範囲によってのみ限定されるべきものである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を用いたLANシステムを示す概略図、第
２図は本発明を示すブロック図、第３図は本発明の作用
構造を示すブロック図、第４図は本発明の分割バス特性
を示す論理的ブロック図、第５図は本発明のLANコント
ローラ帰属バスを示す論理的ブロック図、第６図はLAC
と取付けられたアダプタとの間に使用される物理的イン
ターフェースを示す図、第７図は本発明の複CPUインタ
ーロック特性を示す論理的ブロック図、第８図は主記憶
装置からのLACソフトウェアのローディングおよびダン
ピングのためのLAC制御ブロックを示す概略図、第９図
は始動I/O指令のためのLAN制御ブロックを示す概略図、
第10図はデータ・ブロックを移動するためDMA操作を要
求するために用いられる典型的なメールボックスを示す
概略図、第11図はメッセージを送出するためのハードウ
ェア・フォーマットを示す概略図、第12図および第13図
はRAMにおける一時待ち行列を示す図、第14図はLACコン
トローラにおけるI/O指令プロセスを示すフロー図、第1
5図および第16図はLACコントローラにおけるDMAプロセ
スを示すフロー図、第17図はLACコントローラに対する
割込みのためのアダプタ割込みルーチンを示すフロー
図、第18図はアダプタの３つの異なるMACプロセスを示
すフロー図、第19図はLAN制御ブロックのLAC送信フロー
を示す概略図、および第20図はLAN制御ブロックのLAC受
取りフローを示す概略図である。 100……局部情報通信網（LAN）、101……局部領域コン
トローラ（LAC）、102……レベル６システム（Honeywel
l社製）、103……メガバス、104……他のLAN、105……
イーサネット（Ethernet）、106……メインフレーム・
コンピュータ・システム（DPS8）、107……新規な多重
回線コントローラ（NMLC）、200……マイクロプロセッ
サ・バス（μ/p）、201……市販のマイクロプロセッサ
（MC 68000）、202……プログラムRAM、203……タイマ
ー装置、206……バス・カプラ、207……メガバス・イン
ターフェース、208……DMAコントローラ、209……デー
タ・バッファRAM、210〜213……アダプタ接続部、214…
…DMAバス、215……主記憶装置、216……メガバス、301
……CSソフトウェア・プロセス、302……システム管理
プロセス、303……ブリッジ通信核OS、304……インター
フェース・ソフトウェア、305……LACSハードウェア／
アダプタ、306……LAN、307……メガバス、401……マイ
クロプロセッサ、402……DRAM、403……タイミング・コ
ントローラ、404……EPROM、405……構成レジスタ、406
……トランシーバ、701、702、704……フリップフロッ
プ、703……プログラム可能アレイ・ロジック（PAL）。（略号の定義） ACK……肯定応答 CM……コントローラ管理（ソフトウェア） CRC……巡回冗長検査 CPU……中央処理装置 CS……通信サービス（ソフトウェア） CSMA/CD……搬送波方向多重アクセス／競合状態検出 DMA……直接メモリー・アクセス DA……宛先アドレス DRAM……ダイナミックRAM DSAP……宛先サービス・アクセス・ポイント EPROM……消去できるプログラム可能読出し専用メモリ
ー FC……機能コード／フレーム制御 FIFO……先入れ先出し GA……グループ・アドレス GET−BUF……バッファ取得 ICW……割込み制御ワード IO−DISP……IOディスパッチ IORB……入出力要求ブロック ID……識別 IF……インターフェース（ソフトウェア） I/O……入力／出力 IOLD……入出力ロード LAC……局部領域コントローラ LACS……局部領域コントローラ・サブシステム LAN……局部情報通信網（LAN） LCB……LAN制御バッファ LCBI……LAN制御ブロック・イメージ LLC……リンク層制御 LME……層管理エンティティ LMI……層管理インターフェース LSAP……リンク・サービス・アクセス・ポイント LSI……大規模集積回路 MAC……媒体アクセス・コントローラ MBLME……メガバス層管理エンティティ MBZ……メモリーの直接メモリー・アクセス MSB……最上位バイト MSB……最上位ビット MTBF……故障平均時間 MTTR……修理平均時間 NAK……否定応答 ORU……最適置換可能装置 OS……オペレーティング・システム／開システム OSI……開システム相互接続 PAL……プログラム可能アレイ・ロジック PC……パーソナル・コンピュータ PIO……物理的入出力 PROM……プログラム可能読出し専用メモリー PDU……プロトコル・データ装置 QLT……品質論理テスト RAM……ランダム・アクセス・メモリー RFU……将来の使用のため保留 RHU……ハードウェアの使用のため保留 RINT……割込み再開 RSU……ソフトウェアの使用のため保留 SA……ソース・アドレス／局アドレス SC……状況完了／サービス呼出し SM……システム管理（ソフトウェア） SMDSI……システム管理データ・サービス・インターフ
ェース SSAP……ソース・サービス・アクセス・ポイント TBD……定義すべき TC……幹線カプラＴ＆Ｖ……テストおよび検証 WS……ワーク・ステーション

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の処理エレメントを具備するコンピュ
ータ・ネットワーク・システムにおいて、（ａ）情報信号を送信及び受信するためのネットワーク
・バス（216、207、214）と、（ｂ）前記ネットワーク・バスに接続され、前記情報信
号を発生するための複数の処理エレメントであって、前
記情報信号が、１つの時間インターバルの間に前記処理
エレメント中の２つの処理エレメント各々によって前記
ネットワーク・バスを介して同時に伝送され得るコンピ
ュータ命令を含み、該コンピュータ命令が、前記複数の
処理エレメントの１つによって実行されるよう構成され
ている、複数の処理エレメント（214a、214b）と、（ｃ）前記ネットワーク・バスに接続され、かつ前記複
数の処理エレメントの各々に対応するメモリであって、
前記複数の処理エレメントの１つによって実行されかつ
入力／出力（I/O）指令（または要求）を含んでいる前
記コンピュータ命令を記憶するためのメモリ（408b）
と、（ｄ）前記ネットワーク・バスに接続され、前記複数の
処理エレメントの１つからのI/O指令を受け入れて他の
処理エレメントからのI/O指令を受け入れないように構
成された制御手段であって、前記ネットワーク・バスヘ
アプリケーション用信号を発生し、前記他の処理エレメ
ントからの前記I/O指令が前記制御手段によって受け入
れられなかったことを該他の処理エレメントに通知し、
１つの時間インターバルの間に処理されるI/O指令が全
て、同一の処理エレメントからのものであるように制御
するための制御手段（408、第７図）とを含んでいるこ
とを特徴とするコンピュータ・ネットワーク・システ
ム。
【請求項２】特許請求の範囲第１項記載のシステムにお
いて、該システムは更に、前記ネットワーク・バスに接
続された複数の入力／出力（I/O）エレメント（210〜21
3）を含み、前記I/O指令が、少なくとも２つの機能コー
ドを有している入力／出力ロード（IOLD）含み、該機能
コード中の第１の機能コードがアドレス・ワードのロー
ドに関し、第２の機能コードが前記メモリにおけるロー
ド・レンジ・ワードに関しており、前記アドレス・ワー
ド及びロード・レンジ・ワードが、前記メモリ中の記憶
ブロックの位置及びサイズを規定するよう構成されてい
ることを特徴とするコンピュータ・ネットワーク・シス
テム。
【請求項３】特許請求の範囲第２項記載のシステムにお
いて、該システムは更に、前記第１の機能コードを記憶
するために前記ネットワーク・バスと接続された第１の
記憶手段（701）を含んでいることを特徴とするコンピ
ュータ・ネットワーク・システム。
【請求項４】特許請求の範囲第３項記載のシステムにお
いて、該システムは更に、前記第１の機能コードが受け
入れられるべきか（ACK）否か（NAK）を判定するための
プログラム可能アレイ論理手段（703）を含んでいるこ
とを特徴とするコンピュータ・ネットワーク・システ
ム。
【請求項５】特許請求の範囲第４項記載のシステムにお
いて、前記プログラム可能アレイ論理手段は、前記第１
の機能コードをデコードするためのデコード手段を含ん
でいることを特徴とするコンピュータ・ネットワーク・
システム。
【請求項６】特許請求の範囲第５項記載のシステムにお
いて、該システムは更に、前記ネットワーク・バスに接
続されて前記デコードされた第１の機能コードを記憶す
るための第２の記憶手段（704）を含んでいることを特
徴とするコンピュータ・ネットワーク・システム。
【請求項７】特許請求の範囲第６項記載のシステムにお
いて、該システムは更に、前記制御手段に接続されたロ
ーカル・エリア・ネットワーク（100）を含んでいるこ
とを特徴とするコンピュータ・ネットワーク・システ
ム。
【請求項８】特許請求の範囲第７項記載のシステムにお
いて、前記第２の記憶手段はラッチを含んでおり、該ラ
ッチは、前記ローカル・エリア・ネットワークによって
用いられるために第１の機能コードが発生されたと前記
プロゲラム可能アレイ論理手段が判定した場合に、前記
デコードされた第１の機能コードをラッチ記憶するよう
構成されていることを特徴とするコンピュータ・ネット
ワーク・システム。