JPS5836048A - 通信網システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 先行技術の端末装置または局の回路網は、各局からの伝
送要求を受信しかつそのチャネルが利用できて優先順位
に従って各局による伝送チャネルへのアクセスを許可す
る親コンピユータまたは制御装置によって一般的にｔＩ
制御されている。そのような親制御装置は回路網のコス
トを上昇させ、また局がそれら自身との間でのみまたは
共通記憶ファイルとの通信を必要とするところでは必要
とされない。従って伝送ｔＩＩＩＩＩｌｌが回路網を形
成する局に組み込まれているかまたは共有されている局
の回路網を得ることが望まれる。そのような回路網は、
「ローカルエリア」回路網として示される。

特別なタイプのローカルエリア回路網としてい５− わゆる「コンテンション」回路網があり、そこでは回路
網の各局はそうする準備ができたときにメツセージを伝
送し、かつ対応する肯定応答信号が任意の期間後に受信
されなかったときにはそのメツセージが受信されなかっ
たと推測する。このようなコンテンション回路網は、Ｍ
ａｌｃｏｌ−他の１９８０年５月１日に出願されかつそ
の発明の譲り受は人に譲渡された特許出願番号第１４５
．６０６号に記述されている。

そのようなローカルエリア回路網では、興なったプロセ
スを提供するようにされている回路網の局の間において
、メツセージ経路の同期をとるために通信プロトコール
を設けることが必要となる。

しかし、回路網の異なった局に対して分布される様々な
プロセスの同期のための、そのようなプロトコールはま
だ何も考案されてはいない。

実時間動作のための中央処理システムに含まれる様々な
プロセスの同期のために、メツセージ通信オペレーティ
ングシステムが採用されている。

（たとえばり、　Ｒ，Ｃｈｅｒｌｔｏｎ　、　Ｍ、　Ａ
、　Ｍａｌｃ。

６− ＩＩＩ、　１．　Ｓ、　ＭｅｌｅｎによるｒＴｈｏｔｈ
、　ａ　　ｐｏｒｔａｂｌｅ　　　Ｒｅａｌ　　−Ｔ　
１ｌＩｅ　　　Ｑ　ｐｅｒａｔｌｎｇ　　Ｓ　ｙｓｔｅ
ｍ　　ＪおよびＧ、Ｒ，５ａｏｅｒ、ＯＡＣＭ、Ｖｏｌ
、２２゜Ｎｏ、２．１９７９年２月、Ｐ、１０５−１１
５を参照）しかし、すべての各プロセスは共通のメモリ
に記憶され、また同じ型式のシステムはプロセスが回路
網を横切って分布されているローカルエリア回路網に対
しては不適合である。ざらに回路網を拡張し又はより大
きい全体的な回路網にそれを接続し、かつ回路網内の各
局のアドレスを転換することなくそのようにすることが
望ましい。

この発明の目的は、ローカルエリア回路網のための改良
された通信プロトコールを提供することである。

この発明の別の目的は、異なった局において具体化され
たプロセスの間でのメツセージの伝送を可能にするため
の、局のローカルエリア回路網のためのプロトコールを
提供することである。

この発明のさらに他の目的は、いかなる局の追加又は除
去も残りの局の機能に影響を及はざないようなローカル
エリア回路網内の種々の局に対するアドレスの自動指定
を提供することである。

上述の目的を達成するために、この発明はローカルエリ
ア回路網における複数のクライエント局および複数のサ
ーバ局に向けられており、各局は伝送の準備ができたと
きに情報の固定長パケットの伝送を開始する。肯定応答
期間の間に受信側周から肯定応答が受信されないときに
は、送信側は伝送に誤りがあったかまたはパケットが受
信されなかったと推測し、かつその後再び伝送を試みる
。

しかし局が追加されまたは回路網から除去されてもよく
、これは回路網内の残りの局の機能に影響を与えること
なく達成されるべきである。

いかなる特定の局が回路網内に存在しているかを考慮す
ることなくローカルエリア回路網の局の間でのメツセー
ジの伝送のためのシステムを提供することが、この発明
の特徴である。

この発明の上述した目的や効果および特徴は、この発明
が上位にはないノードまたは局の回路網に向けられてい
ることを示している。その結果、いかなる特定の局の誤
りも回路網を混乱させないので、より信頼性の高い回路
網が得られる。ざらに付加局が付加されることもでき、
また存在している局が回路網内の他の局の機能を混乱さ
せることなく除去され得る。一般的に、ファイルシステ
ム、大量記憶装置またはプリンタのようなサーバ局、お
よび残りの回路網に対してサービスを提供せず単に情報
を読込みかつ情報の返送やおそらくは変更を単に要求す
るだけのディスプレイ局または端末装置のようなりライ
エンド局の、２つのタイプの局が存在する。さらにこの
発明は、可変数の情報パケットから構成され得るような
メツセージであっても、局の間のメツセージの同期をと
るということに向けられている。

この発明が実施され得るローカルエリアコンテンション
回路網は、上に参照したＭａｌｃｏｌ−などの特許出願
に記述されており、かつ第１図に一般的に描かれている
。共用通信媒体は、ねじり線、同軸ケーブル、光ファイ
バまたはラジオ通信やその他のものであってよい。回路
網の各局は他のノー９− ドとは独立にパケットを伝送し、おそらくは他の伝送を
妨害しまたは衝突することになる。もし伝送されたパケ
ットが行先局によって正確に受信されたならば、そのと
きは受信側は肯定応答信号で応答する。もしパケット伝
送後の肯定応答期間中に伝送局によって肯定応答信号が
受信されないときには、伝送側は伝送が不成功であった
と推定する。

この発明を実施する局の機構が第２図において一般的に
描かれており、局をサービスするプロセッサ１２と、チ
ャネル媒体が何であってもプロセッサをこの発明のチャ
ネルに接続するインターフェイス１３とからなっている
。

各ローカル回路網は、名前が付けられたノードのルート
ツリーとして見られる。各ノードは、兄弟ノードの名前
とは異なった名前を持っている。

回路網のハードウェアは、回路網ツリーのルートノード
として見られる。回路網内のそれぞれ特定の名前の付け
られたサーバ局１よ、ルートノードの直系の子孫である
。ファイル記憶サーバ局は、各１０− ファイルまたはダイレフトリがノードであるサブツリー
として現われる。クライエント局は、他の局がそれらを
照会することがないので名前を持っていない。

全体的な回路網における他のローカル回路網は、分離し
たツリーとして見られる。すなわち全体的な回路網はツ
リーの森であり、各ツリールートは独自の名前持ってい
る。プログラムプロセスまたは使用者は、ルートノード
で始まりかつ所望の目的で終了するツリーを通る経路を
記述する「ＩＩｉ路ネーム」を用いて、回路網内の特定
のノードを照会する。

ローカル回路網情報転送プロトコールは、パケットプロ
トコールとメツセージプロトコールとの２つの層に分割
される。メツセージプロトコールは、パケットを送るた
めのパケットプロトコールを用いる。さらにすべてのコ
ントロールパケットは、パケットプロトコールを用いて
送られる。

メツセージ通信手順、センド（Ｓθｎｄ）、レジ−７（
Ｒｅｃｅｉｖｅ）　、＋）プライ（Ｒｅｐｌｙ）および
アラエイトセンダ（Ａｗａｉｔ　　３ｅｎｄｅｒ　）は
、実メツセージ通信のために使用される。これらの手順
はパケットプロトコールによって実施され、かつ送信要
求、クリアセント、オビチュアリ（ｏｂ　ｌ　ｔｕａｒ
ｙ　）およヒアーユーゼ７　（ａｒｅ　−ｙｏｕ　−ｔ
ｈｅｒｅ　）の４タイプのコントロールパケットを用い
る。これらの機能および動作は、この発明とともに実施
されるネームルックアップ（ｎａｍθ−１ｏｏｋｕｐ）
ルーチンおよび自動アドレス指定として以下により詳し
く記述される。このネームルックアップルーチンは、任
意の手順を備える局が、他の局がさらにメツセージの伝
送のために自己の物理的アドレスを返送することによっ
てその手順を要求することに応答するのを可能にする。

この自動アドレス指定は、局が自己のためにアドレスを
選択しかつそのアドレスが独自のものであって回路網内
の他のいかなる局によっても用いられていないというこ
とを確かめることを可能にする。

各局内の第２図の常駐コンピュータ１２は、インターフ
ェイス１３によってチャネルと結合されている。受信さ
れたパケットおよび伝送されるためのパケットは、以下
に記述されるように、１バイトの入力／出力ボートＰを
通ってインターフェイスと常駐コンピュータとの間で転
送される。割込要求信号および２つのリセット信号が、
常駐コンピュータに対してインターフェイスを完全にす
る。インターフェイス上に実行されることのできる動作
は、リセット（Ｒｅｓｅｔ）、状ｉ読取（Ｒｅａｄ　　
５ｔａｔｕｓ　）　、パケットをロード（Ｌｏａｄ　　
Ｐａｃｋｅｔ　）　、およびパケットをアンロード（Ｕ
　ｎ１ｏａｄ　　Ｐａ０ｋｅｔ　）　ｒアル。

常駐コンピュータ１２とチャネルとの間の第２図のイン
ターフェイス１３は、第３Ａ図、第３Ｂ図および第３Ｃ
図に描かれている。インターフェイスは、読取−ＲＤ、
書込層１１回路選択−〇３１割込要求ＩＮＴからなる信
号の組および８ピツトのデータバスを通じて、常駐コン
ピュータと通信する。送信側は常駐コンピュータからの
パケットをロードし、かつ上述した伝送アルゴリズムに
従ってチャネルにそれらを伝送する。受信側はチャネ１
３− ルからのパケットを受信し、かつそれらを常駐コンピュ
ータに対してアンロードする。ＣＲＣ発生およびチェッ
クのタスク、ラインモニタおよびデータのエンロードは
、常駐コンピュータによってではなくインターフェイス
によって実行される。

受信側と送信側とは独立しているので、受信側が常駐コ
ンピュータに対して異なったパケットをアンロードして
いる間に送信側がパケットを送信するときのように、そ
れらは同時に活動されることができる。

第３Ａ図において、データはバッファ２０およびバスコ
ントロール２１を備えるボートＰを通って、常駐コンピ
ュータとインターフェイスとの間で転送される。データ
バスバッファ２０は、入力／出力ボートＰを備える８デ
一タ信号のための可逆バッファである。データの転送は
、バスコントロール２１に対する読取ＲＤ、書込ＷＲ，
および回路選択Ｏ８信号の状態に従う。

ステータスレジスタ２２は、以下に示すような様式のイ
ンターフェイスおよびチャネルの状態を１４− 示すためのビットを含む。

ビット　　　　　　ステータス ０　伝送完了、肯定応答＜ＡＣＫ）受信（ステータスバ
イトが読取られたときにリセット）１　伝送完了、ＡＣ
Ｋ受信せず〈ステータスバイトが読取られたときにリセ
ット） ２　コレクトパケット受信（ステータスバイトが読取ら
れたときにリセット） ３　用いず ４　用いず ５　チャネル活動表示（チャネルが使用中のときは１．
チャネルが遊体中のときは０）６　　ＡＣＫ信号がチャ
ネルに検出された。正しいパケットの伝送を示す（ステ
ータスバイトが読取られたときにリセット） ７　チャネル上に間違ったデータ、間違ったパケット、
衝突またはノイズがチャネル上に検出された（ステータ
スバイトが読取られたときにリセット） バスコントロール２１は読取操作とともにＲＤおよびＯ
８信号に応答し、かつ−込操作とともにｉおよびσ石信
号に応答する。バスコントロール２１は、読取または書
込操作の出所（または行先）を決定するために、簡単な
ステートマシンを維持する。読取データの考えられる出
所は、ステータスレジスタ２２および受信側ストア３８
である。書込データの行先は、アドレスレジスタ３７お
よび送信側ストア２３である。

第４Ｂ図において、送信側ストア２３は伝送されるため
のデータのパケットを保持する。これは、１３４バイト
（データのための１３２バイトおよび行先アドレスのた
めの２バイト）のＦＩＦＯストアである。伝送されるた
めのデータは、パラレル・シリアルバッファ２４を通っ
て送信側ストア２３を離れる。データの伝送は、上述し
た伝送アルゴリズムを用いかつＳカウント装Ｍ３０から
の値に従うパケットの伝送をＷ＠始させる送信側コント
ロール２７によってコントロールされる。Ｓカウント１
ｌｆ３０には、ランダムクロックによってドライブされ
るカウンタ（いずれも図示せず）が設けられている。送
信側コントロール２７はまた、バケツ１−の伝送を確実
にするために、送信側の他の部分と同期している。

ＣＲＯ発生器２５は、送信側ストア２３内のデータが伝
送されているように伝送されているパケットのＣＲＣコ
ードを組立てる。送信側ストア２３が空になったとき、
その結果ＣＲＣが伝送される。上述したように、パケッ
トの最初のフィールドは、５ＹＮＣ発生器２８によって
発生された４ビツトの５ＹＮＣコードである。

伝送されているパケットは、伝送前にマンチェスタコー
ド内の各ビットをエンコードするエンコーダ２６を通過
する。伝送されるためのデータの４つの出所は、上述し
たように、５ＹＮＣコード２８、（行先アドレスおよび
データのための）送信側ストア２３、ＣＲＣ発生器２５
および肯定応答コード４０である。出力セレクトは、も
しあるならばこれらのいずれかが送信されるべきことを
決定する。

上述したように、３つの考えられるチャネル状＝１７− 態（遊体中、パケット伝送中、肯定応答期間）が、送信
側および受信側のいずれによっても用いられるように第
４Ｃ図のチャネルステート３２内に保持される。状態の
それぞれの転換のために、タイマが設けられる。タイマ
はまた、上述した伝送アルゴリズムの遅延部分における
送信側によっても用いられる。入力デコーダ３３は、チ
ャネルからのデータを受信するマンチェスタ（Ｍ　ａｎ
ｃｈｅｓｔｅｒ　）デコーダである。したがってこれは
、エンコードされたマンチェスタデータをエンコードさ
れていないデータに転換する。５ＹＮＣコードはまたこ
の時点で認識されて、データから分離される。ＣＲＣチ
ェック３５はＣＲＣ発生器２５の逆であり、入力データ
の正確さを確かめるように働く。

受信側ストア３８は、常駐コンピュータによって読取ら
れるために、チャネルから受信したパケットをバッファ
する。データは、シリアル・パラレルバッファ３９を通
って、受信側ストア３８に入る。受信側コントロール３
６は、正確なパケットの受信を確実にするように、受信
側の部分と同　１８− 期している。

リセットによって、インターフェイスはそのアドレスを
持つ常駐コンピュータからロードされる。

その侵はパケットがチャネル上に検出されかつ受信側ス
トア３８が空であるときに、アドレス比較ロジック３７
は、入力アドレスをストアされたアドレスと比較するこ
とによって、そのパケットが常駐コンピュータへのもの
かどうかをチェックする。

マンチェスタエンコーディングは、嵌め込まれたクロッ
クを持ちかつＤＣバイアスのないデータを送信するため
に用いられる。これは、ビット間隔の中間に常に伝送さ
れることによって特徴づけられる。論理Ｏは正へ進む移
行であり、論理１は負へ進む移行である。

第２図の常駐コンピュータ１２は、ｌ　ｎｔｅ１８０８
６またはＺ　ＩＩｏａＺ　８０のような商業的に利用可
能である型式のものである。このようなＩｎｔｅｌプロ
セッサは、第４図において一般的に示されている。実行
装置は、演算部ｍ装置４０、汎用レジスタ４１、一時的
レジスタ４２、フラッグレジスタ４３ならびに実行コン
トロール装置システム４４を含む。このようなコントロ
ールシステムは、ＲＯＭ、ＥＡＲＯＭまたはＲＡＭであ
り得るコントロールストアによってマイクロコードドラ
イブされる。第２図のチャネルインターフェイス１３に
対するコンピュータインターフェイス装置は、バスコン
トロール論理４５、命令持ち行列４６、内部通信レジス
タ４７ならびにレジスタ４７のための出力アナログ加算
器４８を含む。このようなマイクロコードプロセッサは
、以下により詳細に記述されるであろうこの発明のコン
トロールプログラムを解読するために用いられる。

この発明における各ノードのためのチャネルステートマ
シンが、第５図に示されている。ここに示されたように
、回路網チャネルは、３つの状態すなわち遊体中、パケ
ット伝送中、肯定応答を通じて連続して循環する。各局
はチャネルを連続的にモニタして、かつその状態のトラ
ックを保つ。

信号の伝播の遅れがあるので、局の間の正確な伝送の時
間は回路網に沿ってポイントからポイントへと変化する
が、それらはすべて一定の時間間隔内に同期がとられる
。

リセットまたはパワーアップに応答してチャネルステー
トマシンは、チャネルが少なくとも１つのパケットの伝
送のために無活動の状態になった後に、５ＹＮＣＷＡＩ
Ｔ状態に入る。チャネル上のいかなるデータの検出に応
答しても、チャネルステートマシンは一定時間持続する
ＰＡＣＫＥＴ状態に入る。ＰＡＣＫＥＴ状態の後チャネ
ルステートマシンは、ＡＣＫ　　ＷＡＩＴ状態の前に、
各一定期間ＡＣＫ　　ＩＤＬＥ状態に入る。ＡＣＫＷＡ
ＩＴ状態の後、チャネルステートマシンは５ＹＮＣＷＡ
ＩＴ状態に戻る。伝送されるためのパケットが特定のノ
ードのインターフェイス内にロードされているとき、イ
ンターフェイスは第５Ｂ図に示されたような方法で動作
する。

ステップ１ 伝送されるためのパケットの到着に応答して、インター
フェイスはチャネルが遊休２１− 中であるかどうかを見るためにチェックする。もしチャ
ネルがパケットが伝送されている状態であるかまたは肯
定応答状態のいずれかであれば、送信側はチ１νネルが
遊体中になるまで待つ。

ステップ２ 任意の整数Ｓが、区間［０，Ｓ］の中からランダムに選
択され、Ｓ＋１の可能な選択の各々は均等に起こり得る
。次に送信側は、Ｓマイクロ秒の間遅延する。もしチャ
ネルが遅延のａ後にまだ遊体中であれば、そのときはパ
ケットが伝送される。もしこのときにチャネルが遊体中
でなかったら、そのどきは送信側はステップ１へ戻る。

ステップ３ 送信側は、完了のための肯定応答を待つ。

次に肯定応答信号が肯定応答期間中に受信されたか否か
にかかわらず、インターフェイスステータスレジスタを
セットする。このステータスレジスタのセットは、常駐
コ２２− ンビュータの割込要求を引起こす。

回路網システムは、肯定応答が受信されたか否かにかか
わらず、ステータスレジスタを通じてパケットおよびコ
ントロールに対する報告を伝送する。もし肯定応答が受
信されるならば、パケットが行先局に正確に送られたこ
とをシステムは保証する。もし肯定応答が受信されない
ならばパケットが送られなかった可能性が高く、パケッ
トの伝送が不成功である通常の原因は、２つのパケット
の衝突または行先局の受信側バッファが空でない。

ことである。しかし行先局がパケットを受信してかつ肯
定応答を送信しているが肯定応答信号が送信局によって
受信されない可能性も少しある。

パケットプロトコールは、もし必要であるならば、肯定
応答が受信されるまでパケットを単純に再伝送する。Ｎ
−１までに、再伝送は完了される。

パケットがパケットプロミルコールによって送られたと
き、もし肯定応答が受信されるならばこの送信は成功で
ある。もしＮパケット伝送のいずれもが肯定応答を受信
しないならば、この送信は不成功である。もし送信が不
成功であるならば、行先局が存在しない（または誤った
）と推定される。

いっばいの受信側のバッファを有する局に対して伝送さ
れたバウ゛ットは、肯定応答を受信しない。

もしパケットが直ちに再伝送されるならば、バッファは
まだいっばいである可能性が強い。受信側バッファがい
っばいであるという事実は、受信側が混雑している、す
なわち処理し得るよりも高い割合でパケットを受信して
いるということを示している。再伝送の成功の確率を増
加させかつ混雑を避けるために、それぞれの再伝送の前
に待機することによって局はバックオフ（ｂａｃｋ　　
ｏＮ　）する。

同報通信行先アドレスを持つパケットは、空の受信側バ
ッファを持つすべての局によって受信される。システム
肯定応答は、この場合においては意味がない。すべての
局がパケットを受信することを確実にするために、非同
報通信パケット送信と同様のバックオフ手法を用いて、
Ｎ回伝送される。同報通信パケットの送信は、常に成功
するものと考えられる。

もし送信が成功であるならば、受信局が１コピーよりも
多くのパケットを受信することが可能である。このよう
に受信局によって実行されるための操作を引起こす各パ
ケットを見て、これらの操作はアイデンボテントされる
ように限られる。何回も続いてアイデンボテント操作を
実行する効果は、操作を１回実行するのと同様である。

アイデンボテント操作の例としてはメモリ部分内へバイ
トをストアすることがあり、操作を２回実行することは
それを１回実行するのと同様の効果を有する。パケット
プロトコールによって送られたすべてのパケットは、ア
イデンボテント操作を実施するように設計されている。

すべてのパケットは第６図に示されるフォーマットを備
えており、パケットは以下のフィールドを含む。

バイト　　　　　　　内容 １−６　　　　　行先プロセス回路網ｉＩ別（ｎｌｄ　
）７−１２　　　　　出所プロセス回路網識別（ｎｌｄ
　）２５− １３　　　　　　パケットタイプ １４　　　　　　バイトおよび順序ビット内のデータの
長さ １５−１３４　　　　データ パケットのタイプおよびそれらのエンコードされた値は
以下のとおりである。

コード　　　　　パケットタイプ １　　データ ２　　オピチュアリ ３　　送信要求 ４　　クリアセンド ５　　アーユーゼア ６　　ネームルックアップ要求 ７　　ネームルックアップ応答 ８　　クレーム 回路網プロトコールは、プロセスツープロセスプロトコ
ールである。回路網に送られるすべてのデータは、プロ
セスによって発生されてかつプロ２６− セスに対して送られる。プロセスは、連続的に回路網活
動を実行しなければならない。各活動は別の活動が初期
設定されるまでに完了されねばならない。局は複数のプ
ロセスを含んでもよ（、その場合には興なったプロセス
と連結される回路網の活動が同時に起こることができる
。新しいプロセスが作られてもよく、また存在している
プロセスがいずれのときに破壊されてもよい。

プロセスは４８ビツトの回路網アイデンティフィケーシ
ミンによって識別される。回路網アイデンティフィケー
ションは１６ビツトの局アドレス、１６ビツトの屑発生
ナンバーおよび１６ビツトのプロセスアイデンティフィ
ケーションからなっている。この回路網アイデンティフ
ィケーションは、ローカル回路網内で独自のものである
。

回路網内の各局は、独自の１６ビツトのアドレスを持っ
ている。局のこのアドレスは、局内の各プロセスのため
に回路網アイデンティフィケーションのアドレス部分を
決定する。１６ビツトの局アドレス空間は、以下に示す
ように分割される。

アドレスの分割は、それらがスタートされるときごとに
使用されていないアドレスを自動的に選択するダイナミ
ックアドレス局として取りのけておかれる。

局アドレスの分割 アドレスレンジ　　　　　　　用途 （１６進） ｏｏｏｏ　　　　　　　不当アドレスとして予約０００
１　　　　　　初期設定のために予約２−３ＦＦＦ　　
　　　局アドレス ４０００−７ＦＦＦ　　アドレス指定手順８０００−Ｆ
ＦＦＦ　　同報通信アドレス（局アドレスとして利用で
きな い） 再スタートされた局は、同一のアドレスを持ってもよい
。局がそこに入っているプロセスに対して同一のプロセ
スアイデンティフィケーションを割当てることもまた可
能である。これらの再生されたプロセスは、他の局内の
プロセスがそれらと以前のものとの間で識別することが
できるように、それらの以前のものとは異なった回路網
アイデンティフィケーションを指定される必要がある。

この問題を解決するために、再生された局は、その局内
の各プロセスの回路網アイデンティフィケーションの一
部となる１６ビツトの「ジェネレーションナンバー」を
選択する。理想的にはこのジェネレーションナンバーは
、以前にその局によって用いられなかったものであるべ
きである。あるジェネレーションナンバーは２１６の再
生の後に再び用いられなければならないので、これを一
般的に保証することは明らかに不可能である。

ジェネレーションナンバーを選択する方法は実行依存で
あるが、最近に用いられたジェネレーションナンバーを
再び用いる確率を最小化すべきである。ジェネレーショ
ンナンバーはＥＡＲＯＭまたは他の持久記憶装習内に保
持され、かつ各再スタートを増加されてもよい。ＥＡＲ
ＯＭにアクセスしない実行は、ランダムジェネレーショ
ンナンバーを用いてもよい。

（破壊されたプロセスを含む）局内において独２９− 自のプロセスアイデンティフィケーションを指定するこ
とは、各局内のコントロールの責任である。

２１６だけのプロセスアイデンティフィケーションが存
在するので、それらは再使用されなければならない。す
べての実行は、最近に用いられたプロセスアイデンティ
フィケーションの再使用の可能性を最小化しなければな
らない。プロセスアイデンティフィケーションＯは予約
されて、かつ割当てられることはない。

良ｌｌヱ」≦幻【１ アドレスは、範囲（２，３ＦＦＦ）内で自動的に指定さ
れる。アドレス（４０００，７ＦＦＦ）は、アドレス割
当て手順に用いるために予約される。局が初期設定され
ているときは、局は自己のアドレスを以下のように自動
的に選択する。

ステップ１ 位置アドレスとして範ＷＲ（２，３ＦＦＦ）内のランダ
ムな数字Ａを選択する。局アドレスをＡ＋４０００に設
定する。範囲（１゜Ｘ）内のランダムな数字Ｒを選択す
る。こ３０− こでＸは、２つの端末装習が同一のＡおよびＲを選択す
る確率を無視し得ることを確実にするのに充分な大きさ
である。

Ｎパケットが送られてしまうまで、バックオフパケット
送信アルゴリズムを用いるステップ２および３を繰返す
。

ステップ２ アドレス八にクレームパケットを送信。

肯定応答ならば、再びステップ１からスタート。

ステップ３ アドレスＡ＋Ｎへ乱数Ｒを含むクレームパケットを送信
。これは肯定応答を無視する同報通信送信である。もし
パケットがＲとは異なる数でアドレスＡ＋Ｎに受信され
たならば、再びステップ１からスタート。

ステップ４ 局アドレスをアドレスＡにセット。この動作を行なう時
間は限定されないが、通常は非常に短い。もしリセット
のための時間がバックオフ時間を含む１つのパケットの
伝送時間よりも長ければ、そのときはリセットは失敗し
、再びステップ１からスタート・する。

リセットにどれぐらいの時間がかかるかは、リセッｌ〜
を初期設定した後にパケットを正しく伝送することを試
みることによって決定されることができる。もしパケッ
トが伝送されていないならば、リセットは完了１ノてい
ないと推定され得る。

ステップ５ ここでアドレスＡが推定される。

メツセージ通過機能 ４つの手順、センド（Ｓθｎｄ　）　、レシーブ（Ｒｅ
ｃｅ＋ｖｅ）　、リプライ（Ｒａｔ）ＩＶ）　、および
アラエイトセンダ（Ａ　ｗａｉｔ　−Ｓ　ｅｎｔｅｒ　
）は、メツセージ通過のために利用できる。以下の操作
の構文は、単に実例の目的のためだけのものである。

送信プロセスはｎｌｄによって特定される受信プロセス
に対して送信メツセージストリングを送信するために、
３ｅｎｄ（ｎｌｄ　、　５ｅｎｄ　　ｍｓＱ　：ｒｏｐ
ｌｙｍｓｇ　）を呼出す。ｎｉｄベクトルは、次のフィ
ールドを備えている。

ｎｌｄ　　［Ａ　Ｄ　Ｄ　Ｒ］　　局アドレスｎｌｄ　
　［Ｇ　Ｅ　Ｎ　］　　　ジェネレーションナンバーｎ
ｌｄ［ＩＤ］　　　　プロセスアイデンティフィケーシ
ョン 送信プロセスは、受信プロセスがメツセージを受信し、
かつリプライ（Ｒθｐｌｙ）　ＩＩ能を用いる応答メツ
セージを返送するまで、閉鎖（すなわち進行不可能）さ
れる。この応答メツセージは応答メツセージストリング
にストアされ、かつその応答の長さはストリングの新し
い現行の長さである。

受信プロセスはｎｌｄによって特定される送信プロセス
からのメツセージストリングを受信するために、Ｒｅｃ
ｅｌｖｅ　（ｎｌｄ　：　ｓ＋ｓｇ　）を呼出す。この
メツセージは、送信側の送信メツセージストリングから
受信側のメツセージストリングへ転送される。

転送されるバイトの数は、送信側の送信メツセージスト
リングの現行の長さの最小値でありかつ受３３− 信側のメツセージストリングの最大の長さである。

転送されるバイトの実際の数は、受信側のメツセージス
トリングの現行のの長さになる。

Ｒθｃｏ　ｌ　ｖｅを用いるメツセージを明らかに受信
したプロセスは、送信プロセスに対して応答メツセージ
を返送するためにＲｅｐｌｙ　（ｎｌｄ　、霧ＳＯ）を
呼出す。この応答は、送信側によってＲｅｐ＋ｙに通過
されたメツセージストリングから３　ｅｎｄへ通過され
た応答メツセージストリングに転送される。転送される
バイトの数は、Ｒ１３＋１１Ｖへ通過されたメツセージ
ストリングの現行の長さの最小値でかつ送信側の応答メ
ツセージストリングの最大の長さである。転送されるバ
イトの実際の数は、送信側の応答メツセージストリング
の現行の長さになる。

手順センド、レシーブおよびリプライのそれぞれは、プ
ール値に戻る。この戻った値は呼出機能が成功ならば１
、呼出機能が不成功ならばＯである。

もしセンド、レシーブまたはリプライの呼出が不成功な
らば、ｎｌｄによって指定されたプロセス３４− は存在しない。行先プロセスは、次のうちの１またはそ
れ以上の理由のために存在しない。

アドレスｎｌｄ　　［Ａ　Ｄ　Ｄ　Ｒ］を持った局は存
在しない。

アドレスｎｌｄ　　［Ａ　Ｄ　Ｄ　Ｒ］を持った局が、
ジェネレーションナンバーｎｌｄ　　［Ｇ　Ｅ　Ｎ　］
を持っていない。

局ｎｌｄ　　Ｌ　Ａ　Ｄ　Ｄ　Ｒ］内にアイデンティフ
ィケーション　ｎｌｄ［ＩＤ］を持ったプロセスが存在
しない。

アドレスｎｌｄ　　［Ａ　Ｄ　Ｄ　Ｒ］を持った局が誤
りであるか、またはアイデンティフィケーションｎｉｄ
［ＩＤ］を持ったそのプロセスが機能が完了する前に破
壊されているかのいずれか。

いかなる送信側からも受信されることが一般的に望まし
い。受信プロセスは、送信されようとしているプロセス
のｎｌｄを獲得するために、送信剥削ｄ　：−アラエイ
トセンダ（）を呼出すことができる。次に受信プロセス
は、その送信プロセスからのレシーブを実行し得る。

・１セー々　ロ　コー メツセージ通過操作は、パケットプロトコールの期間に
実行される。各メツセージは、１またはそれ以上のメツ
セージデータパケットの連続体として送信される。４つ
のタイプのコントロールパケット、すなわち送信要求、
クリアセント、オビチュアリ、およびアーユーゼアが、
メツセージ通過を実行するために用いられる。

２つのタイミングパラメータが用いられ、それらは Ｗ　持ち時間タイムアウト ｈ　初期手順タイムアウト で示される。

メツセージデータは、システムバッファ内で列を作って
いない。プロセスがセントを実行するとき、データは受
信側がレシーブを実行してしまうまで送信側のメツセー
ジストリング内に残っている。平均時間内に、送信プロ
セスはｈ秒ごとに受信プロセスに対して、送信要求パケ
ット（ＲＴＳ　）を送る。受信側がＲＴＳを受信しかつ
レシーブを実行したとき、受信側は送信プロセスに対し
てクリアセンドパケット（ＣＴｓ）を送る。（このこと
は、局がＲＴＳパケットがそこから受信されたすべての
プロセスを記憶することを必要とする。

最小限必要なことは、局が局内の各プロセスのために受
信された最後のＲＴＳを記憶することである。もしＲＴ
Ｓが忘れられたならば、受信側プロセスは次のＲＴＳが
受信されるまで持たなければならない。）ＣＴＳの受信
に応答して、送信プロセスはデータパケットを送り、そ
れから応答メツセージが受信側プロセスによって返送さ
れるまで待機する。受信側がリプライを実行するとき、
受信側のメツセージストリング内のデータは−続きのデ
ータパケットで送信側へ送られる。

送信側または受信側が最初から存在していたのであれば
、いかなる時点においてもそれらは存在しなくなっても
よい。他のプロセスが存在しないということは、いかな
るパケットの送信にも発見され得る。すなわち送信が不
成功であるかまたはオビチュアリパケットが返送されて
くる。送信プ３７− ロセスは、データパケットを送った後でかつ応答メツセ
ージを受信する前にｈ秒ごとに、アーユーゼア照会（Ａ
ＹＴ）パケットを送信する。このＡＹＴ＠会の目的は、
受信側がリプライを実行する前に存在しなくなっている
かどうかを発見することである。同様にもしプロセスが
送信側がセントを実行する前にレシーブを実行するなら
ば、受信側はＲＴＳの受信を待っている間１１秒ごとに
ＡＹＴを送信する。

−Ｈプロセスがセンドまたはリプライの間にデータパケ
ットの連続体としてメツセージの送信を始めると、前の
パケットからＷ秒経たないうちに続くパケットを送信し
なければならない。さもなければパケットを受信するプ
ロセスは、送信プロセスが誤っているものと推定する。

一連のデータパケットの最後は、データバイトの最大数
よりも少ない内容のデータパケットによって示される。

選択的連続ビットが各パケット内に含まれているので、
このデータパケットはアイデンボデントである。もし局
が２つの同一のデー３８− タパケットを受信したなら、２つ目のものは捨てられる
。

メツセージ通過を実行するために用いられるコントロー
ルおよびデータパケットのシーケンスが、第７Ａ図およ
び第７Ｂ図に描かれている。センド、レシーブおよびリ
プライを実行するために用いられるステートマシンは、
それぞれ第８Ａ図、第８Ｂ図および第８Ｃ図に与えられ
る。

もし局が存在しないプロセスに対してアドレスされたパ
ケットを受信したならば、通常はそのパケットを送信し
たプロセスに対してオビチュアリが送られる。もし一時
的にオピチュアリの送信が不可能ならば（たとえばバッ
ファの不足のために）、単純にそのパケットは捨てられ
る。もしパケットを送信したプロセスが存在しないプロ
セスに対してバケツ］−を送信し続けるならば、結局は
オビチュアリパケットを受信することになる。もしプロ
セスがステートマシン内に記入されていないパケットを
受信したならば、それは無視される。

ネームルックアップ 各サーバ局は、１つまたはそれ以上の名前を持っている
。より正確には、サーバステーション内のアプリケーシ
ョンプロセスが、手順レジスタ〈ノードネーム）（ノー
ドネームはサーバ局ノードのネームを表わす１〜３２文
字のストリングである）を呼出すことによって回路網層
ネームと連結し得る。たとえばプロセスＡは、パスネー
ムを照会する回路網コントロールを知らせるためのレジ
スタ（’ｆｓＩ　Ｏ”）を呼出し、／「５ＩＩＩＯはプ
ロセスＡに現に照会されている。

プロセスは、局パスネームと連結するプロセスのｎｌｄ
を決定するための、手順コードニーネームルックアップ
（局パスネーム：ｎ１ｄ）を呼出すことができる。局の
パスネームは、局のノードネームが従う回路網のノード
ネームからなっている。

（可変層バスネームは、３〜６５文字のストリングであ
る。）もしそのネームを持ったプロセスが存在するなら
ば、連結されたｎｌｄはｎｌｄベクトルに戻り、かつコ
ードは１である。もしそのネームを持ったプロセスが存
在しないならば、コードはＯである。上の例において、
コードニーネームルックアップ（“火／丁Ｉｓ　Ｏ’　
　：ｎｉｄ　）　；リターンコード−１およびプロセス
Ａのｎｉｄである。

ネームルックアップは、局パスネームを含む同報通信ネ
ームルックアンプ要求パケットの送信によって完成され
る。そのステーション内のプロセスのネームを含むネー
ムルックアップ要求パケットを受信した局は、送信側に
対してネームルックアップ応答パケットを返送する。ネ
ームルックアップ応答パケットは、プロセスのｎｉｄお
よびそのネームを含んでいる。もし送信プロセスが正確
なネームを持ったネームルックアップ応答パケットを受
信したならば、そのネームルックアップは成功でありか
つコード−１が返送される。もし正しいネームを持った
ネームルックアップ応答パケットがＬ秒内に受信されな
かったならば、そのときはネームルックアップは不成功
でありかつコード−〇が返送される。このアルゴリズム
は、第９図に描かれている。

もし２つまたはそれ以上の局が同一のネームを４１− 持ったプロセスを含んでいるならば、そのときは最初に
応答した局がそのネームルックアップを実行する。ネー
ムルックアップによって返送されたｎｌｄは、このため
呼出ごとに変化し得る。プロセスは１つ以上の名前を持
つことができ、かつ局はそれぞれが異なったネームを持
つ１つ以上のサーバプロセスを含むこともできる。すな
わちレジスタは、１回以上呼出され得る。

上述した様々な機能は回路網のそれぞれの局内の常駐コ
ンピュータのコントロールのもとに達成され、常駐コン
ピュータはこの発明のコントロールルーチンを通訳する
ためにマイクロコード化され゛【いる。これらのルーチ
ンはプログラムリストとして添付されており、かつＣプ
ログラム用語（７ｈｅ　　Ｑ　　ｌ）ｒｏｇｒａ＋ｕ＋
ｌｎｇ　　ｌａｎｇｕａｇｅ、　）（ｅｎｌ。

ｈａｎ　　ａｎｄ　　Ｒ１ｃｈｌｅ　、　ｐｒｅｎｔｉ
ｃｅ　　１ｌａｌｌ　、　　１９７８を参照）の変形に
書かれている。添付リストの各セフシランは以下のとお
りである。

添付リストＡｚＳ丁■管理プロセスのメインループ ４２− 添付リストＢ：ＳＴＩファンクションに対するアプリケ
ーションプログラム−イ ンターフェイス 添付リストＣ；タイミングファンクション添付リストＤ
：センド、レシーブ、リプライおよびネームルックアッ
プステー トマシンのインプリメンテーシ ョン 添付リストビ：セクションＤのためのサポートルーチン 添付リストＦ：レジスタファンクションのインプリメン
テーション 添付リストＧ　：　ＳＴ　Ｉハードウェアに対するイン
ターフェイス メツセージが固定長パケットの可変数で構成されるロー
カルエリアコンテンション回路網の局の間で伝送される
可変長メツセージの同期のためのシステムおよび方法が
記述されてきた。このシステムは回路網の異なった局の
自動アドレス指定にも適合され、回路網は局の付加およ
び局の除去によってそれぞれ拡張されまたは縮小され得
る。このようにして、いかなる特定の局の誤りによって
も回路網内の他の局または回路網自身の機能が影響され
ないで、非常に信頼性の高い回路網が提供される。さら
に、クライエント局が手順の要求を同報通信し得てかつ
対応するサーバ局がそのサーバ局の回路網アイデンティ
フィケーションを含んでいるクライエント局に対して応
答を送信するであろうような任意の手順を有する種々の
サーバ局の組合せの提供をもこのシステムは含んでいる
。

もし２つまたはそれ以上の局が、呼出される特定の手順
を含んでいるなら、クライエント局に対して最初に応答
したものが選択される。

この発明のただ１つの実施例が記述されたきたにすぎな
いが、前述の特許請求の範囲に記載された発明の目的お
よび範囲から外れることなく変更および修正がそこに加
えられ得ることは、当業者にとって明らかである。

【図面の簡単な説明】

第１図は、この発明のローカルエリアネットワークのダ
イ曳フグラムである。 第２図は、この発明に用いられるチャネル媒体に対する
プロセッサおよびそのインターフェイスの図式ダイ１７
グラムである。 第３Ａ図、第３Ｂ図および第３Ｃ図は、この発明の局イ
ンターフェイスを示す図式ダイヤグラムである。 第４図は、この発明の局をコントロールするプロセッサ
の図式ダイヤグラムである。 第５ＡＩｉ！３および第５Ｂ図は、この発明によって用
いられるチャネルステートマシンおよび伝送方法のダイ
ヤグラムである。 第６図は、この発明に用いられる情報パケットフォー・
マットのダイヤグラムである。 第７Ａ図および第７Ｂ図は、送信側部と受信側周との間
のパケット伝送のシーケンスを示すダイヤグラムである
。 第８Ａ図、第８Ｂ図および第８Ｃ図は、それぞ−４５−
。 れこの発明に用いられる送信機能ステートマシン、受信
機能ステートマシンおよび応答機能ステート７シンを示
すフローチャートである。 第９図は、この発明に用いられるネームルックアップア
ルゴリズムのフローチャートである。 図において、１１はノード、１２は常駐コンピュータ、
１３はチャネルインターフェイス、２０はデータバスバ
ッファ、２１はパスコントロール、２２はステータスレ
ジスタ、２３は送信側ストア、２４はパラレル・シリア
ルバッファ、２５はＯＲＣジェネレータ、２６はエンコ
ーダ、２７は送信側コントロール、２８は５ＹＮＣジエ
ネレータ、２９はビットカウント、３０はＳカウントユ
ニット、３１はクロックジェネレータ、３２はチャネル
ステート、３３はマンチェスタデコーダ、３４はビット
カウント、３５はＣＲＣチェック、３６は受信側コント
ロール、３７はアドレス比較ロジック、３８は受信側ス
トア、３９はシリアル・パラレルバッファ、４０は演算
論理装置、４１は汎用レジスタ、４２は一時的レジスタ
、４３はフラ４６− ラグレジスタ、４４はコンｉ・ロールユニットシステム
、４５はバスコントロールロジック、４６は命令持ち行
列、４７は内部通信レジスタ、４８はアナログ加算器、
をそれぞれ示す。 ４７− 、− ２５１− ○ −５２− 国 ω く 　５４− ６興 ＾　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　２−５６− １）　　　　　　　　　　　　　　　・−−へ 自 ２５５− ５５− １）　　　　　　　　　＾へ ト 　５８− ト 国 ○ 国 −６０− ２５７− く 削 　５９− に）　　　　　　　　に） −６４− Σ ○ ρ 謬 第１頁の続き ■発明者　　マイケル・アレクサンダー・マルコＪレム カナダ・エフ２エル５ビー３オ ンタリオ州ウォータルー・フレ イブリース・ドライブ２９６ ０発　明　者　ローランス・ダグラス・ロジャーズ アメリカ合衆国カリフォルニア 州デル・マア・ボウクイタ・ド ライブ１３６４４ ０発　明　者　ドナルド・リード・トムプソンアメリカ
合衆国カリフォルニア 州サン・デイエゴ・カーネギ− ・ストリート５９７１ 手続補正音（方式） １、事件の表示 昭和５７年特許願第　１ｉｅｉｏｏ　　号２、発明の名
称 通信網における局 ３、補正をする者 事件との関係　特許出願人 住　所　　アメリカ合衆国、ミシガン州、ブトロイ１〜
バａ−ス・ブレイス　（番地なし） 名　称　　バロース・コーポレーション代表者　　ウォ
ルター・ジエイ・ウィリアムス４、代理人 住　所　大阪市北区天神橋２丁目３番９号　八千代第一
ビル電話　大阪（０６）３５１−６２３９　（代）自発
補正 ６、補正の対象 図面 ７、補正の内容 濃墨で描いた図面を別紙のとおり。 以上 ２−

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. （１）　情報のパケットの伝送のための通信チャネルと
   前記チャネルに結合される複数の局とを含む通信網にお
   ける局であって、 前記層は異なったプロセスを実行するようにされており
   、 前記層は 許容し得るアドレスの範囲からランダムアドレスを選択
   するためのアドレス選択手段と、前記選択されたアドレ
   スを有する他の局に対して情報パケットを送信するため
   の送信手段と、前記値の局から肯定応答を受信するため
   の受信手段とを備え、 前記アドレス選択手段は、前記値の局が前記情報パケッ
   トの受信を肯定応答すれば新しいランダムアドレスを選
   択するようにされている、通信網における局。
2. （２）　前記層のアドレスを前記選択されたアドレスと
   有限の数との和にセットするためのアドレスセット手段
   をざらに備える、特許請求の範囲第１項記載の通信網に
   おける局。
3. （３）　他のす太での局が前記情報パケットの受信を肯
   定応答しなかったときに、前記層のアドレスを前記選択
   されたアドレスにセットするためのアドレスセット手段
   をさらに含む、特許請求の範囲第１項記載の通信網にお
   ける局。
4. （４）　乱数および前記選択されたアドレスの確率が無
   意味になることを確実にするように充分に大きな範囲内
   の乱数を選択するための乱数選択手段をさらに含み、 前記送信手段は、前記乱数を含む情報パケットを前記選
   択されたアドレスと有限の数との和であるアドレスを有
   する局に送信するようにされており、 前記アドレス選択手段は、前記和である前記アドレスを
   有する前記値の局が前記選択された乱数とは興なる数を
   持った情報パケットを返送したときに、新しいランダム
   アドレスを選択するようにされている、特許請求の範囲
   第１項記載の通信網における局。
5. （５）　前記返送された数が前記送信された乱数と同一
   であるときに、前記向のアドレスを前記選択されたアド
   レスにセットするためのアドレスセット手段をさらに含
   む、特許請求の範囲第４項記載の通信網における局。
6. （６）　情報のパケットの伝送のための通信チャネルと
   前記チャネルに結合される複数の局を含み、異なったプ
   ロセスを実行するようにされている通信網における局に
   おいて、 許容し得るアドレスの範囲からランダムアドレスを選択
   するステップと、 前記選択されたアドレスを有する他の局に対して情報パ
   ケットを送信するステップと、前記能の局から肯定応答
   を受信するステップと、前記能の局が前記情報パケット
   の受信を肯定応答すれば、新しいランダムアドレスを選
   択するステップとを備える方法。
7. （７）　前記向のアドレスを前記選択されたアドレスと
   有限の数との和にセットするステップをさらに含む特許
   請求の範囲第６項記載の方法。
8. （８）　他のすべての局が前記情報パケットの受信を肯
   定応答しなかったときに、前記向のアドレスを前記選択
   されたアドレスにセットするステップをさらに含む、特
   許請求の範囲第６項記載の方法。
9. （９）　前記乱数および前記選択されたアドレスの確率
   が無意味になることを確実にするように充分に大きな範
   囲内の乱数をセットするステップと、 前記乱数を含む情報パケットを、前記選択されたアドレ
   スと有限の数との和であるアドレスを有する局に対して
   送信するステップと、 前記和である前記アドレスを有する前記能の局が前記選
   択された乱数とは異なる数を有する情報パケットを返送
   したときに、新しいランダムアドレスを選択するステッ
   プとをさらに含む、特許請求の範囲第６項記載の方法。
10. （１０）　前記返送された数が前記送信された乱数と同
    一であるときに、前記向のアドレスを前記選択されたア
    ドレスにセットするステップをざらに含む、特許請求の
    範囲第９項記載の方法。