JPS5836049A - 情報通信方法および情報通信システム - 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】 この発明は可変長メツセージを同期させるためのシステ
ムおよび方法に関し、より特定的には１の局が他の局か
らその局の身元を参照することなくプロセスを要求し得
るシステムおよび方法に関する。

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ＩＩＩＪｗ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わゆる「
コンテンシヨン」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模に受信されなか
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、Ｍａｌｃｏ
ｌｉ＋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用１４５．６０
６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、異なったプロセ
スを提供するようにされている回路網の５− 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，Ｃｈｅｒｉｔｏｎ　、　Ｍ、　Ａ
、　Ｍａｌａ。

１ｍ、　Ｌ、　Ｓ、　ＭｅｌｏｎによるｒＴｈｏｔｈ、
　ａ　　Ｐｏｒｔａｂｌｅ　　Ｒｅａｌ　−Ｔ　ｌｉｅ
　　Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　　３　ｙｓｔｃｖ　Ｊおよび
Ｇ、Ｒ，５ａａｅｒ、ＯＡＣＭ、Ｖｏｌ、２２゜Ｎｏ　
、２．１９７９年２月、Ｐ、１０５−１１５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。

曲のローカル回路網システムはネームルックアップを使
用するが、そのような先行技術システムはプロセスネー
ムおよびプロセスが結合される局６− のアドレスを用いな【プればならない。このことは、そ
のようなプロセスの要求が、それがうま（提供される前
に何回もなされ得る結果、ストレージバッフ？を一杯に
する傾向がある。

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
たプロヒ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、局がそのプロセスを含ん
でいる局を識別することな（そのプロセスが名前によっ
て呼ばれる他の局内のプロセスによるサービスを呼び出
し得る、ローカルエリアネットワークのためのネームル
ックアップシステムを提供することである。

上述の目的を連成するために、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
期間の間に受信開局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
。

この発明において、クライエント局は単にそのプロセス
の名前を用いることのみによって回路網内の他のすべて
の局に要求を回報通信することができ、かつ各局はその
プロセスがそこにインプリメントされているかどうかを
見るために自己のテーブルをチェックする。

１０局が回路網内の他のすべての局から局がそのプロセ
スをインプリメントしていることを知ることなくプロセ
スを呼び出し得る回路網システムプロトコールを提供す
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。さ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ＩＱＩ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Ｍａｌｃｏｌｍ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ドとは独立にパケットを伝送し、お
そらくは他の９− 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
られたサーバ局は、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、各ファイルまたはダイレフト
リがノードであるサブ１０− 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１は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
リーの霧であり、各ツリールー１−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「経路ネーム」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１０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１−コールを用いる。ざらにすべての
コントロールパケットは、パケットプロ１へコールを用
いて送られる。

メツセージ通信手順、セント（Ｓｅｎｄ）、レシーブ（
Ｒａｃａｌｖｅ）　、リプライ（Ｒｅｐｌｙ）およびア
ラエイトセンダ（ＡＷａｉｔ　　５ｅｎｄｅｒ　）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
バケッ［・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（ｏｂｌｔｕａｒｙ）
およびアーユーゼ７　（ａｒｅ　−ｙｏｕ　−ｔｈｅｒ
ｅ　）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（ｎａｌｌｆｉ　−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）　、状態読取（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　　ｐａｃｋｅむ）である。

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。インターフェイス求ＩＮＴからなる
信号の組および８ビ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［１−ドし、かつ−Ｆ述した伝送アルゴリ
ズムに従ってチＶネルにそれらを伝送する。受信側はチ
ャネルからのパケットを受信し、かつそれらを常駐コ１
３− ンビ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コ
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７７２０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示すためのビッ
トを含む。

１４− ヒ」乙上−スｊヨ：ｌ二し Ｏ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、ＡＣＫ
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
れたとぎにリセット） 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Ｏ）８　　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くステータ
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Ｃ
８信号に応答し、かつ書込操作とともに扉およびｍ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１〜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カウント荻ｆｉ［３０
からの値に従うパケットの伝送を開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ｉ
・装＠３０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）が設番プられている
。送信側コントロール２７はまた、パケットの伝送を確
実にするために、送信側の他の部分と同期している。

ＣＲＣ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）ホしたように、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態（遊体
中、パケット伝送中、肯定応答期間）が、１７− 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　
ａｎｃｈｅｓｔｅｒ　）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。ＣＲ
Ｃ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φ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
側の部分と同期している。

１８− 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。

その後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。

マンヂエ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、）ｎｔθ１８０８６
またはＺ　ＩＩｏｇＺ　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Ｊｎｔθ１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、演算論理装置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、ＲＯＭｌＥＡＲＯＭ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体中であるかどうかを見るため
にチェックす２１− 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
チャネルが遊体中になるまで持つ。

ステップ２ 任意の整数Ｓが、区間［０，８］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
ネルが遅延の最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、そのと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持つ。

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
コンピュータの割込要求を引起こす。

２２− 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ト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
れたパケットは、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　　
ｏＨ）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口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口実行することは
それを１口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　　　　　行先ブＯセス回路網識別（ｎｉｄ　）
７−１２　　　　　出所プロセス回路網識別（ｎｌｄ　
）１３　　　　　　パケットタイプ ２５− 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　　オビチュアリ 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セスに対して送られる
。プロセスは、連続的に回２６一 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く、その場合には異なったプ
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ピツトの回路網アイデンティフィケーシ
ョ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） ００００　　　　　　不当アドレスとして予約０００１
　　　　　　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Ｊ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２１＆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、ランダムジエネレーシジ
ンナンバーを用いてもよい。

（破壊されたプロセスを含む）局内において独自のプロ
セスアイデンティフィケーションを指定２９− 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。

６１２１７ヱ」≦すＬｌ 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１アドレスとして範囲（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
。ここでＸは、２つの端末装置が同一のＡおよ３０− 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Ａ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十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とは興なる数でアドレス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、リセットを
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、リセットは完了していない
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（Ｓｅｎｄ）、レシーブ（Ｒｅｃｅ
ｌｖｅ）　、リプライ（Ｒｅｐｌｙ）、およびアラエイ
トセンダ（Ａ　ｗａｆｔ　−Ｓ　ｅｎｄｏｒ　）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、
５ａｎｄ　　（ｎｌｄ　、　５ｅｎｄ　　ｍｓａ　：　
ｒｅｐｌｙｍｓｇ　）を呼出す。ｎｉｄベクトルは、次
のフィールドを備えている。

ｎｉｄ　　［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（Ｒｅｐｌｙ）機能を用いる応答メツセー
ジを返送するまで、＋１！１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、Ｒａａ
ａ＋ｖｅ　ｃｎ＋ａ　：　Ｉｓｇ）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信側のメツセ
ージストリングの最大の長さである。

３３− 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。

Ｒｅｃｅｌｖθ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ッセーシヲ返
送するためにＲ８１）ＩＶ　（ｎｌｄ　、　１１５１１
　）を呼出す。この応答は、送信側によってＲｅｐｌｙ
に通過されたメツセージストリングからＳｅｎｄ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、Ｒ１１１１）ＩＶ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０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は存在しない
。行先プロセスは、次のうちの１ま３４− たはそれ以上の理由のために存在しない。

アドレスｎｉｄ　　［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［ＧＥＮ］を持ってい
ない。

局ｎｌｄ　　［Ａ　Ｄ　Ｄ　Ｒｌ内にアイデンティフィ
ケーション　ｎｉｄ［ＩＤ］を持ったプロセスが存在し
ない。

アドレスｎｉｄ　　［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ｎｌｄ
［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、送信側ｎｌｄ　：−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。

メツセージプロトコール 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
、クリアセンド、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
信された最模の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。送信プロセスは、データパケットを送った後でか
つ応答３７− メツセージを受信する前にｈ秒ごとに、アー・ニーゼア
照会（ＡＹＴ）パケットを送信する。このＡＹＴ照会の
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の受信を持°っ−（いる１
ｌｌｈ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
ットの連続体ど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！＆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テ、ントである。

もし局が２つの同一のデータパケットを受信したなら、
２つ目のものは捨て３８− 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。セント、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
的にオビ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
セスに対してパケット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つている
。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（’ｆｓＩＩＩＯ’　）を呼出し、／ｆｓ＋ａｏは
プロセスＡに現に照会されている。

プロセスは、局バスネームと連結するプロセスのｎｉｄ
を決定するための、手順コードニーネームルックアップ
（局バスネーム：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。

（可変局パスネームは、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０である。上の例において、
コードニーネームルック７ｙブ（★／　ｆｉｓ　ｏｌ　
　：　ｒａｉｄ　）　；リターンコード−１およびプロ
セスＡの「１１ｄである。

ネームルックアップは、局バスネームを含む回報通信ネ
ームルックアッ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バケツ１−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ｎｌｄ
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−０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つ咳たはそれ以上の局が同一のネームを持ったプ
ロセスを含んでいるならば、そのときは４１− 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ｒ＋　ｉ　ｄ
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ｉ７Ａ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ヂンを通訳
するためにマイクロコード化されている。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、かっＣ
プログラム用語（Ｔｈｅ　　ＣＰｒｏｇｒａｍｍｌｎａ
　　Ｌａｎｏｕａｇｅ　、　Ｋｅｎｉｇｈａｎ　　　　
　　ａｎｄ　　　　　　Ｒ１ｃｈｌｅ　　　、　　　Ｐ
ｒｅｎｔｉｃｅ　　　　　　）（ａｌｌ　　　、　　　
１９７８を参照〉の変形に−かれている。添付リストの
各セクションは以下のとおりである。

添付リストＡ：５ＴＩＩ’理プロセスのメインループ 添付リストＢ：ＳＴＩファンクションに対する４２− 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 添付リストド；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：ＳＴＩ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豐され
ないで、非常に信頼性の烏い回路網が提供される。ざら
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。

４　、　図面（７）ｆ！１ｗ１１’Ｌ：ＫＮ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ヤグラ
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ヤグ
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５Ａ図および第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バケツ１〜フォー
マットのダイヤグラムである。

１１１’４７Ａ図および第７８図は、送信側周と受信銅
屑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マシンを示
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はバスコントロール、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ＣＲＣ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はピットカウント、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はピット
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はシリアル会パラレルバッファ、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はコント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は命令待ち行列
、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− 匣 ρ→ ２７９− ４８− に） ω べ 　５４− Ｑ −５６− １）　　　　　　　　　　　　　　　・・日　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　へ臼 ２８３− −　５５　− 国 −６０− 巽　　　　口 ば　暮　　Ｙ　Ｙ　Ｙ　　家 　６４− 鰺トー リ七ブト 特開”ａ　５８−３６０４９　（２５）第１頁の続き ０発　明　者　マイケル・アレクサンダー・マＪレコル
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　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Ｉ（方式） １、事件の表示 昭和５７年特許願第　１１６０９８　　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、デトロイトバ
ロース・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、 他の局からのプロセスネーム要求を受信するための手段
   および前記プロセスネームを前記層において実行される
   プロセスのネームと比較するための手段と、 比較が行なわれたときに、要求局に対して前記層のアド
   レスを送信するための手段とを備える、通信網における
   局。
2. （２）　前記能の局からの送信要求プロセスを受信する
   ための手段および前記プロセスを実行するための手段を
   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。
3. （３）　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、 回路網内の他のすべての局に対してプロセスネーム要求
   パケットを送信するための手段と、プロセスネームを含
   む他の局からパケットを受信するための手段と、 受信されたプロセスネームを要求されたプロセスネーム
   と比較するための手段とを備える、通信網における局。
4. （４）　ネーム比較が得られるまで前記プロセスネーム
   要求パケットを連続的に送信するための手段をさらに含
   む、特許請求の範囲第３項記載の通信網における局。
5. （５）　一定の期間の後、前記連続した送信を停止する
   ための手段をさらに含む、特許請求の範曲用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とを含み、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、 他の局からのプロセスネーム要求を受信しかつ前記プロ
   セスネームを前記局内において実行されるプロセスのネ
   ームと比較するステップと、比較が行なわれたときに、
   前記局のアドレスを要求局に対して送信するステップと
   を備える方法。
7. （７）　前記他の局からの送信要求プロセスを受信しか
   つ前記プロセスを実行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）　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、 回路網内の他のすべての局に対してプロセスネーム要求
   パケットを送信するステップと、プロセスネームを含む
   他の局からパケットを受信するステップと、 受信したプロセスネームを要求されたプロセスネームと
   比較するステップとを備える方法。
9. （９）　ネーム比較が得られるまで、前記プロセスネー
   ム要求パケットを連続的に送信するステップをさらに含
   む、特許請求の範囲１１１８項記載の方法。
10. （１０）　一定の期間の後に、前記連続した送信を停止
    するステップをさらに含む、特許請求の範囲第９項記載
    の方法。