JPS59500347A - ループ通信回路網における帯域幅割当方法 - 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】 多重優先順位を有する時間調整されたトークンリング発明の背景 この発明は、一般的には分散したステーション間で情報を通信するためのシステ ムと方法に関するものである。さらに特定的には、この発明はクラス間の優先顔 位を伴ったサービスの３もしくはそれ以上のクラスを提供する時間調整されたト ークンループに関するものである。提供されたサービスの３つのクラスは、保証 された帯域幅および相互作用的なバッチサービスを認めるものである。これらの クラスは、宥時ロードを；測定するための１込みトークンの回転時間を調整する ことおよびサービスのクラスと、１１ｊ定された書込みトークンの回転時間によ る情報伝送の制限によって実現される。

将来のオフィスオートメーションシステムの溝造の粗立ては、これらのシステム を支える利用可能な通信機構によって広範囲にもたらされるであろう。ＰＢＸに よって提供される回路切換通信は音声通信を扱うのには効果的であるが、データ 通信には利用できる最大限の帯域幅によって制限される。バーストしたデータ通 信のための回路切換サービスを使用する際の固有の効果の無さは、ＰＢＸにおけ るサブマルチブ１ノクスによって低いデータ転送率のアバ−１′スによって屏決 される。それに対して、ローカルエリア回路鋼は、デジタル音声の取扱いに対す る考慮を必要とせずに高いパルスト率で効果的なデータの伝送に対して３　ｍ化 さ広帯域システムは、同一の物理的媒体における音声とデータの別々の論理的回 路肩を介して同一の媒体上で音声とデータの双方を伝達する能力を提供する。こ の混成された方法は、単一の媒体を使用することによっていくつかの問題点を屏 決するが、同一の論理的回路用におけるデータの一体化によって与えられる融通 性を認めない。

トークンループ講造に基づいた分散した通信システムは先行技術においてよく知 られている。このようにして、”［）ａｔａｍａｔｉｏｎ、Ｆｅｂｕｒａｒｙ　 １９７５，１ｌｌ）、４４〜４６”における”　Ａ　ＲＩ　ｎｇＩＪ　ｅ　［’ −ＶＯｒ　ｋ　”と題されたＱａｖｉｄ　Ｊ。

Ｆａｒｂｅｒによる論文において、リング状のデジタル通信システムによって結 合されたマイクロコンピュータの集合体が開示されている。同様に、Ｎｅ・、ｖ ｈａｌｌおよびｌ：ａｒｍｅｒによるトークン制御リングに関する研究が′Ａ　 ｎ　Ｅ　ｘｐｅｒｉｍｅｎｔａｌ　［）ｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　３ｗｉｔｃｈｉ ｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｔｏ　Ｈａｎｄｌｅ　Ｂｕｒｓｔｙ　ＣＯｍｐｌＪｊｅｒ 　Ｔｒａｒｆ＋ｃ、ｉｎ　ｐ　ｒＯｃ　、△ＣＭ　Ｓｙｍｐ、ｐｒｏｂｌｅｍｓ 　ｉｎ　ｔｈｅ　Ｑｐｔｉｍｉｚａｔｉｏｎｏｆ　Ｑａｔａ　Ｃ０１ｒ、ｍＬｌ ｎｉＣａｊｉＯｎ　５ｙｓｔａ７１＜ｐｉｎｅ　１ｙｉＯＬｌｎｔａｉｎ　、　 ＧＡ、　Ｏｃｔ、１９６９）　、　ｐｌ）、３１−３４”と題された論文におい て示されている。

Ｎ　ｅ′、ｖｈａ　ｌ　ｌおよびＦａｒ：ｎｅｒの双方の研究は主としてすべて のステーションに本質的に等しい伝送の渡合が与えられるデータタイプ通信に； 産月された。このように双方のシステムの欠点はそれらが帯域幅の保証を支持す ることができないということである。

帯域幅を保証することの無力さはまたローカルエリア回路繋に対するエサ−ネッ トシステムおよびすべてのＣＳ　：ｖ＋△ＣＤ−型プロトコールの欠点でもある 。

ｐ　１ｅｒｃｅの研究に基づいたケンブリッジリングはさらにサービスの回路の タイプに適している。そのようなシステムにおいて、データが入力されあるいは 抽出されるボックスカー（有効な帯域幅に対応した）を本質的に得ることができ る。使用すべきステーションのためにボックスカーを確保する固定された割当て 手段が実行される。ケンブリッジリングの欠点は、その上に固定された予約を有 しているステーションによって使用されないときにボックスカーを使用する簡単 で明らかな方法が存在しないということである。

この発明の一般的な目的は、回路切換通信およびパケット切換通信の双方の好ま しい特性を一体化し、単一の物理的および論理的インターフェイスを介してこれ らの特性をステーションに提供する時間調整されたトークンプロトコールの方法 および装置を提供することによって先行技術のこれらの欠点およびその池の欠点 を解消することである。

この発明の他の目的は、クラス曲の優先関係を伴った３つあるいはそれ以上のサ ービスのクラスを与え、３つのクラスは保証された帯域幅および相互作用的なバ ッチサービスを認める、物理的あるいは論理的ループのいずれかに適したプロト コールを提供することである。

この発明のさらにその他の目的は、必要とされるときに第１のステーションによ って使用されるため保証された帯域幅を第１のステーションへ与え、さらに第１ のステーションによって必要とされないときにはもう１つのステーションによっ て使用されるように同一の保証された帯域幅を与えるループ通信回路圀に対する 時間ＩＮされたトークンプロトコールを提供することである。

この発明のさらにその他の目的は、ループ上に１成されたステーションによって 利用できる帯域幅の効果的な利用を与えるトークン制即ループを提供することで あるっこの発明の追加の目的は、ループ上に１成され、それぞれが優先順位の複 数のクラスの１つあるいはそれ以上であるステーションを提供する物理的あるい は論理的ループのいずれかに適用した時間調整されたトークンプロトコールを提 供することである。

この発明のさらに池の目的は、異なった優先順位のレベルを伴うステーションを 与えそして最高の優先順位レベルのステーションが同一の優先順位の他のステー ションを排除する保証された最小の帯域幅を割当てることができる時間調整され たトークンプロトコールを１読したループ講造の相互結合されたステーションに 与えることである。

この発明のさらに他の目的は、異なった優先順位のレベルを浮うステーションを 与えそして最高の淡先順位ではなく等しい優先順位のステーションが相互間で公 平に配分された帯域幅のプールとして認められる時間調整されたトークンプロト コールを、３１　ａしたループ１造の相互詰合されたステーションに提供するこ とである。

この発明のこれらの目的およびその他の目的と特徴と長所は図面において示され る好ましい実施例の詳細な説明からさらに明白なものとなろう。

発明の重要 この発明によると、時間調整されたトークンプロトコールは同一のループ通信鋼 におけるサービスの３もしくはそれ以上のクラスの一体化を考慮するために提供 される。サービスの最高扱のクラス（クラス１〉は帯域幅の保証および（または ）決定的なｉイ延およびジッタの特性を要求する情報のためのものである。この サービスのクラスは、時間＠域（たとえば、Ｐ　ＣＭ化された音声）において表 わされあるいは最小限の待ち遅延（たとえば、プロセス制′ｎ＞が重要である情 報に使用されるものである。情報の第２のクラス（クラス２〉は、ノンリアルタ イムであるが相互作用的な性質を有する情報である。端末とコンピュータとの間 の伝銃的なデータ通信はこの分類に属するものである。すなわち、クラス２の情 報はいくつかの最小のスルーブツトを必要とするが、しかし帯域幅の絶対的な保 証は必要ではない。サービスの第３のクラス（クラス３）は最小のスループット が必要とはされず、ネットワークの負荷が小さくなるまで清報の伝送力電！延さ れるバッチ情報のためのものである。

書込みトークンのタイミングは瞬時ロードを測定するために使用される３溝であ る。ロードの測定はサービスの３つのクラスの設立を考慮するものである。サー ビスの各々のクラスは情報が伝送されたどきを決定するための淋則の異なった組 を使用する。

ターゲットトークン回戟時間（丁ＴＲＴ＞と称される初期■はその回路肩によっ て選択されなければならない。回路用プロトコールは提供されたロードが１００ ９ろ」メ下になるよう設計され、書込みトークンはＴＴＲ王において回転する。

ＴＴＲ丁は、クラス１の優先順位において力作するデバイスがサービスを必要と する率以下かあるいは等しくなるように選択されなければならない。

すべてのトークン制御通信システムにおいて、新しい情報を回路１にサービスす る権利は書込みトークンを１つのステーションからもう１つのステーションへ伝 送ケる特権命令を通過させることによって副罪される。書込みトークンを通過さ せることは通信７０トコールによって制御される。

クラス１（Ｃ１）の急報は潟込みトークンが受信されるごとに伝送される。］込 みトークンを受信するごとに伝送８れるＣ１情報の聡］は以下に説明される帝゛ ：１福１ｊ肖て手段によって制限される。情報の他のクラスは、各々のクラスに 対してタイマを使用することによってそれぞれの伝達を制御する。クラス２のタ イマはターゲットトークン回転時間−最大のフレーム長の伝送に必要な時間（Ｔ ＴＲＴ−Ｍ　Ａ　Ｘ　Ｆ　ＲＡ　Ｍ　Ｅ　）　（あるいはクラス２の目的時間） である。クラス３の目的時間は、ロード−フレーム伝送時間の最大のサイズに関 してターゲットトークン口上時間の数バーセン［−である。（たとえば０　、６ 　Ｘ　Ｔ　Ｔ　ＲＴ　−Ｍ　ＡＸ　ＦＲ△Ｍ　Ｅ　）。

クラス２あるいはそれ以下の優先順位のステーションは、書込みトークンの到着 ごとの時開間隔を調整することによってそれらの急報の伝送を制御する。書込み トークンがステーションに到着するごとに、情報が全く伝送されないときには優 先順位クラスのタイマはそれぞれの初期値にリセットされ、書込みトークンは妨 害なしに通過させられる。

書込みトークンが到着したときに、タイマがＯまで減少しておらず、そして情報 が伝送を待っているときは、待たξれている１４報はＯでないタイマの値を伴う いずれかの１優先順位クラス（クラス１以外）に伝送される。

複数の情報のクラスを同時にサービスするステーションは最も低い優先順位を第 １にそして最も高い優先順位を最後に伝送する。たとえば、クラス１、クラス２ およびクラス３の通信を有するステーションにおいて、書込みトークンがクラス ３（Ｃ３）に到着したときにタイマがＯに減少していなかったならば、Ｃ３タイ マにおける渋った値は１−一クン保持タイマにロードされ、Ｃ３タイマはリセッ トされ、そしてサベてのタイマは減少を続ける。トークン保持タイマがＯまで減 少しない渇り、Ｃ３優先１項位レベルにおいてリング上に新しいフレームが発生 する。保持タイマが０まで減少しにとぎには、伝送にあける現在のフレームは完 了される。このときに、クラス２（Ｃ２＞タイマにおける余りは保持タイマにロ ードされ、モしてＣ２タイマは再び初期設定される。Ｃ２の情報の伝送はぞれ力 １らＣ３について描かれるように続行、される。クラス１（Ｃ１）の情報はその 後伝送される。書込みトークンは認められたすべてのＣ１フレームの後に伝送さ れる。、書込みトークン到肴詩においてＣ３タイマが○に減少してしまっていた ならば、プロトコールはクラス２へのサービスを開始する。もしもＣ３およびＣ ２の双方のタイマが０まで減少してしまっていたならば、伝送はＣ１から開始さ れる。

設計もしくは構成に際して、パラメータは情報のクラスに対し゛Ｃ要求されるサ ービスのズを考慮して選択されなげればならない。割当て可能な帯域幅を表わす 数値はクラス１の通信を制御するのに使用される。この値（ＡＬＬｏｃ＞はター グツヒト−クン回転時間以下である。差のｊは２つの要素に依存している。１つ は過小のスループット（Ｃ２Ｐ００Ｌ）を保証するためにクラス２のデバイスに 要求される帯域幅の】であり、他方は物理的必るいは論理的リングの待ち時間（ ＬＡＴＥＮ）である。待ち時間はトークンを負荷なしにリングのまわりに与える 時間の１である。割当て可能な帯域幅の合計、クラス２のプールおよび持ち時間 はターゲットトークン目方時間に等しい（Ｔ　Ｔ　ＲＴ　＝　ＡＬＬＯＣ＋Ｃ２ Ｐ○○１ｊ−ＬＡＴＥＮ＞、普通、クラス３のタイマの値はクラス１の有効な帯 域幅よりも小さくなる（Ｃ３ＴＩｔｖｌＥＲ＜ＡＬＬＯＧ＞。このような場合に おいて、いかなる最小の帯域幅もクラス３に対しては保証されない。もしもＣ３ タイマが〕ｊ当て可能な帯域幅より大きければ、いくつかの署小の帯電層はクラ ス２あるいはクラス３に対して保証されるでのろう。

保証は、すべての１込みトークンの目方ごとに情報のいくつかの固】を伝達する ことが可能となるために割当て可能な帯域幅の一部を受信したクラス１ステーシ ヨンのそれぞれに対するものであるので、上述の礪講を介して通信予を制限する ことによって、クラス１サービスは最小の保証された帯域幅となる。書込みトー クンがターグツ１−トークン回転時間よりも速く回覧しているならば、クラス１ によって使用可能となる帯域幅はそれゆえに保証された」小の帯域幅より大ぎく なる。

クラス２のデバイスはサービスのヌを利用するように設計されたすべてのデバイ スによって公、平に配分された保証された帯域幅のプールを有している。さらに 、１込みトークンのタイミングは、未使用のクラス１の帯域幅をより低い優先順 位のステーションによって使用させる。これは割当てされていないクラス１の帯 域幅と同様に割当てられた帯ｆ４福とまだ開用されていない帯域幅の双方を含ん でいる。

クラス３の優先順位は保証されたスループットをもっていないが、しかしながら クラスに対して設定された任意のパーセンテージ以下にロードが落ちたときには 、クラス３の１先項位は駆送する。

好ましい実話例において、クラス１のサービスに対する帯域幅の割当ての蛎溝は ループのまわりで伝送される特別のトークンを使用することである。クラス１の ステーションが追加の帯域幅をそれ自体に割当てることを必要とするときには、 】込みトークンは取出され、そして帯域幅割当てトークンは伝送される。ループ における各々のステーションはこの帯域幅割当てトークンを取り、それにクラス １に対するステーションによって同時に割当てされる帯域幅の層を加え、さらに 割当てトークンを次のステーションに前進させる。帯域幅の割当てを試みながら 帯域幅割当てトークンがステーションに帰ってきたときに、】込みトークンは再 び発生し、次のステーションに渡される。もしも現在の帯′４福の割当てが帯域 幅割当てトークンに戻ったときは、必要とされる割当ては割当て可能な帯域１以 下であり、それから割当ては承認される。必要とされる帯域幅はその後、ステー ションに対する全割当てＪに付加される。

同一の通信欄におけるサービスの異なったクラスの一体化に対するプロトコール の方法を提供するこの発明に加えて、ステーションの論理の好ましいハードウェ アの実施例が説明されている。ハードウェアの実施例の詳■は好ましい実施例の 詳細な説明に含まれている。

図面の簡単な説明 第１図はこの発明において使用された通信ループにおける複数のステーションの 相互結合を示す図である。

第２図はループ溝道において相互結合され、それぞれのステーションが示された ユニットの数字の現在のクラス１の割当てを有している複数のクラス１のステー ションを示している。

第３図はこの発明の好ましい実施例において使用されるデータフレーム、リカバ リートークン、帯域幅割当てトークンおよび書込みトークンのフォーマットを示 す図である。

第４Ａ図は冗長な伝送経路を伴い、２つの表示された欠陥の発生およびループバ ックの呼出し後に２つの別々の断片的なループに再講成された単一のループを示 す図であり、示された各々のステーションはクラス１の優先順位であり、図のよ うに現在のクラス１の割当てを有している。

第４Ｂ図は第４Ａ図に類似しているが、ステーションＣおよびＤ間の故障が海復 された後の講成を示しており、その４成において第４Ａ図の２つの別々のループ は単一のループとして瀘能を開始する。

第５図はループに付ヌしている各々のステーションに含まれるループ論理のブロ ック図である。

好ましい実適例の詳ｔ＠な説明 この発明のプロトコールはトークン制罪ループ（またはリング）通信項において 力作するように設計されている。

当業者はこの発明のプロトコールが物理的なループもしくは物理的バスに付加さ れた論理的ループくリンクンのいずれかにおいて実現されるということを評価す るであるうつそのようなループ通信末は単一のループ（リング）溝造あるいは第 ２の冗長なループを回路」欠陥の周辺にデータを経路指定する回路網要素と富含 させるループを利用する。

以下の説明は単一のループ溝道にあけるこの発明の実現を考慮したものである。

しかしながら、当業者はこの発明が第２の冗長なループを使用するループ溝道に おける使用に対して容易に適用されることを評価するであろう。

この発明の時間調整されたトークンプロトコールは同一の通信綱におけるサービ スの異なったクラスの一体化を考慮したものである。プロトコールの好ましい実 施例はサービスの３つの基本的な優先順位クラスを支持している。第１のクラス （クラス１）は帯域幅の保証６よび決定的な遅延およびジッタの特性を必要とす る情報のタイプに対するものである。このサービスのクラスは時間領域において 表わされる情報に対して使用される。このようにして、たとえばクラス１の情報 はＰ　ＣＭ音声のようなリアルタイムのオーディオの応用を含んでいる。そのよ うなりラス１の情報はしばしば同期情報として示される。

情報の第２の優先順位クラス（クラス２）は相互作用的な応答を必要とするノン リアルタイムの応用を支持している。そのような応用の典型的なものは端末とコ ンピュータとの間の伝統的なデータ通信である。このようにして、このクラスに おいてはいくつかの最小のスループットが要求されるが、しかし帯域幅の絶対的 な保証は必要とはされない。このクラスの通信はしばしば非同期式として示され る。

サービスの第３のクラス（クラス３）は最小のスループットを要求しないバッチ 通信のクラスであるが、負荷が小さくなったときに回路潮を介して伝達されるバ ッチ通信のクラスである。電子式那便あるいはファイル乾送などの背景となる通 信はクラス３のサービスが評価される典型的な応用例である。この発明のプロト コールはバッチ通信に対するサービスのこのクラス内において追加の優先順位の 発生を考慮する。このようにして、クラス４〜クラスＮおよびクラス３のｙべて のサブクラスが確立される。

以下に論ぜられるように、書込み１−−クンのタイミングは回路網における瞬時 ロードを測定するのに用いられる芸備である。ロードのこの測定は上述のサービ スのクラスの設立を考慮するものである。サービスの各々のクラスは情報が伝送 されたときに異なる払則の祖を使用する。

書込みトークンがループのまわりを回セする速度は回路濁がそれぞれのステーシ ョンにサービスする率と、回路網の持ちｊ７延と、ステーションからステーショ ンへ書込みトークンを通過させない帯域幅とを決定する。ターゲットトークン回 °広時間（ＴＴＲＴ）と、亦される勿用：直は回路網によって選択されなければ ならないっループプロトコールは短期間の平均回転時間が負荷を伴わない過小の 軌過Ｒ間から最大負荷状態におけるターゲット；ヘークン回死時闇（ＴＴＲＴ＞ まで変化することを保証する。ＴＴＲＴは１大の平均書込みトークン回欧時間を 決定するので１要である。

このようにして、与えられた負荷’Ｄ１０００／　４Ｘ下において、」込み；ヘ ークンはＴＴＲＴにおいて四１する。この発明の好ましい実施例において、回路 １が初期設定される間にＴＴＲＴはそれぞれのステーションにロードされるっＴ ＴＲＴはクラス１の優先順位において動作するデバイスがサービスを必要とする 率に関係している。クラス１の優先順位に対して、書込みトークンが到塘するご とに情報は伝送されるユこのようにして、クラス１（Ｃゴ）の情報はＴＴＲＴご とに少なくとも１度、帯域幅の保証を受入れるループにおける各々のクラス１の ステーションへ送られることをプロトコール；よ保証する。これはＴ　Ｔ　Ｒ’ ｒがｃ１伝送に対する保具正されたサービスの出を決定することを意味する２ 上述のように、ＴＴＲＴはクラス１の優先順位において力作するデバイスがサー ビスを必要とする率に関するものである。たとえば、サービスが８ミリ秒ごとに 要求されるならば、１炒あたり６４キロピントの情報庵が６４バイ１へくもしく は５１２ビツト）のパケットサイズを使用して伝送される。このようにして、６ ４キロピッ１〜／秒の割合で５１２ビツトを積算する時間は８ミリ秒である。も しも情報発生率が１秒あたり６４キロビツト（ｂｐｓ）の代わりに１炒あたり３ ２キロビツトであったならば、３２バイト（あるいは２５６ビツト・）のパケッ トサイズは８ミリ秒のＴＴＲＴにおいて使用されるであろう。同量に、４ミリ秒 の選択されたサービス時間は６４キロビット／′秒の情報率を支持するためにパ ケットあたり３２バイトくもしくは２５６ビツト）を要求し、あるいは３２キロ ヒツト／秒の情報率のためにパケットあたり１６バイト〈あるいは１２８ビツト ）を要求する。

ターゲットトークン回転時間に対して使用される値は、選択されたサービス時間 内に各々のステーションがサービスされることを保証するために選択されたサー ビス時間と等しいかあるいはそれ以下でなければならない。もしもエラーのない 帯域幅がクラス１のために要求されたならば、媒体の誤り粟は考慮されなげりば ならない。そのような場合に応答して、ターゲットトークン回転時間はパケット が作られる率以下になるであろう。

トークン制御通信システムに関するすべての先行技術において、この発明の回路 １′！４に新しい情報を発生させる権利は１つのステーションからもう１つのス テーションへ伝送する特権（または］込みトークン〉を通過させることによって −Ｊｌｆｔされる。この発明に６いて、１かみトークンの通過は通信プロトコー ルによって制御される。

第１図はこの発明において使用される単一のループ通信システムを示すものであ る。上述のようなシステムにおいて、ステーション△１０は１込みトークンをス テーションＢ１２へ送り、ステーション８１２は】込みトークンをステーション Ｃ１４へ送り、・・・そしてステーションＺ１６は」込みトークンをステーショ ン、へ１０へ送り、そしてその後このサイクルは謀返される。

ループにおけるそれぞれのステーションは１あるいはそれ以上のデータの】先項 位クラスを取扱うためデバイスを相互結合させる。このようにして、単一のステ ーションはクラス１，２．３あるいはこれら３つのクラスの結合を取扱う。

クラス１の情報は、クラス１ステーシヨンによって書込みトークンが受けされる ごとに伝送される。書込みトークンを受信するたびにクラス１ステーシヨンが伝 送するＣ１情報の１は以下に説明される帯域幅割当て手段によって制限される。

開維伝送のその他のクラスは各々のクラスに対するタイマを使用することによっ て制御され、そしてノンクラス１情報を伝送することのできる各々のステーショ ンは伝送能力のある清報のノンクラス１侵先須泣に対するタイマを有していなけ ｎばならない。

それぞれのクラス２のタイマに対する初期（直（または目的時間）はターゲット トークン回紮時間（ＴＴＲＴ）　−！大フレーム長の伝送時間にセットされる（ ＴＲＴＴ−ＭＡＸＦＲＡＭＥ）。当業者にとって明らかであるように、ＭＡＸＦ ＲＡＭＥは回路網において使用される水晶の買およびフレーム間に神式されるパ ディング（ｐａｄｄｉｎｇ）の１および利用されるコーディングおよび同期シス テムそして回路１のその他の特性に依存している。もしも回路溝が中央クロック を使用するならば、フレームの過大長は任２の長さとなるであろう。この発明の 好ましい実施例において、フレームの最大長は情報フィールドにおいて１０２４ バイトとなるように選択されている。

好ましい実施例において、クラス２に対するタイマの値は回路網の効果的な利用 を保証しそしてステーションが讃えた状態になるのを防止するように選択されて いる。このように、もしもクラス２に対するタイマの１直がＴＴＲＴ−Ｍ　Ａ　 Ｘ　Ｆ　ＲＡ　Ｍ　Ｅでないならば、回路網は小さなフレームにより大きな伝送 の確率を与えるであろう。このことｆま、情報率に対するオーバヘッドは小さな フレームに対するよりも高いので不十分な回路用利用を促進する傾向がある。

それはまたいくつかのクラス２ステーシヨンが伝送することを完全に防止する。

すべてのクラス３のタイマに対する目的時間は、ターゲットトークン回転時間の 数パーセントから通人サイズのフレームの伝送時間を差し引いた時間に設定され る。たとえば、クラス３に対する目的時間は、０．６ｘＴＴＲＴ−Ｍ△Ｘ　Ｆ　 ＲＡ　Ｍ　Ｅに設定されてもよい。クラス３の目的時間の計算に用いられるＴＴ ＲＴのパーセンテージは回路鋼上の負荷に関係している。このように、同一クラ スにおけるそれぞれのタイマは、同一の初期１直すなわち回路網が揖成されたと きに設定された値に設定される。

バッチ情報のその他の１先１′８ｆ位に対するタイマの須は、そのタイマの初期 値に対するより小さなＴＴＲＴの割合を用いる各々の優先１位を伴って、クラス ３に用いられたパターンと同一のパターンに従うであろう。たとえば、クラス４ の漫先、項位が含まれているならば、クラス４のタイマの初期ｌ１ｉ（または目 的時間）は０．４ｘＴＴＲＴ−〜１△×Ｆ　ＲＡ　Ｍ　Ｅとなるであろう。

この発明において、すべてのステーションにおけるすべてのタイマはそれらがＯ （タイマが減少を停止する時間）に至るまで連続的に減少するということに注目 しなければならない。

クラス２あるいはより低い儂先項位のステーションは、到着から到着に至る１込 みトークンの時間調１をすることによって、それらの情報の伝送をシＪ御する５ 書込みトークンがステーションに到着するそれぞれの時間において、：】先クラ スのタイマはそれぞれの初ｍ！（にリセットされる。

もしも伝送されるべき情報がない場合には、Δ込みトークンは妨害されていない ループに戻される。もしも、書込みトークンの到着時において、タイマがＯまで 減少しておらずそして情報が伝送されるのを待っているときには、待たされてい る情報は、対応するタイマがＯでない値を有している優先クラス（クラス１以外 の）に伝送される。このようにして、前の書込みトークンの到着からの時間がク ラス２（あるいはクラス３）の目的時間よりも小さい限り、ステーションはクラ ス２（必るいはクラス３）の情報を伝送することができる。もしも書込みトーク ンが、前の到着からのクラス２（あるいはクラス３）の目的時間よりも遅れて到 着したときには、ステーションはクラス２（あるいはクラス３）の情報をループ へ伝送することをやめなければならない。

情報の複数のクラスを同時にサービスするステーションは最も低い優先順位を最 初に、そして最も高い優先順位を最後に伝送する。たとえば、クラス１．クラス ２およびクラス３の通信を有するステーションにおいて、書込みトークンが到着 したときに、もしもクラス３に対するタイマが０に減少しでいなければ、クラス ３のタイマに５ける余りの値はトークン保持タイマにロードされ、クラス３のタ イマは同時に初期値にリセットされ、そしてクラス３のタイマとトークン保持タ イマは直ちに減少を開始する。この時間中に、クラス２のタイマおよび他のステ ーションにおけるすべてのタイマは；通読的に減少を読けていることに注目しな ければならない。トークン保持タイマがＯまで減少しない限り、複数の新しいフ レームがループ上のクラス３の優先順位レベルにおいて発生するであろう。

トークン保持タイマが○まで減少したときには、伝送における現在のクラス３の フレームは完了される。同時に、クラス２のタイマにおける余りの値はトークン 保持タイマにロードされ、クラス２のタイマは同時にその初期値にリセットされ 、そしてクラス２のタイマおよびトークン保持タイマは直ちに減少を開始する。

この時間中において、クラス３のタイマと他のステーションにおけるすべてのタ イマは連続的に減少していることに注目しなければならない。

クラス２の情報の伝送はその後クラス３について説明されたのと同じ方法で進行 し、クラス２の情報の伝送は、トークン保持タイマがＯになったときに、伝送さ れるべきフレームの伝送が完了した後に停止する。

もしも」込みトークンが到着した時間に、伝送されるべきクラス２の情報がなけ れば、クラス３がサービスされるまでクラス２のタイマはリセットされないであ ろうことに注目すべきである。

クラス２の伝送が終了した後に、ステーションは次にクラス１の情報を伝送する 。クラス１の情報が伝送されるときの詳細は以下において論ぜられる。認められ たクラス１のフレームのすべてが伝送された後に、書込みトークンは再度伝送さ れループ上に戻される。

上述の説明において、もしも棗込みトークンの到着時において、Ｃ３タイマが既 にＯまで減少しでいたりあるいは伝送されるべきクラス３の情報がないときには 、ステーションは直ちにＣ３タイマをその初期値にリセットしクラス２へのサー ビスを開始することに注目すべきである。もしも書込みトークンが到着したとき に、クラス３およびクラス２の双方のタイマがＯまで減少してしまっていたなら ば、あるいは伝送されるべきクラス２またはクラス３の情報がないときには、ス テーションは直ちにＣ２およびＣ３タイマをリセットしクラス１の情報を伴った 伝送が開始される。

サービスのクラスにおける公平さを改善するために】延を計算する方法が好まし い。そのような方法は以下のようにこの発明において追加的に実現される。この ように、クラス２（あるいはクラス３）の情報の伝送後に、もしも！込みトーク ンの次の回転において伝送したクラスに対するタイマがＯまで減少しだならば、 クラス遅延レジスタ（図示せず）は書込みトークンが到着するまで増加させられ るであろう。この遅延はそのクラスに対して再び伝送が起こり得る前に除かれな ければならない。初期のトークン（正常にトークン保持タイマに１．５された目 的時間の余り）の測定は遅延レジスタから差し引かれる。これは遅延が初期′４ スされるまで持続する。その後、伝送は、遅延が充今に取り除かれた同一の同社 もしくは遅延が完全に取り除かれた次の回天のいずれかにおいて再開される。

回路濁が偶成されるときに、パラメータは＠報のクラスに必要とされるサービス の質を考慮して遍ばれなければならない。前述のように、各々の書込みトークン が受信されるごとに伝送されるクラス１の情報のＪは、割当て可能な帯域幅を表 わす値によって制限される。この（直すなわちＡＬＬＯＧはターゲットトークン 回転時間以下である。ＡＬＬＯＧがターゲットト−クン回乾時間と異なる］は３ つの要素に依存している。これら３つの要素とは、最小のスルーブツト（Ｃ２’ ＰＯＯＬ＞を保証する１こめにクラス２のデバイスに割当てられる帯ｉ＝の］、 ：勿理的あるいは論理的リングの遅延（ＬＡＴＥＮ）　、そしてシステム管理（ ＳＹＳＡＤ＼１）に対する帯域幅であるっシステム管理は論理的ループを講Ｊ： ｊ、するのに要求され、あるいは帯域幅割当て手段を必要とする淵能を含んでい る。遅延（ＬＡＴＥＮ）は１−一クンを負荷なしでループのまわりを進ませる時 間の】である。割当て可能な帯域幅＜ＡＬＬＯＣ）、クラス２のプール（Ｃ２Ｐ ＯＯＬ）　、遅延（ＬＡＴＥＮ）およびシステム管理（ＳＹＳＡＤ〜１）の合計 はターゲット−クン回箋時間に等しい。このようにして、 ＴＴＲ下−ＡＬＬＯＣ＋Ｃ２ＰＯＯＬ＋Ｌ、へ’Ｔ’　Ｅ　Ｎ＋３ＳＡＤＭ が与えられる。実際に（よ、詩ろ時間およびシステム管理はほとんどのシステム にとっては小さな要因でおる。このように、割当て可能な帯電幅（Ａ　Ｌ　Ｌ　 ＯＧ　）は左にループ上においていくつのクラス２の通信が予想されるかによっ て選択される。Ｃ２ＰＯＯＬのサイズを選択することによって、クラス２のステ ーションあたりの最小のスループットを決定できる。余り（ＡＬＬＯＣ）はすべ てのクラス１（Ｃ１）通信に有効な帯域幅である。

普通には、クラス３およびそれ以下の優先順位のクラスに対するタイマの値はク ラス１に対する有効な帯域幅以下となるであろう（Ｃ３Ｔ　Ｉ　Ｍ　Ｅ　Ｒ＜　 Ａ　Ｌ　Ｌ　ＯＧ　）。そのような場合において、最小の帯域幅はクラス３に対 して保証されない。このような場合と異なるときには、実際のクラス２のプール （Ｃ２Ｐ○○Ｌ）は Ｃ２ＰＯＯＬ＝ＴＴＲＴ−ＬＡＴＥＮ （Ｃ３Ｔ　Ｔ　Ｍ　Ｅ　Ｒ−ＡＬ　Ｌ　ＯＣ）−ＴＴＲＴ−ＬＡＴＥＮ −０３ＴＩＶＥＲ＋ＡＬＬＯＧ このように、もしもクラス３のタイマの値が割当て可能な帯域幅よりも大きいな らば、いくつかの最小の帯域幅はクラス２あるいはクラス３に対して保証される 。

クラス１のサービスは最小の保証された帯域幅である。

割当て可能な帯域Ｊ（ＡＬＬＯＧ＞の一部を受信した各々のクラス１のステーシ ョンは、書込みトークンのすべての目方ごとにその割当てのサイズに相当した情 °報のいくつかの固定された合計を伝送することができることを保証する。

このように、もしもコ込みトークンがターゲットトークン回転時間よりも速く口 拡しているならば、クラス１のステーションによって使用可能な帯域幅はクラス １の情報に対して有効な保証された最小の帯域幅よりも大きくなる。

クラス２のステーション（Ｃ２Ｐ○○Ｌ）に対して保証された帯域幅のプールは 、クラス２のサービスを使用するように設計されたすべてのステーションによっ て分配される。さらに、書込みトークンのタイミングは未使用のクラス１の帯域 幅をより低い優先順位のステーションによって使用されるようにする。これは、 書込みトークンの時間調整を行ないそして前述のように負荷の測定を行なうより 低い優先順位のステーションによって完了される。このように、書込みトークン がより低い優先順位のステーションに到着したときに、トークン保持タイマは基 本的に最後の回覧においてどれだけの帯域幅が使われなかったかを示す。

これは、何が割当てられるかあるいは何が公平に割当て可能であったかというこ とには関係なく、まさに何が使用されたかということであり、そして現在の負荷 （Ｃ２およびＣ３タイマを介して）を測定することにより、より低い優先順位の ステーションは、クラス１に割当てられないかあるいは割当てられたが使用され なかったかのいずれかの未使用のクラス１の帯域幅を使用することができる。言 い換えると、クラス２および３のステーションによって使用される伝送のアルゴ リズムはＡＬＬＯＧを検索することさえせず、クラス１の対する割当てアルゴリ ズムのみがＡＬＬＯＣを検索する。

クラス３およびより低い優先順位のステーションはそれらに有効な帯＋４８の保 証されたプールをもっておらず、それゆえに保証されたスループットも有してい ない。このようにして、それらはそのクラスに対して設定された任意の割合以下 に負荷が落ちたときにのみ伝送する。前に論じたように、クラス３およびより低 い優先順位のステーションはそのクラスに対して設定された目的時間（あるいは タイマの値）に基づいてこの決定を行なう。たとえば、クラス２の目的時間が８ ミリ秒でありクラス３の目的時間が６ミリ秒に等しければ、クラス２の負荷が７ ５％以下に下がってもクラス３は伝送をすることができる。

クラス１のステーションはそれに割当てられたクラス１の帯域幅の合計を増加さ せようとする。たとえば、ＰＢＸのようなデバイスがステーションに備え付けら れたとすると、呼出しを設定する時間あるいは呼出しを終了させる時間において 、ステーションが現在の負荷を反射できるようにステーションは割当てられたク ラス１の帯域幅の合計を変化しようとする。

当業者はクラス１のサービスに対する帯域幅の割当てが、少なくとも５つの方法 のうちの１つにおいて達成され得ることを護衛するであろう。すなわち、 ４成の制限を介することによって、 帯域幅の割当てを制御するセントラルデバイスを介することによって、 書込みトークン内に現在の割当てられた帯域幅を表わすフィールドを含むことに よって、 ループのまわりを循環しすべてのステーションから割当てられた現在の帯域幅を 収果する特別なトークンによって、帯域幅の現在の割当てを決定するためにアル ゴリズムを通過させる分配されたメツセージによって。

この発明の好ましい実耀例において、クラス１のサービスに対する帯域幅の割当 てに使用される礪構は、ループに沿って伝達される特別なトークンを使用するこ とである。

ステーションが追加のクラス１の帯Ｉｌｉ幅の割当てを必要とするときは、ステ ーションは書込みトークンをとらえそして帯域幅割当てトークンを伝送する（第 ３図）。この帯域幅割当てトークンはすべてのステーションの割当てられた帯域 幅を積算するためのフィールド＜ＡＬＬＯＣＡＴＥＤ）を含んでいる。このフィ ールドは帯域幅割当てトークンを伝送しているステーションの現在の割当てに初 期設定される。ループ上における各々のクラス１のステーションは帯域幅割当て トークンをとり、割当てられたフィールド（ＡＬＬＯＣＡＴＥＤ＞に対しそのス テーションによってクラス１に現在割当てられている帯域幅の合計を付は加え、 そして帯域幅割当てトークンを次のステーションに前進させる。帯域幅割当てト ークンが帯域幅を割当てようとしているステーションに戻ってきたとき、書込み トークンは再び発生しそして次のステーションに送られる。もしも帯域幅の現在 の割当てが帯域幅割当てトークン（△ＬＬＯＣ△ＴＥＤ）に戻ってきたとすると 、フィールドおよび必要とされる追加の割当ては、割当て帯域幅（’ＡＬＬＯＧ ）以下であるかもしくは等しくなり、その後割当ては承認される。

そのような場合において必要とされる追加の帯域幅はステーションに対して現在 割当てられている全帯域幅に付加される。

上述の動作の一例として、第２図において示すように、Ａ、８．・・・、Ｅに至 るクラス１のすべてのステーションを伴うループが存在し、それぞれのステーシ ョンは図において示されるようにそれぞれに割当てられた帯１１ｍのクラス１の ユニットの番号を有していると仮定する。さらにループはクラス１の帯域幅（− 八ＬＬＯＧ）の１２の割当て可能なユニットの容】を有していると仮定する。仮 にステーションＣがそれ自身に対する追加の帯域幅を割当てようとするならば、 ステーションは書込みトークンをとり、割当でフィールド八ＬＬＯＣＡＴＥＤに おいて０を伴った帯域幅割当てトークンを送信する（なぜならばステーションＣ は現在それ自身に割当てられるユニットを持っていないがら〉。割当てトークン がステーションＤによって受信されたときに、５つのユニットがＡＬＬＯＣＡＴ Ｅ［）フィールドに付は加えられ、割当てトークンはステーションＥに伝送され る。このプロセスは帯域：雇割当てトークンがＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィールドに おける９の値を伴ってステーションＣに戻ってくるまで持続する。ステーション Ｃは割当てフィールドＡＬＬＯＣＡＴＥＤにおける値を１２（ＡＬＬＯＣによっ て特定された）のループ容】に比較する。ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィールドおよび Ａｍ−ＬＯＧの値の間には３つのユニットからなる相違が存在するので、ステー ションＣはクラス１の帯域幅の３つの追加のユニットを割当てる。もしＣがただ １つの追加のユニットのみを割当てようとしたならば、Ｃはその瑣在の割当てレ ジスタをＯがら１へ変化ぎせるであろう。引き続いて、もしもステーションＣが 帯域幅割当て１〜−クンを受信したならば、ステーションＣは１ユニツトをＡＬ ＬＯＣＡＴＥＤフィールドに、すなわちその現在の割当てに加えるであろう。ス テーションＣが割当てられたクラス１の帯域幅の使用を終了したとぎに、ステー ションＣはその現在の割当てレジスタを○ユニットに戻すことに注目すべきであ る。同様に、他のクラス１のステーションがもはやそれらの現在割当てられた帯 域幅の一部あるいはすべてを必要としないならば、それらはまたそれらの現在の 割当てレジスタにおける値を減少させるであろう。

ある特定の故障の状態下においては、クラス１のステーションが、ＡＬＬＯＣ八 丁ＥＤへィールドにおける値が全割当て可能なりラス１の帯域幅（ＡＬＬＯＣ） を越えルミ域幅ｉＪ当てトークンを受信することが可能である。このように、た とえば複数の故障が発生したときに、冗長な伝送経路を有し信頼性に対するルー プバックを使用するループは、別々のループに分解される（第４Ａ図）。ループ バックの弘組ミノ説明はＴ　ｈｏｍａｓ　Ｒ、Ｗｏｏｄｗａｒｄによる１９８０ 年２月２６日に発行されたＵ、　Ｓ、　Ｐａｔｅｎｔ　４１１９０．８２１に含 まれており、それは参照することによって援用する。欠陥の１つの洛Ｊ９におい て、２つの別々のループは１つの単一のループとして（第４Ｂ図）芸能し始める 。修理の前において２つのループの部分は、同一の帯域幅割当て手説を使用して 力作する。それゆえに、第４Ａ図にあける双方のループの部分は、割当てられた 帯域幅のＡＬＬＯＣの合計（１２ユニツト〉以下の帯域渚を有している。しかし ステーションＣおよび０間における欠陥の逢理がループを再び結合するときく第 ４Ｂ図）、用布の割当てはＡＬＬＯＧよりも大きくなる。

一例として、第４Ｂ図においてステーションＣが追加の帯域幅を割当てようとし ていたとする。割当てトークンがステーションＡに到着１ノだときに、八Ｌ　Ｌ 　ＯＣＡ、　Ｔ　Ｅ　Ｄフィールドは１１ユニツトを特定する。上述のような場 合において、ステーションＡは現在の割当てられたクラス１の：Ａ’ｉ域幅が八 Ｌ　ＬＯＧを越えたことを検出し、そしてステーション△は１ユニツトのｍ＝の 割当てのみを有しているのですべてのセツションを終了することによって応答す るであろう。ステーションＡはリベてのセツションを終了したので、その現在の 割当てをＯに変更し、そして割当てトークンがステーションＢに到着したときに 、ＡＬＬＯＣＡＴＥＤフィールドはまだ１１ユニツトを特定するであろう。

ステーションＢは全体の現在の割当てがＡＬＬＯＧ（＝１２ユニット）を越える ことなく１ユニツトの現在の割当てを維持することができるので、ステーション Ｂはそのセツションを終了ブることを必要とはしないだろう。しかじながら、ス テーションＣによってなされる追加の割当でに対する要求は、も１．認めると全 体の現在のｍ］当てがＡ　Ｌ　Ｌ　ＯＣを越えるので認められない。

選択的に、ステーション△は帯域幅の１ユニツトを割当てることができ、そして そのセツションの一部を維持することができる。そのような場合において、ステ ーションＡは１ユニツトを割当てトークンの八しし○ＣＡＴＥＤフィールドに付 は加えるであろう。このようにして、割当てトークンがステーションＢに到達し たときに、ＡＬＬＯＣ△ＴＥＤフィールドは１２ユニツトを特定する。ステーシ ョンＢは現在の割当てられたクラス１の帯域幅がＡＬＬＯＧ（もしもステーショ ンＢがその現在の割当てを維持したならば）を越えたことを検出し、ステーショ ンＢはもはや１ユニツトの現在の割当てをもっことができないので、そのすべて のセツションを終了することによってＷ５　”Ｆすることができるであろう。こ のように、割当て１ヘークンがステーションＣに到着したときには、△ＬＬＯＣ Ａ、ＴＥＤフィ−ルドは１２ユニツトを特定し、そして八ＬＬＯＣＡＴＥＤは既 にＡＬＬＯＧと等しいのでステーションＣによってなされた要求は承認されない 。

この発明の好ましい実施例において、正常な状態の下において、ただ１つの１込 みトークンのみがループのまわりを循環する。ステーションの欠陥あるいは伝送 エラーは書込みトークンのロスを引き起こす、１込みトークンが消失するときの 決定は、ターゲットトークン回柩時間のためにこの時間頂蓼された１ヘークンル ープにおいては極めて簡単である。このように、書込みトークンの口上について の絶対的に号悪の場合の時間は、ターゲットトークン回転時間（ＴＴＲＴ）の２ 培以下かあるいはそれに等しい場合である。この最悪の場合の時間は、帯域幅の すべてが現在クラス１　（Ｃ２ＰＯＯＬでない）に割当てられており、帯域場の すべてが１回転においてクラス１のステーションによって使用されそして次の回 転においてすべてのステーションが伝送を停止するという極端に起こり得ない状 態の下において発生する。

それゆえに、もしも書込みトークンのステーション（どのクラスのでも）への前 の到着からの時間がターゲットトークン回転時間の２．倍よりも大きければ、ス テーションは書込みトークンが消失されたことを検知する。書込みトークンの消 失の検出に応答して、ステーションはトークンを回復するために送信権要求サイ クルを開始させるであろう。

送信権要求サイクルはりカバリ−（回復）トークン（第３図）を伝送するステー ションによって、行先アドレス（ＤＡ）フィールドにおける個別のアドレスで開 始される。リカバリートークンを受信する次のステーションは、リカバリートー クンにおける行先アドレスがその個別アドレスよりも大きい場合にはりカバリ− １・−クンを通過させ、行先アドレスがその個別アドレスよりも小さいときには 行先アドレスをその個別アドレスと取賛え、またはりカバリ−１−一クンにおけ る行先アドレスがその個別アドレスに等しいときには送信種要求を＝＊ｔ、ａｉ 込みトークンを再生する。

このように、層高の個別のアドレスを伴うステーションは送信禮要求を獲得し書 込みトークンを再生する。

当業者は、送信権要求アルゴリズムが、最低の個別アドレスを有するステーショ ンが送信権要求を獲得し書込みトークンを再生できるように簡単に変更されるこ と評価するであろう。

消失した書込みトークンを再生するのに用いられる同一の送信権要求プロセスは 、回路消が初期設定されたときに１込みトークンを再生するのにも利用されると いうことに注目すべきである。

以下の論議はトークンとデータフレームのフォーマットおよび入力情報を受信し たときのステーションの応答をｉ須単に考察するものである。

ループ上のすべてのステーションはすべての入力してくる情報を検査する。デー タフレームにおいて特定された行先アドレス（ＤＡ）が受信ステーションの個別 アドレスと等しいならば、ステーションのバッファに余地がなｌプればデータフ レームはバッファされる。回路網はデータフレーム上のエラー制御およびフロー 制御に対する状況表示（ＥＦＤフィールドにおける）の作成を考慮するものであ る。

受信されたデータフレームが不良な巡回冗長チェック（フレームチェックシーケ ンスフィールドにおいて）を有しているならば、ＥＦＤフィールドにおける状況 ビットはＮＡＫにセットされるであろう。ステーションがフレームをバッファす る余地がなければ、ＥＦＤフィールドにおける状況ビットはバッファが満たされ た状態を表示するようにセットされる。一方、フレームがバッファされると、Ｅ ＦＤフィールドにおける状況ビットはＡ、　ＣＫにセットされる。

フレームの行先アドレスがステーションの行先アドレスでないならば、フレーム は以下の場合を除いて変化することなく次のステーションに反復される。

各々のステーションはまたすべての受信されたデータフレームの出所アドレスを 調査する。もしも出所アドレスがステーションの個別アドレスと等しければ、フ レームはループの１つの完全な回転を形成する。ＥＦＤフィールドにおいて示さ れた状況は獲得されぞして伝送制御に使用される。ステーションは、フレームに おいて打切りシーケンスをΣ置することもしくはループからフレームを取り除く ことのいずれかによってフレームを無効にする。これは非常に小さい負荷の下で ループのまわりを回苫することを扶けることによって同一フレームの多重受信を 禁止するものである。

以下の説明はステーションを実現するのに用いられるハードウェアの特性を描く ものである。ハードウェアの詳側な説明は含まれてはいないが、この説明は当業 者にこの発明を製作および使用可能にさせるのに十分なものである。

第３図によれば、フレームのスタートおよびフレームの終了に対するユニークな 識別を含むフレームにおいてループ（リング）上に情報が与えられる。フレーム スタート区切り記号（ＳＦＤ）はフレームがループの管理のために使用されるト ークンの１つであるかあるいはデータフレームであるかを表示する。フレーム終 了区切り信号（ＥＦＤ）はフレームの肯定的もしくは否定的応答を示すために用 いられる状況フィールドおよびバッファ状況および他の状況表示を含むものであ る。データフレームは、行先アドレス（ＤＡ）および出所アドレス（Ｓ△〉の２ つのアドレスを有している。ユーザデータおよびユーザ副葬情報はデータフレー ムの情報フィールド（ＩＮＦ○）に与えられる。フレームチェックシーケンスフ ィールド＜Ｆｅ２）４ま伝送におけるエラーを検出するために使用される。

トークンフォーマットにおける種々のフィールドは、データフレームフォーマッ トにおいて対応して名１寸けられたフィールドに対して説明されたｉｔと同送の 聚能を有している。トークンおよびデータフォーマットにおけるフィールドの正 確な位置決めおよび様々な状態ビットに対して指定された平均化はこの発明の動 作に対して決定的ではない。

このようにして、当業者は第３図に示されたフォーマットに対する変更がこの発 明の精神から薄れることなくなされることを計画するであろう。

この発明の好ましい実施例において、ループ上に伝送された情報は３つの値、゛ １°′、パ○″′、および“’　ｖｉｏｌａｔｉ。

ｎ　Ｉ＋を発生する２重周波数フォーマットにおいてコード化される。ｖｉｏｌ ａＮｏｎの値はＳＦＯおよびＥＦＤを決定するのに使用される。しかしながら、 当業者は他のデータ伝送フォーマット・が特定の応用に対してさらに適している ということを評例するであろう。

第５図はループ上の各々のステーションに提供されたリング論理のブロック図で ある。第５図において実線は実際の流れを示し、破線は制御情報を示している。

伝送優先論理３２の底部へ入っていく破線はそれぞれのステーションによって指 示されまたそれぞれのステーションに含まれ、支持されるデータデバイス（図示 せず）からの制御インターフェースである。受信パンツ？論理４２の底部から出 力され、伝送バッファ論理３４の底部に入力するデータ回線はデータデバイス（ たとえばファクシミリ、記憶装置など）に、リング論理から情報を受信させまた リング論理へ情報を伝送させるデータインターフェースである。当業者にとって 明白であるように、これらのデータインターフェース回線は普通、データデバイ スのデータバスにおいていくつかの論理と結合されている。ループから受信され た信号は、クロックが引き出されそしてデータが第１の入出力待ち行列ユニット ２２（ＦＩＦＯ）の内部であるいは外部でクロックされるデコーダ２０に与えら れる。集中型クロックもしくは分散型クロックのいずれを選択するかは重要では ない。この発明の好ましい実施例において、分散型クロックが利用される。すな わち、各々のステーションは独立したクロックを出力する。そのような状況にお いて、受信されたクロックおよびステーションの内部のタロツクとの間の串にお ける相違はフレーム間にビットを押入するかまたは削除する必要性を引き起こす 。これはＦＩＦＯ２２によって完成される。このようにして、ＦＩＦＯ２２は、 異なったステーションにおける水晶の不均衡を補償するためにフレーム間にビッ トを付加するかあるいは削除する。ＦＴＦ０２２の設計は使用されているクロッ クシステムおよび水晶の買およびその他のパラメータに依存している。特定の回 路鋼の特性を適応させるＦＩＦＯ２２の設計は当業者にとっては明白なものでお る。

ＦＩＦＯ２２の長すバ最大’７Ｌ／−ム長Ｍ　Ａ　Ｘ　Ｆ　ＲＡ　Ｍ　Ｅを決定 する際に１要な要素であることに注意すべきである。

このように、ＭＡＸＦＲＡＭＥは、いくつのパディング（ｐａｄｄｉｎｇ　）の ヒツトをフレーム作成論理３６がフレーム間に弾入するか、ＦＩＦＯ２２の長さ 、いくつのステーションがループ内に存在するか、そして使用されるクロックの 方法といったその他の要素に依存していう。これらの変化の間のトレードオフは 当業者にとっては明白なものであろう。

１１ＦＯ２２からのデータ出力は論理の４つの平行なセクション、すなわちトー クン管理論理２４．フレーム周期論理２６．アドレス認識論理２８およびエラー 検出論理３０を発生する。フレーム同期論理２６はＦＩＦＯ２２から入力してく るデータを定ｊし、フレームスタート区切り信号（ＳＦＤＳ　）を捜すものであ る。フレームスタート区切り信号を検出すると、フレーム同期論理はフレームが データフレームであるかあるいはフレームスタート区切り信号のコーディングに 基づいたトークンであるかを決定する。

フレーム同期論理の設計はフレームスタート区切り信号（ＳＦＤｓ　）およびフ レーム終了区切り信号（ＥＦＤＳ　）を示すのに使用されたコーディングの重要 に依存している。

このように、たとえば○庫入のＨＤＬＣ／ＢＤＬＣタイプがＳＦＤおよびＥＦＤ を識別するユニークなパターンを作成するのに使用されると、フレーム同期論理 ２６は二わらのフラグパターンを発見し゛、またノンフラグフィールドにおける ；早入されたＯを取り除かなければならないであろう。

好ましい実施例において、違法なコーディングシーケンスは区切り信号を表示し 、そしてデータフレームかあるいは受信されたトークンの３つのタイプのうちの １つであるかを識別するのに用いられる。

フレーム同期論理２６がトークンを検出すると、トークン管理論理２４はフレー ム同期論理２６によって通知される。トークンは３つのタイプすなわち、書込み トークン、リカバリトークンあるいは帯域幅割当てトークンのうちの１つである 。書込みトークンが受信されたことをトークン管理論理２４に通知するフレーム 同期論理２６に応答して、トークン管理論理２４は書込みトークンの回復に対し て時間制限を行なっている内部タイマ（図示せず）をリセットするであろう。す なわち、内部タイマはＴＴＲＴの２倍の値にリセットされであろう。ステーショ ンがループに参加するときには内部タイマはまた初期値にセットされることに注 意すべきである。書込みトークンが受信されたら、伝送優先順位論理３２はトー クン管理論理２４によって通知される。伝送優先順位論理３２はＣ２タイマ、Ｃ ３タイマ。

トークン保持タイマおよび遅延レジスタを含んでおり、それらはとれも図示され てはいない。伝送（憂先、順位論理３２に書込みトークンの受信が通知されると 、伝送優先順位論理３２はトークン保持タイマをロードし、以前に特定された方 法によってＣ２および゛Ｃ３タイマをリセットする。もしも情報が伝送バッファ 論理３４内部において伝送を待っており、待たさせているクラスに対するタイマ が○まで誠少しでいないどすると、情報は伝送バッフ？論理３４に６けるバッフ ァ（図示せず）から取出され、フレームスタート区切り信号、出所アドレス、フ レームチェックシーケンスおよびフレーム終了区切り信号が付加されたフレーム 作成論理３６を介して実行される。

フレーム作成論理３６の設計は伝送バッフ？論浬３４゜データフレームのフィー ルドの配列およびフレーム区切り信号の作成の使用される方法において用いられ るデータ講造に基づいている。好ましい実施例において、伝送バッファ論理３４ において記憶された情報のみが情報フィールドおよび行先アドレスでおる。この ようにして、フレーム作成論理３６はフレームスタート区切り信号（ＳＦＤ）を 発生し、出所アト１ノス（Ｓ△）を付カ日し、フレームチェックシーケンス（Ｆ Ｃ８）を生成しフレーム終了区切り信号（ＥＦＤ）を付加する。理解されたフレ ーム作成論理３６によって実行される機能より、フレーム作成論理３６の設計は 当業者にとって明白なものであるということは十分に言うことができる。

フレーム作、５！２論理３６内部において作成されたフレームは、データフレー ムが代わる代わるエンコーダ４０に供給される出力制御論理３８に伝送される。

出力制御論理３８はマルチプレクサであり、入力され大制御信号に対して応答し 、受信した制御信号に関連して出力側′ａ論理３８のデータが入力するエンコー ダ４０をゲートするためのものであるうその設計は当業者によってよく知られて いる。エンコーダ４０はデータ伝送フォーマットが何に利用されていようとも（ たとえば、ＮＡＺ、２重周波数）、データフレームをコード化し、コード化され たデータフレームをループ上に伝送する。情報の伝送は、１込みトークン（トー クン保持タイマとして示された）に対する認められた保持時間が終了するまで、 あるいは伝送バッファ論理３４におけるすべての：寺ち情報が伝送されるまで持 続する。出力制御論理３８は、それから書込みトークンをトークン管理論理２４ によって再生させ、再生されたコ込みトークンは出力制御論理３８を介してトー クン管理論理２４がらエンコーダ４０にゲートされる。

受信されたトークンがリカバリートークンであるならば、リカバリートークンに おける行先アドレス（ＤＡ）がステーションのアドレスより小さいが、等しいか あるいは大きいかを決定するために、トークン管理論理２４はアドレス認識論理 ２８からの制御信号を使用する。アドレス認識論理２８は比較を行なうための簡 単なコンパレータを含んでおり、トークン管理論理２４に比較の結果を示す制御 信号を供給する。もしも行先アドレスがステーションのアドレスよりも大きけれ ば、リカバリート−クンは出力おＪ運論理３４を介してエンコーダ４０にゲート され、妨害されずにループ上に戻される。リカバリートークンにおける行先アド レスがステーションのアドレス以下であれば、リカバリートークンのＤＡはステ ーションのアドレスと取替えられ、変更されたりカバリ−トークンはループの外 にゲートされる。リカバリートークンにおける行先アドレスがステーションのア ドレスと等しければ、ステーションは書込みトークンを回復するために送信権要 求を獲得する。そのような場合において、新しい書込みトークンが生成され（デ ータフレームの伝送を完了した後に１込みトークンを生成するのに使用されるの と同一のｌｘによって）、そしてループの外にゲートされる。上述のように、こ の送信権要求メカニズムは最高のアドレスを伴ったステーションのみに、１込み １・−クン消失後の書込みトークンの再生をさせる。

受信されたトークンが帯域幅割当てトークンならば、１〜−クンにおける割当て フィールド（ＡＬＬＯＣＡＴＥＤ＞はトークン管理論理２４によってステーショ ンの現在の割当て（トークン管理論理２４に記憶されている）に付加される。も しもこの計算の結果がリング（ＡＬＬＯＧ＞上において割当てが認められたクラ ス１の帯域幅の総量以上であれば、トークン管理論理２４は伝送優先項位論理３ ２に通知し、変わらない帯域幅割当てトークンは出力制御論理３８を介してリン グ上に直ちに伝送される。前述のように、後者の状況は、２つのループがお互い に結合されたときに変則的に一発生する。もしもこの計算の結果が割当て可能な りラス１の帯域幅の合計より少ないかあるいは等しいときには、帯０！届１］当 てトークンは△ＬＬＯＣＡＴＥＤフィールドにおける新しい合計を伴ってループ の外に進められる。

もしもＰ　Ｉ　Ｆ、０２２から出力されるフレームがトークン（たとえば、デー タフレームあるいはフレームフラグメント）でないならば、アドレス認識論理２ ８はフレームの行先アドレスがステーションのアドレスの１つに等しいときには 受信バッファ論理４２においてフレームをバック７し、あるいはステーションが フレームの出所（Ｓ　Ａ　＝　５ｔａｔｉｏｎａｄｄｒｅｓｓ　）であるときは フレームを打切らせる。ステーションは多重アドレス、すなわちそのステーショ ンアドレス、同報通信アドレスおよび（いくつかの回路網の実行において）総ア ドレスなどを認識することに注目すべきである。もしもステーションのアドレス がフレームにおいて指定された出所あるいは行先のいずれでもないときには、フ レームは妨害のないステーションを介して伝送される。

アドレス認識論理２８は、アドレス認識論理２８からの信号を、リカバリートー クンアドレスの比較の結果を示すトークン管理論理２４と、打切りフレームに対 するフレーム作成論理３６と、フレームおよび肯定信号受信のための受信バッフ ァ論理４２とに供給するために、フレーム同期論理２６からのタイミング信号を 使用する。

もしもフレームの行先アドレスがステーションのアドレスに等しければ、受信バ ッファ論理４２はフレームを記憶しようとするであろう。もしもステーションが フレームの出所であれば、フレーム作成論理３６は打切りシーケンスをフレーム に押入する。好ましい実施例における打切りシーケンスはフレーム区切り信号（ 第３図には示されてい、ない）である。フレームを打切り条件を示すように変更 した後で、ステーションは変更されたフレームをループ上に再び伝送する。

行先アドレスを比較するときに、アドレス認識論理２８は、ユニークな識別ステ ーションと、ステーションが認識するように条件づけられている同報通信アドレ スとを突き合わせるであろう。もしもフレームの行先アドレスがステーションの ユニークな識別あるいは同報通信アドレスを突き合わせるならば、受信バッファ 論理４２は、内部バッファ条件および受信バッファ論理４２がエラー検出論理３ ０（ＣＲＣを計算する）から受信する制御信号に基づいて受信されたフレームの 状態フィールドの更新を引き起こす。

受信バッファ論理４２は、フレーム終了区切り信号を変更するためにフレーム作 成論理３６を信号化することによってこの状態更新を完了する。同時報告フレー ムおよび非同時報告フレームの双方の場合において、状態を更新した後に変更さ れたフレームはループ上に伝送されて戻される。

当業者はすべてのプロトコール凍能（トークン回復および帯１［割当てを除く） の実施が、平行、に渫能を実施することによってＦＩＦＯ２°２の出力からエン コーダ４０の入力への遅延の１ビツトにおいて可能であるということを評価する であろう。

この発明の好ましい実施例を示しそして説明したので、当業者は形式と詳細にお ける様々な省賂、交換そして１更がこの発明の■神から離れることなくなされる ということを納得するであろう。それゆえに、この発明は請求の範囲に示される 内容によってのみ制限されるものである。

−ｆψ４Ａ 工υす４Ｂ

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １．　ループ通信回路網における帯域幅割当ての方法であって、 前記回路網はステーションの１つから次のステーションへ単一方向にデータの流 れを供給するループ状に接続されたステーションの祖を含み、 前記ステーションの各々はループに沿って前記ステーション自身を介してデータ を通過させることができ、ループからデータを抽出しあるいはループにデータを 与えることができ、 前記ステーションの各々はそれに関連して少なくとも１つの識別アドレスを有し 、 前記ステーションの各々はクラス１の優先１項位、クラス２の優先順位あるいは 前記クラス１およびクラス２の双方の優先順ｆｉＬ）こ指定され、 回路網に新しい情報を与える前記ステーションの各々の権限は、書込みトークン を前記ステーションの１つからもう１つのステーションへ通過させることによっ て制御され、前記クラス２のステーションの各々が瞬時ロードを測定するための 書込み［−−クンの回転時間を調整するステップと、 前記クラス２のステーションの各々が測定され友Ｊ込み（−一クン回転時間に基 づいてループ上への情報の伝送を制限するステップとを含む、ループ通信回路鋼 における帯域幅割当ての方法。 ２、　すべてのクラス１のステーションを含むステーションの組に、前記ループ 上にて有効な帯域寛の第１の部分を割当てるステップを含む、請求の範囲第１項 記載の方法。 ３６　クラス１のステーションの各々が、帯域幅の第１の部分の一部を確保する 帯域幅を必要とし、その部分において確保されたクラス１の帯２ｍの合計が帯域 幅の第１の部分を越えないステップを含む、請求の箇囲第２項記載の方法。 ４、　帯域幅を確保し、引き続いてクラス１のステーションの各々がその確保し た帯域幅を必要としないことを決定するクラス１のステーションの各々がその確 保された帯域幅の一部をあけ渡すステップを含む、請求の範囲第３項記載の方法 。 ５、　すべてのクラス２のステーションを含むステーションのクラスに前記ルー プ上で利用できる帯域幅の第２の部分を割当てるステップを含む、請求の範囲第 ２項記載の方法。 ６、　書込みトークン受信時に各々のクラス２のステーションは、書込みトーク ンの前の受信時からの時間間隔を測定し、 測定された時間間隔が予め定められた時間よりも短く、そしてクラス２ステーシ ヨンが伝送を待っている情報を有しているときには、１込みトークンを受信した クラス２のステーションは前記待ち情報をループ上に伝送する、請求の範囲第５ 項記載の方法。 ７、　書込みトークンを受信した前記クラス２のステーションは、前記待ち情報 のすべてが伝送される前あるいは前記予定された時間と前記測定された時間間隔 との差に等しい時間が満了するまで、前記待ち情報をループ上に伝送する、請求 の範囲第６項記載の方法。 ８、　前記クラス２のステーションが前記待ち情報を伝送後に新しい書込みトー クンをループ上に伝送するステップを含む、請求の範囲第６項または第７項２累 の方法。 ９、　書込みトークンの受信時に各々のクラス２のステーションが前の書込みト ークンの受信時からの時間間隔を測定し、 測定された時間間隔が少なくとも予定された時間に等しければ、クラス２のステ ーションはループ上に新しい書込みトークンを特徴する請求の範囲第５項記載の 方法。 １０、　情報の伝送後に、次の書込みトークン受信時に測定される時間間隔が予 定された時間よりも長ければ、クラス２のステーションはこの遅延時間を積算し 、前記クラス２のステーションによる書込みトークンの次の受信時において、測 定される時間間隔が少な（とも前記予定された時間に等しいならば、時間の差が 遅延時間に付加され、 測定された時間間隔が予定された時間よりも短ければ、クラス２のステーション は遅延時間から時間差を減算し、積算された遅延時間がＯよりも大きくないとぎ は、クラス２のステーションはどの待ち情報も伝送する、請求の範囲第９項記載 の方法。 １１、　各々のステーションが前記ステーションの書込みトークンの＠後の受信 からの時間を測定するステップと、前記ステーションが書込みトークンを罷役に 受信してからの測定された時間が消失したトークン時間を越えるならば、前記ス テーションは書込みトークンリカバリー（回復）送信権要求プロセスを開始させ るステップとをさらに含む、請求の範囲第１項記載の方法。 １２、　各々のクラス１のステージ５ンがクラス１のステーションによって確保 された帯域偶が帯域幅の第１の部分を越えるかどうかをチェックするステップと 、確保されたクラス１の帯域幅が第１の部分を越えるならば、各々の前記クラス １のステーションがその確保された帯域幅の一部をあけ渡すステップとを含む、 請求の範囲第３項記載の方法。 １３、　ループ通信回路用において使用されるステーションであって、 前記回路網は前記ステーションの１つから次のステーションＩ＼単一方向にデー タの流れを世論するループ状に接続された前記ステーションの組を含み、 前記ステーションの各々は、ループに沿って前記ステーション自身を介してデー タを通過させることができ、ループからデータを抽出することができあるいはル ープにデータを与えることができ、 前記ステーションの各々はそれに関連して前記ステーションに少なくとも１つの 識別アドレスを有し、回路網に新しい情報を与える前記ステーションの各々の権 限は、書込みトークンを前記ステーションの１つからもう１つのステーションへ 通過ぎせることによって制御され、前記ステーションの各々にクラス１の（１先 順位、クラス２の優先順位あるいはクラス１および２の優先順位の双方を指定す る手段と、 各々のクラス２の優先順位のステーションにおいて、ループ上における瞬時ロー ドを測定するために書込みトークンの回転時間を時間調整する手段と、 各々のクラス２の優先順位のステーションにおいて、測定された書込みトークン の回転時間に応答してループ上への情報の伝送を制限する手段とを備えた、ルー プ通信回路網に用いられるステーション。 １４、　前記クラス１のステーションの各々は前記ループ上で利用できる帯域幅 の第１の部分を特定する手段を含み、前記第１の部分はすべてのクラス１のステ ーションを含むステーションの組に割当てられた帯域幅に対応している、請求の 塘囲第１３項記１のステーション。 １５、　各々のクラス１のステーションは、帯域幅の第１の部分の一部を確保す る手段をさらに含み、確保されたクラス１の帯域幅の合計が帯域幅の第１の部分 を遥えない、請求の範囲第１４項記載のステーション。 １６、　確保された帯域幅を有する各々のクラス１のステーションは、それ以上 確保きれた帯域幅を要求しないことを決定する手段と、確保された帯域幅の一部 をめげこす手段とを含む、請求の範囲第１５項記滅のステーション。 １７、　前記クラス２のステーションの各々は、前記ループ上で利用できる帯域 幅の第２の部分を特定する手段を含み、 前記第２の部分はすべてのクラス２のステーションを含むステーションの組に割 面てられた帯？ａ４のプール；こ対応している、請求の壜囲第１４項記載のステ ージ３ンっ１８、　クラス２のステーションの各々は、前記書込みトークンの受 信時と前記書込みトークンの前の受信時との間の時間を測定する手段と、予定さ れた時間よりも短い測定された時間間隔および伝送されるべき待ちイテ列を有し ている前記クラス２のステーションに応答して、前記書込みと一クンを受信した クラス２のステーションが前記待ち情報を前記ループ上へ伝送する手段とを含む 、請求の範囲第１７項記載のステーション。 １９、　前記クラス２のステーションの各々は、前記コ込みトークンの受信に応 答して、前記待ち行列りす・＼ての伝送が先になるまであるいは前記予定された 時間と前記、１１！ｌ定された時間間隔との間の時間差に等しい時間が満了する までに前記待ち情報をループ上に伝送する手段をさらに含む、請求の範囲第１８ 項記載のステーション。 ２０、　前記クラス２のステーションの各々は、前記待ち情報の伝送後に新しい 書込みトークンをループ上に伝送する手段を含む、請求の範囲第１８項または第 １９項記載のステーション。 ２１、　前記クラス２のステーションの各々は、書込みトークンの受信に応答し 、コ込みトークンの前の受信からの時間間隔を測定する手段と、 少なくとも予定された時間に等しい測定された時間間隔に応答して、新しい１込 みトークンをループ上に伝送する手段とを含む、請求の第囲第１７項記或のステ ーション。 ２２、　前記クラス２のステーションの各々は、情報の伝送に引き続いた次の書 込みトークンの受信において、予定された時間よりも長い測定された時間間隔に 応答して、この遅延時間を積算する手段と、 前記書込みトークンの１つの次の受信および前記予定された時間に少なくとも等 しい測定された時間間隔に応答し、時間差を遅延時間に加える手段と、 予定された時間よりも短い測定された時間間隔に応答し、遅延時間から時間差を 減算する手段と、Ｏよりも大きくない積算された遅延時間に応答して、どの待ち 情報をも伝送する手段とを含む、請求の滝囲第２１項記款のステーション。 ２３、１込みトークンの前記ステーションの１後の受信からの時間を測定する手 段と、 前記ステーションが書込みトークンを最後に受信してからの測定された時間に応 答して、書込みトークン回復送信権要求プロセスを開始させる手段とをさらに含 む、請求の範囲第１３項記載のステーション。 ２４、　各々のクラス１のステーションは、クラス１のステーションによって確 保された帯域堀が帯域幅の第１の部分を越えるかどうかをチェックする手段と、 第１の部分を越える確保されたクラス１の帯域幅に応答して、確保された帯域偶 の一部をあけ渡す手段とを含む、請求の範囲第１５項記載のステーション。