JPS6012666B2 - 分散形優先競合の自己制御方法および装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は分散形優先競合の自己制御方法および装置に係
り、特に複数の装置によってそれぞれ使用できる共用装
置を前記複数の装置が必要に応じて使用する分散形優先
競合の自己制御方法および装置に関する。

一般に、複数の装置が共有バスラィンに接続され、且つ
前記共有バスラィンを介して各々の装置間において情報
伝送を行う場合がある。

また複数の装置により共有される装置があり、前記各複
数の装置はそれぞれ独立に接続されており、且つ前記共
有される装置を同時に使用することはできず、何らかの
優先制御を行わないと競合の問題が発生し混乱する。従
って、上記のような共有装置（以下、これらの類を共有
資源と称す）の使用に当っては何らかの優先制御を行う
必要がある。このような問題に対し従釆は次のような方
式がとられていた。まず第一に、複数装置からの使用要
求を制御する優先制御装置を設ける方式である。

この装置は複数装置からの使用要求を受け付け、あらか
じめ定められた優先順位に従って各種装置に対して共有
資源の使用許可を与えるようにしたものである。この装
置によれば、優先制御装置が必要であること、要求受付
、許可信号の返送などのための信号線が必要になること
「更には該優先制御装置に異常が発生した際には該複数
装置の全てにその影響を与えるなどの欠点があった。他
の例としては、持公昭５５−２９４５９号公報に開示さ
れるものである。

この従来例は、前記のように集中的な優先制御装置を設
けない方式である。即ち、競合制御を分散形にすると共
に、ラウンドロビンに資源の使用権が渡るようにしたも
ので、優先度記憶素子のリセット信号線「 マスク信号
線などが必要であり、いわゆるディジィチェィン方式に
該当する。しかしながら、チヱインの一部を取外したり
、あるいは故障したりすると、それに続く装置の優先制
御が不可能になる欠点がある。また、この種の技術とし
ては、特関昭５４一８１７３４号公報などに開示された
ものが提案されているが、同様の欠点を有するものであ
る。本発明の目的は、前記従来技術の欠点を解消するた
めになされたもので、特別な優先制御装置を設けること
なく「簡単な構成で且つシステム構成の変更に対しても
柔軟に対処し得ると共に、共有資源の非専有状態が所定
時間続いても同期がとれるようにした分散形優先競合の
自己制御方法および装置を提供するにある。

本発明は、１つの資源を共有する各装置において、共有
資源が現在いずれかの装置に使用されているか否かを判
別し、共有資源が使用されなくなった時刻又は使用され
なくなるであろう予測時刻からの経過時間を測定し、各
装置に設定された各々異なる固有の時間に上記測定経過
時が等しくなった時、もしその装置が共有資源の使用を
要求していれば共有資源の使用確を得、共有資源を使用
できるようにすると共に、前記共有資源が所定の時間を
超えて非専有となるときに前記経過時間を測定する手段
の誤差の累積をなくすように一時的に共用資源を専有状
態となるようにしたものである。

以下、本発明の一実施例を図面に基づいて説明する。

第１図は、本発明に係る一実施例を示すプロツク図であ
る。

この図において、共有資源としての共有装置（以下、１
／０と称す）１０１ま、共有バス１０１を介して複数の
装置（この実施例においては、計算値（以下、ＣＰＵと
称す）である。）１１〜１３に接続されている。また、
各ＣＰＵＩ Ｉ〜１３は、ビジーラィン１００を介して
相互に共有バス１０１の使用状況を監視するようになっ
ている。ビジーラィン１０川ま本実施例では短絡状態で
共有バス１０１が使用状態であることを示し「オープン
状態で共有バス１０１が不便用状態であることを示すも
のとして取り扱う。以下、各ＣＰＵＩＩ〜１３がどのよ
うにして、共有バス１０１の使用権を得るかを第２図に
基づいて説明する。

第２図は各ＣＰＵＩＩ〜１３の本発明に係る共有バス１
０１使用権制御回路の部分を示すブロック図である。こ
の図において、共有バス使用権制御回路は、次のような
機成を有している。

即ち、カウン夕１２０１ま、そのリセット端子をビジー
ライン１００に接続すると共に、抵抗Ｒ．を介してプル
アップ電源に接続し、また、そのクロック端子にクロツ
クＣＬＫのパルスを入力するように接続し、且つカウン
タ１２０のカウント出力を比較器１２１の一方の入力端
に接続している。この比較器１２１の他方の入力端には
設定値Ｃｓが供給されるようになっており、この比較器
１２１‘ま、カウント出力と設定値Ｃｓとが一致したと
きに出力信号Ｔｃを出力するようになっている。この比
較器１２１の出力端は、フリッブフロップ１２２のセッ
ト端子に接続されている。このフリップフロツプ１２２
のリセット入力端子には、使用要求Ｓｒｅｑが供給され
るようになっており、この使用要求Ｓｒｅｑは前記論理
積ゲート１２３の他方の入力端に供給されるようになっ
ている。論理積ゲート１２３の出力端は、トランジスタ
１２４のベースに接続されると共に、データバッファ１
２５のゲート端子に接続されている。また、前記トラン
ジスタ１２４のコレクタ・エミツタは、ビジーライン１
００を短絡するようになっている。一方、共有資源とし
ての１／０１０が所定の時間を超えて非専有となるとき
に、経過時間に測定する手段（特に、カウン夕１２０）
には、測定誤差が累積されるが、これを防止するための
手段としては次のように構成されている。

すなわち、比較器１２１は、その出力端をフリツブフ。
ップ１３１のトリガ入力端に接続すると共に、論理積ゲ
ート１３２の一方の入力端に接続している。このフリッ
プフロツプ１３１のリセット端子は、ビジーラィン１０
０‘こ接続し、また、このフリツプフロップ１３１の出
力端は論理鏡ゲート１３２の他方の入力端に接続してあ
る。この論理積ゲート１３２の出力端は、トランジスタ
１３０のベースに接続しており、またトランジスタ１３
０のコレクタ・ェミッタは、ビジーラィン１００‘こ接
続してある。このように構成された装置の動作を以下に
説明する。

サイクリツクにクロツクＣＬＫのパルスをカウントする
カウン夕１２０にはクロツクパルスが入力されている。

このカウンタ１２０は、ビジーラィン１００がショート
状態（以下“Ｌ”と表わす）であればリセット状態にあ
り、ピジーラィン１００がオープン状態（以下“Ｈ”と
表わす）になればカウントを開始する。すなわちビジー
ライン１００が‘ＩＬ”から“Ｈ’’に変化し、何れか
のＣＰＵが共有バス１０１の使用を終了すると各々のＣ
ＰＵＩＩ〜１３内のカウンタ１２０は同時にカウントを
開始する。カウンタ１２０の出力は比較器１２１に入力
され、各ＣＰＵ毎に異なる値に設定されている設定値Ｃ
ｓと比較され、一致したときのみ出力信号Ｔｃを発生し
、出力信号Ｔｃによりフリップフロップ１２２をトリガ
する。

フリツブフロツプ１２２がトリガされた時、もし使用要
求Ｓｒｅｑがなければ、フリップフロツプ１２２はリセ
ット状態を保ち共有バス１０１に対しても、、ビジーラ
ィン１０川こ対しても何ら影響を与えない。

一方フリツプフロツプ１２２がトリガされた時、もし使
用要求Ｓｒｅｑがあればフリップフロップ１２２はセッ
トされ、出力信号を発生する。そして、使用要求があっ
てフリツプフロッブ１２２がオンという条件で論理積ゲ
ート１２３がオンし、出力ゲート１２５を介して送信デ
ータをバス１０１を使用して送信する。バス１０１の占
有を開始すると共にビジーラィン１００を“Ｌ”状態に
する。このようにビジーラィン１００を“Ｌ”状態にす
るのは、第２図に示すようにトランジスタ回路１２４が
オンとなることにより実現することができる。この状態
で、総てのＣＰＵ（装置）のカウンタ１２０はリセット
状態になると共に、当該ＣＰＵ以外のＣＰＵ（当該ＣＰ
Ｕを１１とすると１２，１３）はバス１０１を使用るこ
とが出釆ない状態になる。

共有バス１０１の使用権を得たＣＰＵは一連のデータの
送信処理終了後使用要求を解除する。

共有バス１０１に対する出力ゲート１２５を解放し、同
時にビジーラ′「ン１００“Ｈ”状態にする。以後各Ｃ
ＰＵ内のカウンタ１２川ま初期状態からカウントを開始
し上記動作を繰返す。

次に、上記測定時間を測定する手段の測定誤差が累積さ
れるのを防止する同期信号形成手段の動作を説明する。

すなわち、ここで説明する部分は、各装置（ＣＰＵ）の
カウンタの同期ずれを防止することを目的としている。

共有資源が頻繁に使用されている場合はその使用の都度
、各ＣＰＵのカウンタ１２０はリセットされ同期がとら
れるが、もし長時間にわたり共有資源が使用されない状
態に競．くと、各ＣＰＵのクロック誤差が累積されカウ
ンタの同期ずれが生じる。第２図において、設定値とカ
ウンタ１２０の出力が一致したことを、フリップフロッ
プ１３１に記憶しておき、更にビジーライン１００が“
Ｈ”のままフリツプフロツプ１３１がリセツトされずに
カウントが進み、２度目の比較器１２１の一致出力が出
力された場合に、フリップフロップ１３１の記憶内容と
比較器１２１の一致出力の論理積が論理積ゲ−ト１３２
からトランジスタ１３０に入力され、、一瞬間ビジーラ
ィン１００を“Ｌ”状態にする。このことにより、ピジ
ーラィン１００‘こ接続されている共有資源使用装置の
総てのカウント値が初期状態に設定されることにより、
同期がとれることとなる。第３図は、上記同期信号形成
手段の動作を示すタイムチャートである。この図を参照
しながら、さらに詳説する。まず、比較器１２１の出力
信号は、第３図に示すように出力される。

この世力信号の後縁１４０において、フリップフロッブ
１３１は反転し、図示のように立ち上る。そして、いず
れのＣＰＵからも共有資源の使用要求がない場合に、さ
らにカウンタ１２０はカウントを続けるので、そのカウ
ンタ１２０の出力が比較器１２１の設定値Ｃｓと一致す
ると、比較器１２１から二度目の出力信号１４１が出力
されることになる。すると、フリツプフロップ１３１に
記憶されている“いずれの装置（ＣＰＵ）からも共有資
源が使用されない状態信号”１４２と出力信号１４１と
が、論理横ゲート１３２において論理積がとられ、その
論理積信号１４３がトランジスタ１３０のベースに灘給
される。従って、トランジスタ１３０は、オンとなり、
ビジーラィン１００には、ビジ−信号ぐＬ”）１４４が
出力されることになる。

さらに、本機能は各装置に各々備えられているが、実際
にはビジー信号１４４を出力するのは、最も優先度の高
い装置による必要がある。

この理由としては、１つの装置がビジー信号１４４を発
すると、全装置のフリツプフロップ１３１がリセットさ
れるためである。なお、ビジー信号１４４によりフリッ
プフロップ１３１および比較器１２１は“Ｌ”レベルに
なる（１４５）。第４図は、本発明に係る方法を用いな
い場合の動作を説明するためのタイムチャートであり、
第５図は、本発明に係る方法を用いた場合の動作を説明
するためのタイムチャートである。

第４図に示すように、何れのＣＰＵＩ Ｉ〜１３からも
共有バス１０１、あるいは１／０１０などの共有資源が
使用されなくなった時点ｔＭから、各ＣＰＵ内に設けら
れた各カウンター２０はカウントを開始するが、各ＣＰ
Ｕ（ここでは第３番目のＣＰＵと第４番目のＣＰＵとに
注目する。

）が各々固有のクロックパルスにて当該装置が使用可能
となる時間を計数しているため、共有資源が何れのＣＰ
Ｕのカウンタ１２０の誤差が累積されて、遂には、複数
のＣＰＵからの送信が同時に発生してしまう。この状態
は、図示のｔｍ２に示されている。これに対して、第５
図に示すように本発明の実施例によれば、カウンタ１２
０がフルカウントした場合（言い換えれば、何れのＣＰ
Ｕからも共有資源の使用がなかった場合）優先度が一番
高いＣＰＵ（ここでは第１番目のＣＰＵとするが、信号
ｔｎ，、ｔｎ２、ｔｎ３を出力するためこの時点で各装
置のカウンタの誤差は修正され、同期がとれることとな
る。この結果、従釆の様な、複数の装置から同時に共有
資源の使用をするということが避けられ、使用周期の遅
いシステムであっても確実に情報信号の転送受信が可能
となることが理解できる。次に、第６図ａ〜“こ示すタ
イムチャートを用い共有資源を使用する場合の動作を説
明し、さらに共有資源が所定の時間経過しても非専有の
場合の動作を説明する。

第６図では各ＣＰＵに割当てられている設定値Ｃｓを、
ＣＰＵＩ Ｉは“１”、となった時点１６０ではＣＰＵ
Ｉ１とＣＰＵ１３が使用要求１５１および１５４を出し
ている。この時点では設定値が１であるところのＣＰＵ
Ｉ Ｉがバスの使用権を獲得し、直ちにビジーラィンに
対しビジ−信号１５０を送出し、バスを使用する。これ
によりカウンタはリセットされ、その状態はＣＰＵＩ
Ｉがバスの使用を終了するまで続く。ＣＰＵＩＩがバス
の用を終了（１５２）するとビジーラインが解放されカ
ウンタは再びカウントを開始する。ここでＣＰＵ１３か
らの使用要求１５４はカゥンタ値が“３”となった時点
１６１で受付けられ、ＣＰＵ１３は上で述べたような所
定の動作をする。その後発せられたＣＰＵ１２からの使
用要求１５７はＣＰＵ１３のバス使用１５５が終了して
カウンタ値が“２”となった時点１６２で受付けられる
。１５４はＣＰＵ１３がバスの使用を終了（１５５）し
て要求を解除した点、同時にビジーラィンを解除する（
１５３）。さらに同様に使用要求１５７の要求を解除し
、ビジーラィンも解除（１５６）する。次に「ビジーラ
ィンｂが解除（１５６）されると、ＣＰＵＩＩ〜１３の
カウンタはカウントを開始する。

ここでは、ＣＰＵ１１が一番優先度が高いものであるの
で、このカウンタ１２川まカウントを続ける。カウンタ
１２０のカウント値が“１Ｍとなると、前述の通り比較
器１２１からパルスが出力されるが、使用要求が何れの
ＣＰＵＩＩ〜１３からも出力されていない、カウンタ１
２０‘まリセットされず、第６図に示すようにカウント
を続ける。このカウンタ１２０は、前述したようにサィ
クリツクであるので、仮に“４”で再び元に戻るように
設定されているとすれば、カウント値“４”で“０”に
戻り、再びカウントを開始する。そして、また、カウン
タ１２０がカウント値“１”を出力すると、比較器１２
１からパルスが出力され、第３図に示すような動作によ
りピジーライン１００は‘‘Ｌ”レベル（２００）とな
る。すなわち、第６図に示すようにビジーラィンｂには
、信号１５９が出力されて解除されることになる。この
ように動作するので、例えば、長時間共有資源が非専有
状態のときには、ビジーライン１００には第５図に示す
ように定期的に信号が所定の時間毎ｔｎ，、舵 ｔｎ３
、・・・・・・に出力されることにより、各ＣＰＵＩＩ
〜１３は一時的に専有状態となって強制的に同期がとら
れることになる。この実施例では共有資源の使用終了後
ビジーラィンを解除しているが、これはハードウェアの
簡素化を図ったものである。より一層のスルーブツトの
向上を望むならば、共有資源の使用終了前一定時間内に
ビジーラィンを解除する方式が採用することが望ましい
。但し、この場合、１つの装置が共有資源の使用を開始
した時点において、それ以前の他の装置の共有資源使用
が終了していることを保証するように上記−定時間を定
める必要がある。これは共有資源の使用効率を高めるた
めにあうかじめ終了時刻を予測してカウンタのカウント
を開始させ、使用要求が発せられている装置が終了に続
いていち遠く共有資源の利用ができるようにするためで
ある。

このような実施例を第７図に示す。第７図は、本発明に
係る他の実施例を示すブロック図である。

第７図において、第２図に示す実施例と同一構成要素に
は、同一符号を付して説明を省略する。第７図の実施例
が、第２図の実施例と異なるところは、カウンタ１２０
のクロツク入力端子に、ビジーラィン１００からの信号
によりトリガされる単安定マルチパイプレータ１２６の
出力信号とクロツクＣＬＫのパルスとを論理和ゲート１
２７を介して論理和して入力するようにした点にあり、
他の構成要素には変更がないものである。このように構
成された実施例の動作を第８図を参照して説明する。

すなわち、第８図は、第７図に示す実施例のタイムチャ
ートである。ここでは、あらかじめ送信データ長１７０
，１７１．１７２，１７３，……が等しいシステムとす
る。この場合、第２図に示す実施例では、カウンタ１２
０がカウントを開始するのは、ビジーライン１００が“
Ｈ”レベルとなる時点１８０，１８１，１８２であった
が、伝送データ長が固定されているため、第７図の単安
定マルチバブレータ１２６の出力が“Ｈ１レベルとなっ
ている時間を伝送データ長より少し短くし、１９０，１
９１．１９２，……時点よりカウンタ１２０がカウント
を開始し、伝送効率を上げるようにしたものである。第
９図は本発明のさらに他の実施例を示すブロック図であ
る。第１図の実施例と異なるのは第５図における各装置
２１〜２３がＣＰＵではなく伝送装置であること、およ
び伝送ラン２００がビジーラィンをも兼用していること
にある。本実施例では、伝送装置２１〜２３は各々送信
受信を行うことができ、特に送信権の制御は本発明を採
用することより、コントローラ不要の簡単な構成にして
いる。第１０図は第９図における伝送装置２１〜２３の
内部のうち送信権制御回路の詳細を示したものである。

第６図において、符号２２０はカウンタ、２２１は比較
器、２２２はフリップフ。ツブ、２２３は論理積ゲート
、２２４は送信部、２２５は受信部、２２６は単安定マ
ルチパイプレータ、２３川ま論理鏡回路、２３１はフリ
ップフロップ、Ｔｒはトランスである。さらに、その構
成を詳説すると、各伝送装置には、次の構成要素を含ん
でいる。すなわち、伝送路（伝送ラィル）２００上の信
号を判別する手段は、受信部２２５からの受信データを
入力する単安定マルチパイプレータ２２６が相当し、こ
れにより、伝送ライン２００上のパルスの有無を判別す
るようになっている。伝送ライン２００１こパルスがな
いと前記手段により判別されるとカウンタ２２０はその
時点からクロツクバルスを計測して経過時間を測定する
ようになっている。すなわち、このカワンタ２２０が経
過時間を測定する手段として作用するものである。さら
に、該計測時間が各装贋のそれぞれに定められた設定時
間に一致し且つ当該装置に送信要求があるときに当該装
億を送信状態とする手段は、比較器２２１、フリツプフ
ロップ２２２、および論理鏡ゲート２２３から構成され
ている。また、同期信号形成手段としては、論理積ゲー
ト２３０と、フリツプフロツプ２３１とからなり、前記
経過時間を測定する手段により該計測時間が当該設定時
間に一致し且つ当該装置に送信要求がなければ、その状
態を該伝送路上の信号を検出するまで記憶し、該計測時
間が当該設定時間に一致し且つ該状態を記憶している場
合に伝送路上に同期信号としての送信信号を送出するよ
うに構成されている。このように構成された装置の動作
を説明する。

伝送ライン２００への送信は送信部２２４および２３０
を介して行い、受信は受信部２２５を介して行う。もし
も今伝送ライン２０川こ何れかの伝送装置からデータが
送出されているとすれば、単安定マルチパイプレータ２
２６がセットされ、カウンタ２２０はリセットされる。
ここで、単安定マルチパイプレータ２２６の目的は伝送
ライン２００上のパルスの有無を判別し、伝送ライン２
００が使用されているか否かを知らせる直流的な信号を
つくり出すことにある。従って、この単安定マルチパイ
プレータ２２６の出力が第２図におけるビジーラィンの
信号と同機能を果すことになる。すなわち、１つの送信
が終了すると単安定マルチパイプレータ２２６の出力が
なくなり、カリン夕２２０のカウントが開始され前記実
施例で述べたと同様にして送信部２２４からの送信を制
御する。この実施例では、複数の伝送装置の送信権の制
御を特別な制御線およびコントローラ醸しで行うことが
でき、コストダウンが計れるだけでなく、オンライン状
態での伝送装置の増設、削減が伝送ラインと伝送装置の
接続、離脱の操作のみにて簡単に実現できる。ところで
、本実施例では、トランスＴｒを介して絶縁された伝送
ライン２００を挙げたが、これは本発明には無関係であ
り、伝送ライン２００の絶縁の有無、さらには伝送ライ
ン２００の有無（有線、無線）にかかわらず本発明が実
施できることは明らかである。

さらに本実施例では伝送ライン上のパルスの有無を判別
し、伝送ライン２００が使用されているか杏かを検知す
るために単安定マルチパイプレータを用いているが、本
機能はカウンタ、シフトレジスタ等を用いても実現でき
ることは言うまでもない。

さらに、伝送信号パルス間隔がカウンタ１２０に入力さ
れるクロック間隔に比べ短かければ本機能が不要となる
ことは言うまでもない。また第２図、第１０図において
、動作をより安定に行わしめるために、例えば第１１図
ａ，ｂに示すように時間遅れ要素１２８，１２９，２２
７，２２８を設けることが望ましい。その時の動作タイ
ムチャートを第１０図の例について第１２図ａ〜ｈに示
す。これから明らかなように送信部２２４または論理鏡
ゲート２３０からの送信信号が受信部２２５を介して回
り込んできて動作を不安定にすることはなくなる。第１
２図で例えばけで使用要求Ｓｒｅｑが発せられたとする
。

いまこの装置の設定をＣｓとすると、ｔ，でカゥンタ値
と一致し比較器２２１がオンされると共にフリツプフロ
ツプ２２２がセットされる。ＴＤの出力信号がある時間
遅れ後オンすると共に送信が開始される。単安定マルチ
パイプレータ２２６はｔ３からオンし続ける。比較器２
２１は、ｔ３でオフとなる。いま送信が終了するとｔ５
でＳｒｅｑを解除するとフリツプフロップがリセットさ
れｔ６でＴＤの出力もオフされる。また本発明によると
濠先レベルの低い装置は何時までも送信の機会が与えら
れない場合が発生する。

しかしこれは一回送信した装置は設定値を自己設定変更
し優先レベルを順次シフトするような方法をとれば、少
なくとも所定の周期に１回はどの装置の場合であっても
共有資源の利用の機会が与えられる。これは特に固定の
優先レベルがなく、平均的に資源を利用できるようにす
る場合に効果がある。以上述べたように本発明によれば
分散している複数台の装置による共有資源の利用の優先
制御が分散形において可能となり、システムが簡単にな
る。

さらに、システムの変更に対しても柔軟と対処し得ると
共に、各装置間の同期が確実にとれる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を複数ＣＰＵ間の共有バス使用権制御に
採用した一実施例のシステム構成を示すブロック図、第
２図は第１図における本発明による制御回路構成を示す
ブロック図、第３図は第２図の同期信号形成手段の動作
を説明するために示すタイムチャート、第４図は本発明
の実施例を採用しない場合のカウンタの動作を説明する
ために示すタイムチャート、第５図は本発明の実施例を
採用した場合の動作を説明するために示すタイムチャー
ト、第６図は第１図におけるバス使用権の推移を示すタ
イムチャート、第７図は本発明の他の実施例を示すブロ
ック図、第８図は第７図の動作を説明するために示すタ
イムチャート、第９図は本発明を複数伝送装置の送信権
制御に採用した一実施例のシステム構成を示すブロック
図、第１０図は第９図における本発明による制御回路構
成を示すブロック図、第１１図は回り込み防止回路の例
を示すブロック図、第１２図は第１０図、第１１図にお
ける動作のタイムチャートである。 １２０・・・・・・カウンタ、１０１・・・・・・共有
バス、１２１・・・・・・比較器、１２２・・・・・・
フリップフロップ、１２３・・…・論理積ゲート、１３
０・・・・・・トランジスタ、１３１……フリツプフロ
ツプ、１３２，２３０・・・・・・論理積ゲート、２３
１・・・・・・フリップフロップ。 多′図 客２図 努３図 努４図 客〃図 多Ｓ図 多５図 努７図 多８図 客？図 髪ゆ図 努′２図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 複数の装置がそれぞれ使用できる共有資源を有し該
   共有資源を該複数の装置が必要に応じて使用するシステ
   ムにおいて、該複数の装置の何れからの使用もなくなっ
   た時点からの経過時間を該複数装置各々において計測し
   、該計測経過時間が該複数の装置のそれぞれに固有にあ
   らかじめ設定された時間に一致し且つ当該装置に該共有
   資源の使用要求があるとき当該装置が該共有資源を専用
   し、所定の時間を超えて該共有資源が非専有状態となる
   ときに、一時的に該共有資源を専用状態にすることを特
   徴とする分散形優先競合の自己制御方法。 ２ 前記特許請求の範囲第１項記載において、該複数の
   装置の何れも該共有資源を使用する時刻を予測し、該複
   数の装置の何れもが該共有資源を使用しなくなる時刻に
   先行して前記経過時間の計測を開始せしめることを特徴
   とする分散形優先競合の自己制御方法。 ３ 共用の伝送路に接続される各伝送装置において、該
   伝送路上の信号の有無を判別する手段と、伝送路上の信
   号がなくなってからの経過時間を測定する測定手段と、
   該計測時間が各装置のそれぞれに定められた設定時間に
   一致し且つ当該装置に送信要求があるときに当該装置を
   送信状態とする手段と、該計測時間が当該設定時間に一
   致し且つ当該装置に送信要求がなければ、その状態を該
   伝送路上の信号を検出するまで記憶し、該計測時間が当
   該設定時間に一致し且つ該状態を記憶している場合に、
   伝送路上に同期信号としての送信信号を送出する同期信
   号形成手段と含んで構成された分散形優先競合の自己制
   御装置。