JPS60260248A - デ−タ通信制御方式及び装置 - 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】 ［技術分野］ 本発明はトークンバス方式のデータ通信制御方式及び装
置に関し、特に複数種のトークンを設け、これを異る論
理アドレス順及び異る周期で巡回させることによりネッ
トワークシステム全体のデータ伝送効率を向上させたデ
ータ通信制御方式及び装置に関するものである。

［従来技術］ 近年、ローカルエリアネットワークシステムが普及する
につれて様々なデータ通信制御方式が提案されている。

中でもバス伝送路に１のトークンを巡回させるトークン
バス方式は、Ｃ５ＭＡ／Ｃ０方式パ“６ｒ’ｚＲ３ｓ４
言２′−”衝突′°１６送信　ｌ・の再試行が起らない
ので、一般にデータ送信要求が煩雑する高負荷伝送路に
適しているといわれている。従来のトークンバス方式は
、バス伝送路に接続された全ての通信制御装電に対して
ｌのトークン（通信権）を所定の順序で一律に巡回させ
、伝送路アクセス要求のある装置はトークンを受け取る
ことにより送信許可を得た場合のみデータ送信を行える
というものであった。

しかしながら、伝送路アクセス要求の発生する頻度は接
続装置の種類用途によって大きく異る。

例えば、ワークステーションなど人間の操作や確認とい
った作業が介入する装置では０．１秒からｌＯ数秒に１
回の割りでしかアクセス要求が発生しない。しかし、各
装置間で共有される装置、特にファイルサーバの様な装
置はその性質上アクセス要求の発生頻度が高く、およそ
０．０１秒から０．１秒に１回の割りでアクセス要求が
発生する。このようにメートの種類によって伝送路に対
するアクセス頻度に大きな違いがあるにもかかわらず、
従来方式ではこれら装置に一律平等な送信権使用の機会
を与える事で、逆に伝送路使用効率の低下をきたしてい
た。又、アクセス頻度の少ない装置、特にワークステー
ション等が多数伝送路上に接続されていると、トークン
の送信時間及びその前後のオーバヘッド処理時間がロス
タイムとなり、結局、再び次に送信権を得るまでｇ時間
が長くなり更に伝送路使用効率が悪化していた。

以上の事実を考察してみると、伝送路の使用効率を上げ
、結果としてネットワークシステム全体の処理能力を上
げる方法として、次のような方法が考えられる。つまり
、伝送路に対するアクセス頻度の高い装置と低い装置と
の間で、その頻度の割合に応じて送信権を与れば上記問
題は解決されるわけである。ネットワーク全体の処理能
力を上げる方法として伝送速度そのものを上げているシ
ステムがみられるが、伝送速度上昇に伴うノ＼−ドウエ
アの改造が全ノードに必要となりコストの上昇はさけら
れないものであった。また、改造を実施しても本発明の
主目的の１つである伝送路の使用効率の上昇の問題が解
決されるわけではないことは明らかである。

［目的Ｊ 本発明の目的は、トークンパス方式の有効性を活かしな
がら、高使用頻度のノードに対しては伝送速度をあげた
のと同等の効果を持ち、且つ低使用頻度のノードには何
ら改造を加える事な〈従来の性能を維持するようなデー
タ通信制御方式及び装置を提供する事にある。

本発明の上述した目的は、例えば第３゛図及び第４図に
示すようなデータ通信制御方式により達成される。図に
わいて、従来の全メートで構成される論理リング（第４
図）の他に、伝送線に対するアクセス頻度の高いノード
（以下高速ノードという）のみで構成される論理リング
（第３図）を設け１次に「特別トークン」と「通常トー
クン」という２種類のトークンを設定し、通常トークン
がネットワークを巡回する時は、該通常トークンは全ノ
ート（第４図）を巡回しく以下、この状態を低速モード
という）、また特別トークンがネットワークを巡回する
時は高速ノードのみ（第３図）を巡回しく以下、この状
態を高速モードという）、結果としてネットワークシス
テム全体の高速アクセスを可能にする。

また本発明の上述した目的は、例えば第１図に示すよう
なデータ通信制御装置により達成される。即ち、上述し
た伝送制御方式を制御する制御装置として特別トークン
と通常トークンを判別する手段１７、高速モードと低速
モード通信の割合を制御するカウンタ１８、高速モード
と低速モードにおいてそれぞれのトークンを送るべき次
のノードのアドレ°スを保持するメモリ１３．１４など
主要な要素を高速ノードの伝送制御装置内に実現するわ
けである。

［実施例］ 以下、添付図面を参照して本発明に係る一実施例のデー
タ通信制御方式及び装置を詳細に説明する。

第１図は高速ノードとして機能することの可能な一実施
例のデータ通信制御装置について、その主要な伝送制御
部構成を示すブロック図である。

図において、ｌはバス構造の伝送路、２は装置を伝送路
ｌに接続するためのコネクタ、３は装置が伝送路ｌとの
間で信号をやりとりするためのトランシーバ、４はトラ
ンシーバ３が受信した信号をクロックとデータ゛に分離
して復調する受信復調部、５は復調された受信データを
ビットシリアルからビットパラレルに変換するＳ／Ｐバ
ッファ、６は送信データをビットパラレルからビットシ
リアルに変換するＰ／Ｓ八ツ八ツフチはビットシリアル
に変換された送信データをクロックで変調してトランシ
ーバ３へ送り出す送信変調部、８は本実施例装置の通信
制御を掌る通信制御部である。

該通信制御部８はハードウェアで構成することも、或い
はマイクロプロセツシングユニツ）　（ＭＰＵ）で構成
することも可能である。図はマイクロプロセッシングユ
ニットがプログラムに従って実行する機能や、プログラ
ムの実行に従って使用されるメモリの構造をブロック化
して示した。

ここで、９は通信制御に係る各ブロックの動作を予め決
められた順序に従って動作するよう制御するシーケンス
コントローラ、１０は自ノードの論理アドレスを記憶し
ている自ノードアドレスメモリ、１１は通常トークンの
パターンを記憶している通常トークンパターンメモリ、
１２は特別トークンのパターンを記憶している特別トー
クンパターンメモリ１．１３は通常トークンを次にわた
すべきノードのアドレスを記憶している通常トークン宛
先メモリ、１４は特別トークンを次にわたすべきノード
のアドレスを記憶している特別トークン宛先メモリ、１
５は送信データが記憶される送信データメモリ、１６は
受信データが記憶される受信データメモリ、１７はシー
ケンスコントローラ９により与えられる所定のシーケン
スと同期の下にＳ／Ｐバッファ５の出力とメモリ１０゜
１１．１２の何れかの出力とを比較する比較部、１８は
受信データについて比較部１７が自ノードアドレス宛の
特別トークンであることを判別した回数をカウントする
特別トークン周回カウンタである。尚、装置の種類によ
り異る部分、例えばファイルサーバであれば大容量ディ
スクやその制御機構、及び電源等の部分に関しては図示
しない。

以上の構成において、先ず、本実施例の通信方式の概略
を説明する。第３図は特別トークンが巡回している時の
論理リング構成を示す図である。

また、第４図は通常トークンが巡回している時の論理り
′グ構成を示す図１ある・両図には各／　−：、１ドの
種類と論理リングが構成されている順番が具体的に示さ
れている。例えば、＃ＩＦＳは論理アドレス＃ｌのファ
イルサーバ装置であることを示す。同様にして、＃３Ｈ
Ｏ３Ｔは論理アドレス＃３のホストコンピュータ、＃７
ＣＳは論理アドレス＃７のコミニュケーションサー／＜
９１＃１ＱＧＷは論理アドレス＃ｌＯのゲートウェイ装
置であることを示している。ゲートウェイ装置ＧＷは他
のローカルエリアネットワ二りと接続するための装置で
ある。以上例示した装置は一般に高速ノードに分類され
るべき装置である。一方、第４図の中で＃　ｎ　Ｗ　Ｓ
で示されているものは論理アドレス＃ｎのワークステー
ションであり一応低速ノードと分類されるべき装置であ
る。

従来のトークンバス方式では高速ノードも低速ノードも
区別なくｌのトークンが各ノートを一律に巡回しその論
理リングは例えば第４図の状態になっていた。しかし、
本実施例の通信制御方式によれば通常は第３図に示す如
く高速ノードのみ、つまり送信権使用の機会を多く必要
とする伝送装置のみの間で特別トークンが巡回する論理
リングが構成されており、該特別トークンの巡回した回
数が所定数に達すると通常トークンを全ノードに回して
第４図の論理リング状態に遷移し、該通常１・−クンが
全装置を−・周すると、再び第３図の論理リング状態に
戻る。この通信制御方式の特徴は、第３図の論理リング
を構成する高速ノードのみに第１図における特別トーク
ンパターンメモリ１２とか、特別トークン周回カウンタ
１８とか、特別トークン宛先メモリ１４等の構成を設け
ればよいことである。

さて、本実施例の通信制御方式では高速モードから低速
モードへ、又はその逆のモードへの切換えの引き全役を
果たすメートが必要となるが、そのノードを「仮マスタ
」と名付けることにする。

この場合、例えば仮マスクとは自己の保持する特別トー
クン宛先メモリ１４の値が自ノードアドレス１０より小
さい値をもつ高速ノードと決定すれば、論理アドレスが
２装置間で重複する事はあり得ないから仮マスクは一義
的に決まることになる。本実施例ではアドレス＃ｌＯの
＃１０ＧＷが仮マスタとなるわけである。

以下、第２図のフローチャートをｔ照して本実施例の説
明をする。第２図は第１図に示す通信制御装置の動作を
示すフローチャートである。ステップ１００のスタート
処理では通常トークン宛先メモリ１３、特別トークン宛
先メモリ１４、特別トークン周回カウンタ１８等がその
ネットワークシステムの構成に合致するよう適当な値に
セットされる。例えば、＃１００Ｗにおいて特別トーク
ン宛先メモリ１４には１　”が、通常トークン宛先メモ
リ１３には“１１パがセットされ、又１０回に１回の割
で通信制御を高速モードから低速モードへ移行するとす
れば、特別トークン周回カウンタ１８には“１０”をセ
ットすればよい。

次に受信復調部４でフレームの受信待ち（ステップ１ｏ
ｉ）をし、フレームを受信すると受信フレームのアドレ
ス部をＳ　／　Ｐ　／”ツファ５に入れ、シーケンスコ
ントローラ９は自ノードアドレスメモリ１０を選択して
比較部１７にて自ノードアドレスと受信フレームのアド
レス部を比較する（ステップ１０２）。自ノードアドレ
スとの一致”が得られると、次にトークンがチェックさ
れる。受信フレームのトークン部分がＳ／Ｐバッファ５
に入　１つた時、シーケンスコントローラ９により特別
トークンパターン１２と通常トークンパターン１１が順
番にセレクトされ比較部１７で比較される（ステップ１
０３とｌ　ｌ　１）。もし特別トークンパターンと一致
しているときはステップ１０４に進み送信データの有無
を調べる（ステップ１Ｏ４）、送信要求がある時はデー
タ送信処理（ステップ１０５）を行なう。引き続き、特
別トークン周回カウンタ１８の内容が１カウントダウン
され（ステップ１０６）、その値が０になったか否かが
調べられる（ステップ１０７）。該判別が０でないとき
は特別トークン宛先メモリ１４と特別トークンパターン
１２がシーケンスコントローラ１９により選択され、ｐ
　／　Ｓ／＜ツファ６、送信変調部７を経由してトラン
シーバ３より特別トークンフレームが伝送路ｌに送出さ
れる（ステップ１１０）。そしてフローはフレーム受信
待ち状態（ステップ１０　’１　）に戻る。即ち、上述
した処理で特別トークンは第３図に示される如く高速ノ
ードのみを周回し、特別トークンの速い周回速度により
ネットワークサービスが行なわれる。

さて、前記処理を何回か実行すると仮マスクの特別トー
クン周回カウンタ１８はＯに達する（ステップ１０７）
。フローはステップｌＯ８に進み、再び特別トークン周
回カウンタ１８に初廟値をセットする。次に１通常トー
クン宛先メモリ１３と通常トークンパターン１１がシー
ケンスコントローラ９により選択され、通常トークンフ
レームが伝送路ｌに送出される（ステップ１０９）。

この例では通常トークン宛先アドレスが“”　１１　”
である。こうして、高速モードから低速モードへの切替
の際の最初の通常トークンは仮マスタから送出されるわ
けである。

さて、この通常トークンは低速モード下で第４図に示す
ような論理リング状態で巡回するわけであるが、仮マス
クでない高速ノード、例えば＃ｌＦＳの高速メートに通
常トークンが到達した時の処理を以下に述べる。処理は
ステップ１０１→ステツプ１０２→ステツプ１０３→ス
テツプ１１１→ステツプ１１２→ステツプ１１３と移行
し、ステップ１１４で自己が仮マスクか否かを調べる。

その判断方法は、前述したように自ノードアドレスメモ
リｌＯと特別トークン宛先メモリ１４の各内容の大小で
判別する。この場合、仮マスクでないから自己の特別ト
ークン周回カウンタ１８を初期値（本例では”　１０　
”　）にセットしくステップ１Ｏ８）、通常トークンパ
ターンメモリ１１から読み出した通常トークンを通常ト
ークン宛先メモリ１３から読み出したノードに送出（ス
テップ１０９）して低速モードを維持する。仮マスク以
外の高速ノードにおいては、特別トークン周回カウンタ
ー８に係、るカウントダウンのフローが有用な制御には
使われていないが、ネットワークが動的に変更されて当
該高速ノードが仮マスクになる事もあり得ると予想し、
カウントダウンのステップ１０６が組み込んである。

一方、通常トークンが１周してきて仮マスクである高速
ノード＃１ＯＧＷに再び到着すると、処理はステップ１
０１→ステツプ１０２→ステツプ１０３→ステツプｌｌ
ｌ→ステツプ１１２→ステツプ１１３→ステツプ１１４
・までくる。この場合、仮マスクであるから判別はステ
ップ１１０に進み特別トークンを特別トークン宛肉メモ
リー４のノードに送出する（ステップ１１０）。即ち、
通信制御が低速モードから高速モードへと、第４図の論
理リングの状態から第３図の論理リングの状態へと戻っ
たわけである。

［効果］ 以上説明した如く本発明によれば、伝送路の物理的な伝
送速度が従来と同一であっても、伝送要求の多く発生す
る共有装置のような高速ノードに対しては非常に短い周
期でネットワークサービスが行なえるから伝送路利用効
率が格段に改善される。また、伝送要求発生の少ない装
置は従来通りの装置構成及び制御手順でそのまま併用可
能であり、安価なる高性能データ伝送システムの構築が
容易に行える。さらに、伝送システムの規模が大きくな
る捏水発明に係る通信制御方式は高速モード低速モード
の相対通信速度が向上し、共有装置等の利用率がアップ
するという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に係る一実施例の高速ノードの伝送制御
部構成を示すブロック図、 第２図は伝送制御部の動作を示すフローチャート、 第３図及び第４図は本発明に係る一実施例のデータ伝送
制御方式における２通りの論理リング構成を示す図であ
る。 ここで、１・・・伝送路、２・・・コネクタ、３・・・
トランシーバ、４・・・受４８　復ｔＡ　ｍ、５・・・
Ｓ／Ｐバッファ、６・・・ｐ　／　Ｓ／＜ツファ、７・
・・送信変調部、８・・・通信制御部、９・・・シーケ
ンスコントローラ、１０・・・自ノードアドレスメモリ
、１１・・・通常トークンパターンメモリ、１２・・・
特別トークンパターンメモリ、１３・・・通常トークン
宛先メモリ、１４・・・特別トークン宛先メモリ、１５
・・・１送信データメモリ、１６・・・受信データメモ
リ、１７・・・比較部、１８・・・特別トークン周回カ
ウンタである。

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）トークンバス方式のデータ通信制御方式において
   、伝送路を巡回する複数種のトークンを設け、該トーク
   ンの内所定のトークンは所定の組み合せによる伝送装置
   間を巡回し、また前記トークンの自他の所定のトークン
   は他の所定の組み合せによる伝送装置間を巡回する如く
   構成し、前記伝送路上において前記複数種のトークンの
   巡回が時分割して実現される事を特徴とするデータ通信
   制御方式。
2. （２）所定の組み合せによる伝送装置間とはデータアク
   セス頻度の高い伝送装置からなり、他の所定の組み合せ
   による伝送装置間とは前記データアクセス頻度の高い伝
   送装置を含み且つそれよりデータアクセス頻度の低い伝
   送装置からなる事を特徴とする特許請求の範囲第１項記
   載のデータ通信制御方式。
3. （３）所定のトークンが伝送路を所定回数巡回した後に
   、他の所定のトークンが該伝送路を他の所定回数巡回す
   る事を特徴とする特許請求の範囲第１項記載のデータ通
   信制御方式。
4. （４）トークンパス方式のデータ通信制御方式に使用す
   るデータ通信制御装置において、伝送路を巡回する複数
   種のトークンと、該トークンの′種類に応じて相違する
   複数のトークン宛先アドレスと、受信フレームの中から
   前記複数種のトークンを識別するトークン識別手段と、
   該トークン識別手段の出力により所定のトークンが周回
   した回数を計数する計数手段を備え、該計数手段の計数
   値が所定値に達したときに、前記複数種のトークンの内
   受信したトークン以外のトークンを選択して、該選択し
   たトークンをこれに対応するトークン宛先アドレスに送
   信する事を特徴とするデータ通信制御装置。