JPS6043941A - 多重アクセスデ−タ通信システム - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は複数のユーザシステムを、安価にか一つ信頼性
高く相互接続するための多重アクセスデータ通信システ
ムに関する。

〔従来技術〕

多重アクセスデータ通信システムの現状を示す良い例と
して米国特許第４０６３２２０号および第４２１０７８
０号がある。前者には、同期ベースバンド信号方式の多
重アクセスデータ通信システムが示されており、後者に
は、非同期のスタート・ストップ信号を有するキャリア
変調方式の多重アクセスデータ通信システムが示されて
いる。

これらのシステムはいずれも、バスと装置との間のイン
ターフェースを行うために、複雑な送受信機構および接
続機構が必要である。

これら２つの多重アクセスデータ通信システムは専用の
マルチバイ１〜バツフアおよび制御回路を必要とし従っ
てそのために余分の費用がかかる。

また特に米国特許第４２１０７８０号に示されている多
重アクセスデータ通信システムは、送受信機構において
変調式通信を行うために高価なモデムを装備しなければ
ならない。

今１」、経済性の観点から、パーソナルコンピュータが
ユーザにとって有益なものとなってきた。

こうしたコンピュータは高価なコンピュータと比べれば
処理速度が遅い場合もあるが、にもかかわらすそうした
コンピュータは応用が効きまた広く一般に梓及している
。小規模の個人向けの事務のように大−１５Ｌのデータ
を高速に取扱う必要のない比較的簡ｊｌｉなデータ処理
を扱うユーザには特に広く使用されている。

そうしたユーザはパーソナルコンピュータを数台持って
いる場合が多く最終的には様々な目的からそれらを相互
接続するはめになる。従ってユーザは米国特許第４０６
３２２０号による多重アクセスバスの接続を好ましいと
思うであろう。というのは、この多重アクセスデータ通
信システムは、ユーザ装置とは別の高価な″ヘッド・エ
ンド″装置とか主制御装置は必要でなく、また、１つの
リンクノー１〜が故障しても全体のネッ１〜ワークが役
に＼′／：たなくなることもなく、さらに同期ベースバ
ンド信号方式は高価なモデムを必要としないがらである
。しかしながら、同期ベースバンド信号方式自体は安価
ではない。何故なら、この方式は、送受信機構とバスと
の間でタイミングを正確に調整して、複数個のバイトを
順次バッファしなければならなず、送受機構のインター
フェースにおいて常時リアルタイ１１にこれを処理する
ために専用の複雑なハードウェアを必要とするからであ
る。

〔発明が解決しようとする問題点３ 以上に示したように従来の多重アクセスデータシステム
においては、バスと装置とを接続するためのインターフ
ェース手段は複雑かつ高価であった。

従って本発明の目的は、複数のユーザシステムを安価に
かつ信頼性高く接続する多重アクセスデータ通信システ
ムを提供することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

１以上の情報単位を有するパケットがバスを介して転送
される。各々のパケット内においては、情報単位、例え
ばバイトを構成するデータビット信号のグループが、ス
トップ・スタート信号にょつて境界設定される。ストッ
プ・スター１〜信号は、関連する情報ビットグループを
受取る際の、時間Ｊ、（’１（、Ｑとして用いられる遷
移レベルを与えるものである。本発明の多重アクセスデ
ータ通信システムにおいては、予め設定された制限時間
の間、所与の信号レベルが維持されれば、バスへのアク
セスか許可される。所与の信号レベルは、ストップ信号
の送信に用いられるレベルであり、制限時間は、１バイ
１〜のデータおよび１対のストップ信号・スター１〜信
号の送信に割り振られた時間よりも長い。

制限時間を超えて所与の信号レベルが維持されれば、バ
ス筒用信号が発生され、そのときユーザ局か送信可能状
態にあれば送信を開始する。

バス信号がスタート信号のレベルからスター１〜信号の
レベルに遷移すると、制限時間を測定するタイマがリセ
ットされる。バス筒用信号が発生されている間にこれか
生ずると、ユーザ局のユーザシステ１１に割込みが通知
される。その際、当該ユーザシステ１１が送信を行って
いない場合は、その割込みによって新しいパケットの到
着を認識して、そのパケットを当該ユーザシステムに転
送するかどうかを決定するためにバケツＩ−の最初のバ
イｌ〜（宛先アドレスを表わす）を検査する。バス信号
のレベル遭移が生じる際に、当該ユーザシステムが送信
中であれば割込みは抑止されてユーザシステムは衝突を
調べるために最初の受信パイ１〜を評価する。当該ユー
ザシステムが送信を行っておらず、かつ、そこがパケッ
トの宛先でない場合は、パケットの残りを無視するよう
指示して主処理タスクに復帰する。当該ユーザシステム
がそのパケットの宛先ならば、パケットを受信し、検証
し、かつ記憶する。

〔実施例〕

第１図について説明する。第１図は、本発明を利用する
のに適したバス通信システｌ＼の環境を表わしている。

このバス通信システムは双方向性のバス１、終端抵抗２
、および終端抵抗３を有し、さらに、ユーザ局（アクセ
スノード）Ａ、Ｂ、・・・・およびＮの接続位置には受
信タップ４を有する。

終端抵抗２および３はアースへの導電接続を与えるもの
である。５は各接続位置とアースとの間の分布容置を表
わしている。

このバス通信システムの環境のもとで用いられる本発明
を利用した各ユーザ局の構成を第２図に示す・・ ユーザ局はユーザシステム７および接続機構６を有する
。接続機構６は送受部およびアダプタ部を有し、バス１
とユーザシステム７との間のインターフェースとしい働
く。接続機構６は、ごくわずかの論理機能および記憶機
能を有する点から言ってｍＱｉなものである。接続機構
６は非同期ベースバンド信号の形式によってバス１との
間で情報ピッ１〜を直列的に送受する。接続機構６は、
この直列的な情報ビットをビット並列バイト直列形成に
よってユーザシステム７との間で送信を行う。

接機構６はバス１のアクセスが可能がどうかを判定して
自局から転送を開始する。接続機構６はどんな場合でも
１回に１パイ１〜の情報しか処理（およびバッファ）し
ない。

ユーザシステム７は汎用の安価なコンピュータ８、ユー
ザインターフェース１６、および周辺装置９を有する。

コンピュータ８は例えば１チツプマイクロプロセツサを
主要部とするパーソナルコンピュータであり、周辺装置
９は例えばディスク・ドライブ、プリンタ、ディスプレ
イ、およびキーボード等である。

ユーザ局はバス１を介して可変長のデータパケットを他
のユーザ局に送る。その際ユーザ局はバス１のアクセス
権を獲得するための、ＣＳ　ＭＡ／ＣＤ（衝突検知式の
搬送波感知多重アクセス）プロトコルを使用する。この
Ｃ８ＭＡ／ＣＤプロトコルによって、ユーザ局は、バス
の空き状況を感知してただちにデータパケットの送信を
開始することができる。ユーザ局はデータパケット送信
中に、自身の送信するデータパケットと、バス１がら受
取るビット信号とを比較して、衝突を検知した場合には
送信を打き切る。送信は打ち切られてからバックオフ遅
延間隔の後、ユーザ局によって再びスケジュールされる
。こうした遅延間隔は、同じ衝突ユーザ局に再衝突の可
能性を減するために任意に設定される。

本実施例で用いるパケットの形式、およびパイ１−信号
形式を第３図および第４図にそれぞれ示す。

第；３図のパケット形式について説明する。１つのパケ
ットは初めに８バイトの制御見出しを有する。

８ハイｉ〜の制御見出しの後には、可変数のデータハイ
１〜が続く。８バイ１〜の制御見出しは、宛先ア１−レ
スバイトｒ）ハ、起点アドレスバイトＯＡ、制御バイト
Ｃ、シーケンス番号バイトＳ、２バイトかｌう成るパイ
１〜カウントフィールドＢＣ１および、２バイトから成
る第１のＣＲＣフィールドによって構成される。第１の
ＣＲＣフィールドは、制御見出しの正しい転送を検証す
るために使用される。

これに続くデータフィールドＤＡＴＡは０ないし５３２
バイトのデータを有し、この後に２バイトから成る、第
２のＣＲＣフィールドが続く。第２のＣＲＣフィールド
はデータフィールドＤＡＴＡの正しい転送を検証するた
めに使用されるが、データフィールＩり’　Ｉ）　Ａ　
ＴΔがない場合は、第２のＣ１＜Ｃフィールドは発せら
れない。制御見出しの機能について次に説明する。

宛先アドレスバイＩ−Ｄ　Ａは、バケツ１へが送られる
ノートを定義する。バケツ１〜は、１つのノードまたは
全てのノードを宛先とすることができる。

ただし全てのノードを宛先とする場合は、そのために用
意された特別の回報通信アドレスが使用される。起点ア
ドレスバイトＯＡはパケット送信源の場所（送信局）を
定義する。受信局は、ＡＣＫその他の応答を返すときに
この起点アドレスバイトＯＡを利用する。

制御バイｌ−Ｃは、パケットのタイプを定義する。

本発明においては、２つのパケットタイプを規定してい
る。１つは、ノード間で情報すなわちデータを転送する
ための情報バケツ１〜であり、もう１つは情報バケツ１
〜転送の信頼性を高めるための制御パケットである。制
御バケツ１〜はさらに７種類のサブタイプに細分される
が、情報バケツ１〜は１種類だけである。これらは制御
パイ１−Ｃにおいて８つの異なるコードの組合せによっ
て区別される。

制御バケツ１〜のサブタイプ７種類を以下に示す。

（イ）　ＡＣＫ；情報パケットの受取りを確認する肖定
応答制御バケツ１〜 （ロ）　ＣＯＮ；起点ノードと宛先ノード間の仮想接続
を設定する接続制御パケット （ハ）　００ＯＮ：以前に設定された仮想接続をシＩｊ
る切断制御パケット （ニ）　ＡＢＴ；現在活動状態にある仮想接続を打き切
る打ち明り制御バケツ１〜 （ホ）　＋３ＤＣ３Ｔ；全てのノートへの受取りを簸、
味する回報通信制御パケット （へ）　ＲＥＴ；ＣＲＣエラーの生じた情報バケツ１〜
の再転送を要求する再転送制御バケツ１〜（１〜）　Ｒ
ＪＣＴ；シーケンス外の情報バケツ１−を受取ったこと
、またはユーザ局の受取りの態勢が整一）でいないこと
を示す拒否制御パケットシーケンス番号パイＩへＳを用
いて、ＡＣＫバケツ１へが情報バケツ１へ送信源に到達
しない場合に余分なバケツ１−を受取ることのないよう
にすることができる。シーケンス番号は、宛先ノードに
よって受取られ確認された情報パケットを起点ノードが
送信するたびに１ずつ増分される。

バイトカウントフィールドＢＣは、制御見出しの後に続
く情報バイトの数を定義する。バケツｉ〜が制御パケッ
トの場合は、パイ１〜カウントフイールドＢＣの値はゼ
ロである。

見出し用ＣＲＣの値は制御見出しの送信中に計算されて
、制御見出しの最後に付加される。受信局はこの計算を
反復し、自身の計算したＣＲＣと受信したＣＲＣとを比
較する。これらの値が一致しいない場合は、バケツ１〜
の残りは無視される。

情報バケツ１−の中のデータは、受信局のユーザシステ
ｌ、による解釈および肯定応答を必要とする指令を含む
場合がある。データフィールドＤＡＴＡに続く第２のＣ
ＲＣは、転送中に送信局のユーザシステムによって計算
されて、データフィールドＤＡＴＡの後に最後の２パイ
１〜として伺加される。受信局のユーザシステムは、受
信と同時に同様の計算を行い、自身の計算したＣＲＣと
、受信したＣＲＣとを比較する。これらの値が一致しな
い場合は、再送要求を送信局に戻す。

第４図はバスｌにおいて用いられる非同期ピッ１−直列
信号形式を表わしている。各々のバイト信号は、ストッ
プビット、スタートビット、および８−）の情報（デー
タ）ピッ１−を有する。ピッ１−信号ばベースバント方
式に従っている。すなわち、搬送波変調は行われない（
けれどもピッ１へ信号はユーザシステ１１内の論理振幅
レベルよりも増幅される場合もある）。ストップピッ１
−および情報ビン１〜”　Ｉ　”は、低電圧（アース）
レベルによって表わされ、スタートピッ１〜および情報
ビット”　ｏ　”は、高電圧（電源電圧）レベルによっ
て表わされる。

パイ１〜のタイミングは、ユーザシステムの動作特性に
適合される（これは後に説明する）。これはハイ１〜！
Ｒ７ｉ送速度に事実−に制限する。実施例においてはこ
の転送速度は比較的遅く１秒あたり５７８０．３５パイ
１〜である。ストップビットとスター１〜ヒツ１への間
の遷移は、後続の情報ビットの受取りに備えて受信ノー
の発振器を同期するための時間数（（１″点をＩｊえる
。

第５１ＡＩは、送受部・アダプタ部から成る接続機構６
の全体の構成、およびバス１とユーザシステム７との間
のユーザインターフェース１６を表わしている。第６図
はバスｌのアクセスを制御するプログラム可能なアクセ
スタイマ１８の詳細を示す図である。第５図において、
１２が接続機構６のアダプタ部、１３が接続機構６の送
受部を表わしている。

第５図について説明する。送受部１３は、３状態送信駆
動回路１３．１、および受信増幅器１３゜２を有する。

アダプタ部１２は出力シフタ１４および入力シフタ１５
を有する。これらのシフタは、ユーザインターフェース
１６と送受部１３との間で情報信号の受渡しを行う。入
力シフタ１５は、バス１から受取った情報ビットを直並
列変換し、出力シフタ１４は、バス１へ送る情報ビット
を並直列変換する。タイマ■７は、入力シフタ１５およ
び出力シフタ１４のシフトを制御し、ハス１とこれらの
シフタとの間のピッ１へ転送およびパイ１〜転送の時間
調整を行う。出力情報は、線１４．１のゲート信号によ
って出力シフタ１４に入って、ＯＩ２ゲートｌ／１．２
を介してバス１にシフトアウトされる。このシフ１−ア
ウトの際、タイマ１７の動きによってＯＲゲート１４．
２のところでスター１〜ピツ１〜およびス１ヘツプビツ
１〜が挿入される。

人力情報はＡＮＤゲーｈ１５．］においてスター１〜ピ
ッ１−才？よびストップピッ１〜が除去されて、入力シ
フタ１５にシフトインされ、さらに線１５．２のグー１
〜信叶によってユーザシステムに送られる。

アクセスタイマ１８はバス１のアクセス可能状況を判定
するために用いられ、バス信号が低レベルに落ちるとタ
イムアウトを開始する。この信号ｌノベルが予め定めた
しきい値時間Ｔ（この時間Ｔは、ストップビットおよび
スタートビットを含む１バイ１〜の転送に割振られた時
間よりも長く、実施例においては、１７３マイクロ秒よ
りも長い）の間持続すれば、アクセスタイマ１８はバス
１が空き状態であることを意味するバス筒用信号ＢＡを
発生し、その信号は線１９を介してユーザシステムに、
また線２０を介してタイマ１７にそれぞれ送られる。

アクセスタイマ１８がリセットされると（バス信号が高
レベルに遷移する時はいつでもリセットされる）、バス
可用信ＢＡがすでに発生されていれば、それは落とされ
る（ただし誤動作を避けるために若干の遅延を伴う）。

アクセスタイマ１８は、線２１を介してユーザシステム
の外部リセット信号ＸＲによってもリセツ１−できる。

バス筒用信号ＢＡが発生され、かつユーザシステムが送
信可能状態にある場合は、ユーザシステムは線２２上に
送信制御信号Ｅ／Ｔを発生し、ユーザインターフェース
］６を介してただちにパケットの送信開始する。バス１
に接続された他の局も同様なアクセス制御手順を有する
ので、それらの局がこの送信に干渉する場合がある。本
発明によるアクセス制御手段は、こうした干渉／衝突の
発生を検知して送信時期の時間調整を行う。

バスｌ上のストップビットからスタートビットへの遷移
、すなわち低レベルから高レベルへの遷移はタイマ１７
の遷移検知回路２３によって検知される。この遷移が新
しいパケットの到着を示していると（ＢＡ活動かつＥ／
Ｔ非活動）、タイマ１７はラッチ（図示せず）を作動し
て優先順位の高い割込み要求Ｉを線２４を介してユーザ
システ１１に送る。。

次に出力動作について説明する。ユーザシステ１１はパ
ケツＩ・情報を作成して、線１４．１上のゲー１へ信号
の制御のもとてそれをバイト単位で出力シフタ１４に送
る。アダプタ部１２は、タイマ１７の供給するシフト制
御信号Ｓ　Ｈの制御のもとで、ＯＲグー１−１４．２を
介してバス１へ情報をシフ１へアラ１〜する。前述のよ
うに、このシフ１ヘアウドの際、タイマ１７の働きによ
ってストップビットおよびスター１〜ピツ１〜が挿入さ
れる。パケットの初めの２バイトが処理されている間、
接続機構６士ンよびユーザシステムは協働して、バス１
における衝突を監視する。バケツ１−が転送されている
間、ユーザシステ１１はＣＲＣを剖算して、制御見出し
にその最後値を付加し、制御見出しの後にデータが続く
場合はさらにデータの後に付加する。

次ニ入力動作について説明する。接続機構６は、バス１
上のストップピッ１〜からスタートピッ１〜への最初の
遷移に応答して、ユーザシステムに割込む。情報はＡＮ
Ｄゲー１〜１５．１を介して入力シフタ１５に入ってく
る。ストップビットおよびスタートピッｌ〜は、受信の
際の同期には用いられるが、入力シフタ１５には送られ
ない。入力シフタ１５においてバイトが構成されるたび
に、線１５゜２のグー１−信号の制御のもとてユーザイ
ンターフェース１６を介してそのバイトが転送される。

ユーザシステムは第１のバイトすなわち宛先アドレスバ
イトＤＡを検査して、残りの情報を受信するかまたは無
視するかを接続機構６に指示する。

第６図について説明する。アクセスタイマ１８は、入力
ゲート３１およびオーバーフロー出力３３を含む、カウ
ンタ３０を有する。入カゲー１〜３１は定数Ｋを供給す
るソース３２に接続されている。オーバーフロー出力３
３はラッチ３５のセット人力３４に接続されている。ラ
ッチ３５がセット状態にあるときは、ラッチ３５の出力
３６は前述のバス筒用信号ＢＡを与える。カウンタ３０
は、ラッチ３８がセットされているときにゲート３７を
通過したクロックパルスＣＬ　Ｋをカウントする。

ラッチ３８は、受信増幅器１３．２（第５図）かＩ″、
３９に受取られるバス信号が高レベルから低レベルに遷
移するたびにセットされる。前述のように、高レベルか
スタートピッ１〜、低レベルがストップビットを表わし
ている。−低レベルから高レベルへの遷移はインバータ
４０によって反転してラッチ３８をリセツ１−する。リ
セツＩ〜されるとラッチ３８はシングルショット回路４
１を作動して、カウンタ３０およびラッチ３５をリセツ
Ｉ〜するパルスを発生させる。

第６図において、ストップビットを伴う１バイ１−の転
送に割振られた時間を４２に示し、カウンタ３０がリセ
ツ１−されてからオーバーフローするまでの時間Ｔを４
３に示す。図かられかるように時間Ｔはバイト転送時間
よりも長い。通常の状況のもとでは、バケツ１〜送信中
のユーザシステムは連続するバイト転送間の経過時間を
時間Ｔ以上にすることはない。従って、バス信号が時間
Ｔまたはそれよりも長い時間、低レベルに維持されれば
バス１が空き状態にあることを意味する。

パケットの送受信のためにユーザシステムが実行するオ
ペレーションを、第７図ないし第１０図を参照して説明
する。第７図および第８図は、バス１のアクセス制御の
際に実行されるオペレーションの流れ図である。第７図
は送信アクセス、第８図は受信アクセスを表わす。第９
図および第１０図はピッ１〜転送、バイト転送およびパ
ケット転送の際に実行されるオペレーションの流れ図で
ある。第９図が送信、第１Ｏ図が受信を表わす。

第７図において、最初の２つの判断ステップ６０では、
ユーザシステムが送信可能状態にあるか否か、およびバ
ス１が筒用が否がが調べられる。

ユーザシステムは、パケット情報を作成してそれを適切
な記憶場所に書込むと、送信可能状態になる。バス１が
筒用か否かは線１９上のバス専用信号ＢＡによって示さ
れる。

以上の送信アクセス条件を満足すれば、ユーザシステム
は、６１に示すオペレーションに進む一０６Ｉにおいて
は、線２１を介する外部リセツ１〜侶号ＸＲによってア
クセスタイマ１８がリセツ１〜される。線２２および線
１４．１の信号を適切に活動化して第１のハイド（すな
わち宛先アドレスバイ１〜Ｉ）Δ）を接続機構６へ送る
。こうして接続機構６は出力シフタ１４において宛先ア
ドレスバイ１〜Ｉ−）Δを並列ピッ１へ形式で受取って
、それを直列ピッ１〜形式でバス１に送る。この時タイ
マ１７によ−）で挿入されるスター１〜ピツ１〜および
ストップピッ１−は、宛先アドレスバイｌ−Ｄ　Ａの前
後にそれぞれイ」加される（このような非同期式スター
１〜・ストップ通俗に関しては周知であるので詳述はし
ない）。宛先アドレスバイトＤＡが送信されている間（
例えば第５図において線２６の受信制御信号Ｅ　／　Ｒ
が活動化されることによって）送受部１３の受信増幅器
１３．２を活動化して、バス１を監視し、バス）に干渉
／衝突状態が発生したかどうかを判定する。この判定は
、線１５．２のグー１〜信号の制御のもとてバスｌおよ
び入力シフタ１５を介して受取るバイトと、送信された
バイトのゝ複製と、を比較することによって行われる。

６２において、衝突の有無を判定し、衝突がある場合は
、ユーザシステムは６３へ進み、衝突がない場合は６４
へ進む。６４においてユーザシステムは第２のバイ１−
（すなわち起点アドレスバイトＯＡ）を検索して、その
バイトを接続機構６に送り（この間、接続機構６は送信
および受信がいずれも可能な状態にある）、バス１を監
視する。

６５においてユーザシステムは衝突の有無を調べ、その
結果に応じて次のオペレーヨンを決める。

判断ステップ６２または６５において衝突が発生したと
判定されると、ユーザシステｌ＼は６３の終結動作に進
む。６３においてユーザシステムはただちに送受部１３
を非活動化し、米国特許第４０６３２２０号に記載の如
き乱数発生器を利用して遅延時間を選択し、この遅延の
後に同じパケットを再送するようスケ−ジュールし、バ
ス１に関連した現タスクオペレーションを終結する。６
５において衝突がないと判断されると（これは起点アド
レスバイト○Ａの転送後である）、ユーザシステムは、
６６に進み、残りのパケット転送をｆ５う（これは後の
第９図において説明する）。

第８図について説明する。第８図は、入力バケツ１〜の
受諾（および記憶）または拒否のための処、１１１！　
ｉｒ’ａ　Ｊ！ｄを示す。接続機構６が新しく到着した
バケツｊ〜に係るスタート遷移を検知すると（バス筒用
信″；′３ＢＡが発生され、かつ送信制御信号Ｅ／Ｔが
発生されていないときに回路２３の出力によって示され
る）、ユーザシステ１１とバス１とを受信モードでリン
クするために判断ステップ７０および７１を通って７２
に進む。７２において、接続機構６は線２４を介して優
先割込み要求■をユーザシステ１１に送り、アクセスタ
イマ１８をリセッ１へする。この間、ユーザシステムは
受信制御信号Ｅ／Ｒを供給し続けている。その後、ユー
ザシステムと接続機構６は協働して、第１０図に示す流
れ図に従って、入力バケツ１〜を受取る（および記憶す
る）かまたは無視する。判断ステップ７１においてバス
１が使用不能である場合（すなわち入力バケツ１〜の連
続して到着するバイト間で生じたスタート遷移の場合）
は、接続機構６はアクセスタイマ１８をリセッ１〜しく
７３）、最初の判断ステップ７０に戻る。

第９図は、情報パケットを送信する際にユーザシステム
が実行する処理過程を表わす流れ図である。

今、ユーザシステムが送信可能状態にありかつ接続＃に
構６からバス可用信号ＢＡを受取っていると仮定すると
、ユーザシステムはその記憶装置から最初の制御見出し
バイト（宛先アドレスバイトＤＡ）を検索し接続機構６
を介してバス１へそれを転送する（８１ないし８３）。

ユーザシステｔ１は転送されるバイトに関連するＣＲＣ
を削性して保管する（８４）。ユーザシステ１１はバイ
トの検索に使用された記憶アドレスを増分する（８２）
。

接続機構６からバス１への送信と同時に、ユーザシステ
ムは最初のバイトに関してバスＪの衝突を監視するため
に判断ステップ８５がら８６ないし８９の方へ進む。ユ
ーザシステムは受信したバイトと、自身が保管した宛先
アドレスパイ１〜ＤＡの複製とを比較する。これらが一
致しなければ、衝突が認識されてユーザシステムは送信
器と受信器を非話動化して転送を打ち切り、再転送をス
ケジュールする（９０）。打ち切られた転送が再開され
るまでは、ユーザシステムは他のタスクを実行できる。

受信したパイ１〜と宛先アドレスバイｌ−Ｄ△が一致す
才しば、衝突がないことがＪ忍識されて、ユーザシステ
ムは判断ステップ８９から８２に戻り、２番口の制御見
出しバイトを検索して転送する。２番目のバイトに関し
ても同様な衝突監視を行うため、ユーザシステムは判断
ステップ９３から８６ないし８９の方へ進み、転送を延
期するかまたは転送を続行する。

続行の場合、ユーザシステムは、判断ステップ８９から
再び８２へ戻って３番目の制御見出しパイ（・を取出す
。３＃目の制御見出しバイト以降のバイトの転送の際は
バス１の衝突の監視はしない。

どのような干渉であってもその影響がすべてのアクセス
ノードの及ぶようにするため、最初の制御見出しパイ１
〜（ＤＡ）および２番目の制御見出しバイト（ＯＡ）の
転送に要する時間は、アクセスノード間の最大の伝搬遅
延時間よりも十分に大きい。また、衝突が発生した場合
はいつでもそれを検知するに十分な一意性がこれらの制
御見出しバイトのコードに俟えられている。

制御見出しまたはデータフィールドの最後のパイ１〜の
転送が終ると、ユーザシステムは判断ステップ９５から
９６へ進み、制御見出しまたはデータフィールドのため
の累算されたＣＲＣを転送する。転送を終ったのが、制
御見出しであれば、ユーザシステムは判断ステップ９７
から別の判断ステップ９８へ進み、パケッＩ・がデータ
フィールドを有するかどうかを判断する。パケットがデ
ータフィールドを有していれば、９９において最初のデ
ータバイトのアドレスを生成した後、８２に戻ってデー
タバイトの取出しおよび転送を行う。パケットがデータ
フィールドを有していなければ、９１へ進んで処理を終
了する。ユーザシステムは判断ステップ９５で最後のデ
ータバイトを検知すると、９６でデータ用のＣＲＣを転
送した後、判断ステップ９７から９−１へ進む。

第１０図は、情報パケットを受信する際にユーザシステ
１１が実行する処理過程を表わす流れ図である。

１）１ｆ述のように、バス可用信号ＢＡが発生されてよ
りす、かつバス信号レベルの遷移が検知されると、接続
機構６はユーザシステムに割込み要求■を送る。接続機
構６は、最初のパイｈのビットを抽出するための時間基
準としてストップビット信号からスター１−ビット信号
への遷移を用いて、最初のパイ１〜を受信する。最初の
バイトは、接続機構６からユーザシステムに送られ、当
該パケットが自局宛のものか否かが調べられる（判断ス
テップ１１１）。

バケツ１−が自局宛でなければ、受信処理は終了し、バ
ケツ１−の残りの部分は無視される。パケットが自局宛
であれば（回報通信の場合を含む）、接続機構６は活動
を継続し、１１２から始まるシーケンスによりパケット
の残りの部分を処理する。

接続機構６は制御見出しの後続の各バイトを受信し、そ
れをユーザシステムに送る。ユーザシステムは制御見出
し全体（最初の宛先アドレスパイ１−ＤＡを含む）のＣ
ＲＣを計算して、その最終値と受信したＣＲＣとを比較
する。

ＣＲＣ検査の結果誤りがなく、かつ受信したパケットが
制御パケット（すなわち制御見出しの後にデータフィー
ルドを有しないパケット）であれば、ユーザシステムは
判断ステップ１１５においてバイトカウントフィールド
ＢＣの値がゼロであることを検証する。バイトカウント
フィールドＢＣの値がゼロでなければ、ユーザシステム
は１１６へ進んで受信処理を終了する。１１６において
は、ユーザシステムは、受信パケットの送信源へ送られ
る拒否制御パケッＩ−ＲＪ　ＣＴを作成し、送信可能標
識をセットする。前述のように、バス可用信号が次に発
生されると、第７図および第９図のシーケンスが開始さ
れる。パイ１−カウントフィールドＢＣの値がゼロなら
ば、ユーザシステムは、判断ステップ１１５から１１７
へ進んで、後続スる処理のために起点アドレスバイトＯ
Ａおよびｌ制御パイ１−〇を記憶し、受信バケツ１〜の
送信源へ送ｒ）才しる片足応答制御パケットＡＣＫを作
成し、送信可能標識をセラ１〜し、受信パケットを処理
するプログラムタスクへの内部割込み要求をセットする
。送信可能標識がセラｉ−されている状態でバス可用信
号ＢＡが発生されるとユーザシステムは肯定応答制御パ
ケットＡＣＫを送信するために、第７図よりよび第９図
のシーケンスを開始する。

受信したパケットが情報パケット（すなわち制御見出し
の後にデータフィールドを有するパケット）であれば、
ユーザシステムは判断ステップ１１４から１１９へ進み
、例えば以前に交換された制御情報をみることによって
、当該ノードとパケツ１−送信源との間の仮想接続が確
立されていることを検証する。この検証はデータフィー
ルドが到着する前に行われる。もし仮想接続が確立され
ていなけれは、ユーザシステムは判断ステップ１２０か
ら１１６へ進み、受信処理を終了する。１１Ｇにおいて
は、前述のように、受信パケットの送信源へ送られる拒
否制御パケットＲＪＣＴを作成し、送信可能標識をセッ
トする。

仮想接続が確立されていると判断ステップ１２０から１
２１および１２２へ進み、パケットが正しい順序で受信
されたがどうがを検証する。この検証は、受信された制
御見出しの中のシーケンス番号バイトＳと、当該局がカ
ウントしたシーケンスカウント値とを比較することによ
って行われる。

もは受信順序が間違っていれば、受信パケットの送信源
に拒否制御パケットＲＪＣＴを返送するために、判断ス
テップ１２２から１１６へ進む。パケットが正しい順序
で受信されていれば、ユーザシステムは１２３および１
２４へ進む。

データフィールドを受信するためにユーザシステムは、
次に受信するデータバイトを記憶するための記憶場所の
アドレスを生成しく１２３）、そのデータバイトが接続
機構６において使用可能となった場合にそれを受取って
生成したアドレスの記憶場所に記憶する。そしてＣＲＣ
を累算して保管し、次にデータバイトを受取って記憶す
るためにアドレスを増分する。こうしてユーザシステム
は、判断ステップ１２５に進み、１２４で記憶したデー
タパイ１〜がデータフィールド中の最後のデータパイ１
−であるか否かを判断して、もしそのデータパイ１−が
最後のデータパイ１〜であれば、１２〔３以下の受信終
了シーケンスを実行する。このシーケンスにおいて、ユ
ーザシステムは受信されたＣＲＣと自身の累算したＣＲ
Ｃとを比較して、両者が一致すれば、受信バケツ１〜の
送信源に正しい受信が行われたことを知らせる肯定応答
制御バケツ１〜ＡＣＫを送り、一致しなければ再送要求
制御パケツｌ−１＜ＥＴを送る。最後のステップ１２８
に才？いて、ユーザシステムは受信データを処理する内
部プロゲラ１１を呼び出すための割込み要求をセラ１〜
する。

これまでに説明した実施例は、それによって異なるユー
ザ局か同時に共有のバスをアクセスすること、バケツ１
〜の最初の２パイ１〜の転送中に衝突を監視すること、
および衝突を検知した場合はアクセスを延期すること、
を可能にする。全てのユーザ局のアクセスタイマ１８．
（第５図）は、同一のタイムアウト動作を行うようにプ
ログラムされているが、次に説明する別の実施例におい
ては、互いに重なり合うことのない排他的なアクセス″
窓″を各々のユーザ局に提供するため、アクセスタイマ
のプログラミングはユーザが局ごとし；異なっている。

こうして１時に１つのユーザ局だけが送信を試みること
ができる。この実施例の説明図を第１１図に示す。

第１１図に示すように、ユーザ局Ａ、Ｂ、およびＣは同
じ基準時間１６０（バス信号が高レベルから低レベルに
遷移した時点）からそれぞれのアクセスタイムアウトを
開始するか、それぞれタイミングがすれていて重なり合
うことのない期間１６１．１６２および１６３において
バス可用信号ＢＡ／Ａ、ＢＡ／ＢおよびＢＡ／Ｃを各々
生成する。第１２図にこうしたユーザ局ＡおよびＢが有
するアクセスタイマのカウンタ３０ａ、および３０ｂを
示す。これらのカウンタは第６図のカウンタ３０と同様
なカウンタであり、初めに異なる遅延定数に／Ａ、およ
びに／Ｂがゲーｈ　３１　ａ、および３Ｉ　ｂを介して
それぞれセットされている。従ってこ拉らのカウンタの
オーバーフロー出力１６４、および１６５は互いに異な
る時間に活動化する（カラン１へ中はバス１月は低レベ
ルにあると仮定する）３．シンクルショク１〜回路ＩＳ
はこうしたオーバーフロー出力によって１〜リガされて
バス可用信号ＢＡ／Δ、およびＢ　Ａ　／　Ｂをそれぞ
れ発生する。

以上に示した説明において、ユーザ局は各々のハイ１〜
転送中に当該転送に関係するオペレーションを実時間で
実行する。バス」二のパイ１への長さは、コうしたオペ
レーションが完了できるように設定されている。十分な
停止時間があればユーザシステｌ＼は、ハイドの転送に
は関係しないが転送の高信頼化に有益なオペレーション
（例えは、接続機構６を試験【７て、故障があった場合
にそれをバス／１１１Ｅ＋切り離すというオペレーショ
ン）を実行することもできろ。

〔発明の効果〕

以上のようにして、複数のユーザシステムを安価にかつ
信頼性高く相互接続する条虫アクセスデータ通信システ
ムが提供される。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を利用するのに適したバス通信システム
の環境を表わすブロック図、第２図は第】図の各ユーザ
局の構成を表わすブロック図、第３図は実施例で用いる
バケツ１〜の形式を゛表わすブロック図、第４図は実施
例で用いるバイト信号形式を表わす波形図、第５図は第
２図のユーザ局にある接続機構の構成を表わすブロック
図、第６図は第５図の接続機構のアクセスタイマの詳細
を表わすブロック図、第７図は送信アクセスを確立する
オペレーションを説明する流れ図、第８図は受信アクセ
スを確立するオペレーションを説明する流れ図、第９図
はバイト送信を説明する流れ図、第１０図はパイ１〜受
信を説明する流れ図、第１１図は本発明の他の実施例に
よる各ユーザ局のバス可用信号の時間関係を表わす波形
図、第１２図は第１１図の波形を実現するための各ユー
ザ局のアクセスタイマの構成を表わすブロック図である
。 １・・・バス、６・・・・接続機構、７・・・・ユーザ
システ１１．１２・・・・アダプタ部、１３・・・・送
受部。 出Ｗ＋１人　インターナショナル・ビジネス・マシーン
ズ・コーポレーション 代理人　弁理士　頓　宮　孝　− （外１名） 第１図 第４図 時開　第３図 ＤＡ　ＯＡＣＳ　ＢＣＣＲＣＤＡＴＡ　ＣＲＣ（よ ９ （Ｌ信ｉＴ寵→＼つ１（゛ス町用） ＝準時開　−μ♀二「１ 第１１図 に／Ａ　に７Ｂ 第１２図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １以上の情報（１１位からなるパケットを利用して複数
   のユーザ局が共有バスを介して通信する多重アクセスデ
   ータ通信システムであって、送信に際して前記情報単位
   の先頭に第１の振幅レベルを持ったストップ信号および
   第２の振幅レベルを持ったスター１〜信号を付加する手
   段と、前記共有バス」−の信号が前記第１の振幅レベル
   にある時間を測定して該時間が予め決められた時間を越
   工たときに前記共有バスへのアクセスを可能にするバス
   可用信号を発生する手段と、を各々のユーザ局に設けた
   ことを特徴とする多重アクセスデータ通信システム。