JPS6077551A - デ−タ伝送制御方式 - 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］ 本発明はバス状通信媒体に複数の伝送装置を接続し、宛
先アドレスを有する通信権委譲命令である１・−クンに
より通信権を委譲するネットワークシステムのデータ伝
送制御方式に関する。

［従来技術］ 従来、複数の′４を務槻器を低価格で簡潔な通イ言ネッ
トワーク伝送路で結合したいわゆるローカルエリアネッ
トワーク（以下ＬＡＮと称す）における通信制御方式と
して、トークンパッシング（ＴＯＫＥＮＰＡＳＳＩＮＧ
　）方式が知られている。

この方式は１・−クンと呼ばれる通信、！１”ｊＴ　＋
＋ｌトを示す制御情報（通信権委譲命令）がネットワー
ク内を循環しており、１・−クンを捕えた伝送装め（以
下ノードと称す）が、又はトークンにより指定されたノ
ートだけが送信の権利を得るものである。

すなわち各７−Ｆはトークンを受け取った特に初めて送
信を開始し、送信終ｒ後にトークンを次のノートに渡す
。

バス状ネットワークにおける一般的なＬＡＮの構成例を
第１図に示す。

第１図において１は通信媒体である伝送路、２１ｆ、、
Ｉ−ｌ”ａ　（３２）　、３はノードｂ　（７）　、４
は７′−Ｆ’ｃ　（６）　、５はノートｄ（５）、６は
ノートｅ　（１）であり、括弧内の数字は各ノートに割
褪１てられた７トレス番号を示す。

Ｎ’ｒ　Ｉ　Ｎのネットワークにおいてトークンはノー
１”ａ　（３２）　→ｂ　（７）　→ｃ　（６）　→ｄ
　（５）　→ｅＣ１）→ａ（３２）・・・の順序で巡回
させられる。

ところでトークンバス方式においてはトークンを渡す場
合、宛先アドレスを付加する必要かあり、従って、各ノ
ートはトークンを渡すべきノート（以下、下流ノートと
称す）のアドレスを探索りなければならない。かかるド
流ノーＦ探索処理は、一般に第２図に示す手順に従い１
次の（１）〜（３）のように処理が行われる。

（１）自己のノードアドレスに所定の数値、例えば１を
減算した宛先アドレスを作り、（ステップＳ１）、これ
をトークンとしての通信権委譲命令に４＝Ｊ加して発信
する（ステップＳ４）。発信後に通信権が委譲されるべ
きノードから１・−クンを含む何らかの通信データが規
定時間以内に送信されないときには（ステップ５）、そ
の宛先アドレスをもつノードがネットワーク内にイイ在
しないか。

あるいは、電源切断その他の原因で動作不能状ｆＱｈ。

にあると見なしてステップ５１にｉＭ帰し、ド流ノート
からの送信データを検出するまで同じ手順を繰り返す。

（２）次いで、宛先アドレスがそのネットワークであら
かじめ規定している最小ノードアドレスに達しても、′
Ｆ１に、ノードからの送信データを検出しないときには
（ステップＳ２）、ネットワークであうかしめ規定して
いる最大ノートアドレスに宛先アドレスをセットしなお
して（ステップＳ３）、Ｉ・−クンを送出する（ステッ
プＳ４）。

（３）ここで、ネットワーク内に自ノートを含め動作１
１丁能な／−ドが２つ以ト存在していれば、Ｌ述の（１
）　Ｉｊｒおよび（２）に示したステップＳ４の命令発
信動作に対しては、下流ノードからの必ず何らかの送信
データ（通信権委譲命令を含む）が送信され、その送信
データを検出したときに（ステップ５５）５通信権委譲
処理を終了する。

そして、その時点における宛先アドレスが１・−クンを
渡すべきノートのノードアドレスとなる。以りの一連の
処理を以下では［下流／−ド探索処理」と定義する。

ところで、従来のトークンバス方式によるデー・夕伝送
制御方式においては、一度ド流ノートアドレスが判明す
ると、それ以降の通信権委譲処理ではド流ノード探索処
理は行わずに、既に判明している宛先アドレスを用いて
通信権委譲処理を行って通信効率を高めている。ただし
ネットワーク連用中に電源切断その他の原因でド流ノー
ドが動作不能となった場合には通信権の委譲が１富に行
われないため、この時点で改めてＦｌ＆ノート探索処理
を行い、次の下流ノードを探索することが多い、この処
理を「下流ノード障害回復処理」と定義する。

しかしなから従来方式においては、各ノートのアドレス
番号が離れていればいるほど前記下流ノート障害回復処
理に要する時間が増大するという欠点があった６例えば
、トークンの巡回経路がノードアドレス番号ＮＡ−ｐＮ
Ｂ＋Ｎｃの様になっている時にＮＢの７−ドが故障した
場合Ｎ８のノードが止音なド流イードであるＮＣの７−
ドを探索するのに要する時間Ｔｓは次式（１）で表わさ
れる。

Ｔｓ＝　（Ｔｉ＋Ｔｏ）Ｘ　（ＮＡ　−ＮＣ−１）＋Ｔ
ｉ・・・　（１） ここでＴｉはトークン送出処理時間、ＴＯは動作不能の
ノートに対する応答待ちのタイムアウト時間、ＮＡ、Ｎ
ｃはそれぞれノードアドレス番号である。

ただし、ＮＡ＜ＮＣの場合のＴｓは次式（２）％式％） （２） ここでＮ＋ａｌＮはネットワークであらかじめ規定され
た最小メートアドレス、Ｎ　ｈ４　Ａ　Ｘは最大ノード
アドレスである。

Ｔｏ＝１０ｔｓｓ、ＮｙｒＮ＝１　＋Ｎ＋Ａｐｘ＝３２
とし、Ｔｉは無視出来る時間と仮定すると第１図におけ
る各ノートの下流ノート障害回復処理時間は第１表のよ
うになる。

第１表　しＣ１位ｍ５１ ０’、ＬＴｓは下流ノート障害回復処理時間である。

第１表から明らかなように、メート間のアドレス番壮が
離れている場合には下流ノート障害回復処理時間はかな
りのオーバーヘッドとなり、ネットワークの通信効率を
低下させてしまう。

［ｔｌ的］ 本発明はト述の欠点に鑑みなされたもので、ネツＩ・ワ
ーク内で各ノードに割当てられたアドレス番時の値に依
存しないで短時間で下流ノート障害回復処理を行えるよ
うにしたデータ伝送制御方式を提供することをＵ的とす
る。

［°実施例］ 以ト、図面を参照して本発明の一実施例を詳細に説明す
る。

第３図は本発明方式に係るノートのブロック構成の　例
を示す図である。ここで１は第１図と同様のネットワー
ク伝送路、１２は送受信ノート、１３はノード１２に接
続される各種！１１務機器を示す。

ノード１２の内部において、１４は送受信回路、１５は
内部にファームウェアを格納し、そのファームウェアを
用いてノード全体を制御するマイクロプロセッサ（以下
ＣＰＵと称す）、１６は各種情報を記憶するランダムア
クセスメモリ（以ト’ＲＡＭと称す）、１７は自己のノ
ードアドレスを指定する自己ノートアドレス設定部、１
Ｂは各種１シ務機器１３との間の入出力制御を行うイン
タフェース制御部である。

第４図はＲＡＭ１６に割付けた記憶領域の一部を示す。

ここで領域Ａａ、Ａｂ、ＡｃおよびＡｄにはそれぞれド
流ノーＦ探索処理によってト流ノー　Ｆを認識したこと
を示す第１下°流ノード認識フラグａ、そのド流ノート
のアドレスを示す第１下流ノー　ドアトレス ド流ノートを認識したことを示す第２下流ノード認識フ
ラグＣ、および第１下流ノートの下流ノートのアドレス
を示す第２下流ノードアドレスｄを１＋４開する。なお
、Ａ，Ｂ，ＣおよびＤはそれぞれの領域のＲＡＭヒの番
地を示す。

また、第２Ｆ流ノードアドレスｄを格納する領域Ａｄを
、前述のＩ・−クンをｔ４Ｓ１の上゛流ノードにｌｉ譲
した後前記第１のｂ′流ノードが第２のド流ノートにＩ
・−クンを委譲する際の宛先アＩＳレスを記憶する記七
〇手段として用いる。

々′５５図は本実施例において用いる通信データのフォ
ーマットの・例を示し、ここで５は通信権委譲命令（］
・−り７・）等の通信制御命令を占込むフレームコント
ロール（ＦＣ）フィールＩ・、６は宛先アドレス（ＤＡ
）フィールド、７は送信元アドレス（ＳＡ）フィールＩ
Ｓ、８は各種データを，１；込むデータフィールドであ
る。

本実施例に係るノートの機能を模式的に表わすと第６図
の如きブロック図となる。

図中、第３図と同一部においては回一番吟をμｆ（した
。２１は第５図に示すフォーマットに従い送信データを
送出する送出部、２２は後述する各種Ｋｌ，ＩＩ御を行
なう制御部、２３は伝送路１１−より送受信回路１４を
介して送られてきたデータを受信する受信部、２５は受
信部２３で受信した宛先アドレス情報３０と自ノードア
ドレス設定部１７での設定アドレス情報とのー・致を調
へる比較部であり、この比較部２５よりの出力信′−＋
３４は自ノード宛のデータが送られてきたことを示し，
この信号により制御部２２は目ノートの通信権（送信権
〕獲得を知る。２６は受信部２３で受信した送（、１元
７トレス情報３１と通常は第１下流ツードアＩレス記ｔ
Ｑ部１６ａで記憶したアドレス情報との致を調べる比較
器であり、特別な後述する通信＋？ｌｉ　ａ譲処理のス
テップＳ３０の場合のみ第２下流ツードアＩ・レス記憶
部１６ｂで記憶したアドレス情報との・致を調べる。こ
の比較部２６よりの出カイ１１吋によりタイマ部２７が
リセットされると共に、この信号３２が制御部２２にも
入力され、制ｉＪＩＩ部２２では「ド流ノード探索処理
」の場合にこの（ｌ；　’７込入力に受信された宛先ア
ドレスによりトＩＡｔ　−’　−−　ｌ・の探索を行な
い、この宛先アドレスを第２トｔ１．ｔノードアドレス し、スフ１　１　６　ｂに記憶すればよい。

２７はタイ−１部であり、送出部２１よりトークンを送
出時より前述の比較部２６の出力信号３２が出力される
までに所定時間以上経過した時にタイムアウト出力３３
を出力するもので，このタイト７ウト の障害が発生したものとする。１６ａ，１６ｂはＲＡＭ
内の第５図に示す下流ノートのノードアドレスを格納す
る下流ツードア］・レス記憶部である。また２８は比較
部２６への人力を第１１１＆ノードアドレス記憶部１６
ａからか第２Ｆ流ノートアドレス記憶部１６ｂからとす
るかを切り換えるゲートであり通常は第１下流ノートア
ドレス記憶部１　６　ａよりのアドレスデータが出力さ
れている。

以Ｆに第７図の通信権委譲処理フローチャー１・及び第
８図の下流ノーＦ探索処理フローチャー１も参照して本
実施例における伝送処理を説明する。

通常制御部２２は自ノード宛のトークンが受信され、比
較部２５よりの自ノード宛通信信号３４が人力されるの
を待つ６　トークン内の宛先アドレスが自７−トアドレ
ス設定部１７の設定値と一致した時は自ノートが送信権
を獲得したことになる。制御部２２は受信データがある
場合には受信し、゛１シ務機器１３等よりの送信要求が
ある場合には送信要求に従い送信データを作成し、送出
部２１より送受信回路１４を介して伝送路１上に送信デ
ータを送出する。

送（＋ｉ処理が終ｒしたとき、及び送信要求のないとき
にはトークンをド流ノードに譲り渡すために第７図に示
す通信権委譲処理を行う。

まｒ、ステップＳ２１にて第１ド流ノードアドレス記憶
部１６ａの第１下流ノード認識フラグａを調べ、トーク
ンを渡すべきノートアドレスが既に登録されているかど
うか確認する。電源投入直後等においては第１下流ノー
ト認識フラグａは“０パにリセットξれているので、ス
テップＳ３４に移行し、下流ノート探索処理を行う。こ
の処理は第８図に示す手順で行われる。ステップ３４１
〜Ｓ４５までは第２図のステップ３１〜Ｓ５で示した従
来処理と同一・なので説明を省略するが、タイマ部２７
のタイムアウト信号３３及Ｕ比較部２６の出力信号３２
を監視することにより探索をする。ステップＳ４５にお
いてトークンを委譲すべきト流ノートが判明した場合、
その時点の宛先ア１ζレスを第１−ト流ノー）・アドレ
スｂとして第１下流ノードアドレス記憶部１６ａの格納
領域Ａｂに格納しくステップ５４６）　、　ｆｊＩＪＩ
　Ｆ：流ノード認識フラグａを°１′°にセットする（
ステップ５４７）。

さらに下流ノートが送信したフレームがトークンである
場合には（ステップ３４８）、そのフし・−ムの宛先ア
ドレスを第２下流ノードアドレスｄとして第２Ｆ流ノー
トアドレス記憶部１６ｂの格納領域Ａｄに格納しくステ
ップ３４９）、第２１流ノードアドレス記憶部１６ｂの
第２下流ノード認識フラグＣを°°１”にセットする（
ステップ５５０）。これは比較部２６の出力信号３２出
力時の宛先アドレスが該当する。また、下流ノードが送
イ、；シたフレームがトークンでない場合には（ステッ
プ５４８）、Ｆ’流ノードが他のノードに）４　Ｌ℃送
信動作を行ったことを意味するので、この時点では第２
下流ノードアドレスｄは認識しない。

次に第１ド流ノートを認識した後の通信権委譲処理につ
いて説明する。

第７図のステップＳ２１において、第１ｔ°流ノード認
識フラグａは°１′°にセットされているので、ステッ
プＳ２２に進み、第１下流ノートアドレスｂを宛先アド
レスとしてトークンを送出する。その後トークンが正し
く下流ノートに委譲されたかどうか確認するためにタイ
マ部２７を起動し、第１下流ノードから送信されるフレ
ームを比較部２６で監視する（ステップ５２３）。

第１　”Ｆ’流ノードからの有効フレームを検出した場
合、出力信号３２を出力し、タイマ部２７を停止させる
と共に制御部２２に知らせ、制御部２２はそのフレーム
が通信権委譲のトークンフレームかどうか調べ（ステッ
プ３２４）、通信権委譲トークンであった場合には、そ
のフレームの宛先アドレスを第２下流ノードアドレスｄ
として第２ト流ノーＦアドレス記憶部１６ｂの格納領域
Ａｄに格納しくステップ３２５）、第２下流ノード認識
フラグａを″“ｌ　”にセットする（ステップ５２６）
、また第１Ｆ流ノードが送信したフレーＬ・が通信権委
譲のトークンフレームでない場合には（ステップ５２４
）、そのフレームの宛先アドレスは第１ＦｆＱノーＦの
ド流ノードのアドレス（第２Ｆ流ノードアドレス）を示
しているとは限らないので、第２下流ノートアドレス格
納領域Ａｄの内容は更新しない、ただし、第１下流ノー
トか常時送信要求を持つことはあり得ないので通畠は数
回のトークンの巡回後には第２下流ノーＦ認識クラグＣ
はセットされることになる。

次に第１−）流ノードが電源切断その他の原因で動作不
能となった場合の処理について説明する。

この場合は、ステップＳ２３において一定時間経過後も
第１下流ノードからの有効フレー１、が検出されないた
め、タイマ部２７よりタイムアウト信号３３が出力され
ステップＳ２７に移行し、第１下流ノードアドレス記憶
部１６ａの第１下流ノード認識フラグａはリセットされ
る０次にステップ３２８にて第２　”Ｆ流ノードアドレ
ス記憶部１６ｂに記憶された８８２ド流ノード認識フラ
グＣを調べ、”１”にセットされている場合にはステッ
プＳ２９に進み、第２下流ノードアドレス記憶部１６ｂ
に記憶されたｊ１ｇ２丁流ノ−１アドレスｄを宛先アド
レスとして送出部２１を介して１−−−クンを送出し、
タイマ部２７を起動する。その後トークンが正しく第２
下流ノーＦに委譲されたかどうか確認するためにゲート
２８出力を第２下流ノートアドレス記憶部１６ｂよりの
アドレスデータとし、第２ド流ノードから送信されるフ
レームを監視する（ステップ５３０）。

第２Ｔ−゛流ノードからの有効フレームを検出した場合
は比較器２６の出力信号３２が入力され、ステップＳ３
１にて第２下流ノードアドレス記憶部１６ｂの第２Ｆ流
ノードアドレスｄを第１下流７／−ドアＩ・レス記憶部
１６ａのアドレス格納領域Ａｂに登録し、ステップ３３
２にて第１下流ノート認識フラグａをセットする。さら
にステップＳ２４に移行し、検出フレームがトークンフ
レートであった場合にはステップＳ２５およびステップ
３２６にて第２Ｆ流ノードアドレス格納領域Ａｄおよび
第２１流ノード認識フラグ格納領域Ａｄを更新する。

以１−の処理により下流ノートが動作不能になった場合
のＩｎＩＫが短時間に達成される。また、この回復処理
時間は各ノードに割当てられたアドレス番号の債に依存
せず、はぼ一定である。

なお、ステップ３２８において第２下流ノード認識フラ
グＣが゛０パにリセットされている場合およびステップ
３３０において一定時間経過後も第２下流ノードからの
有効フレームが検出されず、タイマ部２７よりタイムア
ウト信号３３が出力され第２下流ノーＦ認識フラグＣが
°°０゛°にリセットされる（ステップ５３３）場合に
は従来通りステップ３３４に移行し、新たなド流ノード
の探索処理を行う。

なお、ＲＡＭ１６内に第３のト流ノード認識フラグｅ、
第３のド流ノードアドレスｆを格納するように制御すれ
ば、第１Ｆ流ノートおよび第２Ｆ流ノートが同時に動作
不能になった場合におい（も同様な方法で下流ノード障
害回復処理を行うことかＦｉ（能となる。

以上説明したように通信権を委譲すべき下流ノーＩ・の
ごらに先のド流ノードのアドレスを認識出来るようにし
たので、Ｆ流ノードが動作不能になった場合、２番目の
Ｆ流ノードに通信権を委譲することにより短時間に回復
処理を実現出来るため、ネットワークの通信効率を高め
ることが出来るという効果がある。

さら゛に１述のド流ノード障害回復のための処理１１０
（１１は、ネットワーク内で各ノードに割当てられたア
）・し・ス番吟の値に全く依存しないので柔軟なシステ
ム。構成をとることができるという効果がある。

［効果］ ゛以１：説明した様に本発明によれば、送信権を委譲し
た伝送装置が一定時間経過しても有効送信動作を行なわ
ない場合に、直ちに他のド流伝送装置に送信権を委譲す
る様にしたことにより、伝送装置の故障やシステムより
の切り離しが発生した場合にも、その都度下流伝送装置
のアドレスを探索することもなく非常に短時間での障害
回復が図れるデータ伝送制御方式が実現する。

【図面の簡単な説明】

第１図はローカルエリアネットワークの構成の−・例を
示す図。 第２１１ｉ４は従来方式による下流ノート探索処理の一
例を示すフローチャート、 第３図は本発明に係る伝送装置の構成の一例をノＪ＜す
ブロック図、 第４図はメモリ内のエリア構成の・例を示す図、 第５図は本発明方式に用いる通信データのフォーマット
の一例を示す説明図、 第６図は本発明に係る一実施例伝送装置の機能を模式的
にボしたブロック図、 第７図は本実施例に係る通信権委譲処理の一例をｔＪ＜
ずフローチャート。 第８図は本実施例に係るド流ノード探索処理の例を示す
フローチャートである。 図において、ｌ・・・ネットワーク伝送路、２〜６．１
２・・・送受信ノード、１３・・・事務機器、１４・・
・送受信回路、１５・・・ＣＰＵ、１６・・・ＲＡＭ、
１６ａ・・・第１Ｆ流ノードアドレス記憶部、１６ｂ・
・・第２ド流ノードアドレス記憶部、１７・・・１１己
ノ一トアドレス設定部、１８・・・インタフェース制ｉ
Ｊ’ｌ　Ｆ侶、２１・・・送出部、２２・・・制御部、
２３・・・受４Ｙ部、２５．２６・・・比較部、２７・
・・タイマ部。 ２８・・・ゲートである。 第１図 第２図 第３因 ３ｔ！　７因 第８図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 通信媒体に複数の伝送装置を接続してトークンパッシン
   グ通信を行うネットワークシステムのデータ伝送制御方
   式において、前記伝送装置に少なくとも下流の伝送装置
   が次のド流の伝送装置へ送るｌ・−クンの宛先アドレス
   を保持するアドレス保持ｆ段と、前記下流の伝送装置よ
   りの１・−クンが・定時間以内に出力されたか否かを検
   出する１・−クン検出１段とを備え、該ｉ・−クン検出
   １段によるトークン検出のない場合に前記アドレス保持
   り段に保持のアドレスに従い次のド流の伝送装置にトー
   クンを送出することを特徴とするデータ伝送制御方式。