JPS6079844A - ホツトキヤリア発生場所監視方法 - 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】 ［産業上の利用分野コ 本発明は共通のバスを介して複数の局が接続された多重
アクセスデータ通信システムにおいて、ホットキャリア
の発生した局の所在を自動的に確定する方法に関する。

［従来技術］ 局の送信部が送信状態に固定されて、人間の介入なしに
は共通の通信媒体（例えばバス）またはチャネルからの
分離が不可能となった場合に、ポットキャリア状態が起
こる。こうした異常状態に陥った局の所在を自動的に識
別できれば、少なくとも２つの点で有益である。１つは
、操作要員が故障送信部の所在をただちに認識して手動
によりそれを分離することができること（従って他の局
は通信媒体を続けて使用できる）。もう１つは、現場修
復要員が故障送信部の所在をただちに認識してそれを修
復することができることである。

ところで、衝突検知が可能なキャリア感知多重アクセス
（Ｃ８ＭＡ／ＣＤ）プロトコルを使用するローカル・エ
リア・データ通信ネットワークは一般にＣ８ＭＡ／ＣＤ
システムと呼ばれており。

米国特許第４０６３２２０号にはこうしたシステムの一
例が示されている。ここに開示されたシステムにおいて
は、局は通信媒体の空き信号状態を感知して通信媒体の
アクセスを制御している。局は送信中に、その受信部を
活動状態に保って衝突検知（他の局との送信干渉の検知
）のために通信媒体から戻ってくる信号を傍聴する。

米国特許第３８２５８９７号の開示例によれば、局がそ
こから中央監視機構に警報信号（例えば盗難報知器によ
る）を通知するためのシステムにおいて、１つの局が故
障送信部を有するような異常事態が発生してもそれを中
央監視機構に通知することができる。しかしながら局は
故障発生の所在を明らかにするための手段は有していな
い。ラインが継続して使用中であれば、通知すべき事象
を持っている局はタイムアウトの後そのラインロックア
ウト回路を無視してその信号（故障送信部から発せられ
た信号と干渉する可能性のある信号）を送信する。この
システムにおいては、警報信号は長い時間間隔を有する
離散的なパルスによって表わされる。従って、ラインロ
ックアウトを無視して送信された信号は、もし繰返し送
信されるのであれば、中央の局において認識することが
できる。しかしデータパルスが非常に短い時間間隔であ
る今日のシステムに対しては上記特許の技術は適用でき
ない。

［発明が解決しようとする問題点コ 従来のシステムは、ホットキャリアが発生してもその所
在を明示する手段を有さないシステムであったり、ホラ
１−キャリアの発生を認識してもその局自身が他の正常
な局に通知することができないようなシステムであった
。

本発明の目的は、ホットキャリアの発生した局の所在を
ただちに確定し、それを当該局及び他局のいずれにも自
動的に明示する方法を提供することにある。

［問題点を解決するための手段］ 本発明によればループテスト手段を用いて、通信媒体と
の受信連係を維持しながら所定の形式を有するテストメ
ツセージの送信を試行するため、通信媒体の使用中状態
を感知した局が所定の期間のタイムアウトの後、動作を
開始する。受信信号と送信メツセージが相関すれば、送
信局はその送信部がホット送信部であること、即ちホッ
トキャリアを発生していることを示唆する。受信信号と
送信メツセージが相関しなければ、テストメツセージの
送信が繰り返される。所定の回数繰り返しても相関がな
ければ送信局はその送信部に異常がないことを示唆する
。

発明の一態様によれば、ＣＳ　ＭＡ／ＣＤプロトコルを
使用するリンクされた局は、各自のネットワークアドレ
スを前述のテストメツセージの宛先アドレスとして指定
する。従って故障によって送信信号が通信媒体に伝わら
ないようになっている送信部を有する局は、ホット送信
部を有する別の局から送信されるテストメツセージを自
分の送信したテストメツセージとして誤認することはな
い。

各々の局はテストメツセージの送信を試行する前にまず
送信部と通信媒体とを分離するのが好ましい（例えば伝
送経路に直列なスイッチを開くことによって）。従って
、伝送経路の連続性が局の電子回路によって制御できな
くなった場合にのみ（即ち人的介入が必要になった場合
にのみ）テストメツセージが送信される。

［実施例］ 第２図は本発明を有効に利用することのできる多重アク
セスデータ通信システムの１つであるＣ８ＭＡ／ＣＤシ
ステムを表わす図である。ローカルエリアデータ通信ネ
ットワークにおいてバス１がそれぞれ別々の場所にある
データ処理システム２ａ、２ｂ、及び２ｃをリンクする
。データ処理システムは各々のアダプタ部３ａ、３ｂ、
３ｃ及び送受部ｊａ、４ｂ、４ｃを介してノードＡ、　
Ｂ及びＣにおいてバス１に接続される。これらの送受部
は良く知られたＣ　Ｓ　ＭＡ／ＣＤプロトコルを用いて
バス１への個々のアクセスを制御する。

各々のデータ処理システムは、ホストシステム５ａ、５
ｂ、５ｃ及び周辺装置６ａ、６ｂ、６ｃ（プリンタ、デ
ィスクドライブ等）を有する。代表的なデータ処理シス
テムは例えばＩＢＭパーソナルコンピュータを中心とす
るシステムである。

各々のアダプタ部は制御用のマイクロプロセッサ（後に
説明する）を内蔵している。各々のアダプタ部はバス１
　（外部バス）に対してはビット直列式で連結され、そ
れぞれのホストに対してはバス７ａ、７ｂ、７ｃ　（内
部バス）を介してバイト直列式で連結される。

外部バス１の構成は本発明とは無関係であるが、説明の
完全を期するために外部バス１の構成は、終端抵抗６を
有する１チヤネル構成、または往路チャネル及び復路チ
ャネルを有する２チヤネル棉成と仮定する。本発明はい
ずれの構成においても同様に動作する。

同様にホストシステム及びその周辺装置の論理構成も本
発明とは関係がなく、また後に説明する若干の例外を除
いてアダプタ部のマイクロプロセッサの論理構成も任意
でよいが、説明の完全を期するために、本発明を実現す
るのに必要な全ての処理動作にとって適切な容量（少な
くとも８キロバイト）及びサイクルタイムを有するイン
テル８０３１マイクロプロセツサ並みのマイクロプロセ
ッサを使用すると仮定する。

第１図はノードＡにおけるアダプタ部３ａの論理構成を
表わす回である（他のノードにおいても同様である）。

バイトバッファ１１は送受部４ａと内部バス７ａとの間
のインターフェースであって、外部バスｌに対してはビ
ット直列シフタとして動作し、ホストシステム５ａに対
してはビット並列バイト直列ステージング点として動作
する。

アダプタ部３ａは、異を場所検査を実行するポットキャ
リア監視部１２ａを含むマイクロプロセッサ１２を有す
る。ホストシステム５ａは中央プロセッサ１．４及びメ
モリ１５を有し、内部バス７ａを介してメモリ１５を直
接にアクセスすることができる。中央プロセッサ１４、
マイクロプロセッサ１２、及び他局のホストシステムに
よってメモリ１５のアクセスを制御するＤＭＡコントロ
ーラ］、５ａをメモリ１５は有する。

送受部４ａの受信部Ｒと外部バス１との間に接続された
スイッチ１６、及び送受部４ａの送信部Ｔと外部バス１
との間に接続されたスイッチ１７は通常はマイクロプロ
セッサ１２によって制御できる。通常は閉じている、ホ
ストシステム５ａによって制御可能なスイッチ１８は、
キャリア感知信号（Ｏ８信号）を受信部Ｒからマイクロ
プロセッサ１２に連絡する。マイクロプロセッサ１２は
これを用いて外部バス１への送信アクセスを条件的に制
御する。スイッチ１８が閉じておりかつ受２信部Ｒの出
力が活動中ならば、ロックアウト状態標示がマイクロプ
ロセッサ１２に連絡される。スイッチ１′７が閉じた状
態（接続状態）のままでしかも制御不可能な事態に陥っ
た場合は、送信部Ｔは外部バス１を継続してリンクしホ
ットキャリア状態を呈する。このような送信部をホット
送信部という。逆に、スイッチ１７が開いた状態で制御
不可能な事態に陥った場合は、その送信部は外部バス１
から分離されるので、ホストシステムはネットワークに
おいて通信を行えないようになる。

ホラ１−キャリア状態が発生すると、各システムの各構
成部が共働してその状態を感知して、異常の発生した局
がその局なのかまたは他の局なのかを確定する。この確
定は、外部バス１への所定の形式を有するテストメツセ
ージの送信、及びこのテストメツセージ送信中に外部バ
ス１から受信する信号の評価も含む。外部バス１へのテ
ストメツセージの通信に係る様々なタイプの形式を第３
図ない第５図に示す。ホットキャリア源確定処理を含み
バス通信を実行する動作の流れを第６Ａ図及び第６Ｂ図
に示す。

実施例のシステムにおいては、局は第３図に示す１０乃
至５４４バイトの可変長のフレーム１９によってその情
報を伝送する。第３図に示したフレーム１９は通常のフ
レームである。各々のフレームは開始フラグＦ　Ｊ＋か
ら始まって終了フラグＩｔ　Ｆ”で終わる。開始フラグ
ｉｔ　Ｆ　Ｉｔに続く制御情報フィールドＤ、○、Ｃ，
Ｓ、ＢＣ及びＣＲＣをまとめて見出しと呼ぶ。見出しの
後にデータＤＡＴＡ２０が続く場合もあれば続かない場
合もある。

見出しは、宛先バイトＤ、元バイト○、制御バイトＣ、
シーケンスバイトＳ、データ長を定めるバイトカウント
を表わす２バイトからなるバイトカウントフィールドＢ
Ｃ１及びこれらのバイトの正しい受け取りを検証する２
バイトからなる循環冗長検査フィールドＣＲＣから成る
。フレームがデータを有する場合は（ＢＣの値がＯより
も大きい場合は）、見出しのＣＲＣの後にデータＤＡＴ
Ａが続き、さらにデータＤＡＴＡの後に、データＤＡＴ
Ａの正しい受け取りを検証するための２バイトから成る
循環冗長検査フィールドＣＲＣが続く。

以上に命名したバイト及びフィールドかられかるように
、バイトＤ及びバイト○はそのフレームの宛先及び送信
源をそれぞれ表わしている。フレームは、バイトＤに示
されるアドレスを有する１つのノードに送られる。フレ
ームを全てのノードに送る場合は（回報通信フレームと
呼ぶ）、そのフレームは、回報通信であることを示唆す
る値をバイトＤに有する。

バイトＣはフレームタイプ（例えば制御フレームまたは
データフレーム）を表わす。バイトＳはデータを有する
フレームが連続する際の各フレームの順番を表わす。デ
ータの受渡しをするために、局は一連の制御フレームに
よってセツションを確立し、その後バイトＳによって識
別される１以上のデータフレームが転送される。宛先局
はこうしたフレームの各々に対して肯定応答を返すか、
または誤りを知らせる。後者の場合は、送信局がそのフ
レームを再送する。従ってバイトＳの値によって１つの
セツション内において新しいフレームと再送されたフレ
ームとが区別される。

いずれかの局においてホットキャリア状態が感知される
と、その局は第４図に示す形式を有するループテストメ
ツセージフレーム（以下ＬＴメツセージと呼ぶ）の送信
を試みる。このＬＴメツセージは宛先バイトＤと元バイ
トＯとが一致している制御フレームである。このＬＴメ
ツセージを送信している局は、その受信部の活動を継続
して、同時に外部バス１から受信する信号を評価し、出
力フレームとの関係を調べる。

他局においてホットキャリア状態が発生すれば、自局の
ＬＴメツセージが外部バス１上で干渉するであろう。し
かしながら、自局においてホットキャリア状態が発生す
れば、ＬＴメツセージは外部バス１に送られて干渉する
ことなく、自局の受信部を介して戻ってくる（即ち受信
信号と送信信号が相関する）。受信信号と送信メツセー
ジが相関しない場合は、その局はＬＴメツセージの送信
を繰り返す。ＬＴメツセージの送信を所定の回数だけ繰
り返した後なお相関が認識されない場合は、その局は自
局がホットキャリア発生場所ではないことを認識してＬ
Ｔメツセージの送信を中止する。

ホットキャリアの発生した局の所在の正確な検知を保証
するためのＬＴメツセージを第４図に示す。制御バイト
Ｃは、このメツセージフレームがＬＴメツセージ（即ち
ホットキャリア発生局の所在を明らかにするために使用
される特別の制御フレーム）であることを標示する。こ
のメツセージフレームはこれを送信した局だけを宛先に
している（即ち第４図の２１に示すように宛先バイトＤ
と元バイト○が一致している）ので、このメツセージフ
レームをループテストメツセージと呼ぶ。

従ってその情報が認識可能な形式で外部バス１から戻っ
てくれば、その情報は送信局においてのみ相関し、他の
局においては相関しない。

以上の処理には、このタイプのテストメツセージのため
に回報通信アドレスを用いてもよい。２以−ヒの局が同
時に、同報通信アドレスを有するテストメツセージの送
信を試行し、これらの局のうちの１つの局が“ホット”
送信部を有し別の１つの局が送信部オフ状態（送信信号
が外部バス１に到達しないようにした状態；すなわちス
イッチ１７が″開″の状態となっている）であると仮定
しよう。このテストメツセージは、″ホット”局から送
出されて、これらの２つの局によって受信されるであろ
う。従って、ホットキャリア検知のための判断基準がメ
ツセージの正しい受け取りだけであるとすれば、送信部
がオフ状態になっている局はなおメツセージを受信して
自局にホットキャリアが発生したと誤認してしまうであ
ろう。しかしながら、そうした局が特別にアドレス指定
されたメツセージを受信して誤って解釈することは、は
とんどあり得ない。

自局の送信部がホットであると判断した局は、第５図の
形式を有するホットキャリア所在メツセージを繰り返し
同報通信する。このメツセージは、制御バイトＣ及び宛
先バイトＤ（同報通信アドレスＢを含む）の内容によっ
て区別される。

データ処理システム２ａの動作（通常の通信及びホラ１
へキャリア検知のための動作）を表わす流れ図を第６Ａ
図及び第６Ｂ図に示す。

ホストシステム５ａ（第１図において中央プロセッサ１
４、ＤＭＡコントローラ１５ａ、及びメモリ１５）はそ
のタスクを実行するために通常の段階的なプログラム（
即ちマイクロプログラム、監視プログラム及びアプリケ
ーションプログラム）を使用する。こうしたタスクは、
通常の処理及びＩ１０オペレーションの他に、外部バス
１ヘメツセージを送るためのオペレーション、及び外部
バス１から受け取ったメツセージを処理するためのオペ
レーションを含む。外部バス１への送出が要求されると
、ホストシステム５ａは、メモリ１５にメツセージを用
意して、マイクロプロセッサ（μＰ）１２に指令を転送
する（ブロック６１；第６Ａ図）。こ４の指令に応答し
て、マイクロプロセッサ１２は外部バス１のアクセス権
を獲得するためのオペレーションを実行し、可能ならば
メツセージを送り、ホストシステム５ａに状況を報告す
る。ホストシステム５ａは、少なくとも、割込みによっ
てマイクロプロセッサ１２が供給した情報に応答して、
指令した機能の状況を監視し、完了状況が標示された場
合に、必要ならばさらに処理云を行う。

前記指令によって指示されたメツセージ転送オペレーシ
ョンの状況は、完了状況または未完了状況のいずれかで
ある。マイクロプロセッサ１２が（通常は割込みによっ
て）終結標示を呈しない間は状況は未完了状況である。

終結標示は、外部バス１への転送が首尾よく完了したこ
と、またはエラーを示す。ホストシステム５ａは、終結
標示を受け取るまでは、メツセージ転送オペレーション
に係る処理をさらに行うことはない。マイクロプロセッ
サ１２またはホストシステム５ａで誤りが認識されるこ
となくメツセージが送られれば（ブロック６２において
“Ｎｏ”の判定；第６Ａ図）、ホストシステム５ａは、
通信を要求したタスクプログラムに″処理完了″を通知
してオペレーションを終る（ブロック６３）。

ここで、通常はマイクロプロセッサ１２で認識されるメ
ツセージ転送処理におけるエラーと、ホストシステム５
ａの認識するエラーとを区別する必要がある。通常、マ
イクロプロセッサ１２は外部バス１がアクセスできない
ことによるエラー（ｔ’を突の異常な繰り返しまたは例
えばホットキャリア状態によって起こる長過ぎるバス使
用中期間）またはマイクロプロセッサ１２及び送受部４
ａ内の故障によるエラーの認識を担当している。一方、
ホストシステム５ａは通常、送信メツセージの誤った取
扱いを認識する（例えば１つの局が特定された際に宛先
局から送信される肯定応答メツセージの情報を分析する
ことによって）。

エラーが認識され（ブロック６２において１１ＹＥＳ”
の判定）第６Ａ図）かつそのエラーがキャリア感知（Ｃ
Ｓ）タイムアウト以外の条件によるエラーである場合（
ブロック６４においてＩＩ　Ｎ　Ｑ　ＩＩの判定；第６
Ａ図）、ホストシステム５ａは特定のエラー状態を認識
して通知する（ブロック６５）。

ＣＳタイムアウトは、外部バス１が所定の時間よりも長
く連続して使用中である場合に、マイクロプロセッサ１
２によって行われる。エラーがＣＳタイムアウトによる
ものであれば（ブロック６４において“ＹＥＳ”）、ホ
ストシステム５ａは、システム再試行カウントＳＲＣを
所定のしきい値にセットしく例えば５ＲＣ＝５）、第１
図の１８８に示すように、例えばスイッチ１８を開くこ
とによって、マイクロプロセッサ１２へのキャリア感知
（ＣＳ）入力を非活動化する（ブロック６６）。

そうして送受部４ａによって送信が可能になる（キャリ
アが感知されると送信機能がロックアウトされる）。以
上のオペレーションによって、アダプタ部３ａがホット
キャリア検知を実行するための準備が完了する。

こうしてホストシステム５ａはブロック６７の処理に進
む。ブロック６７において、第４図に示す形式を有する
ＬＴメツセージを用意して、マイクロプロセッサ１２に
送信指令を送り、マイクロプロセッサ１２が送信を完了
するのを待つ。これはブロック６１のときと同じであり
、ホストシステム５ａはメツセージ送信を必要とするタ
スクの実行を一時中止する。その間、ホストシステム５
ａは他のタスクを実行することができる。終結状況を受
け取ると、ホストシステム５ａは、マイクロプロセッサ
１２がエラーを認識したかどうかを判断しくブロック６
８）、”ＹＥＳ”ならば、システムの再試行カウントＳ
ＲＣがゼロに達したかどうかを判定する（ブロック７６
９）。

再試行に関して言えば、マイクロプロセッサ１２はメツ
セージ送信中に衝突を監視して衝突を検知した場合には
自動的に送信を打ち切り、再試行回数が所定の回数に達
していなければ、打ち切られたオペレーションを再試行
する（所定の遅延の後、再送信を試みる）、以上に示し
たマイクロプロセッサ１２の動作はホストシステム５ａ
に対してはトランスペアレントである（即ち、終結状況
の通知前に行われる）。従って、不成功終結状況が通知
された場合には、マイクロプロセッサ１２は送信再試行
回数が所定の値に達したことを標示するか、または別の
タイプのエラーが検知されたことを標示する。

送信再試行回数が所定の値に達したことが標示されると
、ホストシステム５ａは、他局からのホットキャリアと
の干渉によってマイクロプロセッサ１２がＬＴメツセー
ジを送信できないということを認識する。従って、ホス
トシステム５ａは他局にホットキャリア（ＨＣ）が発生
したことを通知しブロック６６において非活動化されて
いたＣ８機能を再活動化する（ブロック７０）。マイク
ロプロセッサ１２が不成功終結状況を通知した際に送信
再試行回数が所定の値に達していなければホストシステ
ム５ａはマイクロプロセッサ１２によって示された実際
のエラー状態を通知する（ブロック７１）。これにより
さらに本発明とは関係のないオペレーションを続行する
こともできる（例えばホストシステム５ａの制御による
マイクロプロセッサ１２の診断テスト）。

ホストシステム５ａがブロック６８においてマイクロプ
ロセッサ１２からノーエラー標識を受け取ると、ホスト
システム５ａはマイクロプロセッサ１２の受信したフレ
ームの情報を検査する（ブロック７２）。これは第６Ｂ
図を参照して後に詳述する。衝突がない場合にマイクロ
プロセッサ１２は送信したＬＴメツセージの情報を受け
取る（というのはＬＴメツセージの宛先アドレスは自局
のアドレスと一致しているからである）。受信情報が送
信した情報と相関すれば（ブロック７３において”ＹＥ
Ｓ”）、ホストシステム５ａはホットキャリア発生場所
が自局であることを認識しそれを通知する（ブロック７
４）。受信された情報が、互いに等しい宛先バイトＤ及
び元バイト０ならびに循環冗長検査フィールドＣＲＣ（
前のバイトから異算されたＣＲＣと相関する）を有する
場合に、この相関は成立する。

こうした状況（相関成立）において、ホストシステム５
ａはブロック７５及びブロック７６のループを形成して
、第５図に示したホットキャリア所在メツセージを他の
全ての局に回報通信する。

このループはリセット処理即ち、その局を手動により外
部バス１から分離することによって終了する（ただしリ
セット処理は図示せず）。そうしてその局を検査して故
障を修復する。

ブロック７３において相関が成立しなければ、ホストシ
ステム５ａはシステム再試行カウントＳＲＣを減分して
（ブロック７７）その値を検査する（ブロック７８）。

システム再試行カウンタの初期値はブロック６６におい
て設定されている。

減分された値が“０”でなければ、ホストシステム５ａ
はブロック６７に戻ってＬＴメツセージの送信を繰り返
す。減分された値がｔｉ　Ｏ”ならば、ホストシステム
５ａは自局において外部バス１へのアクセスが不可能で
あることを認識し、他局でのホットキャリア発生を通知
し、非活動化されていたＣ８機能を再活動化して動作を
終了する（ブロック７９）。

第６Ｂ図はマイクロプロセッサ１２の実行する送信処理
を表わす流れ図である。マイクロプロセッサ１２は、ホ
ストシステム５ａから送信指令を受け取ると、キャリア
検知（Ｃ５）タイマ（後に説明する）をセットする（ブ
ロック９０）。ＣＳタイマがセットされかつＣ８が活動
化されていれば（ブロック９１において“ＹＥＳ”）、
ＣＳタイマのカウンタ部が、リセットされるかまたは特
定のオーバフロー値に達するまで、クロックパルスを計
数する。このオーバフローは前述のループテストを導く
ものである。外部バス１にキャリアが存在しており、か
つホストシステム５ａがＯ８機能を非活動化（ブロック
６６）していなければ。

Ｃ８信号は活動状態にある。こうした状況においては、
マイクロプロセッサ１２は、Ｃ８信号が非活動になるか
またはＣＳタイマがオーバフローするまで、ブロック９
１及びブロック９２を繰返す。

ブロック９１及び９２が繰返されている間は。

受信部が外部バス１の信号を受信しそれを復調している
（ブロック９３）。復調された信号の情報は、マイクロ
プロセッサ１２によって送信処理とは独立に検査される
。もし開始フラグに続く宛先情報が自局のアドレスまた
は回報通信を示していれば、マイクロプロセッサ１２は
メツセージを受信してメモリ１５に記憶するための処理
を行う。

ブロック９２においてＣＳタイマのオーバーフローが検
知されれば、マイクロプロセッサ１２はＣＳタイマをリ
セットし、ＣＳタイムアウトをホストシステム５ａに通
知して送信処理を終了する（ブロック９４）。しかしな
がら、ＣＳタイマがオーバーフローする前にＣ８信号が
非活動になれば、マイクロプロセッサ１２はＣＳタイマ
をリセットしそれを非活動化する。そうしてマイクロプ
ロセッサ再試行カウントＣＴＲＣを初期値“５″にセッ
トする（ブロック９５）。ＣＴＲＧは前述のシステム再
試行カウントＳＲＣとは意味合いが異なる。マイクロプ
ロセッサ１２は衝突時に打ち切られた送信処理を再試行
し、再試行カウントが減分されて“０″になるまでは、
ホストシステム５ａにエラーを報告しない。従って、Ｃ
８信号が非活動になった場合↓こ、マイクロプロセッサ
１２はホストシステム５ａによって用意されたメツセー
ジの送信を開始する。

マイクロプロセッサ１２にとっては、この処理は、メツ
セージがＬＴメツセージであろうとまた他のどんなメツ
セージであろうと同じである。従って、ホストシステム
５ａにとってＣ８機能を直接に制御可能にするための接
続（制御路１８ａ；第１図）以外はマイクロプロセッサ
１２に特別の備えを必要とせずに、マイクロプロセッサ
１２を介してループテストを実行することができる。

ブロック９６の送信処理において、送受部はキャリア変
調信号としてメツセージを外部バス１に送り、一方で、
外部バス１上での信号の衝突を監視する（衝突は、ハー
ドウェアの構成に応じて、位相誤りにより、または入力
ビツトと出力ビツトの間の不一致により感知される）。

メッセニジの全バイトが送信されるかまたは衝突検知に
よって送信が打ち切られると、マイクロプロセッサ１２
ハＣＲＴ　Ｃを減分する（ブロック９６）。

ブロック９７に示唆するように、この送信処理と並行し
て、マイクロプロセッサ１２は外部バス１にあられれる
信号を受信して見出しの情報を評価し、フラグを感知す
ると、宛先アドレスに応じて、後続の情報を無視するが
または記憶する。ＬＴメツセージ及び回報通信メツセー
ジ以外のメツセージならば宛先は遠隔局であり後続の情
報は無視されるであろうし、ＬＴメツセージまたは回報
通信メツセージであれば、後続の情報は記憶されるであ
ろう。

送信処理の終結に際して、マイクロプロセッサ１２は衝
突を検知したかどうかによって次の処理を条件付ける（
ブロック９８）。衝突がなければ（ブロック９８におい
て”Ｎｏ”）、マイクロプロセッサ１２はホストシステ
ム５ａにノーエラーを通知する（ブロック９９）。前述
のように、これはマイクロプロセッサ１２がエラーを検
知しなかったということを意味するだけであり、受信情
報と送信情報が相関することを意味するわけではない。

ブロック９８において、衝突が示されれば（”ＹＥＳ”
）、マイクロプロセッサ１２はブロック１００において
減分されたＣＲＴＣの値に応じて次の処理を条件付ける
。その値がＩＩ　Ｏｕでなければ、マイクロプロセッサ
１２はブロック９６に戻って送信処理を繰り返す。その
値がＩＩ　ＯＩＩならば、マイクロブセッサ１２はホス
トシステム５ａに予め決められた回数（５回）の再試行
を終了したことを通知する（ブロック１０１）。

第７図は送受部３ａにおける以上に説明した処理に係る
部分の構成を表わす図である。マイクロプロセッサ１２
が送信指令を受け取っておりかつＣ８信号が活動中であ
れば、ＡＮＤゲート２ｏ２を作動することによってＣＳ
タイマ２０１が付勢される。ＣＳタイマ２０１は、ＯＲ
回路２０３がオーバーフローを検知するがまたはｃｓｓ
活動を示すインバータ（Ｉ）２０４の出方を受け取るま
で、内部クロックパルスＣＬＫを計数する。

Ｃ８の状態は入力２０６においてマイクロプロセッサ１
２に呈示される。受信部Ｒがらくるｃｓ倍信号、ホスト
システム５ａがら入力されるｃｓｓ動化信号によってラ
ッチ２０９がセットされた場合に、Ａ、　Ｎ　Ｄグー１
〜２０７及びＯＲゲート２０８を介して入力ゲート２０
６に出力される。ラッチ２０９及びＡＮＤゲー１〜２０
７は機能的に第１図のスイッチ１８と等価であり、ラッ
チ２０９に接続されるＣ８活動化入力及びｃｓ非非活動
化入行機能的に第１図の制御路１８ａと等価である。

入力２０６においてｃＳ信号が出力され、かつマイクロ
プロセッサ１２が外部バス１．への送信を行っていなけ
れば、送信開始が禁止される。第６Ａ図のブロック６６
においてＬＴメツセージが用意されていれば、ホストシ
ステム５ａがら送られてくるＣ８非活動化信号によって
ラッチ２０９がリセットされる。ラッチ２０９がリセッ
Ｉ〜されかつマイクロプロセッサ１２が送信中ではない
（メツセージ送信制御線が非活動）とすると、ＡＮＤゲ
ート２０７及び２］−〇の働きによって入力２０６が非
活動状態になる。こうしてマイクロプロセッサ１２は、
Ｃ８信号が実際に発生されていても、Ｌ　Ｔメツセージ
の送信を開始することができる。

マイクロプロセッサ１２がＬＴメツセージの送信を開始
すれば、メツセージ送信制御線は活動状態となって入力
２０６にＣ８活動信号を呈示して、ＬＴメツセージ送信
中にマイクロプロセッサ１２は外部バス１から信号を受
け取ることができる。

［発明の効果］ 以上に説明した方法により、ホットキャリアの発生した
局の所在をただちに確定し、その局及び他局のいずれに
もその旨を自動的に明示することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実施する各々の局の構成の概略を表わ
すブロック図、第２図は本発明を有効に利用することの
できる多重アクセスデータ通信システムの概略を表わす
ブロック図、第３図は第２図の多重アクセスデータ通信
システムにおいてメツセージ伝送のために用いられるフ
レームの形式を表わす図、第４図はループテストメツセ
ージの形式を表わす図、第５図はホットキャリア所在メ
ツセージの形式を表わす図、第６Ａ図はホストシステム
の動作を説明する流れ図、第６Ｂ図はマイクロプロセッ
サの動作を説明する流れ図、第７図は本発明に関連する
制御論理の構成例を表わすブロック図である。 Ｃ％するフ 第１頁の続き リカ合衆国フロリダ州レーク・ワース、ケイ・ディサ−
クル１１４４旙地

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 共通の媒体を介して複数の局が接続され、前記媒体の使
   用状況に基づくキャリア活動状態を監視し前記媒体が空
   き状態にある場合にのみ前記各々の局の送信を可能にす
   ることによって前記媒体のアクセスを個々に制御するよ
   うな多重アクセスデータ通信システムにおいて、 前記媒体の使用中状態を検知した任意の局においてホッ
   トキャリアの発生した局の所在を確定するための方法で
   あって、 前記使用中状態の継続時間を計測し、 所定の時間が経過するよりも前に前記使用中状態が終了
   した場合には何らの動作を行うことなく前記計測を終了
   し。 前記使用中状態が前記所定の時間以上存続した場合には
   所定のテストメツセージの送信を試行し、前記テストメ
   ツセージの送信中に前記媒体がら信号を受け取り、該信
   号と前記テストメツセージとの相関関係を検査し、 当該局において前記相関関係に基づいてホットキャリア
   の発生が自局であるのがまたは他局であるのかを確定す
   ることを特徴とするホットキャリア発生場所監視方法。