JPS6086643A

JPS6086643A - ロ−カルエリア・ネツトワ−ク・システム

Info

Publication number: JPS6086643A
Application number: JP58194687A
Authority: JP
Inventors: Osamu Isaka; 攻井坂
Original assignee: Ricoh Co Ltd
Current assignee: Ricoh Co Ltd
Priority date: 1983-10-18
Filing date: 1983-10-18
Publication date: 1985-05-16

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、ローカルエリア・ネットワーク・システムに
関し、特に１つの論理リンクに受信バッファを占有され
ないようにして、２番目以後の受信要求を受九伺けられ
るようにしたローカルエリア・ネットワーク・システム
に関するものである。

従来技術ケーブルレ；複数の処理ステーションを接続してローカ
ルエリア・ネットワークを構成し、文字、コード化され
たグラフィック情報および画素情報を混合して処理する
システムが先に本発明者等によって提案された（特願昭
５７−１７５９３８号明細書参照）、　このシステムの
各ステーションに実装される通信制御ユニッ１〜（以下
ＣＣＵと記す）は、第１図の示す６階層のプロトコルの
うち、下位４階層を実行する。第１図におけるネッ１ヘ
ワー−り眉。

アプリケーション層およびセラ９３ン層のプロトコル制
御のプログラムは、ステーション全体を制御するプロセ
ッサ（ｃｐｕ）の制御下にあり、システム・メモリ内に
格納されるが、下位４階層のプロトコル制御プログラム
はＣＣＵ内シこ格納される。

上記ローカルエリア・ネッ１−ワーク・システムの一部
のみを、第２図に示す。同軸ケーブル５には複数のステ
ーション、例えばワーク・ステーション１．ファイル・
ステーション２．プリンス・ステージ目ン３．データ・
コミュニケーション・ステーション４等が接続され、各
ステーション内のシステム・バス１４にはＣＰＵＩＩ、
システム・メモリ１２．その他の装置とともにＣＣＵ１
３が接続されている。ＣＣＵ１３は、その一方でシステ
ム・バス（マルチパス）１４を介してＣＰＵＩＩ、メモ
リ１２に結合され、他方でトランシーバ・ケーブル１５
を介してトランシーバ１６に結合されている。データ・
コミュニケーション・ステーション４は、有線または無
線回線を介して他のローカルエリア・ネットワークに結
合されている。

次にＣＣＵ１３の主要な機能を説明する。

先ず、トランスポート層プロトコルは、論理リンクの説
明および解放管理を行う。

・論理リンクは、各ステーション内の任意の複数プロセ
スからの論理リンク設定要求（セツション層によるコネ
クト送信要求）に応じて、指示された任意の相手ステー
ションの任意プロセスとの間で、動的に設定、解放され
る。各プロセスは、同時に複数の論理リンクを使用する
ことが可能であり、また各論理リンク上では全二重モー
ドで送受信が可能である。さらに、論理リンクは、単一
のローカルエリア・ネットワークに限定されず、異なっ
た２つのネットワークにまたがって設定されることも可
能である。

一方、論理リンクの解放要求（ディスコネク１へ要求）
は、その論理リンクに関与するいずれのステーション側
からも行うことができる。

論理リンクは、ボートテーブルにより管理され、このボ
ートテーブルは１個の論理リンクに対して１個が動的に
生成・消去されるテーブルである・生成されたボートテ
ーブルには、そのステーション内でユニークなボーｈＩ
Ｄ（ボート識別番号）が割当てられ、これは上位層（ア
プリケーション層。

セツションＭ）に渡され、アプリケーション層に存在す
るプロセスと論理リンクの対応がとられる６また、ボー
トテーブルには、そのボートの状態を示すボートステー
トがあり、これは論理リンクの状態と対応している。ボ
ートテーブルには、さらに論理リンク番号が存在し、こ
れはソース論理リンク番号とデスティネーション論理リ
ンク番号か゛らなり、これらが１対となってどの論理リ
ンクかを識別する。すなわち、上位層から論理リンク設
定要求を受取ると、そのステーション内でユニークなソ
ース論理リンク番号を割当て、相手側トランスボート層
にはコネクト・イニシェイト・メツセージ中にセットし
て通知する。相手側は、コネクトコンファーム・メツセ
ージにより、相手側の論理リンク番号を通知してくるの
で、ボートテーブルにソース論理リンク番号とデスティ
ネーション論理リンク番号の対が完成するのである。

また、１−ランスポート層プロトコルは、フロー制御を
行う。すなわち、ＣＣＵ内に存在するセグメント・バッ
ファの有効使用、送受信間の論理的同期等のために、デ
ータ・セグメント・バッファの授受に関し、セグメント
単位のフロー制御を行う。このフロー制御情報を送信す
るためのメツセージは、データ・リクエスト・メツセー
ジである。

フロー制御情報には２つの型式かあって、その１つは新
規フロー・コントロールであり、他の１つは継続フロー
・コントロールである。新規フロー・フン１〜ロールは
、データセグメント受信側が上位層よりデータ受信要求
を受けると、それに必要となるセグメント個数を決定し
、それに対して確保できたバッファ数を相手側に通知す
るときに使用する。上位層より受けた受信要求を満たす
バッファ数（セグメント個数）を１度で確保できなかっ
たときには、最初に確保できた分のバッファ数を上記新
規フロー・コン１−ロールで通知し、その後は確保でき
たごとに、その個数を継続フロー・コン１ヘロールで通
知する。データ・セグメン１−送信側は、フロー・コン
トロールで通知されたバッファ数の範囲でしか、データ
・セグメントを送出できない。

第３図は、第２図におけるＣＣＵ内のブロック図である
。

第３図のＣＣＵは、セツション層とのインターンェイス
、トランスポート層、ネットワーク層。

データリンク層とのインターフェイスの各機能を、プロ
セッサ１３１と他のブロックにより実現する。

ＰＲＯＭ１４０には、制御のためのマイクロプログラム
が格納されている。

セツション層とのインターフェイスは、プロセッサ１３
１がバス・アービタ１４３の制御下に、アドレス・ドラ
イバ１４２．データ・トランシーバ１４４からマルチパ
ス１６０を介してシステム・メモリをアクセスすること
により実行される。

システム・メモリ内には、出力キューと入力キューが作
成される。ＣＣＵのプロセッサ１３１は、出力キューの
ディスクリブタを周期的に読み出してキューイングされ
ているか否かをチェックする。

プロセッサ１３１の入出力、つまりローカル・バス１５
０上では、アドレスとデータがマルチプレックスされて
いるのセ、この分離を行う必要がある。

この分離は、アドレス・ラッチ１３４とデータ・トラン
シーバ１３５により行われる。プロセーソサ１３１から
みたアドレス空間内には、ＣＣＵ内のＰＲＯＭ１４０．
　ＲＡＭ１４１．メモリ１４１が重なって存在するので
、その分離を行うため、プロセッサ１３１のメモリ・チ
ップセレクト機能とアドレス制御回路１３９が動作する
。

プロセッサ１３１は、出力キューにリフニスト・コマン
ドがキューイングされていることを検出すると、そのコ
マンドが指示するバッファ（システム・メモリ内に存在
する）からデータを取り込む。

データの取り込み方法には２種類あって、その１つは、
システム・メモリ内のユーザ・バッファからＣＣＵ内の
ＲＡ　Ｍ　１４１にデータを移す方法であり、他の１つ
はプロセッサ１３１が得たユーザ・バッファ情報をデー
タ・リンク・プロセッサ１３３に通知し、データ・リン
ク・プロセッサ１３３がユーザ・バッファからデータを
読み出し、データ・ｌ−ランシーバ１３６に送り出す方
法である。ＲｔへＭ１４１に格納されたデータは、１−
ランスボー１一層のプロトコル制御用マイクロプログラ
ムによって処理され、ネットワーク層に渡される。この
データ授受は、ＲＡ　Ｍ　１４１上に存在するキューを
介して行われる。

ネットワーク層に渡されたデータは、ネットワーク層の
マイクロプログラムにより処理されて、データ・リンク
層に渡される。プロセッサ１３１は、データ・リンク物
理層プロセッサ１３３にリクエスト・コマンドの設定を
通知した後、ローカル・バス１５０の使用権がプロセッ
サ１３３に移る。プロセッサ１３３は、アドレス・ラッ
チ１３４．データ・トランシーバ１３５を介してＲＡＭ
１４１上のコン１〜ロール・ブロックにアクセスし、転
送すべきデータの存在場所を知る。プロセッサ１３３は
、　ＤＭＡ　（Ｄｉｒｅｃｔ　Ｍ　ｅｍｏｒｙ　Ａ　ｃ
ｃｅｇｓ）によりＲＡ　Ｍ　１４１およびシステム・メ
モリからデータを取り込みながら、リアルタイムで１０
Ｍビットのビット・シリアル・データに変換して、トラ
ンシーバ・インターフェイス１３２　、　トランシーバ
・同軸ケーブル５を介し相手ステーシゴンに転送する。

一方、パケットを受信したときには、プロセッサ１３３
はコントロール・ブロックに入れられたサプライ・バッ
ファ・コマンドにより、提供されたバッファに受信した
パケットを格納する。

以上説明したように、従来のＣＣＵにおいては、ｌ論理
リンク当りの最大バッファ数を、ユーザが設定すること
はできず、すべて自動的に行われていた。したがって、
ステーション内の情報処理層（アプリケーション層）に
存在する複数個のユーザ・プロセスのうちの１個のプロ
セスから通信処理層（セツション層、トランスポート層
等）に通信要求が出されたとき、通信処理層が有する未
使用バッファの容量と、受（１要求により指定された受
信データ凰とを比較して、受信データ凰の方が大きいと
き、あるいは受信データ星の方が小さいが、未使用バッ
ファの容量に近い瓜であるとき等では、残りの未使用バ
ッファが皆無になるか、あるいは皆無に近くなってしま
う。そのため、他のユーザ・プロセスから受信要求が出
されても受理されない。

目　的本発明の目的は、このような従来の欠点を改善し、各ス
テーションにおいて、１つの論理リンクに受信バッファ
を占有さ九ないようにして、２番目以降の受信要求が受
け伺けられるようにしたローカルエリア・ネジ１−ワー
ク・システムを提供することにある。

構　成以下１本発明の構成を、実施例により説明する。

本発明においては、各ステーションのコンソールより、
１つの論理リンクに対して１度に与える受信バッファの
最大量を指定することにより、１つの論理リンクに受信
バッファを占有されないようにする。

これを実現するための第１の方法は、１つの論理リンク
に対して１度に与える受信バッファの最大量を設定時に
決めてしまう方法である。例えば、受信バッファの総量
が６４■（バイ１への場合１つの論理リンクに対して１
度に与える受信バッファの最大量を３２にバイトとする
。いま、あるユーザ・プロセスから４８にバイト長の受
信要求があり、そのとき４２にバイトの未使用バッファ
があったとする。

その場合、そのユーザ・プロセスに与えられる論理リン
クには、３２にバイトの受信バッファしかり・えられな
゛い。したがって、その直後においては、１０にバイト
の未使用受信バッファがある。このとき、他のユーザ・
プロセスから受信要求があった場合には、それに対して
ＩＯＫバイト以内の受信バッファが与えられることにな
る。

上記第１の方法は、従来の方法に比べれば、改善されて
いるが、使用環境に応じて、１つの論理リンクに対し、
１度に与えられる受信バッファ最大量を変えられないと
いう欠点がある。例えば、ステーションの数が多くなっ
たとき、あるいは最初から多いときには、１つの論理リ
ンク当りの受信バッファの最大量を少なくしないと、多
重化されて同時に設定できる論理リンクの数が制限され
てしまう。逆に、ステージ、ヨンの数が少ないとさ、あ
るいは通信頻度が少ないときには、あり余ったバッファ
容量が存在するにもがかわらず、１度に与える受信バッ
ファ量を制限すると、その分だけ何回にも分けて受信バ
ッファが与えられるも゛ので、オーバヘッドが大きくな
り、総転送所要時間が長くなる。

そこで、第２の方法として、使用環境に応じて、１つの
論理リンクに対し１度に与えられる受信バッファ最大量
を変更できるように、ユーザがこの値をコンソールから
任意に与えられるようにするのである。

通常、ローカルエリア・ネットワークが必要とするデー
タをローカルエリア・ネットワークが取得する場合、先
ず、ステーションのユーティリティ・プログラムが第４
図（ａ）　（ｂ）に示すレコードを有するファイルを作
成する。そして、ローカルエリア・ネットワークのネッ
トワーク管理層は、イニシャライズ時に、第４図（ａ）
　（ｂ）に示すレコードをシステム・コールにより読み
出す。なお、上記ファイルのアップディト（更新）は、
ユーティリティ・プログラムが行う。

第４図（、）のレコード１には、自ＬＡＮ名（自己のロ
ーカルエリア・ネットワーク名）、　自Ｎ。

ＤＥ名（自己ステー２３２名）、自Ｎ０ＤＥ番号、自Ｌ
ＡＮ（７）最大Ｎ０ＤＥ番号、自Ｎ　ＯＤ　Ｅ　７　ト
Ｌ／ス、自Ｎ０ＤＥター１’プ、Ｎ０ＤＥ　ＨＥＬ−Ｃ
ＮＴ　（ＮＯＤＩＥハローメツセージ・カウント値Ｎ）
、Ｔｅ１（ＣＯＮＮＥＣＴ　メｙ　（＝−ジノタイムア
ウト時ｒｌｌｌ　（ＤＥＳＴＴＮＡＴＩＯＮが自ＬＡＮ
の場合））、　Ｔ　ｃ２　（ＣＯＮＮＥＣＴメツセージ
ツタイムアウト時間（ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮが他ＬＡ
Ｎ〕場合））、　ＴＤＩ（ＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴメツセ
ージのタイムアラ１一時間（ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮが
自ＬＡＮの場合））、Ｔ　Ｄ２（ＤＩＥＳＴＩＮＡＴＩ
ＯＮが他ＬＡＮ＋７）場合）、ＴＸＩ（ＤＡＴＡメｙセ
ージのタイムアラ１一時間（ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮが
自ＬＡＮ（７）場合））、ＴＸ２（同じく他ＬＡＮの場
合）、ＴＲ（、ＤＡＴＡメツセージを受けてからＡＣＫ
／ＮＡＫを送出するまでの最大時間）、ＴＢ（相手ビジ
一時に、ネッ１−ワーク層で保留する時間）、ＤＯ８の
ＭＯＤＥ番号、■論理リンク最大バッファ数、最大論理
リンク数、バッファ・チェック数１　（ネットワーク層
で受（＝メンセージを捨て始めるバッファ数）、バッフ
ァ・チェック数２（ビジーメツセージを出し始めるバッ
ファ数）、バッファ・チェック数３（レディー・メツセ
ージを出すバッファ数）、タイプ・フィールド値、ＲＡ
Ｍの大きさく３２に→１，６４に→２，９６に→３，１
２８に→４）、ＲＥＳＥＩＩＶＥＤノ順に格納される。

また、第４図（ｂ）のレコード２には、コマンドＩＤ数
（２バイ１〜）の後にコマンドＩＤ数分のコマンドＩＤ
、、ＩＤ、・・・・が順次格納される。

アプリケーション・レベルのプロトコルは、次の方法で
ローカルエリア・ネットワークが必要なデータを与える
。先ず、コンソールよりＩＮｌ’ＵＴＬＡＮＩ）Ｉ３プ
ロセスを起動し、自ＬＡＮ名を入力して右側に表示し、
続いて第４図に示すデータを順次入力して右側に表示す
る。

これにより、ユーザが１論理リンクに対し−Ｃ１度に与
える受信バッファの最大量を指定することができる。

電源投入時、通信処理層は、磁気ディスクあるいはフロ
ッピー・ディスク等内のファイルから、すでにユーザに
より設定されている１論理リンク当り最大バッファ量を
読み込んで１通（ｄ処理層内のＲＡＭ（第３図の１４１
）に記憶しておく。また。

このＲＡＭの他のアドレスにｔｔ、未使用受（言ノヘツ
ファ量の初期値が設定される。ニー号′・プロセスから
受信要求が出さ］しると、通信処理層のプロセッサはＲ
ＡＭから１論理リンク最大ノくツファ量、未使用受信バ
ッファ量を読んで、受（目要ｊ辷で１負示された受信デ
ータ量と比較し１次のＪ二うむ；、そのＩＪシンク与え
る受信バッファ量を決定する。

（１）受信要求で指示された受信データＪｉ　ｍ　、力
１．１論理リンク最大バッファ量ｍ、よりも／Ｉ＼さく
、かつ未使用バッファ量ｍ、よりも／ＩＸさし１とき、
υ。

えられる受信バッファｍ、は受信要求で４ｔｌ示された
受信データ量ｍ、と等しり）。

（１１）受信要求で指示された受信データ量ｒｒｌｔ　
ｈｌ、１論理リンク最大バツフア量ＪＩＩ　、よりもノ
（きく、かつ未使用バッファ量ｍ、よりも小さし１とき
、υ。

えら扛れる受信バッファｍ４はｌ論理リンク最）（バッ
ファ量ｍ、に等しｂ箋。

（ｉｉｉ　）受信要求で指示された受信データ爪ｍ　、
力１．１論理リンク最大バッファ量ｍ２よりも小さく、
かつ未使用バッファ１ｍ　ｌｌｌ　Ｊ　より大きいとき
・与えられる受信バッファ量Ｉｎ、は未使用バッファ量
ｍ３に等しい。

（ｉｖ）受信要求で指示された受信データ雇用、が１論
理リンク最大バッファ量ｍ２より大さく、かつ未使用バ
ッファ量Ｉｎ２　より大きく、しかも１論理リンク最大
バララフ量ｍ２が未使用バッファ量１’ＴＩＪより大き
いとき、与えられる受信バッファ量ｍ４は未使用バッフ
ァ量ｍＪに等しい。

（Ｖ）受信要求で指示さ九た受信データ量ｍ、がｌ論理
リンク最大バラフッｍｍ□より大きく、かつ未使用バッ
フγｆｆ１ｍ３　よりも大きく、しかも１論理リンク最
大バツフア量Ｉｎ２　が未使用バッファ量ｒｆ１３より
小さいとき、与えられる受信バッファ量は１論理リンク
最大バッファＪＥｔｍ２　と等しい。

このようにして決定した受信バッファｒｎ、の値を、デ
ータ・リクエスト・メツセージで送信側に転送する。受
信要求で指示された受信データ量ｍ１が、決定された受
信バッファ量１１１．より太きい場合には、その後、１
回ないし複数回のデータ・リフニスト・メツセージで１
−一タル受信バッツァ量がＴｎｌになるようにする。

第５図は、本発明の実施例を示すＣＣ’Ｕ内メモツメモ
リタ配置図であり、第６図（、）（ｂ）はそれぞれ初期
化時の処理フローチャー１−および受信要求時の処理フ
ローチャートである。

第６図（、）に示すように、先ず、初期化時には、ファ
イルから１論理リンク最大バツフアｒＬＩＷ１　、を読
み出し、これを第５図のＣＣＵ内メモ１月４１のエリア
Ｍ２に書き込む（ステップ２１．２２）。次に、ファイ
ルから未使用バッファ量Ｈ１、の初期値を読み出し、こ
れを第５図のメモリ１４＋のエリアＭＪに書き込む（ス
テップ２３．２４）。

次に、ユーザ・プロセスから受信要求があったときには
、第６図（ｂ）に示すように、受信要求（ｎｌ　、指定
）を受け、第５図のメモ１月４１のエリア間工に書き込
む（ステップ３１．３２）。次に、メモリ１４１　のエ
リアＭ、、Ｍ、、Ｍ、　力１らｌｎｌ　ｇ　ｆｆ１２　
＋ｍ、を読み出して、これらを互いに比１咬し、ＩＴＩ
　。

を決定する（ステップ３３）。次に、ｍ４を第５図のメ
モリ１４１のエリアＭ４に書き込んだ後、プロセッサが
このエリアＭ４からｍ４を読み出して、送（ご側に送る
（ステップ３４．３５）。

以上が本発明の第２の方法の説明である。第２の方法の
欠点は、２つの論理リンクで受信バッファを占有する可
能性があり、第３の要求を受け付けられない点である。

そこで、第３図の方法として、第７図に示す方法を提案
する。

第７図において、４１は１番目の受信要求に対して与え
られる受（Ｉバッファ量、４２は２番目の受信要求に対
して与えられる受信バッファ凰、４３は３番目の受信要
求に対して与えられる受信バッファ量である。

第３図の方法では、あるユーザ・プロセスから受信要求
が出されたとき、完了していない受信要求がなければ、
ユーザが与えた１論理リンク最大バッファＪｉｍ２　を
ｍ４として与える。また、完了していない受イＪ要求が
あれば、つまり２番目の受信要求に対しては、未使用バ
ッファ量の１／２をｍ、として与える。また、３番目の
受信要求に対しては、さらに未使用受信バッファの１／
２をｍ　４として与える。

第７図では、３番目の受信要求が出さｈたとき、１番目
と２番目の受信要求は完了していないので、総バッファ
量からｍｆｉ　を差引いた残りσ月／４が、ｌｎ、とじ
て３番目の受信要求に与えられる。

効　果以上説明したように、本発明によ九ば、ローカルエリア
・ネットワークのＣＣＵにおい−Ｃ１２番目以後の受信
要求が受け付けられるので、ユーザはある時間後に再試
行する煩わしさがなく、かつ１−一タル処理時間の短縮
が図九る。

【図面の簡単な説明】

第１図は通信制御ユニットのプロ１−コル階層を示す図
、第２図はローカルエリア・ネットワーク・システムの
一部を示す図、第３図は第２図におけるＣＣＵ内のブロ
ック図、第４図はローカルエリア・ネットワークの必要
データを４８納するレコードのファイルを示す図、第５
図は本発明の実施例を示すＣ，ＣＵ内メモリのデータ配
置図、第６図は本発明の実施例を示す初期化時と受信要
求時の処理フローチャー１−１第７図は本発明の他の実
施例を示す受信バッファ量の説明図である。１：ワークステーション、２：ファイル・ステーション
、３ニブリント・ステーション、４：データ・コミュニ
ケーション・ステーション、５：同軸テーブル、１３　
：　ＣＣＵ、１２ニジステム・メモリ、１４４：ＣＣＵ
ＣＵ内メモリ３１，１３３　：プロセッサ、１５０：ロ
ーカル・バス、１６０：マルチバス、４１，４２゜４３
：第１．第２．第３番目の受信要求に与えられるバッフ
ァ量・第４図（ａ）　（ｂ）第　５　図６図（ｂ）

Claims

【特許請求の範囲】

（１）複数個のステーションを接続し、１ステーション
当り複数個の論理リンクを設定するローカルエリア・ネ
ットワーク・システムにおいて、各ステーションのコン
ソールより、ｌ論理リンク当りの最大バッファ量を任意
の値に設定することによって、ユーザ・プロセスから受
信要求があったとき、上記設定された値にしたがって上
記受信要求に与えられるバッファ量を決定することを特
徴とするローカルエリア・ネットワーク・システム。
（２）前記受信要求に与えられるバッファ量は、受信要
求が出されたとき、まだ完了していない受信要求が存在
する場合には、未使用受信バッファ量の１／２とし、完
了していない受信要求が存在し、ない場合には、コンソ
ールから設定された１論理リンク当りの最大バッファ量
とすることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のロ
ーカルエリア・ネットワーク・システム。