JPS61125251A - リピ−ト機能制御方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は地理的に近接した地域内で複数の計算機を１ｌ
ｆｉ信で結合するローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ
）の伝送媒体へのアクセス方式に係り。

特にリング状の伝送媒体においてフリート−クンを捕捉
した計算機のみが送信権をもつというトークン方式のリ
ピート機能制御方式に関する。

近年、中央演算装置（ＣＰＵ）による集中処理から複数
のワークステーションによる分別処理の時代になってき
た。そして、地理的に近接した構内やビル内にある計算
機を通信ネットワークで有機的に結合して２分散処理や
オフィスオートメーションを効率よく実行するローカル
エリアネットワーク（ＬＡＮ）が注目されてきた。この
１、ＡＮを有効に利用することによって、ワークステー
ション間のプログラム、文字あるいは画像のデータの転
送あるいは大容量共有ファイル装置への入出力等が効率
よく実行できる。Ｌ　Ａ　Ｎの代表的な結合方式にはバ
ス型とリング型がある。バス型でもリング型でも、ＬＡ
Ｎにおいては主にデータと送受信アドレス等からなるパ
ケットがデータ転送の単位となるが、この場合、複数の
ノードと呼ばれるワークステーションが伝送媒体を共有
するので。

媒体へのアクセスを調整、すなわら通信を行う場合のプ
ロトコルと呼ばれる通信規約に基づいて。

アクセス選択を行うことが重要となる。したがっ°ζ１
アクセス方式によってネットワークの基本的性質、すな
わち、中位時間にいくつのパケノ１−が伝送できるかと
いう伝送容量、故障の対策あるいはシステム設８１の容
易さ等の性質が決定されることになる。

（従来の技術〕 従来５　この種の１．、　Ａ　Ｎにおりるアクセス方式
にはＣＳ　Ｍへ／　ＣＩ）（Ｃａｒｒｉｅｒ　５ｅｎｓ
ｅ　ｍｕＨｉｐｌｅａｃｃｅｓｓ／　ｃｏｌｌｉｓｉｏ
ｎ　ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ　）　ｌタイムスロット・方式
そしてトークンパッシング方式がある。Ｃ３ＭＡ／ＣＤ
方式は、イーザネノ１に代表される方式で、送ｆｄずへ
きパケットを持つノー１はハスが空いているならば即座
に送信し、ハスが使用中のとき送信を中止し再送するま
で適当な時間だけ待って再び送信する方式である。タイ
ムスロット方式は一定峙間をノーｌ−数にり１応して分
割し、各ノードは決められたタイムス１１ノド期間のみ
パケットを送信できるようにしたりあるいは要求に応し
てタイムスロットを割り当てる方式である。最後の１−
一りンバノシング方式は、送信権を表すフリート−クン
と呼ばれるパケ７＋−を主にリング状の伝送媒体に循環
さセ、送信したいノー１は１−−クンが川って（るまで
持ら、　　ｔ−−クンを中にＩ佼り込むことによってデ
ータパゲノ］を送信し再びトークンを伝送媒体に出すと
いう方式である。（ハス型の１・−クンパッシング方式
もある）一般的に、１．ＡＮのノー１の伝送媒体への結
合方式には、ハス型とリング型があるが２　ハス型では
Ｃ３ＭＡ／ＣＤ法的が主に使われるが、ハス型の短所は
５原理的にあまり長距則のネットワークや高速のネット
ワークには向かないこと、および光ファイバが使用する
のが難しく、特に、負荷を増やしていくと１！ｉ突によ
る遅延が増し、伝送効率が低下するという欠点がある。

そごで、負荷が多い場合にはリング型の１−クンパッシ
ング方式すなわちトークンリング方式が最も効率がよい
といわれている。すなわち、負荷を増しても遅延時間の
変化が急増せず伝送容量が高く、最大遅延時間はリング
−周の伝播遅延で決るという長所を持っている。しかし
、短所としては、リング状の１つの断線の故障が全体に
影響したり、パケットが廻り続けたり、トークンが失わ
れたりする現象があるので、これを対処する機能が必要
となる。

従来、この種のトークンリング方式の媒体アクセス制御
のほとんどが各ノード内にあるファームウェアを使って
実行されていた。従ってトークンを捕捉した後フレーム
データを送信しトークンを再び送出さセる制御をファー
ムウェアで実行している間は、ファームウェアは他の仕
事を実行することはできず、従って、各ノードのスルー
ブツトが低下するばかりでなく、リング全体の伝送効率
の低下をもたらすという欠点をもっていた。

（発明が解決しようとする問題点〕 本発明は従来のこのような上記欠点を解除するために、
トークンリング方式において、トークンを捕捉した後フ
レームデータを送信しトークンを再び送出させるという
状態制御をファームウェア＝５− とは独立に専用ハードウェアで実行できるようにし、そ
れによって、リピート状態では受信フレームをそのまま
送信する機能およびリピート状態でない場合にハードエ
ラーが存在した場合にはリピ−１−状態に移行する機能
をもつことが望まれる。

〔問題を解決するため′の手段〕

本発明は、リング状の伝送媒体のアクセス権のコントロ
ールを１・−クンにより行うローカルエリアネットワー
クにおいて、各ノードは媒体アクセス制御（ＭＡＣ）を
行うため、複数個の状態を有し、リピート状態あるいは
エラー状態を表示するフリップフロップを専用ハードウ
ェア内に含み。

これがセ・７トされたときには、受信フレームをそのま
ま送信するような制御回路を設けたことを特徴とする。

〔作　　用〕

本発明は、トークンリング方式において、各ノードが正
常時にはトークンをまだ捕捉していないというリピート
状態を表示するフリップフロップとハードウェアのエラ
ー検出時にセットされるフリップフロップを別々に専用
バー１゛ウエア内に設置し５それらがセットされること
によって受信フレームを送信するようにした。

〔実　施　例〕

次に本発明の実施例を図面を参照して説明する。

第１図は２本発明のリピート回路の制御回路を説明する
回路ブロック図で、リング状の通信路にノートと呼ばれ
る計算機が複数個接続されたローカルエリアネット１ノ
ーク（ＬＡＮ）において、フリート−クン（以下単に“
１・−クン”と呼ぶ）を捕捉したノー１′のみが送信権
をもつというトークン方式の原理に基づいて、各ノート
がフレーム受信と同時にフレームをそのまま送信すると
いうリピート回路能を持ち、ノーｌのハードエラーを検
出した場合にはそのリピート状態に移行するための制御
回路を示している。

トークンパッシング方式の場合、一般的には３ハイ１−
からなるトークンをリングに廻したときあるノートがそ
のトークンをｈｌｉ促したとき送信権をもちデータフレ
ーＪ２を流すことになる。ノートが送信を終えたときど
の時点で１・−クンを解放するということはいくつかの
手法があるが２本実施例ではそのノードはデータフレー
ムを流し終ったときトークンを流すことによって、他の
ノードに送信権を譲るという手法に従う。すなわちアル
ゴリズムは、パケットを送出し終るとずくにｌ・−クン
を解放する。上記トークンパッシング方式につぃ゛ζ説
明する。例えば、第３図（ａｌは、リング状に４−）（
７）／　−ｌξＡ、ｒ３．Ｃ，Ｄが接続されている場合
。

フリート−クンがＣとＤの間にあって、全てのノー１．
八、　　ｒ３．　　Ｃ，Ｄのと゛のノードもｌ・−クン
を捕捉していない状態で、フレームを受信し、同しデー
タを流すことができるリピート状態である。

同図ｔｂ＋ではノーＩＤがフリート−クンを浦ｔｒシた
状態で該ノーＩＤは１−−クン保持状態すなわち。

フレームを送信する権利の待ち状態となる。

この時、他のノー１’Ａ、Ｂ、Ｃはリピート状態のまま
である。同図ｔｃｌでは、ノーＩＤは１・−クン保持状
態を継続しながら、ビジート−クンをリングに送出した
状態である。従って、ノー１’　Ｄの１−クン保持状態
ではビジート−クンを送出できるが、他のリピート状態
のノードＡ、Ｂ、Ｃはフリート−クン及びビジートーク
ンをリピートすることとなる。

同図ｆｄ）では、ノーＦＤがフレームを送出終了した状
態で、トークン送出状態となる。同図ｔｅｌでは。

ノート′Ｄはトークン送出状態を継続しているが。

リピート状態にあるノードＢがフレームを受信している
状態である。同図（ｆｌでは、ノーＦＤがト−クン送出
状態を継続しながらフレームのヘッダを認識した場合、
フリー１−クンを送出し、ビジートークンを除去する状
態である。そして、同図ｆｇｌに示すように、ノート′
Ｄはビジートークンの除去を終了し、再びリピート状態
になった状態である。

従って、トークン保持状態とＩ・−クン送出状態ではフ
レームはリピートされないこととなる。

このようなトークンパッシング方式では各ノードが実際
にどのようにアクセス制御するかが問題になる。

第２図に状態遷移図を示す。トークンを捕捉した場合と
持たない場合を識別するためまずリピート状態■という
トークンを持たない状態を定義する。この状態ではリン
グ内の送信ノー１′からフレームデータを受信するだけ
の機能を持っている。

また、この状態では、受信と同時に同じデータを流すと
いういわゆるリピートという機能をもっている。この状
態において、　　ｌ−−クンをｈｉｔ足するとトークン
保持状態■になり、送信できる状態になる。そして、フ
レームデータを送信し終ると１−−クンを放すことにな
るが、その状態になるまでの間をトークン送出状態■と
呼ふ。そして１・−クン送出終了後、再びリピート状態
■となる。このようにリングもノードが正常である場合
は各ノー１′はこの■、■、■の各状態を繰り返すごと
になる。

各ノードがリピート状態でないときには自己フレームを
除去するという機能も持つ。すなわち。

自分がトークン保持状態■でありフレームデータを送出
したとき自分のところまでそのフレームデータが戻って
きたときにはそのフレームデータを除去して、そのデー
タがリングを何度も廻ることを防止し、かつフレームの
吸収が終了されることを確認する機能を含む。

また、各ノードにはトークンがなくなったとき再生する
という機能をもつが、でたらめに再生するのではなく特
定なノーＦ　、すなわちアクティブモニタ（ＡＭ）と呼
ばれるノードのみが再生できるようにしている。このと
き、アクティブモニタでないノード、すなわち、トーク
ンの再生を実行しない停通のノードはパッシブモニタ（
ＰＭ）と呼ふ。このような本方式ではさらに、ＡＭにな
るシーケンスあるいは］・−クンを再生するシーケンス
、あるいはリングの断線時に異常通知フレームを出すた
めのシーケンスが状態遷移としである。

トークン再生するための状態を１・−クン再生状態■と
呼び、そしてＰＭにおいて、ＡＭになるためのフレーム
を送信する状態をモニタリカパリイ状態■と呼び、さら
に、異常通知フレームを再生している状態をビーコン送
出状態■と呼ふ。この■。

■、■の状態をリピート状態と足表する。

ＡＭになるだめの条件として、遷移状態を監視するタイ
マがあり、それにはタイマ１１〜１５がある。タイマ１
１はＴ＋タイマと呼ばれ、フレームがリングから流れて
こないことを時間で監視しており、一定時間流れてこな
いとき、すなわち］・−クンおよびフレームの両方が流
れてこない比較的短い時間Ｔ１を測定する。これは、ト
ークン再生するためのタイマである。Ｔ２タイマ１２は
Ｐ　ＭでもＡＭでも起動するがトークンのみが流れてこ
ない比較的長い時間を監視しているタイマである。これ
は、たとえば、断線あるいはｒＡＭなし」の異常状態の
場合でトークンは流れないことになる。Ｔ２の時間は普
通１〜２秒である。Ｔ２タイムアウトになると断線より
もまず“トークンなし”として判断するために１まずＰ
Ｍはモニタリカバリイ状態■となる。Ｔ３タイマ１３は
、トークン保持状態■でｌ・−クンを保持する時間を制
限するタイマである。Ｔ４タイマ１４は、トークン送出
状態■で動作し、　　ｌ・−クンを出すタイミングを制
御する。すなわちフレームを送出後ヘッダを認知するま
では１〜−クンを出さないようにするための時間を監視
するのである。すなわち、ＰＭにおいて、フレームがこ
われたと、きはＴ４タイムアつトになるので、このこと
によって、フレームがこわれたと判断してｉ・−クンを
意識的に出すように制御する。Ｔ５タイマ１５は、モニ
タリヵバリイ状態■でモニタリカハリイフレームという
フレームを何度か出すことになり、これを出すタイミン
グを測るタイマである。

次にこれらの夕・イマＴ１〜Ｔ５を使ってＡＭ状態を生
成するシーケンスについて説明する。まず電源投入時に
ノードはＰＭのリピート状態である。

この状態で１・−クンがこないときには１・−クン保持
状態■にもなれないので、Ｔ２タイマがその時間を測定
している。Ｔ２タイムアウト（１〜２秒）になるとその
ノーｌ゛はモニタリカバリイ状態■となる。モニタリカ
バリイ状態■となったノードはモニタリカバリイフレー
ムというり力パリイ用のフレームを送出する。そのフレ
ームの中にはソースとディスティネーションのアドレス
フィールド力くあり、ソースアルレスは自分の７ドレス
であるので、これによってリング内の同時にりヵバリイ
状態にあるノード間の競合を防止する。すなわちＡＭに
なろうとするノードへの要求がモニタリヵバリイフレー
ムの送出であるが、自分がモニタリカバリイ状態■であ
って他からのモニタリカバリイフレームを受けとったと
き、フレーム内のソースアドレス（ＳＡ）と自ノードア
ドレスすなわちマイアドレス（ＭＡ）と比較する。ＳＡ
＞ＭＡであればそのノードはモニタリカバリイ状態■を
放棄し、リピート状態■になる。そして、そのフレーム
が下流に廻るようにする。これを繰り返すと。

Ｔ２タイムアウトになったノードのうち１つで最大アド
レスのノードのみがリピート状態■でなくモニタリカバ
リイ状態■を維持する。そしてＴ５（数ｍｓ）時間モニ
タリカバリイ状態■を続ける。

すなわちモニタリカバリイフレームを送出して。

最後に残ったモニタリカバリイ状態■のノー］′でＳＡ
＝ＭＡのフレームになったとき初めて、そのノードはＡ
Ｍ状態になれると認識する。そしてＡＭ状態のリピート
状態■になって普通の受信状態になり、リングではこれ
のみがＡＭとなる。ノートのＡＭ状態のリピート状態■
においてトークンが捕捉できずＴ　Ｉ夕、イＪ・アウト
（数十ｍｓ）となったとき、そのへＭノー１はＩ・−ク
ン再生状態■となり、リングパージフレーム　（ＲＰＦ
）とい・）特定のフレームを送出する。これはトークン
を持たない状態でありながらフレームを流すことができ
る状態である。このＲＰ　Ｆを送出すると、そのＡＭノ
ードは１・−クン送出状態■になる。すなわちリングは
再び“１・−クンあり゛の状態になり。

このＡＭノートは正富の３状態■、■、■を続ける。Ｐ
Ｍも同じく■、■、■の状態を継続することになる。な
お、リングのどこかが断線しているときは、あるノート
はリピート状態■からモニタリカハリイ状態■に遷移ず
ろことになるが、このときは断線しているので自分のア
ｌ”レスＭＡのフレームが受信できなくなり、モニタリ
カバリフレーム再送りトライアウ１検出するところまで
遷移し、これを１００回くらい繰り返してもだめなとき
ビーコン送出状態■となる。これはリング内の通信路が
断線している場所のすぐ下のノー１゛がこの状態となり
、このノー１−とその上のノー１゛との間で断線となっ
ている可能性があり、断線の検出もできることになる。

次に、上記した３つの状態すなわちリピー１〜状態、ト
ークン保持状態および１・−クン送出状態を使ってノー
マルな制御をプロセッサの制御を介さずに行う専用ハー
ドウェアについで述べる。

トークンパッシングコントローラ（ＴＰＣ）１０は、第
４図に示すように、各ノー１゛のアダプタ内に１つ含ま
れており、共通ハス６０にマイクロプロセッサ２０．イ
ニシャライズルーチン格納用のＲＯＭ３０．プログラム
格納用のＲＡＭ４０および送信／受信バッファ５０とと
もにその共通ハス６０に接続され、リング通信路の他の
ノー１′からビットシリアルで転送されてきた受信デー
タ６００をリピート状態において同期を取りながら入力
し、６０１を介して下流に該フレームを送出すると同時
にマイクロブロセ、す２０の制御を介さずに受信フレー
ムデータを受信バッファ５０を介してメインメモリＲＡ
ＭにＤＭＡ転送した後。

マイクロプロセッサ２０で処理し結果をＲＡＭ４０に格
納する。その結果の内、他のノードに転送ずべきデータ
は、共通データバス６０を介してＤＭＡで送信／受信バ
ッファ５０に転送され送信待状態となる。となる。そし
て下位ノードからトークンが転送されてきた場合には、
ＴＰＣはリピート状態からトークン保持状態に遷移する
ように制御し、送信バッファ５０からの送信データフレ
ームを送出し終った時点において、トークン送出状態に
遷移するように制御する。そして最後に１−−クンを送
出し、フレームの最終バイトを検出することによって再
びリピート状態へ移行する制御を実行する。このＴＰＯ
の存在によって、このようなアクセス制御用の状態遷移
をマイクロプロセッサ２０の制御を介ざずに行うことが
できる。このＴＰＯは第５図に示すように、リピート状
態において受信するピッ１−シリアルデータ６００を直
並列変換して得られるバイトデータ１０１０を制御回路
１０３の制御の下で受信回路１０２に転送し。

同期制御して受信へソファ５０に転送する。そして、１
・−クン捕捉後、ｌ・−クン保持状態から１−クン送出
状態において制御回１ｉ１０３の制御下で送信バッファ
５０から転送されてくるフレームデータを送信回路に転
送し同期制御してリピート状態１０１よりバイトを並直
列変換してフレームおよびトークンをビットシリアルに
出力６０１より出力する。

次にＴＰＣのリピート回路１０１とその周辺回路につい
て第６図を用いて説明する。

ビットシリアルで転送されてくる６００のデータＲＸＤ
はまず直並列変換回路Ｒ３ＲＩＯ１２でバイトに直す。

このときまずフレームであるかどうかをみるために特定
なＦＳパターン（０１１］１１１０１）をデータ線６０
０に流し、そのフレームの先頭パターンを同しＦＳパタ
ーンとを比較して一致するかどうかを一致回路１０１３
で調べる。フレームは９ビツトバイト、たとえば、ＦＳ
パターンの９ビツトを先頭に、ＭＡＣ３（１１およびＭ
　Ａ　ＣＳ　ｔ２１がそれぞれ９ピノＩ・バイト、その
後デー１８＝ ィスティネーションアトレスおよびソースアルレスがそ
れぞれ６ハイト、コマン１′とデータがｎハイド、そし
てチェックコードが４バイトでフレームエンド（ＦＥ）
コードカ月ハイド、最後にスティタスが１ハイドとなる
ようにフィルト構成されている。まずバ・イトシリアル
にするためＲ３Ｒでシリアルパラレル変換され、そのビ
ットパターンとＦＳパターンと比較されて一致した場合
はフレームの先頭であることが確認されるので、フレー
ム受信開始というフリップフロップＦＦ１０１４すなわ
ちＲｘＦＲｖ、信号がセットされる。ＦＳパターンの次
の１ハイドは９ビット時間後なのでフレーム先頭時にリ
セットされる４ビツトカウンタ１０１５によってＯから
８までカウントし、ＲＣＮ＝８になったとき、リピート
回路は、Ｒ３Ｒが次のバイトをセットしていることを知
る。そしてこのシーケンスがフレーム内で繰り返される
。一方、ＢＦ人バッファ１０１７は各バイトを一時保持
するものである。この一時保持されたバイトデータは受
信回路に転送されて受信シーケンスカウンタ（Ｒ３ＣＮ
）と受信７１゛レスカウンタ（ＲＡＣＮ）を使ってフレ
ーム内の各フィールド内Ｌｆｆｌｉ　別する。そして、
前者はフィールド内のハイド数をカウントし、それによ
ってバイトがどのようなものであるかがわかる。ずなわ
ち、そのハイ１がアドレス部であれば、あらかじめ用意
されたアドレスと比較の実行ができ、たとえばＳＡとＭ
Ａの比較を行うことができることになる。また、もし。

コマンド部であれば、それを使って、モニタリカバリイ
状態■においてＳＡとＭＡの７１ルスを比較せよという
シーケンスに移るように接続することができる。

ＢＦＡバッファ１０１７に接続された２つのレジスタＢ
ＦＥとＢＦＯは同期合せのためのバッファである。すな
わち、受信データからピン１〜同期して得られた自己同
期クロックと再び送信するクロックとは違うためそれを
カバーするため、ＢＦＯとＢＦＥがあり、それぞれは、
クロック位相の進みと遅れに従ってデータをずらしてバ
ッファリングしバイトｏｄｄとｅｖｅｎとを交互にセッ
トするようにしている。このようにして入力されたフレ
ームはＢＦＥとＢＦＯに入力するがそこから取り出すか
どうかを制御回路で決めて送信用レジスタＴＳＲ］０２
０に入れる。ＴＳＲ１０２０はパラレルイン・シリアル
アウトのシフト・レジスタである。

このＴＳＲ１０２０に接続されたＴＦＧクリップフロッ
プは１と０を交互に発生する発生器であり。

送信フレームがないときはＴＳＲがその１０１０・・・
というパターンを送信するようにしている。

こうすることによってリピート状態であるかないかを制
御できることになる。

第１図は第６図のリピート回路の送信回路部を制御する
本発明のリピート回路制御部であって。

ＴＳＲレジスタ１０２０の入力信号Ｇｌ、Ｇ２およびＧ
３を選択する条性を形成する制御回路である。

フリップフロップ１０３５は送信開始時に論理１をセン
トすることによって１　ノードがフレームを送信するた
めの時間を調整する。そしてその出力ＴＸＦＲＭはＴＳ
Ｒの入力信号Ｇｌ、Ｇ２゜２ｌ− Ｇ３のそれぞれを、ＴＳＲレジスタ１０２０にラッチさ
せるための選択信号ｇ＋、ｇ２＋ｇ３をそれぞれ出力に
形成するアンド回路１０４２゜１０４１．１０４０の入
力端子に共通に入力しているので、フリップフロップ１
０３５が論理１にセットされることによって、ノードは
受（言したフレームあるいは自分から発生したフレーム
をＴＳＲを介して送信することが可能となる。

フリップフロップ１０３６は、ＴＰＯの状態フリップフ
ロップの１つであって、電源投入時に１″にセットされ
、またファームウェアによる初期設定時においても“１
”にセントされる。そして、このときこのノードはＰＭ
状態のリビー）・状態となる。リピート状態■ではトー
クンを持たない状態であって、リング内の送信ノードか
らフレームデータを受信し、受信と同時に同じデータを
下流にリピートすることになる。このような制御を実行
するために、受信フレームをＲ３ＲＩＯ１２を介して受
信し、受信フレームの各バイトがＢＦＡバッファｌ　Ｏ
１７を介して、バイトｏｄｄとハイ）ｅνｅｎがそれぞ
れ同期合せ用のバッファＢＦＥとＢＦＯに入力されるの
で、ｒ３ＦＢとＢＦＯの各出力をＴＳＲに送るようにす
ればよいことになる。フリ、プフロソプ１０３６が１”
にセットされると、オア回路１０４５を介して、フリッ
プフロップ１０３９の七ノドとリセットの繰り返しによ
ってＴＸＦＲＭ＝１の送信時にはアント回路１０４１と
１０４２の出力ｇ＋、ｇ２のそれぞれが繰り返して論理
１となる。したがって、受信フレームの各ハイドが交互
にＧ＋、０２信号を介してＴＳＲレジスタにセノｔ−さ
れ５そのまま送（言されることになる。すなわち２本発
明では各ノードが正常時にはリピート状態■すなわち、
電源投入時、ファームウェアによる初期設定時、あるい
はｌ・−クン捕捉していない受信状態のときには、受信
フレームをノード内で処理することなく送信フレームと
して送出するというリピート動作を実行することになる
。さらに２本発明では、リピート状態を形成するフリッ
プフロップ１０３８の入力側に接続されているオア回路
１０４５のもう一方の入力端子にハードエラーフリップ
フロップ１０３７の出力が接続されており、バー１′工
ラー検出時にはリピート状態に移行するように制御して
いる。すなわち、フリップフロップ１０３６がセントさ
れていなく、リピート状態でない他の状態においても、
ノーＬがハードエラーを検出した場合。

エラーフリップフロノブ１０３７が“１”にセントされ
ることによって、フリップフロップ１０３８は強制的に
”ｌ”にセットされ、アンド回路１０４２．１０４］の
それぞれの出力ｇ＋、ｇ２が交互に　１″となり、ＢＦ
ＥとＢＦＯからの受信フレームの各バイトをＴＳＲに転
送し、すべての受信フレームをそのまま送信するという
リピート状態になる。このように、ノードがエラー検出
した場合はその異常ノードはリピート状態となることに
よって５　リング上のデータはその異常ノードをスルー
に流れていくことになり、他の正常ノードに全く影響を
与えないことになる。そして。

異常ノードの故障を自動あるいは手動で修繕した後再び
リングに接続するようにすれば、極めて信頼性の高いロ
ー、カルエリアネットワークを形成できることになる。

なお、リピート状態ではなく。

自ノードの送信バッファ５０からの送信フレームを送信
する場合には、フリップフロップ１０３８はりセットさ
れるので、ＴＸＦＲＭ＝１の送信時には、エラーがなけ
れば５すなわち＊ＥＲＲ＝　１のとき、ｇ３＝１．ｇ２
＝ｇ＋＝ｏとなり、ＴＳＲレジスタには送信フレームＧ
３がセントされるように制御される。

〔発明の効果〕

このように本発明は、リピート状態には受信フレームを
そのまま送信し、リピート状態でない場合でハードエラ
ーが検出された場合も強制的にリピート状態にする制御
回路を専用ハードウェアとして持つことによって、ＣＰ
Ｕ負担を減少すると同時に、異常ノードをリングから切
り離すことができるので極めて信頼性の高いＬＡＮを構
成することができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は、不発明のリピート回路の制御回路のブロック
図。 第２図は、状態遷移図。 第３図ｆａｔ〜ｆｇｌはｌ・−クンパッシング方式の説
明図。 第４図はアダプタのブロック図。 第５図はアダプタ内のｌ・−クンパッシングコントロー
ラのブロック図。 第６図はトークンパッシングコントローラ内のリピート
回路のブロック図である。 １０２０・・・ＴＳＲレジスタ。 １０３５．１０３６□　１０３７，１０３８゜１０３９
・　・・フリップフロップ。 １０４０．１０４１．１０４２ ・・・アンド回路。 １０４５・・・オア回路。 １０１２・・・Ｒ３Ｒレジスタ。 １０１７・　・・ＢＦＡバッファ。 の り　　　　　　　　　　　二 一ノ　　　　　　　　　　　　１ ω ＾　　　　　　　　　　　　　　　１ ″ｏ′Ｘ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）リング状態に構成された伝送路を利用して、複数
   個のノードが互いに通信を行うように構成したシステム
   において、各ノードはリピート状態では到着したフレー
   ムを下流にリピートし、リピート状態でない状態におい
   て、上流より到着したフレームを除去するように動作し
   、かつ、ノードのエラーを検出した場合は当該ハードエ
   ラー検出信号によりリピート状態に移行することを特徴
   とするリピート機能制御方式。
2. （２）ノードの初期状態においてもリピート機能が有効
   とすることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のリ
   ピート機能制御方式。