JPS62210749A - 通信網制御方式 - 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、通信網制御方式に関し、詳しくは、ローカル
・エリア・ネットワーク（以下、ＬＡＮと記す）の制御
方式に関するものである。

従来技術 従来、通信網制御方式としては、例えば、（、）Ｃ８Ｍ
ＡベースバンドＬＡＮ、（ｂ）ブロードバンドＬＡＮ、
（ｃ）ＴＤＭＡベースバンドＬＡＮとディジタルＰＢＸ
、（ｄ）本発明の先願である特開昭５７−１０４３３９
号公報記載の「光通信ネットワークＪ　、（ａ）同じく
本発明の先願である特開昭５８−１３９５４３号公報記
載の「通信回路網ｊ等が知られている。しかし、上記（
ａ）のＣＳＭＡベースバンドＬＡＮは、データ情報やテ
キスト情報のように、パケットが短く、かつ突発的に発
生する場合には適しているが、マルチメディア通信のよ
うに、パケットが無限長であったり、連続的に発生した
り、リアルタイム性が要求される場合には、通信の衝突
が頻発して高いスループット（通信容量）が得られない
という問題がある。　ＬＡＮにおけるマルチメディア通
信とは、従来のデータやテキストの通信の他に、イメー
ジ情報、音声情報、ビデオ情報も含み、それらが結合さ
れたものである。また、（ｂ）ブロードバンドＬＡＮは
、マルチメディア通信としてはやや容量が不足するとと
もに、コストと拡張性に問題がある。また、（ｃ　）　
Ｔ　Ｄ　Ｍ　Ａ　（時分割）ベースバンドＬＡＮとディ
ジタルＰＢＸは、従来方式のうちでは最もマルチメディ
ア通信に適するが、コストと拡張性に問題がある。特に
、マルチメディア通信として利用した場合には、コスト
が非常に高くなる。さらに、（ｄ）特開昭５７−１０４
３３９号公報（以下、第１の発明と記す）および特開昭
５８−１３９５４３号公報（以下、第２の発明と記す）
記載の各方式は、いずれも本発明の基本となるもので、
マルチメディア通信に最も適している。これらの本発明
の詳細な説明について、簡単に説明する。上記第１の発
明は、先着順論理、多結合構造、多入力−出力素子によ
るパス固定、を特徴とする通信網制御方式である。すな
わち、第１１図に示すように、通信路５２で相互接続さ
れた複数の交換局（以下、ノードと記す）５０と各ノー
ドに通信路５２を介して接続された多数の端末５１から
通信網が構成され、通信を行う端末５１は、第１２図に
示す６０〜６３の４つの基本的なパケットを送出するこ
とにより、各ノードを制御して通信を行う。

各ノード５０は、多結合構造を有し、第１２図における
６０〜６３のいずれかのパケットが到着した順、つまり
先着順論理により１つだけの通信を通過させ、他を待機
させることにより、多久カー出力の動作を実行する。そ
して、各ノードが、第１２図の６０〜６３に示す一連の
パケットの転送方向を順次逆転させるように、送出方向
を替えることにより、１つの通信のパスを固定させてい
る。

また、第１の発明では、各ノードに宛先アドレスを検知
する機能を持たせ、各ノードはパケットに付加された宛
先アドレスを検知することにより、自ノードに接続され
た端末宛のものであれば、それをその端末に出力する。

自ノードの端末宛でない場合には、宛先アドレスは何等
制御には用いられない。第１２図の６０は、コールパケ
ットであり、先頭のプリアンプル部の次に宛先アドレス
部。

その後にメツセージ部がある。ただ、コールパケットは
相手を呼出すだけのパケットであるため、メツセージ部
の内容はないのが普通である。６１はコールバックパケ
ットであり、プリアンプルのみが付加されていればよく
、被呼者端末は宛先アドレスが自分のアドレスと一致し
たとき、このコールバックパケットを返送する。コール
パケットが通過した各ノードは、所定時間が経過するこ
とにより、転送方向を逆転させるので、コールバックパ
ケットはコールパケットが通過してきた経路を逆方向に
発呼者端末まで到達できる。６２はメツセージパケット
であり、プリアンプル部とメツセージ部を付加したパケ
ットが、発呼者端末から被呼者端末に転送される。すな
わち、所定時間の経過により、コールバックパケットが
通過した各ノードの転送方向が逆転するので、メツセー
ジパケットはアドレスが付加されていなくても、正確に
被呼者端末に到達する。６３はＡＣＫパケットであり、
正しくメツセージを受取った被呼者端末が発呼者端末に
対してこのパケットを送出する。

メツセージパケットが通過した各ノードは、所定時間の
経過により転送方向を逆転するので、アドレスが付加さ
れていなくても、正確に発呼者端末に到達する。このよ
うにして、最初のパケットにのみアドレスを付加するだ
けで、パスが固定され。

各パケットを２往復させることができる。

次に、第２の発明は、第１の発明と基本的には同じであ
るが、各ノードの機能を低下させることにより、ノード
はアドレスを検知できず、アドレスは全て端末において
検知するようにして、システムのコストダウンを図って
いる。このように、先願の第１の発明と第２の発明にお
いては、先着順論理によって、多大カー出力、つまり複
数の端末から１個のノードに対して発信要求があると、
そのノードは最初の要求のみを許可して、１つの端末の
発呼のみ転送させるようにする。通常、被呼者端末にコ
ールパケットが到達するまでには、複数個のノードを通
過する必要があるが、パケットの先頭部分のプリアンプ
ル部は、各ノードを通過するごとに僅かではあるが削ら
れて、伝搬遅延が生じる。従って、パスを固定する時間
もそれだけ長くなるとともに、それにより他のパケット
との衝突の確率も高くなる。その後、第３．第４、およ
び第５の発明が提案され、第３の発明（特願昭６０−１
７０４２９号明細書参照）においては。

パケットのプリアンプル部が削られることによる伝搬遅
延を防止し、パスの固定に要する時間を短縮する方式が
、また第４の発明（特願昭６０−１７０４２７号明細書
参照）においては、半２重化通信の確立により、マルチ
チャネルノード、つまり１つのノードで複数のチャネル
の通信を可能にする方式が、さらに、第５の発明（特願
昭６０−１７０４２８号明ｍ書参照）においては、全２
重化を確立し、大容量通信を可能にする方式が、それぞ
れ提案されている。しかし、これらの本発明の詳細な説
明等においては、いずれもパケットの衝突を検知するこ
とができないという問題がある。ただ、衝突の確率は他
の方式に比べて低く、その影響も小さいのであるが、高
信頼性のシステムにおいては、頻度の小さい障害も避け
られることが望ましい。

ところで、通信システムの信頼性に関して。

（ａ）リンクの切断、（ｂ）端末またはノードのダウン
、（Ｃ）衝突、の３つについて、従来の技術における対
策を述べる。先ず、Ｃ３ＭＡ／ＣＤによる同軸ケーブル
・ベースバンドＬＡ’Ｎ−（代表的なものとしては、ゼ
ロックス社のＥ　ｔｈｅｒｎｅｔがある）では、リンク
の切断が生じたときには、切断点の向う側とは通信を行
うことができず、かつ手前側とも切断点での信号の反射
のために、正常な通信を行うことができない。また、通
信に加わっていない端末（タップ、送受信器、ＮＴＵ等
）が故障した場合、単に機能が停止しただけであれば１
通信への影響はないが、無為な信号を送信するような故
障のときには、全ての通信の信号が破壊される。

さらに、このシステムは、１つのバスへのコンテンショ
ン（競合）方式のため、衝突（コリジヨン）は頻繁に起
こり得る。そして、その度に再送を行う必要があり、こ
れがトラフィックを低下させる。

次に、ＴＤＭＡによる光ファイバ・ループＬＡＮにおい
ては、リンクの切断が生じた場合、全ての通信を行うこ
とができない。そのため、通常はリンクを２重にして切
断点の手前で折返して新たなループを創設する制御を行
っている。また、通信に加わっていないノードが故障し
た場合（機能停止）でも、全ての通信を行うことができ
ない。そのため、通常リンクを２重にして、故障ノード
の手前で折返して新たなループを創設する制を行ってい
る。また、通信に加わっていないノードが故障して、無
為な信号を送信したときには、全ての通信の信号が破壊
される。従って、これらのための制御が、ネットワーク
のコストを高めている。

また、ネットワークには、単一のスーパバイザ・ノード
（全体の制御を行う装りが設けられているが、これが故
障のときには全ての通信が行えない。

また１ｗＩ突については、本質的にノードごとに分り振
られているので、容量には制限があるが、衝突は生じな
い。

このように、従来のＬＡＮシステムにおいては、共通バ
スへの競合方式の場合には、衝突が頻繁に起こり、その
度に再送を行う必要があるので、トラフィックが低下し
ている。また、衝突が起きてもそれを検出できない場合
には、障害が発生し。

システムがダウンすることもある。

目　　　　　的 本発明の目的は、このような従来の問題を改善し、パケ
ットの衝突を検出し、その検出情報を送信端末に通知し
て端末が再送できるようにし、通信がふくそうした場合
にも高い効率で通信を可能にし、高スループツトが得ら
れる通信網制御方式を提供することにある。

構　　　成 上記目的を達成するため１本発明の通信網制御方式は、
各ノードにおいて、先着入力があった入力チャネルの入
力信号と、それより遅れて入力された他の入力チャネル
の入力信号を比較し、その差分が一定値を越えているも
のを取り出し、それを衝突信号として先着入力があった
入力チャネルに対応する出力チャネルから出力すること
に特徴がある。

以下、本発明の構成を、実施例により説明する。

先ず、本発明の原理を述べる０本発明の基本発明である
第１〜第５の発明においては、格子（ｔ、ａｔｔｉｓｅ
）構造であり、通信の発生の度に通信経路（Ｐａｔｈ）
の固定を行うので、リンクの切断や送受信端末、ノード
の障害（機能停止）によっても部分的な支障しか生ずる
ことなく、他の部分は通常の通信が行える。この冗長性
はきわめて重要であり、しかもこの冗長性はネットワー
クが大きくなればなるほど大きくなる。ここで問題とな
ることは、リンクの切断や端末、ノードの障害（機能停
止）が起こっても、それを検出できないことである。

また、通信に加わっていないノードが故障（暴走）した
時には、全ての通信は通信経路（Ｐ　ａｔｈ）の固定後
に行われるので、支障は生じない。ただし、通信経路（
Ｐａｔｈ）の固定時には、支障が生じるので、そのため
の時間を要することになる。

ところで、衝突には２種類が存在し、第１の衝突は、同
時に複数の端末が第１の往情報を送信しようとした時の
もので、第２の衝突は、第１の往情報を受信した端末が
第２の復情報を送信しようとした時に、分断されていた
ネットワークの分断の解除と分断の向う側にあった他の
端末の第１の往情報の送信が、同時に生じた場合である
。

第１の衝突は、第１の往情報を送信しようとした時にの
み起こり得る。それは、頻繁には行われないので、この
第１の衝突の確率は低い。２つの第１の往情報による第
１の衝突が生じた時、ネットワークの各部はいずれかの
第１の往情報で満されることになり、その境界ができる
。その受信端末が、その境界の手前側にあれば、その通
信経路（Ｐａｔｈ）の固定は成立することになり、また
各々の受信端末がその境界の手前側にあれば、両方の通
信経路の固定が成立することになる。従って、第１の衝
突自体が、常に支障になるわけではない。

また、各々の通信により第１の往情報のパケット長が長
くなる場合、第１の衝突が生じた時、もし短い方の第１
の往情報がその受信端末に到達しても、それに対応する
第１の復情報の通信経路に長い方の第１の往情報の後半
部が侵入してしまうことがある。しかし、第１の衝突が
生じた時、送信端末は衝突により通信経路の固定が成立
しなかったのか、他の理由によるのかを区別することが
できない。これは、送信端末が、次にとるべき適切な制
御を不可能にしてしまい、その適切でない制御が他の通
信に支障を及ぼし、ネットワークのスループット（成立
通信量）を低下させてしまう。

次に、第２の衝突が生じるための条件は、さらに限定さ
れるので、その確率はさらに低くなり、ノードの入出力
チャネルの全てを接続制御可能なようにすれば、第２の
衝突は本質的に生じない、ここでは、第２の衝突は、本
発明に関連がないため、説明を省略する。

本発明においては、基本発明である第１〜第５の発明の
信頼性をさらに高めるために、（ａ）ノードにおいて、
第１の衝突の検出ができるようにし、かつ（ｂ）第１の
衝突により、それ以降の通信に支障が起きることを防止
し、また（ｃ）端末に対して衝突が起きたことを通知し
て、端末が適切なバックオフ処理を行えるようにしてい
る。

本発明におけるノードの接続制御装置の構成、および端
末の通信制御装置の構成の概略を述べる。

ノードの接続制御装置には、第１の衝突の検出を行うた
めの衝突検出部と、第１の衝突が起きた入力チャネルと
それに対応する出力チャネルの入力、出力またはその両
方を禁止する制御部と、第１の衝突が起きたことを示す
衝突信号を出力し、それを送信端末に伝達する制御部と
を設ける。また、送受信端末の通信制御装置には、第１
の復情報および衝突信号を検出する検出部と、第１の復
情報が無かったときに、衝突信号の有無に応じて再送を
行うバックオフ制御部とを設ける。

上記衝突検出部は、各ノードが先着順論理で選ばれた入
力信号（必ずしも最先着でなくてもよいが、唯一選択さ
れたものの出力信号）と他の入力信号とを比較し、その
差分の取り出しを行う。他の入力信号には、同じ端末か
ら出力されて異なる経路を通って来た同じ信号と、異な
る端末から出力された異なる信号とがある。前者は、や
はり途中のノードにより先着順論理により選ばれて来た
のであるため、その遅れ（位相の遅れ）は僅かである。

後者については、パケットにおける比較を行う領域を適
切に設定することにより、十分な差分が取り出される。

バックオフ制御部は、衝突信号を検出した後、第１の復
情報が所定時間内に受信されない時、第１の衝突が起き
て第１の往情報が受信端末に到達しなかったと認識し、
バックオフ（再送のための制御）を行う。衝突信号を検
出した後、第１の復情報が所定時間内に受信された時に
は、衝突信号は無視され、バックオフは行われない。衝
突信号が検出されないにもかかわらず、第１の復情報が
所定時間内に受信されない時には、トラフィックが高す
ぎて途中のリンクが塞がっている場合、受信端末が受信
不可能な状態にある場合、等が考えられるので、第１の
衝突のバックオフよりも時間をおいた再送を行ったり、
送信を中断し、送信端末のオペレータに対して何等かに
メツセージを供給する。バックオフ自体は、本発明固有
の動作ではなく、従来より、例えばゼロックス社のＥ　
ｔｈｅｒｎｅヒで行われているバイナリ・エクスポネン
シャル・バックオフ・アルゴリズムを利用することがで
きる。

第１図は、本発明の一実施例を示す各ノードの接続制御
装置または各送受信端末の通信制御装置の全体ブロック
図である。第１図においては、入力ポート１０〜１７と
、出力ボートｏＯ〜ｏ７と、それらに対応する入力チャ
ネル１０〜１７と出力チャネルｏＯ〜ｏ７の全てを同時
に相互接続するだけの容量を備えたスイッチングマトリ
ックス装置ｉ！１と、先着順論理のための先若の入力信
号があった入力チャネルを検出する機能および第１の衝
突を検出して、それをスイッチングマトリックス装［１
に出力する機能を備えた入力信号検出装はと、常時、入
力信号の有無を監視する入力信号監視装置３と、任意の
入力チャネルと先君の入力チャネルを上記入力信号検出
装置２に接続するコントロールゲート装駈４と、それら
を含むノード全体を制御するスイッチング制御装置５よ
り構成される。

入力チャネルが８チヤネルの場合について述べると、ス
イッチングマトリックス装置１は入力チャネルごとに分
かれた９個（チャネル数より１個多い）のモデュールか
らなり、入力信号検出装置２と入力信号監視装置３とコ
ントロールゲート装５！４はそれぞれ１個のモデュール
からなる。スイッチング制御装置５は、それらのモデュ
ールと。

モジュールセレクトバス６と、ゲートセットバス７と、
データバス（モデュールの出力信号線）８とで接続され
ている。

第２図は、第１図におけるスイッチングマトリックス装
置の構成図である。入力チャネルごとに分かれた９個（
衝突信号転送チャネルが１つ追加された）のモデュール
から構成され、各モデュールは８個のスイッチングゲー
ト１０と、それに接続された８個のラッチ（Ｄ、Ｇ、Ｑ
の各端子を備えている）１１で構成される。各モデュー
ルのスイッチングゲート１０の出力１０ｃは、出力チャ
ネルごとに１個の９人力ＯＲ素子１２の入力に接続され
ている。８個のモデュールは入力チャネルに接続されｌ
ｔ７突信号転送チャネルは入力信号検出装［２からの衝
突信号１ｔＡ１３に接続されている。

各スイッチングゲート１０の状態は、モジュールセレク
トバス６によりモデュールごとに選択され、ゲートセッ
トバス７により設定される。

第３図は、第１図における入力信号検出装置の構成図で
ある。入力信号検出装置２は、８個のラッチ（Ｄ、Ｇ、
ＣＬＲ，Ｑの各端子を備えている）２０と、８個の後段
ゲート２９と、８個の前段ゲート２７とより構成される
。ラッチ２０の出力（Ｑ端子の出力２０ｄ）は、後段ゲ
ート２９の入力２９ａに接続されるとともに、８人力Ｎ
ＯＲ素子２２の入力に接続され、逆極性出力（Ｑ一端子
の出力２０ｅ）はＡＮＤ素子２１の入力２１ｂに接続さ
れ、その出力２１ｃはラッチ２０のゲート（Ｇ端子２０
ｂ）に接続される。８人力ＮＯＲ素子２２の出力は、２
つに分岐され、その１つはＯＲ素子２３の入力２３ａに
、他の１つはゲート素子２４の入力２４ａに、それぞれ
接続され、その出力２３ｃはＡＮＤ素子２１の入力２１
ａに接続される。ラッチ２０のＣＬＲ入力は、共通のク
リアー信号線２０ｅ’　として、またＯＲ素子２３の入
力２３ｂとゲート素子２４の入力２４ｂは共通の衝突制
御（Ｃｏｌｌｉｓｉｏｎ　　ｃｏｎｔｒｏｌ）信号線２
３ｂ′として、それぞれモジュールセレクトバス６に接
続される。後段ゲート２９の入力２９ｂは、イネーブル
信号ｍ　２９　ａ　’　としてモジュールセレクトバス
６に接続される。また、ゲート素子２４の出力は、衝突
信号線１３としてスイッチングマトリックス装置１に接
続され、後段ゲー１−２９の出力２９ｃはデータバス８
に接続される。前段ゲート２７の入力２７ａは、コン１
−ロ二ルゲート装置（ＣＣＵ）４に接続され、また入力
２７ｂはコントロールゲート装置４からの基準入力信号
線２８に接続されており、その出力２７ｃは２つに分岐
され、その１つはＡＮＤ素子２５の入力２５ａに、もう
１つは遅延素子２６を経てＡＮＤ素子２５の入力２５ｂ
に接続され、ＡＮＤ素子２５の出力２５ｃはラッチ２０
の入力（Ｄ端子の入力２０ａ）に接続されている。

先着入力信号検出モードにおいては、ＷＩ突制御信号線
２３ｂ′がローレベル状態であり、ラッチ２０はそのい
ずれかに入力信号（Ｄ端子の入力２０ａ）があると、９
人力ＮＯＲ素子２２．ＡＮＤ素子２１を経て、全てのゲ
ート（Ｇ端子の２０ｂ）を断にし、出力信号（Ｑ端子の
出力２０ｄ）を出力し、それは後段ゲート２９により適
時読み出される。二の時、前段ゲート２７の入力２７ｂ
はハイレベル状態にされているので、入力２７ａの入力
信号はそのまま出力される。また、この時、ＡＮＤｉ子
２５子連５素子２６はインパルス性のノイズによりラッ
チ２０がラッチアップすることを防止する。従って、遅
延素子２６の時定数は、それに適したものに設定される
。これは、後述の第１の衝突検出モードの時定数と等し
くてもよい。

第１の衝突検出モードにおいては、前段ゲート２７の入
力２７ｂに先着入力信号の反転信号が基準信号線２８か
ら供給されるので、先着入力信号と入力２７ａの入力信
号の差分信号が出力２７ｃから出力される。すなわち、
衝突した２つの入力信号の時間差分（先着入力信号の前
方または後方、あるいは両方の場合が存在する）だけが
ＡＮＤ素子２７を通過して出力となる。遅延素子２６と
ＡＮＤ素子２５は、一定の長さ以下の差分信号を消去し
、一定の長さ以上の差分信号については、それから一定
の長さを差し引いた信号を出力する。

つまり、上記の差引くべき一定値は、同一の端末から送
信された同一のパケットが異なる経路を経て来た時の位
相のずれを考慮した値により決定さｊｚる。この時、衝
突制御信号線２３ｂ′がハイレベル状態であるため、ラ
ッチ２０はそれぞれ入力信号（Ｄ端子の入力２０ａ）が
あると、それぞれのゲート（Ｇ端子の２０ｂ）を断にし
、その出力２０ｄは後段ゲート２９により適時読み出さ
れ、８入力ＮＯＲ素子２２を経て、さらにゲート素子２
４により適時スイッチングマトリックス装置１ｔ（ＳＧ
Ｕ）１に出力される。従って、遅延素子２６の時定数は
、それに適したものに設定される。ランチ２０、後段ゲ
ート２９、ＡＮＤ素子２１、ゲート素子２４の状態は、
モジュールセレクトバス６のクリアー信号線２０ｃ’、
衝突制御信号線２３ｂ′、イネーブル信号ｌＱ　２９　
ａ　’　により設定される。このように１本実施例では
、第１の衝突検出信号は、ゲート素子２４を介してスイ
ッチングマトリックス装置１に送出される。

第４図は、第１における入力信号監視装置の構成図であ
る。入力信号監視装２！３は、８個のラッチ（Ｄ、Ｑ、
ＣＬＲ，Ｑ端子を備える）３０と８個の後段ゲー１−３
１とより構成される。ラッチ３０の出力（Ｑ端子の出力
３０ｄ）はインバータ３２の入力に接続され、その出力
はラッチ３０の入力（Ｇ端子の入力３０ｂ）に接続され
ている。

入力信号監視装置３では、モジュールセレクトバス６の
クリアー信号ａ３０ｃ’、イネーブル信号線３１ｂ′を
制御することにより、入力チャネルの状態を適時読み出
すことができる。入力チャネルの入力信号は、データバ
ス８に出力される。

第５図は、第１図におけるコントロールゲート装置の構
成図である。コントロールゲート装［４は、８個の前段
ゲート４０と、それに接続された８個のラッチ（Ｄ、Ｇ
、Ｑ端子を備える）４１からなる部分と、８個の後段ゲ
ート４２と、その入力に接続された８個のラッチ（Ｄ、
Ｇ、Ｑ端子を備える）４３と、出力に接続された８入力
ＮＯＲ素子４４とより構成される。前段ゲート４０は、
入力チャネルとそれに対応する入力信号検出装置２の入
力の接続の制御を行い、後段ゲート４２は唯一の入力チ
ャネルを選択し、８入力ＮＯＲ素子４４を経て２人力信
号検出装置２の基準信号線２８に接続されている。モジ
ュールセレクトバス６のイネーブル信号線４１′とイネ
ーブル信号線４３′とグー１−セットパス７を制御する
ことにより、それらの素子の制御を行う。以上、各構成
要素について説明したが、これらの構成は特に限定され
ることなく、設計上多くの変形が可能である。それらは
、主に上述の制御を行うために用いるソフトウェアとハ
ードウェアの比率により決定される。

また、実施例では、スイッチング制御装置５をマイクロ
プロセッサで構成しているので、この部分の制御はソフ
トウェアに依存しており、その他のスイッチングマトリ
ックス族＠１、コン１−ロールグー１−装！２４も、そ
れに対応して機能的に独立している。もし、これらの制
御をハードウェアのみで実現する場合に“は、これらの
装置は機能的に分離できない形で、一体内に構成される
ことになるであろう。

第６−１図〜第６−６図は、本発明の一実施例を示す通
信網制御方法の説明図である。ここでは。

既に第１の通信のための経路１例えばチャネル４とチャ
ネル７とが固定され、占有されており、入力チャネル４
から出力チャネル７へ転送されているものとする。

先ず、第６−１図（ａ）では、スイッチング制御装置５
が入力信号検出装置ｉ！２を先着入力信号検知モードに
し、コントロールゲート装ｒＸ！４の既に第１の通信で
占有されているチャネル（４，７）を断として、他のチ
ャネル（ここではチャネルＯ〜３゜５．６）を接続状態
にする。また、スイッチング制御装置５は入力信号検出
装置２の設定をクリアする。さらに、スイッチング制御
表５１５は第２の一通信のために、入力チャネル１Ｏ−
ｉ３．ｉ５゜ｉ６を出力チャネルｏＯ〜ｏ３．ｏ５．ｏ
６に相互接続する。既に、第１の通信のために、入力チ
ャネルｉ４を出力ｏ７に、また入力チャネル量７を出力
チャネルｏ４に接続している〔ステップ１〕。

次に、第６−１図（ｂ）では、入力チャネル１０〜ｉ３
．ｉ５．ｉｓのいずれかの入力チャネル（この場合、入
力チャネルｉ２）に先着の入力信号があると、その入力
信号は出力チャネル００〜０３＋　ｏ５．ｏ６から出力
される〔ステップ２〕。

第６−２図（ａ）では、入力信号検出装置２は最も早く
入力信号があった入力チャネル（チャネルｉ２）を検出
する。続いて、他の入力チャネルに入力信号があれば、
それらもステップ２と同じように、それぞれ出力チャネ
ルｏＯ〜ｏ　３ｔ　ｏ　５ｒ０６から出力される。この
時、出力信号に混信が起きる〔ステップ３〕。

第６−２図（ｂ）では、スイッチング制御装置５が入力
信号検出装置２の情報を読み出し、第１の記憶を行う。

続いて、さらに他の入力チャネルに入力信号があれば、
それらもステップ２と同じステップ２の場合と同じよう
に、それぞれ出力チャネルから出力される。すなわち、
他のノードもステップ３の制御を行うことにより、パケ
ットが入力するのである。この時、入力信号監視装置３
において、入力チャネル１０〜ｉ３．ｉｓ、ｉ６のうち
で入力信号が全く無かった入力チャネルを検知してもよ
い〔ステップ４〕。

第６−３図（、）では、スイッチング制御装置５がスイ
ッチングマトリックス装置１の入力チャネル１２以外の
入力チャネル、つまり入力チャネル１０〜ｉｆ、ｉ３〜
１７の全ての出力チャネルへの接続を断とし、入力チャ
ネル１２のその対応する出力チャネル０２への接続を断
とする。この時。

入力チャネル１０〜ｉ３．ｉｓ、ｔ５のうちで入力信号
が全くなかった入力チャネルに対応する出力チャネル（
ここでは、チャネル６）への接続を断としてもよい〔ス
テップ５〕。

第６−３図（ｂ）では、スイッチング制御装置５がコン
１−ロールゲート装５！４の先着入力信号のあった入力
チャネル（入力チャネルｉ２）を基準信号線に接続し、
入力信号検出装置２を第１の衝突検知モードにして、第
１の衝突が起きた入力チャネルを検出し、これを記憶す
る。入力信号監視装置３の入力信号のなくなった入力チ
ャネルを検出してもよい。つまり、他のノードも、ステ
ップ５の制御を行ったため、入力信号がなくなったわけ
であり、この入力チャネルに対応する出力チャネルから
の出力信号は、その接続されたノードにおいて最先着と
して検出されたことを意味する〔ステップ６〕。

第６−４図（ａ）では、スイッチング制御装置５がスイ
ッチングマトリックス装置１の衝突信号転送チャネルを
、第１の記憶の出力チャネル（出力チャネルｏ２）へ接
続し、出力チャネルｏ２から衝突信号を出力させるとと
もに、全ての入力チャネルの第１の衝突が起きた入力チ
ャネルに対応する出力チャネルへの接続を断とする〔ス
テップ７〕。

第６−４図（ｂ）では、もし、いずれかの入力チャネル
（ここでは、入力チャネルｉ３）に衝突信号の入力があ
ると、その信号自体が第１の衝突と同じように、新たに
衝突信号が出力されるが、スイッチング制御表ｆｉｉ５
は第１の衝突としては検知しない〔ステップ８〕１ 尤６−５図（、）では、入力信号監視装置３が入力信号
の終了したことを検出し、スイッチング制御装置５がそ
れを読み出す〔ステップ９〕。

第６−５図（ｂ）では、スイッチング制御表ｒＩｉ５が
スイッチングマトリックス装置１の衝突信号転送チャネ
ルの出力チャネル（出力チャネルｏ２）への接続を断と
し、入力チャネルＥＯｇ　　ｔ　Ｉｐ　ｌ　３ｙｉ５を
出力チャネルｏ２に接続する〔ステップ１０〕。

第６−６図（、）では、前述の入力信号は第２の通信の
第１往情報であるため、一定時間内に第２の通信の第１
の復情報が、ステップ１０で接続された入力チャネルの
うちのいずれかの入力チャネル（ここでは、入力チャネ
ル１０）に入力され、それは出力チャネル０２から出力
される。入力信号監視装置３は、第２の通信の第１の復
情報の入力信号が入力チャネル１０に入力されたことを
検出し、スイッチング制御袋ｒＥ１５がそれを読み出し
、第２の記憶を行う〔ステップ１１〕。

第６−６図（ｂ）では、スイッチング制御装置５はコン
トロールゲート装置４の入力チャネル１１゜ｉ３．ｉ５
．ｉ６を入力信号検出装置２に接続し。

入力信号検出装置２を先着入力信号検出モードにして、
第２の通信のためにスイッチングマトリックス装は１の
入力チャネル１０を出力チャネル０２に、入力チャネル
１２を出力チャネル００に接続し１次に発生するかも知
れない第３の通信のためにスイッチングマトリックス装
に１の入力チャネルｔｌ、ｉ３．ｉ５．ｉ６を出力チャ
・ネル０１゜ｏ３．ｏ５．ｏ６に相互接続する。既に行
われていた第１の通信のために入力チャネルｉ４は出力
チャネル０７に、入力チャネル１７は出力チャネル０４
に、それぞれ接続されたままである〔ステップ１２〕。

第７−１図および第７−２図は、本発明の第１の衝突の
検知の原理説明図である。最先着の信号を基準信号とし
て、他の信号をこれと比較するには、ノードＣ；おいて
、基準信号と異なる経路を通って来た同一の信号（位相
のずれが存在する）と。

異なる端末から送信された異なる信号の区別を行わなけ
ればならない。そのため、前者の位相のずれの最大値を
決める要因を調べる。。先ず、（、）パケットＡが、ノ
ードＡに入力される〔ステップ１〕。

次に、（ｂ）パケッｌ−Ａは、ノードＡで時間Ｔｎだけ
遅延した後、出力される〔ステップ２〕。（ｅ）パケッ
トＡは、リンクで時間Ｔｕだけ遅延した後、ノードＢに
入力されると同時に、パケットＢがノードＢに入力され
る。このとき、ノードＢはパケットＢを先着入力として
検出する〔ステップ３〕。

（ｄ）パケットＢは、ノードＢで時間Ｔｎだけ遅延した
後、出力される。（ｅ）パケットＢは５　リンク′　　
で時間Ｔαだけ遅延した後、ノードＡに入力される〔ス
テップ５〕。

これにより、ノードＡにおいては、パケットＡとパケッ
トＢの入力に最大法の値だけの時間差が生じる。

Ｔｄ＝２（Ｔｎ＋ＴＱ）・・・・・・　（１）例えば、
Ｔｎ＝５０ｎＳｅｃ Ｔ’ｎ　＝　５００　ｎ　Ｓ　ｅ　ｃとすると、Ｔｄ：
：１．１μＳｅｃとなる。

つまり、パケットＡとパケットＢが同じ信号であるとき
、それに等しい位相のずれが生じる。その値は、ネット
ワークの形態や規模の要因を含んでおらず、ノード内部
の長延時間Ｔｎと、Ｑ大ノード間距＠（リンクの遅延時
間Ｔαはこれにより決まる）により決まる。

送信端末においても、同じようにして、ただ基準信号が
自己の出力信号であるため、 Ｔｄ′＝Ｔｎ＋２ＴＱ′　　・・・・・　（２）だけの
時間差に等しい位相のずれが生じる。

第８−１図〜第８−３図は、基準信号と被比較信号の比
較方法の説明図である。

第８−１図に示すように、基準信号Ａと被比較信号Ｂ、
１３’の排他的論理和素子２７′の出力Ｃ１Ｃ′を求め
、それを２つに分岐して、その１つの信号の遅延時間Ｔ
ｄの遅延素子２６の出力り、Ｄ’と前記ｃ、ｃ’のＡＮ
Ｄ素子２５の出力Ｅ、Ｅ’を求める。遅延時間を次式で
表示わされるものとし、　　　Ｔ　Ｄ＞＝Ｔ　ｄ　　・
・・・・・・・　（３）かつ、信号のハイレベルまたは
ローレベルの状態を構成する最小時間単位Ｔｓを、 Ｔｓ〉＝（ＴＤ＋Ｔｄ）・・・・・・・　（４）とする
時、基準信号と被比較信号が同一の信号であるならば、
第８−２図に示すＣ，Ｄ、Ｅのようになり、異なる信号
であるならば、第８−３図に示すＣＩ　、　Ｄ　Ｉ　、
　Ｅ　Ｊのようになり、その区別が可能である。

第９−１図〜第９−３図は１本発明における実際の基準
信号と被比較信号の比較方法の説明図である。実際の比
較方法は、第３図、第５図からも明らかなように、茅８
−１図の排他的論理和素子２７′の代りに、第９−１図
に示すような８人力ＮＯＲ素子（第５図の４４参照）と
ＡＮＤ素子（第３図の２７参照）の組合せを用いている
。排他的論理和２７′を用いると、被比較信号の存在し
ない時も第１の衝突であると判断されてしまい、それを
防ぐために被比較信号の有無を検知して判断を考慮しな
ければならない。ＡＮＤ素子２７の出力ｃ、ｃ’　と遅
延素子２６の出力り、Ｄ’　とＡＮＤ素子２５の出力Ｅ
、Ｅ’　について、それぞれ第９−２図と第９−３図に
示す。このとき、前記（４）式は、次のようになる。

Ｔｓ〉＝（ＴＤ＋Ｔｄ）／２・・・・　（５）第１０図
は１本発明の他の実施例を示す基準信号と被比較信号の
比較方法の構成図である。

第１０図において、それぞれのチャネルの被比較信号線
７０と基準信号線２８は、プリセッタブル・シンクロナ
ス、アップダウン・バイナリ・カウンタ（例えば、ＴＩ
社製７４　ＬＳ　ｌ　９１）７１のＧ入力端子とロード
入力端子にそれぞれ接続されており、それらのりップル
クロック出力端子はそれぞれデュアル・Ｊ　Ｋフリップ
プロップ（クリア端子付き１例えば、ＴＩ社製７４ＬＳ
１０７）７２のＩＣＫ、２ＣＫ入力端子に接続されてお
り、それらのＩＱ、２Ｑ出力端子はそれぞれ２分岐して
、１つは１３人力ＮＡＮＤ回路（例えば、ＴＩ社！１１
７４ＬＳ１３３）７３のＡ　−Ｈ入力端子に。

他の１つは、オフタル３ステートバスバツフア（例えば
、ＴＩ社製７４ＬＳ２４４）７４のｌＡｌ−２Ａ４入力
端子にそれぞれ接続されている。

プリセッタブル・シンクロナス・アップダウン・バイナ
リ・カウンタ７１のＡ−Ｄ、Ｕ／Ｄ入力端子は、常にハ
イレベル状態に設定されているので。

基準信号線２８（ロード入力端子）がハイレベル（ハイ
アクティブ）のときには、その保持しているデータは常
に１６（４ビット）となっている。基準信号線２８がロ
ーレベルで被比較信号線７０（Ｇ入力端子）がローレベ
ル（口、−アクティブ）のときには、バイナリカウンタ
７１はそれぞれのＣＫ入力端子に入力されるクロック信
号に従って減算され、その値が０になると、それらのり
ップルクロック出力端子から信号が出力され、どの入力
チャネルで第１の衝突が起きたかを検出することができ
る。

次に、本発明のネットワークの構成を説明する。

本発明のネットワークの構成は、本質的に不定形であり
、線形、ループ型、第１１図に示すようなノード５０、
端末５１からなる２次元格子型、３次元格子型、さらに
それらの組合せた型が実現可能である。さらに、任意の
ノード５０間、ノード５０と端末５１間を複数のチャネ
ルのリンク５２で接続してもよい。

また、本発明のパケットの構成は、第１２図に示す通り
である。また、端末等の送受信局５１に対して求められ
る通信手艙の制約は、次の通りである。

（イ）送信局は、第１の往情報（コールパケット）６０
に所定の長さく時間）以上のプリアンプル６゜ａと、目
的とする受信局のアドレス６０ｂを設ける。

（ロ）送信局は、そのプリアンプル６０ａに第１の衝突
検出のための領域６０ａ′を設ける。

（ハ）送信局は、第１の復情報（コールバックパケット
）６１を受信すると、衝突信号の有無にかかわらず、そ
れが終了すると、第１の所定時間（Ｔｌ）６４が経過し
た直後に第２の往情報（メツセージパケット）６２を送
信する。第１の所定時間（ＴＩ）６４は、ノードの接続
制御装置が次のパケットの入力のための制御を行うため
に必要な時間で、ノード時定数（ノード常数）と呼ぶ。

この後、どのような通信を行うかは、送受信局またはシ
ステムの自由であり、ネットワークからは何の制約も受
けない、その通信が終了したならば、第２の所定時間（
Ｔ２）６５以上の時間だけ送信を止めればよい。第２の
所定時間（Ｔ２）６５は、パケットがネットワーク中に
伝搬するために要する時間であり、ネットワーク時定数
（ネットワーク常数）と呼ぶ。

（ニ）送信局は、衝突信号を受信して、第１の復情報（
コールバックパケット）６１がながった時。

所定のバックオフ制御が行われるが、それは個々の送受
信局またはシステムが自由に方式を選択することができ
る。

（ホ）送信局は、衝突信号も、また第１の復情報（コー
ルバックパケツ１−）６１もなかった時の処理は、個々
の送受信局またはシステムが自由に方式を選択すること
ができる。

（へ）受信局は、自局宛ての第１の往情報（コールバッ
ク１−）６０を受信し、それが終了すると、第１の所定
時間（Ｔｌ）６４が経過した直後に第１の復情報（コー
ルバックパケット）６１を送信する。

（ト）送受信局は、自局宛てではない情報（第１の往情
報（コールパケット）６０しか受信されない）を受信し
た時、それが終了して、第２の所定時間（Ｔ２）６５以
内に第１の復情報（コールバックパケット）６１の入力
があることが保証されている。

本発明においては、第１の性情μ（コールパケット）６
０のプリアンプル６０ａに設けられた第１の衝突検出の
ための領域６０ａ′が重要な役目を果す。そして１本発
明において重要な事項は、同一の送信局からの同一の第
１の往情報６０が異なる経路を通ることにより位相がず
れたものと、第１の衝突とを区別しなければならないこ
とである。そのためには、第１の衝突検出のための領域
６０８′のビットパターンを、第１の往情報６０ごとに
明確に異なるように構成する必要がある。

例えば、次のような構成にすればよい。

（、）その領域６０ａ′を、送信局のアドレス（ソース
アドレス）をコード化したビットパターンとする。

（ｂ）その領域６０ａ′を、乱数をコード化したビット
パターンとする。

上記の通信手順の制約を守るならば、他の点の自由度は
高く１次のような事項が可能となる。

（イ）ｙｋ小パケット長、ｉ大パケット長の制限がない
こと。

（ロ）往情報、復情報の連続繰り返し回数に制限がなく
、そのチャネルを独占してもよいこと。

（ハ）ネットワークを構成するハードウェアにより決ま
る最大データレート以下であれば、送受信局間でデータ
レートを自由に決定してよいこと。

なお、パケットに設けられた第１の衝突の検出領域は、
実用的なサイズに収まっている。すなわち、計算例では
、Ｔ　ｓ　＞　＝　１　、１〜２　、２　ｕ　Ｓである
ため、検出領域を２０μｓ程度に設定すればよく、これ
はデータレートがＩ　Ｍ　ｂ　ｐ　ｓの時の２０ｂｉｔ
ｓにしか相当しない。

効　　　果 以上説明したように、本発明によれば、第１の衝突検出
は、ネットワークの爪痕に依存せず、ノード間の距離に
のみ依存するので、高い実用性が得られる。ｔた、第１
の往情報（コールパケット）の送信中であっても、衝突
情報を送信局に伝達するので、送信局は再送することが
可能であり、しかもそのために、衝突が起きなかった時
の通信に比べて通信効率が低下することはない。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示す通信網制御方式のノー
ド構成図、第２図は第１図のスイッチングマトリックス
装置の構成図、第３図は第１図の入力信号検出装置の構
成図、第４図は第１図の入力信号監視装置の構成図、第
５図は第１図のコントロールゲート装置の構成図、第６
−１図〜第６−６図は本発明の衝突検出の制御方法の説
明図、第７−１図、男７−２図は異なる経路を通った基
準信号の位相のずれの最大値を決める要因の説明図、第
８−１図〜第８−３図は本発明による基準信号と被比較
信号との比較方法の説明図、第９−１図〜第９−３図は
本発明における実際の基準信号と被比較信号の比較方法
を示す図、第１０図は本発明の他の実施例を示す基準信
号と被比較信号との比較回路の構成図、第１１図は本発
明のネットワークの構成例を示す図、万１２図は本発明
のパケットの構成例を示す図である。 １ニスイツチングマトリツクス装置、２：入力信号検出
装置、３：入力信号監視装置、４：コントロールゲート
装置、５ニスイツチング制御装置。 ６：モデユールセレクトバス、７：ゲートセットバス、
８：データバス、１０ニスイツチングゲート、１１，２
０：ラッチ、１２．２１０Ｒ素子、２２　：　ＮＯＲ素
子、２１，２５：ＡＮＤ素子、２６：遅延素子。 特許出願人　株式会社リ　　コ　　一 代　理　人　弁理士　磯　村　雅　俊ソ″電−１奮１′
； 、／ 第　　１　　図 第　　４　　　図 Ｃ１ａｈｒ　　　　　　’ｆ：ｘ’ｃｌｅ７ｄｕＪｅ　
３ｓｌｓｃ＝　ｈｕｓ 第　　　５　　　図 □−５ 第６− （Ｓｔｏｐ−１） １図 （Ｓｔｏｐ−２） 第６ （Ｓｔｏｐ−３） −２図 （Ｓｔｏｐ−４） 第　６− ［Ｓｔｏｐ−５］ ３図 （Ｓｔｏｐ−６） 第６− （Ｓｔｏｐ−７） ４図 （Ｓｔｏｐ−８） 第６− （Ｓｔｏｐ−９） ５図 （Ｓｔｏｐ−１０） 第０− （Ｓｔｏｐ−１１） 〔Ｓｔｏｐ−１２） 第　７−１　図 （Ｓ−ｅ　ｐ−１〕 （Ｓｔｏｐ−２３ （Ｓｔｏｐ−３） 第　７−２　図 （Ｓｔｅｐ−牛〕 （Ｓｔｏｐ−５〕 第　８−１　図 第８−２図　　　　　　　　　　　　　　第８−３図例
）　ＴＳ　＞　２−２μｓｅｃ 第９−１図 ２ｂ 第９−２図　　　　　　　　　　第９−３図手続補正書
（自発） 昭和６１年特　許　願第５３９９３号 ２、発明の名称　通信網制御方式 ３、補正をする者 事件と。関係　特許出願人 ４、代理人 ７・補正・ｈ内容　別紙のとおり　　　ｆ’、１１（’
Ｘｎ：（１）明細書第６頁１２行の「６０〜６３のいず
れかのパケット」を、「いずれかのコールパケット６０
」に補正する。 （２）明細書第１２頁２行の「本質的にノードごとに」
を、「本質的に容量をノードごとに」に補正する。 （３）明細書第１７頁１行の「出力信号」を、「入力信
号」に補正する。 （４）明細書第３３頁２０行の「が生じる。」を。 「が生じる。また、一般的にＴｄ’はＴｄより小さいの
で、Ｔｄを基準にすればよい、」に補正すｒＴＤ≧Ｔｄ
Ｊに補正する。 （６）明細書第３４頁１２行のｒ　Ｔ　ｓ　）　＝　（
Ｔ　Ｄ　＋Ｔｄ）Ｊを、ｒＴｓ≧（ＴＤ＋Ｔｄ）Ｊに補
正する。 （７）明＃ｌＩＩ書第３５頁１３行のｒＴ　ｓ　＞　＝
　（Ｔ　Ｄ　＋Ｔｄ）／２Ｊを、ｒＴｓ≧（Ｔｏ＋Ｔｄ
）／２」に補正する。 （８）明細書第１７頁１行の「それが終了して。 第２の所定時間（Ｔ２）６５以内に第１の復情報」を、
「それが終了して、第２の所定時間（Ｔ２）６５以内の
時間には送信を行ってはいけない。第２の所定時間（Ｔ
２）６５以内に第１の復情報」に補１図、第８−２図、
第８−３図、第９−１図、および第９−２図を、それぞ
れ別添の図面に補正する（差し替え）。 第７−１図 Ｃ３ｔｅｐ−１３ （Ｓｔｏｐ−２〕 第６−６ （Ｓｔｏｐ−１１） （Ｓｔｏｐ−１２） 第７−１図 ［５ｔｅｐ−３］ 第７−２図 （Ｓｔｏｐ−４〕 第７−２図 （Ｓｔｅｐ−５） 第８−１図 第８−２ズ　　　　　　　　　　　第８−３図例）Ｔｓ
　　＞　２−２μｓｅｃ 第　９−１　図 ぐ 第９−２ｇ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、伝送路を介して相互接続された複数個のノードと、
   該ノードに接続された複数個の送受信端末とを有し、各
   ノードには複数の入力チャネルと該入力チャネルに対応
   する出力チャネルとの接続状態を制御する接続制御手段
   を設け、該接続制御手段は第１の往情報が最も早く着信
   した入力チャネルのみを既に他の通信に使用されていな
   い全出力チャネルまたは該入力チャネルに対応する出力
   チャネルに接続するとともに、既に他の通信に使用され
   ていない該入力チャネル以外の入力チャネルの出力チャ
   ネルへの接続を切断する通信網制御方式において、上記
   ノードは、先着入力された入力チャネルの入力信号と、
   該入力信号より遅れて入力された他の入力チャネルの入
   力信号の位相を比較し、その差分が予め定めた値を越え
   た時、差分信号として取り出し、該差分信号を衝突検出
   信号として先着入力された入力チャネルに対応する出力
   チャネルから出力することを特徴とする通信網制御方式
   。 ２、上記比較される入力信号は、既に他の通信に使用さ
   れているチャネルの入力チャネルを除く入力チャネルに
   先着入力があって、既に他の通信に使用されているチャ
   ネルの入力チャネルを除く入力チャネルに、上記先着入
   力より遅れて入力があった時、それらの入力信号相互を
   比較することを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の
   通信網制御方式。 ３、上記ノードは、差分信号の取り出し動作と衝突信号
   の出力動作を、２つのステップで行い、第１ステップで
   は差分信号の取り出しを、第２ステップでは衝突信号の
   出力と伝達をそれぞれ行い、両者が時間的に重複しない
   ように制御することを特徴とする特許請求の範囲第１項
   または第２図記載の通信網制御方式。 ４、上記ノードから出力される衝突信号は、受信したど
   のノードにおいても、第１の往情報に設けられた信号の
   衝突を検出するための領域の信号との差分が、予め定め
   た値以上になるように変換された差分信号であることを
   特徴とする特許請求の範囲第１項、第２項または第３項
   記載の通信網制御方式。 ５、上記第１の往情報の送信端末は、衝突信号を受信し
   た時、第１の復情報を所定時間内に受信できれば該差分
   信号を無視し、所定時間内に受信できなければ所定のバ
   ックオフ手続きにより、第１の往情報の再送信を行うこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第４項記載の通信網制御
   方式。 ６、上記第１の往情報の送信端末は、衝突信号がない時
   で、かつ第１の復情報を所定時間内に受信できない時に
   は、所定のバックオフ手続きよりも長い時間間隔のバッ
   クオフ手続きにより、第１の往情報の再送信を行うこと
   を特徴とする特許請求の範囲第４項または第５項記載の
   通信網制御方式。 ７、第１の往情報の送信端末は、衝突信号がない時で、
   かつ第１の復情報を所定時間内に受信できない時、第１
   の往情報の再送信を行わない、または第１の往情報の送
   信を中断することを特徴とする特許請求の範囲第４項、
   第５項または第６項記載の通信網制御方式。