JPS6223257A - 情報伝送方法 - Google Patents

情報伝送方法

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JPS6223257A
JPS6223257A JP61169634A JP16963486A JPS6223257A JP S6223257 A JPS6223257 A JP S6223257A JP 61169634 A JP61169634 A JP 61169634A JP 16963486 A JP16963486 A JP 16963486A JP S6223257 A JPS6223257 A JP S6223257A
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    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/64—Hybrid switching systems
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
    • H04L12/42—Loop networks
    • H04L12/427—Loop networks with decentralised control
    • H04L12/43—Loop networks with decentralised control with synchronous transmission, e.g. time division multiplex [TDM], slotted rings

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〕 本発明は通信ネットワークに利用する。特に、複数の端
局と、これらの端局が相互に通信を行うための伝送路と
を備え、符号化された情報をフレームで伝送する通信ネ
ットワークに関する。
〔概　要］ 本発明は、実時間タイムスロットの使用状況を示すビッ
トマツプを伝送し、この実時間呼出しを行う場合にはビ
ットマツプを更新して空状態の実時間タイムスロットを
獲得し、この実時間タイムスロットを用いて実時間呼出
しを実行する情報伝送方法において、 ずべてのビットマツプをリセットしてがら各端局に順番
に実時間スロットを割り当て、この後に実時間呼出しの
伝送を行うことにより、信頼性が高くしかも効率よく実
時間呼出しおよび時間に厳密でないデータを同一フレー
ムで伝送するものである。
〔従来の技術〕
データ伝送を行う通信ネットワークとして、ノードが環
状に接続されたリング型、バスで接続されたバス型また
は星状に接続されたスター型を基本として種々の構成が
用いられている。さらに最近は、実時間情報（音声、映
像等）を伝送できる通信ネットワークが提案されている
。実時間情報を伝送するためには、呼出しを受は付けた
ときの遅延時間が所定の最大限度を越えてはならない。
実時間情報を伝送する通信ネットワークとして、ヨーロ
ッパ特許出願第１１８７６７号には、１２５μｓのフレ
ーム周期で動作するリング型通信ネットワークが示され
ている。この通信ネットワークでは、フレームを二つの
サブフレームに分割し、同時に二つの異なる伝送プロト
コルで動作させることができる。したがって、一方のサ
ブフレームで実時間の呼出しを行い、他方のサブフレー
ムでデータバケットを伝送する。
このような混成システムでは、実時間呼出しを設定する
ための信号情報をデータパケットで伝送する。呼出しが
設定されたときには、すべての端局が、使用中のタイム
スロットおよび必要な場合には自局が獲得できるタイム
スロットを認識する必要がある。ヨーロッパ特許出願第
７９４２６号には、実時間呼出しを伝送するためのロー
カルエリアネットワークが開示されている。このネット
ワークでは、フレームが８ビツトのタイムスロットで構
成され、それぞれのタイムスロットが使用中が否かを示
すビットをフレーム内に設ける。このようなビットの集
合を「ビットマツプ」という。ビットマツプを伝送する
には、上述のヨーロッパ特許出願第７９４２６号に示さ
れたようにフレーム内で伝送してもよく、端局間に別に
設けられた接続線で伝送してもよい。
〔発明が解決しようとする問題点〕
しかし、ビットマツプを用いる場合には、このビットマ
ツプの情報に誤りが発生した場合に問題となる。誤り発
生の頻度は十分に小さいとはいえず、通信ネットワーク
の効率を低下させ、伝送中の呼出しを消失させてしまう
。
伝送路上の雑音または構成要素内の故障により、タイム
スロットが使用可能であるのにこのタイムスロットの使
用状況を示すビットがセットされることがあり、ビット
マツプ上はこのタイムスロットが獲得されていることに
なる。この場合には、このタイムスロットをクリアして
再使用することができず、このタイムスロットに関連す
るビットをリセットする手段もない。同様に、タイムス
ロットが獲得され呼出しが進行しているのに、誤りによ
りこのタイムスロットの使用状況を示すビットがリセッ
トされることがある。
〔問題点を解決するための手段〕
本発明は、複数の端局が伝送路を介して相互に接続され
、この伝送路を介して上記複数の端局が符号化された情
報をフレームの形で送受する通信ネットワークに用いら
れ、上記フレームは、実時間呼出しを行うための実時間
タイムスロットで構成された実時間部と、信号情報を伝
送するだめのデータ部とを含み、上記複数の端局は、上
記実時間タイムスロットの空状態を示すビットマツプを
相互に伝送し、実時間呼出しを行う場合にはビットマツ
プを更新して空状態の実時間タイムスロットを獲得し、
この実時間タイムスロットを用いて実時間呼出しを実行
する情報伝送方法において、すべての端局に対して新し
い実時間タイムスロットの獲得を禁止し、上記ビットマ
ツプをリセットして実時間呼出しを実行している端局が
既に獲得している実時間タイムスロットを再び要求させ
るリフレッシュサイクルと、上記複数の端局が順番に空
状態の実時間タイムスロットを獲得する指定サイクルと
を周期的に設定することを特徴とする。
ひとつの端局に優先状態を設定してこの端局を優先端局
とし、フレームをこの優先端局により生成し、複数の端
局は優先端局から順番に実時間タイムスロットを獲得す
ることが望ましい。さらに、各端局はそれぞれ、優先端
局が存在しなくなったまたは二つ以上の優先端局が存在
することになった優先エラーを検出することが可能であ
り、この優先エラーをリセットする方法を含むことが望
ましい。
〔作　用〕
本発明のデータ通信方法は、実時間サービスおよび時間
にそれほど敏感でないデータのサービスを行う通信ネッ
トワークに用いる。本発明の方法では、リフレッシュサ
イクルですべてのビットをリセットするので、ビットマ
ツプ中の誤りがリフレッシュサイクル後まで端局から端
局に伝搬することがない。呼出しに関連する個々の端局
は、呼出しに使用するタイムスロットに関連するビット
を再びセットして同じスロットを使用する。スロットの
獲得を決定する指定サイクルは、リフレッシュサイクル
の直後に行うことが有利である。このときには、誤り発
生を最小に抑えることができる。
どの端局も優先状態になっていないとき、または二基上
の端局が優先状態になワているときには優先誤りが生じ
ており、この優先誤りを検出し・システムをリセットす
る手段を備えることが望ましい。優先誤りを最初に検出
した端局は他の端局をデセーブルとし、あらかじめ定め
られた遅延期間の後に優先状態となる。
望ましくは、指定サイクルの後に一つ以上の通常サイク
ルを設け、このサイクル中には呼出しを伝送できるが、
スロットの獲得はできないものとする。リフレッシュお
よび指定サイクルの間には呼出しが中止されるが、得ら
れる帯域を最大に使用するためには、サイクルのすべて
の間で呼出しを連続して伝送することが望ましい。指定
サイクルに続く通常サイクルの個数はランダムに変更で
きることが望ましい。これにより、二つの端局が優先状
態となる優先誤りを通信ネットワーク中のいくつかの端
局で常に検出できる。
〔実施例〕
第１図は本発明実施例通信ネットワークのブロック構成
図である。
環状の伝送路１１には複数のノードが設けられ、このノ
ードに端局１２が接続される。これらの端局１２の一つ
、例えば端局１２′を監視端局として用い、通常の良く
知られたプロトコルで動作させる。運用開始時には一つ
の端局１２を監視端局として選択するが、この端局が故
障した場合には他の端局の一つで監視機能を実行する。
端局１２は種々の形態のディジタル装置、例えばデータ
処理装置、ビデオ素子、ファクシミリ、電話機等を収容
し、公衆交換電話網にアクセスすることもできる。監視
端局は、公衆ネットワークに適合して１２５μｓ毎に固
定長フレームを発生し、このフレームを伝送路１１で周
回させる。それぞれのフレームは整数個のバイトまたは
スロットで構成される。監視端局は、整数個のフレーム
の総伝送路遅延を保つために、これらのフレームを蓄え
ることができる。この例では、伝送路１１に収容される
フレームは４個である。
第２図はフレーム構成の一例を示す。
それぞれのフレームには固定された境界１５が設けられ
、この境界により、実時間サービスＲＴＳと、それほど
緊急ではないデータサービスとを分割スル。実時間サー
ビスとしては、例えば音声、低ヒツト速度ビデオ等があ
る。第２図に示した状況では、多数のビジースロット１
７と空スロット１９とがＲＴＳ部に散在している。各ス
ロットは８ビツト構成である。一般に、ＲＴＳ部の終端
部には開始部に比べてより多くの空スロット１９が存在
する。この理由は後述する。実時間サービス用のスロッ
トは伝送路に接続された端局の実時間要求により獲得さ
れ、ビジ一時にはＲＴＳ部のすべてのスロットが満状態
となる。スロットを獲得する機会が伝送路を周回し、優
先端局から最も離れた端局は、使用可能な全スロットが
すでに獲得されているときにはスロットを獲得すること
はできない。
ただし、詳しくは後述するが、各端局の優先順位を順番
に替えて、平均してすべての端局が同等に優先端局とな
るようにし、実時間サービス用のスロットを獲得する機
会を各端局に均等に与える。
各フレームの二つの部分は基本的に独立である。
データ部は標準的なデータ伝送プロトコルにより規定さ
れるデータ伝送に使用される。例えば、端局はこのデー
タ部を用いて一以上の固定長または可変長パケットを送
信し、発信元および相手先アドレス情報およびデータを
含むバケットを送信できる。リング型または他の伝送路
に配置された端局間でデータ伝送を行うために多くのプ
ロトコルが知られている。必要な場合には、帯域を端局
間に分散させて特定の端局によるデータ部の独占を防ぐ
ことができる。必要な場合には、例えばトークン・パッ
シングまたはスロソテド・リング等のプロトコルを使用
することができる。フレームのＲＴＳ部はプロトコルに
対して実効的に透明であり、例えばトークンを二つまた
はそれ以上のフレームのデータ部に分散させ、Ｒ−ＴＳ
部により周期的に割り込み処理または中断処理を行うこ
とができる。
フレームのＲＴＳ部では時分割多重（ＴＤＭ）信号を端
局間で伝送させる。中央制御部が無いのでネントワーク
構造を単純化でき、中央制御部の故障による問題を防止
でき、スロットの獲得を確立するために中央制御部へ信
号トラヒックを集中させる必要がない。必要な場合には
、より高レベルのプロトコルにより広帯域使用者が管理
端局を指定して伝送路へのアクセスを調整することがで
きるが、スロットの獲得および指定を中央で制御する必
要はない、。ＲＴＳ呼出しの設定およびクリアを行うた
めのメツセージは、フレームのデータ部を用いて送信す
る。これらのメツセージは、二つの端局間でＲＴＳ呼出
しを行うためにスロットが指定されたときに、この呼出
しの指定時およびクリア時にのみ送信される。呼出しの
実行中はそれぞれフレームで同じスロットが保存される
。
したがって、ＲＴＳ部に対して分散制御を行うことがで
きる。第３図はスロット獲得サイクルのシーケンスを示
す。このシーケンスが開始すると、端局はそのＲＴＳ呼
出しに必要な数のスロットを正当に獲得することができ
る。このとき、伝送路に接続された他の端局は、どのス
ロットがすでに使用されているか知る必要がある。この
端局はまた、標準的な方法により、フレームのデータ部
で高レベルプロトコルを使用して、スロットのバイト情
報を含む情報を受は取ることができる。
この実施例におけるフレーム周期は１２５マイクロ秒で
あり、伝送路上には同時に４個のフレームが伝送され、
これらがマルチフレームを構成し、ひとつのサイクルを
構成する。完結するサイクルの周期は０．５　ミリ秒で
あり、これが伝送路の伝撮遅延となる。優先端局１２′
　は、４フレーム毎にマルチフレーム整列ワード（Ｍ　
Ｆ　ＡＷ、　Ｍｕｌｔｉ　Ｆｒａｍｅ＾１ｉｇｎ　Ｗｏ
ｒｄ）を発生する。同じサイクル中の後続する三つのフ
レームの先頭には、マルチフレーム整列ワードと同じ形
の開始フラグ、すなわちフレーム整列ワードが設けられ
る。マルチフレーム整列ワードおよびフレーム整列ワー
ドは、タイミング設定のための整列信号として用いられ
る。また、後述するある状況では、マルチフレーム整列
ワードを修正して、次に発生するフレームのサイクルが
三つの可能なサイクルのどれかを示すこともできる。
各フレームの開始時の複数のスロットは、ＲＴＳスロッ
トの空満状態を示すビットマツプとして使用される。こ
のビットマツプはマルチフレーム整列ワードで開始する
４フレームに分割され、サイクル毎に伝送路上に完全な
ビットマツプが伝送される。したがって、個々のフレー
ムの開始時の複数のバイトはピッ）マツプとして用いら
れ、このビットマツプはそれぞれのスロットに対応して
、１１　−　使用中、 旧　−エラー、 １０　−　エラー、 （１０＝　　未使用 を示す２ビツト指示子で構成される。
端局は未使用のスロットだけを獲得し、エラー指示子は
「使用中」として取り扱う。したがって、二重のエラー
が生じない限り、同じスロットを二重に指定することは
ない。端局は、連続するサイクル中に獲得したスロット
が既に使用中であった場合には、この獲得を放棄し、再
び別なスロットを獲得しようとする。スロットは８ビツ
ト構成であり、４フレーム毎にビットマツプとして２ビ
ツトのオーバヘッドが設けられ、３４ビツト（８ビツト
×４フレーム＋２ビ・ント）内に２ピントのオーバヘッ
ドが必要となる。
このようなサイクルの種類としては、状態リフレッシュ
サイクル、指定サイクル、通常（すなわち伝送）サイク
ルがある。これらのサイクルは、状態リフレッシュサイ
クル、指定サイクル、通常サイクル、場合によって（確
率０．５）もう−個の通常サイクル、状態リフレッシュ
サイクル−２−１の順序で発生する。各サイクルはその
ときの優先端局により初期化および制御が行われ、優先
端局は、どのサイクルが実行されているかを示すように
マルチフレームワードを修正する。すべてのサイクル中
において、フレーム中のデータ部をＲＴＳサイクルとは
独立に端局間のデータメソセージの伝送用に使用できる
。
状態リフレッシュサイクル時には、それぞれの端局は、
ビットマツプ内で、既に制御されているスロット（すな
わち、前のサイクルで獲得されてまだ解放されていない
スロット）に印を付ける。
これは、完全なビットマツプが中央制御部にも個々の端
局にも蓄えられていないために必要であり、したがって
、各サイクル毎に伝送路に再生する必要がある。完全に
ビットマツプを再生するため、ビットマツプのエラーが
長く続かない利点がある。
伝送路上のビットマツプの再生に加えて、各端局では、
状態リフレッシュサイクル中に、周回している４フレー
ムのそれぞれに含まれた前もって獲得しているスロット
を満たし、これらのスロットを用いて使用者の実時間サ
ービスを伝送する。
状態リフレッシュサイクルに続いて指定サイクルが発生
し、このサイクル中に、新しい呼出しを設定するために
スロットを獲得する。伝送路を介して送信元の端局と送
信先の端局との間で呼出しを設定し、一またはそれ以上
のフレームのデータ部を使用して、送信元ノード、送信
先ノードおよび呼出しのために獲得されたスロットの識
別子を含む信号情報を送信する。二つの端局間で６４ｋ
ｂｉｔ／ｓｅｃの音声呼出しを行うには、１２５μｓ毎
に８ビツト、すなわち１スロツトの情報を送信する必要
がある。フレーム内の（ビットマツプにより示される）
最初の空スロットを獲得するためには、このスロットに
関連したビットマツプを変更する。呼出しの間は、すべ
てのフレーム中で同じ位置のスロットを使用してＰＣＭ
−ＴＤＭ信号を伝送する。
したがって、呼出しがクリアされるまでに、呼出しを行
うためにフレームのデータ部を使用するのは、呼出しの
設定および使用されるスロットの識別のための情報の初
期交換だけである。
他の端局は一つまたはそれ以上の呼出しを設定する必要
があり、適当な個数のスロットを獲得する。ネットワー
クがビジーとなるにつれて、ＲＴＳとデータとの境界の
左側の空スロットが少なくなる。境界までのすべてのス
ロットが満たされると、現在使用中のスロットが解放さ
れるまでは、それ以上のＲＴＳスロットを獲得すること
ができず、新しい呼出しを設定することができない。伝
送路のＲＴＳ部が容量一杯で動作しているので、現存す
るＲＴＳ呼出しに影響を与える過負荷を許すことはでき
ず、新しい呼出しを受は付けることはできない。例外的
な緊急呼出しを行うために、状態リフレッシュサイクル
の間に端局がスロットを獲得して、現存する呼出しの帯
域を獲得することもできる。または、このような緊急呼
出しのための帯域を別に設けてもよい。
フレームのＲＴＳ部がほぼ完全に使用されていると、ビ
デオ使用者等の使用者は十分な帯域を獲得することがで
きない。この場合には、既に獲得されたスロットが次の
サイクルで解放される。これによりデッドロックを防止
し、装置の帯域が無効になることを防止する。指定サイ
クルでは、上述のように、スロットを獲得して、フレー
ムのデータ部でデータメツセージを連続して送信する。
第三のサイクルは通常の、すなわち伝送を行うサイクル
であり、ビットマツプは変化せず、（指定サイクル中に
更新された）完全なビットマツプがすべての伝送路ノー
ドを通過できる。情報はすべての獲得されたスロット（
指定サイクル中に獲得されたものも含む）で送信され、
フレームの境界の右側の部分が、データ用として連続的
に使用される。
第四のサイクルは、０．５の確率で発生する通常のサイ
クルである。このサイクルは、４個の端局または３Ｎ＋
１個の端局が同時に優先端局になったときに、エラーサ
イクルが続くことを停止させるために必要である。エラ
ーサイクルが続く場合には、それぞれの端局で予測した
次の状態が満足され、エラーを検出することができない
。ランダム要素を導入することにより、このようなエラ
ー状態を速やかに終了させることができる。これについ
ては後述する。
優先端局は、マルチフレーム整列ワードを修正して、優
先状態を次の端局に送る。このマルチフレーム整列ワー
ドを受は取った端局は、これを次の状態リフレッシュサ
イクルを開始するマルチフレーム整列ワードに変換する
。優先状態の循環により、総優先サイクル時間にわたっ
て必要な帯域を獲得する機会をすべての端局に与える。
各端局が優先端局となっている時間は平均で３．５サイ
クルすなわち１．７５ミリ秒であり、端局数がＮの場合
には各端局が１．７５ＸＮミリ秒に一度優先端局となる
。伝送路のトラヒックが多いときには、伝送路上、ユお
いて優先端局から離れている端局は新しい呼出しを設定
することができないが、優先状態を獲得した場合または
優先端局の下流でこの優先端局に近くなったときには呼
出しを設定することができる。したがって、ビデオ端局
の下流の端局がらの呼出しは、１．７５ＸＮミリ秒以内
に再び伝送路にアクセスでき、伝送路の容量で十分に伝
送できる。したがって、どの端局も獲得できる帯域がほ
とんど無いような非常に忙しい間を除いて、３．５×Ｎ
サイクル内にＲＴＳ帯域を獲得できる。
上述したように一つ以上の端局が優先状態となったり、
優先端局が無い等の種々のエラー状態がある。これらの
状態は以下のように扱う。シーケンスから外れたマルチ
フレーム整列ワードを受信した端局は、この「エラー」
マルチフレームｕ列ワードを修正し、時間ｔの間、次の
マルチフレーム整列ワードで「エラー」状態を出力する
。［エラーＪ７／Ｌ／チフレーム整列ワードを受は取っ
たすべての端局は、このワードを時間りの間再び送出す
る。したがって、すべての端局が「エラー」マルチフレ
ーム整列ワードを受信し、優先状態を放棄する。時間ｔ
の後に、「エラー」マルチフレーム整列ワードが「初期
化」マルチフレーム整列ワードに変換される。すべての
端局でタイムアウトすなわら時間ｔが経過したとき、「
初期化」マルチフレーム整列ワードを受信した一つの端
局が優先状態となり、通常の伝送路動作を行う。二辺上
の優先端局が存在する場合には、端局の少なくともいく
つかが、予想されないマルチフレーム整列ワードを修正
したシーケンスを次の優先端局に送り、上述のクリアシ
ーケンスを開始することができる。この例外として３Ｎ
＋１個の端局が優先状態となる場合がある。この場合に
は、３Ｎ＋１個の端局がそれぞれ受信したマルチフレー
ム整列ワードを修正するため、次の予想されるシーケン
スを満足してしまう。この状態を壊すため、上述のよう
に第四のサイクルをランダムに挿入する。優先端局が無
い場合には、修正されていない不当なマルチフレーム整
列ワードが伝送路上を周回するので、このシーケンスエ
ラーを検出して再起動シーケンスが開始することができ
る。
以上の説明では、フレーム内のＲＴＳとデータとの境界
１５の位置が固定され、ＲＴＳおよびデータサービスに
使用できる個々の帯域が一定である実施例を説明した。
この場合には、システムの立ち上げ時またはその前にそ
れぞれの端局で設定しておくことが便利である。
第４図はフレームの境界位置を伝送路の状態により変更
できる例を示し、三つの異なる瞬間におけるフレームの
状態を示す。この実施例では、フレームのデータ部が標
準トークン・パッシング・プロトコルに従う可変長のデ
ータパケットまたはトークンを伝送する。これらのプロ
トコルは基本的にはフレームのＲ，Ｔ　Ｓ部に対して透
明であり、データパケットは二またはそれ以上のフレー
ムに分散される。第４図に示したフレームの境界１５′
は移動可能である。フレームには最大位置２１が設けら
れ、境界１５′の位置はこれを越えることができず、デ
ータ用およびＲＴＳのための信号メツセージ用の部分が
確保されている。この最終位置２１は、優先端局１２′
および他のすべての端局１２ニ蓄えられたあらかじめプ
ログラムされたデータであり、これに対して現在の境界
１５′の位置は、それぞれのフレーム整列ワードおよび
優先端局１２′により示されるマルチフレーム整列ワー
ドで修正され、すべての端局に伝えられる。
第４図ｆａ）は典型的な状況を示す。ＲＴＳスロットは
いくつかがビジーであり、いくつかが空である。境界１
５′　はビジースロットに隣接している。
ここで新しい呼出しが到来すると、（境界が固定された
上述の実施例のように）フレームの開始時に空スロット
から順に、呼出しに関連する端局がスロットを獲得する
。徐々に境界に近いスロットが獲得される。呼出しが到
来し続けると境界１５′が最大位置２１に向かって移動
する。これを以下に説明する。
優先端局１２′　は、データプロトコル・トークンを受
信して、はぼ１秒毎にフレームの境界１５′を適応させ
る。トークンの受信時に、優先端局１２′は通常のトー
クン・プロトコル動作を中止し、フレームのデータ部で
アイドルビットパターンを伝送する。通常のサイクルを
示す少なくとも一つのマルチフレーム整列ワードと、こ
れに続く状態リフレッシュサイクルを示すマルチフレー
ム整列ワードとを優先端局１２′が識別するまで、アイ
ドルビットパターンを出力する。これにより、伝送路」
−には実際のデータ伝送が行われず、それぞれのフレー
ムのデータ部がアイドルビットパターンですべて満たさ
れる。
リフレッシュサイクルを示すマルチフレーム整列ワード
を検出したときには、優先端局は、この優先端局に到来
したフレーム整列ワードおよびマルチフレーム整列ワー
ドを修正することにより、フレーム境界の位置を更新す
る。修正されたワードは、最新の指定サイクルで指定さ
れた最も高いスロットの位置を示す。前の適応時に、境
界がスロットｎ（の直後）に配置されていたとする。さ
らに、クリアする呼出しの個数より多くの呼出しが到来
すると仮定すると、はとんどの指定サイクル中に、端局
はｎ番目のスロットの後のスロットを指定している。次
の適応を行うまでに、ｎ番目のスロットの後のスロット
を指定することは許されるが、このようなスロットは、
ＲＴＳ　トラヒック用として使用することはできず、こ
れらのスロットのビットマツプは変更されない。指定し
たスロットを獲得できなかった端局は、再び次の指定サ
イクルでスロットの指定を行わなければならない。次の
適応時には、最新サイクル中のスロット指定状況に従っ
て境界位置を更新し、これに従っテマルチフレーム整列
ワードおよびフレーム整列ワードをすべての端局に送出
する。したがって、境界は最後の指定サイクル中の獲得
された最も遠いスロットの直後に再配列される（第４図
（ｂ））。
ただし、この境界位置は最大位置２１を越えることはな
い。適応と適応との間の周期に到来した呼出しより多く
のクリアが行われる場合には、境界１５′を次の適応時
に左に移動させることができる。これは、境界近傍のス
ロットが解放されているか否かによる。第４図（Ｃ）に
示した状況では、境界の左側に６個の空スロットが境界
の左にあり、この分だけ境界を左に移動させることがで
きる。境界に近いスロットがクリアされるまでＲＴＳ部
のスロット１１４を削減しないので、境界はＲＴＳ帯域
の最大使用の「ピーク検出」を行う、すなわちトラヒッ
クの負荷が増加したときに急速に右に移動し、ゆっくり
と戻る。このため、時々、典型的には１秒に一度、境界
を適応させるだけで十分である。
新しい境界に関する情報は、適応を開始するための状態
リフレッシュサイクルのマルチフレーム整列ワードで伝
送され、さらにこれに続くすべてのフレーム整列ワード
およびマルチフレーム整列ワードで伝送される。状態リ
フレッシュサイクルのマルチフレーム整列ワードに続く
すべてのフレームは、新しく割り当てられたフレーム部
を用いた通常のＲＴＳおよびデータ伝送を行う。したが
って、ＲＴＳ呼出しがほとんど無い場合には、各フレー
ムのほとんどのスロットをデータ伝送に使用でき、伝送
路がＲＴＳ呼出しでビジーの場合には境界１５′が最大
位置２１に留まり、データ伝送用の最小の帯域が確保さ
れる。
以上の説明では、トークン・パッシング・データプロト
コルを用いた場合の境界適応方法について説明した。ス
ロソテド・リング・データプロトコルの場合にも境界を
適応させることができる。
適応の間のデータ伝送が中断されることを除いて、まっ
たく同様に適応させることができる。スロソテド・リン
グ・データプロトコルでは、一つの完結する伝送路サイ
クル、すなわちデータ伝送が終了するまで、監視端局（
優先端局）がパケットに「使用不能」という印を付ける
ことができるようになっている。端局は「使用不能」状
態のパケットで運ばれたデータを受信できるが、このパ
ケットをデータの送信に使用することはできない。
監視端局は、通常サイクルのマルチフレーム整列ワード
を検出した後に、すべてのパケットに使用不能の印を付
ける。これに続く状態リフレッシュサイクルのマルチフ
レーム整列ワードを検出すると、監視端局は、フレーム
の境界位置を上述のように更新する。さらに監視装置は
、それぞれのフレームの境界が新しくなったときに、通
常の伝送動作を再開するまで、フレームのデータ部内の
すべてのデータスロットを、スロノテド・リング、プロ
トコルとして（すなわち「空」として）正しいフォーマ
ットにする。その後に、一つのマルチフレームがデータ
伝送をクリアするために使用される。監視端局は、状態
リフレッシュサイクルのマルチフレーム整列ワードを検
出すると、パケットのフォーマットが正しいか否かのチ
ェックを行い、この後にデータ伝送ができるようにこの
スロットを解放する（すなわちヘッダを「空」にする）
。
上述のように、フレームのデータ部はトークンまたはス
ロソテド・リング・プロトコルを用いることができる。
使用されるプロトコルは、（ＲＴＳ呼出しの設定および
クリアのために端局がデータプロトコルを使用する必要
がある場合でも）フレームの実時間部に影響を及ぼすこ
とがない。例えば、１（１０メガピント毎秒のフレーム
の４０％を音声に使用し、残りの６０％をデータに使用
すると仮定する。これは連続する音声に対して約３８メ
ガビツト毎秒、データに対して５６メガビツト毎秒と等
価であり、残りの６メガビソト毎秒がビットマツプに使
用され、このビットマツプはフレーム整列ワードまたは
マルチフレーム整列ワードに続くそれぞれのフレームの
前部に集中する。
フレームの境界が移動可能な場合にスロソテド・リング
・プロトコルを使用する場合には、フレーム境界は一つ
のデータパケットと等しい単一バケソトスロット量で特
定される。１４０メガピント毎秒の伝送路上では、■バ
ケソトスロソが４０ハイドとしてフレーム当たり約５０
パケツトスロツトをサポートでき、境界の移動により容
量が２％増加し、比較的微細に境界を操作できる。この
場合には、フレームのＲＴＳ部は境界の後に９０個の１
ハイトスロツトをもち、４０番目のスロットを解除する
ときには境界を４０スロツト左に移動させる。この一方
で、低速伝送路に対してスロソテド・リング・プロトコ
ルを用いる場合には、フレーム周期が大きくなければ境
界位置の変化が粗くなる。
トークン、リング・データプロトコルでは、データパケ
ットが一つまたはそれ以上のフレームに分散されるので
、境界位置に影響されない（フレーム境界が移動可能な
場合にデータに使用できるフレームの位置によりデータ
速度が可変となる場合はこの限りではない）。
上述の伝送路では、実時間サービスのためのビットマツ
プがそれぞれのフレームの前部に集中し、ひとつのサイ
クルを構成する４個のフレームに分散される。また、例
えばそれぞれのスロットの前に９番目のビットを付加す
ることにより、ビットマツプをマルチフレーム全体（フ
レームのデータ部を含む）に分散させることができる。
本発明を実施した通信ネットワークは、実効的に伝送路
にビットマツプを蓄え、それぞれの端局では自局のスロ
ット獲得状態を記憶する必要があるが、どの端局も、完
全なビットマツプを記憶する必要はない。そのかわりに
、ビットマツプを始発の端局（すなわちそのときの優先
端局）に一時的に蓄える。このとき、伝送路遅延に等し
いフレーム数とは無関係に多数のフレームにビットマツ
プを分散させることができる。この場合には、スｏ　ソ
トＩ’ｌ得プロセスを上述のように行い、優先ノードは
、少なくとも、伝送路遅延により蓄えられたフレームに
より収容されたビットマツプの部分、または次のサイク
ルを再開する前でそれぞれのサイクルの後に、完全に戻
ったビットマツプを蓄える。以上の説明では１スロツト
あたり２ビツトのビットマツプを用いる場合を説明した
が、スロットあたりｌビットでもよい。ただしこの場合
には、エラー防止のために他の手段が必要である。遅延
要求に依存して、より小さいまたは大きいマルチフレー
ムを使用することもできる。多数のフレームを有するマ
ルチフレームは、ビットマツプが上述の例のようにマル
チフレームに広がっている場合には、ビットマツプのオ
ーハヘソドが削減されることが明らかである。伝送遅延
（例としては４個の１２５マイクロ秒フレームで１０．
５ミリ秒）はビットマツプの周期に等しい必要はない。
スロッＩ、およびフレームの大きさは、伝送路上ノすべ
てのスロットおよびフレームで等しいわけではない。ス
ロットの大きさがすべての端局であらかしめ定められる
場合には、種々のスロ、７トの大きさが可能である。整
数が一般に実施容易であるが、ある状況では、フレーム
が非整数個のスロノ１−を含むことが便利である。
以上の説明では本発明を環状の伝送路で実施した例を説
明した。本発明は他の形の伝送路でも同様に実施できる
。本発明は、あらかじめ定められた方法によりビットマ
ツプを端局から端局に伝えることのできるリング型、バ
ス型、星型等の「論理」伝送路を用いた通信ネットワー
クで実施できる。例えば、［・−クンバスは、リング、
星またはハスを基本とするＴＤＭシステムにアクセスす
る制御のノードにビットマツプを通過させるために使用
できる。
〔発明の効果〕
以上説明したように、本発明の情報伝送方法は実時間サ
ービスおよびデータサービスの混成システムに用いる。
実時間サービスに対して呼出しに対するスロットの過割
当が生じることがなく、したがって過負荷の場合の処理
を考慮する必要がない。伝送路上の端局間で分散制御を
行うことができ、スロットを獲得するために中央制御装
置への信号を集中する必要がない。呼出し設定は、高レ
ベルプロトコルにより中央制御装置の介在なしにノード
対ノードで確立され、比較的短い遅延だけで帯域を獲得
することができる。個々の端局の容量は、それ自身のト
ラヒックに対応して適当な大きさに設定することができ
、それ自身で完結している通信ネットワークに容易に付
加的な端局を収容して拡張することができる。スロット
の獲得に対する優先権はすべての端局に順番に与えられ
、すべての端局が同等にスロットを獲得することができ
る。
本発明の情報伝送方法は、信頼性が高く拡張性に優れ、
実時間サービスおよびデータサービスを実行できる混成
通信ヱノトワークを実現できる効果がある。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明実施例通信子、トワークのブロック構成
図。 第２図はフレーム構造を示す図。 第３図は連続するサイクルを示す図。 第４図はＲＴＳ部とデータ部との境界が移動可能なフレ
ームの構造を示す図。 Ｊｌ・・・伝送路、１２・・・端局、１２′・・・優先
端局、１５．１５′　・・・境界、１７・・・ビジース
ロット、１９・・・空スロット、２Ｉ・・・最大位置。

Claims (14)

    【特許請求の範囲】
  1. （１）複数の端局（１２）が伝送路（１１）を介して相
    互に接続され、この伝送路を介して上記複数の端局が符
    号化された情報をフレームの形で送受する通信ネットワ
    ークに用いられ、 上記フレームは、実時間呼出しを行うための実時間タイ
    ムスロットで構成された実時間部と、信号情報を伝送す
    るためのデータ部とを含み、上記複数の端局は、 上記実時間タイムスロットの空状態を示すビットマップ
    を相互に伝送し、 実時間呼出しを行う場合にはビットマップを更新して空
    状態の実時間タイムスロットを獲得し、この実時間タイ
    ムスロットを用いて実時間呼出しを実行する 情報伝送方法において、 すべての端局に対して新しい実時間タイムスロットの獲
    得を禁止し、上記ビットマップをリセットして実時間呼
    出しを実行している端局が既に獲得している実時間タイ
    ムスロットを再び要求させるリフレッシュサイクルと、 上記複数の端局が順番に空状態の実時間タイムスロット
    を獲得する指定サイクルと を周期的に設定することを特徴とする情報伝送方法。
  2. （２）フレームはそれぞれビットマップを含む特許請求
    の範囲第（１）項に記載の情報伝送方法。
  3. （３）ビットマップは複数のフレームに分布する特許請
    求の範囲第（２）項に記載の情報伝送方法。
  4. （４）ビットマップには周期的に誤り検出を行うための
    付加的なビットが設けられた特許請求の範囲第（３）項
    に記載の情報伝送方法。
  5. （５）データ部は信号情報および使用者のデータを伝送
    する特許請求の範囲第（１）項ないし第（４）項のいず
    れかに記載の情報伝送方法。
  6. （６）実時間部とデータ部との境界はトラヒック密度の
    変化を吸収するように調整される特許請求の範囲第（５
    ）項に記載の情報伝送方法。
  7. （７）通常のフレームの伝送は指定サイクルの後の一ま
    たは複数の通常サイクルに実行され、この通常サイクル
    にはスロットの獲得を行わない特許請求の範囲第（１）
    項ないし第（６）項のいずれかに記載の情報伝送方法。
  8. （８）通常サイクルの個数はランダムに可変である特許
    請求の範囲第（７）項に記載の情報伝送方法。
  9. （９）指定サイクルと次のリフレッシュサイクルとの間
    の通常サイクルの個数は一または二である特許請求の範
    囲第（８）項に記載の情報伝送方法。
  10. （１０）複数の端局（１２）が伝送路（１１）を介して
    相互に接続され、この伝送路を介して上記複数の端局が
    符号化された情報をフレームの形で送受する通信ネット
    ワークに用いられ、 上記フレームは、実時間呼出しを行うための実時間タイ
    ムスロットで構成された実時間部と、信号情報を伝送す
    るためのデータ部とを含み、上記複数の端局は、 上記実時間タイムスロットの空状態を示すビットマップ
    を相互に伝送し、 実時間呼出しを行う場合にはビットマップを更新して空
    状態の実時間タイムスロットを獲得し、この実時間タイ
    ムスロットを用いて実時間呼出しを実行する 情報伝送方法において、 すべての端局に対して新しい実時間タイムスロットの獲
    得を禁止し、上記ビットマップをリセットして実時間呼
    出しを実行している端局が既に獲得している実時間タイ
    ムスロットを再び要求させるリフレッシュサイクルと、
    上記複数の端局が順番に空状態の実時間タイムスロット
    を獲得する指定サイクルとを周期的に設定し ひとつの端局に優先状態を設定してこの端局を優先端局
    とし、 フレームはこの優先端局により生成され、 複数の端局は優先端局から順番に実時間タイムスロット
    を獲得する ことを特徴とする情報伝送方法。
  11. （１１）優先状態はすべての端局に対して順番に設定さ
    れる特許請求の範囲第（１０）項に記載の情報伝送方法
    。
  12. （１２）優先状態の移動はリフレッシュサイクルの前に
    行う特許請求の範囲第（１１）項に記載の情報転送方法
    。
  13. （１３）複数の端局（１２）が伝送路（１１）を介して
    相互に接続され、この伝送路を介して上記複数の端局が
    符号化された情報をフレームの形で送受する通信ネット
    ワークに用いられ、 上記フレームは、実時間呼出しを行うための実時間タイ
    ムスロットで構成された実時間部と、信号情報を伝送す
    るためのデータ部とを含み、上記複数の端局は、 上記実時間タイムスロットの空状態を示すビットマップ
    を相互に伝送し、 実時間呼出しを行う場合にはビットマップを更新して空
    状態の実時間タイムスロットを獲得し、この実時間タイ
    ムスロットを用いて実時間呼出しを実行する 情報伝送方法において、 すべての端局に対して新しい実時間タイムスロットの獲
    得を禁止し、上記ビットマップをリセットして実時間呼
    出しを実行している端局が既に獲得している実時間タイ
    ムスロットを再び要求させるリフレッシュサイクルと、
    上記複数の端局が順番に空状態の実時間タイムスロット
    を獲得する指定サイクルとを周期的に設定し ひとつの端局に優先状態を設定してこの端局を優先端局
    とし、 フレームはこの優先端局により生成され、 複数の端局は優先端局から順番に実時間タイムスロット
    を獲得し、 各端局はそれぞれ、優先端局が存在しなくなったまたは
    二つ以上の優先端局が存在することになった優先エラー
    を検出することが可能であり、この優先エラーをリセッ
    トする方法を含む ことを特徴とする情報伝送方法。
  14. （１４）リセットする方法は、優先エラーを検出した最
    初の端局が一旦他の端局をデセーブルにし、あらかじめ
    定められた遅延期間の後に自局が優先端局となる特許請
    求の範囲第（１３）項に記載の情報伝送方法。
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JPH0716189B2 JPH0716189B2 (ja) 1995-02-22

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