JPS63287143A - 送信バッファ制御方式 - 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】 〔目次〕 概要 従来の技術（第４図） 発明が解決し工すとする問題点（第５図ン問題点を解決
するｔめの手段（第１図ン作用（第２図） 実施例（第５図） 発明の効果 （Ｗ要〕 複数の端末等からのデータを送受するノードを複数個ネ
ットワークに接続し尺システムにおいて、各ノードにお
ける送信バッファとしてＦＩＦＯ形のメモリを用い次場
合に、相手局ビジー等の理由によって先頭データを送出
できないとき、ＰＩＦＯメモリ内におけるデータの頭注
を変更して後続のデータを優先して送出できるようにし
て、伝送路の有効利用と伝送遅延の短縮を可能にする。

〔産業上の利用分野〕

本発明は送信バッフ７の制御方式に係ｐ％特に送信バッ
フ７として先入れ先出しくＦＩＦＯ）メモリを用い７を
場合に、伝送路の有効利用と伝送遅延の短縮を可能にす
る送信バック７制御方式に関するものである。

複数の端末等からのデータを送受するノードを複数個有
するネットワークにおいて、各ノードが相手先の異なる
複数のメツセージを順次送信することがでさる工うにす
るｋめ、一般に送信バッファとしてＦＩ　ＦＱメモリを
使用するが、この場合。

相手局ビジー等の理由で送信バッファの先頭にあるデー
タが滞留し友とき、後続の送信データを優先的に送信で
きるよりにして、伝送路の有効利用と伝送遅延の短縮を
可能にすることが要望される。

〔従来の技術〕

オフィス、工場等における分散配置され次コンビエータ
間を結合するローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）を
、相互に接続して統合ネットワークシステム’を構成す
る場合、基幹（バックボーン）ネットワークとして固定
長パケットによるスロットリングを用いると、同時に複
数ノードが同一宛先にメツセージを送ったとき、データ
がパケット単位で混合して、受信側でもとのメツセージ
を再生できないという問題が生じる。

これに対してメツセージ送信に先立って問い合わせパケ
ット’に相手ノードに送信して、相手ノードにおける通
信の可否を検出することに工って、ノード間において１
：１の関係でのみ同時に通信できるように制御するアク
セス制御方式が提案されている（特願昭６２−　　　号
）。

第４図はアクセス制御方式におけるノードの構成を示し
たものである。

Ｍ４図において、ノードに属する端末から他のノードに
属する端末に対する通信要求と送信メツセージが、端末
インターフェース部１から内部バス２を経て伝達される
と、プロセッサを含む送受信制御部３は、伝達された送
信メツセージをデータ送信バッファ４に蓄積し％また制
御パケット送信バッファ５に受信可否情報全論理“０”
に設定した問い合わせパケットを蓄積し次のち、パケッ
ト組み立て部６に対して問い合わせパケットの送信を要
求する。

またパケットヘッダ解析部７は上述の過程で伝送路８が
ら空きスロットの到着を検出し、セレクタ９をパケット
組み立て部６側に設定させると同時に、パケット組み立
て部６を制御して制御パケット送信パンツ７５に蓄積さ
れている間−合わせパケットを、セレクタ９お工びドラ
イバ１０ヲ介して伝送路８に送出させるとともに、送受
信制御部ｓ内におけるタイマを起動する。これによって
送出された問い合わせパケットは、伝送路８を介してこ
れに接続されている各通信ノードを周回する。

各通信ノードはレシーバ１５（５経てこれを受信し。

パケットヘッダ解析部７において各スロット全解析し、
空塞情報が塞が少状態を示すスロットに対してはさらに
受信アドレスを解析し、着信ノード以外では自アドレス
と一致しないので、そのままビット反転部１１．セレク
タ９およびドライバ１０を経て伝送路８に転送する。

受信し次ノードが着信ノードでめった場合は、パケット
ヘッダ解析部７はパケット分解部１２を起動する。パケ
ット分解部１２は、制御パケット受信バッファ１３に問
い合わせパケットが蓄積されていない場合には、自ノー
ドがメツセージを受信可能と判定し、問い合わせパケッ
トを制御パケット受信バッファ１３に蓄積する。同時に
パケットヘッダ書き替え部１４は１問い合わせパケット
における受信可否情報のみをビット反転部１１において
論理“０”から論理“１”に誉き替え、セレクタ９およ
びドライバ１０ヲ介して伝送路８に送出する。

一方、７ｉｌｉＦ信ノードが既に他の通信ノードがらの
メツセージを受信中でルシ、制御パケット受信バッファ
１３に既に問い合わせパケットが蓄積されている場合に
は、パケット分解部１２は新たに受信し次間−合わせパ
ケットを制御パケット受信バッファ１５に蓄積せず、パ
ケットヘッダ書き替え部１４はパケットヘッダ解析部７
が受信して―る間−合わせパケットの書き替えを行わな
−。従って送受信制御部５は、パケットヘッダ解析Ｎ！
１７が受信している問い合わせパケットをそのまま、ピ
ット反転部１１．セレクタ？およびドライバ１０を介し
て伝送路８に転送する。間−合わせパケットは、伝送路
８を経由して各通信ノードを周回するが、各通信ノード
にお−ては受信アドレスが自アドレスと一致しない几め
、そのｔま発信ノードまで転送される。

発信ノードにおいて、伝送路８から到層した間−合わせ
パケットは、レシーバ１５ヲ介してパケットヘッダ解析
部７に伝達される。パケットヘッダ解析部７は問い合わ
せパケットを解析し、受信アドレスおよび送信アドレス
から先に送信し九問い合わせパケットが返送され九と判
定すると、受信可否情報ｔ−変化検出部１６に伝達する
。変化検出部１６は、受信可否情報が論理′１ｍに設定
ちれている場合には、送受信制御部３に割り込み信号を
伝達する。割り込み信号を受信し九送受信制御部５は、
着信ノードがメツセージを受信可能と判定して、パケッ
ト組み立て部６にデータ送信バッファ４に蓄積されてい
るメツセージの送Ｍｔ−要求する。

一方、受信可否情報が論理“０”に設定され７’ｊ’ｔ
まの場合には、変化検出部１６は割り込み信号を伝達し
なｉ０送受信制御部５は、割り込み信号を受信すること
なくタイマが予め定められた時間■経過を検出すると、
着信ノードがメツセージを受信不能と判定し、所定期間
経過後、再び問い合わせパケットの送信から繰り返す。

この、１）に第４図に示され次男式では、着信側のノー
ドが一つの発信側のノードに対してのみ送信を迅速に許
容するので、送信メツセージが着信側におｉて忠実に再
生され、かつ通信能率の低下も防止可能である。

〔発明が解決しょうとする問題点〕

第５図はアクセス制御方式における問題点を説明するも
のである。第５図におりては、第４図に示され友ように
ノードを介して、スロットリングを用いてＬＡＮ間接続
を行っ九場合の概略構成が例示されている。第４図に示
され九従来構成Ｑノードでは、送信用バッファとしてＦ
Ｉ　ＦＯ形のバッファを設けてｉる。いまノードＣの送
信バッファ１８にノードＡ６てのメツセージのが臀き込
まれ九とし、ノードＣからノードＡに問い合わせパケッ
トを送出し九のに対してノードＡから受信不可の返信が
あっ７ｉｊ場合には、ノードＣにおｉてメツセージ■の
送信待ちの状態となり、後続のメツセージの送信を行う
ことができない。従ってこの間にノードＢ６てのメツセ
ージの、ノードＤらてのメツセージのが到層し、これら
のノードに対してはメツセージの送信が可能で６り九場
合でも、メツセージＱの送官終了までは送信を待たされ
ることになる。これにぶって情報伝送の遅延が生じるだ
けでなく、送信ノードにおけるバッフ７が輻輳しオーバ
ーフローする事態も生じ得る。

〔問題点を解決する九めの手段〕

本発明は、このよりな従来技術の問題点を解決しようと
するものであって、第１図に示す原理的構成を有し、複
数のセグメントに領域を分割されメツセージをサイクリ
ックに加算される書き込みアドレスによって到着屓に各
セグメントに蓄積し、サイクリックに加算される読み出
しアドレスによって先頭メツセージから順次読み出して
送出する送信バッファ１０１において、フラグ１０２と
、制御手段１０５と上膜は次ものである。

フラグ１０２は、データの有効または無効を示すもので
ある。

制御手段ＩＬ１３は、先頭メツセージが送信不能のとき
前記フラグをセットしたまま読み出しアドレスを次セグ
メントに移動し、移動したセグメントのフラグがリセッ
トされていたときは有効セグメントまで読み出しアドレ
スを移動させるぶつに制御するものでらる。

〔作用〕

第２図は本発明方式の作用を説明するものであって、本
発明におけるバララフ制御方式を示し九ものである。

送信バッファ１９はメツセージの最大サイズを有するセ
グメントごとにその領域を分割されておｐ１各セグメン
トごとにサイクリックに順次インクリメントして読み出
レアドレスを指定する読み出しアドレスレジスタ（ＲＡ
）、各セグメントごとにサイクリックに順次インクリメ
ントして書き込みアドレスを指定する誓き込みアドレス
レジスタ（ＷＡ）およびデータの有効／無効を示すフラ
グであるバリッド／インバリッドフラグ（ＶＦ）？：有
している。

第２図において、（１）は送信バッファにメツセージが
全くない状態（エンプティ）を示し、読み出レアドレス
と書き込みアドレスは一致して−るとともに、　ＶＦフ
ラグはすべてのセグメントについて０でありて、エンプ
ティフラグが立てられている。

（２）は送信バッファにおける２つのセグメントにメツ
セージが書き込まれた状態を示し、書き込みアドレスだ
けが２セグメント進むとともに、書き込まれ九セグメン
トのＶＦフラグは１となる。図においてはＶＦフラグが
１であるセグメントにハツチングを施して示゛して―る
。

（３）は（２）で書き込まれ九メツセージのうち１つの
セグメントのデータが送信された状態を示し、読み出レ
アドレスが１セグメント進むとともに、読み出され几セ
グメントのＶＦフラグは０となる。

このようにデータの読み出しが停滞しない通常の状態で
は、従来と同様なＦＩＦＯバッファとして動作する。

（４）は送信バッファに書き込まれたメツセージが受信
側ビジーで送信を拒否され九場合を示し、この場合は読
み出しアドレスを１セグメント進めるが、そのセグメン
トについてのＶＦフラグは１のままにしておく。これに
よってそのメツセージは送信バッファにおける最後尾に
移される。

（５）久の送信の丸め読み出しアドレスを進めたとき、
そのセグメントのＶＦ７ラグが０であっ次ときは、引き
続き読み出しアドレスを進めてＶＦフラグが１であるセ
グメントに達するまでインクリメントする。この場合各
セグメントを一周してもＶＦフラグが０でｈｚ九ときは
、そのセグメントのアドレスを新しいアドレスとする。

まｔ書き込みアドレスは従来と同様に、１つのメツセー
ジが書き込まれるごとに１セグメントずつ進める。

このような動作を続は沈結果、読み出しアドレス値が書
き込みアドレス値に追いついて等しくなっ次ときは、送
信バッファが（１１に示されたエンプティの状態になっ
たので、二ンプテイフラグが立てられる。

（６）一方、書き込みアドレスイ直が読み出しアドレス
値に追いついて等しくなう九ときは、送信ノ（ツ７アが
空きのない状態（フル］になつ九ので、フルフラグを立
てて、以後の書き込みを禁止する。

このように本発明方式によれば、通常の場合は従来ノＦ
ＩＦＯバッファと同様の動作を行うことができるととも
に、輻輳ノード宛のメツセージを退避させて後己のメツ
セージを優先的に処理することができるようになる。

〔実施例〕

第３図は本発明の送信バッフ７制御方式の一実施例全示
し比ものでおって、送信バッフ７の適用されるノードの
構成は、第４図に示されたものと同様である。

第３図において２１は２ボートメモリでちって、多数の
セグメントにその領域を分割されているとともに、その
各セグメントに対応してＶＦフ２グ２２七有する。メモ
リ２１のデータはセグメントアドレスカウンタ２３に１
ってセグメントのアドレスを指定され、オフセットカウ
ンタ２４ｉＣ工ってセグメント内のバイトアドレスを与
えられることに工つて、読み出しクロックに応じて続み
出ちれて、ネットワーク側へ出力される。１セグメント
分のデータが読み出され上とき、そのセグメントのＶＦ
フ２グ２２は反転されて０となる。てグメントアドレス
カクンタ２５のカウントアツプは、七グメントカウント
アッグ制御部２５が送受４Ｍ制御部５からスタートの指
示を与えられ九とき、セグメントアドレスカウンタ２３
に対してクロックを出力することによって行われる。

一方、端末からのデータは、書き込みアドレスカウンタ
２６に工ってセグメントのアドレスを指定されることに
工って、嚇き込みクロックに応じてメモリ２１に書き込
まれる。この場合の誉き込みアドレスは、　ＶＦフラグ
２２において１が立てられている最後のセグメントの次
のセグメントを指定する工９に与えられる。

このようにして通常の場合は、ＦＩＦＯパツフッと同様
の動作が行われる。

セグメント初期値レジスタ２７は、セグメントアドレス
カウンタ２５（Ｄカウントアツプ時の初期１１ｆｔ保持
し、比較ｓ２８はレジスタ２７０ｍとセグメントアドレ
スカウンタ２６ＣＤカウント値とを比較する。

１７ｔＶＦ判定ｓ２９はＶＦフシグの１を判定して出力
を発生する。セグメント初期値レジスタ３０ニ書キ込ミ
アドレスカウンタ２６のカウントアツプ時の初期値を保
持する。比較部３１はセグメントアドレスカウンタ２３
．＠き込みアドレスカウンタ２６゜セグメント初期値レ
ジスタ２７．３０の値を比較する。

メツセージを送信できない場合には、そのセグメントの
データはデータ列の最後尾に移されるが、制御部２５は
ＶＦ判定部２９の出力が発生しないときは引き続いてク
ロックを出力し、ＶＦ判定部２９の出力発生によってク
ロック出力を停止することによって、次の有効データを
データ列の先頭に繰り出す処理全行う。

ｔａこの場合ＶＦフラグに１が立てられ＾セグメントが
存在しな−ときは一周してもとのアドレスに戻るが、比
較部２８によってセグメント初期値レジスタ２７の初期
値（カウントアツプ開始時の絖み出しアドレス１直）と
の一致が検出されたとき、制御部２５はクロックの出力
を停止することによって、無制限にアドレスが周回する
ことを防止する。

また比較部３１はセグメントアドレスカウンタ２３、読
み出し側のセグメント初期ｉ直レジスタ２７゜書き込み
アドレスカウンタ２６．＠き込み側のセグメント初期値
レジスタ３０の値を比較することによって、読み出しア
ドレス値が書き込みアドレス値に追一ついて等しくなっ
たときエングティフラグを出力し、書き込みアドレスが
読み出しアドレスに追いつ−て等しくなったときはフル
フラグを出力する。

〔発明の効果〕

以上説明し皮ように本発明によれば、複数の端末等から
のデータを送受するノードを複数個ネットワークに接続
し、各ノードにおいて通常はＦＩＦＯ形メモサメモリ動
作する送信バッファを用い几場合に、あるノードの相手
局におりて輻輳が生じてもそのノードと他のノードとの
間の通信を優先して行うことができるので、伝送路の有
効利用、伝送遅延の短縮が可能になる。本発明の方式は
第５図に示されｆ／−ＬＡＮｆ対象とするアクセス制御
方式の場合に限らず適用できるが、ＬＡＮ間接続のよう
にトラヒックが広範囲に分散するシステムの場合には特
に有効でらる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理的構成を示す図、第２図は本発明
方式の作用を説明する図、−第３図は本発明の送信バッ
ファ制御方式の一実施例を示す図、 第４図はアクセス制御方式におけるノードの構成を示す
図、 第５図はアクセス制御方式における問題点を説明する図
でおる。 ２１・・・２ボートメモリ ２２・・・ＶＦフラグ ２３・・・セグメントアドレスカウンタ２４・・・オフ
セットカウンタ ２５・・・セグメントカウントアツプ制御部２６・・・
書き込みアドレスカウンタ ２７、３０・・・セグメント初期値レジスタ２８、３１
・・・比較部 ２９・・・ＶＦ判定部 １０１・・・送偏バッ７ア １０２・・・フラグ １０３・・・制御手段

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数のセグメントに領域を分割され、送信すべきメッセ
   ージをサイクリックに加算される書き込みアドレスによ
   って到着順に各セグメントに蓄積し、サイクリックに加
   算される読み出しアドレスによって先頭メッセージから
   順次読み出して送出する送信バッファ（１０１）を有す
   るデータ通信装置において、 データの有効または無効を示すフラグ（１０２）を各セ
   グメントごとに設けるとともに、 先頭メッセージが送信不能のとき前記フラグをセットし
   たまま読み出しアドレスを次セグメントに移動し、 移動したセグメントの前記フラグがリセットされていた
   ときは有効セグメントまで読み出しアドレスを移動させ
   、送信不能のメッセージをバッファの最後尾に退避させ
   るように制御する制御手段（１０３）を設けたことを特
   徴とする送信バッファ制御方式。