JPS6333942A - Ｃｓｍａ／ｃｄを使用する光学的な受動スターローカルエリアネットワークのための衝突検出方法及び装置 - 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】 及丘分豆 本発明は衝突の検出に失敗したり、あやふやな検出をす
ることを防止するためのＣ３ＭＡ／ＣＤを使用した光受
動スター形ローカルエリアネットワークのための衝突検
出手法に関する。

皿米及玉至望班 自動化された事務所あるいは工場の近年の進歩の結果と
して、光ＬＡＮによって高速の通信を行なう需要が増大
して来ている。光ＬＡＮでは、ファイバ技術がポイント
・ツー・ポイントリンクで最も良く機能することから、
ある種の応用ではスター形の構造が推奨されている。集
中化された有線技術は融通性が高く、将来のオフィス、
自動化工場および病院情報システムに与えられた種々の
広汎な要求を実現する光ＬＡＮの設計に適している。

しかし、他の通信媒体のために元々開発された伝統的な
ＬＡＮの構造で光ファイバの技術が利用されるときには
、独特のシステム的な方法が必要になる。例えば、ベー
スバンドの同軸のキャリヤセンスマルチプルアクセス（
ＣＳＭＡ）ネットワークでは衝突検出を実現することは
かなり簡単である。衝突検出を持ったＣ３ＭＡにもとす
いた同軸バスシステム（ＣＳＭＡ／ＣＤ）は、例えば周
知のイーサネットシステムのようなものであるが、衝突
は、例えば、伝送されるデータのマンチェスタコーディ
ングによって検出される。Ｈ−Ｍホワンのエレクトロニ
クスデザイン誌第３２巻第１５号　頁２２１−２２８　
（１９８４年７月１６日）の“マンチェスタチップによ
ってイーサネットシステムの設計を容易にする”を題す
る論文に述べられているように、これは基本的には各オ
ンおよびオフのパルスを予め割当てられた順序で、“１
”とＯ″で構成されるグイビットに対応゛させることで
ある。次に衝突に起因する直流レベルの変動を監視する
ことによって、容易に衝突を検出することができる。送
信機が均一な出力レベルを持つときには、ｌｋｍ以下の
範囲の同軸ケーブルを使用すれば、直流レベルの減衰は
非常に小さいので、この手法はうまく動作する。

しかし、光フアイバシステムでは、与えられた受信機に
よって見られる信号の強度には大きな差が存在し、この
差は光ファイバの損失、光源の出力およびネットワーク
トポロジーに起因することになる。従って、受信ステー
ジジンが衝突の生起を検出できないように強い信号が弱
い信号をマスクしてしまうことがある。この問題はバス
技術ではより大きい問題になる。

ＣＳＭＡでは中規模なトラヒックを有する利用者が送信
を開始する前に媒体を検出する。換言すれば、送信機は
送信開始の前に聴（ことになる。

チャネルが空きであることが検出されると、発呼者が送
信を開始する。ステーションがネットワーク中のステー
ションのエンド　ツー　エンドの最大の往復の遅延２　
ＴｍａｘＯ中で送信を開始すれば、衝突が発生する。従
って、衝突時間のウィンドウ２　Ｔｍａｘはペレット長
よりはるかに短かく、衝突はパケットの’ｌ　Ｔ＋ｗａ
Ｘの長さのセグメント内だけで発生する。

もし衝突が検出されれば、衝突ではパケットの小部分だ
けしか破壊されないからＣＳＭＡのスルーペットを向上
することができる。一度衝突が検出されれば、ネットワ
ークは混雑して、すべての端末にはＬＡＮを通しての送
信を停止するように通知される。ＴＲＥＥジャーナル　
オン　セレクテッド　エリア　イン　コミュニケーショ
ンのＪ、Ｒ，、ツーディによる［光ファイバ０８閘Ａ／
ＣＤネツトワークにおける衝突の検出と題する論文（第
５ＡＣ−３巻、第６号　頁８９０−８９６１９８５年１
１月）ではＣ３ＭＡ／ＣＤを使用した光フアイバネット
ワークで衝突を検出するための７種の方法を述べている
。この論文の焦点は衝突検出の精度、ダイナミックレン
ジ、簡単さおよび信頼性である。

従来技術で残っている問題は既知の方法に比較して広い
ダイナミックレンジの変化を許容し、同時に実現が簡単
で信頼性が高い衝突検出技術を提供することである。

】ｙＩと１枚 本発明に従えば、従来技術に見られる以上のような問題
は衝突検出付きキャリヤセンス　マルチプレクサにアク
セス（ＣＳＭＡ／ＣＤ）の受動形スター形ローカルエリ
アネットワーク（ＬＡＮ）についての衝突検出によって
解決される。より詳しく述べれば、本発明の衝突検出手
法は１ビツトあるいはそれ以上のハミング重み付けコー
ドワード、例えば、各々の固有のコードワードに対して
一定の偶数あるいは奇数の“ｌ”を追加することを、伝
送される各々の情報パケットのプリアンブル部に対して
実施することによって実現される。

衝突の検出に失敗したり、誤検出したりすることを防止
するために、衝突検出シーケンスはＣＳＭＡ　／ＣＤプ
ロトコルの妨害されやすい期間（ネットワーク中のステ
ーションに対する最大のラウンドトリップ時間）を越え
る長さををしている。時間的なオーパラ、ブは少くとも
１コードワードに等しい。

詳ｌＵｑ先吸 第１図は端末１０が、すべてのトランシーバを相互接続
する受動スターカブラ１２に結合されたトランシーバ１
１を経由して他の端末との間で通信を送受するキャリヤ
センス　マルチプル　アクセス（ＣＳＭＡ）形の光ロー
カル　エリア　ネットワーク（ＬＡＮ）のブロック図で
ある。本発明に従えば、トランシーバ１１は本手法につ
いてより明確な理解のために第１図のＬＡＮの一俵的構
成を記述したあと詳細に説明するサイクリック誤り訂正
コードから構成される予め定められた固定ハミング重み
付けのシーケンスを利用したシーケンス重みバイオレー
ション（ＳＷＶ）規則にもとすいて動作する衝突検出手
法を使用する。

トランシーバ１１においては、ＬＡＮを通して送信され
る情報のパケットは端末１０から送信および制御回路１
３で順次に受信され、これは各情報のパケットに対して
固有のヘッダすなわちプリアンブル情報を付け加える。

送信機および制御論理回路１３からの出力信号は次に発
光ダイオード（ＬＥＤ）１４のような光送信デバイスに
送られ、これは回路１３からの電気信号を光波信号に変
換し、ファイバ１５を通して受動スターカブラ１２に対
して送信する。ＬＡＮのトランシーバからの光波信号は
スターカブラ１２によって受信され、すべての出力ポー
トと関連する出力ファイバ１６に分配されてＬＡＮの送
信機１１に返送される。

スターカプラ１２からの各出力ポートのラアイバ１６を
通して伝播する信号は関連したトランシーバ１１の受信
部のアバランシェフォトダイオード（ＡＰＤ）１７によ
って受信される。ＡＰＤ１７はファイバ１６に到来する
光信号を検出し、光信号を空き検出器１８に対して分配
される電気的波形出力信号に変換する。空き検出器１８
は常時受信された信号を監視して、任意の時点でチャネ
ルがアクティブであるか、空きであるかを判定するよう
に動作する。もし空き検出器１８でチャネルがアクティ
ブ、例えば、チャネルで光電力を受信していることがわ
かると、検出器１゛８は送信機および制御論理回路１３
に対して消勢信号を送って、回路１３がスターカプラ１
２に対して信号を送信して衝突を生ずるのを防止する。

受信された信号はＡＰＤ１７を通った後、またタイミン
グ回路１９と受信および制御論理回路２０で受信される
。タイミング回路１９は受信機および制御論理回路２０
と衝突検出装置２１の両方に対してビットおよびワード
のタイミング信号を提供する出力クロック信号を与える
。タイミング回路１４は受信された波形を取り入れて、
同期化されたビットおよびワードの出力タイミング信号
を提供する周知のタイミング回路の内のいずれのもので
あっても良い。受信機および制御論理回路２０は（ａｌ
リード２２を経由して衝突検出器２１に対して関連する
ヘッダ情報を送信し、山）アドレス情報から受信された
パケットがＬ　Ａ　Ｎの端末１０を宛先とするものであ
るかどうかを判定し、（Ｃ）例えば情報パケットに含ま
れるデータのような残りの情報を、パケット中のデータ
が端末１０を宛先とするものであることが判定されたと
きに、リード２３を通して端末ＩＯに送出する。衝突検
出器２１は一般に受信および制御論理回路２０から受信
されたパケットヘッダ情報から２個あるいはそれ以上の
パケットが各パケットの誤りやすい期間の間にスターカ
プラ１２を通して伝播している間に衝突したかどうかを
判定するように機能する。衝突検出器２１が、本発明に
従って衝突が発生したかどうかを判定する方法について
は後に詳述する。

衝突検出器２１によって受信されたヘッド情報がネット
ワーク中の他のパケットと衝突していないことが判定さ
れると、これはり一ド２４を通して受信機および制御論
理回路２０に対して付勢信号を送信し、受信機および制
御論理回路２０が宛先を検査して、パケットのデータ情
報を、もしそのパケットが回路２０によってその端末を
宛先とするものであると判定されたときにリード２３を
通して端末１０に送信されるようにする。もし、その代
りに、衝突検出器２１によって受信されたパケットの情
報がネットワーク中で衝突したパケットの情報を含むも
のであると判定すれば、衝突検出器２１は受信機および
制御論理回路２０に対してリード２４を通して、送信機
および制御論理回路１３に対してリード２５を通して消
勢信号を送信する。このような消勢、すなわちジャミン
グ制御信号によって、返信機および制御論理回路２０が
端末１０に対して受信されたパケット情報を与えること
を防止し、送信機および制御論理回路１３が次のパケッ
トをＬＥＤ１４に送信してスターカプラ１２に与えるこ
とを防止する。換言すれば、衝突が検出された場合には
、ＬＡＮのすべてのトランシーバはこのような衝突を検
出し、ジャミングすなわち消勢される。その送信機はラ
ンダムな遅延の後でバックオフして再送することが指示
される。もしこれが実行されなければ、はじめに衝突し
たトランシーバが他の時間に再送を試み、これによって
さらに他のトランシーバのパケットと衝突し、これをく
りかえして衝突が増大し、ついにはＬＡＮが混乱状態に
なってしまう。

本発明では、Ｃ３ＭＡ光ＬＡＮにおける衝突検出にシー
ケンス重みバイオレーション（ＳＷＶ）手法を使用して
おり、これはＩ　ＥＥＥジャーナルオン　セレクテソド
　エリア　イン　コミュニケーションのＪ、Ｗ、　　ツ
ーディの第５ＡＣ−３巻、第６号　１９８５年１１月号
の頁８９０−８９６に述べられた７種の方法と比較して
強くまた簡単である。詳しく述べれば、この手法では典
型的には数千ビットの長さを有する各パケットに対して
望ましくは例えばサイクリック誤り訂正符号からのくり
かえしの固定したハミング重み付けコードを２〜３（少
くとも２個）含む１００ビツトの短いシーケンスを割当
てる。ＬＡＮの各トランシーバ１１には一義的な短い衝
突検出シーケンスが割当てられており、これはパケット
がそのトランシーバから送信される前には送信機および
制御論理回路１３によって各パケットのヘッダ情報の開
始の近くに置かれる。後の説明の目的で、使用される予
め定められたサイクリック誤り訂正符号は予め定められ
たコードワードのハミング重み付けを有するゴレイコー
ドであると仮定する。例えばハミング符号、ポーズ・シ
ャドーレイホケンハム（ＢＣＨ）コードのような他の適
切なサイクリック誤り訂正符号を使用できることも理解
されるであろう。

ＬＡＮのトランシーバ１３によって使用されるシーケン
スは、例えば、与えられたハミング重み付けと相互の最
小の距離を持つように設計されている。衝突は最大の往
復のエンド　ツー　エンドの伝播遅延２　Ｔｒａａｘの
中でだけ生ずるから、この期間が終了すると、ステーシ
ョンによる正常な送信が開始される。現在の衝突検出シ
ーケンスは後述するようにこの期間プラス１コードワー
ドの長さをカバーしている。パケットヘッダの残りは、
タイミイングとアドレスビットを含んでいる。パケット
ヘッダの衝突検出シーケンスに割当てられた余分のビッ
トはスルーブツトを無視できる程度した低下しないこと
に注意していただきたい。シーケンスはそれが一度衝突
したときに、各々の割当られたシーケンスでなく。公称
の重み付けよりも大きいハミング重み付けを生ずるよう
に選択されている。従って、パケットヘッダを監視する
ことによって、衝突を容易に検出することができる。

これは受信されたシーケンスのハミング重み付けを計数
し、これを衝突重み付けスレショルドと比較することに
よって実行される。もしスレショルドを越えるならば、
衝突が衝突検出器２１によって宣言されてＬＡＮはジャ
ムされる。さもなければ、トランシーバ１１は送信を続
ける。

ＳＷＶ手法にもとずく衝突検出器２１の主要な概念は、
各送信機１３を動作して、第２図および第３図に図示す
る方法で各パケットに対して一義的な衝突検出シーケン
スを付加するようにすることである。セクション３０の
衝突検出シーケンスはパケットのヘッダ部のセクション
３１のビットおよびワード　タイミング　シーケンスの
直後に続いており、このあとにはへツタ部３２のタイミ
ングおよびアドレス情報が続く。このあとの説明では各
ビットはノンリターンツーゼロ（ＮＲＺ）の形式でオン
じｌ”）、オフ（“０”）のキーングによって送信され
るものと仮定する。衝突検出シーケンスは衝突が容易に
検出でき、シーケンスを検出するのに失敗する確率が低
いように選択されるべきである。衝突は二つの関連する
パケットの相対時間遅れのある時間幅の間に生じ得るが
ら、シーケンスは衝突検出がこれらの間の相対的時間の
ずれがどのようになっていても働くようになっていなけ
ればならない。シーケンスからは、二つのパケットの間
の時間のずれがどのようになっていても、弱い信号パケ
ットに関連した衝突が強い信号のパケットの“０”の受
信の間に、最小の数の“１”を見たときに識別できるよ
うになっていることが望ましい。もちろん、もし、衝突
した弱い１′が受信された強い１”と重なったときには
、前者はマスクされて検出することができない。従って
、あるパケットの衝突検出シーケンスは１”と“０”の
混合であって、これが強い信号パケットと衝突したとき
に見えるが、またこれが与えられたシーケンスと衝突し
たときに、他の弱い信号も見えるようにしておかなけれ
ばならない。後者の場合には、シーケンスはマスクされ
ない“１”の数が充分存在するようにするために充分な
数のＯ”を含んでいなければならない。

本発明に従えば、衝突検出シーケンスはサイクリック誤
り訂正符号の理論に従って構成される。

Ｎビットの時間幅を持ち最小のハミング距離ｄｎｉｔｎ
の線形サイクリック誤り訂正符号からのリードから成る
衝突検出シーケンスが使用されるものと仮定する。この
ときには、パケットの衝突検出部において、コードワー
ドは少くとも１回繰返される。

衝突検出シーケンスの長さはり、ＮＴ　（Ｌの繰返しワ
ード）は、Ｔを１ビツトの時間幅として、ネットワーク
中の任意の衝突で生ずる最大の相対的時間シフトより大
きいことになっている。シーケンスの長さは衝突検出ウ
ィンドウ時間の内部の重なりが、少くともｌコードワー
ドの長さに等しいように選択されるべきである。

以下の説明は衝突検出に適切なシーケンスを設計する問
題を理解できるようにするためであるが、先に述べた内
容の一部を満足するためにサイクリック符号の理論を用
いている。衝突時に生ずることを説明する目的で、第２
図には他の点では任意の時間遅れを持ったビット同期し
た衝突について図示している。もちろん衝突は第３図に
図示した時間幅の中で、任意の相対的な時間遅れで発生
することもある。解析の容易さのために、まず第２図に
図示したようなビット同期衝突についてまず述べること
にする。第２図に図示したように、二つのパケットの間
の衝突がビットが完全にぶつかるような相対的離散ビッ
ト時間シフトで生じたとする。さらに、第２図のパケッ
ト２のワードＣはパケット１のワードＡとワードＢにま
たがる時間幅の中にあったとする。ワードＡは２進サイ
クリック誤り訂正符号からのハミング重み付けＷｏでコ
ードワード長Ｎで最小ハミング距離ｄｍｉｎのコードで
あるとする。（１）ワードＢはワードＡに等しく、（２
）ワードＤはワードＣに等しく　、（３１ワードＣはワ
ードＡと同一のサイクリックコードに属してハミング重
み付け一部を持つが、ワードＡともワードＡの任意の巡
環パーミュテーションとも異っているものとする。定義
によって、サイクリックコード中の任意のコードワード
のすべての巡環パーミュテーションはまた同一のコード
のコードワードである。

上述した規則に従って衝突検出シーケンスを選択するこ
とにより、任意の相対時間遅れで衝突したシーケンスの
間の最悪の分離を保証することが可能である。ワードＡ
とＣは同一のサイクリック符号のワードであるから、ワ
ードＣとワードＡの任意の循環シフトは少くともｄｍｉ
ｎ位置で異っていることが知られる。従って、ワードＣ
とパケット１のワードＡおよびＢはワードＡとＢが同一
のワードであって、以下Ａｐと記すパケット２のワード
ＣによってカバーされるＮビットは常にワードＡの循環
パーミュテーションであるから、任意の遅延について少
くともｄｍｉｎ位置だけ異っていることは確実である。

もし衝突が存在しなければ、ワードＡとＢを通しての重
みカウントは２Ｗｏである。第２図に示す全ビットに関
連するビット同期衝突が生じたときには、括弧がそれに
等しいかそれに最も近い小さい整数を示すとして、―Ｃ
で示される衝突パケットシーケンスのオンパルスすなわ
ち“１”の最小数衝突の全体のカウントは少くともＺ　
Ｗｏ　十Ｗｃである。

甑の誘導された値はワードＣ，！：Ａｐで表わされるワ
ードＡの循環パーミュテーションは共に一定の重み−０
を有し、ワードが異る位置の数は少くともｄｍｉｎであ
るという事実に従っている。二つのコードワードの位置
は二つの方法で異っている。すなわちワードＣ中の“１
ｍとＡｐ中の０”あるいはワードＣ中の“０”と静中の
“１”である。第１のタイプの差だけが、衝突検出器２
１の重みカウントに寄与する。一定の重みコードのワー
ドの場合の対称性のために、各タイプの差は同様に多数
存在する。偶のハミング距離では、数は少くともを得る
。

第３図はパケット１と２の間の時間遅延差がビット時間
幅の整数倍ではないようなもっと一般的な場合を示して
いる。衝突検出のヒ・ノド数に寄与するのは二つのタイ
プの部分的なビットであることを理解されるであろう。

すなわちワードＡｐの“０”のΔＴと重なり合うワード
Ｃの“１”および、ワードＡｐのＯ”の残りの部分子−
ΔＴと重なり合うワードＣの“１”である。これらの二
つのタイプの各々の少くとも−Ｃが存在する。ある場合
には、同一のワード＾ｐで二つのヒツトの部分タイプが
存在し、二つの部分的ヒツトではなくこれを完全ヒツト
にすることがある。一般の場合には、Ｗｃはヒントに関
連した二つのワードの間の最小距離にもとすいて決まる
。一般に距離は大きく、さらにワードＤのビットはカウ
ントに寄与し、平均の性能を改善する。

適切なシーケンスは周知のサイクリック誤り訂正ブロッ
ク符号の性質を使用して選択することができる。シーケ
ンスの長さは衝突の最大の相対伝播時間差とシステムの
ビット周波数によって与えられる。長さＮビットの与え
られたシーケンスではシーケンスに関して二つのいく分
子層する要求がある。明らかにシーケンスの間にはその
最小距離ができるだけ大きくなるように選択が行なわれ
る。しかし、各ユーザがそれ自身の一定の重みのシーケ
ンスを持つことができるように、ＬＡＮでは充分大きい
数（Ｍ）のシーケンスが選択できるようになっているべ
きである。与えられたｄｍｉｎで最大の数Ｍのシーケン
スを得るためには、シーケンスの重み付け一〇の一番良
い選択は多くの場合（Ｎ／２）に近い。今の場合には、
重みＷｏの与えられたコードワードの循環パーミュテー
ションのひとつだけが有用なシーケンスである。サイク
リックコードの重みの分布はＡ（ｊ）をハミング重みｊ
のコードワードの数としてＡ　（ｊ）、ｊ＝ｏ。

１−・Ｎとなる。従って、重みＷｏの有用なシーケンス
の数の下限は となる。

一例として、衝突シーケンスを構成するために、サイク
リックゴライコードが使用される。このコードの場合に
は、コードワードの長さはＮ＝２３でコードワードの数
は２′２で最小ハミング距離はｄｍｉｎ＝７である。こ
のコードの重み付けの分布は周知である。従って、例え
ばＡ（８）＝Ａ（１５）　＝５０６、Ａ（１１）　＝Ａ
（１２）　＝１２８８、Ａ’（８）、＝＾’　（１５）
　−２２、Ａ’（１１）＝＾’　（１２）　＝　５６で
ある。生成多項式はｇ（ｘ）＝Ｘ”＋　Ｘ’°＋Ｘ’＋
Ｘ’＋Ｘ’＋Ｘ”＋１　　（２１である。重み８の二つ
の可能な衝突シーケンスはである。この例から、二つの
シーケンスの間のハミング距離は１２であり、少くとも
衝突した１の翫＝４が、任意の循環シフトで他のシーケ
ンスの０と重なり合うことになる。シーケンスのひとつ
を循環的にシフトすることによって、・距離は変化し、
ある点ではこれは８となる。

第４図に図示するように衝突検出器２１はカウンタ４０
で受信機および検出論理回路２０からヘッダの部分３０
の衝突検出シーケンスを受信する。

カウンタ４０は受信された衝突検出シーケンス中の“ｌ
”の数を計数するようにタイミング回路１９からのタイ
ミング信号を使用するように動作する。

衝突検出シーケンスの終りで、全カウントは比較器４１
に送られ、これはカウントを予め定められたハミング重
み付けに対応する予め定められたスレショルドレベルと
比較する。先に述べたように、もしハミング重み付けが
スレショルドを越えなければ、衝突は検出されず、正常
な動作が続くことになる。もし衝突が検出されれば、そ
のときには比較器は受信機および制御論理回路２０と送
信機および制御論理回路１３に対して消勢信号を送る。

上述した実施例は単に本発明の原理を図示するためのも
のにすぎないことが理解されるであろう。

本発明の実施例として、その精神と範囲を逸脱すること
なく種々の変形と変化は当業者には可能である。例えば
、多くのＬＡＮでは標準的にマンチエスタ符号が使用さ
れている。さらにマンチェスタ符号を使用すれば、信号
はデータ列によらず平衡していることになる。ＳＷ■規
則とＮＲＺについて誘導されたシーケンスをマンチェス
タ符号化の場合についても使用することができる。しか
しながら、重み付けカンウドはビットではなく、チップ
について行なわれるべきである。マンチェスタ符号では
、各ビットは二つのチップに変換され、例えば“１”は
０１によって、“Ｏ″は１０によって表わされる。ここ
でただちに分るように、完全ヒツトのときのチップカウ
ントについての雑音のないときのハミング重み付けは、
ＮＲＺのときをＷｃとして２Ｗｃとなる。さらに、部分
ビットのヒ・７トだけが生じたときには、最大で４にの
場合があり、ここで一部は同一のビットで生じ、完全ビ
ットのヒントを生ずる。さらにＬＥＤ１４およびＡＰＤ
１７は例えばそれぞれレーザあるいはＰＩＮダイオード
のような他の適切なデバイスに置換することができる。

さらに、上述した発明では、衝突が各ステーションで高
い信頼性で検出されるので、集中化されたジャミング信
号の必要を軽減する。本発明は少くとも二つの繰返しコ
ードワードを使用するものとして説明されたが、Ｎビッ
ト長の単一のコードワードを使用しても動作することが
できる。

【図面の簡単な説明】

第１８図は本発明に従うトランシーバの拡張ブロック図
を含む光ローカルエリアネットワークのブロック図； 第２図はワードの間に全ピントオーバラップを持つ衝突
検出シーケンスの一部を示す図；第３図はワードの間で
ビットの一部がオーバラップしたときの衝突検出シーケ
ンスの一部を示す図；および 第４図は第１図で使用する衝突検出器の一例のブロック
図である。 〔主要部分の符号の説明〕 １０・−・端末 １１−・トランシーバ １２−受信スターカプラ ３０・・−衝突検出シーケンス ３０．３１・−・プリアンブル ４０−・−ハミング重み付け検出手段 ４１−比較手段

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、キャリヤ検出多重アクセス衝突検出 （ＣＳＭＡ／ＣＤ）通信ネットワークのトランシーバの
   受信機で使用する衝突検出装置において、 入力端子で受信されるプリアンブル信号はＮビット長で
   予め定められたハミング重み付けを持つ衝突検出シーケ
   ンスを持ち、ネットワークの各トランシーバには別々の
   衝突検出シーケンスが割当てられているようなプリアン
   ブル区間を持つ元々発信された情報のパケットを持つよ
   うなネットワークからの信号を受信する入力端子を有し
   、 該装置はさらに入力端子で受信された衝突検出シーケン
   スに応動して、重みを表わす出力信号を発生するために
   衝突検出シーケンスのハミング重み付けを決定するハミ
   ング重み付け検出手段と、 該決定発生手段からの出力信号に応動して受信された衝
   突検出シーケンスのハミング重み付けを予め定められた
   スレショルドハミング重みと比較して、ハミング重み付
   けがスレショルドハミング重みを超えるときには情報パ
   ケットの衝突を示す出力信号を発生する比較手段と を含むことを特徴とする衝突検出装置。 ２、特許請求の範囲第１項に記載の衝突検出装置におい
   て、衝突検出シーケンスは衝突検出シーケンスの間に少
   くとも１回繰返されるサイクリック誤り訂正符号を含む
   ことを特徴とする衝突検出装置。 ３、特許請求の範囲第１項あるいは第２項に記載の衝突
   検出装置において、衝突検出シーケンスはプリアンブル
   区間のはじめの近くに設けられており、最大の往復伝播
   遅延プラスネットワークを伝播する情報のパケットの１
   コードワード長より長い長さを含むことを特徴とする衝
   突検出装置。 ４、キャリヤ検出多重アクセス（ＣＳＭＡ）通信ネット
   ワークにおいて衝突を検出する方法において、該方法は ネットワークの各トランシーバにおいて、 （ａ）トランシーバがそのときネットワーク中の他のト
   ランシーバが情報のパケットの送信を実行していないと
   判定したときに、パケットのプリアンブル区間で衝突検
   出シーケンスを含む情報のパケットを送信し、衝突検出
   シーケンスはネットワークの各トランシーバについて一
   義的になっていて予め定められたハミング重み付けを有
   し、 （ｂ）ネットワークから受信された情報の各パケットの
   プリアンブル区間に含まれた衝突検出シーケンスのハミ
   ング重み付けを判定し、 （ｃ）ステップ（ｂ）で決定されたハミング重み付けを
   ステップ（ａ）で送信された衝突検出シーケンスのハミ
   ング重み付けに対応する予め定められたスレショルド値
   と比較し、 （ｄ）ステップ（ｂ）で決定されたハミング重み付けが
   ハミング重み付けのスレショルド値を越えることがステ
   ップ（ｃ）で判定されるとトランシーバを予め定められ
   た時間の間消勢する ステップを含むことを特徴とする衝突を検出する方法。 ５、特許請求の範囲第４項に記載の方法において、ステ
   ップ（ａ）を実行する際に、送信される衝突検出シーケ
   ンスはシーケンス内で少くとも１回繰返されるサイクリ
   ック誤り訂正コードワードを含むことを特徴とする衝突
   を検出する方法。 ６、特許請求の範囲第４項に記載の方法において、ステ
   ップ（ａ）を実行する際に、送信される衝突検出シーケ
   ンスは情報パケットの各々のプリアンブル区間の始め近
   くに設けられており、パケットがネットワークを伝播す
   る最大の往復伝播遅延プラス１コードワード長より長い
   長さを含むことを特徴とする衝突を検出する方法。