JPS6358418B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は通信ネツトワークに係り、更に詳細に
説明すれば複数の共有資源を使用するために複数
の要求元（requestor）の間の接続を確立するこ
とに係る。

或る種の計算機通信システムでは、メツセージ
伝送及び処理に必要な遅延が不定であるために、
メツセージが失われることがある。また諸資源は
要求をサービスすることができないこともある。
それにも拘わらず、システム動作中のエラーを防
止するには、通信システムのすべての要素が当該
システムの矛盾のない状態を有することが不可欠
である。

矛盾のある状態の例として、次のような状況を
考察されたい。

(a) １プロセツサは要求メツセージを送信し、そ
して１ミリ秒以内に受諾メツセージが到着しな
い限り、この要求が拒否されたものとみなす。

(b) この要求をサービスすることができるプロセ
ツサ（資源）は、要求メツセージに回答するた
めに２ミリ秒を要する。

(c) 資源は一旦受諾メツセージを送信すると、要
求元へ拘束されたままに留まる。

前述の内容から明らかなように、もし資源（サ
ービスを提供するプロセツサ）が要求に回答する
ために１ミリ秒以上の時間を必要とするならば、
要求元はその要求が拒否されたものとみなして他
の仕事にかかるであろうし、資源は要求元へ拘束
されたものとみなして該要求元からの後続情報を
徒らに待機することになろう。これはメツセージ
処理の予測不能な遅延に起因する処の矛盾のある
システム状態の例である。この結果、システム動
作にエラーが生ぜられることになる。特に、通信
ネツトワーク中の複数の資源が所与の要求をサー
ビスすることができる場合には、矛盾のないシス
テム状態を維持することが著しく困難になる。

そこで本発明はメツセージ伝送および処理に必
要な遅延の不定性に起因するシステムの矛盾状態
の発生（たとえば、資源が要求元へ不当に拘束さ
れたままになること）を防止することを目的とす
る。

発明の要約 この目的を達成するため、複数の要求側装置及
び複数の応答側装置を含む通信システムにおいて
要求側装置と応答側装置との間の接続を確立する
ための本発明の通信方法は、(a)要求側装置が複数
の応答側装置に要求信号を同報通信し、応答側装
置から所定期間内に受信信号が返つてこない場合
に上記要求信号を再び同報通信するステツプと、
(b)要求側装置が応答側装置から受諾信号を受け取
つた場合に該応答側装置以外の応答側装置に要求
を取消すための取消し信号を送信するステツプ
と、(c)応答側装置が要求側装置からの要求信号に
応答して受諾信号を該要求側装置に送信し、該要
求側装置から所定期間内に取消し信号が返つてこ
ない場合に上記受諾信号を再送するステツプを有
することを特徴としている。

さらに、本発明のより好適な実施例によれば本
発明に従つて設計された通信ネツトワークでは、
所与の要求元は或る資源それ自体のアドレスを送
信するか又は或る資源グループのアドレスを送信
することによつてメツセージを送信することがで
きる。各資源は複数のグループに属していてもよ
く、この場合にはそれ自体又は該グループのうち
任意のグループへアドレスされた諸メツセージを
受信することができる。諸メツセージはアドレス
されたグループの任意又はすべてのメンバによつ
て受信されても受信されなくてもよく、そしてこ
れらのメツセージは予測不能な遅延で以て回答さ
れうる（単一の資源へアドレスされた諸メツセー
ジは決して失われない）。

本発明によつて提供される複数の要求元及び複
数の資源のためのインタフエイス論理は、或るプ
ロトコルを構成する諸信号を生成したり、これら
の信号に応答するように設計されている。これら
の信号には、或る要求元から所望のサービスを提
供することができる通信ネツトワーク中のすべて
の資源へ同報通信される要求メツセージ（但し、
タイムアウトは再送を生ぜしめる）、この要求メ
ツセージを受信し且つそのサービスを同時に提供
することができるようなすべての資源から送信さ
れる受諾メツセージ（但し、該資源は要求元によ
つて解放されるまで拘束されたままに留まり、ま
たタイムアウトは再送を生ぜしめる）、要求元が
選択した資源へ該要求元から送信される確認メツ
セージ、要求元から他のすべての資源へ送信され
る取消メツセージ、諸資源が確認又は取消メツセ
ージを受信するまで該資源によつて再送される受
諾メツセージ、先の確認メツセージの後に送信さ
れる任意の受諾メツセージが他のタイムアウト中
に受信されるとき再送されるような取消メツセー
ジが含まれる。

このプロトコルの利点は、通信システムに特殊
な機構が一切必要ないという点にある。（システ
ムは単一の受領者へのメツセージが正しく受信さ
れることを必要とするが）同報通信メツセージが
すべての又は任意の宛先によつて受信されたとい
う指示はまつたく必要ないし、また各プロセツサ
は特別のクリチカルなタイミングを必要としな
い。さらに、各要求元は選択されたクラスにおけ
る資源の詳細（たとえば、利用可能な個別アドレ
スの数）を知る必要がない。

実施態様の説明 第１図は複数のプロセツサー１−４が共通バス
５を介して通信することができる通信システムを
示す。このシステムにおいて、プロセツサ３−４
はそれぞれ資源（これはプロセツサ自体の処理機
能でもよい）を制御し、ここでは「資源」と呼ば
れる。一方、プロセツサ１−２はそれぞれ処理ス
テツプを遂行するために資源を必要とし、ここで
は「要求元」と呼ばれる。プロセツサ１−４の
各々はバス接続機構を介して共通バス５へそれぞ
れ接続される。このバス接続機構（後出）は本発
明のプロトコルを実現したものであり、その目的
は要求元による資源の獲得及び解放のためのプロ
トコルを機械化することである。ここで「獲得」
とは、或るプロセツサによつて制御される資源
が、これを獲得した要求元によつて解放されるま
で、該要求元によつてのみ使用されうることを意
味する。

通信システムの形式は、本発明にとつては重要
でない。以下では簡単な並列バス構造を有する通
信システムについて本発明を説明するが、このよ
うな通信システムのかわりに光フアイバ・ケーブ
ルや無線を使用する通信システムをも利用できる
ことは明らかである。通信システムは信号を直列
又は並列に伝送することができる。直列伝送式の
通信システムが選ばれた場合は、各メツセージの
諸フイールドを任意の順序で伝送することができ
る。各メツセージの諸フイールドは直列又は並列
のいずれでも伝送可能であり、また符号化されて
いても、符号化されていなくてもよい。駆動器、
受信器、変調器及び復調器を含む信号伝送の詳細
は本発明には無関係であるから、以下ではその説
明を割愛する。しかしながら、通信システムはメ
ツセージの同報通信をサポートしなければならな
い。ここで「同報通信」とは、特定のメツセージ
が複数の受領者によつて同時に受信されうること
を意味する。

共通バス５の目的は、様式化された種々のメツ
セージを複数のバス接続機構の間で交換すること
をサポートすることである。これらのメツセージ
は２種類、即ち要求元プロセツサと資源プロセツ
サの間のデータ交換を含むメツセージと、要求元
による資源の獲得及び解放に関係するバス接続機
構相互間のメツセージとから成る。但し、資源の
獲得及び解放に関係する後者のメツセージだけが
本発明に関係するので、本明細書ではこれらのメ
ツセージだけを詳述する。データ伝送のための諸
接続は図示されていないが、データ伝送は共通バ
ス５の付加的な線路又は完全に別個の伝送媒体を
介して行われてもよい。

第２図は資源プロセツサ用のバス接続機構を示
す。このことはかかるバス接続機構へ接続される
プロセツサが資源コントローラとしてのみ機能す
ることを意味するものではない。というのは、こ
のプロセツサはそれが要求元の役割を果たすこと
を可能にするような他のバス接続機構を持つてい
てもよいからである。このような場合には統合ア
ダブタを設けて、その回路をバス接続機構の資源
及び要求元機能によつて共有するようにすれば、
一層経済的になることは明らかである。第２図を
参照するに、プロセツサは、「処理開始」線２２、
「エラー」線２３、「リセツト」線２０及び「資源
自由」線２１を介してそのバス接続機構へ接続さ
れる。プロセツサからの「リセツト」線２０はバ
ス接続機構を初期状態へ強制し、かくて該プロセ
ツサによつて制御される資源は自由となり、また
資源割当メツセージを受諾することができるよう
になる。プロセツサからの「資源自由」線２１
は、該プロセツサによつて制御される資源が自由
であること及び要求元による獲得の対象になるこ
とを、バス接続機構へ通知する。この信号がプロ
セツサによつて発生されるのは、要求元からこの
資源を解放するメツセージが受信されて資源拘束
の期間が完了する場合である。このようなメツセ
ージはデータ伝送機構を使用して伝えられるの
で、以下ではその説明を省略する。バス接続機構
は、資源を割当てるための要求元との対話が完了
したことを、「処理開始」線２２を介してそのプ
ロセツサへ通知する。因に、この資源はこのバス
接続機構によつて要求元へ拘束されたものであ
る。バス接続機構は、資源を獲得するための対話
中にエラーが生じたことを、「エラー」線２３を
介してそのプロセツサへ通知する。

第２図はバス５について必要とされるタイミン
グ信号を示す。本明細書では特定のタイミング関
係が例示されるが、他の実現様式も可能であるこ
とはもちろんである。「バス・クロツク」信号６
はバス５上のメツセージが有効であることを指示
するためにバス５から利用可能であると仮定され
る。バス接続機構中の状態変化は、「バス・クロ
ツク」信号６の後で且つ次のバス・クロツク信号
の前に生ずる。「伝送可」信号７は、メツセージ
を伝送するためにバス５が特定のバス接続機構に
利用可能であることを指示する。この信号の発生
方法は当該技術分野では多くのものが知られてお
り、その詳細は本発明の要旨には関係ない。特
に、「伝送可」信号７は２つ以上のバス接続機構
がこの信号を同時に受取らないように、バス接続
機構の各々へ別個の線によつて結合された中央の
バス・コントローラによつて周期的に発生されう
る。

バス接続機構は、バス・インタフエース部１０
（第３図）、制御部１１（第４図）及びT2タイマ
部１２（第５図から成る。バス・インタフエース
部１０の目的は、バス５を介して受信された現メ
ツセージの情報を認識及びラツチするとともに指
定されたメツセージをバス５に置くことである。
制御部１１の目的は、到着メツセージに応答し且
つ本発明の実体を形成する予定のプロトコルに従
つて諸要求元へのメツセージを開始することであ
る。さらに、制御部１１は接続されたプロセツサ
と諸信号を授受する。T2タイマ部１２の目的は、
制御部１１の制御下でインターバス・タイマとし
て機能することである。

第３図はバス・インタフエース部１０の内部構
成を示す。図示の如く、バス５はｍ本の行先線３
０（Ｄ１，Ｄ２，…，Dm）から成り、これらの
線は現メツセージの行先としてバス接続機構のサ
ブセツトを選択するために伝送中のバス接続機構
によつて互いに排他的な様式で駆動される。たと
えば、或るバス接続機構が現メツセージを当該バ
ス接続機構ｉ（第３図参照）へ送信することを望
む場合は、行先線３７（Di）が前者のバス接続
機構によつて駆動されるであろう。行先線３７
（Di）上の信号と「バス・クロツク」信号６が一
致するとANDゲート４１が付勢され、かくて
「取消」信号３２、「確認」信号３４及び「要求」
信号３５を制御部１１へ送ることが可能となる。
以下ではANDゲート４１の付勢を「選択」と呼
ぶことにする。また所与のバス接続機構を行先線
３８（Dj）及び３９（Dk）上の信号によつて選
択することができるが、これはこれらの信号が
ORゲート４０で行先線３７（Dj）上の信号と
ORされるという理由による。このような場合、
即ち所与のメツセージが複数のバス接続機構を選
択する場合、このメツセージは「同報通信」され
たと云われる。この例では、当該バス接続機構が
そのソース・フイールド３１において行先線３８
（Dj）及び３９（Dk）上の信号を駆動することが
できないとしても、これらの信号は当該バス接続
機構を選択する。かくて行先線３８（Dj）及び
３９（Dk）上の信号を与えられているようなメ
ツセージは、同報通信メツセージである。

さらにバス５は、「取消」線３２、「受諾」線３
３、「確認」線３４及び「要求」線３５を含む。
これらの線は、送信中のメツセージの種類を指示
するために、伝送中のバス接続機構によつて互い
に排他的な様式で駆動される。

またバス５はｎ本のソース線３１（Ｓ１，Ｓ
２，…，Sn）を含み、これらの線によつてメツ
セージのソースを指示する。これらのソース線３
１は、ｍ本の行先線３０と同様に、互いに排他的
な様式で駆動される。資源ｉに対するバス接続機
構からのすべてのメツセージとともに送信される
ソース・アドレスと、同じバス接続機構へのメツ
セージについて認識される行先アドレスとの対応
が取られる。というのは、これらのソース線３１
のうち１本の線（たとえば、Siと表記された線５
０）を駆動する当該バス接続機構は、そのORゲ
ート４０への１入力として対応する行先端３７
（Di）を有さなければならないからである。この
ようにして、資源用のバス接続機構が要求メツセ
ージに応答する場合、このメツセージのソース・
フイールド３１は回答メツセージの行先フイール
ド３０として直接に使用されうる。比較器４４は
ソース線３１上の信号をオーナ・レジスタ４３の
現内容と比較し、該レジスタは「ソースをオーナ
へ移動」信号６０の制御下でソース線３１からロ
ードされうる。比較器４４は、現メツセージのソ
ースがオーナ・レジスタ４３の現内容と等しいか
否か（Ａ＝Ｂ又はＡ≠Ｂ）という指示を与える。
第３図から明らかなように、所与のメツセージが
当該バス接続機構を選択する場合、制御部１１へ
至る「要求」線６１、「オーナからの取消」線６
２、「オーナからの確認」線６３及び「非オーナ
からの確認」線６４が駆動されうる。たとえば、
もし当該バス接続機構が選択されるならば、「非
オーナからの確認」線６４が駆動され、「確認」
線３４に信号が与えられ、またソース線３１の内
容はオーナ・レジスタ４３の内容に一致しない。
ここで制御部１１へ至る複数の線は、当該バス接
続機構が選択されたとき「バス・クロツク」信号
６によつてゲートされねばならないことに注意す
べきである。これは図示のANDゲート４５−４
８を通して行われる。

バス・インタフエース部１０に含まれる出力メ
ツセージ・ゲート４９は、制御部１１から与えら
れる「受諾メツセージ送信」信号６５によつて付
勢される。このゲート４９はオーナ・レジスタ４
３の内容を行先線３０に置き、このメツセージの
ソースが当該バス接続機構であることを指示する
ためにソース線５０（Si）を１へ駆動し、そして
「受諾」線３３を１へ駆動する。第４図は制御部
１１の詳細を示し、該制御部はバス５から受信さ
れたメツセージへの応答を監視する。第４図の回
路は有限の状態を有し、図示の如く表記された５
個のフリツプフロツプ７０−７４を含む。或る時
間には、これらのフリツプフロツプのうち１つだ
けがセツトされている。もしフリツプフロツプ７
１（Ｂ１）だけがセツトされているならば、この
回路は状態Ｂ１にあると云われる。ゲート回路網
は次の状態（セツト及びリセツトすべきフリツプ
フロツプ）を決定し、第３図のバス・インタフエ
ース部１０へ「ソースをオーナへ移動」信号６０
及び「受諾メツセージ送信」信号６５を供給し、
そして接続されたプロセツサへ「処理開始」信号
２２及び「エラー」信号２３を供給する。また第
５図のT2タイマ部１２は、ゲート回路網からの
「T2取消」信号６７及び「T2開始」信号６６に
よつて制御される。このゲート回路網への入力
は、バス・インタフエース部１０からの「要求」
信号６１、「オーナからの確認」信号６３、「非オ
ーナからの確認」信号６４及び「オーナからの取
消」信号６２、接続されたプロセツサからの「資
源自由」信号２１及び「リセツト」信号２０、バ
ス５からの「伝送可」信号７、T2タイマ１２か
らの「T2タイムアウト」信号６８を含む。

次に第４図に示す回路の動作を説明する。説明
の便宜上、５個のフリツプフロツプ７０−７４の
うちフリツプフロツプ７３(C)だけがセツトされて
いて、第４図の回路が状態Ｃにあるものと仮定す
る。この状態Ｃに入る前に資源要求メツセージが
受信され且つ受諾メツセージが送信されたので、
この状態Ｃにおいて第４図の回路はプロトコルの
資源獲得フエーズを完了するべく確認メツセージ
を待機している。オーナ・レジスタ４３（第３
図）は、この資源要求を発信したバス接続機構を
選択するに必要なパターンを保持する。先の状態
の間に開始されたT2タイマ部１２は、現在走行
中である。「要求」信号６１又は「伝送可」信号
７は、いずれも出力又は状態変化を生じさせな
い。この状態では要求メツセージは無視され、そ
して送信すべきメツセージは保留されていない。

もし、オーナ・レジスタ４３の現内容に等しい
ソース指定を有する処の（確認番号３４の存在下
で伝送される）確認メツセージが受信されるなら
ば、バス・インタフエース部１０は「オーナから
の確認」信号６３を発生して第４図の回路を状態
Ｄへ変化させる。このことはフリツプフロツプ７
３(C)がリセツトされ且つフリツプフロツプ７４(D)
がセツトされることを暗に示す。この動作を行う
ための信号は第４図のANDゲート８０から取出
され、遅延手段８１及びORゲート８２を通して
フリツプフロツプ７４(D)のセツト入力へ加えら
れ、また遅延手段８１及びORゲート８３を通し
てフリツプフロツプ７３(C)のリセツト入力へ加え
られる。遅延手段８１が必要であるのは「オーナ
からの確認」信号６３が有効に留まる間に状態変
化が生じないようにするためである。というの
は、状態Ｄが得られたときにこの信号が有効であ
れば、次の状態変化が生ずることになるからであ
る。さらに、状態Ｃの間に「オーナからの確認」
信号６３が到着すると、プロセツサは、その資源
が拘束されたこと及びこの拘束が確認されたこと
を通知されねばならない。このことはANDゲー
ト８０及びORゲート８４を通して「処理開始」
信号２２を上昇させることによつて行なわれる。
また、T2タイマ部１２が取消されねばならない
が、これはANDゲート８０及びORゲート８５を
通して「T2取消」信号６７を上昇させることに
よつて行われる。

もし状態Ｃの間にオーナ・レジスタ４３の内容
に等しいソース指定を有する取消メツセージが到
着するならば、バス・インタフエース部１０は
「オーナからの取消」信号６２を上昇させる。こ
れは現にセツトされているフリツプフロツプ７３
(C)の出力とともにANDゲート８６を付勢するの
で、該ゲートは遅延手段８８及びORゲート８３
を通してフリツプフロツプ７３(C)をリセツトする
とともに、遅延手段８８及びORゲート８７を通
してフリツプフロツプ７０(A)をセツトする。T2
タイマ部１２は、ANDゲート８６及びORゲート
８５によつて上昇されている「T2取消」信号６
７によつて取消される。

もし、状態Ｃの間にプロセツサからの「資源自
由」信号２１が到着するならば、いかなる状態変
化も生じないのであり、そして「エラー」信号２
３が該プロセツサへ戻される。このことが行える
のは、ANDゲート８９が付勢され、その出力が
ORゲート９０及び９１を介して「エラー」信号
２３を駆動するからである。この状態において、
プロセツサからの「資源自由」信号２１はエラー
である。というのは、要求元が当該資源を使用し
且つ或る手段（図示せず）を通して資源プロセツ
サへメツセージを送信することによつてこの資源
を解放した後でなければ、該プロセツサは「資源
自由」信号２１を発生しないからである。

また、もし状態Ｃの間に「T2タイムアウト」
信号６８によつて通知されるようなT2タイマ部
１２のタイムアウトが生ずるならば、当該資源は
必要期間内に要求元からの確認又は取消メツセー
ジを受信していない。かくて、状態Ｂ２の間に受
諾メツセージを再送することが必要である。状態
Ｃから状態Ｂ２への変化はANDゲート９２によ
つて開始され、該ゲートは「T2タイムアウト」
信号６８が真で且つフリツプフロツプ７３(C)の出
力が真であるとき付勢される。ANDゲート９２
は、遅延手段９３及びORゲート８３を通してフ
リツプフロツプ７３(C)をリセツトする。一方、フ
リツプフロツプ７２（Ｂ２）は、遅延手段９３を
通して直接にセツトされる。ここではどの出力線
も上昇されない。第４図のゲート回路網を構成す
る他の遅延手段及びゲートの機能は、前記した例
と同様に説明することができる。

第５図はT2タイマ部１２の詳細を示す。この
要部はカウント・ダウン式カウンタ１０３であつ
て、該カウンタは「ローカル・クロツク」信号６
９によつて、その内容を減少される。「ローカ
ル・クロツク」信号６９は或る信号源（図示せ
ず）から供給され、発振器から取出された安定な
周期的信号から成る。カウンタ１０３がゼロに達
する場合、それ以後のカウント動作は禁止され、
「ゼロ・カウント」信号１０４が発生される。こ
のようなカウント・ダウン式カウンタは当業者に
は周知であるから、適当な集積回路を使用して構
成することができよう。制御部１１によつて発生
される「T2開始」信号６６の生起時に、カウン
タ１０３は線１０６からの予定の非ゼロ値をロー
ドされる。また「T2開始」信号６６は遅延手段
１０２を通してフリツプフロツプ１０１をセツト
し、かくて「ゼロ・カウント」信号１０４をその
生起時に通過させるようにANDゲート１０５が
付勢される。ANDゲート１０５の出力は「T2タ
イムアウト」信号６８として制御部１１へ送られ
る。当該プロセツサからの「リセツト」信号２０
又は制御部１１からの「T2取消」信号６７が生
ずると、ORゲート１００が付勢されてフリツプ
フロツプ１０１をリセツトし、かくてANDゲー
ト１０５が脱勢されて「T2タイムアウト」信号
６８を禁止する。

ここまでの説明によれば、第２図に示した諸事
象の相対的タイミングを理解することができよ
う。バス接続機構がメツセージの伝送を待機する
状態にあり且つ「伝送可」信号７が到着する場
合、アドレス及び他の信号がバス５に置かれる。
回路遅延が存在するために、バス信号は「伝送
可」信号７の若干後に有効となる。「バス・クロ
ツク」信号６は、有効なバス・データを保証する
ために、十分に遅延されている。この時間には、
他のバス接続機構がメツセージを受信することが
できる。「バス・クロツク」信号６は「伝送可」
信号７に比較して十分に短いので、バス５はパル
ス持続時間の全体にわたつて有効に留まる。「バ
ス・クロツク」信号６は制御部１１における他の
信号のためのソースを与える。制御部１１に設け
られた遅延手段８１，８８等は、フリツプフロツ
プ７０−７４の状態変化が正常に行われ、従つて
余分な不正信号が発生されないことを保証する。

第６図は要求元用のバス接続機構を示す。この
バス接続機構は、復号部２００、制御部２０１、
T1タイマ部２０２、T3タイマ部２０３及び取消
部２０４から成る。復号部２００は、資源用のバ
ス接続機構について前に説明したバス・インタフ
エース部１０（第３図）と同じではないが、それ
と同様の機能を遂行する。制御部２０１は、本発
明の実体を形成するプロトコルに従つて、要求元
用のバス接続機構全体を制御する。T1タイマ部
２０２及びT3タイマ部２０３は、第５図のT2タ
イマ部１２と同様の様式で実現される。前者が後
者と相違するのはそれぞれの初期カウント値が異
なるという点にあるにすぎないので、これ以上の
説明は省略する。取消部２０４は、制御部２０１
の制御下で、諸資源からの受諾メツセージをポイ
ント・トウ・ポイント式に取消す。

要求元用のバス接続機構とそのプロセツサとの
間の通信は、図示の諸信号２０５−２０９を介し
て行われる。「処理開始」信号２０５は、このプ
ロセツサに対し、要求された資源が獲得されたこ
と及び該資源に関する処理を開始してもよいこと
を通知する。「エラー」信号２０６は、資源獲得
中に或るエラー条件が生じたことを指示する。プ
ロセツサからの「リセツト」信号２０７は制御部
２０１に或る初期状態を呈さしめ、以て該プロセ
ツサから「要求送信」線２０８を介して送られる
資源獲得要求を受諾できるようにする。「要求元
自由」信号２０９はプロセツサからそのバス接続
機構へ与えられる信号であつて、要求された資源
が解放されたこと及び新しい資源要求が後続しう
ることを指示する。

以下の説明では、一度に１つだけの資源が獲得
され、そして他の資源が獲得される前に解放され
ねばならないものとする。これは説明の便宜上そ
のように仮定しただけであつて、これが本発明を
制約するものではないことは明らかである。以下
の簡単な説明を理解すれば、複数の同時的な資源
獲得を行いうる機構を設計することは当業者にと
つては容易であろう。

制御部２０１とT1タイマ部２０２及びT3タイ
マ部２０３との間の通信は、信号セツト２１０及
び２１１を介して行われる。これらの信号セツト
は、各タイマ部を開始させるための信号２１５，
２１８、各タイマ部を取消すための信号２１６，
２１９、各タイマ部がタイムアウトしたことを指
示する各タイマ部からの信号２１７，２２０から
成る。プロセツサと復号部２００の間の通信は、
該プロセツサによつて要求された資源クラスの指
定を含む線２５１を介して行われる。この資源ク
ラスの指定は第３図の行先線３１について必要と
される諸信号と同じ様式を有し、プロセツサが
「要求送信」信号２０８を通知することによつて
資源獲得フエーズを開始する前に該プロセツサに
よつて供給される。プロセツサが「資源クラス・
アドレスを移動」信号２５４を与えるとき、「資
源クラス・アドレス」信号２５１は復号部２００
に記憶される。また復号部２００は、バス５とも
諸記号を通信する。復号部２００、制御部２０１
及び取消部２０４の間の通信は、複数の線２１２
（第７図参照）を介して行われる。

第７図は復号部２００の詳細を示す。復号部２
００の目的は、バス５とのインタフエースを形成
することである。バス５は、行先線３０、ソース
線３１、取消線３２、受諾線３３、確認線３４、
要求線３５及びバス・クロツク線６から成る。ま
た復号部２００は、複数の線２１２を介して制御
部２０１と信号を交換する。ここで前記の線２１
２は、「受諾メツセージ受信」線２４１、「ソース
をアクセプタへ移動」線２４５、「確認メツセー
ジ送信」線２４７、「要求メツセージ送信」線２
５６及び「同報通信取消メツセージ送信」線２５
８から成る。プロセツサからの諸信号は、「資源
クラス・アドレス」線２５１及び「資源クラス・
アドレスを移動」線２５４を介して、復号部２０
０によつて受信される。取消部２０４と授受され
る諸信号は、「受諾メツセージ受信」線２４１、
「ソース・アドレス」線２４４、「アドレス」線２
４９及び「ポイント・トウ・ポイント取消メツセ
ージ送信」線２５０を介して供給される。

この例では、当該バス接続機構は行先線２３０
（Dr）上の信号によつて選択される。復号部２０
０は、特定の「行先」信号２３０（Dr）、「受諾」
信号３３及び「バス・クロツク」信号６が一致す
るか否かを監視する。この一致条件はANDゲー
ト２４０によつて検出され、該ゲートはそれに応
じて「受諾メツセージ送信」信号２４１を供給す
る。複数のソース線３１は、「ソース・アドレス」
線２４４を介して、取消部２０４に利用可能にさ
れる。これらのソース線３１はゲート２４２にも
入力され、該ゲートは制御部２０１からの「ソー
スをアクセプタへ移動」信号２４５によつて付勢
される。この信号が真となるとき、ソース線３１
の内容はアクセプタ・レジスタ２４３へ移動され
る。その後、制御部２０１からの「確認メツセー
ジ送信」信号２４７によつてゲート２４６が付勢
されるとき、アクセプタ・レジスタ２４３の内容
は行先線３０に置かれる。ゲート２４６が付勢さ
れると、「確認」線３４及び選択されたソース線
２３１（Sr）が１へ駆動される。このように駆
動されたソース線２３１（Sr）は、ANDゲート
２４０を付勢する信号の１つとして作用する行先
線２３０（Dr）に対応する。かくて、当該バス
接続機構の選択を生ぜしめる行先線３０上の特定
の信号セツトは、確認メツセージが送信されると
き、ソース線３１に戻される。

「ポイント・トウ・ポイント取消メツセージ送
信」信号２５０によつて付勢されるゲート２４８
は線２４９の内容を行先線３０に置くと同時に、
当該バス接続機構に対応するソース線２３１
（Sr）を１へ駆動し且つ取消線３２を１へ駆動す
る。この結果、特定のバス接続機構へ取消メツセ
ージがポイント・トウ・ポイント式に送信され
る。この取消メツセージを受信すべきバス接続機
構の選択は、線２４９を介して取消部２０４によ
つて制御される。線２５０を介してゲート２４８
を付勢することも、取消部２０４によつて行われ
る。

ゲート２５５及び２５７は、同報通信要求メツ
セージ及び同報通信取消メツセージをバス５にそ
れぞれ置くために使用される。プロセツサからの
「資源クラス・アドレスを移動」線２５４によつ
て付勢されるゲート２５２は、資源クラス・レジ
スタ２５３をプロセツサからの「資源クラス・ア
ドレス」線２５１の内容に等しくセツトする。も
しゲート２５５が制御部２０１によつて駆動され
る「要求メツセージ送信」線２５６により付勢さ
れるならば、資源クラス・レジスタ２５３の内容
を行先線３０に置くことができる。このことが行
われる場合、要求線３５はソース線２３１（Sr）
がそうであるように１へ駆動される。また制御部
２０１によつて駆動される「同報通信取消メツセ
ージ送信」線２５８上の信号によりゲート２５７
が付勢されるとき、資源クラス・レジスタ２５３
の内容を行先線３０に置くことができる。このこ
とが行われる場合、取消線３２はソース線２３１
（Sr）がそうであるように１へ駆動される。

制御部２０１は、第４図の制御部１１と同様
に、有限の状態を有する回路として実現される。
制御部２０１の詳細は第８図−第１１図に示され
ており、以下ではこれらの図面を参照して制御部
２０１の機能を示す。

第８図−第１１図は制御部２０１の機能の状態
テーブル、即ち、次−状態マトリクス、出力マト
リクス、状態フリツプフロツプ及び出力ゲートを
それぞれ示している。第８図−第１１図の回路は
有限の状態を有し、その状態は第１０図の状態フ
リツプフロツプ４６０−４６７に保持される。或
る時間には、これらのフリツプフロツプのうち１
つだけがセツトされている。状態テーブルの各列
は、状態フリツプフロツプ４６０−４６７の出力
線に従つて、Ａ（４７０），Ｂ１（４７１），Ｂ２
（４７２）、Ｃ（４７３），Ｄ（４７４），Ｅ（４７
５），Ｆ（４７６）及びＧ（４７７）というように
表記されている。たとえば、もし状態フリツプフ
ロツプ４６２がセツトされており、従つて信号４
７０−４７７のうち信号４７２だけが１であれ
ば、第８図−第１１図に示された有限の状態を有
する回路は状態Ｂ２にあると云われる。第４図の
有限の状態を有する回路について説明された諸入
力信号の相互に排他的は特性は、ここで説明する
機械にもあてはまる。第１０図の回路を参照する
に、「リセツト」信号２０７の生起時に状態フリ
ツプフロツプ４６１−４６７がリセツトされ且つ
状態フリツプフロツプ４６０がセツトされること
が理解されよう。

第８図の次−状態マトリクスは、第１０図の各
ORゲートへの入力として現われる信号４００−
４０９を引出すことによつて、当該回路の次の状
態、即ち状態フリツプフロツプ４６０−４６７の
セツテイング及びリセツテイングを決定する。第
８図において、垂直方向及び水平方向に延びる信
号線の或る交点は「Ｘ」とマークされているが、
この意味する処はこれらの交点には出力を遅延さ
れるようなANDゲートがそれぞれ設けられると
いうことである。概略的な等価回路は第８図の下
部に示されている。この遅延の機能については、
第４図に関連して既に説明した。第９図の出力マ
トリクスは、ANDゲートの配置が異なる点を除
けば、第８図のマトリクスと同様の形式を有す
る。このマトリクスでは、ANDゲートの出力は
遅延を必要としない。出力マトリクスの機能は、
第１１図の出力ゲート回路への入力として現われ
る諸信号を引出すとともに、「取消停止」信号２
２２及び「確認メツセージ送信」信号２４７を直
接に引出すことである。

次に、第８図−第１１図に図示された有限の状
態を有する当該回路の機能を或る例に即して説明
する。ここで、この回路が状態Ｃにあり、従つて
状態フリツプフロツプ４６０−４６７のうち状態
フリツプフロツプ４６３だけがセツトされている
ものと仮定する。要求メツセージが送信され、且
つ受諾メツセージが受信されていないとき、この
制御は状態Ｃにある。もし「伝送可」信号７が到
着するならば、どのメツセージを送信を待機して
いないから、いかなる活動も行われない。またプ
ロセツサによつてまず「要求メツセージ送信」信
号２０８が発生されるものと仮定する。この回路
が状態Ｃにあるとき資源獲得プロセスは既に開始
しているから、これはエラーである。第８図のＣ
列及び「要求メツセージ送信」行にはマーク
「Ｘ」は存在しないから、状態変化は生じない。
第９図で発生される信号４２２は「エラー」信号
２０６を与える第１１図のORゲートへの入力と
して加わるので、結果的に出力「エラー」が発生
される。ここで、状態Ｃにある間、「受諾メツセ
ージ受信」信号２４１が復号部２００によつて上
昇されるものと仮定する。そうすると、第８図の
信号４０６は１になる。第１０図を参照するに、
信号４０６はフリツプフツプ４６３をリセツトし
且つフリツプフロツプ４６４をセツトして、状態
Ｃから状態Ｄへの状態変化を生ぜしめることがわ
かる。制御は、確認メツセージの送信を待機して
いるとき、状態Ｄにある。同様に第９図の信号４
３２が１となり、第１１図のORゲート４８０に
加わるので、その出力である「ソースをアクセプ
タへ移動」信号２４５も１となる。また信号４３
２は「T1取消」信号２１６を供給するような第
１１図のORゲートに加わるので、この信号も１
となる。前記の例は、第１０図の状態フリツプフ
ロツプ４６０−４６７の状態変化を行わしめ且つ
第１１図のORゲートを付勢するための諸信号を
引出す際に、第８図の次−状態マトリクス及び第
９図の出力マトリクスがどのように機能するかと
いうことを説明するものである。

要求元の取消部２０４の機能は、要求元が受信
された最初の受諾を確認した後に受諾メツセージ
を送信するようなすべての資源へ、ポイント・ト
ウ・ポイント取消メツセージを送信することであ
る。要求元が最初の取消メツセージを送信する前
に複数の受諾メツセージが到着し、そしてすべて
の取消メツセージが送信される前に後続の受諾メ
ツセージが到着することがありうるので、どの取
消メツセージが送信されねばならないかを記憶す
るための手段を設けることが必要である。取消部
２０４はこの機能を遂行する。一旦開始される
と、取消部２０４は受信された受諾メツセージの
ソース・フイールドをエンキユーし、そして「伝
送可」信号７が受信されるときその各々へ取消メ
ツセージを送信する。停止されると、取消部２０
４はソース・フイールドのエンキユー動作を停止
するが、そのキユーが空になるまで取消メツセー
ジの送信を継続する。

第１２図は取消部２０４のブロツク図を示す。
取消部２０４は、制御部２０１が同報通信取消メ
ツセージを生ぜしめた後に到着するような各資源
からの受諾メツセージを取消すために使用され
る。取消部２０４は、アツプ／ダウン式カウンタ
３００、制御発生器３０１、FIFO（先入れ先出し
式）キユー３０２及びその周辺回路から成る。ア
ツプ／ダウン式カウンタ３００は、要求元用のバ
ス接続機構によつて受信される処の承認されてい
ない受諾メツセージの数を保持するために使用さ
れる。このため３つの入力、即ちリセツト、増大
（インクレメント）及び減少（デクレメント）入
力が設けられる。もしカウンタ３００が１を保持
するか、又は１より大きい数を保持するならば、
その２つの出力「１」及び「＞１」はともに真で
ある。カウンタ３００は、市販の集積回路を使用
して実現することができる。「伝送可」信号７が
ANDゲート３０６及び３０７に加わるとき、カ
ウンタ３００の出力は「伝送可＆カウント＝１」
信号３０９及び「伝送可＆カウント＞１」信号３
０８として制御発生器３０１へ供給される。
FIFOキユー３０２は、各資源からの承認されて
いない受諾メツセージの行先指定を保持するため
に使用される。受諾メツセージのソース・フイー
ルドは、「ソースアドレス・エンキユー」信号３
１２によつて付勢されるゲート３０３を通して、
FIFOキユー３０２へゲートされる。信号３１２
は制御発生器３０１から供給される。またこの信
号３１２は、ソース・フイールドをFIFOキユー
３０２へロードするためにも使用される。FIFO
キユー３０２の内容は、線２４９を介してバス５
の行先フイールド３０へ供給される。FIFOキユ
ー３０２からの出力は、制御発生器３０１によつ
て発生される「ポイント・トウ・ポイント取消メ
ツセージ送信」信号２５０により付勢されるゲー
ト３０５を通して、線２４９へゲートされる。
FIFOキユー３０２の出力が一旦バス５に置かれ
ると、キユー３０２のヘツド・エントリは「第１
キユー要素除去」信号３１３によつて除去され
る。この信号３１３は遅延手段３０４によつて遅
延されねばならないが、これはFIFOキユー３０
２のヘツド・エントリがバス５に十分な期間にわ
たつて置かれる前にこれを除去しないようにする
ためである。

次に、第１３図−第１６図を参照して、制御発
生器３０１の動作を説明する。第１３図−第１６
図は、次−状態マトリクス、出力マトリクス、状
態フリツプフロツプ３６０−３６３及び出力ゲー
ト回路をそれぞれ示している。これらは第８図−
第１１図のそれと同様であるので、後者の説明が
そのまま適用される。ただ「リセツト」信号２０
７が状態フリツプフロツプ３６０−３６２をリセ
ツトし且つ状態フリツプフロツプ３６３をセツト
するという点に注意されたい。つまり、第１３図
−第１６図の有限状態を有する回路の初期状態
は、状態Ｄである。

第１３図及び第１５図の回路が次の状態を決定
するに際しどのように機能するかを説明するため
に、この回路が状態Ｂにあり、従つて状態フリツ
プフロツプ３６０−３６３のうちフリツプフロツ
プ３６１だけがセツトされているものと仮定す
る。取消部２０４が取消メツセージの送信を待機
しているときは、制御は状態Ｂにある。かくて、
信号３６６は１であり、信号３６５，３６７及び
３６８は０である。もしゲート３０７からの「伝
送可＆カウント＝１」信号３０９が１になれば、
第１３図の次−状態マトリクスによつて信号３２
４が発生される。第１５図を参照するに、信号３
２４はフリツプフロツプ３６０をセツトし且つフ
リツプフロツプ３６１をリセツトするので、これ
により状態Ａへの状態変化が生ずることがわか
る。FIFOキユー３０２が空であるが活動的であ
るときは、制御発生器３０１は状態Ａにある。こ
こで、第１４図及び第１６図の回路が出力を決定
するにあたつてどのように機能するかを説明する
ために、第１５図の回路が状態Ｂにあり、従つて
状態フリツプフロツプ３６１だけがセツトされて
いるものと仮定する。もしゲート３０７からの
「伝送可＆カウント＝１」信号が１になれば、第
１４図の出力マトリクスによつて信号３４５が発
生される。第１６図を参照するに、信号３４５の
存在は「ポイント・トウ・ポイント取消メツセー
ジ送信」信号２５０及び「減少」信号３１１を生
ぜしめることがわかる。これらの信号はポイン
ト・トウ・ポイント取消メツセージの送信を行わ
しめるとともに、カウンタ３００のカウント値を
減少させる。

前述の説明によれば、当該プロトコルに従つ
て、ポイント・トウ・ポイント受諾メツセージが
送信された後に指定されたグループのすべての資
源へ同報通信取消メツセージが送信される。この
ことは、指定されたグループのすべての資源が取
消メツセージを処理することを必要とする。さら
に、或る設計によれば、バス５を介して送信され
るメツセージの数が増加するにつれて、所与の資
源が同報通信取消メツセージの受信に失敗する確
率が増大することがありうる。従つて、システム
の負荷が重くなるにつれて、資源獲得のために送
信されるメツセージの数が増大しうる。これは１
種の正帰還であり、システムの不安定につながる
ことがある。

当該プロトコルの他の形式は、ポイント・ト
ウ・ポイント取消メツセージについては必要とさ
れないような資源からの各受諾メツセージを、要
求元が承認することを必要とする。システム中の
資源の使用度が増大するにつれて、初期の要求メ
ツセージに応答する資源の数が減少し、かくて要
求元からの応答メツセージの数もまた減少するこ
とになる。この基本プロトコルの修正は、システ
ムの負荷が増大するにつれて、資源獲得のための
オーバヘツドを減少させる傾向がある。一方、要
求元は資源の各応答を常に承認しなければならな
い。これに対し、もし先のプロトコルにおける同
報通信取消メツセージが指定されたグループのす
べての資源によつて受信されたならば、要求元は
２つのメツセージ、即ちポイント・トウ・ポイン
ト確認メツセージと同報通信取消メツセージだけ
を送信する。以下では、（同報通信取消メツセー
ジを必要としない）修正プロトコルに対応するよ
うに機能を変更された、資源用のバス接続機構と
要求元用のバス接続機構の変更方法を説明する。

資源用のバス接続機構の構成は、T2タイマ部
を除去するように変更される。というのは、資源
によつて一旦受諾メツセージが送信されてしまう
と、それに続いて回答が必ず起る。これは、すべ
てのポイント・トウ・ポイント−メツセージが受
信され且つ或る有限の時間中に承認されるという
仮定による。第４図に示した制御部１１の構成は
適当に変更される。第４図に関連して説明したよ
うに、復号部１０から生ぜられる「要求」信号６
１は「ソース・アドレスをオーナへ移動」線６０
に信号を置く。T2タイマ部の開始及び停止を生
ぜしめる信号は不要であるが、これはこれらの信
号が確認メツセージのための信号ではないからで
ある。

（同報通信取消メツセージを要しない）修正プ
ロトコルに対応する要求元用のバス接続機構は、
第６図の構成と同様の構成を有する。但し、前者
はT3タイマ部を必要とせず、従つてT3タイマ部
を制御するための信号を発生する制御マトリクス
は必要ない。つまり、T3タイマ部は同報通信取
消メツセージに対する応答を刻時するが、該メツ
セージは修正プロトコルには存在しないからであ
る。

すべての取消メツセージがポイント・トウ・ポ
イント式に送信するような修正プロトコルは、シ
ステム中に資源の１つのコピーだけが存在する特
殊な状況にも適用される。これらの状況では、要
求元はその要求メツセージに対する１つの回答又
は無回答を予想する。もしT1タイムアウト期間
中に回答が受信されないならば、要求元はT1タ
イマ部２０２にセツトされた公称値に等しいイン
ターバルで要求メツセージを再送する。もし１つ
の回答だけが受信されるならば、確認メツセージ
は常にポイント・トウ・ポイント式に送信され
る。取消メツセージは必要ない。複数の受諾メツ
セージはエラーを反映する。資源を要求するプロ
セツサは、該資源の利用不能について通知を与え
られない。

要求元が資源を獲得することができないような
或る状況下では、プロセツサはこの資源を必要と
しないような代替処理経路を選択することができ
る。その後、プロセツサはこの資源を再び獲得す
るように試みる。こうするためには、要求元用の
バス接続機構は、資源獲得プロセスが長くなりそ
うなとき、これを接続されたプロセツサへ通知し
なければならない。当該プロトコルによれば、こ
れはT1タイマ部のインターバル満了によつて指
示される。この事象が生ずるのは、すべての資源
が使用中で、獲得メツセージに応答しなかつた場
合である。このバス接続機構を変更するために、
制御部２０１からプロセツサへの「T1タイムア
ウトをCPUに通知」線が追加される。プロセツ
サの機能は次の通りである。

１ 「要求送信」信号２０８を発生する。

２ 「処理開始」信号又は「T1タイムアウトを
CPUに通知」信号を待機する。

３ もし「処理開始」信号が到着するならば、新
しく獲得された資源を使用して処理を開始す
る。もし「T1タイムアウトをCPUに通知」信
号が到着するならば、この資源を必要としない
代替プログラム・シーケンスの処理を開始す
る。

或るシステムでは、遅延が非常に長いので、要
求元が或る資源からの受諾メツセージを受信し、
該資源を起用し、該資源を解放し、そして他の資
源に対する要求を同報通信した後に、別の資源が
受諾メツセージを送信することがありうる。これ
は２つの状況でエラーを導くことがある。即ち、
もし要求された第２の資源が要求された第１の資
源とは別のクラスにあれば、要求元は、第１クラ
スの資源からの受諾メツセージを第２クラスの資
源からの受諾メツセージとみなすことがあるの
で、この場合は正しくない資源が使用されること
になる。この問題は、他の変更によつて回避され
る。この代替方法の要点は、要求メツセージ及び
受諾メツセージの各々へ通し番号を追加すること
である。通し番号は、要求元の復号部２００によ
つて自動的に発生される。利用可能な各資源は要
求メツセージからの通し番号を保存し、これをそ
の受諾メツセージとともに返送する。もし直前に
送信した要求メツセージ中の通し番号と一致しな
い通し番号を有するような受諾メツセージが受信
されるならば、プロセツサは取消メツセージを送
信してこれらの受諾メツセージを拒否する。

遅延された受諾メツセージがエラーを導くよう
な第２の状況は、メツセージが任意の時間にわた
つて遅延されるようなシステムに見出される。こ
の場合、或る資源は、第１の要求メツセージを受
信し且つ受諾メツセージを送信した後、第１の要
求メツセージに対する同報通信取消メツセージを
受信することがある。或る遅延条件の下では、要
求元が資源に対する第２の要求メツセージを送信
した後に、（第１の要求メツセージに対応する）
受諾メツセージが要求元に到着し、それとほぼ同
時に該資源が取消メツセージを受信することがあ
りうる。このような場合、要求元の論理はこの資
源が第２の要求を受諾したものとみなし、一方、
この資源の論理は第１の要求が取消されたものと
みなす。これらの予盾した判断は、システムの誤
動作に帰着する。このことは第１の要求と同じグ
ループの第２の要求についても生ずることにな
る。要求メツセージ及び受諾メツセージの各々に
通し番号を追加すると、このようなエラーの源を
取除くことができる。

資源用のバス・インタフエース部１０は、この
通し番号に対応するように変更される。この回路
は、バス５に通し番号フイールドが追加されるこ
とを除くと、第３図のそれと同様の構成を有す
る。通し番号は、“要求元及び資源の両方によつ
て、この通し番号フイールドに置かれる。資源に
ついては、通し番号フイールドからセツト可能な
通し番号レジスタに通し番号が保持される。この
通し番号レジスタの内容はバス５の通し番号フイ
ールドに置くことができる。他の点については、
通し番号に対応するように変更されたバス・イン
タフエース部１０は、第３図のそれと同じ構成を
有する。

同様に、要求元の復号部２００も、バス５の通
し番号フイールドから通し番号を受取る通し番号
レジスタを追加される。また、この通し番号レジ
スタの内容をバス５の通し番号フイールドへゲー
ートするように、ゲート２５５が拡張される。こ
のゲート２５５は依然として「要求メツセージ送
信」信号２５６によつて付勢される。通し番号レ
ジスタの内容は、比較器によつてバス５の通し番
号フイールドと比較され、かくて該比較器から一
致及び不一致出力が生ずるようにされる。この一
致出力は、或るゲートを付勢して、制御部２０１
へ「受諾メツセージ受信＆通し番号正常」信号を
ゲートさせるために使用される。制御部２０１
は、この信号を「受諾メツセージ受信」信号２４
１のかわりに使用する。比較器の不一致出力は、
或るゲートを付勢して、後述するように変更され
た取消部２０４へ「受諾メツセージ受信＆通し番
号不正」信号をゲートさせるために使用される。
通し番号レジスタはプロセツサからの「リセツ
ト」信号２０７によつてリセツトされ、新しい資
源獲得プロセスが開始するたびに制御部２０１に
よつて増大される。

取消部２０４の構成は第１２図のそれと同じで
ある。制御発生器３０１のみが異なり、そして復
号部２００からの「受諾メツセージ受信」線２４
１は「受諾メツセージ受信＆通し番号不正」信号
を与えるように変更される。

このプロトコルは次のように要約される。要求
元は、所望クラスのすべての資源へ同報通信要求
メツセージを送信し、T1タイマ部の刻時を開始
させる。T1タイマ部のインターバルが満了する
前に、要求元が或る資源からの受諾メツセージを
受信しない限り、要求元はタスクを切換えるか又
は同報通信メツセージを再送する。T1タイマ部
のインターバルはクリチカルではない。このイン
ターバルは、要求元が不必要に要求メツセージを
再送したり又はタスクを切換えないように、十分
長くなければならない。一方、このインターバル
は、要求元が使用中の資源を不当に長く待機しな
いように、十分短くなければならない。

同報通信要求メツセージを受信するクラスの各
資源は、この要求を受諾することができるか否か
を決定しなければならない。もし受諾することが
できなければ、各資源は応答しないことによつて
この要求を拒否する。もしこの要求を受諾するこ
とができれば、各資源は受諾メツセージを送信す
る。これはかかる資源を要求元へ拘束する。他の
要求元からの他のすべての要求は、かかる資源が
最初の要求元によつて解放されるまで、拒否され
なければならない。

もし要求元がT1タイマ部のインターバル満了
前に１以上の受諾メツセージを受信するならば、
要求元は１つの資源を選択し且つこの資源へ確認
メツセージを送信するとともに、選択されたクラ
スの他のすべての資源へ取消メツセージを同報通
信する（このメツセージは最初の同報通信要求メ
ツセージを受信しなかつた資源によつても受信さ
れることがあるが、このことは何ら障害とならな
い）。確認メツセージ及び取消メツセージを１つ
の同報通信メツセージへ組合わせ、これを選択さ
れたクラスのすべての資源によつて解読させるよ
うにすることも可能である。

或る資源が要求元へ受諾メツセージを送信する
場合、この資源はT2タイマ部の刻時を開始させ
る。もしこの資源がT2タイマ部のインターバル
満了前に要求元からの確認又は取消メツセージを
受信していなければ、この資源は要求元へ受諾メ
ツセージを再送する。この資源は、確認又は取消
メツセージを受信するまで、T2タイマ部のイン
ターバルで受諾メツセージの再送を継続する。取
消メツセージを受信すると、この資源は他のタス
クへ切換わるか又は他の要求元からの要求を受諾
することができる。T2タイマ部のインターバル
はクリチカルではない。このインターバルは、こ
のシステムが不要な再送中の受諾メツセージであ
ふれないように、十分長くなければならない。一
方、このインターバルは、当該資源からの以前の
受諾メツセージを無視した要求元をこの資源が不
当に長く待機しないように、十分短くなければな
らない。

要求メツセージ又は確認／同報通信取消メツセ
ージのいずれも、該メツセージがアドレスされる
クラスに属するすべての資源によつて受信される
必要はないことに注意すべきである。たとえ同報
通信メツセージがいずれかの資源によつて受信さ
れないとしても、このプロトコルは正しい動作を
保証する。

確認／同報通信取消メツセージを送信した後、
要求元はT3タイマ部の刻時を開始させる。この
インターバルの間、要求元は、各資源からの以後
の受諾メツセージを（各資源が確認／同報通信取
消メツセージを解読する前にこれらの受諾メツセ
ージが送信されたという仮定に基いて）無視す
る。T3タイマ部のインターバル満了後、要求元
は、任意の資源へ確認又は取消メツセージを（同
報通信メツセージとしてではなく）直接に送信
し、該資源から受諾メツセージを受信する。T3
タイマ部のインターバルはクリチカルではない。
このインターバルは、確認／同報通信取消メツセ
ージが諸資源によつて受信される前に該資源によ
つて発生された殆んどの受諾メツセージが無視さ
れるように、十分長くなければならない。またこ
のインターバルは、最初の確認／取消メツセージ
を受信しなかつた諸資源が不当に長く待機しない
ように十分短くなければならない。要求元は受諾
メツセージをいつ受信しようとも、その受信から
妥当な時間内に取消メツセージを送信しなければ
ならないので、該資源は不当に長く待機させられ
ない。このことは、要求元にとつては厳しい制約
である。というのは、要求元がその現タスクを終
了して他のタスクを開始した後であつても、以前
に使用中であつた資源から受諾メツセージが到着
することがあるからである。

【図面の簡単な説明】

第１図はプロセツサ間通信システムのブロツク
図、第２図はバスと資源の間に設けられたバス接
続機構のブロツク図、第３図は第２図のバス・イ
ンタフエース部の論理を示す図、第４図は第２図
の制御部の論理を示す図、第５図は第２図のT2
タイマ部の論理を示す図、第６図はバスと要求元
の間に設けられたバス接続機構のブロツク図、第
７図は第６図の復号部の論理を示す図、第８図は
バス接続機構のシーケンスを制御する第６図の制
御部の詳細を示す図、第９図は出力制御信号の発
生を制御する第６図の制御部の詳細を示す図、第
１０図は第６図の制御部の状態フリツプフロツプ
を示す図、第１１図は第６図の制御部の出力信号
ゲート回路を示す図、第１２図は第６図の取消部
のブロツク図、第１３図は第１２図の取消部のシ
ーケンス論理を示す図、第１４図は第１２図の取
消部の出力信号発生シーケンスを示す図、第１５
図は第１２図の取消部の状態フリツプフロツプを
示す図、第１６図は第１２図の取消部の出力信号
ゲート回路を示す図である。 第１図中、１，２……要求元、３，４……資
源、５……共通バス、第２図中、１０……バス・
インタフエース部、１１……制御部、１２……
T2タイマ部、第６図中、２００……復号部、２
０１……制御部、２０２……T1タイマ部、２０
３……T3タイマ部、２０４……取消部。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 複数の要求側装置及び複数の応答側装置を含
   む通信システムにおいて要求側装置と応答側装置
   との間の接続を確立するための通信方法であつ
   て、 (a) 要求側装置が複数の応答側装置に要求信号を
   同報通信し、応答側装置から所定期間内に受諾
   信号が返つてこない場合に上記要求信号を再び
   同報通信するステツプと、 (b) 要求側装置が応答側装置から受諾信号を受け
   取つた場合に該応答側装置以外の応答側装置に
   要求を取消すための取消し信号を送信するステ
   ツプと、 (c) 応答側装置が要求側装置からの要求信号に応
   答して受諾信号を該要求側装置に送信し、該要
   求側装置から所定期間内に取消し信号が返つて
   こない場合に上記受諾信号を再送するステツプ
   と、 を有することを特徴とする通信方法。