JPH02143749A - 送信制御処理方式 - Google Patents
送信制御処理方式Info
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- JPH02143749A JPH02143749A JP63297506A JP29750688A JPH02143749A JP H02143749 A JPH02143749 A JP H02143749A JP 63297506 A JP63297506 A JP 63297506A JP 29750688 A JP29750688 A JP 29750688A JP H02143749 A JPH02143749 A JP H02143749A
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- Small-Scale Networks (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔概 要〕
送信データの衝突を最小限に抑えた送信制御処理方式に
関し。
関し。
実際の通信量に基づいてデータの送信の時間間隔を可変
とすることを目的とし 互いにデータの送受信を行う複数のノードと。
とすることを目的とし 互いにデータの送受信を行う複数のノードと。
前記複数のノードを接続する伝送路とを備え、前記ノー
ドにおいて送信要求が発生した時に送信権を要求する方
式のネットワークにおいて、前記伝送路を監視してその
通信量を求める通信量モニタ部と、前記求めた通信量に
基づいて待機時間を設定する待機時間設定部とを前記ノ
ードの各々に備え、前記待機時間設定部が、前記通信量
が多い時にはデータの送信間隔が長くなるように、前記
通信量が少ない時にはデータの送信間隔が短くなるよう
に、前記待機時間を設定し、前記ノードにおいて送信要
求が発生した時に、前記待機時間が経過した後に、当該
送信要求の発生したノードが当該送信要求に係るデータ
の送信を開始するように構成する。
ドにおいて送信要求が発生した時に送信権を要求する方
式のネットワークにおいて、前記伝送路を監視してその
通信量を求める通信量モニタ部と、前記求めた通信量に
基づいて待機時間を設定する待機時間設定部とを前記ノ
ードの各々に備え、前記待機時間設定部が、前記通信量
が多い時にはデータの送信間隔が長くなるように、前記
通信量が少ない時にはデータの送信間隔が短くなるよう
に、前記待機時間を設定し、前記ノードにおいて送信要
求が発生した時に、前記待機時間が経過した後に、当該
送信要求の発生したノードが当該送信要求に係るデータ
の送信を開始するように構成する。
(産業上の利用分野)
本発明は送信制御処理方式に関し、更に詳しくは、送信
データの衝突を最小限に抑えた送信制御処理方式に関す
る。
データの衝突を最小限に抑えた送信制御処理方式に関す
る。
媒体アクセス制御n方式の1つに、送信要求が発生した
ノードがその時点で送信権を要求する方式がある。この
方式は9本質的にデータが衝突する可能性を含むので、
データの衝突についての対策が欠かせない。
ノードがその時点で送信権を要求する方式がある。この
方式は9本質的にデータが衝突する可能性を含むので、
データの衝突についての対策が欠かせない。
前記方式は、データの衝突についての対策によづて種々
の方式に分けられるが、C3MA/CD(Carrie
r 5ence Multiple Access w
ithColliston Detection)方式
に代表される。
の方式に分けられるが、C3MA/CD(Carrie
r 5ence Multiple Access w
ithColliston Detection)方式
に代表される。
C5MA/CD方式は、構成が容易な割には伝送効率が
良く、ノードにおける障害が他に影響しないという利点
を有する一方、送信権を各ノードに対して順に与える方
式ではないため、ある程度のデータの衝突は避けられな
い。
良く、ノードにおける障害が他に影響しないという利点
を有する一方、送信権を各ノードに対して順に与える方
式ではないため、ある程度のデータの衝突は避けられな
い。
そこで、衝突の回数を低減するため、C3MA/CD方
式では1次のような方法を採っている。
式では1次のような方法を採っている。
(1)送信開始の際、送信元のノードは、伝送路が使用
中か否かを調べる。これは、伝送路の信号検出(キャリ
アセンス)によって行われる。使用中の場合、送信元の
ノードは、使用中でなくなるまで送信を延期した後、送
信(再送)を行う。使用中でない場合のみ、送信元のノ
ードは送信を開始する。
中か否かを調べる。これは、伝送路の信号検出(キャリ
アセンス)によって行われる。使用中の場合、送信元の
ノードは、使用中でなくなるまで送信を延期した後、送
信(再送)を行う。使用中でない場合のみ、送信元のノ
ードは送信を開始する。
(2)衝突を検出した時、送信元のノードは、直ちに送
信を停止する。そして、所定のアルゴリズムに従って待
ち時間を求め、この待ち時間の経過後に再送を開始する
(バックオフ処理)。このアルゴリズムには、乱数を利
用するものと固定的な優先順位によるものとがある。
信を停止する。そして、所定のアルゴリズムに従って待
ち時間を求め、この待ち時間の経過後に再送を開始する
(バックオフ処理)。このアルゴリズムには、乱数を利
用するものと固定的な優先順位によるものとがある。
(1)により送信開始の際の無意味な衝突を無クシ。
(2)により再送の際に衝突が再発する確率を小さくし
ている。
ている。
第14図及び第15図は従来技術の問題点を示す図であ
り、これらの図において、NoないしN。
り、これらの図において、NoないしN。
はノード、Lは伝送路である。
第14図に図示のバス型ネットワークにおいて第15図
の(i)に図示の如くノードN、とノードN、が通信を
行っている。この通信が終了すると、これを待っていた
ノードNtがノードN4に対する送信を開始する。とこ
ろが、ノードN、の送信開始を他のノードが知るまでに
は有限時間を要するので、これを知らないノード例えば
ノードN、が(伝送路りが空いているので)ノードN。
の(i)に図示の如くノードN、とノードN、が通信を
行っている。この通信が終了すると、これを待っていた
ノードNtがノードN4に対する送信を開始する。とこ
ろが、ノードN、の送信開始を他のノードが知るまでに
は有限時間を要するので、これを知らないノード例えば
ノードN、が(伝送路りが空いているので)ノードN。
に対する送信を開始してしまう、これにより、第14図
及び第15図の(ii)に図示の如く、衝突が発生して
しまうという問題が生ずる。
及び第15図の(ii)に図示の如く、衝突が発生して
しまうという問題が生ずる。
一方、この(ii)の衝突に係るデータは、各々の送信
元であるノードにおけるバックオフ処理により、再送さ
れる。即ち、第15図の(iii )に図示の如く2例
えば、まずノードN1がノードN。
元であるノードにおけるバックオフ処理により、再送さ
れる。即ち、第15図の(iii )に図示の如く2例
えば、まずノードN1がノードN。
に対する再送を行い、この終了後にノードN2がノード
N4に対する再送を開始する。ところが。
N4に対する再送を開始する。ところが。
ノードN、による通信(再送)の終了を待っていたノー
ドN0が5ノードN、に対する送信を開始してしまう。
ドN0が5ノードN、に対する送信を開始してしまう。
これにより、第14図及び第15図の(iv )に図示
の如く、衝突が発生してしまい先に衝突したデータの伝
送が更に遅れてしまうという問題が生ずる。また、バン
クオフ処理では逆に、伝送路りの利用率が低下する可能
性があるという問題もある。
の如く、衝突が発生してしまい先に衝突したデータの伝
送が更に遅れてしまうという問題が生ずる。また、バン
クオフ処理では逆に、伝送路りの利用率が低下する可能
性があるという問題もある。
以上の如き問題は、送信(再送も含む)の際にその時点
で伝送路が使用中であるか否かのみに着目しているため
に生ずるものである。
で伝送路が使用中であるか否かのみに着目しているため
に生ずるものである。
これに対して9本発明は、送信の際に、伝送路の使用状
態(混雑の度合)、即ち、伝送路上を所定時間あたり何
個のフレーム又はパケット等のデータ伝送の単位が通過
する(伝送される)かという実際の通信量に着目するも
のである。換言すれば1本発明は、送信の時間間隔を実
際の通信量に基づいて可変として通信量自体を平均化す
ると衝突が減るので結果的に伝送遅延が少なくなり伝送
効率が良くなる。即ち1通信が最適化されるという知見
に基づいてなされたものである。
態(混雑の度合)、即ち、伝送路上を所定時間あたり何
個のフレーム又はパケット等のデータ伝送の単位が通過
する(伝送される)かという実際の通信量に着目するも
のである。換言すれば1本発明は、送信の時間間隔を実
際の通信量に基づいて可変として通信量自体を平均化す
ると衝突が減るので結果的に伝送遅延が少なくなり伝送
効率が良くなる。即ち1通信が最適化されるという知見
に基づいてなされたものである。
なお、前記(ii)の衝突を防止するために、フレーム
の送出間隔を変化させることが1例えば。
の送出間隔を変化させることが1例えば。
特開昭62−76341号公報に示されている。
この技術は、前記有限時間を考慮してフレームの送出間
隔を変化させているので、前記(iりの衝突の防止には
有効であると考えられる。しかしながら、伝送路が空く
と送出を行うために、前記(iv)の衝突等には対応で
きない。また、実際の通信量に基づいてフレームの送出
間隔を変化させるものではないため2通信量を平均化し
て衝突を低減させ1通信を最適化することはできない。
隔を変化させているので、前記(iりの衝突の防止には
有効であると考えられる。しかしながら、伝送路が空く
と送出を行うために、前記(iv)の衝突等には対応で
きない。また、実際の通信量に基づいてフレームの送出
間隔を変化させるものではないため2通信量を平均化し
て衝突を低減させ1通信を最適化することはできない。
本発明は、実際の通信量に基づいてデータの送信の時間
間隔を可変とした送信制御処理方式を提供することを目
的とする。
間隔を可変とした送信制御処理方式を提供することを目
的とする。
第1図は本発明の原理構成図であり1本発明によるネッ
トワークを示している。
トワークを示している。
第1図において、1はノード、2は通信量モニタ部、3
は待機時間設定部、41及び42は伝送路、5はネット
ワークの相互接続装置、6はサーバである。
は待機時間設定部、41及び42は伝送路、5はネット
ワークの相互接続装置、6はサーバである。
ノード1は、NoからN、までの複数個設けられ、伝送
路41によって互いに接続され、(バス型の)ネットワ
ークを構成する。即ち、ノードlは、伝送路41を介し
て、他のノードlに対してデータを送信し、また、他の
ノードから送信されたデータを受信する。
路41によって互いに接続され、(バス型の)ネットワ
ークを構成する。即ち、ノードlは、伝送路41を介し
て、他のノードlに対してデータを送信し、また、他の
ノードから送信されたデータを受信する。
通信量モニタ部2は、ノード1の各々に設けられ、自己
の属するノード1が直接(物理的に)接続される伝送路
41を監視して、その通信量を求める。
の属するノード1が直接(物理的に)接続される伝送路
41を監視して、その通信量を求める。
ここで3通信量は、伝送路41の使用状fi(混雑の度
合)を示すパラメータであり、伝送路41上をデータ伝
送の単位(フレーム又はパケット等)が所定時間あたり
何個通過する(伝送される)かを、直接又は間接に示す
。
合)を示すパラメータであり、伝送路41上をデータ伝
送の単位(フレーム又はパケット等)が所定時間あたり
何個通過する(伝送される)かを、直接又は間接に示す
。
なお、以下において、データ伝送の単位を、単にパケッ
トと称するものとする。
トと称するものとする。
待機時間設定部3は、ノードlの各々に設けられ1通信
量モニタ部2が求めた伝送路41の通信量に基づいて自
己の属するノード1についての待機時間を設定する。
量モニタ部2が求めた伝送路41の通信量に基づいて自
己の属するノード1についての待機時間を設定する。
ここで、待機時間は、先のパケットの送信から次のパケ
ットの送信までの時間間隔を指す。
ットの送信までの時間間隔を指す。
第2図は本発明の作用説明図である。
各ノードN、ないしN、の通信量モニタ部2は。
常に又は自己が属するノード1が論理的にネットワーク
に接続されている間、伝送路41についての通信量を求
める。この通信量に基づいて、待機時間設定部3は2通
信量が多い時にはデータ(パケット)の送信間隔が長く
なるように1通信量が少ない時にはデータ(パケット)
の送信間隔が短くなるように、待機時間を設定する。即
ち、実際の通信量に応じて、データ(パケットの送信の
時間間隔を可変とする。
に接続されている間、伝送路41についての通信量を求
める。この通信量に基づいて、待機時間設定部3は2通
信量が多い時にはデータ(パケット)の送信間隔が長く
なるように1通信量が少ない時にはデータ(パケット)
の送信間隔が短くなるように、待機時間を設定する。即
ち、実際の通信量に応じて、データ(パケットの送信の
時間間隔を可変とする。
今、あるノード11例えばノードN、においてノードN
、へのデータの送信要求が発生すると。
、へのデータの送信要求が発生すると。
当該ノードN、は、その時点で送信権を要求する即ち、
他に送信が行われていなければ当該データの送信処理を
開始する。このために、送信元のノードN、は、伝送路
41がその時点で他の送信のために使用中か否かを、キ
ャリアセンスによって調べる。そして、使用中でない場
合に、送信処理を行う。
他に送信が行われていなければ当該データの送信処理を
開始する。このために、送信元のノードN、は、伝送路
41がその時点で他の送信のために使用中か否かを、キ
ャリアセンスによって調べる。そして、使用中でない場
合に、送信処理を行う。
即ち、ノードN1は待機時間が経過するまではパケット
の送信を行わず、待機する。この待機中は伝送路41が
使用中でないとしてもパケットの送信を行うことはない
、そして、ノードN1は。
の送信を行わず、待機する。この待機中は伝送路41が
使用中でないとしてもパケットの送信を行うことはない
、そして、ノードN1は。
待機時間が経過した後に当該送信要求に係るデータ(パ
ケット)のノードN、への送信を開始する。
ケット)のノードN、への送信を開始する。
ノードN、はノードN1へ応答を返す(第2図の(i)
)。
)。
なお、この送信及び応答により通信量が変化するので、
待機時間は変化する(多くの場合、長くなる)。
待機時間は変化する(多くの場合、長くなる)。
次に、ノードN、及びN2において送信要求が発生する
と、前述と同様にして、送信処理が行われる。ノードN
lの先のパケット送出(第2図の(1))からも、ノー
ドN2の先のパケット送出(図示せず)からも、十分に
長い時間が経過していると、即ち、待機時間が経過して
いると、ノードN1及びN8はパケットの送出を開始す
る。これにより、第2図の(11)の如く、衝突が発生
する。また、待機時間は変化する(長くなる)。
と、前述と同様にして、送信処理が行われる。ノードN
lの先のパケット送出(第2図の(1))からも、ノー
ドN2の先のパケット送出(図示せず)からも、十分に
長い時間が経過していると、即ち、待機時間が経過して
いると、ノードN1及びN8はパケットの送出を開始す
る。これにより、第2図の(11)の如く、衝突が発生
する。また、待機時間は変化する(長くなる)。
ノードN、の先のパケットの送出がノードN1の先のパ
ケットの送出よりも先に行われていたとすると、まず、
ノードN2において新たな待機時間が経過し、衝突した
パケットの再送が行われる(第2図の(iii))。こ
れによっても待機時間は変化する(長くなる)。
ケットの送出よりも先に行われていたとすると、まず、
ノードN2において新たな待機時間が経過し、衝突した
パケットの再送が行われる(第2図の(iii))。こ
れによっても待機時間は変化する(長くなる)。
ノードN1において待機時間が経過する以前に待機時間
の経過したノードN0がノードN、に対する送信を開始
する(第2図の(iv))。
の経過したノードN0がノードN、に対する送信を開始
する(第2図の(iv))。
これによって長くされた待機時間の経過後に。
ノードN1が、衝突したパケットの再送を行う(第2図
の(v))。
の(v))。
なお この第2図(v)の通信が無限に延期されること
はない。即ち、第2図(i)の通信以降に通信を行った
他のノード1 (ノードN2とN、)がその後再び行う
通信よりは、少なくとも、先に行われる。
はない。即ち、第2図(i)の通信以降に通信を行った
他のノード1 (ノードN2とN、)がその後再び行う
通信よりは、少なくとも、先に行われる。
一方1通信量が少なくなる程待機時間は短くなり、送信
要求があればすぐに送信が開始されるような場合も生じ
る。従って2通信量が少ないのに通信開始までの時間が
不要に長くなることはない。
要求があればすぐに送信が開始されるような場合も生じ
る。従って2通信量が少ないのに通信開始までの時間が
不要に長くなることはない。
このように、実際の通信量に基づいてデータの送信の時
間間隔を可変とすることによって5通信量を平均化して
、衝突の発生を低減することができる。従って、伝送遅
延時間を類クシ、伝送効率を良くすることができる。ま
た5衝突後の再送における衝突の発生を低減することが
でき、特定のノードのみが通信を行うことを防止するこ
とができる。以上の如く9本発明によれば1通信を最適
化することができる。
間間隔を可変とすることによって5通信量を平均化して
、衝突の発生を低減することができる。従って、伝送遅
延時間を類クシ、伝送効率を良くすることができる。ま
た5衝突後の再送における衝突の発生を低減することが
でき、特定のノードのみが通信を行うことを防止するこ
とができる。以上の如く9本発明によれば1通信を最適
化することができる。
(a) 一実施例の説明
(1) 構成
第1図図示の構成について、更に説明する。
ノードN0ないしN、及び伝送路41からなるネットワ
ークは、相互接続装置5によって、伝送路42及び複数
のノード(図示せず)からなる他のネットワークと接続
され、複合ネットワークを構成する。相互接続装置5は
、ブリッジ、ルータ又はゲートウェイからなり、TCP
/IPのプロトコルで複数のネットワークを接続するた
めに。
ークは、相互接続装置5によって、伝送路42及び複数
のノード(図示せず)からなる他のネットワークと接続
され、複合ネットワークを構成する。相互接続装置5は
、ブリッジ、ルータ又はゲートウェイからなり、TCP
/IPのプロトコルで複数のネットワークを接続するた
めに。
プロトコル変換(伝送速度5パケツトの大きさの違いを
変換する)の機能等を有する。
変換する)の機能等を有する。
ノードN0ないしN、は、相互接続装置5を介して他の
ネットワークのノードとの間でデータの送受信を行う。
ネットワークのノードとの間でデータの送受信を行う。
この場合、ノードN0ないしN。
は、少なくとも自己のネットワークの伝送路41の通信
量に基づいて、送信の時間間隔を定める。
量に基づいて、送信の時間間隔を定める。
他のネットワークのノードへの送信に際しては。
例えば、自己のネットワークの伝送路41及び/又は他
のネットワークの伝送路42の通信量に暴づけばよい。
のネットワークの伝送路42の通信量に暴づけばよい。
このために、相互接続装置5に通信量モニタ部2及び待
機時間設定部3を接続されるネットワークの数だけ設け
て、待機時間をネットワーク毎に求めブロードキャスト
してもよい。
機時間設定部3を接続されるネットワークの数だけ設け
て、待機時間をネットワーク毎に求めブロードキャスト
してもよい。
サーバ6は、ネットワークにおいである機能のみを補強
するものであり1例えば、印刷のみを行うプリンタサー
バ、高速演算のみを行う演算サーバ、大容量メモリとし
てのディスクサーバ等がある。このため、サーバ6に対
する送信が集中し易い。即ち、サーバ6が受信ノードと
なるような通信について、データの衝突が発生し易い。
するものであり1例えば、印刷のみを行うプリンタサー
バ、高速演算のみを行う演算サーバ、大容量メモリとし
てのディスクサーバ等がある。このため、サーバ6に対
する送信が集中し易い。即ち、サーバ6が受信ノードと
なるような通信について、データの衝突が発生し易い。
(2)通信量のモニタ
(ア)第3図は通信量モニタ部3の一構成例を示す図で
ある。
ある。
第3図において、31はキャリアセンサ 32はタイマ
、33はクロックジェネレータ、34ないし36はレジ
スタ、37はアキュムレータである。
、33はクロックジェネレータ、34ないし36はレジ
スタ、37はアキュムレータである。
第3図(及び第4図)に図示の通信量のモニタ方式は、
伝送路41上を伝送されるパケットとパケットとの送信
の時間間隔を求め、これを通信量とするものである。
伝送路41上を伝送されるパケットとパケットとの送信
の時間間隔を求め、これを通信量とするものである。
キャリアセンサ31は、常に伝送路41を監視し、伝送
路41上をパケットが通過した時にこれを検出して2通
過信号をレジスタ34及び35に送る。
路41上をパケットが通過した時にこれを検出して2通
過信号をレジスタ34及び35に送る。
タイマ32は、クロックジェネレータ33からのクロッ
ク信号を受けて、現在の時刻を示す。
ク信号を受けて、現在の時刻を示す。
レジスタ34ないし36は2時刻又は時間間隔を一時的
に格納する。即ち、レジスタ34及び35は、各々1通
過信号を受けた時点で、タイマ32の示す時刻及びレジ
スタ34の示す時刻を取り込んで格納する。従って、レ
ジスタ34はあるパケットが伝送路41を通過した時刻
を示し、レジスタ35は当該パケットの直前に他のパケ
ットが伝送路41を通過した時刻を示す。
に格納する。即ち、レジスタ34及び35は、各々1通
過信号を受けた時点で、タイマ32の示す時刻及びレジ
スタ34の示す時刻を取り込んで格納する。従って、レ
ジスタ34はあるパケットが伝送路41を通過した時刻
を示し、レジスタ35は当該パケットの直前に他のパケ
ットが伝送路41を通過した時刻を示す。
アキュムレータ37は、レジスタ34及び35の内容の
差を求め、レジスタ36に格納する。従って、レジスタ
36は、前記2つのパケットが伝送路41を通過した時
間間隔を示す。レジスタ36は待機時間設定部3によっ
て参照される。
差を求め、レジスタ36に格納する。従って、レジスタ
36は、前記2つのパケットが伝送路41を通過した時
間間隔を示す。レジスタ36は待機時間設定部3によっ
て参照される。
第4図は1通信量情報取得処理フローである。
■ キャリアセンサ31が、伝送路41上のパケット即
ちキャリアをセンスし1通過信号を送出する。
ちキャリアをセンスし1通過信号を送出する。
■ 通過信号を受けたレジスタ35は、レジスタ34の
値を取り込んで(読み取って)ラッチする。
値を取り込んで(読み取って)ラッチする。
また1通過信号を受けたレジスタ34は、タイマ32の
値を取り込んで(読み取って)、これをラッチする。
値を取り込んで(読み取って)、これをラッチする。
■ アキュムレータ37は、レジスタ34及び35の値
から(レジスタ34の値がらレジスタ35の値を引いて
)、パケットとパケットとの送信の時間間隔を求める。
から(レジスタ34の値がらレジスタ35の値を引いて
)、パケットとパケットとの送信の時間間隔を求める。
■ アキュムレータ37は、求めた時間間隔をレジスタ
36に設定する。時間間隔が大である程。
36に設定する。時間間隔が大である程。
通信量は少ないことになる。
(イ)第5図は通信量モニタ部3の他の構成例を示す図
であり、同図において38はシフトレジスタである。
であり、同図において38はシフトレジスタである。
第5図(及び第6図)に図示の通信量のモニタ方式は、
伝送路41上を伝送される複数(3以上)のパケットに
ついての送信の時間間隔(平均の時間間隔)を求め、こ
れを通信量とするものである。
伝送路41上を伝送される複数(3以上)のパケットに
ついての送信の時間間隔(平均の時間間隔)を求め、こ
れを通信量とするものである。
このために、シフトレジスタ38が設けられる。
シフトレジスタ38は、複数(N個)のパケットの各々
について、伝送路41を通過した時刻を格納する。この
ために、シフトレジスタ3日は少なくともN段のシフト
レジスタとされる。シフトレジスタ38は、キャリアセ
ンサ31からの通過信号を受けると、レジスタ34の値
をその初段に取り込んでラッチすると共に、その内容を
シフトし。
について、伝送路41を通過した時刻を格納する。この
ために、シフトレジスタ3日は少なくともN段のシフト
レジスタとされる。シフトレジスタ38は、キャリアセ
ンサ31からの通過信号を受けると、レジスタ34の値
をその初段に取り込んでラッチすると共に、その内容を
シフトし。
N段に在った最先に取り込んだ値をレジスタ35に出力
する。従って、レジスタ35は、当該通過信号の原因と
なったパケットのN個前のパケットが伝送路41を通過
した時刻を示す。
する。従って、レジスタ35は、当該通過信号の原因と
なったパケットのN個前のパケットが伝送路41を通過
した時刻を示す。
第6図は通信量情報取得処理フローである。
■ 第4図の処理■と同様の処理を行う。
■ 通過信号を受けたレジスタ34は、タイマ32の値
を取り込んで、これをランチする。これに先立って5通
過信号を受けたシフトレジスタ38は、レジスタ34の
値をその初段に取り込んでラッチすると共に、そのN段
の値(N個前のパケットについてのタイマ32の値)を
レジスタ35に出力する。通過信号を受けたレジスタ3
5は、シフトレジスタ38の出力を取り込んでラッチす
る。
を取り込んで、これをランチする。これに先立って5通
過信号を受けたシフトレジスタ38は、レジスタ34の
値をその初段に取り込んでラッチすると共に、そのN段
の値(N個前のパケットについてのタイマ32の値)を
レジスタ35に出力する。通過信号を受けたレジスタ3
5は、シフトレジスタ38の出力を取り込んでラッチす
る。
■ アキュムレータ3″7は、まず、レジスタ34の値
からレジスタ35の値を引いてN個のバケツトが伝送路
41を通過するのに要した時間を求め。
からレジスタ35の値を引いてN個のバケツトが伝送路
41を通過するのに要した時間を求め。
次に、これを(N−1)で割ってN個のパケットについ
て平均の送信の時間間隔を求める。
て平均の送信の時間間隔を求める。
■ 第4図の処理■と同様の処理を行う。
(つ)第7図は通信量モニタ部3の更に他の構成例を示
す図であり、同図において39はカウンタである。
す図であり、同図において39はカウンタである。
第7図(及び第8図)に図示の通信量のモニタ方式は、
伝送路41上を伝送される単位時間あたりのパケット数
を求め、これを通信量とするものである。
伝送路41上を伝送される単位時間あたりのパケット数
を求め、これを通信量とするものである。
このために、カウンタ39が設けられる。カウンタ39
は8キヤリアセンサ31からの通過信号を受けてカウン
トアンプする。即ち1通過信号の数をカウントすること
により、伝送路41上を通過したパケットの数をカウン
トする。
は8キヤリアセンサ31からの通過信号を受けてカウン
トアンプする。即ち1通過信号の数をカウントすること
により、伝送路41上を通過したパケットの数をカウン
トする。
タイマ32は、クロックジェネレータ33からのクロッ
ク信号を受けて、所定の周期でカウンタ39及びレジス
タ36に制御信号を送出する。
ク信号を受けて、所定の周期でカウンタ39及びレジス
タ36に制御信号を送出する。
この制御信号を受けたカウンタ39は、その内容(値)
をレジスタ36に出力した後、リセットする。一方、こ
の制御信号を受けたレジスタ36は カウンタ39の出
力を取り込んでラッチする。
をレジスタ36に出力した後、リセットする。一方、こ
の制御信号を受けたレジスタ36は カウンタ39の出
力を取り込んでラッチする。
第8図は通信量情報取得処理フローである。
■ 第4図の処理■と同様の処理を行う。
■ タイマ32の値が所定の単位時間(周M)の経過を
示しているか否かを調べる。カウンタ39及びレジスタ
36は、制御信号の有無によってこれを知る。
示しているか否かを調べる。カウンタ39及びレジスタ
36は、制御信号の有無によってこれを知る。
■ 制御信号が送出されていない場合、カウンタ39は
9通過信号を受けてカウントアツプする。
9通過信号を受けてカウントアツプする。
即ち、単位時間が経過していないので、パケット数のカ
ウントを続行する。
ウントを続行する。
■ タイマ32は、その内容が所定の値になると単位時
間が経過したとして、その値をクリアする。
間が経過したとして、その値をクリアする。
これに先立って、タイマ32は制御信号を送出する。制
御信号を受けたカウンタ39は、その値をレジスタ36
に出力した後に、その値をクリアする。制御信号を受け
たレジスタ36は、カウンタ39の出力を取り込んでラ
ンチする。従って、レジスタ36は 単位時間あたりに
伝送路41を通過するパケット数を示す。
御信号を受けたカウンタ39は、その値をレジスタ36
に出力した後に、その値をクリアする。制御信号を受け
たレジスタ36は、カウンタ39の出力を取り込んでラ
ンチする。従って、レジスタ36は 単位時間あたりに
伝送路41を通過するパケット数を示す。
この後、先の通過信号に対応して、カウンタ39がカウ
ントアツプされる。一方、タイマ32も時間の経過のカ
ウントを開始しており、新たな単位時間内でのパケット
数のカウントが開始されたことになる。
ントアツプされる。一方、タイマ32も時間の経過のカ
ウントを開始しており、新たな単位時間内でのパケット
数のカウントが開始されたことになる。
以上の3つの方式は、キャリアセンサ31の行う処理を
除いて、ソフトウェアによって実現することもできる。
除いて、ソフトウェアによって実現することもできる。
なお、レジスタ36の内容を各ノードが持つメモリの所
定の記憶領域に格納し、これを待機時間設定部3に参照
させるようにしてもよい。
定の記憶領域に格納し、これを待機時間設定部3に参照
させるようにしてもよい。
(3)パケットの取得
第9図は本発明によるパケット取得処理フローを示して
いる。
いる。
■ 伝送路41上にパケットが在る(通過した)場合、
ノード1は、これを取得する。
ノード1は、これを取得する。
■ 通信量モニタ部2は、前述した手段により通信量を
モニタして通信量を求める。
モニタして通信量を求める。
■ 取得した情報をCRC(cyclic redun
dancycheck)演算回路に順次送り込み、エラ
ーチエツクを行う。
dancycheck)演算回路に順次送り込み、エラ
ーチエツクを行う。
■ エラーが有れば、エラー処理を行う。
■ 当該情報がブロードキャストされたものか否かを1
周べる。
周べる。
■ ブロードキャストされたものでない場合、当該パケ
ットからアドレス情報を抽出し、これと自局のアドレス
とを比較する。
ットからアドレス情報を抽出し、これと自局のアドレス
とを比較する。
■ 両者が同一でない場合、自局への送信でないので
データの取得を行わない。
データの取得を行わない。
ブロードキャストされたものである場合、及び両者が同
一の場合、プロトコルに従った処理が行われ、データが
取得される。
一の場合、プロトコルに従った処理が行われ、データが
取得される。
本実施例においては1通信量情報の取得(処理■)はパ
ケット取得手順に組み込まれ、パケットの取得(処理■
)の都度に行われる。
ケット取得手順に組み込まれ、パケットの取得(処理■
)の都度に行われる。
(4)待機時間の設定
(ア)設定のアルゴリズム
■ 待機時間は、伝送路41上を通過するバケツトとパ
ケットとの時間間隔から1次式に従って求めることがで
きる。
ケットとの時間間隔から1次式に従って求めることがで
きる。
ここで、最大待機時間は各ネットワーク毎に予め定めら
れる待機時間の上限の値であり、パケット間隔時間は前
述のレジスタ36を参照することによって得られる。な
お、第7図(及び第8図)の方式の場合には、単位時間
をパケット個数で割って時間間隔を求める必要がある。
れる待機時間の上限の値であり、パケット間隔時間は前
述のレジスタ36を参照することによって得られる。な
お、第7図(及び第8図)の方式の場合には、単位時間
をパケット個数で割って時間間隔を求める必要がある。
パケット間隔時間が長い(通信量が少ない)程。
待機時間は短くされる。
■ 待機時間は、また、伝送路41の最大(有効)転送
能力と実際に使用されている転送量(転送能力)との関
係から9次式■ないし■のいずれかに従って求めること
もできる。
能力と実際に使用されている転送量(転送能力)との関
係から9次式■ないし■のいずれかに従って求めること
もできる。
・−・・−・−式■
ここで、「使用中の転送能力」は、レジスタ36を参照
することによって得られる。即ち、パケットの構成(大
きさ)は予め知ることができるから、単位時間あたりの
パケット数を知れば「使用中の転送能力」が判る。なお
、第3図、第5図の方式の場合には、レジスタ36の値
から単位時間あたりのパケット数を求める必要がある。
することによって得られる。即ち、パケットの構成(大
きさ)は予め知ることができるから、単位時間あたりの
パケット数を知れば「使用中の転送能力」が判る。なお
、第3図、第5図の方式の場合には、レジスタ36の値
から単位時間あたりのパケット数を求める必要がある。
最大転送能力に近いレベルで伝送路41が使用されてい
る(単位時間あたりのパケット数が多い)程、待機時間
は長くされる。
る(単位時間あたりのパケット数が多い)程、待機時間
は長くされる。
弐〇ないし■のいずれを採用するかは、ネットワークに
依存する。
依存する。
■ 待機時間は、また、伝送路41の最大転送能力と実
際に使用されている転送能力との関係及びネットワーク
に接続されたノード数から9次式■ないし■のいずれか
に従って求めることもできる。
際に使用されている転送能力との関係及びネットワーク
に接続されたノード数から9次式■ないし■のいずれか
に従って求めることもできる。
−待機時間
式■
=待機時間
弐〇
一待機時間
・−・−・・式■
ノードファクタは2次式■又は■によって求まる。
ここで、転送確率は、接続全時間に対する転送を行って
いる時間の比である。また、ノード数は。
いる時間の比である。また、ノード数は。
ネットワークに物理的に接続されているノード数。
又は、ネットワークに論理的に接続されているノード数
のいずれかである。
のいずれかである。
この方法は、基本的には前記■の方法と同一であり、更
に、ノード数や転送確率を待機時間に反映させたもので
ある。
に、ノード数や転送確率を待機時間に反映させたもので
ある。
なお、アルゴリズムは前記のものに限定されるものでは
な(、前記のものを併用して適宜選択したり、前記のも
のにノードの優先度を加えたりして1種々変形できる。
な(、前記のものを併用して適宜選択したり、前記のも
のにノードの優先度を加えたりして1種々変形できる。
また、各ノード毎、又は各ネットワーク毎に異なるアル
ゴリズムを採用してもよい。
ゴリズムを採用してもよい。
(イ)待機時間の設定処理
第10図は待機時間の設定処理フローを示している。
■ 待機時間設定部3は、レジスタ36を参照して通信
量についてのデータを取得する。
量についてのデータを取得する。
■ 待機時間設定部3は、取得したデータを用いて前記
アルゴリズムのいずれかに従って、待機時間を求める。
アルゴリズムのいずれかに従って、待機時間を求める。
■ 待機時間設定部3は、求めた待機時間をパケット送
信用のタイマ等に設定し、待機時間が経過するのを待っ
て制御をノード(ノードの通信制御を行う手段)に渡す
。
信用のタイマ等に設定し、待機時間が経過するのを待っ
て制御をノード(ノードの通信制御を行う手段)に渡す
。
(5)パケットの送信
第11図は本発明によるパケット送信処理フローを示し
ている。
ている。
■ 送信要求があると、送信ノード1は、送信すべきデ
ータのパケットにCRCを付加する。これにより、受信
ノード1でのエラー検出を可能にする。
ータのパケットにCRCを付加する。これにより、受信
ノード1でのエラー検出を可能にする。
■ 送信ノード1は、キャリアセンスを行い、他のノー
ドが伝送路41を使用した通信を行っていないことを確
認した後に、送信処理に移行する。
ドが伝送路41を使用した通信を行っていないことを確
認した後に、送信処理に移行する。
■ 前述の処理によって、パケット送信用のタイマ等に
は待機時間が設定されている。この待機時間は、実際の
通信量に基づくものであり、従来のように優先順位によ
る固定時間、又は、ポアソン分布等の確率や乱数によっ
て求めた時間ではない。
は待機時間が設定されている。この待機時間は、実際の
通信量に基づくものであり、従来のように優先順位によ
る固定時間、又は、ポアソン分布等の確率や乱数によっ
て求めた時間ではない。
送信ノード1は、待機時間が経過するまで送信を行わず
、待機する。そして、待機中は伝送路41が空いた(使
用中でなくなった)としてもパケットの送信を行わず、
待機時間の経過後にパケットを送信する。
、待機する。そして、待機中は伝送路41が空いた(使
用中でなくなった)としてもパケットの送信を行わず、
待機時間の経過後にパケットを送信する。
■ コリジヨン及び衝突の有無をチエツクし、これらが
無ければ、送信ノード1は当該パケットの送信に成功し
たものとする。
無ければ、送信ノード1は当該パケットの送信に成功し
たものとする。
■ コリジヨン又は衝突が有れば、送信ノードlはリト
ライ処理、即ち、プロトコルに従った再送処理を行う。
ライ処理、即ち、プロトコルに従った再送処理を行う。
送信ノード1は、再送に成功したら送信成功とし、失敗
したらハードエラーがあったものとする。
したらハードエラーがあったものとする。
(6)通信の例
第12図は通信状況を示す図である。
あるノード1と他のノードl又はサーバ6との間の通信
は、送信ノード1からのパケットの送信と、これに対す
る受信ノード1からの応答とからなる。
は、送信ノード1からのパケットの送信と、これに対す
る受信ノード1からの応答とからなる。
通信量が少ない場合には、第12図(A)に図示の如く
、ノードN0がサーバ6に対して処理依頼のパケットを
発行(送信)すると、これに対する応答がサーバ6から
ノードN0に対して行われ。
、ノードN0がサーバ6に対して処理依頼のパケットを
発行(送信)すると、これに対する応答がサーバ6から
ノードN0に対して行われ。
正常に通信を終了する。
これに対して1通信量が多い場合には、第12図(B)
及び(C)に図示の如き状況となる。この状況はサーバ
6に対する通信が集中する例である。
及び(C)に図示の如き状況となる。この状況はサーバ
6に対する通信が集中する例である。
まず、第12図(B)に図示の如く、ノードN。
がサーバ6に対して処理依頼を発行したのに続き。
ノードN、もサーバ6に対して処理依頼を発行する。
この時9.ノードN0はサーバ6からの応答を待ってい
るが、当該応答は返ってこない、しかし。
るが、当該応答は返ってこない、しかし。
ノードN、は9通信量が多いことを知って、応答要求の
パケットの発行を延期する。即ち1通信量が多いのでパ
ケットの送信の時間間隔を長くするように待機時間を設
定する。
パケットの発行を延期する。即ち1通信量が多いのでパ
ケットの送信の時間間隔を長くするように待機時間を設
定する。
更に、引き続き、第12図(B)に図示の如くノードN
、及びN、からサーバ6に対して処理依頼が発行される
。
、及びN、からサーバ6に対して処理依頼が発行される
。
従って、この時には依然としてノードN0にはサーバ6
からの応答がないが1通信量が多いので応答要求の発行
を延期する。
からの応答がないが1通信量が多いので応答要求の発行
を延期する。
一連のサーバ6への処理依頼がなくなって通信量が低下
し、かつ、サーバ6からの応答が得られないと、第12
図(C)に図示の如く、ノードN0はサーバ6に対して
応答要求を発行する。即ち通信量が少なくなったのでパ
ケット送信の時間間隔を短くするように、待機時間が設
定される。
し、かつ、サーバ6からの応答が得られないと、第12
図(C)に図示の如く、ノードN0はサーバ6に対して
応答要求を発行する。即ち通信量が少なくなったのでパ
ケット送信の時間間隔を短くするように、待機時間が設
定される。
応答要求を受けたサーバ6は、ノードN0に対して処理
中又は処理完了を通知する。
中又は処理完了を通知する。
この後、ノードN ! 、 N y及びN、も、同様
にサーバ6に対して応答要求を行い、これに対する通知
をサーバ6から受ける。
にサーバ6に対して応答要求を行い、これに対する通知
をサーバ6から受ける。
[有])他の実施例
以上の説明はバス型ネットワークについてのものであっ
たが3本発明は、第13図に図示の如き。
たが3本発明は、第13図に図示の如き。
リング型(又はループ型)ネットワークにも存効である
。
。
また3例えば、第2図の(ii)に示す如き衝突が生じ
た後にのみ1本発明を連部するようにしてもよい。
た後にのみ1本発明を連部するようにしてもよい。
以上説明したように1本発明によれば、送信制御処理に
おいて、伝送路を監視して得た通信量に基づいて待機時
間を設定しその経過後に送信を開始するようにしたこと
により1通信量を平均化できるので、衝突の発生を低減
し、伝送遅延時間を短くシ、伝送効率を良くすることが
できる。
おいて、伝送路を監視して得た通信量に基づいて待機時
間を設定しその経過後に送信を開始するようにしたこと
により1通信量を平均化できるので、衝突の発生を低減
し、伝送遅延時間を短くシ、伝送効率を良くすることが
できる。
第1図は本発明の原理構成図。
第2図は本発明の作用説明図
第3図、第5図及び第7図は通信量モニタ部の構成例を
示す図。 第4図、第6図及び第8図は通信量情報取得処理フロー 第9図はパケット取得処理フロー 第10図は待機時間の設定処理フロー 第11図はパケット送信処理フロー 第12図は通信状況を示す図。 第13図は他の実施例構成図。 第14図及び第15図は従来技術の問題点を示す図。 1はノード、2は通信量モニタ部、3は待機時間設定部
、41及び42は伝送路、5は相互接続装置、6はサー
バである。 特許出願人 株式会社ピーエフニー 代理人 弁理士森1)寛(外2名) i化層〔しう夕慢の構猛Q汚1jΣ示T図集3閃 烹2(2) 取雪%−処理70− 男4図 死営)匁と理70− P160 王蛋しイ15t1−シクペゾp(17)槓下公44?フ
リンヨ示1「図猶 図 1マゲット1i皓4正す1フ〇− 1PJ9図 マリ−・ント送」343週フロー 羽 図 1へtAマ兄1示1固 (1v) 猶 国 積ユヒ牧勿すの圧潰1紀、tホT図 扁]5邑
示す図。 第4図、第6図及び第8図は通信量情報取得処理フロー 第9図はパケット取得処理フロー 第10図は待機時間の設定処理フロー 第11図はパケット送信処理フロー 第12図は通信状況を示す図。 第13図は他の実施例構成図。 第14図及び第15図は従来技術の問題点を示す図。 1はノード、2は通信量モニタ部、3は待機時間設定部
、41及び42は伝送路、5は相互接続装置、6はサー
バである。 特許出願人 株式会社ピーエフニー 代理人 弁理士森1)寛(外2名) i化層〔しう夕慢の構猛Q汚1jΣ示T図集3閃 烹2(2) 取雪%−処理70− 男4図 死営)匁と理70− P160 王蛋しイ15t1−シクペゾp(17)槓下公44?フ
リンヨ示1「図猶 図 1マゲット1i皓4正す1フ〇− 1PJ9図 マリ−・ント送」343週フロー 羽 図 1へtAマ兄1示1固 (1v) 猶 国 積ユヒ牧勿すの圧潰1紀、tホT図 扁]5邑
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 互いにデータの送受信を行う複数のノード(1)と、 前記複数のノード(1)を接続する伝送路(41)とを
備え、 前記ノード(1)において送信要求が発生した時に送信
権を要求する方式のネットワークにおいて、前記伝送路
(41)を監視してその通信量を求める通信量モニタ部
(2)と、 前記求めた通信量に基づいて待機時間を設定する待機時
間設定部(3)とを前記ノード(1)の各々に備え、 前記待機時間設定部(3)が、前記通信量が多い時には
データの送信間隔が長くなるように、前記通信量が少な
い時にはデータの送信間隔が短くなるように、前記待機
時間を設定し、 前記ノード(1)において送信要求が発生した時に、前
記待機時間が経過した後に、当該送信要求の発生したノ
ード(1)が当該送信要求に係るデータの送信を開始す
る ことを特徴とする送信制御処理方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63297506A JPH02143749A (ja) | 1988-11-25 | 1988-11-25 | 送信制御処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63297506A JPH02143749A (ja) | 1988-11-25 | 1988-11-25 | 送信制御処理方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH02143749A true JPH02143749A (ja) | 1990-06-01 |
Family
ID=17847396
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63297506A Pending JPH02143749A (ja) | 1988-11-25 | 1988-11-25 | 送信制御処理方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH02143749A (ja) |
Cited By (5)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH05336116A (ja) * | 1992-05-29 | 1993-12-17 | Victor Co Of Japan Ltd | 光無線データ伝送システム |
JP2009005299A (ja) * | 2007-06-25 | 2009-01-08 | Panasonic Electric Works Co Ltd | 無線通信システム |
JP2011052936A (ja) * | 2009-09-04 | 2011-03-17 | Hitachi Appliances Inc | 空気調和システムの通信方法 |
JP2013207620A (ja) * | 2012-03-29 | 2013-10-07 | Mitsubishi Electric Corp | プラントの通信制御装置 |
US9019051B2 (en) | 2010-01-27 | 2015-04-28 | Fuji Electric FA Componenets & Systems Co., Ltd. | Attachment/detachment structure for electromagnetic contactor and accessory unit and assembly method for movable hook portion provided in accessory unit |
-
1988
- 1988-11-25 JP JP63297506A patent/JPH02143749A/ja active Pending
Cited By (5)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH05336116A (ja) * | 1992-05-29 | 1993-12-17 | Victor Co Of Japan Ltd | 光無線データ伝送システム |
JP2009005299A (ja) * | 2007-06-25 | 2009-01-08 | Panasonic Electric Works Co Ltd | 無線通信システム |
JP2011052936A (ja) * | 2009-09-04 | 2011-03-17 | Hitachi Appliances Inc | 空気調和システムの通信方法 |
US9019051B2 (en) | 2010-01-27 | 2015-04-28 | Fuji Electric FA Componenets & Systems Co., Ltd. | Attachment/detachment structure for electromagnetic contactor and accessory unit and assembly method for movable hook portion provided in accessory unit |
JP2013207620A (ja) * | 2012-03-29 | 2013-10-07 | Mitsubishi Electric Corp | プラントの通信制御装置 |
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