JPH02143749A - 送信制御処理方式 - 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】 〔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。

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。

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。

（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。

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。

〔従来の技術〕

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。

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。

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。

（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。

（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。

（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。

〔発明が解決しようとする課題〕

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

〔課題を解決するための手段〕

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。

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。

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。

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。

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
。

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。

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。

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。

〔作　用〕

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。

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。

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。

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。

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。

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）。

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）。

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）。

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））。

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））。

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。

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。

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。

〔実施例〕

（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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

（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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

■　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。

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。

■　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。

■　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。

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。

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。

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。

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。

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。

■　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。

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。

■　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。

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。

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。

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。

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。

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。

■　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。

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。

■　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。

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。

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。

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。

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。

（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。

■　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。

■　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。

■　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。

■　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。

■　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。

■　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。

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。

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。

（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。

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。

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。

・−・・−・−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。

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。

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。

■　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。

−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。

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。

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。

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。

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。

（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。

■　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。

■　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
。

（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。

■　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。

■　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。

■　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。

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。

■　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。

■　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。

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。

（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。

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。

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。

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。

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。

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
。

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。

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。

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。

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。

［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。

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。

〔発明の効果〕

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。

【図面の簡単な説明】

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
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Claims (1)

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。