JPH0344464B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 この発明はローカルエリア回路網に関し、より
特定的には拡大または縮小され得る回路網に関す
る。

先行技術の端末装置または局の回路網は、各局
からの伝送要求を受信しかつそのチヤネルが利用
できて優先順位に従つて各局による伝送チヤネル
へのアクセスを許可する親コンピユータまたは制
御装置によつて一般的に制御されている。そのよ
うな親制御装置は回路網のコストを上昇させ、ま
た局がそれら自身との間でのみまたは共通記憶フ
アイルとの通信を必要とするところでは必要とさ
れない。従つて伝送制御が回路網を形成する局に
組み込まれているかまたは共有されている局の回
路網を得ることが望まれる。そのような回路網
は、「ローカルエリア」回路網として示される。

特別なタイプのローカルエリア回路網としてい
わゆる「コンテンシヨン」回路網があり、そこで
は回路網の各局はそうする準備ができたときにメ
ツセージを伝送し、かつ対応する肯定応答信号が
任意の期間後に受信されなかつたときにはそのメ
ツセージが受信されなかつたと推測する。このよ
うなコンテンシヨン回路網は、Malcolm他の
1980年５月１日に出願されかつその発明の譲り受
け人に譲渡された特許出願番号第145606号に記述
されている。

そのようなローカルエリア回路網では、異なつ
たプロセスを提供するようにされている回路網の
局の間において、メツセージ経路の同期をとるた
めに通信プロトコールを設けることが必要とな
る。しかし、回路網の異なつた局に対して分布さ
れる様々なプロセスの同期のための、そのような
プロトコールはまだ何も考案されてはいない。

実時間動作のための中央処理システムに含まれ
る様々なプロセスの同期のために、メツセージ通
信オペレーテイングシステムが採用されている。
（たとえばD.R.Cheriton、M.A.Malcolm、L.S.
Melenによる「Thoth、ａ Portable Real−
Time Operating System」およびG.R.Sager、
CACM、Vol.22、No.．２、1979年２月、P.105−
115を参照）しかし、すべての各プロセスは共通
のメモリに記憶され、また同じ型式のシステムは
プロセスが回路網を横切つて分布されているロー
カルエリア回路網に対しては不適合である。さら
に回路網を拡張し又はより大きい全体的な回路網
にそれを接続し、かつ回路網内の各局のアドレス
を転換することなくそのようにすることが望まし
い。

この発明の目的は、ローカルエリア回路網のた
めの改良された通信プロトコールを提供すること
である。

この発明の別の目的は、異なつた局において具
体化されたプロセスの間でのメツセージの伝送を
可能にするための、局のローカルエリア回路網の
ためのプロトコールを提供することである。

この発明のさらに他の目的は、いかなる局の追
加又は除去も残りの局の機能に影響を及ぼさない
ようなローカルエリア回路網内の種々の局に対す
るアドレスの自動指定を提供することである。

上述の目的を達成するために、この発明はロー
カルエリア回路網における複数のクライエント局
および複数のサーバ局に向けられており、各局は
伝送の準備ができたときに情報の固定長パケツト
の伝送を開始する。肯定応答期間の間に受信側局
から肯定応答が受信されないときには、送信側は
伝送に誤りがあつたかまたはパケツトが受信され
なかつたと推測し、かつその後再び伝送を試み
る。しかし局が追加されまたは回路網から除去さ
れてもよく、これは回路網内の残りの局の機能に
影響を与えることなく達成されるべきである。

いかなる特定の局が回路網内に存在しているか
を考慮することなくローカルエリア回路網の局の
間でのメツセージの伝送のためのシステムを提供
することが、この発明の特徴である。

この発明の上述した目的や効果および特徴は、
この発明が上位にはないノードまたは局の回路網
に向けられていることを示している。その結果、
いかなる特定の局の誤りも回路網を混乱させない
ので、より信頼性の高い回路網が得られる。さら
に付加局が付加されることもでき、また存在して
いる局が回路網内の他の局の機能を混乱させるこ
となく除去され得る。一般的に、フアイルシステ
ム、大量記憶装置またはプリンタのようなサーバ
局、および残りの回路網に対してサービスを提供
せず単に情報を読込みかつ情報の返送やおそらく
は変更を単に要求するだけのデイスプレイ局また
は端末装置のようなクライエント局の、２つのタ
イプの局が存在する。さらにこの発明は、可変数
の情報パケツトから構成され得るようなメツセー
ジであつても、局の間のメツセージの同期をとる
ということに向けられている。

この発明が実施され得るローカルエリアコンテ
ンシヨン回路網は、上に参照したMalcolmなど
の特許出願に記述されており、かつ第１図に一般
的に描かれている。共用通信媒体は、ねじり線、
同軸ケーブル、光フアイバまたはラジオ通信やそ
の他のものであつてよい。回路網の各局は他のノ
ードとは独立にパケツトを伝送し、おそらくは他
の伝送を妨害しまたは衝突することになる。もし
伝送されたパケツトが行先局によつて正確に受信
されたならば、そのときは受信側は肯定応答信号
で応答する。もしパケツト伝送後の肯定応答期間
中に伝送局によつて肯定応答信号が受信されない
ときには、伝送側は伝送が不成功であつたと推定
する。

この発明を実施する局の機構が第２図において
一般的に描かれており、局をサービスするプロセ
ツサ１２と、チヤネル媒体が何であつてもプロセ
ツサをこの発明のチヤネルに接続するインターフ
エイス１３とからなつている。

各ローカル回路網は、名前が付けられたノード
のルートツリーとして見られる。各ノードは、兄
弟ノードの名前とは異なつた名前を持つている。
回路網のハードウエアは、回路網ツリーのルート
ノードとして見られる。回路網内のそれぞれ特定
の名前の付けられたサーバ局は、ルートノードの
直径の子孫である。フアイル記憶サーバ局は、各
フアイルまたはダイレクトリがノードであるサブ
ツリーとして現われる。クライエント局は、他の
局がそれらを照会することがないので名前を持つ
ていない。

全体的な回路網における他のローカル回路網
は、分離したツリーとして見られる。すなわち全
体的な回路網はツリーの森であり、各ツリールー
トは独自の名前持つている。プログラムプロセス
または使用者は、ルートノードで始まりかつ所望
の目的で終了するツリーを通る経路を記述する
「経路ネーム」を用いて、回路網内の特定のノー
ドを照会する。

ローカル回路網情報転送プロトコールは、パケ
ツトプロトコールとメツセージプロトコールとの
２つの層に分割される。メツセージプロトコール
は、パケツトを送るためのパケツトプロトコール
を用いる。さらにすべてのコントロールパケツト
は、パケツトプロトコールを用いて送られる。

メツセージ通信手順、センド（Send）、レシー
ブ（Receive）、リプライ（Reply）およびアウエ
イトセンダ（Await Sender）は、実メツセージ
通信のために使用される。これらの手順はパケツ
トプロトコールによつて実施され、かつ送信要
求、クリアセンド、オビチユアリ（obituary）お
よびアーユーゼア（are−you−there）の４タイ
プのコントロールパケツトを用いる。これらの機
能および動作は、この発明とともに実施されるネ
ームルツクアツプ（name−lookup）ルーチンお
よび自動アドレス指定として以下により詳しく記
述される。このネームルツクアツプルーチンは、
任意の手順を備える局が、他の局がさらにメツセ
ージの伝送のために自己の物理的アドレスを返送
することによつてその手順を要求することに応答
するのを可能にする。この自動アドレス指定は、
局が自己のためにアドレスを選択しかつそのアド
レスが独自のものであつて回路網内の他のいかな
る局によつても用いられていないということを確
かめることを可能にする。

各局内の第２図の常駐コンピユータ１２は、イ
ンターフエイス１３によつてチヤネルと結合され
ている。受信されたパケツトおよび伝送されるた
めのパケツトは、以下に記述されるように、１バ
イトの入力／出力ポートＰを通つてインターフエ
イスと常駐コンピユータとの間で転送される。割
込要求信号および２つのリセツト信号が、常駐コ
ンピユータに対してインターフエイスを完全にす
る。インターフエイス上に実行されることのでき
る動作は、リセツト（Reset）、状態読取（Read
Status）、パケツトをロード（Load Packet）、
およびパケツトをアンロード（Unload Packet）
である。

常駐コンピユータ１２とチヤネルとの間の第２
図のインターフエイス１３は、第３Ａ図、第３Ｂ
図および第３Ｃ図に描かれている。インターフエ
イスは、読取、書込、回路選択、割込
要求からなる信号の組および８ビツトのデ
ータバスを通じて、常駐コンピユータと通信す
る。送信側は常駐コンピユータからのパケツトを
ロードし、かつ上述した伝送アルゴリズムに従つ
てチヤネルにそれらを伝送する。受信側はチヤネ
ルからのパケツトを受信し、かつそれらを常駐コ
ンピユータに対してアンロードする。CRC発生
およびチエツクのタスク、ラインモニタおよびデ
ータのエンコードは、常駐コンピユータによつて
ではなくインターフエイスによつて実行される。
受信側と送信側とは独立しているので、受信側が
常駐コンピユータに対して異なつたパケツトをア
ンロードしている間に送信側がパケツトを送信す
るときのように、それらは同時に活動されること
ができる。

第３Ａ図において、データはバツフア２０およ
びバスコントロール２１を備えるポートＰを通つ
て、常駐コンピユータとインターフエイスとの間
で転送される。データバスバツフア２０は、入
力／出力ポートＰを備える８データ信号のための
可逆バツフアである。データの転送は、バスコン
トロール２１に対する読取、書込、およ
び回路選択信号の状態に従う。

ステータスレジスタ２２は、以下に示すような
様式のインターフエイスおよびチヤネルの状態を
示すためのビツトを含む。ビツト ステータス ０ 伝送完了、肯定応答（ACK）受信（ステ
ータスバイトが読取られたときにリセツ
ト） １ 伝送完了、ACK受信せず（ステータスバ
イトが読取られたときにリセツト） ２ コレクトパケツト受信（ステータスバイト
が読取られたときにリセツト） ３ 用いず ４ 用いず ５ チヤネル活動表示（チヤネルが使用中のと
きは１、チヤネルが遊休中のときは０） ６ ACK信号がチヤネルに検出された、正し
いパケツトの伝送を示す（ステータスバイ
トが読取られたときにリセツト） ７ チヤネル上に間違つたデータ、間違つたパ
ケツト、衝突またはノイズがチヤネル上に
検出された（ステータスバイトが読取られ
たときにリセツト） バスコントロール２１は読取操作とともに
および信号に応答し、かつ書込操作とともに
WRおよび信号に応答する。バスコントロー
ル２１は、読取または書込操作の出所（または行
先）を決定するために、簡単なステートマシンを
維持する。読取データの考えられる出所は、ステ
ータスレジスタ２２および受信側ストア３８であ
る。書込データの行先は、アドレスレジスタ３７
および送信側ストア２３である。

第４Ｂ図において送信側ストア２３は伝送され
るためのデータのパケツトを保持する。これは、
134バイト（データのための132バイトおよび行先
アドレスのための２バイト）のFIFOストアであ
る。伝送されるためのデータは、パラレル・シリ
アルバツフア２４を通つて送信側ストア２３を離
れる。データの伝送は、上述した伝送アルゴリズ
ムを用いかつＳカウント装置３０からの値に従う
パケツトの伝送を開始させる送信側コントロール
２７によつてコントロールされる。Ｓカウント装
置３０には、ランダムクロツクによつてドライブ
されるカウンタ（いずれも図示せず）が設けられ
ている。送信側コントロール２７はまた、パケツ
トの伝送を確実にするために、送信側の他の部分
と同期している。

CRC発生器２５は、送信側ストア２３内のデ
ータが伝送されているように伝送されているパケ
ツトのCRCコードを組立てる。送信側ストア２
３が空になつたとき、その結果CRCが伝送され
る。上述したように、パケツトの最初のフイール
ドは、SYNC発生器２８によつて発生された４ビ
ツトのSYNCコードである。

伝送されているパケツトは、伝送前にマンチエ
スタコード内の各ビツトをエンコードするエンコ
ーダ２６を通過する。伝送されるためのデータの
４つの出所は、上述したように、SYNCコード２
８、（行先アドレスおよびデータのための）送信
側ストア２３、CRC発生器２５および肯定応答
コード４０である。出力セレクトは、もしあるな
らばこれらのいずれかが送信されるべきことを決
定する。

上述したように、３つの考えられるチヤネル状
態（遊休中、パケツト伝送中、肯定応答期間）
が、送信側および受信側のいずれによつても用い
られるように第４Ｃ図のチヤネルステート３２内
に保持される。状態のそれぞれの転換のために、
タイマが設けられる。タイマはまた、上述した伝
送アルゴリズムの遅延部分における送信側によつ
ても用いられる。入力デコーダ３３は、チヤネル
からのデータを受信するマンチエスタ
（Manchester）デコーダである。したがつてこれ
は、エンコードされたマンチエスタデータをエン
コードされていないデータに転換する。SYNCコ
ードはまたこの時点で認識されて、データから分
離される。CRCチエツク３５はCRC発生器２５
の逆であり、入力データの正確さを確かめるよう
に働く。

受信側ストア３８は、常駐コンピユータによつ
て読取られるために、チヤネルから受信したパケ
ツトをバツフアする。データは、シリアル・パラ
レルバツフア３９を通つて、受信側ストア３８に
入る。受信側コントロール３６は、正確なパケツ
トの受信を確実にするように、受信側の部分と同
期している。

リセツトによつて、インターフエイスはそのア
ドレスを持つ常駐コンピユータからロードされ
る。その後はパケツトがチヤネル上に検出されか
つ受信側ストア３８が空であるときに、アドレス
比較ロジツク３７は、入力アドレスをストアされ
たアドレスと比較することによつて、そのパケツ
トが常駐コンピユータへのものかどうかをチエツ
クする。

マンチエスタエンコーデイングは、嵌め込まれ
たクロツクを持ちかつDCバイアスのないデータ
を送信するために用いられる。これは、ビツト間
隔の中間に常に伝送されることによつて特徴づけ
られる。論理０は正へ進む移行であり、論理１は
負へ進む移行である。

第２図の常駐コンピユータ１２は、Intel8086
またはZilog Z80のような商業的に利用可能であ
る型式のものである。このようなIntelプロセツ
サは、第４図において一般的に示されている。実
行装置は、演算論理装置４０、汎用レジスタ４
１、一時的レジスタ４２、フラツグレジスタ４３
ならびに実行コントロール装置システム４４を含
む。このようなコントロールシステムは、
ROM、EAROMまたはRAMであり得るコント
ロールストアによつてマイクロコードドライブさ
れる。第２図のチヤネルインターフエイス１３に
対するコンピユータインターフエイス装置は、バ
スコントロール論理４５、命令待ち行列４６、内
部通信レジスタ４７ならびにレジスタ４７のため
の出力アナログ加算器４８を含む。このようなマ
イクロコードプロセツサは、以下により詳細に記
述されるであろうこの発明のコントロールプログ
ラムを解読するために用いられる。

この発明における各ノードのためのチヤネルス
テートマシンが、第５図に示されている。ここに
示されたように、回路網チヤネルは、３つの状態
すなわち遊休中、パケツト伝送中、肯定応答を通
じて連続して循環する。各局はチヤネルを連続的
にモニタして、かつその状態のトラツクを保つ。
信号の伝播の遅れがあるので、局の間の正確な伝
送の時間は回路網に沿つてポイントからポイント
へと変化するが、それらはすべれ一定の時間間隔
内に同期がとられる。

リセツトまたはパワーアツプに応答してチヤネ
ルステートマシンは、チヤネルが少なくとも１つ
のパケツトの伝送のために無活動の状態になつた
後に、SYNC WAIT状態に入る。チヤネル上の
いかなるデータの検出に応答しても、チヤネルス
テートマシンは一定時間持続するPACKET状態
に入る。PACKET状態の後チヤネルステートマ
シンは、ACK WAIT状態の前に、各一定期間
ACK IDLE状態に入る。ACK WAIT状態の後、
チヤネルステートマシンはSYNC WAIT状態に
戻る。伝送されるためのパケツトが特定のノード
のインターフエイス内にロードされているとき、
インターフエイスは第５Ｂ図に示されたような方
法で動作する。

ステツプ１ 伝送されるためのパケツトの到着に応答して、
インターフエイスはチヤネルが遊休中であるかど
うかを見るためにチエツクする。もしチヤネルが
パケツトが伝送されている状態であるかまたは肯
定応答状態のいずれかであれば、送信側はチヤネ
ルが遊休中になるまで待つ。

ステツプ２ 任意の整数Ｓが、区間［Ｏ、Ｓ］の中からラン
ダムに選択され、Ｓ＋１の可能な選択の各々は均
等に起こり得る。次に送信側は、Ｓマイクロ秒の
間遅延する。もしチヤネルが遅延の最後にまだ遊
休中であれば、そのときはパケツトが伝送され
る。もしこのときにチヤネルが遊休中でなかつた
ら、そのときは送信側はステツプ１へ戻る。

ステツプ３ 送信側は、完了のための肯定応答を待つ。次に
肯定応答信号が肯定応答期間中に受信されたか否
かにかかわらず、インターフエイスステータスレ
ジスタをセツトする。このステータスレジスタの
セツトは、常駐コンピユータの割込要求を引起こ
す。

回路網システムは、肯定応答が受信されたか否
かにかかわらず、ステータスレジスタを通じてパ
ケツトおよびコントロールに対する報告を伝送す
る。もし肯定応答が受信されるならば、パケツト
が行先局に正確に送られたことをシステムは保証
する。もし肯定応答が受信されないならばパケツ
トが送られなかつた可能性が高く、パケツトの伝
送が不成功である通常の原因は、２つのパケツト
の衝突または行先局の受信側バツフアが空でない
ことである。しかし行先局がパケツトを受信して
かつ肯定応答を送信しているが肯定応答信号が送
信局によつて受信されない可能性も少しある。

パケツトプロトコールは、もし必要であるなら
ば、肯定応答が受信されるまでパケツトを単純に
再伝送する。Ｎ−１までに、再伝送は完了され
る。パケツトがパケツトプロトコールによつて送
られたとき、もし肯定応答が受信されるならばこ
の送信は成功である。もしＮパケツト伝送のいず
れもが肯定応答を受信しないならば、この送信は
不成功である。もし送信が不成功であるならば、
行先局が存在しない（または誤つた）と推定され
る。

いつぱいの受信側のバツフアを有する局に対し
て伝送されたパケツトは、肯定応答を受信しな
い。もしパケツトが直ちに再伝送されるならば、
バツフアはまだいつぱいである可能性が強い。受
信側バツフアがいつぱいであるという事実は、受
信側が混雑している、すなわち処理し得るよりも
高い割合でパケツトを受信しているということを
示している。再伝送の成功の確率を増加させかつ
混雑を避けるために、それぞれの再伝送の前に待
機することによつて局はバツクオフ（back off）
する。

同報通信行先アドレスを持つパケツトは、空の
受信側バツフアを持つすべての局によつて受信さ
れる。システム肯定応答は、この場合においては
意味がない。すべての局がパケツトを受信するこ
とを確実にするために、非同報通信パケツト送信
と同様のバツクオフ手法を用いて、Ｎ回伝送され
る。同報通信パケツトの送信は、常に成功するも
のと考えられる。

もし送信が成功であるならば、受信局が１コピ
ーよりも多くのパケツトを受信することが可能で
ある。このように受信局によつて実行されるため
の操作を引起こす各パケツトを見て、これらの操
作はアイデンポテントされるように限られる。何
回も続いてアイデンポテント操作を実行する効果
は、操作を１回実行するのと同様である。アイデ
ンポテント操作の例としてはメモリ部分内へバイ
トをストアすることがあり、操作を２回実行する
ことはそれを１回実行するのと同様の効果を有す
る。パケツトプロトコールによつて送られたすべ
てのパケツトは、アイデンポテント操作を実施す
るように設計されている。

すべてのパケツトは第６図に示されるフオーマ
ツトを備えており、パケツトは以下のフイールド
を含む。

バイト 内容 １−６ 行先プロセス回路網識別（nid） ７−12 出所プロセス回路網識別（nid） 13 パケツトタイプ 14 バイトおよび順序ビツト内のデータの長さ 15−134 データ パケツトのタイプおよびそれらのエンコードさ
れた値は以下のとおりである。

コード パケツトタイプ １ データ ２ オビチユアリ ３ 送信要求 ４ クリアセンド ５ アーユーゼア ６ ネームルツクアツプ要求 ７ ネームルツクアツプ応答 ８ クレーム プロセスに対する回路網アイデンテイフイケーシ
ヨン（NIDS）の割当て 回路網プロトコールは、プロセスツープロセス
プロトコールである。回路網に送られるすべての
データは、プロセスによつて発生されてかつプロ
セスに対して送られる。プロセスは、連続的に回
路網活動を実行しなければならない。各活動は別
の活動が初期設定されるまでに完了されねばなら
ない。局は複数のプロセスを含んでもよく、その
場合には異なつたプロセスと連結される回路網の
活動が同時に起こることができる。新しいプロセ
スが作られてもよく、また存在しているプロセス
がいずれのときに破壊されてもよい。

プロセスは48ビツトの回路網アイデンテイフイ
ケーシヨンによつて識別される。回路網アイデン
テイフイケーシヨンは16ビツトの局アドレス、16
ビツトの局発生ナンバーおよび16ビツトのプロセ
スアイデンテイフイケーシヨンからなつている。
この回路網アイデンテイフイケーシヨンは、ロー
カル回路網内で独自のものである。

回路網内の各局は、独自の16ビツトのアドレス
を持つている。局のこのアドレスは、局内の各プ
ロセスのために回路網アイデンテイフイケーシヨ
ンのアドレス部分を決定する。16ビツトの局アド
レス空間は、以下に示すように分割される。

アドレスの分割は、それらがスタートされると
きごとに使用されていないアドレスを自動的に選
択するダイナミツクアドレス局として取りのけて
おかれる。

局アドレスの分割 アドレスレンジ（16進） 用途 0000 不当アドレスとして予約 0001 初期設定のために予約 ２−3FFF 局アドレス 4000−7FFF アドレス指定手順 8000−FFFF 同報通信アドレス（局アドレスと
して利用できない） 再スタートされた局は、同一のアドレスを持つ
てもよい。局がそこに入つているプロセスに対し
て同一のプロセスアイデンテイフイケーシヨンを
割当てることもまた可能である。これらの再生さ
れたプロセスは、他の局内のプロセスがそれらと
以前のものとの間で識別することができるよう
に、それらの以前のものとは異なつた回路網アイ
デンテイフイケーシヨンを指定される必要があ
る。この問題を解決するために、再生された局
は、その局内の各プロセスの回路網アイデンテイ
フイケーシヨンの一部となる16ビツトの「ジエネ
レーシヨンナンバー」を選択する。理想的にはこ
のジエネレーシヨンナンバーは、以前にその局に
よつて用いられなかつたものであるべきである。
あるジエネレーシヨンナンバーは2¹⁶の再生の後
に再び用いられなければならないので、これを一
般的に保証することは明らかに不可能である。

ジエネレーシヨンナンバーを選択する方法は実
行依存であるが、最近に用いられたジエネレーシ
ヨンナンバーを再び用いる確率を最小化すべきで
ある。ジエネレーシヨンナンバーはEAROMま
たは他の持久記憶装置内に保持され、かつ各再ス
タートを増加されてもよい。EAROMにアクセ
スしない実行は、ランダムジエネレーシヨンナン
バーを用いてもよい。

（破壊されたプロセスを含む）局内において独
自のプロセスアイデンテイフイケーシヨンを指定
することは、各局内のコントロールの責任であ
る。2¹⁶だけのプロセスアイデンテイフイケーシ
ヨンが存在するので、それらは再使用されなけれ
ばならない。すべての実行は、最近に用いられた
プロセスアイデンテイフイケーシヨンの再使用の
可能性を最小化しなければならない。プロセスア
イデンテイフイケーシヨン０は予約されて、かつ
割当てられることはない。

自動アドレス割当 アドレスは、範囲（２、3FFF）内で自動的に
指定される。アドレス（4000、7FFF）は、アド
レス割当て手順に用いるために予約される。局が
初期設定されているときは、局は自己のアドレス
を以下のように自動的に選択する。

ステツプ１ 位置アドレスとして範囲（２、3FFF）内のラ
ンダムな数字Ａを選択する。局アドレスをＡ＋
4000に設定する。範囲（１、Ｘ）内のランダムな
数字Ｒを選択する。ここでＸは、２つの端末装置
が同一のＡおよびＲを選択する確率を無視し得る
ことを確実にするのに十分な大きさである。

単一のパケツトが繰り返しＮ回同報通信されて
しまうまで、バツクオフパケツト送信アルゴリズ
ムを用いるステツプ２および３を繰返す。

ステツプ２ アドレスＡにクレームパケツトを送信。肯定応
答ならば、再びステツプ１からスタート。

ステツプ３ アドレスＡ＋8000へ乱数Ｒを含むクレームパケ
ツトを送信。これは肯定応答を無視する同報通信
送信である。もしパケツトがＲとは異なる数でア
ドレスＡ＋Ｎに受信されたならば、再びステツプ
１からスタート。

ステツプ４ 局アドレスをアドレスＡにセツト。この動作を
行なう時間は限定されないが、通常は非常に短
い。もしリセツトのための時間がバツクオフ時間
を含む１つのパケツトの伝送時間よりも長けれ
ば、そのときはリセツトは失敗し、再びステツプ
１からスタートする。

リセツトにどれぐらいの時間がかかるかは、リ
セツトを初期設定した後にパケツトを正しく伝送
することを試みることによつて決定されることが
できる。もしパケツトが伝送されていないなら
ば、リセツトは完了していないと推定され得る。

ステツプ５ ここでアドレスＡが推定される。

メツセージ通過機能 ４つの手順、センド（Send）、レシーブ
（Receive）、リプライ（Reply）、およびアウエイ
トセンダ（Await−Sender）は、メツセージ通
過のために利用できる。以下の操作の構文は、単
に実例の目的のためだけのものである。

送信プロセスはnidによつて特定される受信プ
ロセスに対して送信メツセージストリングを送信
するために、Send（nid、send msg：reply msg）
を呼出す。nidベクトルは、次のフイールドを備
えている。

nid［ADDR］ 局アドレス nid［GEN］ ジエネレーシヨンナンバー nid［ID］ プロセスアイデンテイフイケーシヨ
ン 送信プロセスは、受信プロセスがメツセージを
受信し、かつリプライ（Reply）機能を用いる応
答メツセージを返送するまで、閉鎖（すなわち進
行不可能）される。この応答メツセージは応答メ
ツセージストリングにストアされ、かつその応答
の長さはストリングの新しい現行の長さである。

受信プロセスはnidによつて特定される送信プ
ロセスからメツセージストリングを受信するため
に、Receive（nid：msg）を呼出す。このメツセ
ージは、送信側の送信メツセージストリングから
受信側のメツセージストリングへ転送される。転
送されるバイトの数は、送信の送信側メツセージ
ストリングの現行の長さの最小値でありかつ受信
側のメツセージストリングの最大の長さである。
転送されるバイトの実際の数は、受信側メツセー
ジストリングの現行のの長さになる。

Receiveを用いるメツセージを明らかに受信し
たプロセスは、送信プロセスに対して応答メツセ
ージを返送するためにReply（nid、msg）を呼出
す。この応答は、送信側によつてReplyに通過さ
れたメツセージストリングからSendへ通過され
た応答メツセージストリングに転送される。転送
されるバイトの数は、Replyへ通過されたメツセ
ージストリングの現行の長さの最小値でかつ送信
側の応答メツセージストリングの最大の長さであ
る。転送されるバイトの実際の数は、送信側の応
答メツセージストリングの現行の長さになる。

手順センド、レシーブおよびリプライのそれぞ
れは、ブール値に戻る。この戻つた値は呼出機能
が成功ならば１、呼出機能が不成功ならば０であ
る。

もしセンド、レシーブまたはリプライの呼出が
不成功ならば、nidによつて指定されたプロセス
は存在しない。行先プロセスは、次のうちの１ま
たはそれ以上の理由のために存在しない。

アドレスnid［ADDR］を持つた局は存在しな
い。

アドレスnid［ADDR］を持つた局が、ジエネ
レーシヨンナンバーnid［GEN］を持つていない。

局nid［ADDR］内にアイデンテイフイケーシ
ヨンnid［ID］を持つたプロセスが存在しない。

アドレスnid［ADDR］を持つた局が誤りであ
るか、またはアイデンテイフイケーシヨンnid
［ID］を持つたそのプロセスが機能が完了する前
に破壊されているかのいずれか。

いかなる送信側からも受信されることが一般的
に望ましい。受信プロセスは、送信されようとし
ているプロセスのnidを獲得するために、 送信側nid：＝アウエイトセンダ（ ） を呼出すことができる。次に受信プロセスは、そ
の送信プロセスからのレシーブを実行し得る。

メツセージプロトコール メツセージ通過操作は、パケツトプロトコール
の期間に実行される。各メツセージは、１または
それ以上のメツセージデータパケツトの連続体と
して送信される。４つのタイプのコントロールパ
ケツト、すなわち送信要求、クリアセンド、オビ
チユアリ、およびアーユーゼアが、メツセージ通
過を実行するために用いられる。

２つのタイミングパラメータが用いられ、それ
らは ｗ 待ち時間タイムアウト ｈ 初期手順タイムアウト で示される。

メツセージデータは、システムバツフア内で列
を作つていない。プロセスがセンドを実行すると
き、データは受信側がレシーブを実行してしまう
まで送信側のメツセージストリング内に残つてい
る。平均時間内に、送信プロセスはｈ秒ごとに受
信プロセスに対して、送信要求パケツト（RTS）
を送る。受信側がRTSを受信しかつレシーブを
実行したとき、受信側は送信プロセスに対してク
リアセンドパケツト（CTS）を送る。（このこと
は、局がRTSパケツトがそこから受信されたす
べてのプロセスを記憶することを必要とする。最
小限必要なことは、局が局内の各プロセスのため
に受信された最後のRTSを記憶することである。
もしRTSが忘れられたならば、受信側プロセス
は次のRTSが受信されるまで待たなければなら
ない。）CTSの受信に応答して、送信プロセスは
データパケツトを送り、それから応答メツセージ
が受信側プロセスによつて返送されるまで待機す
る。受信側がリプライを実行するとき、受信側の
メツセージストリング内のデータは一続きのデー
タパケツトで送信側へ送られる。

送信側または受信側が最初から存在していたの
であれば、いかなる時点においてもそれらは存在
しなくなつてもよい。他のプロセスが存在しない
ということは、いかなるパケツトの送信にも発見
され得る。すなわち送信が不成功であるかまたは
オビチユアリパケツトが返送されてくる。送信プ
ロセスは、データパケツトを送つた後でかつ応答
メツセージを受信する前にｈ秒ごとに、アーユー
ゼア照会（AYT）パケツトを送信する。この
AYT照会の目的は、受信側がリプライを実行す
る前に存在しなくなつているかどうかを発見する
ことである。同様にもしプロセスが送信側にセン
ドを実行する前にレシーブを実行するならば、受
信側はRTSの受信を待つている間ｈ秒ごとに
AYTを送信する。

一旦プロセスがセンドまたはリプライの間にデ
ータパケツトの連続体としてメツセージの送信を
始めると、前のパケツトからｗ秒経たないうちに
続くパケツトを送信しなければならない。さもな
ければパケツトを受信するプロセスは、送信プロ
セスが誤つているものと推定する。

一連のデータパケツトの最後は、データバイト
の最大数よりも少ない内容のデータパケツトによ
つて示される。選択的連続ビツトが各パケツト内
に含まれているので、このデータパケツトはアイ
デンポテントである。もし局が２つの同一のデー
タパケツトを受信したなら、２つ目のものは捨て
られる。

メツセージ通過を実行するために用いられるコ
ントロールおよびデータパケツトのシーケンス
が、第７Ａ図および第７Ｂ図に描かれている。セ
ンド、レシーブおよびリプライを実行するために
用いられるステートマシンは、それぞれ第８Ａ
図、第８Ｂ図及び第８Ｃ図に与えられる。

もし局が存在しないプロセスに対してアドレス
されたパケツトを受信したならば、通常はそのパ
ケツトを送信したプロセスに対してオビチユアリ
が送られる。もし一時的にオビチユアリの送信が
不可能ならば（たとえばバツフアの不足のため
に）、単純にそのパケツトは捨てられる。もしパ
ケツトを送信したプロセスが存在しないプロセス
に対してパケツトを送信し続けるならば、結局は
オビチユアリパケツトを受信することになる。も
しプロセスがステートマシン内に記入されていな
いパケツトを受信したならば、それは無視され
る。

ネームルツクアツプ 各サーバ局は、１つまたはそれ以上の名前を持
つている。より正確には、サーバステーシヨン内
のアプリケーシヨンプロセスが、手順レジスタ
（ノードネーム）（ノードネームはサーバ局ノード
のネームを表わす１〜32文字のストリングであ
る）を呼出すことによつて回路網局ネームと連結
し得る。たとえばプロセスＡは、パスネームを照
会する回路網コントロールを知らせるためのレジ
スタ（‘fsm O'）を呼出し、／fsm Ｏはプロセ
スＡに現に照会されている。

プロセスは、局パスネームと連結するプロセス
のnidを決定するための、手順コード：＝ネーム
ルツクアツプ（局パスネーム：nid）を呼出すこ
とができる。局のパスネームは、局のノードネー
ムが従う回路網のノードネームからなつている。
（可変局パスネームは、３〜65文字のストリング
である。）もしそのネームを持つたプロセスが存
在するならば、連結されたnidはnidベクトルに戻
り、かつコードは１である。もしそのネームを持
つたプロセスが存在しないならば、コードは０で
ある。上の例において、コード：＝ネームルツク
アツプ（‘＊／fms O'：nid）；リターンコード
＝１およびプロセスＡのnidである。

ネームルツクアツプは、局パスネームを含む同
報通信ネームルツクアツプ要求パケツトの送信に
よつて完成される。そのステーシヨン内のプロセ
スのネームを含むネームルツクアツプ要求パケツ
トを受信した局は、送信側に対してネームルツク
アツプ応答パケツトを返送する。ネームルツクア
ツプ応答パケツトは、プロセスのnidおよびその
ネームを含んでいる。もし送信プロセスが正確な
ネームを持つたネームルツクアツプ応答パケツト
を受信したならば、そのネームルツクアツプは成
功でありかつコード＝１が返送される。もし正し
いネームを持つたネームルツクアツプ応答パケツ
トがＬ秒内に受信されなかつたならば、そのとき
はネームルツクアツプは不成功でありかつコード
＝０が返送される。このアルゴリズムは、第９図
に描かれている。

もし２つまたはそれ以上の局が同一のネームを
持つたプロセスを含んでいるならば、そのときは
最初に応答した局がそのネームルツクアツプを実
行する。ネームルツクアツプによつて返送された
nidは、このため呼出ごとに変化し得る。プロセ
スは１つ以上の名前を持つことができ、かつ局は
それぞれが異なつたネームを持つ１つ以上のサー
バプロセスを含むこともできる。すなわちレジス
タは、１回以上呼出され得る。

上述した様々な機能は回路網のそれぞれの局内
の常駐コンピユータのコントロールのもとに達成
され、常駐コンピユータはこの発明のコントロー
ルルーチンを通訳するためにマイクロコード化さ
れている。これらのルーチンはプログラムリスト
として添付されており、かつＣプログラム用語
（The Ｃ Programming Language、Kenighan
and Richie、Prentice Hall、1978を参照）の変
形に書かれている。添付リストの各セクシヨンは
以下のとおりである。

添付リストＡ：STI管理プロセスのメインループ 添付リストＢ：STIフアンクシヨンに対するアプ
リケーシヨンプログラムインターフエイス 添付リストＣ：タイミングフアンクシヨン 添付リストＤ：センド、レシーブ、リプライおよ
びネームルツクアツプステートマシンのインプ
リメンテーシヨン 添付リストＥ：セクシヨンＤのためのサポートル
ーチン 添付リストＦ：レジスタフアンクシヨンのインプ
リメンテーシヨン 添付リストＧ：STIハードウエアに対するインタ
ーフエイス メツセージが固定長パケツトの可変数で構成さ
れるローカルエリアコンテンシヨン回路網の局の
間で伝送される可変長メツセージの同期のための
システムおよび方法が記述されてきた。このシス
テムは回路網の異なつた局の自動アドレス指定に
も適合され、回路網は局の付加および局の除去に
よつてそれぞれ拡張されまたは縮小され得る。こ
のようにして、いかなる特定の局の誤りによつて
も回路網内の他の局または回路網自身の機能が影
響されないで、非常に信頼性の高い回路網が提供
される。さらに、クライエント局が手順の要求を
同報通信し得てかつ対応するサーバ局がそのサー
バ局の回路網アイデンテイフイケーシヨンを含ん
でいるクライエント局に対して応答を送信するで
あろうような任意の手順を有する種々のサーバ局
の組合せの提供をもこのシステムは含んでいる。
もし２つまたはそれ以上の局が、呼出される特定
の手順を含んでいるなら、クライエント局に対し
て最初に応答したものが選択される。

この発明のただ１つの実施例が記述されたにす
ぎないが、前述の特許請求の範囲に記載された発
明の目的および範囲から外れることなく変更およ
び修正がそこに加えられ得ることは、当業者にと
つて明らかである。

【図面の簡単な説明】

第１図は、この発明のローカルエリアネツトワ
ークのダイヤグラムである。第２図は、この発明
に用いられるチヤネル媒体に対するプロセツサお
よびそのインターフエイスの図式ダイヤグラムで
ある。第３Ａ図、第３Ｂ図および第３Ｃ図は、こ
の発明の局インターフエイスを示す図式ダイヤグ
ラムである。第４図は、この発明の局をコントロ
ールするプロセツサの図式ダイヤグラムである。
第５Ａ図および第５Ｂ図は、この発明によつて用
いられるチヤネルステートマシンおよび伝送方法
のダイヤグラムである。第６図は、この発明に用
いられる情報パケツトフオーマツトのダイヤグラ
ムである。第７Ａ図および第７Ｂ図は、送信側局
と受信側局との間のパケツト伝送のシーケンスを
示すダイヤグラムである。第８Ａ図、第８Ｂ図お
よび第８Ｃ図は、それぞれこの発明に用いられる
送信機能ステートマシン、受信機能ステートマシ
ンおよび応答機能ステートマシンを示すフローチ
ヤートである。第９図は、この発明に用いられる
ネームルツクアツプアルゴリズムのフローチヤー
トである。 図において、１１はノード、１２は常駐コンピ
ユータ、１３はチヤネルインターフエイス、２０
はデータバスバツフア、２１はバスコントロー
ル、２２はステータスレジスタ、２３は送信側ス
トア、２４はパラレル・シリアルバツフア、２５
はCRCジエネレータ、２６はエンコーダ、２７
は送信側コントロール、２８はSYNCジエネレー
タ、２９はビツトカウント、３０はＳカウントユ
ニツト、３１はクロツクジエネレータ、３２はチ
ヤネルステート、３３はマンチエスタデコーダ、
３４はビツトカウント、３５はCRCチエツク、
３６は受信側コントロール、３７はアドレス比較
ロジツク、３８は受信側ストア、３９はシリア
ル・パラレルバツフア、４０は演算論理装置、４
１は汎用レジスタ、４２は一時的レジスタ、４３
はフラツグレジスタ、４４はコントロールユニツ
トシステム、４５はバスコントロールロジツク、
４６は命令待ち行列、４７は内部通信レジスタ、
４８はアナログ加算器、をそれぞれ示す。

【表】

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Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 通信網システムであつて、 情報のパケツトの伝送のための通信チヤネル
   と、 前記チヤネルに結合された複数の局とを備え、 前記局の各々は、 許容し得るアドレスの範囲から潜在的なアドレ
   スをランダムに選択するアドレス選択手段と、 前記選択されたアドレスを有する他の局の存在
   の可能性について前記通信網システムをテストす
   るように前記選択されたアドレスに対して情報パ
   ツケツトを送信する送信手段と、 前記他の局から肯定応答を受信する受信手段と
   を含み、前記他の局は、前記選択されたアドレス
   を有するときにのみ前記肯定応答で応答するよう
   にされており、 前記アドレス選択手段は、前記他の局が、前記
   選択されたアドレスが利用不能であることを示す
   前記肯定応答を発すれば、新たな潜在的アドレス
   をランダムに選択するようにされている、通信網
   システム。 ２ 前記局の各々は、前記肯定応答の受信に先行
   して、前記局のアドレスを、前記選択されたアド
   レスと所定の数との和にセツトするアドレスセツ
   ト手段をさらに含み、前記所定の数は、前記通信
   網システムを通じて同じである、特許請求の範囲
   第１項記載の通信網システム。 ３ 前記局の各々は、前記肯定応答の受信を待ち
   受けた後に、前記局のアドレスを、他のすべての
   局が前記情報パケツトの受信を肯定応答しなかつ
   たときに、前記選択されたアドレスにセツトする
   アドレスセツト手段をさらに含む、特許請求の範
   囲第１項記載の通信網システム。 ４ 前記局の各々は、２個またはそれ以上の局が
   同じ乱数および前記選択されたアドレスを選択す
   る確率がわずかであることを確実にするのに十分
   な大きさの範囲内の乱数を選択する乱数選択手段
   をさらに含み、 前記送信手段は、前記乱数を含む情報パケツト
   を、前記通信網システム上の他のすべての局に同
   報通信するようにされており、 前記アドレス選択手段は、前記他の局のいずれ
   かが、前記選択された乱数とは異なる数を有する
   情報パケツトを返送したときに、新たな潜在的ア
   ドレスを選択するようにされている、特許請求の
   範囲第１項記載の通信網システム。 ５ 前記局の各々は、異なる乱数を含むパケツト
   が受信されずかつ前記選択されたアドレスに送信
   されたパケツトが肯定応答を受信しないときに、
   前記局のアドレスを、前記選択されたアドレスに
   セツトするアドレスセツト手段をさらに含む、特
   許請求の範囲第４項記載の通信網システム。