JPH0656994B2 - チェックポイント・フレーム数低減方法 - Google Patents
チェックポイント・フレーム数低減方法Info
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- JPH0656994B2 JPH0656994B2 JP63290377A JP29037788A JPH0656994B2 JP H0656994 B2 JPH0656994 B2 JP H0656994B2 JP 63290377 A JP63290377 A JP 63290377A JP 29037788 A JP29037788 A JP 29037788A JP H0656994 B2 JPH0656994 B2 JP H0656994B2
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- frame
- frames
- terminal
- checkpoint
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L1/00—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received
- H04L1/0078—Avoidance of errors by organising the transmitted data in a format specifically designed to deal with errors, e.g. location
- H04L1/0083—Formatting with frames or packets; Protocol or part of protocol for error control
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- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
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- H04L1/00—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received
- H04L1/12—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received by using return channel
- H04L1/16—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received by using return channel in which the return channel carries supervisory signals, e.g. repetition request signals
- H04L1/1607—Details of the supervisory signal
- H04L1/1685—Details of the supervisory signal the supervisory signal being transmitted in response to a specific request, e.g. to a polling signal
-
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
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- H04L1/12—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received by using return channel
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- H04L1/18—Automatic repetition systems, e.g. Van Duuren systems
- H04L1/1809—Selective-repeat protocols
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/40—Network security protocols
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- H04L1/16—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received by using return channel in which the return channel carries supervisory signals, e.g. repetition request signals
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Communication Control (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 A.産業上の利用分野 本発明は、伝送ネットワークを介してパートナー端末間
でデータがフレームで転送され、エラーの場合に、フレ
ームの伝送が選択的に繰り返されるようになった通信シ
ステムにおけるプロトコルに関するものである。具体的
には、本発明は、制御情報の流れを減少させることがで
きる、このような選択的反復プロトコルの改善に関する
ものである。
でデータがフレームで転送され、エラーの場合に、フレ
ームの伝送が選択的に繰り返されるようになった通信シ
ステムにおけるプロトコルに関するものである。具体的
には、本発明は、制御情報の流れを減少させることがで
きる、このような選択的反復プロトコルの改善に関する
ものである。
B.従来技術 いわゆる「チェックポイント・モード・プロトコル」
は、「データ送信システムにおいて誤って受信された番
号付きフレームを再送信するための方法及び装置(Moth
od and System for Retransmitting Incorrectly Recei
ved Numbered Frames in a Data Transmission Syste
m)」という名称の米国特許第4439859号に記載
されていた。開示されたシステムでは、2台の端末間の
データの伝送のため情報フレームが使用される。これら
の情報フレームは、個々のフレームの識別を可能とし、
かつ受信されたフレームの完全性を検査できるようにす
るため、連続番号を付される。
は、「データ送信システムにおいて誤って受信された番
号付きフレームを再送信するための方法及び装置(Moth
od and System for Retransmitting Incorrectly Recei
ved Numbered Frames in a Data Transmission Syste
m)」という名称の米国特許第4439859号に記載
されていた。開示されたシステムでは、2台の端末間の
データの伝送のため情報フレームが使用される。これら
の情報フレームは、個々のフレームの識別を可能とし、
かつ受信されたフレームの完全性を検査できるようにす
るため、連続番号を付される。
最後の情報フレームの受信を肯定反応し、誤って受信さ
れた情報の再送信を要求するため、いわゆる「チェック
ポイント・フレーム」が受信端末から送信端末に一定の
間隔で送信される。ある時間間隔の間、送信端末が送信
すべきフレームを有さず、かつ受信端末が、既に送信さ
れた情報フレームを全て正しく受信したときでも、受信
端末はチェックポイント・フレームの送信を継続する。
れた情報の再送信を要求するため、いわゆる「チェック
ポイント・フレーム」が受信端末から送信端末に一定の
間隔で送信される。ある時間間隔の間、送信端末が送信
すべきフレームを有さず、かつ受信端末が、既に送信さ
れた情報フレームを全て正しく受信したときでも、受信
端末はチェックポイント・フレームの送信を継続する。
C.発明が解決しようとする問題点 情報フレームの再送信が必要でなく、かつ新しい情報フ
レームが送信されない期間は、チェックポイント・フレ
ームの流れを減少させることが望ましい。なぜならば、
そのような時間間隔では、チェックポイント・フレーム
は全て同じであり、かつネットワーク伝送容量の一部を
不必要に占有するからである。
レームが送信されない期間は、チェックポイント・フレ
ームの流れを減少させることが望ましい。なぜならば、
そのような時間間隔では、チェックポイント・フレーム
は全て同じであり、かつネットワーク伝送容量の一部を
不必要に占有するからである。
D.問題点を解決するための手段 本発明の目的は、選択反復フロトコルを使用する通信シ
ステムで制御情報の流れを減少させることができる伝送
手順を考案することである。
ステムで制御情報の流れを減少させることができる伝送
手順を考案することである。
本発明の目的には、情報フレーム伝送の効率及び安全保
護を低下させることなく、送信しなければならないチェ
ックポイント・フレームの数を特定の状況で減少させる
ことができるチェックポイント・モード・プロトコルに
おける改善を提供することも含まれる。
護を低下させることなく、送信しなければならないチェ
ックポイント・フレームの数を特定の状況で減少させる
ことができるチェックポイント・モード・プロトコルに
おける改善を提供することも含まれる。
また、本発明の目的には、端末で多くの付加的なハード
ウェアまたは動作ステップを必要とすることなく、チェ
ックポイント・モード・プロトコルを使用した通信シス
テムでチェックポイント・フレームの数を必要最小限に
減らすことも含まれる。
ウェアまたは動作ステップを必要とすることなく、チェ
ックポイント・モード・プロトコルを使用した通信シス
テムでチェックポイント・フレームの数を必要最小限に
減らすことも含まれる。
本発明は、必要なときにのみチェックポイント・フレー
ムが送信され、かつそれらの送信ができるだけ速く停止
されるように、チェックポイント・フレームの送信が必
要とされるときと、必要とされないときを示す追加の制
御情報を端末間で転送することにより、これらの目的を
実現する。
ムが送信され、かつそれらの送信ができるだけ速く停止
されるように、チェックポイント・フレームの送信が必
要とされるときと、必要とされないときを示す追加の制
御情報を端末間で転送することにより、これらの目的を
実現する。
一実施例では、追加制御情報はチェックポイント停止フ
レームで端末間を転送される。別の実施例では、追加制
御情報は要求−応答ビットの形態のチェックポイント・
フレームで転送される。全ての情報フレームが正しく受
信され、それ以上の再返送が必要とされないことを追加
制御情報が示したときに、チェックポイント・フレーム
の送信が停止される。新しい情報フレームが受信された
とき、または、チェックポイント・フレームが必要とさ
れていることを追加制御情報が示したときに、チェック
ポイントの送信が再開される。
レームで端末間を転送される。別の実施例では、追加制
御情報は要求−応答ビットの形態のチェックポイント・
フレームで転送される。全ての情報フレームが正しく受
信され、それ以上の再返送が必要とされないことを追加
制御情報が示したときに、チェックポイント・フレーム
の送信が停止される。新しい情報フレームが受信された
とき、または、チェックポイント・フレームが必要とさ
れていることを追加制御情報が示したときに、チェック
ポイントの送信が再開される。
本発明の他の特徴及び利点は、添付の図面と関連して開
示される以下の好ましい実施例の詳細な説明から明らか
になるであろう。
示される以下の好ましい実施例の詳細な説明から明らか
になるであろう。
E.実施例 A)チェックポイント付き基本データ・リック・プロト
コル(CPM) 本発明を一層よく理解するため、米国特許第44398
59号に詳細に開示されているチェックポイント・モー
ド・プロトコル(CPM)について以下で簡単に考察す
る。
コル(CPM) 本発明を一層よく理解するため、米国特許第44398
59号に詳細に開示されているチェックポイント・モー
ド・プロトコル(CPM)について以下で簡単に考察す
る。
本発明が使用されるシステムは、第1図に示す構造であ
るものと仮定する。複数の端末11がそれぞれフロント
エンド装置13を介して伝送ネットワーク15に接続さ
れている。ネットワークはリング、スター・ネットワー
ク、メッシュ・ネットワークまたは他の任意の種類でよ
い。情報の伝送のため、一方が送信端末で、他方が受信
端末である2台の端末の間にセッションが確立される。
もちろん、各端末が送信端末機能と受信端末機能を有す
る2重セッションも可能である。
るものと仮定する。複数の端末11がそれぞれフロント
エンド装置13を介して伝送ネットワーク15に接続さ
れている。ネットワークはリング、スター・ネットワー
ク、メッシュ・ネットワークまたは他の任意の種類でよ
い。情報の伝送のため、一方が送信端末で、他方が受信
端末である2台の端末の間にセッションが確立される。
もちろん、各端末が送信端末機能と受信端末機能を有す
る2重セッションも可能である。
ネットワークを介して端末間で情報を伝送するための基
本フレーム形式は次の通りである。
本フレーム形式は次の通りである。
F−A−C−INFO−FCS−F 但し、F=フレーム区切り文字(一方は開始区切り文
字、他方は終了区切り文字)、A=送信元及び宛先アド
レス、C=制御フィールド、INFO=伝送される情
報、FCS=フレーム・チェック・シーケンス(例え
ば、CRC)である。一般に、3種類の異なるフレー
ム、すなわち、情報フレーム、監視フレーム、及び番号
なしフレームが用意されている。
字、他方は終了区切り文字)、A=送信元及び宛先アド
レス、C=制御フィールド、INFO=伝送される情
報、FCS=フレーム・チェック・シーケンス(例え
ば、CRC)である。一般に、3種類の異なるフレー
ム、すなわち、情報フレーム、監視フレーム、及び番号
なしフレームが用意されている。
CPMでは、第2図及び第3図にそれぞれ示す2種類の
フレームが使用される。情報フレームすなわちIフレー
ム(第2図)は情報フィールドINFOを有し、実際に
データを搬送するのに有用である。チェックポイント・
フレームすなわちCPフレーム(第3図)は、情報フィ
ールドが省かれた監視フレームであり、情報フレームの
流れを検査/制御するのに役立つ。Iフレームは送信端
末から受信端末に進み、CPフレームは反対の方向に移
動する。端末を離れ、同じ宛先アドレスを保持する全て
のIフレームは、Iフレームの制御フィールドに保持さ
れた送信順番号N(S)により連続番号を付される(第
2図参照)。制御フィールドの最初のビットは0であ
り、それぞれのフレームがIフレームであることを示
す。制御フィールドの7番目のビットはRビットであ
り、それぞれのIフレームが再送信される(R=1)か
どうかを示す。
フレームが使用される。情報フレームすなわちIフレー
ム(第2図)は情報フィールドINFOを有し、実際に
データを搬送するのに有用である。チェックポイント・
フレームすなわちCPフレーム(第3図)は、情報フィ
ールドが省かれた監視フレームであり、情報フレームの
流れを検査/制御するのに役立つ。Iフレームは送信端
末から受信端末に進み、CPフレームは反対の方向に移
動する。端末を離れ、同じ宛先アドレスを保持する全て
のIフレームは、Iフレームの制御フィールドに保持さ
れた送信順番号N(S)により連続番号を付される(第
2図参照)。制御フィールドの最初のビットは0であ
り、それぞれのフレームがIフレームであることを示
す。制御フィールドの7番目のビットはRビットであ
り、それぞれのIフレームが再送信される(R=1)か
どうかを示す。
送信端末は、最近送信されたIフレームの送信順番号N
(S)のテーブル(第4図、再送信テーブル)を保持
し、このテーブルに、送信端末は、どの新(非再送)I
フレームの前にそれぞれの旧Iフレームが最後に送信さ
れたかを示すための変数V(T)を入力することもでき
る。したがって、まだ再送信されていない全てのIフレ
ームの場合は、以下では「再送信順標識」とも呼ばれる
変数V(T)はN(S)+1であり、再送信されたIフ
レームの場合は、V(T)は、第4図に示すようにもっ
と大きな値を有する。前に送信されたIフレームは最終
的に肯定応答されるが(後で説明するように)、再送信
テーブルのそれぞれの項目は削除される。
(S)のテーブル(第4図、再送信テーブル)を保持
し、このテーブルに、送信端末は、どの新(非再送)I
フレームの前にそれぞれの旧Iフレームが最後に送信さ
れたかを示すための変数V(T)を入力することもでき
る。したがって、まだ再送信されていない全てのIフレ
ームの場合は、以下では「再送信順標識」とも呼ばれる
変数V(T)はN(S)+1であり、再送信されたIフ
レームの場合は、V(T)は、第4図に示すようにもっ
と大きな値を有する。前に送信されたIフレームは最終
的に肯定応答されるが(後で説明するように)、再送信
テーブルのそれぞれの項目は削除される。
受信端末は(それがセッションを共有する各送信端末に
ついて)、予想されるIフレームの送信順番号N(S)
のテーブル、すなわち、受信テーブル(第5図参照)を
保持する。このテーブルの欄RCVで、受信端末は、正
しく受信されたIフレームの各々に印をつける。
ついて)、予想されるIフレームの送信順番号N(S)
のテーブル、すなわち、受信テーブル(第5図参照)を
保持する。このテーブルの欄RCVで、受信端末は、正
しく受信されたIフレームの各々に印をつける。
受信テーブルに含まれず、かつRCV欄でまだ印をつけ
られていない送信順番号については(RCVを印を有す
るもっと大きな送信順番号は存在するが)、受信端末は
送信端末からの再送信を要求する。
られていない送信順番号については(RCVを印を有す
るもっと大きな送信順番号は存在するが)、受信端末は
送信端末からの再送信を要求する。
正しく受信されたIフレームの肯定応答と、失われたI
フレームの再送信の要求は次のように行なわれる。チェ
ックポイント・フレーム(CPフレーム)の最後の送信
から特定の時間間隔が経過したとき(または、フレーム
の消失が受信テーブルで検出されたとき)、受信端末
は、セッションを共有する送信端末にCPフレームを送
信する。
フレームの再送信の要求は次のように行なわれる。チェ
ックポイント・フレーム(CPフレーム)の最後の送信
から特定の時間間隔が経過したとき(または、フレーム
の消失が受信テーブルで検出されたとき)、受信端末
は、セッションを共有する送信端末にCPフレームを送
信する。
CPフレーム制御フィールドの最初のバイトは第1及び
第2ビットとして、これをCPフレームとして識別する
組合せ「10」を含む。各CPフレームは、最大の番号
を付され、正しく受信された非再送Iフレームの送信順
番号N(S)の値よりも大きい値の受信順番号N(R)
をその制御フィードに含む。したがって、受信順番号
は、受信端末により予想される次の新しい(非再送)I
フレームの送信順番号に等しい。
第2ビットとして、これをCPフレームとして識別する
組合せ「10」を含む。各CPフレームは、最大の番号
を付され、正しく受信された非再送Iフレームの送信順
番号N(S)の値よりも大きい値の受信順番号N(R)
をその制御フィードに含む。したがって、受信順番号
は、受信端末により予想される次の新しい(非再送)I
フレームの送信順番号に等しい。
さらに、CPフレームは(同様にその制御フィール
ド)、失われたIフレームの再送信を要求するための複
数の「再送信要求識別子」番号N(X)を含むことがで
きる。各N(X)番号は、RCVの印なしに受信テーブ
ルに記入されている消失(または、誤って受信された)
Iフレームの送信順番号N(S)に対応しており、必要
なだけの数のN(X)番号がある(可変長のCPフレー
ム)。N(X)番号はCPフレームに昇順に現われる。
ド)、失われたIフレームの再送信を要求するための複
数の「再送信要求識別子」番号N(X)を含むことがで
きる。各N(X)番号は、RCVの印なしに受信テーブ
ルに記入されている消失(または、誤って受信された)
Iフレームの送信順番号N(S)に対応しており、必要
なだけの数のN(X)番号がある(可変長のCPフレー
ム)。N(X)番号はCPフレームに昇順に現われる。
返送端末では、受信されたCPフレームが記憶され、端
末は、それぞれのCPフレームの受信順番号N(R)よ
りも小さい再送信順標識V(T)を有する、要求された
全てのIフレームを再送信する。この手順は、最近再送
信されたばかりのIフレーム、すなわち、受信端末にま
だ到着さえしていない(かつ、その送信順番号がそれら
のIフレームのための再送信テーブルに再送信順標識V
(T)として入力された)新しいIフレームの後のIフ
レームの重複した再送信を回避する。
末は、それぞれのCPフレームの受信順番号N(R)よ
りも小さい再送信順標識V(T)を有する、要求された
全てのIフレームを再送信する。この手順は、最近再送
信されたばかりのIフレーム、すなわち、受信端末にま
だ到着さえしていない(かつ、その送信順番号がそれら
のIフレームのための再送信テーブルに再送信順標識V
(T)として入力された)新しいIフレームの後のIフ
レームの重複した再送信を回避する。
Iフレームが再送信されるときは、次の新(非再送)I
フレームにより使用される順番号を入力することによ
り、その再送信順標識V(T)は更新される。記憶され
た受信CPフレームの受信順番号N(R)よりも値が小
さい順番号N(S)を有し、かつ記憶された受信CPフ
レームに再送信要求識別子N(X)として含まれていな
い再送信テーブル内の各項目は、それぞれのIフレーム
が最終的に肯定応答されるものと考えられるので、削除
される。
フレームにより使用される順番号を入力することによ
り、その再送信順標識V(T)は更新される。記憶され
た受信CPフレームの受信順番号N(R)よりも値が小
さい順番号N(S)を有し、かつ記憶された受信CPフ
レームに再送信要求識別子N(X)として含まれていな
い再送信テーブル内の各項目は、それぞれのIフレーム
が最終的に肯定応答されるものと考えられるので、削除
される。
第6図は、CPMプロトコルを使用する端末の概略図で
ある。端末は、フロントエンド装置13を介して伝送ネ
ットワークに接続された制御装置17を有し、制御装置
はコンピュータ、または、少なくとも記憶装置19に接
続される。本発明を実現するための追加の機能をブロッ
ク21として示し、第11図ないし第15図を参照して
さらに詳細に説明する。
ある。端末は、フロントエンド装置13を介して伝送ネ
ットワークに接続された制御装置17を有し、制御装置
はコンピュータ、または、少なくとも記憶装置19に接
続される。本発明を実現するための追加の機能をブロッ
ク21として示し、第11図ないし第15図を参照して
さらに詳細に説明する。
基本端末の機能及び動作は、従来技術(米国特許第44
39859号)に記載された機能及び動作にほぼ対応す
る。第6図の制御装置17には、本発明にとって関連が
ある少数の構成要素及び機能のみを示している。
39859号)に記載された機能及び動作にほぼ対応す
る。第6図の制御装置17には、本発明にとって関連が
ある少数の構成要素及び機能のみを示している。
制御装置は、Iフレームにより送信または受信されるデ
ータ・ブロックを保持するためのデータ・ブロック記憶
装置25、現在のパートナー端末を保持する宛先アドレ
ス・レジスタ26、次に送信されるIフレームの送信番
号を保持するN(S)レジスタ27、どのIフレームが
再送信されたかを示す再送信テーブル28(第4図に示
す)、どのIフレームが正しく受信されたかを示す受信
テーブル29(第5図に示す)、最近送信されたが、ま
だ肯定応答されていないIフレームを保持する記憶ブロ
ック30から成る。端末が数台のパートナー端末と独立
したセッションを共有する場合は、上記一組の記憶ブロ
ック/レジスタが各セッションについて用意されねばな
らない(または、一組のみが使用可能の場合は、各セッ
ション・トランザクション毎に内容がロードし直さねば
ならない)。
ータ・ブロックを保持するためのデータ・ブロック記憶
装置25、現在のパートナー端末を保持する宛先アドレ
ス・レジスタ26、次に送信されるIフレームの送信番
号を保持するN(S)レジスタ27、どのIフレームが
再送信されたかを示す再送信テーブル28(第4図に示
す)、どのIフレームが正しく受信されたかを示す受信
テーブル29(第5図に示す)、最近送信されたが、ま
だ肯定応答されていないIフレームを保持する記憶ブロ
ック30から成る。端末が数台のパートナー端末と独立
したセッションを共有する場合は、上記一組の記憶ブロ
ック/レジスタが各セッションについて用意されねばな
らない(または、一組のみが使用可能の場合は、各セッ
ション・トランザクション毎に内容がロードし直さねば
ならない)。
以下の機能が関連がある。フレーム・タイプ認識(3
1)は、Iフレーム(32)またはCPフレーム(3
3)が受信されたことを示す。SCPフレームが使用さ
れるとき、追加の「SCP」指示(34)が与えらる。
1)は、Iフレーム(32)またはCPフレーム(3
3)が受信されたことを示す。SCPフレームが使用さ
れるとき、追加の「SCP」指示(34)が与えらる。
Iフレームを送信しなければならないときは(35)、
データ、宛先アドレス及び送信番号N(S)が記憶装置
/レジスタ25、26、27からそれぞれ取られる(ま
たは、肯定応答されていないIフレームが再送信のため
記憶ブロック30から取られる)。Iフレームが実際に
送信されるときは、それぞれの表示が供給される(3
6)。Iフレームが再送信された場合は、それぞれの再
送信順標識V(T)が再送信テーブル(28)で更新さ
れる。さらに、空の(ゼロ長)のIフレームの送信を要
求(37)または中断(38)することができる。
データ、宛先アドレス及び送信番号N(S)が記憶装置
/レジスタ25、26、27からそれぞれ取られる(ま
たは、肯定応答されていないIフレームが再送信のため
記憶ブロック30から取られる)。Iフレームが実際に
送信されるときは、それぞれの表示が供給される(3
6)。Iフレームが再送信された場合は、それぞれの再
送信順標識V(T)が再送信テーブル(28)で更新さ
れる。さらに、空の(ゼロ長)のIフレームの送信を要
求(37)または中断(38)することができる。
Iフレーム受信されたときは、その内容が解析され、デ
ータが引き出される(39)。それぞれのN(S)項目
について、Iフレームの正しい受信がRCVの印により
受信テーブル(29)で示される。
ータが引き出される(39)。それぞれのN(S)項目
について、Iフレームの正しい受信がRCVの印により
受信テーブル(29)で示される。
CPフレームが送信されるときは(40)、このことは
それぞれの信号(41)により要求される。追加のRR
ビットが使用される場合は、それぞれのCPフレーム要
求(RR=0、線42またはRR=1、線43)を与え
なければならない。
それぞれの信号(41)により要求される。追加のRR
ビットが使用される場合は、それぞれのCPフレーム要
求(RR=0、線42またはRR=1、線43)を与え
なければならない。
CPフレームが受信されたときは、その内容が解析され
る(44)。N(S)レジスタ(27)及び再送信テー
ブル(28)と協働して、未処理のIフレームが全て受
け取られたかどうか判定され、そうであれば、それぞれ
の指示(45)が与えられる。再送信テーブル(28)
が更新される。さらに、それぞれのCPフレームにより
肯定応答されたIフレームを削除するため、肯定応答さ
れていないIフレームを保持する記憶ブロック(30)
に指示が与えられる。CPフレームで追加のRRビット
が使用される場合は、その値が決定され、指示される
(RR=0、線46、またはRR=1、線47)。
る(44)。N(S)レジスタ(27)及び再送信テー
ブル(28)と協働して、未処理のIフレームが全て受
け取られたかどうか判定され、そうであれば、それぞれ
の指示(45)が与えられる。再送信テーブル(28)
が更新される。さらに、それぞれのCPフレームにより
肯定応答されたIフレームを削除するため、肯定応答さ
れていないIフレームを保持する記憶ブロック(30)
に指示が与えられる。CPフレームで追加のRRビット
が使用される場合は、その値が決定され、指示される
(RR=0、線46、またはRR=1、線47)。
追加のSCPフレームがシステムで使用される場合は、
SCPフレームを用意し、送信するためのそれぞれの機
能(48)を備えなければならない。SCPフレームの
送信要求は別々に与えられる(49)。
SCPフレームを用意し、送信するためのそれぞれの機
能(48)を備えなければならない。SCPフレームの
送信要求は別々に与えられる(49)。
上記標識及び制御信号は、第6図でそれぞれの線(3
2、33、34、36、37、38、41、42、4
3、45、46、47、49)により示すように、基本
制御装置機能(17)と追加手段(21)の間で転送さ
れる。これらの信号転送線について、第11図及び第1
5図でそれぞれ使用される参照番号をかっこの中に示
す。
2、33、34、36、37、38、41、42、4
3、45、46、47、49)により示すように、基本
制御装置機能(17)と追加手段(21)の間で転送さ
れる。これらの信号転送線について、第11図及び第1
5図でそれぞれ使用される参照番号をかっこの中に示
す。
B)従来技術の欠点 上記のチェックポイント・モード・プロトコル(CP
M)では、(伝送エラーのため)失われたCPフレーム
を回復するための機構はない。制御情報が最終的に宛先
に到着することを保証するため、そのようなフレームを
一定間隔で送信するのはこのためである。このため、連
続して送信される多数のCPフレームが同じ情報を保持
することがよく起こる。このことは、制御の流れの安全
性を保証するためのプロトコルの望ましい特性である
が、CPフレームが含む情報が受信端末にとって既知で
である場合にCPフレームの送信を中断するための強化
を行なうことが考えられるであろう。一例として、未処
理のIフレームがリンク上にない場合を考える。明らか
に、この場合は、CPフレームにより保持されるN
(X)値はない(全てのIフレームは既に肯定応答され
ている)。さらに、全ての連続したCPフレームにおけ
るN(R)の値は同じであり、したがって、全てのCP
フレームは同じである。
M)では、(伝送エラーのため)失われたCPフレーム
を回復するための機構はない。制御情報が最終的に宛先
に到着することを保証するため、そのようなフレームを
一定間隔で送信するのはこのためである。このため、連
続して送信される多数のCPフレームが同じ情報を保持
することがよく起こる。このことは、制御の流れの安全
性を保証するためのプロトコルの望ましい特性である
が、CPフレームが含む情報が受信端末にとって既知で
である場合にCPフレームの送信を中断するための強化
を行なうことが考えられるであろう。一例として、未処
理のIフレームがリンク上にない場合を考える。明らか
に、この場合は、CPフレームにより保持されるN
(X)値はない(全てのIフレームは既に肯定応答され
ている)。さらに、全ての連続したCPフレームにおけ
るN(R)の値は同じであり、したがって、全てのCP
フレームは同じである。
C)発明の原理及び理由 チェックポイント間隔が短く、単一プロセッサが多数の
リンクをサポートするか、またはCPMプロトコルの多
数の段階が同一の物理リンク上で活動状態であるとき、
CPフレーム・トラフィックの減少は非常に重要であ
る。重要な例は、多数のエッジ対エッジ接続が単一物理
リンク上で通常多重化されるエッジ対エッジの事例であ
る。遅延を小さくし、バッファ要件を減少させるために
は、短いチェックポイント間隔が望ましい。n個の接続
の各々でCPフレームが毎秒kフレームの速度で送られ
る場合は、リンクが毎秒n×k個のCPフレームを搬送
しなければならないことは明らかである。データ・トラ
フィックのバースト性のため、接続の特定の一部分のみ
が同時に活動状態になる。瞬時的に非活動状態になる接
続上でのCPフレームの送信を避けることにより、CP
フレーム送信の相当な節約を期待することができる。
リンクをサポートするか、またはCPMプロトコルの多
数の段階が同一の物理リンク上で活動状態であるとき、
CPフレーム・トラフィックの減少は非常に重要であ
る。重要な例は、多数のエッジ対エッジ接続が単一物理
リンク上で通常多重化されるエッジ対エッジの事例であ
る。遅延を小さくし、バッファ要件を減少させるために
は、短いチェックポイント間隔が望ましい。n個の接続
の各々でCPフレームが毎秒kフレームの速度で送られ
る場合は、リンクが毎秒n×k個のCPフレームを搬送
しなければならないことは明らかである。データ・トラ
フィックのバースト性のため、接続の特定の一部分のみ
が同時に活動状態になる。瞬時的に非活動状態になる接
続上でのCPフレームの送信を避けることにより、CP
フレーム送信の相当な節約を期待することができる。
他の利点は、プロトコルが交換回線を介して使用される
場合には、トラフィックの流れがないとき、データ・リ
ンク制御接続を終了させることなく回線を一時的に切断
することが可能なことである。元のプロトコルはCPフ
レームの連続した流れを必要とするので、このことを可
能としない。
場合には、トラフィックの流れがないとき、データ・リ
ンク制御接続を終了させることなく回線を一時的に切断
することが可能なことである。元のプロトコルはCPフ
レームの連続した流れを必要とするので、このことを可
能としない。
本発明により、全てのIフレームが肯定応答されたとき
CPフレーム・トラフィックの流れを停止するための2
つの機構が提供される。第1の機構は特別な符号なしフ
レーム、すなわち、チェックポイント停止フレームの導
入を必要とする。第2の機構は、要求−応答ビット(R
Rビット)と呼ばれるCPフレーム内の1ビット・フィ
ールドの追加的使用のみを必要とする。
CPフレーム・トラフィックの流れを停止するための2
つの機構が提供される。第1の機構は特別な符号なしフ
レーム、すなわち、チェックポイント停止フレームの導
入を必要とする。第2の機構は、要求−応答ビット(R
Rビット)と呼ばれるCPフレーム内の1ビット・フィ
ールドの追加的使用のみを必要とする。
D)特別フレームによるCPフレームの減少 本発明の第1の実施例は追加の特別な(番号なしの)フ
レームを必要とするが、一方向にIフレーム・トラフィ
ックがまだある場合でも、CPフレームの流れを中断す
ることを可能にする。このプロトコルの長所は、CPM
端末の構造に関する幾つかの基本的特性に焦点を当てる
ことにより一層よく評価される。
レームを必要とするが、一方向にIフレーム・トラフィ
ックがまだある場合でも、CPフレームの流れを中断す
ることを可能にする。このプロトコルの長所は、CPM
端末の構造に関する幾つかの基本的特性に焦点を当てる
ことにより一層よく評価される。
CPM端末は2つの独立した処理、すなわち、Iフレー
ム送信処理及びIフレーム受信処理を含むものと見なす
ことができる。Iフレーム送信処理はIフレームをリモ
ートCPM端末に送信し、CPフレームをリモートCP
M端末から受信する責任を負う。一方、Iフレーム受信
処理はリモート端末からIフレームを受信し、CPフレ
ームをリモート端末に送信する責任を負う。端末内で
は、2つの処理は原則的に、第7図に示すように互いに
完全に独立している。この特性は、制御流トラフィック
を減少させるため利用することができる。以下の説明は
これら2つの処理の動作に別々に焦点を当てたものであ
る。
ム送信処理及びIフレーム受信処理を含むものと見なす
ことができる。Iフレーム送信処理はIフレームをリモ
ートCPM端末に送信し、CPフレームをリモートCP
M端末から受信する責任を負う。一方、Iフレーム受信
処理はリモート端末からIフレームを受信し、CPフレ
ームをリモート端末に送信する責任を負う。端末内で
は、2つの処理は原則的に、第7図に示すように互いに
完全に独立している。この特性は、制御流トラフィック
を減少させるため利用することができる。以下の説明は
これら2つの処理の動作に別々に焦点を当てたものであ
る。
1)原理/基本機能 この第1の実施例は、チェックポイント停止(SCP)
フレームと呼ばれる特別なフレームを使用する。これは
番号なしのフレームであり、Iフレーム送信処理により
送信され、Iフレーム受信処理により受信される。その
状況を第8図に示す。SCPフレームの構造を第9図に
示す。その制御フィールドは、それをSCPフレームと
して識別する1バイトのみを含む。
フレームと呼ばれる特別なフレームを使用する。これは
番号なしのフレームであり、Iフレーム送信処理により
送信され、Iフレーム受信処理により受信される。その
状況を第8図に示す。SCPフレームの構造を第9図に
示す。その制御フィールドは、それをSCPフレームと
して識別する1バイトのみを含む。
Iフレーム送信処理は、それぞれS ACTIVE及び
S SLEEPINGにより表示された活動状態及び非
活動状態の2つの状態を有する。Iフレーム送信処理は
以下の規則に従って動作する。
S SLEEPINGにより表示された活動状態及び非
活動状態の2つの状態を有する。Iフレーム送信処理は
以下の規則に従って動作する。
・ 通常の動作では、処理はS ACTIVE状態にあ
り、Iフレーム(ゼロ長のIフレームを含む)を送信
し、CPフレームを受信する。全ての非ゼロ長Iフレー
ムが肯定応答されたときは、S ACTIVE状態から
S SLEEPING状態に進む。
り、Iフレーム(ゼロ長のIフレームを含む)を送信
し、CPフレームを受信する。全ての非ゼロ長Iフレー
ムが肯定応答されたときは、S ACTIVE状態から
S SLEEPING状態に進む。
・ S SLEEPING状態にある間は、ゼロ長Iフ
レームを送信することはない。しかし、特別なチェック
ポイント停止(SCP)フレームと共に受信した各CP
フレームに応答する。SCPフレームはCPフレームと
は異なっており、Iフレーム受信処理により受け取られ
ることに留意されたい。
レームを送信することはない。しかし、特別なチェック
ポイント停止(SCP)フレームと共に受信した各CP
フレームに応答する。SCPフレームはCPフレームと
は異なっており、Iフレーム受信処理により受け取られ
ることに留意されたい。
・ S SLEEPING状態にあるときは、Iフレー
ムが送信された場合に、処理はS ACTIVE状態に
なる。
ムが送信された場合に、処理はS ACTIVE状態に
なる。
同様に、Iフレーム受信処理は2つの状態、すなわち、
R ACTIVEとR SLEEPINGを有する。動
作は以下の通りである。
R ACTIVEとR SLEEPINGを有する。動
作は以下の通りである。
・ Iフレーム受信処理は通常はR ACTIVE状態
で動作し、この状態で、CP間隔でCPフレームを送信
し、Iフレームを受信する。
で動作し、この状態で、CP間隔でCPフレームを送信
し、Iフレームを受信する。
・ Iフレーム受信処理がSCPフレームを受け取った
ときは、R SLEEPING状態になり、CPフレー
ムの送信を停止する。
ときは、R SLEEPING状態になり、CPフレー
ムの送信を停止する。
・ R SLEEPING状態にある間は、受信された
全てのSCPフレームは無視される。一方、Iフレーム
が受信されたときは、処理はR ACTIVE状態にな
る。
全てのSCPフレームは無視される。一方、Iフレーム
が受信されたときは、処理はR ACTIVE状態にな
る。
第10図(A及びB)はこれら2つの処理のための自動
機構を示す。第10図AはIフレーム送信処理、第10
図BはIフレーム受信処理に対するものである。この図
では、送信されるフレームは→により示され、受信され
るフレームは←により示される。Iフレーム受信処理は
CPフレームを送信する責任を負い、R ACTIVE
状態にある間のみこれを行なう(R ACTIVE状態
における「CP→」により示される)。以下で各自動機
構の動作をさらに詳細に説明する。
機構を示す。第10図AはIフレーム送信処理、第10
図BはIフレーム受信処理に対するものである。この図
では、送信されるフレームは→により示され、受信され
るフレームは←により示される。Iフレーム受信処理は
CPフレームを送信する責任を負い、R ACTIVE
状態にある間のみこれを行なう(R ACTIVE状態
における「CP→」により示される)。以下で各自動機
構の動作をさらに詳細に説明する。
Iフレーム送信処理: この処理Iフレーム及びSCPフレームを送信し、CP
フレームを受信する責任を負う。自動機構を第10図A
に示す。
フレームを受信する責任を負う。自動機構を第10図A
に示す。
S ACTIVE:これは、1つまたは複数の空でない
(非ゼロ長の)Iフレームが未処理のときの状態であ
る。取られる処理は以下の通りである(番号は第10図
の矢印に対応する)。
(非ゼロ長の)Iフレームが未処理のときの状態であ
る。取られる処理は以下の通りである(番号は第10図
の矢印に対応する)。
1.Iフレーム(実または空)の送信時は、Iフレーム
送信処理は同じ状態に留まる。
送信処理は同じ状態に留まる。
2.CPフレームの受信時は、CPフレームが未処理の
非ゼロ長Iフレームを全て肯定応答しない限り(下記の
次のステップ参照)、Iフレームは同じ状態に留まる。
非ゼロ長Iフレームを全て肯定応答しない限り(下記の
次のステップ参照)、Iフレームは同じ状態に留まる。
3.まだ肯定応答されていない非ゼロ長Iフレームを全
て肯定応答するCPフレームが受信されたときは、処理
はS SLEEPING状態に移る。
て肯定応答するCPフレームが受信されたときは、処理
はS SLEEPING状態に移る。
S SLEEPING:これは、Iフレーム送信処理は
もはやIフレーム(ゼロ長Iフレームを含む)を全く送
信しないが、CPフレームの受信に反応する状態であ
る。以下の処理が取られる。
もはやIフレーム(ゼロ長Iフレームを含む)を全く送
信しないが、CPフレームの受信に反応する状態であ
る。以下の処理が取られる。
1.受信された各CPフレームについて、処理はSCP
フレームを送り(これは「←CP/SCP→」により示
される)、同じ状態に留まる。
フレームを送り(これは「←CP/SCP→」により示
される)、同じ状態に留まる。
2.Iフレームが送信されたときは、処理はS ACT
IVE状態になる。
IVE状態になる。
Iフレーム受信処理: この処理はIフレーム及びSCPフレームを受信し、C
Pフレームを送信する責任を負う。自動機構を第10図
Bに示す。
Pフレームを送信する責任を負う。自動機構を第10図
Bに示す。
R ACTIVE:この状態では、処理はCP間隔でC
Pフレームを送信する。フレームが受信されたときは取
られる処理は以下の通りである。
Pフレームを送信する。フレームが受信されたときは取
られる処理は以下の通りである。
1.処理はIフレームの受信を継続し、同じ状態に留ま
る。
る。
2.SCPフレームが受信されたときは、処理はR S
LEEPING状態に移る。
LEEPING状態に移る。
R SLEEPING:この状態では、CPフレームは
送信されない。状態の移行は以下の通りである。
送信されない。状態の移行は以下の通りである。
1.SCPフレームが受信されたときは、処理は同じ状
態に留まる。
態に留まる。
2.Iフレームが受信されたときは、処理はR ACT
IVE状態に移る。
IVE状態に移る。
2)追加のSCPフレームによるCP流制御のための構
成 第11図に、追加のSCPフレームによりCPフレーム
の流れを制御するための構成をブロック線図で示す。
成 第11図に、追加のSCPフレームによりCPフレーム
の流れを制御するための構成をブロック線図で示す。
制御装置17の機能は第6図と関連して上で概説したも
のである。制御装置17は、SCPフレームの発生及び
検出を含め、Iフレーム及びCPフレームを発生、受信
及び解析することができる。制御装置は以下の制御信号
をそれぞれの線に供給する。送信されたIフレーム(6
1)、受信されたIフレーム(63)、受信されたCP
フレーム(65)、受信されたSCPフレーム(6
7)、肯定応答された全てのIフレーム。
のである。制御装置17は、SCPフレームの発生及び
検出を含め、Iフレーム及びCPフレームを発生、受信
及び解析することができる。制御装置は以下の制御信号
をそれぞれの線に供給する。送信されたIフレーム(6
1)、受信されたIフレーム(63)、受信されたCP
フレーム(65)、受信されたSCPフレーム(6
7)、肯定応答された全てのIフレーム。
送信状況ラッチ(71)は、それぞれの端末からIフレ
ームが送信されたとき線61上の信号によりセットさ
れ、肯定応答されていないIフレームが他にない場合
(非ゼロ長のIフレームに対する再送信要求を有さない
CPフレームが受信され、次のIフレームのための局所
的に記憶されたN(S)が、CPフレームで受信された
N(R)に等しい場合)に、線69上の信号によりリセ
ットされる。このラッチの真の出力信号、すなわち、線
73上のS ACTIVEは、Iフレーム送信機能が活
動状態であるから、ゼロ内容のIフレームを一定間隔で
送信しなければならないかどうか(通常のIフレームが
送信されない場合)を示す。このラッチにおける相補出
力信号、すなわち、線75上のS SLEEPING
は、Iフレーム送信状況が休止し、それぞれの端末が
(空の)Iフレームを全く送信してはならないときを示
す。この信号は制御信号として制御装置に供給される。
ームが送信されたとき線61上の信号によりセットさ
れ、肯定応答されていないIフレームが他にない場合
(非ゼロ長のIフレームに対する再送信要求を有さない
CPフレームが受信され、次のIフレームのための局所
的に記憶されたN(S)が、CPフレームで受信された
N(R)に等しい場合)に、線69上の信号によりリセ
ットされる。このラッチの真の出力信号、すなわち、線
73上のS ACTIVEは、Iフレーム送信機能が活
動状態であるから、ゼロ内容のIフレームを一定間隔で
送信しなければならないかどうか(通常のIフレームが
送信されない場合)を示す。このラッチにおける相補出
力信号、すなわち、線75上のS SLEEPING
は、Iフレーム送信状況が休止し、それぞれの端末が
(空の)Iフレームを全く送信してはならないときを示
す。この信号は制御信号として制御装置に供給される。
空のIフレームの発生及び送信を一定間隔で生じるた
め、入力でサイクル・クロックを受け取り、所定の間隔
で信号「Iフレーム時間」を供給するカウンタ77が設
けられる。線73上の信号S ACTIVEが高のとき
は、Iフレーム時間信号が線81上のANDゲート79
を介して制御装置に供給され、空のIフレームの送信を
引き起こす。通常の(情報を保持する)Iフレームが端
末により送信された場合は、線61上の信号はカウンタ
をリセットして、Iフレーム時間間隔を再開させる。
め、入力でサイクル・クロックを受け取り、所定の間隔
で信号「Iフレーム時間」を供給するカウンタ77が設
けられる。線73上の信号S ACTIVEが高のとき
は、Iフレーム時間信号が線81上のANDゲート79
を介して制御装置に供給され、空のIフレームの送信を
引き起こす。通常の(情報を保持する)Iフレームが端
末により送信された場合は、線61上の信号はカウンタ
をリセットして、Iフレーム時間間隔を再開させる。
線75上の信号S SLEEPINGもANDゲート8
3に供給され、ANDゲート83は線65上の受信CP
フレーム信号を線85上の制御信号「SCPフレーム送
信」として制御装置に転送する。
3に供給され、ANDゲート83は線65上の受信CP
フレーム信号を線85上の制御信号「SCPフレーム送
信」として制御装置に転送する。
受信状況ラッチ(87)は、Iフレームが受信されたと
きに線63上の信号によりセットされ、SCPフレーム
が受信されたとき、線67上の信号によりリセットされ
る。このラッチの真の出力信号、すなわち、線89上の
R ACTIVEは、端末のIフレーム受信部分により
いつIフレームが受信されたかを示すので、この部分
は、Iフレームを肯定応答するか、またはリモート端末
からのIフレームの送信を要求するため、CPフレーム
を送信しなければならない。
きに線63上の信号によりセットされ、SCPフレーム
が受信されたとき、線67上の信号によりリセットされ
る。このラッチの真の出力信号、すなわち、線89上の
R ACTIVEは、端末のIフレーム受信部分により
いつIフレームが受信されたかを示すので、この部分
は、Iフレームを肯定応答するか、またはリモート端末
からのIフレームの送信を要求するため、CPフレーム
を送信しなければならない。
カウンタ91はサイクル・クロック信号を受け取り、一
定間隔で制御パルス「CPフレーム時間」を供給する。
このパルスは、線89上の信号が高であるとき、線95
上の制御信号「CPフレーム送信」としてANDゲート
93を介して制御装置に供給される。SCPフレームが
端末により受信されたときは、ラッチ87はリセットさ
れ、CPフレームはそれ以上送信されない。
定間隔で制御パルス「CPフレーム時間」を供給する。
このパルスは、線89上の信号が高であるとき、線95
上の制御信号「CPフレーム送信」としてANDゲート
93を介して制御装置に供給される。SCPフレームが
端末により受信されたときは、ラッチ87はリセットさ
れ、CPフレームはそれ以上送信されない。
3)例 第12図は動作状態のこのプロトコルの一例を示す。端
末の状態を信号x/yで示す。但し、xはIフレーム送
信処理の状態であり、yはIフレーム受信処理の状態で
ある。x及びyはそれぞれSLEEPING及びACT
IVEを示すためSまたはAになることができる。両方
の端末は初めはSLEEPING状態(Iフレーム送信
処理及びIフレーム受信処理の両方について)にあり、
端末A及びBのN(S)値はそれぞれ21及び11であ
る。
末の状態を信号x/yで示す。但し、xはIフレーム送
信処理の状態であり、yはIフレーム受信処理の状態で
ある。x及びyはそれぞれSLEEPING及びACT
IVEを示すためSまたはAになることができる。両方
の端末は初めはSLEEPING状態(Iフレーム送信
処理及びIフレーム受信処理の両方について)にあり、
端末A及びBのN(S)値はそれぞれ21及び11であ
る。
第12図の例は自明である。この図の左端及び右端に示
す矢印は、CPフレームが一方の方向または他方の方向
に与えられるときを示す。実際に必要なときのみCPフ
レームが送信されることが理解できる。
す矢印は、CPフレームが一方の方向または他方の方向
に与えられるときを示す。実際に必要なときのみCPフ
レームが送信されることが理解できる。
注: 1.実際のIフレームが全て肯定応答されたときは(す
なわち、S SLEEPING状態で)、トラフィック
がない場合に空の(ゼロ長の)Iフレームの送信を停止
するようになっている。
なわち、S SLEEPING状態で)、トラフィック
がない場合に空の(ゼロ長の)Iフレームの送信を停止
するようになっている。
2.CP間隔がプログラム式間隔計時機構により与えら
れる場合は、Iフレーム受信処理がR SLEEPIN
G状態であるときに、CP間隔計時機構をオフにし、割
込み処理によるオーバーヘッドを避けることができる。
れる場合は、Iフレーム受信処理がR SLEEPIN
G状態であるときに、CP間隔計時機構をオフにし、割
込み処理によるオーバーヘッドを避けることができる。
E)CPフレームの要求−応答ビットを使用した制御流
の減少 第2の実施例では、両方の端末がそれらの全てのIフレ
ームについて肯定応答を受信し、いずれの側も送信すべ
き新しいIフレームを持たないときに(しかし、リンク
は非活動化されていないことに留意されたい)、CPフ
レーム・トラフィックの流れが両方向で停止される。基
本的には、送信した全てのIフレームが既に肯定応答さ
れていることを端末が認識したとき、もはやCPフレー
ムをこの端末に送る必要がないことを他方の端末に知ら
せる。両方の端末がこの事実を知らされたとき、それら
の端末はCPフレームの送信を停止する。
の減少 第2の実施例では、両方の端末がそれらの全てのIフレ
ームについて肯定応答を受信し、いずれの側も送信すべ
き新しいIフレームを持たないときに(しかし、リンク
は非活動化されていないことに留意されたい)、CPフ
レーム・トラフィックの流れが両方向で停止される。基
本的には、送信した全てのIフレームが既に肯定応答さ
れていることを端末が認識したとき、もはやCPフレー
ムをこの端末に送る必要がないことを他方の端末に知ら
せる。両方の端末がこの事実を知らされたとき、それら
の端末はCPフレームの送信を停止する。
1)原理/基本機能 CPフレームは、要求−応答ビット(RRビット)と呼
ばれる追加の制御ビットを使用するが、このビットは制
御フィールドの7番目のビットであり、まだ肯定応答さ
れていないIフレームを端末が送信したときはいつでも
(1に)セットされる。このようなCPフレームを第1
3図に概略的に示す。
ばれる追加の制御ビットを使用するが、このビットは制
御フィールドの7番目のビットであり、まだ肯定応答さ
れていないIフレームを端末が送信したときはいつでも
(1に)セットされる。このようなCPフレームを第1
3図に概略的に示す。
チェックポイント間隔が終了するたびに、端末はそのC
Pフレームの送信のため以下のステップの1つを実行す
る。
Pフレームの送信のため以下のステップの1つを実行す
る。
・ 送信された少なくもと1つのIフレームがまだ肯定
応答されていない場合は、要求−応答ビットがセットさ
れたCPフレームを送信する。
応答されていない場合は、要求−応答ビットがセットさ
れたCPフレームを送信する。
・ 送信された全てのIフレームが肯定応答され、最後
のチェックポイント間隔中に、要求−応答ビットがセッ
トされたIフレームまたはCPフレームが受信された場
合は、要求−応答ビットがセットされていないCPフレ
ームを送信する。
のチェックポイント間隔中に、要求−応答ビットがセッ
トされたIフレームまたはCPフレームが受信された場
合は、要求−応答ビットがセットされていないCPフレ
ームを送信する。
・ 他の全ての場合には、CPフレームを送信しない。
第14図は、CPM端末における動作を制御するこのプ
ロトコルの自動機構を示す。通常、静止、及び休止の3
つの状態がある。この図では、端末が送信するフレーム
(Iフレーム及び(または)CPフレーム)は→により
示し、端末が受信するフレームは←により示す。各状態
ボックス内に、CP時間間隔が終了したとき取られる処
理を示す。たとえば、通常状態では、CP時間間隔が終
了したとき、要求−応答ビットが1にセットされたCP
フレームが送信される。この状況は図では「CP(RR
=1)→」により示される。次に、この自動機構の動作
についてさらに詳細に説明する。
ロトコルの自動機構を示す。通常、静止、及び休止の3
つの状態がある。この図では、端末が送信するフレーム
(Iフレーム及び(または)CPフレーム)は→により
示し、端末が受信するフレームは←により示す。各状態
ボックス内に、CP時間間隔が終了したとき取られる処
理を示す。たとえば、通常状態では、CP時間間隔が終
了したとき、要求−応答ビットが1にセットされたCP
フレームが送信される。この状況は図では「CP(RR
=1)→」により示される。次に、この自動機構の動作
についてさらに詳細に説明する。
通常:通常状態では、端末は1つまたは複数の肯定応答
されていないIフレームを有する。CP時間間隔で、端
末は、要求−応答ビットを1にセッされたCPフレーム
を送信する。フレームが受信及び(または)送信された
とき取られる処置は(図における矢印に対応する番号)
である。
されていないIフレームを有する。CP時間間隔で、端
末は、要求−応答ビットを1にセッされたCPフレーム
を送信する。フレームが受信及び(または)送信された
とき取られる処置は(図における矢印に対応する番号)
である。
1.端末はIフレームの送信を続行し、通常状態に留ま
る。
る。
2.端末はIフレーム及び(または)CPフレームの受
信を続行し、同じ状態に留まる。CP(RR=x)は、
CPフレーム上の要求−応答ビットを1または0にセッ
トすることができることを示す。
信を続行し、同じ状態に留まる。CP(RR=x)は、
CPフレーム上の要求−応答ビットを1または0にセッ
トすることができることを示す。
3.CPフレームを受信し、肯定応答されていないIフ
レームが他にないときは、端末は通常状態から出る。こ
のCPフレームが要求−応答ビットを1にセットされて
いる場合は(「←CP(RR=1)」により示され
る)、静止状態になる。
レームが他にないときは、端末は通常状態から出る。こ
のCPフレームが要求−応答ビットを1にセットされて
いる場合は(「←CP(RR=1)」により示され
る)、静止状態になる。
4.一方、前の状態が保持され、CPフレームのRRビ
ットが1にセットされていない場合は、端末は休止状態
に移る。
ットが1にセットされていない場合は、端末は休止状態
に移る。
注:CP間隔中にCPフレームが受信されない場合は、
端末は通常状態に留まる。
端末は通常状態に留まる。
静止:この状態では、端末は未処理のIフレームを全く
有さず、CPフレームを受信する必要はない。しかし、
他方の端末は未処理のIフレームを有する。端末はCP
フレームの送信を(もちろん、CP間隔で)続行する
が、RRビットは0にセットされる。フレームが受信ま
たは送信されるとき取られる処理は以下の通りである。
有さず、CPフレームを受信する必要はない。しかし、
他方の端末は未処理のIフレームを有する。端末はCP
フレームの送信を(もちろん、CP間隔で)続行する
が、RRビットは0にセットされる。フレームが受信ま
たは送信されるとき取られる処理は以下の通りである。
1.Iフレームが送信される場合は、端末は通常状態に
なる(図では「I→」により示される)。
なる(図では「I→」により示される)。
2.端末はIフレーム、及びRRビットを1にセットさ
れたCPフレームの受信を続行し、同じ状態に留まる。
れたCPフレームの受信を続行し、同じ状態に留まる。
3.RRビットを0にセットされたCPフレームが受信
された場合は(「←CP(RR=0)」により示され
る)、端末は休止状態になる。このことは、他端の端末
が、肯定応答されていないIフレームをそれ以上有さ
ず、CPフレームをそれ以上受信する必要がないことを
示す。
された場合は(「←CP(RR=0)」により示され
る)、端末は休止状態になる。このことは、他端の端末
が、肯定応答されていないIフレームをそれ以上有さ
ず、CPフレームをそれ以上受信する必要がないことを
示す。
同様に端末が全CP間隔中に何も受信しなかった場合は
(「←空白」により示される)、他方の端末がそれ以上
CPフレームを必要としないものと想定し、休止状態に
なる。
(「←空白」により示される)、他方の端末がそれ以上
CPフレームを必要としないものと想定し、休止状態に
なる。
注:実施のためには、最後のN個(N≧2)のCP間隔
中に何も受信されない場合は、移行を行なうことが推奨
される。
中に何も受信されない場合は、移行を行なうことが推奨
される。
休止:この状態では、いずれの端末も、肯定応答されて
いないIフレームを有せず、CPフレームは必要とされ
ない。そのような状態では、両方の端末はこの状態に到
達しなければならない(短い移行期間で)。フレームが
受信または送信されるとき取られる処理は以下の通りで
ある(CPフレームは送信されないことに留意された
い)。
いないIフレームを有せず、CPフレームは必要とされ
ない。そのような状態では、両方の端末はこの状態に到
達しなければならない(短い移行期間で)。フレームが
受信または送信されるとき取られる処理は以下の通りで
ある(CPフレームは送信されないことに留意された
い)。
1.CP(RR=0)が受信された場合は、端末は休止
状態に留まる。この状態は、休止状態が静止状態から到
達されたときに生じ、他方の端末はそのようなフレーム
の送信を瞬間的に続行する。
状態に留まる。この状態は、休止状態が静止状態から到
達されたときに生じ、他方の端末はそのようなフレーム
の送信を瞬間的に続行する。
2.Iフレームが送信された場合は、端末は通常状態に
なる(CPフレームの受信を要求するため)。
なる(CPフレームの受信を要求するため)。
3.CP(RR=1)及び/またはIフレームが受信さ
れた場合は、端末は静止状態になる。
れた場合は、端末は静止状態になる。
2)RRビットによるCP流制御のための構成第15図
に、各CPフレームにおける追加のRRビット(第13
図参照)によるCPフレームの流れを制御するための構
成をブロック線図で示す。
に、各CPフレームにおける追加のRRビット(第13
図参照)によるCPフレームの流れを制御するための構
成をブロック線図で示す。
制御装置17の機能は第6図と関連して上で概説したも
のである。制御装置は、CPフレームの制御フィールド
におけるRRビット(7番目のビット)のセッティング
及び検出を含め、Iフレーム及びCPフレームを発生、
送信及び解析することができる。制御装置はそれぞれの
線上に以下の制御信号を供給する。送信されたIフレー
ム(101)、受信されたIフレーム(103)、受信
されたCPフレーム(105)、RR=1(受信された
ばかりのCPフレームのRRビットは1にセットされ
た)(107)、RR=0(109)、肯定応答された
全てのIフレーム(111)。
のである。制御装置は、CPフレームの制御フィールド
におけるRRビット(7番目のビット)のセッティング
及び検出を含め、Iフレーム及びCPフレームを発生、
送信及び解析することができる。制御装置はそれぞれの
線上に以下の制御信号を供給する。送信されたIフレー
ム(101)、受信されたIフレーム(103)、受信
されたCPフレーム(105)、RR=1(受信された
ばかりのCPフレームのRRビットは1にセットされ
た)(107)、RR=0(109)、肯定応答された
全てのIフレーム(111)。
肯定応答ラッチ(113)は、肯定応答されていないI
フレームが他にない場合に線111上の信号によりセッ
トされ、Iフレームがそれぞれの端末から送信されると
きに線101上の信号によりリセットされる。このラッ
チの真の出力信号は(高のとき)、リモート端末からの
CPフレームをそれ以上必要としない状態に端末がある
ことを示す。
フレームが他にない場合に線111上の信号によりセッ
トされ、Iフレームがそれぞれの端末から送信されると
きに線101上の信号によりリセットされる。このラッ
チの真の出力信号は(高のとき)、リモート端末からの
CPフレームをそれ以上必要としない状態に端末がある
ことを示す。
通常ラッチ(115)は、Iフレームが送信されたとき
に線101上の信号によりセットされ、ラッチ113の
出力信号と線105上の信号を結合するANDゲート1
19の出力信号(線117)に応答して、全てのIフレ
ームが肯定応答された後でCPフレームが受信されたと
きにリセットされる。ラッチ115の真の出力信号N
は、端末が通常状態にあることを示す。この状態では、
RRビットが1にセットされた状態で(リモート端末か
らのCPフレームも要求して)CPフレームを一定間隔
で送信しなければならない。
に線101上の信号によりセットされ、ラッチ113の
出力信号と線105上の信号を結合するANDゲート1
19の出力信号(線117)に応答して、全てのIフレ
ームが肯定応答された後でCPフレームが受信されたと
きにリセットされる。ラッチ115の真の出力信号N
は、端末が通常状態にあることを示す。この状態では、
RRビットが1にセットされた状態で(リモート端末か
らのCPフレームも要求して)CPフレームを一定間隔
で送信しなければならない。
カウンタ121はその入力にサイクル・クロックを受け
取り、その出力線123上に一定間隔で制御信号「CP
時間」を供給する。ANDゲート125はこの信号とラ
ッチ115からのN信号を結合して、線127上を信号
「CP送信/セットRR=1」を制御装置に供給する。
取り、その出力線123上に一定間隔で制御信号「CP
時間」を供給する。ANDゲート125はこの信号とラ
ッチ115からのN信号を結合して、線127上を信号
「CP送信/セットRR=1」を制御装置に供給する。
静止ラッチ(129)は、端末が未処理のIフレームを
持たず、CPフレームの受信を望まないが、CPフレー
ムをリモート端末に送信しなければならないときの状態
のため設けられている。このラッチは、休止状態中にI
フレームが受信されたとき(通常ラッチの相補出力が
高であるときANDゲート133によりゲート制御され
る線103上の信号)、または、その状態中に、RRビ
ットを1にセットされたCPフレームが受信されたとき
(通常ラッチの相補出力が高のときANDゲート13
5によりゲート制御され、かつANDゲート137で線
107上の信号RR=1と結合される線105上の信
号)、ORゲート131を介してセットされる。
持たず、CPフレームの受信を望まないが、CPフレー
ムをリモート端末に送信しなければならないときの状態
のため設けられている。このラッチは、休止状態中にI
フレームが受信されたとき(通常ラッチの相補出力が
高であるときANDゲート133によりゲート制御され
る線103上の信号)、または、その状態中に、RRビ
ットを1にセットされたCPフレームが受信されたとき
(通常ラッチの相補出力が高のときANDゲート13
5によりゲート制御され、かつANDゲート137で線
107上の信号RR=1と結合される線105上の信
号)、ORゲート131を介してセットされる。
ラッチ129の出力信号QはANDゲート139で線1
23上の通常のCP時間信号と結合されて、制御装置の
ためのもう1つの制御信号「CP送信/セットRR=
0」を線141上に形成し、静止状態中に、RRビット
を0にセットされたCPフレームの通常の送信を生じさ
せる。静止ラッチ129は次の3つの状態のそれぞれで
ORゲート143を介してリセットされる。Iフレーム
が送信されたとき(線101上の信号)、休止状態中に
RR=0のCPフレームが受信されたとき(通常ラッチ
115がオフのときにANDゲート135によりゲート
制御され、かつANDゲート145で線109上の信号
RR=0と結合される線105上の信号)、及び最後の
CP時間間隔中にIフレームも、またCPフレームも受
信されなかったことを示す信号「トラフィックなし」が
線147上に現われたとき、ラッチ149は、CP間隔
が開始するたびに線123上の信号によりセットされ
る。ラッチ149は、IフレームまたはCPフレームが
それぞれ受信されたことを線103または線105上の
信号が示すとき、ORゲート151を介してリセットさ
れる。ラッチ149がCP間隔中にリセットされない場
合は、線123上の次のCP時間パルスがANDゲート
153を介してゲート制御されて線147をリセットす
る。
23上の通常のCP時間信号と結合されて、制御装置の
ためのもう1つの制御信号「CP送信/セットRR=
0」を線141上に形成し、静止状態中に、RRビット
を0にセットされたCPフレームの通常の送信を生じさ
せる。静止ラッチ129は次の3つの状態のそれぞれで
ORゲート143を介してリセットされる。Iフレーム
が送信されたとき(線101上の信号)、休止状態中に
RR=0のCPフレームが受信されたとき(通常ラッチ
115がオフのときにANDゲート135によりゲート
制御され、かつANDゲート145で線109上の信号
RR=0と結合される線105上の信号)、及び最後の
CP時間間隔中にIフレームも、またCPフレームも受
信されなかったことを示す信号「トラフィックなし」が
線147上に現われたとき、ラッチ149は、CP間隔
が開始するたびに線123上の信号によりセットされ
る。ラッチ149は、IフレームまたはCPフレームが
それぞれ受信されたことを線103または線105上の
信号が示すとき、ORゲート151を介してリセットさ
れる。ラッチ149がCP間隔中にリセットされない場
合は、線123上の次のCP時間パルスがANDゲート
153を介してゲート制御されて線147をリセットす
る。
通常ラッチ115も、また静止ラッチ129もセットさ
れていないとき、上記の実際の休止が存在する(第15
図で点線により示すように)。
れていないとき、上記の実際の休止が存在する(第15
図で点線により示すように)。
3)例 第16図は動作状態におけるこのプロトコルの一例を示
す。この図は両端末の状態を示し、通常、静止及び休止
状態のそれぞれN、S及びQにより示す。両端末は初め
は休止状態にあり、端末A及びBにおけるN(S)値は
それぞれ21及び11であるものと仮定する。
す。この図は両端末の状態を示し、通常、静止及び休止
状態のそれぞれN、S及びQにより示す。両端末は初め
は休止状態にあり、端末A及びBにおけるN(S)値は
それぞれ21及び11であるものと仮定する。
第16図は自明である。この図の左端及び右端に示す矢
印は、一方向または他方の方向でCPフレームがいつ与
えられるかを示す。実際に必要なときのみCPフレーム
が送信されることが理解できる。
印は、一方向または他方の方向でCPフレームがいつ与
えられるかを示す。実際に必要なときのみCPフレーム
が送信されることが理解できる。
注: ・ CPMフロトコルでは、トラフィックがないとき
は、端末はプロトコルの完全性を保持するためゼロ長I
フレームを送信する。この場合は、未処理の長Iフレー
ムがないときには空の(ゼロ長)Iフレームの送信を停
止するようにしなければならない。IBMテクニカル・
ディスクロージャ・ブルテン第30巻、第4号、198
7年9月、ページ1451/1452の論文「通信シス
テムのための選択反復プロトコル(Selective Repeat Pr
otocol for Communication Systems)」には、ゼロ長I
フレームの必要性がない選択反復データ・リンク・プロ
トコルが提案されていた。そのようプロトコルが使用さ
れる場合は、変更は必要とされない。
は、端末はプロトコルの完全性を保持するためゼロ長I
フレームを送信する。この場合は、未処理の長Iフレー
ムがないときには空の(ゼロ長)Iフレームの送信を停
止するようにしなければならない。IBMテクニカル・
ディスクロージャ・ブルテン第30巻、第4号、198
7年9月、ページ1451/1452の論文「通信シス
テムのための選択反復プロトコル(Selective Repeat Pr
otocol for Communication Systems)」には、ゼロ長I
フレームの必要性がない選択反復データ・リンク・プロ
トコルが提案されていた。そのようプロトコルが使用さ
れる場合は、変更は必要とされない。
・ プログラム式チェックポイント間隔計時機構により
CPフレームを実現し、端末がCPフレームの送信を停
止したときにこの計時機構を停止することができる。チ
ェックポイント間隔計時機構を停止することは、使用さ
れていないときに計時機構割込みの処理によるオーバー
ヘッドを減少するので有利である。この機能を実現する
には、以下のステップを実行することが必要である。
CPフレームを実現し、端末がCPフレームの送信を停
止したときにこの計時機構を停止することができる。チ
ェックポイント間隔計時機構を停止することは、使用さ
れていないときに計時機構割込みの処理によるオーバー
ヘッドを減少するので有利である。この機能を実現する
には、以下のステップを実行することが必要である。
−チェックポイント間隔計時機構の満了時には、送信さ
れた全てのIフレームが肯定応答され、最後のチェック
ポイント間隔の間にCPフレームが受信されなかった場
合にこの計時機構を停止する。
れた全てのIフレームが肯定応答され、最後のチェック
ポイント間隔の間にCPフレームが受信されなかった場
合にこの計時機構を停止する。
注:実現のため、最後のN個(N≧2)CPの間隔中に
何も受信されなかった場合にのみ計時機構が停止される
ことが推奨される。
何も受信されなかった場合にのみ計時機構が停止される
ことが推奨される。
−要求−応答ビットを1にセットされたIフレームまた
はCPフレームが受信され、チェックポイント間隔計時
機構が作動していないときは、チェックポイント間隔計
時機構を始動する。
はCPフレームが受信され、チェックポイント間隔計時
機構が作動していないときは、チェックポイント間隔計
時機構を始動する。
F.発明の効果 本発明により、選択反復プロトコルを使用する通信シス
テムで制御情報の流れを減少させることができる。
テムで制御情報の流れを減少させることができる。
第1図は、本発明が使用されるシステムの全体的形態を
示すブロック図である。 第2図は、CPMプロトコル、具体的にはIフレーム制
御フィールドで使用される情報フレームの形式を示す説
明図である。 第3図は、CPMプロトコル、具体的にはCPフレーム
制御フィールドで使用されるチェックポイント・フレー
ムの形式を示す説明図である。 第4図は、CPMプロトコルを使用する送信端末に記憶
された再送信テーブルの一例を示す説明図である。 第5図は、CPMプロトコルを使用する受信端末に記憶
された受信テーブルの一例を示す説明図である。 第6図は、CPMプロトコルのもとで動作するようにな
った、第1図に示すシステムにおける端末の機能ブロッ
ク図である。 第7図は、送信及び受信機能の両方で動作する、CPM
プロトコルを使用した一対の端末の機能構造を示す説明
図である。 第8図は、送信端末と受信端末の間のチェックポイント
停止フレーム(SCPフレーム)を含むフレームの流れ
を示す説明図である。 第9図は、本発明により導入される新しいチェックポイ
ント停止フレームの形式を示す説明図である。 第10図は、CPMプロトコルでの流れ制御のためSC
Pフレームを使用した端末におけるIフレーム送信処理
及びIフレーム受信処理のための状態図である。 第11図は、CPM端末でのSCPフレームの処理のた
め設けられた追加の論理手段を示すブロック図である。 第12図は、制御流を減少させるためSCPフレームが
使用されたときのCPMプロトコル下の2台の端末の間
のフレームの流れの一例を示す説明図である。 第13図は、本発明による制御流の減少を可能にするた
めの追加の要求−応答ビット(RRビット)を備えた、
第3図に示すCPフレームの形式を示す説明図である。 第14図は、流れ制御の減少のためのCPフレーム内の
追加のRRビットを備えたCPMプロトコルを使用する
端末に対する状態図である。 第15図は、CPフレームでRRビットが使用されると
き制御流の減少を可能にするための追加の論理手段を示
すブロック図である。 第16図は、制御流を減少させるためCPフレームでR
Rビットが使用されるときのCPMプロトコル下の2台
の端末の間のフレームの流れの一例を示す説明図であ
る。 11……端末、13……フロントエンド装置、15……
伝送ネットワーク、17……制御装置、19……コンピ
ュータ/記憶装置。
示すブロック図である。 第2図は、CPMプロトコル、具体的にはIフレーム制
御フィールドで使用される情報フレームの形式を示す説
明図である。 第3図は、CPMプロトコル、具体的にはCPフレーム
制御フィールドで使用されるチェックポイント・フレー
ムの形式を示す説明図である。 第4図は、CPMプロトコルを使用する送信端末に記憶
された再送信テーブルの一例を示す説明図である。 第5図は、CPMプロトコルを使用する受信端末に記憶
された受信テーブルの一例を示す説明図である。 第6図は、CPMプロトコルのもとで動作するようにな
った、第1図に示すシステムにおける端末の機能ブロッ
ク図である。 第7図は、送信及び受信機能の両方で動作する、CPM
プロトコルを使用した一対の端末の機能構造を示す説明
図である。 第8図は、送信端末と受信端末の間のチェックポイント
停止フレーム(SCPフレーム)を含むフレームの流れ
を示す説明図である。 第9図は、本発明により導入される新しいチェックポイ
ント停止フレームの形式を示す説明図である。 第10図は、CPMプロトコルでの流れ制御のためSC
Pフレームを使用した端末におけるIフレーム送信処理
及びIフレーム受信処理のための状態図である。 第11図は、CPM端末でのSCPフレームの処理のた
め設けられた追加の論理手段を示すブロック図である。 第12図は、制御流を減少させるためSCPフレームが
使用されたときのCPMプロトコル下の2台の端末の間
のフレームの流れの一例を示す説明図である。 第13図は、本発明による制御流の減少を可能にするた
めの追加の要求−応答ビット(RRビット)を備えた、
第3図に示すCPフレームの形式を示す説明図である。 第14図は、流れ制御の減少のためのCPフレーム内の
追加のRRビットを備えたCPMプロトコルを使用する
端末に対する状態図である。 第15図は、CPフレームでRRビットが使用されると
き制御流の減少を可能にするための追加の論理手段を示
すブロック図である。 第16図は、制御流を減少させるためCPフレームでR
Rビットが使用されるときのCPMプロトコル下の2台
の端末の間のフレームの流れの一例を示す説明図であ
る。 11……端末、13……フロントエンド装置、15……
伝送ネットワーク、17……制御装置、19……コンピ
ュータ/記憶装置。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ワルフガング・バーナード・ケライナーダ ー スイス国シイー・エイチ‐8805リクターズ ビイル、エレーンシュトラーセ35番地
Claims (1)
- 【請求項1】情報フレームが送信端末から受信端末へ送
られるとともに、チェックポイント・フレームが受信端
末から送信端末へ送られ、各情報フレームが送信順番号
を搬送するとともに、各チェックポイント・フレームが
次の予想される新しい情報フレームの送信順番号に等し
い受信順番号を搬送し、正しく受信された情報フレーム
の順番の中で失われた各情報フレームの再送信を要求す
るために各失われた情報フレームの送信順番号を加え
て、最大の番号を付され正しく受信された情報フレーム
に肯定応答し、チェックポイント・フレームが受信端末
から送信端末に一定間隔で送信される、伝送ネットワー
クに接続された端末間でデータを伝送するための通信シ
ステムにおいて、チェックポイント・フレームの数を低
減させる方法であって、 送信端末において、新しい情報フレームにデータ送信の
要求が存在せず、かつ失われた情報フレームの順番号を
含まないが前記送信端末から送信された最新の新しい情
報フレームに肯定応答する受信順番号を含むチェックポ
イント・フレームが受信端末から受け取られるときに
は、送信端末から受信端末へ特定の番号なしフレームを
チェックポイント停止フレームとして送信し、 受信端末が、情報フレームの消失なしに到達した全ての
情報フレームを正しく受け取るとともに、送信端末から
チェックポイント停止フレームを受取るときには、受信
端末から一定間隔でチェックポイント・フレームを送信
するのを停止し、 受信端末が送信端末から新しい情報フレームを受け取っ
たときには、受信端末から一定間隔でチェックポイント
・フレームの送信を再開することを含む前記の方法。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
EP88100940A EP0324886B1 (en) | 1988-01-22 | 1988-01-22 | Control flow reduction in selective repeat protocols |
EP88100940.1 | 1988-01-22 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH01198130A JPH01198130A (ja) | 1989-08-09 |
JPH0656994B2 true JPH0656994B2 (ja) | 1994-07-27 |
Family
ID=8198670
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63290377A Expired - Lifetime JPH0656994B2 (ja) | 1988-01-22 | 1988-11-18 | チェックポイント・フレーム数低減方法 |
Country Status (4)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US5319648A (ja) |
EP (1) | EP0324886B1 (ja) |
JP (1) | JPH0656994B2 (ja) |
DE (1) | DE3876776T2 (ja) |
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JP3762496B2 (ja) * | 1996-11-11 | 2006-04-05 | 株式会社沖データ | ファクシミリ装置 |
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US4601035A (en) * | 1983-10-03 | 1986-07-15 | At&T Bell Laboratories | Data communication method and circuitry |
JPS6251326A (ja) * | 1985-08-30 | 1987-03-06 | Oki Electric Ind Co Ltd | デ−タ通信における再送制御方式 |
-
1988
- 1988-01-22 EP EP88100940A patent/EP0324886B1/en not_active Expired - Fee Related
- 1988-01-22 DE DE8888100940T patent/DE3876776T2/de not_active Expired - Fee Related
- 1988-11-18 JP JP63290377A patent/JPH0656994B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1989
- 1989-01-13 US US07/297,441 patent/US5319648A/en not_active Expired - Fee Related
Also Published As
Publication number | Publication date |
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