JPH0683210B2 - パケット通信用のステーション - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、ステーション間を結ぶ時分割多重システムに
接続するのに適するパケット通信用のステーションで、
それらはデータ・パケットにより形成されるメッセージ
を送出するための共通通信チャネル＜common communica
tion channel＞を持ち、該共通通信チャネルは引き続く
フレーム＜consecutive frames＞内の対応する場所にあ
るタイムスロットにより形成されているステーションで
あって、 − チャネルのトラフィック状態、すなわち空きか使用
中か＜free or busy＞をチェックするチェック手段と、 − ステーションがチャネルのトラフィックは空き状態
であると検出した後、送出する用意の整っているデータ
・パケット＜data packet ready for transmission＞を
送出する送出手段と、 − ステーションが送出するデータ・パケットの内容＜
content＞を、通信チャネルに存在するデータ・パケッ
トの内容と比較して、それらのパケットの損傷＜mutila
tion＞をチェックする比較手段と、 − 損傷が検出されたときには、それ以後のデータ・パ
ケットの送出を終わらせる終結手段と、 − 損傷が検出された場合に、データ・パケットの繰り
返し送出の手順を採用するための手段と を有して成るパケット通信用のステーションに関する。

この様な方法、局およびシステムは米国特許第4063220
号に開示されている。

通信チャネルにアクセスする局に対してそこに記述され
ている態様は、CSMA−CDプロトコル（Carrier Sense
Multiple Access with Collision Detection）とし
て知られている。もしその様なシステムにおいて、いく
つかの局がデータ・パケットを同時に送信し始めると、
衝突状態が起り、これは送信局によって検出され、そこ
でそれらによって送信されたデータと、通信チャネル内
に同時に存在するデータとの間の不同等性を検出する。
データ・パケットの繰返し送信は、まだ妨害されない送
信を達成する様に再送信手続に従って生起しなければな
らない。

上述の米国特許に従ってこのシステムで採用された再送
信手続は、衝突の後にデータ・パケットは待機時間だけ
待たねばならず、この待機時間は送信が回復される前に
衝突の後で直接確められている。このシステムの局にお
ける待機時間は統計的に乱され、待機時間はデータ・パ
ケットの送信に際して起る衝突の回数に依存する重み付
け係数によって影響される。

待機時間の長さのランダム特性のため、全体の待機時間
は非常に長くなり得る。すなわち、実際、衝突後のデー
タ・パケットの通信チャネルへのアクセスは絶対的に確
かではないことを意味している。

本発明は、冒頭の記事に記載されたタイプの方法を提供
することを目的としており、それによって通信チャネル
に対する衝突したデータ・パケットのアクセスは保証さ
れている。

本発明によると、この方法は次の点を特徴としている。
すなわち、 各局はこの局を明確に識別するアドレス番号を有してお
り、 データ・パケットの切断が検出された後、各局におい
て、連続番号が連続フレームの最初の番号に割当てら
れ、そして 局のデータ・パケットの繰返し送信が始まるフレームの
番号は、その局のアドレス番号の部分に少くとも等し
い。

番号付けすべき連続フレームの番号を選択する可能性が
あり、これは通信チャネルを使用できる局の番号と同一
である。その場合、データ・パケットは衝突無しに最初
の再送信ですでに送信できることは確かである。

別の可能性は衝突の後でカウントダウンされるべきフレ
ームの数を制限することである。この特徴が使用されて
いる方法の実施例は次の点に特徴を持っている。すなわ
ち、 データ・パケットの切断が検出された後、すべての局に
おいて、連続番号が、連続フレームの第１の番号に時間
的に先立つ連続フレームの第２の番号に割当られ、そし
て もし必要なら、局のデータ・パケットの第２の再送信が
始まるところの第２の番号のフレームの番号は、その局
のアドレス番号の他の部分に等しい。

最初の再送信に対するフレームの割当について、衝突が
再び最初の再送信で起る危険性が存在する。すなわち、
共通のアドレス番号に関連する部分を有する２つの局の
間においてである。その様な繰返し衝突の後、その後の
再送信は、その繰返じ衝突に含まれるデータ・パケット
を有効にする。この続いて起る再送信は第２の番号のフ
レームで起る。これらの最後のフレームにおいて、関連
する局のアドレス番号の他の部分がお互に異っていると
言う理由で、もはや何の衝突も起り得ない。

若干の通信システムにおいて、異ったタイプのメッセー
ジが送信され、そこではメッセージの送信のタイプの間
の区別が望まれている。例えば、もし通信チャネルが、
電話機セットの様な局に対するシグナリング目的および
例えばテレメトリの目的のためのメッセージの様なあま
り緊急でないメッセージ送信の双方に使用されているチ
ャネルならば、その様な状態が起る。

メッセージの送信に際し異ったタイプのメッセージの間
の区別をなす方法は、従って次の点に特徴を持ってい
る。すなわち、 第１および第２のタイプのデータ・パケットは局によっ
て送信可能であり、これらのタイプはお互にその内容に
よって異っており、そして トラヒックの空き状態において、フレームの連続ペアー
について、第１および第２のフレームは、第１および第
２のタイプそれぞれのパケットの送信に交互に利用可能
である。

異ったタイプのメッセージの送信において、他のタイプ
よりも１つのタイプを優先することが望ましいであろ
う。１つのタイプのメッセージの再送信を続ける前に、
まず異ったタイプの非衝突メッセージの送信を可能にす
る方法は、従って次の点で特徴を持っている。すなわ
ち、 第１および第２のタイプのデータ・パケットは局によっ
て送信可能であり、これらのタイプはお互にその内容に
よって異っており、 各局は、データ・パケットの切断の検出と、連続番号の
連続フレームへのその後の割当との間に位置するフレー
ム中の第１のタイプのデータ・パケットの送信を開始で
き、そして 各局において、前記のフレームの第１のタイプのデータ
・パケットの送信を指示するフラグが置かれる。

フラグは、同じタイプのメッセージの再送信を繰返し続
けることから第１のタイプの非衝突メッセージを妨げる
と仮定する。それはまた、再送信を待機する第２のタイ
プのメッセージを、第１のタイプのメッセージの再送信
で干渉することから妨げている。

メッセージの衝突によるだけでなく、また例えば、通信
チャネルにおける雑音あるいは外部的に誘起された干渉
の様な他の原因によって、送信局によって検出されるこ
と無しにメッセージが切断された状態で送信されること
は可能である。その様な場合においてもまた、関連する
メッセージの繰返し送信は必要とされる。

その様な場参に再送信が達成される方法は、従って次の
点に特徴を持っている。すなわち、 メッセージにの送信が完了した後、受信局はエラーチェ
ックを実行し、 各局において、メッセージの送信が完了した後、連続番
号が連続フレームの第３の番号に割当られ、フレームの
その番号はメッセージの最後のデータ・パケットに直ち
に続いており、 エラーチェックの間にエラーを検出する各局は、フレー
ムの第３の番号の前もって決められたフレームにアラー
ム信号を送信し、そして エラーを含むメッセージを送信した局は、アラーム信号
に応じて、繰返し送信の手続を開始する。繰返し送信の
この手続は、衝突の場合について上述に述べられた様に
続くであろう。

本発明とその利点は、図面を引用し、実施例によって詳
細に説明されよう。

第１図は、共通バス12に接続された多数の局11-1から11
-のＮまでのシステムを示している。これらの局は、例
えば、電話機セットとかテレックス装置の様な通信端末
であろう。それらの代案として、例えば、ワードプロセ
ッサとかパーソナルコンピュータの様なデータ処理装置
であろう。安全の目的あるいはプロセス制御のセンサ
局、例えば、火災センサあるいは暖房のための温度セン
サもまた、このシステムで局として機能できる。

これらの局の各々は、システム内でこの局を明確に識別
するアドレス番号を有している。このアドレス番号は、
同期のためや送信の間に切断されたメッセージの再送信
のための主要局の選択において重要である。

バス12は２線導体であり、その端末は終端インピーダン
ス13-1と13-2によって終端されている。直流電流供給源
14が局にフィードするためにバス13接続されることがで
きる。バスを経由する信号伝送は２進符号形式で行なわ
れる。これらの２進値の１つ（例えば「０」）は、バス
のの電気的に浮いた状態によって表わされ、一方、他の
２進値（「１」）は電圧差によって表わされる。その利
点は、もし２つの局が同時に送信すると、１つの局の
「０」は他の局の「１」によって抑制され、「０」を送
信する局によるこの衝突状態の検出を容易にすることで
ある。

バスを経由する通信は、時分割多重システムの使用によ
って利用可能となる通信チャネルを経由する通信に続
く。この様なシステムにおける通信は、すべての接続さ
れた局が相互に同期されている時分割多重フレームを要
求する。この同期は、局の１つ（主要局）によって意図
された同期チャネル中に送信された同期信号によって得
られる。

選択手続は主要局の選択の間続くから、どの局も主要局
として選択される可能性から除かれない。この手続は、
各局において、前もって決められた最終値が１つの局
（それは主要局となる）に到達するまで、毎回１ユニッ
トがアドレス番号に加えられことから構成されている。
その局がバスから除かれると、この選択手続は新らしい
主要局が選択されるまで再び実行される。

局はバスに接続できるだけでなく、外部の通信チャネル
（例えば公衆電話回路網の個人）にもまた接続できる可
能性があるから、外部通信チャネルはタイムスロットの
シーケンスによってまた形成される。そこで、バスを外
部通信チャネルと同期することが必要となる。この目的
について、外部接続形態を有する局は、主要局の選択手
続の間に優先権が与えられねばならず、これらの局は追
加の「アドレス・ビット」を含み、従ってこれらの局は
常に他の局より高いアドレス番号を有している。

第２図で、上側の図は時分割多重システムのフレーム構
造を示している。フレーム繰返し率はディジタル通話伝
送に対して標準の8KHzサンプリング率が採用され、従っ
てフレーム期間125μｓが得られる。フレームは10のチ
ャネルに分割され、すなわち、１つの同期チャネルＦ、
システム制御（シグナリング）とメッセージ交換データ
伝送のための１つの半二重チャネル（bd）および回線交
換通話とデータ伝送のための８つの半二重チャネルb₁か
らb₈までである。この様にして、例えば、最大４つの電
話会話はこのフレーム構造で同時に可能である。

同期用のＦチャネルは５ビット語を含んでいる。残りの
チャネルは９ビット語を含み、そしてバス導体において
要求された伝ぱん時間によって生じた遅延をオフセット
するために４ビット位置が占有されぬままにされてい
る。チャネルの上述のビット占有におけるチャネル間の
スペースを含めて、バス上のビット率は1MHzビット／秒
のオーダーとなる。

チャネルが話中であることを示すために、その様な話中
チャネルの各フレームは、スタートビットとして規定さ
れている「１」で始まる。このスタートビットに、４ビ
ット語（Ｆチャネル）あるいは８ビット語（残りのチャ
ネル）が同じフレーム中で続く。各局は、そのチャネル
の各フレームの第１ビット位置を観察することによりチ
ャネルのトラヒック状態（空きあるいは話中）の検出を
可能とする。

回線交換チャネルに対する局のアクセスは、bdチャネル
中の上記の信号によって実現されねばならない。チャネ
ルは、このチャネルが空きの場合にbdチャネル中のメッ
セージの送信によって開始される。このメッセージはメ
ッセージ識別、その局のアドレス番号およびCRCバイト
（Cyclic Redundancy Check）として規定された２つの
チェック語によって形成される。アドレス番号は各局に
対して独自であるから、送信局は他の局が同様なメッセ
ージの送信を同時に開始したかどうかを確かめることが
できる。もしそうなら、すべてのアドレス番号が相互に
異なっているから、衝突は避けることができない。アド
レス番号の妨害されない送信において、他の局がbdチャ
ネルにアクセスしないことは確かである。もしこれらの
チャネルが空きであるなら、bdチャネルを経由して送信
する唯一の局であった局は、従って、今やチャネルb₁〜
b₈の１つにアクセスする唯一の局でもある。この様にし
て回線交換チャネル中で衝突が妨げられる。従って、衝
突はbdチャネルを経由する送信においてのみ起り得る。

本発明は、衝突に含まれたメッセージがこの衝突のあと
で切断無しに送信され得ることを保証する様なやり形で
衝突問題の解決に適した方法を提供している。この方法
は第２図の下側の図に示されている。

第２図は下の方の図はbdチャネルのフレームのシーケン
スを示している。この図の上の欄はトラヒック状態、空
き（Ｅ）あるいは話中（Ｂ）を示している。ダッシュ
（−）はその様なフレームが空きが話中のどちらにもな
り得ることを示している。この図の中央の欄はいくつか
のフレームのネームを示している。Ｂはバイトの送信に
用いられているフレームであり、Ｅは常に空きに保たれ
ているフレームであり、Ｎはメッセージが受信に際して
切断されていると言うアラーム信号（Ｎ＝NACK“Not A
cknowledged"）によって受信局が報告できるところのフ
レームである。

bdチャネル中のメッセージは、システム中のそれらの機
能によって２つのタイプに区別される。第１のタイプ
は、例えば、２つの局の間の回線交換接続の設定のため
のシグナリングを形成するメッセージを含んでいる。も
っと一般的な意味では、システム制御を具えるメッセー
ジはこの第１カテゴリーに属している。これらのメッセ
ージの長さは制限され、一方、それらの機能（システム
制御）に対して高速伝送が望ましい。第２のカテゴリー
は、例えば、テレメトリあるいはコンピュータ間の（低
速）データ伝送に対するデータを具体化するメッセージ
によって形成されている。それらは比較的緊急度の低い
比較的長いメッセージであろう。第１のカテゴリーは、
ｓメッセージとして規定され、第２のカテゴリーハｄメ
ッセージとして規定されている。繰返し送信において、
本発明による送信手続はｄメッセージよりもｓメッセー
ジ優先を与える。ＳとＤはｓメッセージとｄメッセージ
それぞれの送信を開始を意図するフレームである。フレ
ームH00からL111は、衝突に含まれるかあるいは切断さ
れたとして受信されたメッセージの再送信の開始を意図
したものである。

現在の実施例では、アドレス番号（２進で）00001から1
1111までを有するバスに31の局が接続されていると仮定
されている。アドレス番号abijkを有する局はフレームL
ijk中でその最初の再送信を実行しようと試みる。すな
わち、上記の最終フレームにおいて、同じ最終３アドレ
スビットを有する他の局との衝突が再び起ると言う可能
性がまだ存在する。その場合、局abijkはフレームHabに
おけるその第２の再送信を有効にする。Ｈフレームのみ
が前にＬフレームで衝突した局にアクセス可能であるか
ら、すべてのアドレス番号が異っていると言う理由で衝
突は今や不可能である（アドレス番号00000を有する局
は無いので、H00が続く組合せL000は再送信の間に起ら
ないであろう。値00000は主要局を同期化するための選
択手続における最終値として使用されている。） 第２図の下の欄は、いくつかのフレームの番号付けを図
示している。チャネルがメッセージの送信によって占有
されている限り、フレーム・カウンタFCは０位置にあ
る。メッセージが終った後、空きフレームが常に起り、
これはフレーム・カウンタを１増大する様にする。（こ
の空きフレームにおいて、受信局はそのエラーチェック
CRCを実行させることができる）もし、局がエラーを検
出すると、この局はフレーム２にNACK信号を送信し、こ
れは送信局にフレーム９から16までの１つに再送信を実
行する様にする。もしフレーム１の間に何のエラーも検
出されないと、フレーム２は空きのままにとどまる。空
きフレーム３のみが計算時間の不足と言う理由で含ま
れ、発明に対して更に何の重要性も有していない。

第２図のフレーム４は新らしいｓメッセージの開始を意
図している。この新しいｓメッセージは、従ってｄメッ
セージとｓメッセージ双方の再送信に対して優先権を有
している。この様な新しいｓメッセージが再送信を待機
している他のｓメッセージに対し順位を持つ場合には、
すべての局においてフラグが置かれ、これは新しいｓメ
ッセージの終った後に、いっそうの新しいｓメッセージ
が再びｓメッセージの再送信を延期することを妨げる。

フレーム９から16は、最初の再送信を意図し、フレーム
５から８まではいっそうの再送信を意図している。フレ
ーム17と18において、ｓメッセージとｄメッセージはそ
れぞれ再び開始することができる。

bdチャネルの空きトラヒック状態において、フレーム・
カウンタは計数位置17と18の間で変化する。bdチャネル
を経由する送信に対するメッセージを有する局はそのチ
ャネルにアクセスし、フレーム・カウンタは０に調整さ
れる。メッセージの終了後、フレーム・カウンタは０か
ら計数を開始する。もしフレーム２でNACKバイトが受信
されないと、フレーム・カウンタは17と18に進み、その
後でカウンタは17と18の間で交互し始める（トグリン
グ）。もしNACKバイトが実際にフレーム２で受信される
なら、局はそのアドレス番号に対応するＬフレームで送
信を開始する。再送信が終った後、フレーム・カウンタ
は再び０から18までを通過し、トグリングを始める。

もしトグリングの間に、２つの局が同時に送信を始める
なら、各局はそのメッセージが切断されていることを検
出する。局は今やメッセージの送信を停止し、次のフレ
ームで擾乱信号（９個の「１」ビットより構成されたNA
CKバイトによって形成された）を送り、その後、ひき続
くフレームは再び空きのままとどまる。その空きのフレ
ームにおいて、カウンタは１に進み、他の局はそのエラ
ーチェックに基いてフレーム１中でエラーを検出し、そ
してフレーム２中にNACKバイトを送信する。フレーム４
中の新しいｓメッセージが存在しないと、再送信（Ｌフ
レーム中での衝突の場合）にＨフレーム中で第２の再送
信が続き、衝突は不可能となる。

しかし、再送信が終了した後、送信局がフレーム２中で
再びNACKバイトを受信すること、すなわち、メッセージ
が送信に際して切断される場合、あるいは受信局がメッ
セージを受取れない場合に、それはまだ可能である。こ
れら２つの状態を区別するために、対応するＨフレーム
においてまた、第３の再送信が実行される。もし、その
後で、NACKバイトが再び受信されると、送信局は、受信
局がメッセージを受取ることができず、いっそうの送信
の終了を決める。最終NACKバイト（計数位置２）の後
で、局内のフレーム・カウンタは18までの位置まで再び
通過し、そしてその後、トグリングを始める。

しかし、もし、フレーム・カウンタを通す上述の繰返し
の間にフラグがセット状態にあるなら（初期の段階で始
まるフレーム４中のｓメッセージに応じて）、フレーム
・カウンタは位置16から位置３の戻り、その後でカウン
トアップし、一方、同時にフラグは非セット状態に調整
される。その目的は、ｄメッセージ（フラグがセット状
態であると言う理由でそれは初期状態では送信されな
い）に送信されるべき機会を提供することである。フレ
ーム・カウンタが位置３に戻った後、引き続くフレーム
４においてｓメッセージが再び始まり、フラグがセット
されることがまだ可能である。

第３図は、バス12に接続された本発明による局3-10のブ
ロック回路図を示している。局はバスから信号を受取る
受信機3-11とバスに信号を送信する送信機3-12を具えて
いる。送信されたビットとバス上に存在するビットとの
間の同等性を決定するため、チャネル比較器3-13が具え
られ、これは送信器入力と受信機出力に接続されてい
る。アラーム信号検出器3-14がまた、アラーム信号（NA
CKバイト）を通信チャネル中で検出するために具えられ
ている。チャネル比較器3-13とアラーム信号検出器3-14
の出力はオア・ゲート3-15に接続され、その出力は計数
ユニット3-16に接続されている。この計数ユニットは、
２つの再送信カウンタ（その１つはｓメッセージ用3-1
7、他の１つはｄメッセージ用3-18）によって構成され
ている。双方のカウンタは、ｓメッセージとｄメッセー
ジそれぞれによって活性化されるために局の中央制御装
置3-19に接続されている。

更に局は、受信情報を使用に適した形式に変換するため
の使用ユニット3-20を具えている。その様なユニット
は、例えば、画像スクリーン、プリンタあるいは電話機
セットの回路の様な形をしている。使用ユニットは前に
述べた使用のためにシンボル的に示されている。使用ユ
ニット3-20はこのバイトをバッファメモリ3-21に送信す
る様に変換し、そこからこれのバイトは送信機3-12によ
ってバスに送信される。

送信機3-12によるバッファメモリ3-21に含まれたバイト
の送信は、前もって決められたフレームでのみ実行され
なくてはならない。例えば、新しいｓメッセージのバイ
トはフレーム４かフレーム18中でのみ開始せねばならな
い。このフレーム選択送信を可能にするため、付勢手段
3-22が送信機3-12に接続され、これは、フレーム・カウ
ンタの位置、局アドレス番号の位置、メッセージのタイ
プ（ｓかｄか）、フラグがセット状態にあるかあるいは
非セット状態にあるか（フレーム４が占有されている場
合）そして再送信カウンタの位置に依存して、バッファ
メモリ3-21の内容を送信するために送信機3-12を付勢す
る。

付勢手段3-22はカウンタ比較器3-23から情報を受信し、
これはアドレスメモリ3-24の内容とフレーム・カウンタ
3-25の内容とを比較する。この比較は再送信のための適
当なフレームを選択するために必要である。付勢手段は
この選択に必要ないっそうの情報を中央制御装置3-19か
ら受信する。

メッセージの繰返し再送信は、いくつかの局の衝突にお
いて、あるいは受信局のエラー検出の場合において必要
である。衝突はチャネル比較器3-13によって検出され、
これは、その２つの入力におけるビットの等しくないこ
とを検出すると、衝突信号をオア・ゲート3-15に印加す
る。エラーを検出すると、受信局はこのことをフレーム
２中のアラーム信号（NACK）によって報告する。そのア
ラーム信号に応じて、アラーム信号検出器3-14はアラー
ム指示信号をオア・ゲート3-15に印加する。２つの入力
信号の１つに応じて、オア・ゲート3-15は、ｓ再送信カ
ウンタ3-17あるいは、ｄ再送信カウンタ3-18にいずれか
の計数位置を増大するために信号を供給する。これらの
カウンタの非０計数位置はフレーム５からフレーム16ま
での１つで再送信の開始をトリガーする。

第４図の流れ図は、いかにフレーム・カウンタの種々の
計数位置が得られるかを示している。すべての局におい
て、フレーム・カウンタの計数位置はお互に等しい。ブ
ロック4-2の下に位置している流れ図の部分は、各フレ
ームを１度だけ通過する。流れ図中のいくつかのブロッ
クは次の様な意味を有している。

バスが動作状態（4-1）になった直後、フラグの非セッ
ト状態（フレーム４中のｓメッセージの開始を指示して
いる）にセットされ、その後、ひき続くサイクルは各フ
レーム中で繰返される。

ローカル的に発生されたフレームがバス・フレームと同
期していない限り、フレーム・カウンタは０に保たれ
る。フレーム・カウンタはフレーム同期の後、計数位置
を継続できる。計数位置４において、ｓメッセージはバ
スに送信される。もし何のメッセージも送信されない
と、フレーム・カウンタは交互に位置17/18で計数を行
ない、そこでｓメッセージは交互に始まるであろう。

占有されたチャンネルと計数位置２にあるフレーム・カ
ウンタは必然的にNACK信号を表示している。フレーム・
カウンタはブロック4-12を経由して計数し続ける。その
場合、もし何の新しいｓメッセージもフレーム４中で始
らないなら、再送信フィールド５から16までは繰返され
る。これらのフレームの１つにおいて、衝突された、あ
るいは切断されたメッセージは再送信できる。占有され
たチャンネルと位置４にあるフレーム・カウンタはフレ
ーム４中の新しいｓメッセージの確実な表示である。フ
ラグはセットされる（ブロック4-8）。他のすべての場
合、チャネルは通常占有され、フレーム・カウンタは常
に０に保たれる（ブロック4-9）。

もしチャネルが占有されず、そしてフレーム・カウンタ
が計数位置16に到達する（ブロック4-13）場合にフラッ
グがセットされると、フラグの非セット状態はセットさ
れ、そして再送信フィールドは再び１度だけ繰返され、
その後、フレーム・カウンタは位置17と18の間でトグリ
ングし始める。

第４図の流れ図によって表わされた方法の利点は、与え
られた局のフレーム・カウンタの任意の偏位が外部の作
用無しい自動的に訂正されることである。その様な偏位
は、例えば、局が他の局よりも後の瞬間にバスに接続さ
れると言う理由で起ることができ、外部的に誘起された
干渉によっていつかバスから取除かれる。その局のフレ
ーム・カウンタは元来他のフレーム・カウンタと同期し
ておらず（従ってこのフレーム・カウンタは他のフレー
ム番号を示す）、その局によって検出された最初の占有
されたフレームにおいて、フレーム・カウンタは０位置
に調整されるか、あるいは局は衝突をひき起すであろ
う。最初の場合、同期が得られ、第２の場合には、再送
信手続が開始され、またフレーム・カウンタ位置０で始
り、それはまた同期を確立する。採用された方法はフレ
ーム計数を行ない、従ってアクセス手続自己修正とな
る。

第５図の流れ図は、局によって送信されるべきｓメッセ
ージのbdチャネルに対するアクセス手続の進行を示して
いる。この流れ図中のブロックは次の意味を持ってい
る。

アクセス手続の開始後、送信されるべきメッセージがｓ
メッセージであるかどうかがテストされる。もしノオな
ら、ｄメッセージのアクセス手続がまた進行し、それは
第５図のブロック5-3中で「ｄ」とシンボル的に表わさ
れる。ｄ手続は第６図のブロック6-4の入力で開始され
る。もしイエスなら、メッセージは送信され、経路5-4,
5-5,5-6,5-7,5-14,5-15,5-16,5-17,……,5-15,5-16,5-2
1,5-22,5-23,5-1が更に続く。

もしメッセージの送信の後で衝突が起ると（最初のもの
のあと、ブロック5-4から5-16までの同じ経路が続
く）、経路はブロック5-16,5-17から5-20,5-22,5-23,5-
24までを経由して続き、そして5-5に戻る。最初の再送
信に対して経路が選ばれ、それはブロック5-9,5-11,5-1
4,5-15,5-16,5-17を経由して5-5から進む。この最初の
再送信の間に衝突が再び起るものと仮定すると、経路は
ブロック5-18,5-19,5-20,5-22,5-23,5-24を経由して続
き、そして再び5-5に戻る。第２の再送信に対して、経
路はブロック5-9,5-10,5-12,5-14,5-15,5-16,5-17を経
由してブロック5-5から取られる。この段階では衝突は
不可能であり（フレーム・カウンタは今や第２図のＨ領
域にある）、従ってメッセージの終了の後（ブロック5-
16）、経路はブロック5-21と5-22を経由して続く。もし
フレーム２（ブロック5-22）において、チャネルが占有
されていると分ると（5-23）、これは切断された受取を
報告するNACK信号でなくてはならない。今や再送信カウ
ンタは位置３に調整され（ブロック5-24）、そして上記
の最後の経路は再びブロック5-5から5-23へと続く。も
し切断された受信を示すNACK信号が再び検出されると、
再送信カウンタは４に調整され、その結果、5-5,5-9,5-
10,5-13から5-1に戻る経路が続き、エラーが局の中央制
御装置へ報告される（5-13）。

第６図の流れ図は、局によって送信されたｄメッセージ
のbdチャネルに対するアクセス手続の進行を示してい
る。この流れ図中のブロックは次の意味を持っている。

アクセス手続が始まった後、送信されるべきメッセージ
がｄタイプのメッセージであるかどうかがテストされ
る。もしノウなら、ｓメッセージに対するアクセス手続
が進行し、それは第６図中で「ｓ」によってブロック6-
3にシンボル的に示されている。そこでｓ手続は第５図
のブロック5-4の入力において開始される。もしイエス
なら、ｄメッセージの送信は、ｓメッセージに対する第
５図を参照して述べられたのと同じやり方で実行され
る。しかし次の様な差異がある。すなわち、再送信を待
機するｄメッセージに新しいｓメッセージ優先権を与え
るため、ｓメッセージに対しフレーム４中で一度だけ始
まり、一方、フラグをセットする様な可能性が与えられ
ている（第５図のブロック5-6,5-7,5-8を見よ）。この
特徴はｄパケットには存在しないから、第６図中で、ブ
ロック5-6と5-7に対応するブロックは存在しない。更
に、ｄパケットの再送信に際し（それぞれ経路6-9,6-11
および6-10,6-12）、フラグがセットされていないかど
うかが常にテストされなくてはならない。もしイエスな
ら、これらのｄパケットは、フラグが再び非セット状態
になるまで待たなくてはならない。フラグのセットと非
セットの手続は第４図に示されている。

（要約） CSMA−CDを有する時分割多重システムのメッセージ交換
チャネル（シグナリング チャネル）中のデータ・パケ
ットを送信する方法である。メッセージ交換チャネル中
の干渉を受けない伝送は、回線交換接続の占有において
衝突の存在しないことを保証している。メッセージ交換
チャネルのアクセスにおけるメッセージの切断と衝突
は、再送信手続によって救済され、その手続において、
唯一の局アドレス番号は再送信がスタートするフレーム
番号を決定する。この手続は、局が非常に短期間内にメ
ッセージ交換チャネルをアクセスすることを保証する。
この保証されたアクセスは、従前のCSMA−CDバス技術で
は可能ではない。

【図面の簡単な説明】

第１図は、共通バスに接続された局のシステムを、 第２図は、時分割多重システムのフレーム構成と、再送
信におけるフレーム・シーケンスの構成の図式図を、 第３図は、第１図の局のブロック回路を示しており、こ
こでは発明に関連した機能ブロックのみが示されてい
る。 第４図は、フレーム・カウンタの動作を図解する流れ図
を、 第５図は、通信チャネルの１つにおける第１のタイプの
メッセージのアクセス手続を図解する流れ図を、 第６図は、同じ通信チャネルにおける第２のメッセージ
タイプのアクセス手続を図解する流れ図を示してい
る。 11-1〜11-N……局、12……共通バス 13……終端インピーダンス 14……直流電流供給源 3-10……局、3-11……受信機 3-12……送信機、3-13……チャネル比較器 3-14……アラーム信号検出器 3-15……オアゲート、3-16……計数ユニット 3-17……ｓメッセージ用再送信カウンタ 3-18……ｄメッセージ用再送信カウンタ 3-19……中央制御装置、3-20……使用ユニット 3-21……バッファメモリ、3-22……付勢手段 3-23……カウンタ比較器、3-24……アドレスメモリ 3-25……フレーム・カウンタ

フロントページの続き (72)発明者 ウイレム・アルベルト・ヴアン・リーデ オランダ国5621 ベーアー アインドーフ エン フルーネヴアウツウエツハ１ (72)発明者 ヨハネス・アドリアヌス・アルフオンサ ス・ヴオツセン オランダ国5621 ベーアー アインドーフ エン フルーネヴアウツウエツハ１ (56)参考文献 英国特許2126848（ＧＢ，Ａ)

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ステーション間を結ぶ時分割多重システム
   に接続するのに適するパケット通信用のステーション
   で、それらはデータ・パケットにより形成されるメッセ
   ージを送出するための共通通信チャネルを持ち、該共通
   通信チャネルは引き続くフレーム内の対応する場所にあ
   るタイムスロットにより形成されているステーションで
   あって、 チャネルのトラフィック状態、すなわち空きか使用中
   か、をチェックするチェック手段と、 ステーションがチャネルのトラフィックは空き状態であ
   ると検出した後、送出する用意の整っているデータ・パ
   ケットを送出する送出手段と、 ステーションが送出するデータ・パケットの内容を、通
   信チャネルに存在するデータ・パケットの内容と比較し
   て、それらのパケットの損傷をチェックする比較手段
   と、 損傷が検出されたときには、それ以後のデータ・パケッ
   トの送出を終わらせる終結手段と、 損傷が検出された場合に、データ・パケットの繰り返し
   送出の手順を採用するための手段と を有して成るパケット通信用のステーションにおいて、 該ステーションは更に、 ステーションを紛れなく同定識別するアドレス番号と、 データ・パケットの損傷が検出された後で、引き続くフ
   レーム番号を、１番目の数の引き続くフレームに割当て
   るための１番目の割当て手段と、 ステーションのアドレス番号の少なくとも１部に等しい
   フレーム番号を持つフレーム内の、１番目の数の引き続
   くフレームの一部であるデータ・パケットの最初の再送
   出を開始するための１番目の再送出手段と を有することを特徴とするパケット通信用のステーショ
   ン。
2. 【請求項２】特許請求の範囲第１項に記載のパケット通
   信用のステーションにおいて、 ２番目の数の引き続くフレームが１番目の数の引き続く
   フレームに先行し、データ・パケットの損傷が検出され
   た後で、引き続くフレーム番号を、２番目の数の引き続
   くフレームに割当てるための２番目の割当て手段と、 最初の再送出中のデータ・パケットが損傷されたとき
   に、ステーションのアドレス番号のその他の部分に等し
   いフレーム番号を持つフレーム内の、２番目の引き続く
   フレームの数の一部であるデータ・パケットの２度目の
   再送出を開始するための２番目の再送出手段と を有することを特徴とするパケット通信用のステーショ
   ン。
3. 【請求項３】特許請求の範囲第１項又は第２項に記載の
   パケット通信用のステーションにおいて、 １番目のタイプ及び２番目のタイプのデータ・パケット
   は、ステーションによって送出することのできるもので
   あり、これらのタイプはそのデータ・パケットの内容に
   より相互に異なるものであり、 トラフィックが空きの状態では、ステーションは、１番
   目及び２番目のタイプのデータ・パケットをそれぞれ送
   出するために交互に使用可能な１番目及び２番目のフレ
   ームを持つ ことを特徴するパケット通信用のステーション。
4. 【請求項４】特許請求の範囲第３項に記載のパケット通
   信用のステーションにおいて、 ステーションは、データ・パケットの損傷が検出された
   瞬間と、その次に生じるところの引き続くフレームに対
   する引き続くフレーム番号の割当てとの間に位置するフ
   レーム内の、１番目のタイプのデータ・パケットの送出
   を開始することができ、また、 該ステーションは、上記フレーム内の１番目のタイプの
   データ・パケットの送出を表示するフラグを設定する設
   定手段を有する ことを特徴とするパケット通信用のステーション。