JPS6086643A - ロ−カルエリア・ネツトワ−ク・システム - Google Patents
ロ−カルエリア・ネツトワ−ク・システムInfo
- Publication number
- JPS6086643A JPS6086643A JP58194687A JP19468783A JPS6086643A JP S6086643 A JPS6086643 A JP S6086643A JP 58194687 A JP58194687 A JP 58194687A JP 19468783 A JP19468783 A JP 19468783A JP S6086643 A JPS6086643 A JP S6086643A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- reception
- buffer
- logical link
- request
- data
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Landscapes
- Multi Processors (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
- 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】
技術分野
本発明は、ローカルエリア・ネットワーク・システムに
関し、特に1つの論理リンクに受信バッファを占有され
ないようにして、2番目以後の受信要求を受九伺けられ
るようにしたローカルエリア・ネットワーク・システム
に関するものである。
関し、特に1つの論理リンクに受信バッファを占有され
ないようにして、2番目以後の受信要求を受九伺けられ
るようにしたローカルエリア・ネットワーク・システム
に関するものである。
従来技術
ケーブルレ;複数の処理ステーションを接続してローカ
ルエリア・ネットワークを構成し、文字、コード化され
たグラフィック情報および画素情報を混合して処理する
システムが先に本発明者等によって提案された(特願昭
57−175938号明細書参照)、 このシステムの
各ステーションに実装される通信制御ユニッ1〜(以下
CCUと記す)は、第1図の示す6階層のプロトコルの
うち、下位4階層を実行する。第1図におけるネッ1ヘ
ワー−り眉。
ルエリア・ネットワークを構成し、文字、コード化され
たグラフィック情報および画素情報を混合して処理する
システムが先に本発明者等によって提案された(特願昭
57−175938号明細書参照)、 このシステムの
各ステーションに実装される通信制御ユニッ1〜(以下
CCUと記す)は、第1図の示す6階層のプロトコルの
うち、下位4階層を実行する。第1図におけるネッ1ヘ
ワー−り眉。
アプリケーション層およびセラ93ン層のプロトコル制
御のプログラムは、ステーション全体を制御するプロセ
ッサ(cpu)の制御下にあり、システム・メモリ内に
格納されるが、下位4階層のプロトコル制御プログラム
はCCU内シこ格納される。
御のプログラムは、ステーション全体を制御するプロセ
ッサ(cpu)の制御下にあり、システム・メモリ内に
格納されるが、下位4階層のプロトコル制御プログラム
はCCU内シこ格納される。
上記ローカルエリア・ネッ1−ワーク・システムの一部
のみを、第2図に示す。同軸ケーブル5には複数のステ
ーション、例えばワーク・ステーション1.ファイル・
ステーション2.プリンス・ステージ目ン3.データ・
コミュニケーション・ステーション4等が接続され、各
ステーション内のシステム・バス14にはCPUII、
システム・メモリ12.その他の装置とともにCCU1
3が接続されている。CCU13は、その一方でシステ
ム・バス(マルチパス)14を介してCPUII、メモ
リ12に結合され、他方でトランシーバ・ケーブル15
を介してトランシーバ16に結合されている。データ・
コミュニケーション・ステーション4は、有線または無
線回線を介して他のローカルエリア・ネットワークに結
合されている。
のみを、第2図に示す。同軸ケーブル5には複数のステ
ーション、例えばワーク・ステーション1.ファイル・
ステーション2.プリンス・ステージ目ン3.データ・
コミュニケーション・ステーション4等が接続され、各
ステーション内のシステム・バス14にはCPUII、
システム・メモリ12.その他の装置とともにCCU1
3が接続されている。CCU13は、その一方でシステ
ム・バス(マルチパス)14を介してCPUII、メモ
リ12に結合され、他方でトランシーバ・ケーブル15
を介してトランシーバ16に結合されている。データ・
コミュニケーション・ステーション4は、有線または無
線回線を介して他のローカルエリア・ネットワークに結
合されている。
次にCCU13の主要な機能を説明する。
先ず、トランスポート層プロトコルは、論理リンクの説
明および解放管理を行う。
明および解放管理を行う。
・論理リンクは、各ステーション内の任意の複数プロセ
スからの論理リンク設定要求(セツション層によるコネ
クト送信要求)に応じて、指示された任意の相手ステー
ションの任意プロセスとの間で、動的に設定、解放され
る。各プロセスは、同時に複数の論理リンクを使用する
ことが可能であり、また各論理リンク上では全二重モー
ドで送受信が可能である。さらに、論理リンクは、単一
のローカルエリア・ネットワークに限定されず、異なっ
た2つのネットワークにまたがって設定されることも可
能である。
スからの論理リンク設定要求(セツション層によるコネ
クト送信要求)に応じて、指示された任意の相手ステー
ションの任意プロセスとの間で、動的に設定、解放され
る。各プロセスは、同時に複数の論理リンクを使用する
ことが可能であり、また各論理リンク上では全二重モー
ドで送受信が可能である。さらに、論理リンクは、単一
のローカルエリア・ネットワークに限定されず、異なっ
た2つのネットワークにまたがって設定されることも可
能である。
一方、論理リンクの解放要求(ディスコネク1へ要求)
は、その論理リンクに関与するいずれのステーション側
からも行うことができる。
は、その論理リンクに関与するいずれのステーション側
からも行うことができる。
論理リンクは、ボートテーブルにより管理され、このボ
ートテーブルは1個の論理リンクに対して1個が動的に
生成・消去されるテーブルである・生成されたボートテ
ーブルには、そのステーション内でユニークなボーhI
D(ボート識別番号)が割当てられ、これは上位層(ア
プリケーション層。
ートテーブルは1個の論理リンクに対して1個が動的に
生成・消去されるテーブルである・生成されたボートテ
ーブルには、そのステーション内でユニークなボーhI
D(ボート識別番号)が割当てられ、これは上位層(ア
プリケーション層。
セツションM)に渡され、アプリケーション層に存在す
るプロセスと論理リンクの対応がとられる6また、ボー
トテーブルには、そのボートの状態を示すボートステー
トがあり、これは論理リンクの状態と対応している。ボ
ートテーブルには、さらに論理リンク番号が存在し、こ
れはソース論理リンク番号とデスティネーション論理リ
ンク番号か゛らなり、これらが1対となってどの論理リ
ンクかを識別する。すなわち、上位層から論理リンク設
定要求を受取ると、そのステーション内でユニークなソ
ース論理リンク番号を割当て、相手側トランスボート層
にはコネクト・イニシェイト・メツセージ中にセットし
て通知する。相手側は、コネクトコンファーム・メツセ
ージにより、相手側の論理リンク番号を通知してくるの
で、ボートテーブルにソース論理リンク番号とデスティ
ネーション論理リンク番号の対が完成するのである。
るプロセスと論理リンクの対応がとられる6また、ボー
トテーブルには、そのボートの状態を示すボートステー
トがあり、これは論理リンクの状態と対応している。ボ
ートテーブルには、さらに論理リンク番号が存在し、こ
れはソース論理リンク番号とデスティネーション論理リ
ンク番号か゛らなり、これらが1対となってどの論理リ
ンクかを識別する。すなわち、上位層から論理リンク設
定要求を受取ると、そのステーション内でユニークなソ
ース論理リンク番号を割当て、相手側トランスボート層
にはコネクト・イニシェイト・メツセージ中にセットし
て通知する。相手側は、コネクトコンファーム・メツセ
ージにより、相手側の論理リンク番号を通知してくるの
で、ボートテーブルにソース論理リンク番号とデスティ
ネーション論理リンク番号の対が完成するのである。
また、1−ランスポート層プロトコルは、フロー制御を
行う。すなわち、CCU内に存在するセグメント・バッ
ファの有効使用、送受信間の論理的同期等のために、デ
ータ・セグメント・バッファの授受に関し、セグメント
単位のフロー制御を行う。このフロー制御情報を送信す
るためのメツセージは、データ・リクエスト・メツセー
ジである。
行う。すなわち、CCU内に存在するセグメント・バッ
ファの有効使用、送受信間の論理的同期等のために、デ
ータ・セグメント・バッファの授受に関し、セグメント
単位のフロー制御を行う。このフロー制御情報を送信す
るためのメツセージは、データ・リクエスト・メツセー
ジである。
フロー制御情報には2つの型式かあって、その1つは新
規フロー・コントロールであり、他の1つは継続フロー
・コントロールである。新規フロー・フン1〜ロールは
、データセグメント受信側が上位層よりデータ受信要求
を受けると、それに必要となるセグメント個数を決定し
、それに対して確保できたバッファ数を相手側に通知す
るときに使用する。上位層より受けた受信要求を満たす
バッファ数(セグメント個数)を1度で確保できなかっ
たときには、最初に確保できた分のバッファ数を上記新
規フロー・コン1−ロールで通知し、その後は確保でき
たごとに、その個数を継続フロー・コン1ヘロールで通
知する。データ・セグメン1−送信側は、フロー・コン
トロールで通知されたバッファ数の範囲でしか、データ
・セグメントを送出できない。
規フロー・コントロールであり、他の1つは継続フロー
・コントロールである。新規フロー・フン1〜ロールは
、データセグメント受信側が上位層よりデータ受信要求
を受けると、それに必要となるセグメント個数を決定し
、それに対して確保できたバッファ数を相手側に通知す
るときに使用する。上位層より受けた受信要求を満たす
バッファ数(セグメント個数)を1度で確保できなかっ
たときには、最初に確保できた分のバッファ数を上記新
規フロー・コン1−ロールで通知し、その後は確保でき
たごとに、その個数を継続フロー・コン1ヘロールで通
知する。データ・セグメン1−送信側は、フロー・コン
トロールで通知されたバッファ数の範囲でしか、データ
・セグメントを送出できない。
第3図は、第2図におけるCCU内のブロック図である
。
。
第3図のCCUは、セツション層とのインターンェイス
、トランスポート層、ネットワーク層。
、トランスポート層、ネットワーク層。
データリンク層とのインターフェイスの各機能を、プロ
セッサ131と他のブロックにより実現する。
セッサ131と他のブロックにより実現する。
PROM140には、制御のためのマイクロプログラム
が格納されている。
が格納されている。
セツション層とのインターフェイスは、プロセッサ13
1がバス・アービタ143の制御下に、アドレス・ドラ
イバ142.データ・トランシーバ144からマルチパ
ス160を介してシステム・メモリをアクセスすること
により実行される。
1がバス・アービタ143の制御下に、アドレス・ドラ
イバ142.データ・トランシーバ144からマルチパ
ス160を介してシステム・メモリをアクセスすること
により実行される。
システム・メモリ内には、出力キューと入力キューが作
成される。CCUのプロセッサ131は、出力キューの
ディスクリブタを周期的に読み出してキューイングされ
ているか否かをチェックする。
成される。CCUのプロセッサ131は、出力キューの
ディスクリブタを周期的に読み出してキューイングされ
ているか否かをチェックする。
プロセッサ131の入出力、つまりローカル・バス15
0上では、アドレスとデータがマルチプレックスされて
いるのセ、この分離を行う必要がある。
0上では、アドレスとデータがマルチプレックスされて
いるのセ、この分離を行う必要がある。
この分離は、アドレス・ラッチ134とデータ・トラン
シーバ135により行われる。プロセーソサ131から
みたアドレス空間内には、CCU内のPROM140.
RAM141.メモリ141が重なって存在するので
、その分離を行うため、プロセッサ131のメモリ・チ
ップセレクト機能とアドレス制御回路139が動作する
。
シーバ135により行われる。プロセーソサ131から
みたアドレス空間内には、CCU内のPROM140.
RAM141.メモリ141が重なって存在するので
、その分離を行うため、プロセッサ131のメモリ・チ
ップセレクト機能とアドレス制御回路139が動作する
。
プロセッサ131は、出力キューにリフニスト・コマン
ドがキューイングされていることを検出すると、そのコ
マンドが指示するバッファ(システム・メモリ内に存在
する)からデータを取り込む。
ドがキューイングされていることを検出すると、そのコ
マンドが指示するバッファ(システム・メモリ内に存在
する)からデータを取り込む。
データの取り込み方法には2種類あって、その1つは、
システム・メモリ内のユーザ・バッファからCCU内の
RA M 141にデータを移す方法であり、他の1つ
はプロセッサ131が得たユーザ・バッファ情報をデー
タ・リンク・プロセッサ133に通知し、データ・リン
ク・プロセッサ133がユーザ・バッファからデータを
読み出し、データ・l−ランシーバ136に送り出す方
法である。RtへM141に格納されたデータは、1−
ランスボー1一層のプロトコル制御用マイクロプログラ
ムによって処理され、ネットワーク層に渡される。この
データ授受は、RA M 141上に存在するキューを
介して行われる。
システム・メモリ内のユーザ・バッファからCCU内の
RA M 141にデータを移す方法であり、他の1つ
はプロセッサ131が得たユーザ・バッファ情報をデー
タ・リンク・プロセッサ133に通知し、データ・リン
ク・プロセッサ133がユーザ・バッファからデータを
読み出し、データ・l−ランシーバ136に送り出す方
法である。RtへM141に格納されたデータは、1−
ランスボー1一層のプロトコル制御用マイクロプログラ
ムによって処理され、ネットワーク層に渡される。この
データ授受は、RA M 141上に存在するキューを
介して行われる。
ネットワーク層に渡されたデータは、ネットワーク層の
マイクロプログラムにより処理されて、データ・リンク
層に渡される。プロセッサ131は、データ・リンク物
理層プロセッサ133にリクエスト・コマンドの設定を
通知した後、ローカル・バス150の使用権がプロセッ
サ133に移る。プロセッサ133は、アドレス・ラッ
チ134.データ・トランシーバ135を介してRAM
141上のコン1〜ロール・ブロックにアクセスし、転
送すべきデータの存在場所を知る。プロセッサ133は
、 DMA (Direct M emory A c
cegs)によりRA M 141およびシステム・メ
モリからデータを取り込みながら、リアルタイムで10
Mビットのビット・シリアル・データに変換して、トラ
ンシーバ・インターフェイス132 、 トランシーバ
・同軸ケーブル5を介し相手ステーシゴンに転送する。
マイクロプログラムにより処理されて、データ・リンク
層に渡される。プロセッサ131は、データ・リンク物
理層プロセッサ133にリクエスト・コマンドの設定を
通知した後、ローカル・バス150の使用権がプロセッ
サ133に移る。プロセッサ133は、アドレス・ラッ
チ134.データ・トランシーバ135を介してRAM
141上のコン1〜ロール・ブロックにアクセスし、転
送すべきデータの存在場所を知る。プロセッサ133は
、 DMA (Direct M emory A c
cegs)によりRA M 141およびシステム・メ
モリからデータを取り込みながら、リアルタイムで10
Mビットのビット・シリアル・データに変換して、トラ
ンシーバ・インターフェイス132 、 トランシーバ
・同軸ケーブル5を介し相手ステーシゴンに転送する。
一方、パケットを受信したときには、プロセッサ133
はコントロール・ブロックに入れられたサプライ・バッ
ファ・コマンドにより、提供されたバッファに受信した
パケットを格納する。
はコントロール・ブロックに入れられたサプライ・バッ
ファ・コマンドにより、提供されたバッファに受信した
パケットを格納する。
以上説明したように、従来のCCUにおいては、l論理
リンク当りの最大バッファ数を、ユーザが設定すること
はできず、すべて自動的に行われていた。したがって、
ステーション内の情報処理層(アプリケーション層)に
存在する複数個のユーザ・プロセスのうちの1個のプロ
セスから通信処理層(セツション層、トランスポート層
等)に通信要求が出されたとき、通信処理層が有する未
使用バッファの容量と、受(1要求により指定された受
信データ凰とを比較して、受信データ凰の方が大きいと
き、あるいは受信データ星の方が小さいが、未使用バッ
ファの容量に近い瓜であるとき等では、残りの未使用バ
ッファが皆無になるか、あるいは皆無に近くなってしま
う。そのため、他のユーザ・プロセスから受信要求が出
されても受理されない。
リンク当りの最大バッファ数を、ユーザが設定すること
はできず、すべて自動的に行われていた。したがって、
ステーション内の情報処理層(アプリケーション層)に
存在する複数個のユーザ・プロセスのうちの1個のプロ
セスから通信処理層(セツション層、トランスポート層
等)に通信要求が出されたとき、通信処理層が有する未
使用バッファの容量と、受(1要求により指定された受
信データ凰とを比較して、受信データ凰の方が大きいと
き、あるいは受信データ星の方が小さいが、未使用バッ
ファの容量に近い瓜であるとき等では、残りの未使用バ
ッファが皆無になるか、あるいは皆無に近くなってしま
う。そのため、他のユーザ・プロセスから受信要求が出
されても受理されない。
目 的
本発明の目的は、このような従来の欠点を改善し、各ス
テーションにおいて、1つの論理リンクに受信バッファ
を占有さ九ないようにして、2番目以降の受信要求が受
け伺けられるようにしたローカルエリア・ネジ1−ワー
ク・システムを提供することにある。
テーションにおいて、1つの論理リンクに受信バッファ
を占有さ九ないようにして、2番目以降の受信要求が受
け伺けられるようにしたローカルエリア・ネジ1−ワー
ク・システムを提供することにある。
構 成
以下1本発明の構成を、実施例により説明する。
本発明においては、各ステーションのコンソールより、
1つの論理リンクに対して1度に与える受信バッファの
最大量を指定することにより、1つの論理リンクに受信
バッファを占有されないようにする。
1つの論理リンクに対して1度に与える受信バッファの
最大量を指定することにより、1つの論理リンクに受信
バッファを占有されないようにする。
これを実現するための第1の方法は、1つの論理リンク
に対して1度に与える受信バッファの最大量を設定時に
決めてしまう方法である。例えば、受信バッファの総量
が64■(バイ1への場合1つの論理リンクに対して1
度に与える受信バッファの最大量を32にバイトとする
。いま、あるユーザ・プロセスから48にバイト長の受
信要求があり、そのとき42にバイトの未使用バッファ
があったとする。
に対して1度に与える受信バッファの最大量を設定時に
決めてしまう方法である。例えば、受信バッファの総量
が64■(バイ1への場合1つの論理リンクに対して1
度に与える受信バッファの最大量を32にバイトとする
。いま、あるユーザ・プロセスから48にバイト長の受
信要求があり、そのとき42にバイトの未使用バッファ
があったとする。
その場合、そのユーザ・プロセスに与えられる論理リン
クには、32にバイトの受信バッファしかり・えられな
゛い。したがって、その直後においては、10にバイト
の未使用受信バッファがある。このとき、他のユーザ・
プロセスから受信要求があった場合には、それに対して
IOKバイト以内の受信バッファが与えられることにな
る。
クには、32にバイトの受信バッファしかり・えられな
゛い。したがって、その直後においては、10にバイト
の未使用受信バッファがある。このとき、他のユーザ・
プロセスから受信要求があった場合には、それに対して
IOKバイト以内の受信バッファが与えられることにな
る。
上記第1の方法は、従来の方法に比べれば、改善されて
いるが、使用環境に応じて、1つの論理リンクに対し、
1度に与えられる受信バッファ最大量を変えられないと
いう欠点がある。例えば、ステーションの数が多くなっ
たとき、あるいは最初から多いときには、1つの論理リ
ンク当りの受信バッファの最大量を少なくしないと、多
重化されて同時に設定できる論理リンクの数が制限され
てしまう。逆に、ステージ、ヨンの数が少ないとさ、あ
るいは通信頻度が少ないときには、あり余ったバッファ
容量が存在するにもがかわらず、1度に与える受信バッ
ファ量を制限すると、その分だけ何回にも分けて受信バ
ッファが与えられるも゛ので、オーバヘッドが大きくな
り、総転送所要時間が長くなる。
いるが、使用環境に応じて、1つの論理リンクに対し、
1度に与えられる受信バッファ最大量を変えられないと
いう欠点がある。例えば、ステーションの数が多くなっ
たとき、あるいは最初から多いときには、1つの論理リ
ンク当りの受信バッファの最大量を少なくしないと、多
重化されて同時に設定できる論理リンクの数が制限され
てしまう。逆に、ステージ、ヨンの数が少ないとさ、あ
るいは通信頻度が少ないときには、あり余ったバッファ
容量が存在するにもがかわらず、1度に与える受信バッ
ファ量を制限すると、その分だけ何回にも分けて受信バ
ッファが与えられるも゛ので、オーバヘッドが大きくな
り、総転送所要時間が長くなる。
そこで、第2の方法として、使用環境に応じて、1つの
論理リンクに対し1度に与えられる受信バッファ最大量
を変更できるように、ユーザがこの値をコンソールから
任意に与えられるようにするのである。
論理リンクに対し1度に与えられる受信バッファ最大量
を変更できるように、ユーザがこの値をコンソールから
任意に与えられるようにするのである。
通常、ローカルエリア・ネットワークが必要とするデー
タをローカルエリア・ネットワークが取得する場合、先
ず、ステーションのユーティリティ・プログラムが第4
図(a) (b)に示すレコードを有するファイルを作
成する。そして、ローカルエリア・ネットワークのネッ
トワーク管理層は、イニシャライズ時に、第4図(a)
(b)に示すレコードをシステム・コールにより読み
出す。なお、上記ファイルのアップディト(更新)は、
ユーティリティ・プログラムが行う。
タをローカルエリア・ネットワークが取得する場合、先
ず、ステーションのユーティリティ・プログラムが第4
図(a) (b)に示すレコードを有するファイルを作
成する。そして、ローカルエリア・ネットワークのネッ
トワーク管理層は、イニシャライズ時に、第4図(a)
(b)に示すレコードをシステム・コールにより読み
出す。なお、上記ファイルのアップディト(更新)は、
ユーティリティ・プログラムが行う。
第4図(、)のレコード1には、自LAN名(自己のロ
ーカルエリア・ネットワーク名)、 自N。
ーカルエリア・ネットワーク名)、 自N。
DE名(自己ステー232名)、自N0DE番号、自L
AN(7)最大N0DE番号、自N OD E 7 ト
L/ス、自N0DEター1’プ、N0DE HEL−C
NT (NODIEハローメツセージ・カウント値N)
、Te1(CONNECT メy (=−ジノタイムア
ウト時rlll (DESTTNATIONが自LAN
の場合))、 T c2 (CONNECTメツセージ
ツタイムアウト時間(DESTINATIONが他LA
N〕場合))、 TDI(DISCONNECTメツセ
ージのタイムアラ1一時間(DESTINATIONが
自LANの場合))、T D2(DIESTINATI
ONが他LAN+7)場合)、TXI(DATAメyセ
ージのタイムアラ1一時間(DESTINATIONが
自LAN(7)場合))、TX2(同じく他LANの場
合)、TR(、DATAメツセージを受けてからACK
/NAKを送出するまでの最大時間)、TB(相手ビジ
一時に、ネッ1−ワーク層で保留する時間)、DO8の
MODE番号、■論理リンク最大バッファ数、最大論理
リンク数、バッファ・チェック数1 (ネットワーク層
で受(=メンセージを捨て始めるバッファ数)、バッフ
ァ・チェック数2(ビジーメツセージを出し始めるバッ
ファ数)、バッファ・チェック数3(レディー・メツセ
ージを出すバッファ数)、タイプ・フィールド値、RA
Mの大きさく32に→1,64に→2,96に→3,1
28に→4)、RESEIIVEDノ順に格納される。
AN(7)最大N0DE番号、自N OD E 7 ト
L/ス、自N0DEター1’プ、N0DE HEL−C
NT (NODIEハローメツセージ・カウント値N)
、Te1(CONNECT メy (=−ジノタイムア
ウト時rlll (DESTTNATIONが自LAN
の場合))、 T c2 (CONNECTメツセージ
ツタイムアウト時間(DESTINATIONが他LA
N〕場合))、 TDI(DISCONNECTメツセ
ージのタイムアラ1一時間(DESTINATIONが
自LANの場合))、T D2(DIESTINATI
ONが他LAN+7)場合)、TXI(DATAメyセ
ージのタイムアラ1一時間(DESTINATIONが
自LAN(7)場合))、TX2(同じく他LANの場
合)、TR(、DATAメツセージを受けてからACK
/NAKを送出するまでの最大時間)、TB(相手ビジ
一時に、ネッ1−ワーク層で保留する時間)、DO8の
MODE番号、■論理リンク最大バッファ数、最大論理
リンク数、バッファ・チェック数1 (ネットワーク層
で受(=メンセージを捨て始めるバッファ数)、バッフ
ァ・チェック数2(ビジーメツセージを出し始めるバッ
ファ数)、バッファ・チェック数3(レディー・メツセ
ージを出すバッファ数)、タイプ・フィールド値、RA
Mの大きさく32に→1,64に→2,96に→3,1
28に→4)、RESEIIVEDノ順に格納される。
また、第4図(b)のレコード2には、コマンドID数
(2バイ1〜)の後にコマンドID数分のコマンドID
、、ID、・・・・が順次格納される。
(2バイ1〜)の後にコマンドID数分のコマンドID
、、ID、・・・・が順次格納される。
アプリケーション・レベルのプロトコルは、次の方法で
ローカルエリア・ネットワークが必要なデータを与える
。先ず、コンソールよりINl’UTLANI)I3プ
ロセスを起動し、自LAN名を入力して右側に表示し、
続いて第4図に示すデータを順次入力して右側に表示す
る。
ローカルエリア・ネットワークが必要なデータを与える
。先ず、コンソールよりINl’UTLANI)I3プ
ロセスを起動し、自LAN名を入力して右側に表示し、
続いて第4図に示すデータを順次入力して右側に表示す
る。
これにより、ユーザが1論理リンクに対し−C1度に与
える受信バッファの最大量を指定することができる。
える受信バッファの最大量を指定することができる。
電源投入時、通信処理層は、磁気ディスクあるいはフロ
ッピー・ディスク等内のファイルから、すでにユーザに
より設定されている1論理リンク当り最大バッファ量を
読み込んで1通(d処理層内のRAM(第3図の141
)に記憶しておく。また。
ッピー・ディスク等内のファイルから、すでにユーザに
より設定されている1論理リンク当り最大バッファ量を
読み込んで1通(d処理層内のRAM(第3図の141
)に記憶しておく。また。
このRAMの他のアドレスにtt、未使用受(言ノヘツ
ファ量の初期値が設定される。ニー号′・プロセスから
受信要求が出さ]しると、通信処理層のプロセッサはR
AMから1論理リンク最大ノくツファ量、未使用受信バ
ッファ量を読んで、受(目要j辷で1負示された受信デ
ータ量と比較し1次のJ二うむ;、そのIJシンク与え
る受信バッファ量を決定する。
ファ量の初期値が設定される。ニー号′・プロセスから
受信要求が出さ]しると、通信処理層のプロセッサはR
AMから1論理リンク最大ノくツファ量、未使用受信バ
ッファ量を読んで、受(目要j辷で1負示された受信デ
ータ量と比較し1次のJ二うむ;、そのIJシンク与え
る受信バッファ量を決定する。
(1)受信要求で指示された受信データJi m 、力
1.1論理リンク最大バッファ量m、よりも/I\さく
、かつ未使用バッファ量m、よりも/IXさし1とき、
υ。
1.1論理リンク最大バッファ量m、よりも/I\さく
、かつ未使用バッファ量m、よりも/IXさし1とき、
υ。
えられる受信バッファm、は受信要求で4tl示された
受信データ量m、と等しり)。
受信データ量m、と等しり)。
(11)受信要求で指示された受信データ量rrlt
hl、1論理リンク最大バツフア量JII 、よりもノ
(きく、かつ未使用バッファ量m、よりも小さし1とき
、υ。
hl、1論理リンク最大バツフア量JII 、よりもノ
(きく、かつ未使用バッファ量m、よりも小さし1とき
、υ。
えら扛れる受信バッファm4はl論理リンク最)(バッ
ファ量m、に等しb箋。
ファ量m、に等しb箋。
(iii )受信要求で指示された受信データ爪m 、
力1.1論理リンク最大バッファ量m2よりも小さく、
かつ未使用バッファ1m lll J より大きいとき
・与えられる受信バッファ量In、は未使用バッファ量
m3に等しい。
力1.1論理リンク最大バッファ量m2よりも小さく、
かつ未使用バッファ1m lll J より大きいとき
・与えられる受信バッファ量In、は未使用バッファ量
m3に等しい。
(iv)受信要求で指示された受信データ雇用、が1論
理リンク最大バッファ量m2より大さく、かつ未使用バ
ッファ量In2 より大きく、しかも1論理リンク最大
バララフ量m2が未使用バッファ量1’TIJより大き
いとき、与えられる受信バッファ量m4は未使用バッフ
ァ量mJに等しい。
理リンク最大バッファ量m2より大さく、かつ未使用バ
ッファ量In2 より大きく、しかも1論理リンク最大
バララフ量m2が未使用バッファ量1’TIJより大き
いとき、与えられる受信バッファ量m4は未使用バッフ
ァ量mJに等しい。
(V)受信要求で指示さ九た受信データ量m、がl論理
リンク最大バラフッmm□より大きく、かつ未使用バッ
フγff1m3 よりも大きく、しかも1論理リンク最
大バツフア量In2 が未使用バッファ量rf13より
小さいとき、与えられる受信バッファ量は1論理リンク
最大バッファJEtm2 と等しい。
リンク最大バラフッmm□より大きく、かつ未使用バッ
フγff1m3 よりも大きく、しかも1論理リンク最
大バツフア量In2 が未使用バッファ量rf13より
小さいとき、与えられる受信バッファ量は1論理リンク
最大バッファJEtm2 と等しい。
このようにして決定した受信バッファrn、の値を、デ
ータ・リクエスト・メツセージで送信側に転送する。受
信要求で指示された受信データ量m1が、決定された受
信バッファ量111.より太きい場合には、その後、1
回ないし複数回のデータ・リフニスト・メツセージで1
−一タル受信バッツァ量がTnlになるようにする。
ータ・リクエスト・メツセージで送信側に転送する。受
信要求で指示された受信データ量m1が、決定された受
信バッファ量111.より太きい場合には、その後、1
回ないし複数回のデータ・リフニスト・メツセージで1
−一タル受信バッツァ量がTnlになるようにする。
第5図は、本発明の実施例を示すCC’U内メモツメモ
リタ配置図であり、第6図(、)(b)はそれぞれ初期
化時の処理フローチャー1−および受信要求時の処理フ
ローチャートである。
リタ配置図であり、第6図(、)(b)はそれぞれ初期
化時の処理フローチャー1−および受信要求時の処理フ
ローチャートである。
第6図(、)に示すように、先ず、初期化時には、ファ
イルから1論理リンク最大バツフアrLIW1 、を読
み出し、これを第5図のCCU内メモ1月41のエリア
M2に書き込む(ステップ21.22)。次に、ファイ
ルから未使用バッファ量H1、の初期値を読み出し、こ
れを第5図のメモリ14+のエリアMJに書き込む(ス
テップ23.24)。
イルから1論理リンク最大バツフアrLIW1 、を読
み出し、これを第5図のCCU内メモ1月41のエリア
M2に書き込む(ステップ21.22)。次に、ファイ
ルから未使用バッファ量H1、の初期値を読み出し、こ
れを第5図のメモリ14+のエリアMJに書き込む(ス
テップ23.24)。
次に、ユーザ・プロセスから受信要求があったときには
、第6図(b)に示すように、受信要求(nl 、指定
)を受け、第5図のメモ1月41のエリア間工に書き込
む(ステップ31.32)。次に、メモリ141 のエ
リアM、、M、、M、 力1らlnl g ff12
+m、を読み出して、これらを互いに比1咬し、ITI
。
、第6図(b)に示すように、受信要求(nl 、指定
)を受け、第5図のメモ1月41のエリア間工に書き込
む(ステップ31.32)。次に、メモリ141 のエ
リアM、、M、、M、 力1らlnl g ff12
+m、を読み出して、これらを互いに比1咬し、ITI
。
を決定する(ステップ33)。次に、m4を第5図のメ
モリ141のエリアM4に書き込んだ後、プロセッサが
このエリアM4からm4を読み出して、送(ご側に送る
(ステップ34.35)。
モリ141のエリアM4に書き込んだ後、プロセッサが
このエリアM4からm4を読み出して、送(ご側に送る
(ステップ34.35)。
以上が本発明の第2の方法の説明である。第2の方法の
欠点は、2つの論理リンクで受信バッファを占有する可
能性があり、第3の要求を受け付けられない点である。
欠点は、2つの論理リンクで受信バッファを占有する可
能性があり、第3の要求を受け付けられない点である。
そこで、第3図の方法として、第7図に示す方法を提案
する。
する。
第7図において、41は1番目の受信要求に対して与え
られる受(Iバッファ量、42は2番目の受信要求に対
して与えられる受信バッファ凰、43は3番目の受信要
求に対して与えられる受信バッファ量である。
られる受(Iバッファ量、42は2番目の受信要求に対
して与えられる受信バッファ凰、43は3番目の受信要
求に対して与えられる受信バッファ量である。
第3図の方法では、あるユーザ・プロセスから受信要求
が出されたとき、完了していない受信要求がなければ、
ユーザが与えた1論理リンク最大バッファJim2 を
m4として与える。また、完了していない受イJ要求が
あれば、つまり2番目の受信要求に対しては、未使用バ
ッファ量の1/2をm、として与える。また、3番目の
受信要求に対しては、さらに未使用受信バッファの1/
2をm 4として与える。
が出されたとき、完了していない受信要求がなければ、
ユーザが与えた1論理リンク最大バッファJim2 を
m4として与える。また、完了していない受イJ要求が
あれば、つまり2番目の受信要求に対しては、未使用バ
ッファ量の1/2をm、として与える。また、3番目の
受信要求に対しては、さらに未使用受信バッファの1/
2をm 4として与える。
第7図では、3番目の受信要求が出さhたとき、1番目
と2番目の受信要求は完了していないので、総バッファ
量からmfi を差引いた残りσ月/4が、ln、とじ
て3番目の受信要求に与えられる。
と2番目の受信要求は完了していないので、総バッファ
量からmfi を差引いた残りσ月/4が、ln、とじ
て3番目の受信要求に与えられる。
効 果
以上説明したように、本発明によ九ば、ローカルエリア
・ネットワークのCCUにおい−C12番目以後の受信
要求が受け付けられるので、ユーザはある時間後に再試
行する煩わしさがなく、かつ1−一タル処理時間の短縮
が図九る。
・ネットワークのCCUにおい−C12番目以後の受信
要求が受け付けられるので、ユーザはある時間後に再試
行する煩わしさがなく、かつ1−一タル処理時間の短縮
が図九る。
第1図は通信制御ユニットのプロ1−コル階層を示す図
、第2図はローカルエリア・ネットワーク・システムの
一部を示す図、第3図は第2図におけるCCU内のブロ
ック図、第4図はローカルエリア・ネットワークの必要
データを48納するレコードのファイルを示す図、第5
図は本発明の実施例を示すC,CU内メモリのデータ配
置図、第6図は本発明の実施例を示す初期化時と受信要
求時の処理フローチャー1−1第7図は本発明の他の実
施例を示す受信バッファ量の説明図である。 1:ワークステーション、2:ファイル・ステーション
、3ニブリント・ステーション、4:データ・コミュニ
ケーション・ステーション、5:同軸テーブル、13
: CCU、12ニジステム・メモリ、144:CCU
CU内メモリ31,133 :プロセッサ、150:ロ
ーカル・バス、160:マルチバス、41,42゜43
:第1.第2.第3番目の受信要求に与えられるバッフ
ァ量・ 第4図 (a) (b) 第 5 図 6図 (b)
、第2図はローカルエリア・ネットワーク・システムの
一部を示す図、第3図は第2図におけるCCU内のブロ
ック図、第4図はローカルエリア・ネットワークの必要
データを48納するレコードのファイルを示す図、第5
図は本発明の実施例を示すC,CU内メモリのデータ配
置図、第6図は本発明の実施例を示す初期化時と受信要
求時の処理フローチャー1−1第7図は本発明の他の実
施例を示す受信バッファ量の説明図である。 1:ワークステーション、2:ファイル・ステーション
、3ニブリント・ステーション、4:データ・コミュニ
ケーション・ステーション、5:同軸テーブル、13
: CCU、12ニジステム・メモリ、144:CCU
CU内メモリ31,133 :プロセッサ、150:ロ
ーカル・バス、160:マルチバス、41,42゜43
:第1.第2.第3番目の受信要求に与えられるバッフ
ァ量・ 第4図 (a) (b) 第 5 図 6図 (b)
Claims (2)
- (1)複数個のステーションを接続し、1ステーション
当り複数個の論理リンクを設定するローカルエリア・ネ
ットワーク・システムにおいて、各ステーションのコン
ソールより、l論理リンク当りの最大バッファ量を任意
の値に設定することによって、ユーザ・プロセスから受
信要求があったとき、上記設定された値にしたがって上
記受信要求に与えられるバッファ量を決定することを特
徴とするローカルエリア・ネットワーク・システム。 - (2)前記受信要求に与えられるバッファ量は、受信要
求が出されたとき、まだ完了していない受信要求が存在
する場合には、未使用受信バッファ量の1/2とし、完
了していない受信要求が存在し、ない場合には、コンソ
ールから設定された1論理リンク当りの最大バッファ量
とすることを特徴とする特許請求の範囲第1項記載のロ
ーカルエリア・ネットワーク・システム。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP58194687A JPS6086643A (ja) | 1983-10-18 | 1983-10-18 | ロ−カルエリア・ネツトワ−ク・システム |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP58194687A JPS6086643A (ja) | 1983-10-18 | 1983-10-18 | ロ−カルエリア・ネツトワ−ク・システム |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS6086643A true JPS6086643A (ja) | 1985-05-16 |
Family
ID=16328610
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP58194687A Pending JPS6086643A (ja) | 1983-10-18 | 1983-10-18 | ロ−カルエリア・ネツトワ−ク・システム |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS6086643A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH0528079A (ja) * | 1991-07-24 | 1993-02-05 | Fujitsu Ltd | 通信システムにおけるメモリ管理装置 |
-
1983
- 1983-10-18 JP JP58194687A patent/JPS6086643A/ja active Pending
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH0528079A (ja) * | 1991-07-24 | 1993-02-05 | Fujitsu Ltd | 通信システムにおけるメモリ管理装置 |
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