JPS61125253A - 媒体アクセス制御方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は地理的に近接した地域内で複数の８１算機を通
信で結合するロー力ルエリアネノ１ワーク（１，、ＡＮ
）の伝送媒体へのアクセス方式に１余り。

特にリング状の伝送媒体においてフリー１−クンを捕捉
した計算機のみが送信権をもつというｌ−クン方式の媒
体アクセス制御方式に関ずろ。

近年、中央演算装置（ＣＰＩＪ）による望中処理から複
数のワークステーションによる分離処理の時代になって
きた。そして、地理的に近接し７た構内やビル内にある
計算機を通信ネットワ−クで有機的に結合して１分散処
理や」ワイスオー１メーシヨンを効率よく実行するロー
カルエリアネノ１−ワーク（１−ＡＮ）が注目されてき
た。このＬ　Ａ　Ｎを有効に利用することによって１　
ワークステーション間のプログラム、文字あるいは画像
のデータの転送あるいは大容量共有ファイル装置への入
出内当が効率よく実行できる。Ｌ　Ａ　Ｎの代表的な結
合方式にはハス型とリング型がある。バス型でもリング
型でも、ＬＡＮにおいては主にデータと送受信アドレス
等からなるパケットがデータ転送の単位となるが、この
場合、複数のノートと呼ばれるワークステーションが伝
送媒体を共有するので。

媒体へのアクセスを開整、すなわち通信を行う場合のプ
ロＩ・コルと呼ばれるＩ信規約に基づいて。

アクセス選択を行うことが重要となる。従って５アクセ
ス方式によってネットワークの基本的性質。

すなわち、単位時間にいくつのパケットが伝送できるか
という伝送容量、故障の対策あるいはシステム設計の容
易さ等の性質が決定されることになる。

〔従来の技術〕

従来、この種のＬＡＮにおけるアクセス方式にはＣＳ　
Ｍ　Ａ　／　ＣＤ　（Ｃａｒｒｉｅｒ　５ｅｎｓｅ　ｍ
ｕｌｔｉｐｌｅａｃｃｅｓｓ／ｃｏｌｌｉｓｉｏｎ　　
ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ）　＋タイムスロット方式そしてト
ークン方式がある。Ｃ３ＭＡ／ＣＤ方式は、イーザネ、
トに代表される方式で、送信ずべきパケットを持つノー
１゛はハスが空いているならば即座に送信し、バスが使
用中のとき送信を中止し再送するまで適当な時間だけ待
って再び送信する方式である。タイムスロノＩ・方式は
一定時間をノード数に対応して分割し、各ノー１゛は決
められたタイムスロット期間のみパケットを送信できる
ようにしたりあるいは要求に応してタイムスロソｌを割
り当てる方式である。最後の１・−クンパッシング方式
は、送信権を表ずフリー１−クンと呼ばれるパケットを
主にリング状の伝送媒体に循環さ一ロ、送信したいノー
ドはｌ・−クンが廻って（るまで待ち、トークンを中に
取り込むことによってデータ処理用ｌを送信し再びトー
クンを伝送媒体に出すという方式である。

一般的に、ＬＡＮのノードの伝送媒体への結合方式には
、ハス型とリング型があるが、バス型ではＣ８ＭＡ／Ｃ
Ｄ法式が主に使われるが、バス型の短所は、原理的にあ
まり長距離のネットワークや高速のネットワークには向
かないこと、および光ファイバが使用するのが難しく、
特に、負荷を増やしていくと衝突による遅延が増し、伝
送効率が低下するという欠点がある。そこで、負荷が多
い場合にはトークンリング方式が最も効率がよいといわ
れている。すなわち、負荷を増しても遅延時間の変化が
急増せず伝送容量が高く、最大遅延時間はリング−周の
伝播遅延で決るという長所を持っている。しかし、短所
としては、リング状の１つの断線の故障が全体に影響し
たり、パケットが廻り続けたり、トークンが失われたり
する現象があるので５　これを対処する機能が必要とな
る。

従来、この種のトークンリング方式の媒体アクセス制御
のほとんどが各ノード内にあるデータ処理用の中央演算
装置（ＣＰ　Ｕ）内のマイクロプログラムすなわち、フ
ァームウェアを使って実行されていた。従ってトークン
を捕捉した後フレームデータを送信しトークンを再び送
出させる制御をファームウェアで実行している間は、Ｃ
ＰＵは他の仕事を実行することはできず、従って、当該
ノードのスループットが低下するばかりでなく、リング
全体のデータ転送能力の低下をもたらすという欠点をも
っていた。

〔発明が解決しようとする問題点〕

本発明は従来のこのような上記欠点を除去するために、
　　ｔ−−クンリング方式において、１・−クンを捕捉
した後フレームデータを送信し１・−クンを再び送出さ
せるという状態制御をファームウェアとは独立に専用ハ
ードウェアで実行できるようにするにはどのような状態
およびその遷移を生成するかという問題を解決するもの
である。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明によれば、トークンリング方式によるネットワー
クにおいて各ノードは送信機能を無効としたフレームの
リピート状態、送信機能及び受信機能を有効としフレー
ムのリピート機能を無効としたトークン保持状態、及び
受信ｔａ能を有効とし送出機能リピート機能を無効とし
たトークン送出状態の３つの状態を有し、各状態の遷移
は当該ノード内の中央演算装置の制御を介さないで行う
ことを特徴とした媒体アクセス制御方式を提供するもの
である。

〔作　　用〕

本発明は、トークンリング方式において、各ノー１が正
富時にはトークンをまだ捕捉していないというリピート
状態、１・−クンを捕捉しフレームを送出するトークン
保持状態および、フレームの終りを検出してｌ・−クン
を送出する１・−タン送出状態を専用ハードウェアに容
易に置換できるように定義し、これらの状態の遷移はＣ
ＰＵの制御を介さずその専用ハードうエアで実行するよ
うにした。

〔実　施　例〕

次に本発明の実施例を図面を参照して説明する。

第１図は１本発明の媒体アクセス制御（ＭＡＣ）状態遷
移方式を説明する状態遷移図で、第２図に示すようなリ
ング状の通信路にノートと呼ばれる針算機が複数個接続
されたローカルネットワーク（ＬＡＮ）において、フリ
ートークン（以下単に“トークン”と呼ぶ）を捕捉した
ノードのみが送信権をもつというトークン方式の原理に
基づいて。

各ノードが専用ハードウェアまたはマイクロプロゲラＪ
・に従って行うアクセス制御の状態遷移を示している。

ｌ・−クンパッシング方式の場合、一般的に番Ｊ３ハイ
ドからなる１・−クンをリングに廻したときあるノート
′がそのｌ・−クンを捕捉したとき送信権をもちデータ
フレームを流すことになる。ノー１′が送信を終えたと
きどの時点で１・−クンを解放するかということはいく
つかの手法がある。本実施例ではそのノー１゛はデータ
フレームを流し糾ったときトークンを流ずことによって
、他のノー１′に送信権を論るという手法に従う。」二
記１・−クン方式について、第３図について説明する。

例えば、第３図ｆａｔは、リング状に４つのノードＡ、
Ｂ、Ｃ。

Ｄが接続されている場合、フリートークンがＣとＤの間
にあって、全てのノード、Ａ、　　Ｂ、Ｃ，Ｄのどのノ
ードもｌ・−クンを捕捉していない状態で。

フレームを受信し、同しデータを流すことができるリピ
ート状態である。同図ｔｂ）ではノードＤがフリートー
クンをｈ１ｉ捉した状態で該ノーＩＤはＩ・−クン保持
状態すなわち、フレームを送信する権利の待ち状態とな
る。

この時、他のノー１’Ａ、Ｂ、Ｃはリピート状態のまま
である。同図ｆｃｌでは５ノードＤはトークン保持状態
を継続しながら、ビジートークンをリングに送出した状
態である。従って、ノードＤのトークン保持状態ではビ
ジートークンを送出できるが、他のリピート状態のノー
ドＡ、Ｂ、Ｃはフリートークン及びビジートークンをリ
ピートすることとなる。

同図（ｄｉでは、ノードＤがフレームを送出終了した状
態で、トークン送出状態となる。同図ｆｅ）では５ノー
ドＤはトークン送出状態を継続しているが。

リピート状態にあるノードＢがフレームを受信している
状態である。同図（ｆｌでは、ノーＦ’Ｄがトークン送
出状態を継続しながらフレームのヘッダを認識した場合
、フリートークンを送出し、ビジートークンを除去する
状態である。そして、同図（［０に示すように、ノード
Ｄはビジートークンの除去を終了し、再びリピート状態
になった状態である。

従って２１−−クン保持状態と１−クン送出状態ではフ
レームはリピートされないこととなる。このようなｌ・
−クンパッシング方式では各ノー１゛が実際にどのよう
にアクセス制御するかが問題になる。

本発明ではこの問題を解決するためにまず状態区分を行
うことに特徴がある。

第１図において、トークンを捕捉した場合と持たない場
合を識別するためまずリピート状態■あるいは■という
トークンを持たない状態を定義する。この状態ではリン
グ内の送信ノー１′からフレームデータを受信するだけ
の機能を持っている。

また２　この状態では、受信と同時に同しデータを流す
といういわゆるリピー］・という機能をもっている。こ
の状態において、ｌ・−クンを捕捉するとトークン保持
状態■あるいは■になり、送信できる状態になる。そし
て、フレームデータを送信し終るとトークンを放すこと
になるが、その状態になるまでの間をｌ・−クン送出状
態■あるいは■と呼ぶ。そしてトークン送出終了後、再
びリピート状態■となる。このようにリングもノードも
正常である場合は各ノードはこの■、■、■（あるいは
■、■、■）の各状態を繰り返すことになる。

各ノートはリピート状態でないときには自己フレームを
除去するという機能も持つ。すなわち。

自分がトークン保持状態■あるいは■でありフレームデ
ータを送出したとき自分のところまでそのフレームデー
タが戻ってきたときにはそのフレームデータを除去して
、そのデータがリングを何度も廻ることを防止し、かつ
フレームの吸収が終了されることを確認する機能を含む
。

また、各ノードにはトークンがなくなったとき再生する
という機能をもつが、でたらめに再生するのではなく特
定なノード、すなわちアクティブモニタ（ＡＭ）と呼ば
れるノードのみが再生できるようにしている。このとき
、アクティブモニタでないノード、すなわち、トークン
の再生を実行しない普通のノードはパッシブモニタ（Ｐ
Ｍ）と呼ぶ。このような本方式ではさらに、ＡＭになる
シーケンスあるいはトークンを再生するシーケンス、あ
るいはリングの断線時に異常通知フレームを出すための
シーケンスが状態遷移としである。

トークン再生をするための状態を１・−クン再生状態■
と呼び、そしてＰＭにおいて、ＡＭになるためのフレー
ムを送信する状態をモニタリカハリイ状態■と呼び、さ
らに、実高通知フレームを再！にしている状態をビーコ
ン送出状態■と呼ぶ。

ＡＭあるいはＰＭにおいて機能遷移状態を監視するタイ
マがあり、それにはタイマ１〜５がある。

タイマ１はＴＩタイマと呼ばれ、フレームがリングから
流れてこないことを時間で監視しており５一定時間流れ
てこないとき、すなわち１・−クンおよびフレームの両
方が流れてこない比較的短い時間Ｔ１を測定する。これ
は、　　トークン再生するためのタイマである。Ｔ２タ
イマはＰＭでもＡＭでも起動するがトークンのみが流れ
てこない比較的長い時間を監視しているタイマである。

これは。

たとえば、断線あるいは「八Ｍなし」の異常状態の場合
でトークンは流れないことになる。Ｔ２の時間は普通１
〜２秒である。Ｔ２タイムアウトになると断線よりもま
ず“トークンなし”として判断するために、まずＰＭは
モニタリカバリイ状態■となる。Ｔ３タイマは５　トー
クン保持状態■でトークンを保持する時間を制限するタ
イマである。

Ｔ４タイマは、トークン送出状態■で動作し、トークン
を出すタイミングを制御する。すなわちフレームを送出
後ヘッダを認知するまではトークンを出さないようにす
るための時間を監視するのである。すなわち、ＰＭにお
いて、フレームがこわれたときはＴ４タイムアウトにな
るので、このことによって、フレームがこわれたと判断
してトークンを意識的に出すように制御する。Ｔ５タイ
マは、モニタリカバリイ状態■でモニタリカバリイフレ
ームというフレームを何度か出すことになり。

これを出すタイミングを測るタイマである。

次にこれらのタイマＴ　Ｉ＝Ｔ　５を使ってＡＭ状態を
生成するシーケンスについて説明する。まず電源投入時
にノードはＰＭのリピート状態である。

この状態でトークンがこないときにはトークン保持状態
■にもなれないので、Ｔ２タイマがその時間を測定して
いる。Ｔ２タイムアウト（１〜２秒）になるとそのノー
ドはモニタリカバリイ状態■となる。モニタリカバリイ
状態■となったノードはモニタリカバリイフレームとい
うリカバリイ用のフレームを送出する。そのフレームの
中にはソースとディスティネーションのアドレスフィー
ルドがあり、ソースアドレスは自分のアドレスであるの
で、これによってリング内の同時にリピート状態にある
ノード間の競合を防止する。すなわちＡＭになろうとす
るノードへの要求がモニタリカバリイフレームの送出で
あるが５　自分がモニタリカバリイ状態■であって伯か
らのモニタリカバリイフレームを受けとったとき、フレ
ーム内のソースアドレス（ＳＡ）とマイアドレス（ＭＡ
）と比較する。ＳＡ＞ＭＡであればそのノードはモニタ
リカバリイ状態■を放棄し、リピート状態■になる。そ
して、そのフレームが下流に廻るようにする。これを繰
り返すと、Ｔ２タイムアウトになったノードのうち１つ
だけ最大アドレスのノードのみがリピート状態■でなく
モニタリカバリイ状態■を維持する。そしてＴ５（数ｍ
ｓ）時間モニタリカハリイ状惑■を統ける。すなわちモ
ニタリカバリイフレームを送出して、最後に残ったモニ
タリカバリイ状態■のノードでＳＡ＝ＭＡになったとき
初めて、そのノートはＡＭ状態になれると認識する。そ
してＡＭ状態のリピート状態■になって普通の受信状態
になり、リングではこれのみがＡＭとなる。ノードのＡ
Ｍ状態のリピート状態■においてトークンが捕捉できず
Ｔ１タイムアウト（数十ｌ１ｌｓ）となったとき、その
ＡＭノードはトークン再生状態■となり、リングバージ
フレーム（ＲＰＦ）という特定のフレームを送出する。

これはトークンを持たない状態でありながらフレームを
流すことができる状態である。このＲＰＦを送出すると
、そのＡＭノードはトークン送出状態■になる。すなわ
ちリングは再び“トークンあり”の状態になり、このＡ
Ｍノードは普通の３状態■。

■、■を続ける。ＰＭも同じく■、■、■の状態をＩＩ
続することになる。なお、リングのどこかが断線してい
るときは、あるノードはリピート状態■からモニタリカ
バリイ状態■に遷移することになるが、このときは断線
しているので自分のアドレスＭＡがなくなり、リトライ
アウトを検出するところまで遷移し、これを１００回く
らい繰り返してもだめなときビーコン送出状態■となる
。これはリング内の通信路が断線している場所のすぐ下
のノーＩ：がこの状態となり、このノードとその上のノ
ードとの間で断線となっている可能性があり。

断線の検出もできることになる。

次に、上記した３つの状態すなわちリピート状態、トー
クン保持状態およびＩ・−クン送出状態を使ってノーマ
ルな制御をプロセッサの制御を介さずに行う専用ハード
うエアについて述べる。

本発明のトークンパッシングコントローラ（ＴＰＣ）１
０は、第４図に示すように、各ノードのアダプタ内に１
つ含まれており、共通バス６０にマイクロプロセッサ２
０．プログラム格納用のＲＯＭ３０．作業用格納用のＲ
ＡＭ４０および送信／受信バッファ５０とともにその共
通バス６０に接続され、リング通信路の他のノードから
ビットシリアルで転送されてきた受信データ６００をリ
ピート状態において同期を取りながら入力し５マイクロ
プロセツサ２０の制御を介さずに受信フレームデータを
受信バッファ５０にＤＭＡ転送した後、マイクロプロセ
ッサ２０で処理し結果をＲＡＭ４０に格納する。他のノ
ードに転送すべきデータは、共通データバス６０を介し
てＤＭＡで送信／受信バッファ５０に転送され送信可能
状態となる。そして化ノードからトークンが転送されて
きた場合には、ＴＰＣはリピート状態からトークン保持
状態に遷移するように制御し、送信バッファ５０からの
送信データフレームを送出し終った時点において、トー
クン送出状態に遷移するように制御する。そして最後に
トークンを送出し、フレームの最終バイトを検出するこ
とによって再びリピート状態へ移行する制御を実行する
。このＴＰＯの存在によって、このようなアクセス制御
用の状態遷移をマイクロプロセッサ２０の制御を介さず
に行うことができる。このＴＰＣは第５図に示すように
、リピート状態において受信するビットシリアルデータ
６００を直並列変換して得られる一１７＝ バイトデータ１０１０を制御回路１０３の制御の下で受
信回路１０２に転送し、同期制御して受信バッファ５０
に転送する。そして、　　トークン捕捉後、トークン保
持状態からｌ・−クン送出状態において制御用！１１０
３の制御下で送信ハソファ５０から転送されてくるフレ
ームデータを送信回路に転送し同期制御してリピート回
路１０１よりバイトを並直列変換してフレームおよびｌ
・−クンをビットシリアルに出力６０１より出力する。

次にＴＰＯのリピート回路１０１とその周辺回路につい
て第６図を用いて説明する。

データ線６００をピッ（・シリアルで転送されてくるデ
ータＲＸＤはまず直並列変換回路Ｒ３Ｒ１０１２でバイ
トに直す。ごのときまずフレームであるかどうかをみる
ために特定なＦＳパターンをデータ線６００に流し、そ
のフレームの先頭パターンを同じＦＳパターンとを比較
して一致するかどうかを一致回路１０１３で調べる。フ
レームは９ビツトバイト、たとえば、ＦＳパターンの９
ビツトを先頭に、ＭＡＣ３ｆ１１およびＭ　Ａ　ＣＳ　
ｆ２１がそれぞれ９ビツトバイト、その後ディスティネ
ーションアドレスおよびソースアドレスがそれぞれ６バ
イト、コマンドとデータがｎバイト、そしてチェックコ
ードが４ハイドでファイルエンド（ＦＢ）コードが１バ
イト、最後にスティタスが１バイトとなるようにフィル
ド構成されている。まずバイトになるためＲ３ＲＩＯ１
２でシリアルパラレル変換され、そのビットパターンと
ＦＳパターンと比較されて一致した場合はフレームの先
頭であることが確認されるので、フレーム受信開始すな
わちＲＸＦＲＭ信号がフリップフロップ１０１４に七ノ
１〜される。ＦＳパターンの次の１ハイドは９ビット時
間後なのでフレーム先頭時にリセットされる４ビツトカ
ウンタ１０１５によって０から８までカウントし、ＲＣ
Ｎ＝８になったとき、リピート回路は、Ｒ３Ｒが次のバ
イトを七ソトシていることを知る。そしてこのシーケン
スがフレーム内で繰り返される。一方、ＢＦＡバッファ
１０１７は各バイトを一時保持するものである。この一
時保持されたハイドデータは受信回路に転送されて受信
シーケンスカウンタ（Ｒ３ＣＮ）と受信アドレスカウン
タ（ＲＡＣＮ）を使ってフレーム内の各フィールドを識
別する。そして、前者はフィールド内のバイト数をカウ
ン］−シ、それによってバイトがとのようなものである
かがわかる。すなわち、そのバイトがアドレス部であれ
ば、あらかじめ用意されたアドレスと比較の実行ができ
、たとえばＳＡとＭＡの比較を行うことができることに
なる。また、もし、コマンド部であれば、それを使って
、モニタリカバリイ状態■においでＳＡとＭＡのアドレ
スを比較せよというシーケンスに移るように接続するこ
とができる。

ＢＦＡバッファ１０１７に接続された２つのレジスタＢ
ＦＥとＢＦＯは同期合せのためのバッファである。すな
わち、受信データからビット同期して得られた自己同期
クロックと再び送信するクロックとは違うためそれをカ
バーするため、ＢＦＯとＢＦＥがあり、それぞれは、ク
ロック位相の進みと遅れに従ってデータをずらしてバン
ファリングしバイトｏｄｄとｅｖｅｎとを交互にセット
するようにしている。このようにして入力されたフレー
ムはＢＦＥとＢＦＯに入力するがそこがら俄り出すかど
うかを制御回路で決めて送信用レジスタＴＳＲ１０２０
に入れる。ＴＳＲ１０２０はパラレルイン・シリアルア
ウトのシフトレジスタである。

このＴＳＲ１０２０に接続されたＴＦＧフリップフロッ
プは１とＯを交互に発生する発生器であり。

送信フレームがないときはＴＳＲがその１０１０・・・
というパターンを送信するようにしている。

こうすることによってリピート状態であるがないかを制
御できることになる。

次に第１図の状態遷移図の各状態に対応して。

ＴＰＣのステータス制御部内に存在する状態表現用の状
態フリップフロップについて第７図を使って説明する。

ＴＰＣの状態フリップフロップ（Ｆ／Ｆ）には。

アクティブモニタ（ＡＭ）、　　リピート（ＲＦＰ）。

トークン保持（ＴＫＮＨＤ）、　　トークン送出（ＴＫ
ＮＰＳ）、）−クン再生（ＴＫＮＧＲ）、モニタリカパ
リイ　（ＭＲＥＣ）、　ビーコン送出（ＢＣ２ｌ− ＰＳ）の各状態をそれぞれ表現するＦＯ，Ｆｌ。

Ｆ２．Ｆ３．Ｆ４．Ｆ５．Ｆ６がある。まず、電源投入
時にはＦｌのリピートＦ／Ｆが“１″にセットされる。

または、ファームウェアによる初期設定時においてもＦ
ｌは“１″に七ノドされる。

このときこのノードはパッシングモニタ状態のリピート
状態となる。ＴＰＣのリピート回路］　０１にトークン
が入力すると、ＦＳ、ＭＡＣ３，ＦＢの３バイトから構
成される。この１・−クンは順にＢＦＡバッファ１０１
７にラッチされ、ＴＣＰが］・−クン捕捉を認識すると
、ＦｌのリピートＦ／Ｆをリセットし、Ｆ２のｌ・−ク
ン保持Ｆ／Ｆが１″にセントされる。このとき、　　ｌ
・−クンはこのノードによって吸収された状態であり、
］・−クンはリピートされず、　ｋｉｌｌ状態となって
、下位ノードに転送されないことになる。Ｉ・−クン保
持Ｆ／Ｆが“１”にセントされている間５送信バッファ
５０で用意された送信フレームをリピート回路１０１内
のＴＳＲ１０２０に送り、送信する。送信終了時にトー
クン送出状態となり、Ｆ２のＩ−クン保持Ｆ／Ｆをリセ
ノｌ　シＦ　３のトークン送出Ｆ／Ｆを“１”にセット
する。フレーム送出１＆　トークンを送出すると再びリ
ピート状態となるので。

トークン送出Ｆ／Ｆをリセットすると同時に、再びＦｌ
のリピートＦ／Ｆを“１°にセットする。

ＦｌのリピートＦ／Ｆが“１″にセットされノードがリ
ピート状態にあるとき、Ｔ２タイマにおいてタイムアウ
トとなると、モニタリカハリイ状態を表現するＦＳのモ
ニタリカバリイＦ／Ｆが１゜にセントされる。そして、
モニタリカパリイフレームをＴＳＲ１０２０を介してリ
ングに転送し。

そのフレームがリングを巡回して帰還されたかどうかを
みて、フレーム内のソースアドレス（ＳＡ）と自分のア
ドレス（ＭＡ）を比較する。前述したように、ＳＡ＞Ｍ
ＡのときにはリピーＩ・状態にもどるために、ＦＳのモ
ニタリカハリイＦ／Ｆをリセットする。そして、ＳＡ＝
ＭＡとなった場合には、このノードがアクティブモニタ
となるために。

Ｆ５のモニタリカハリイＦ／Ｆをリセットすると同時に
ＦＯのアクティブモニタＦ／Ｆを“１”にセソ］・シ、
さらにＦｌのリビー１　Ｆ　／　Ｆも“１゜にセットす
る。すなわち、このノードはアクティブモニタ状態のリ
ピート状態となる。そして、トークン保持、トークン送
出、そしてリピートを繰り返ずことができれば、Ｆ２．
Ｆ３がセノＩ・されながら３つの状態を繰り返ず。しか
しリピート状態で、Ｔ１タイマにおいてＴ＋タイムアウ
トとなると、Ｆ４の１−−クン再生Ｆ／Ｆが“１”に七
ノドされる。１・−クンを再生してリングに転送される
とＦ４はす七ノ１−され、１・−クン送出状態を表現す
る１・−クン送出Ｆ／Ｆが“１”に七ノ１−されてトー
クンが再生される。なお、パノンブモニタ状態でＳＡと
ＭＡを比較したとき、Ｔ５タイム内で常にＳＡ≠ＭＡで
あるときは、このノードはアクティブモニタにはなれず
、ビーコン送出状態となるので、Ｆ６のビーコン送出Ｆ
／Ｆが１”にセットされる。また、このＦ６はＢＣＦ受
信時にはリピート状態となるのでリセットされるが断線
検出した場合には再びセットされる。

このように本発明は、１・−クンによりリングのアクセ
ス権を制御するローカルエリアネットワークにおいて、
各ノートは送信機能を無効とし、フレームのりピート機
能および受信機能を有効としたリピート状態、送信機能
および受信機能を有効とし、フレームのリピート機能を
無効としたトークン保持状態、および受信機能を有効と
し、送信機能、リピー）１３Ｍ能を無効としたトークン
送出状態、の３つの状態を定義する。そして５　リピー
ト状態においてフレーム送信要求を発したノードは。

トークンの到着を検出すると、当該トークンをリングよ
り除去し、１・−クン保持状態に遷移し、当該状態で、
フレームを送出し終った時点において。

トークン送出状態に遷移し自ノードのフレームのヘッダ
を検出した時点でトークンを送出し、自ノードのフレー
ムの最終バイトを検出することにより、リピート状態へ
移行するように状態を遷移することをプロセッサの制御
を介せず行うことを特徴とする。

〔発明の効果〕

本発明は、このように、各ノードにおいて、リピート状
態、Ｉ・−クン保持状態および１−−クン送出状態とい
う状態を定義し、状態間の遷移はプロセッサ（ＣＰｔＪ
）のファームウェアを介さずにプロセッサとは独立にＴ
ＰＣ専用バー１ウェアが実行することによって、ＣＰ［
ＪはＴＰＣが状態遷移を実行している間は他の仕事を実
行でき従っ゛ζ全体のスループットが向上するばかりで
なく、　　ｃｐＵに対するＯ８のソフレシエア負担が小
さくなり従ってシステム設計が極めて容易になるという
効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は１本発明の媒体アクセス制御方式の状態遷移方
式を説明するたの状態遷移状態図。 第２図は、リング状の通信路に接続された複数のノード
を示すブロック図。 第３図ｔａ＋〜（ｇ＋は、各ノード間のトークンとパゲ
ノトの送受信を示すブロック図。 第４図は、各ノートのアダプタを示すブロック図。 第５図は、第４図のアダプタにおけるトークンパノシン
グニ１ンｌ−Ｉ＋−ラのフ゛ｌコ、り図。 第６図は′ｒ　ｐ　ｃのリピート回路のブロック図。 第７図は、ＴＩ）Ｃのステータス制御部の各フリノプフ
１７ソプの状態図である。 ■、■・・・リピート状態。 ■、■・・・トークン保持。 ■、■・・・トークン送出状態。 ■・・・トークン再生状態。 ■・・・モニタリカバリ状態。 ■・・・ビーコン送出状態。 ヱ○■■ 千

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）トークンリング方式によるネットワークにおいて
   、各ノードは送信機能を無効としたフレームのリピート
   状態、送信機能および受信機能を有効としフレームのリ
   ピート機能を無効としたトークン保持状態、および受信
   機能を有効とし送信機能リピート機能を無効としたトー
   クン送出状態の３つの状態を有し、各状態の遷移は当該
   ノード内の中央演算装置の制御を介せず行うことを特徴
   とする媒体アクセス制御方式。
2. （２）リピート状態において、フレーム送信要求を発し
   たノードは、トークンの到達を検出すると、当該トーク
   ンをリングより除去し、トークン保持状態に遷移し、当
   該状態で、フレームを送出し終った時点において、トー
   クン送出状態に遷移し、自ノードのフレームのヘッダを
   検出した時点でトークンを送出し、自ノードのフレーム
   の最終バイトを検出することにより、リピート状態へ移
   行することを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の媒
   体アクセス制御方式。