JPS61125254A - リング状態割込方式 - 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６１算機を通
信で結合するローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）の
伝送媒体へのアクセス方式に係り。

特にリング状の伝送媒体においてフリート−クンを捕捉
した計算機のみが送信権をもつというトークン方式の媒
体アクセス制御状態遷移割込方式に関する。

近年、中央演算装置（ＣＰＵ）による集中処理から複数
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、地理的に近接した構内やビル内にある計算
機を通信ネットワークで有機的に結合して２分散処理や
オフィスオートメーションを効率よく実行するローカル
エリアネットワーク　（ＬＡＮ）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、ワークス
テーシ、３ン間のプログラム、文字あるいは画像のテ゛
−タの転送あるいは大容量ノ（有ファイル装置への入出
力等が効率よく実行できる。■、ＡＮ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１几）では主にデータと送受信アルレス等
からなるパケットがｙ−夕転送のｒＩｔ位となるが、こ
の場合、複数のノー１−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調ザ、すなわち通信を行う場合のプ
ｌコトコルと呼ばれる通信規約に基づいて。

−７クセス選択を行うことが重要となる。従って。

アクセス方式によってネットワークの基本的Ｉ１１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
という伝送容ロ、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１．八Ｎにお番」るアクセス方式にはＣ
３Ｍ八／へＣ、（Ｃａｒｒｉｅｒ　５ｅｎｓｅ　ｍｕｌ
ｔｉｐｌｅａｃｃｅｓｓ／ｃｏｌｌｉｓｉｏｎ　ｄｅｔ
ｅｃｔｉｏｎ　）　、タイムスロット方式そしてトーク
ンパッシング方式がある。Ｃ３ＭＡ／ＣＦ）方式は、イ
ーサネットに代表される方式で、送信すべきパケットを
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、１方
式は一定時間をノー］゛数に対応して分割し、各ノード
は決められたタイムスロソ］・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じてタイムスロッ
ト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、送信権を表すフリート−クンと呼ばれるパケ
・７トを主にリング状の伝送媒体に循環させ、送信した
いノーじはトークンが廻ってくるまで待ち、　　Ｉ−−
クンを中に取り込むことによってデータパケットを送信
し再びｌ・−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１゛の伝送媒体への結合方式に
は、バス型とリング型があるが、バス型ではＣ３ＭＡ／
ＣＤ法が主に使われるが、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ｌ・−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５　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、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、ファームウェアは他の仕
事を実行することはできず、従って、各ノードスルーブ
ツトが低下するばかりでなく、システム全体の通信効率
が低下するという欠点を持っていた。

〔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解除するために、
トークンリング方式において、ｌ・−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。

専用ハードウェアとファームウェアをいかに分割するか
という問題を解決するものである。

〔問題を解決するための手段〕

本発明は、リング状の伝送媒体のアクセス権のコントロ
ールをトークンにより行うローカルエリアネットワーク
において、各ノードがリングとの結合状態をチェックす
るために、自ノード宛にフレームを送信し、その結果の
準備ができた時点。

すなわち、ソースアドレスが自ノードであることをチェ
ックできたときそしてＦＣＳエラーが自ノードで検出し
たのか他ノードで検出したかをチェックできた時点で割
込により、内部のブロモ・ノサに通知し、その内容をレ
ジスタで表示することを特徴とするリング状態割込方式
を提供することにある。

〔作　　用〕

本発明は、自分がリングに結合しているかを試験するた
めに自ノーｌ−にフレームを送１言し、フレーム内のソ
ースアドレスが自ノー１アｌレスかと゛うかを専用ｌ、
Ｓ■がチェックし、その結果に基づいて、ファームウェ
アに割込を発生するようにしたものである。

（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ｆａｔ、　（ｂｌは１本発明のリング状態割込方
式を説明するブ１コック図で、リング状の通信路にノー
ドと呼ばれる計算機が複数個接続されたローカルネット
ワーク（１，ＡＮ）において、フリート−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、１つのノ
ー１−“がリング結合しているかを試験するために自ノ
ーｌ′にフレームを送信し、フレーム内のソースアＩ・
レスが自ノードアドレスかを専用ＬＳＩがチェックし、
その結果に基づいてマイクロプログラム（ファームウェ
ア）に割込を発生させる方式を示している。

トークンパッシング方式の場合、一般的には３バイトか
らなるｌ−クンをリングに廻したときあるノー１′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ｌ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Ｔ法が
あるが１本実施例ではそのノーＩ・はデータフレームを
流し終ったときｌ−−クンを流ずことによって、他のノ
ー１に送信権を譲るという手法に従う。すなわちアルゴ
リズムは、パケットを送出し終るとすくに１・−クンを
解放する。上記ｌ−クンパッシング方式について、第３
図について説明する。例えば、第３図ｆａｌ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１−−クンがＣとＤの間にあって、全てのノー
１”、　Ａ、　Ｂ、　Ｃ，Ｄのどのノードもｉ・−クン
を捕捉していない状態で、フレームを受信し、同じデー
タを流すことができるリピート状態である。同図（ｂｌ
ではノードＤがフリート−クンを捕捉した状態で該ノー
ドＤはトー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、　　ｌ’３．　　Ｃ，Ｄはリ
ピート状態のままである。同図ｆｃｌでは９ノー１”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ＦＤの１・
−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−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ｆｄ）では、ノ〜ｌ”ｒ）がフレームを送出終了し
り状態で、トークン送出状態となる。同図（ｅｌでは。

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ｆｆｌでは、ノード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−クンを送出し、ビジート−クンを除去する状
態である。そして、同図（ｇｌ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、トークン保持状態と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。このようなトー
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。

第２図に状態遷移図を示す。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■という
トークンを持たない状態を定義１−る。この状態ではリ
ング内の送信ノードからフレームデ〜りを受信するだけ
の機能を持っている。

また、この状態では、受信と同時に同じデータを流すと
いういわゆるリピートという機能をもっている。この状
態において、トークンを捕捉するとトークン保持状態■
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トークン送出状態■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が正常である場合は各ノードはご
の■、■、■の各状態を繰り返すことになる。

各ノード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一つ。すなわち。

自分が１・−クン保持状態■でありフレームデータを送
出したとき自分のとごろまでそのフレーＪ、データが戻
ってきたときにはそのフレ−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、でたらめに再生ずるのではなく特
定なノー］・、ずなわらアクティブモニタ（Ａ　Ｍ）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１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ンシブモニタ
（ＰＭ）と吋ふ。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。

トークン再生するための状態をトークン再生状態■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バリイ状態■と呼び、さらに
、異常通知フレームを再生している状態をビーコン送出
状態■と呼ぶ。

ＡＭになるための条件として、遷移状態を監視するタイ
マがあり、それにはタイマ１１〜１５がある。タイマ１
１はＴ１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、一定時間流れてこな
いとき、すなわち］−−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ＴＩ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１２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ＡＭなしゝの異常状態の場合
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１３は、ト
ークン保持状態■でｌ−−クンを保持する時間を制限す
るタイマである。Ｔ４タイマ１４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ｌ・−
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１５ば、モニタリヵバリイ状
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＋−Ｔａ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Ｉ・−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、Ｔｔ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１′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、自分がモニタリカバリイ状態■であって他
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（Ｍ
Ａ）と比較する。Ｓ　Ａ　＞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Ｔａ
（数ｉｓ）時間モニタリカハワイ状態■を続ける。すな
わちモニタリカノ＼リイフレームを送出して、最後に残
ったモニタリカハリイ状態■のノー１でＳＡ＝ＭＡにな
ったとき初めて、そのノードは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ＡＭ状態のリピート状態■において１・−クン
が捕捉できずＴＩタイムアウト（数−１１３）となった
とき、そのＡＭノーＩはトークン再生状態■となり、リ
ングパージフレーム（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ｌ−“はｌ−−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ＡＭノードは正常の３状態■。

■、■を続ける。ＰＭも同じく■、■、■の状態を継続
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■からモニタリカハ
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ｌルスＭＡがなくなり、リトライア
ウＨ０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く下のノ
ー１゛がこの状態となり、このノー１′とそのＬのノー
Ｉ・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ｐ、　　
ｌ・−クン保持状態およびｌ・−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
バーｌ゛ウェアについて述べる。

トークンパッシングコントローラ（ＴＰＣ）１０は、第
４図に示すように、各ノーｌのアダプタ内に１つ含まれ
ており、共通ハス６０にマイクロプロセッサ２０．イニ
シャライズルーチン格納用のＲＯＭ３０．プログラム格
納用のＲＡＭ４０および送信／受信バッファ５０ととも
にその共通ハス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６
００をリピート状態において同期を取りながら入力し、
マイクロプロセッサ２つ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を介してメインメモリＲＡＭ
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。その結果の内、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に転送され送信となる
。

そして下位ノードからトークンが転送されてきた場合に
は、ＴＰＯ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５　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Ｔ
ＰＯ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ＴＰＯ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ジリアルデータ６００を
直並列変換して得られるハイドデータ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、１・−ク
ン捕捉後、トークン保持状態からトークン送出状態にお
いて制御回路１０３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１−クンをビットシリアルに出力６０１
より出力する。

次にＴＰＣ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。

ビットシリアルで転送されてくる６００のデータＲＸＤ
はまず直並列変換回路Ｒ３Ｒ１０］２でバイトに直す。

こ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（０１０１０１０１０）をデータ線６０
０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
で稠べる。フレームは９ビットバイト、たとえば、ＦＳ
パターンの９ビツトを先頭に、ＭＡＣ３ｆｌ１オンよび
Ｍ　Ａ　ＣＳ　（２１がそれぞれ９ヒツトハイド、その
１！＆デイステイネーシヨンアｌ゛Ｌ−スおよびソース
アルレスがそれぞれ６バイｌ−、ｍマンｌとデータがｎ
ハイ１．そしてチェック＝ｒ−１が４ハイドでファイル
エンｌ”（Ｆｌ”：）コー１−が１ハイド、最後にステ
ィタスが１バイトとなるようにフィルｌ構成されＣいる
。まずハ・イトになるためＲ２Ｈでシリアルパラレル変
換され、そのピノ１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ノ、の先頭であることが確認さ
れるので、フレーム受信開始というフリップフロップＦ
Ｆ］ＯＩ４ずなわらＲＸＦＲＭ信号がセノｌ−される。

ＦＳパターンの次のｌ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１０１
５によって０から８までカランｌ−Ｌ、ＲＣＭ＝８にな
ったとき１　リピート回路は、Ｒ３Ｈが次のバイトを七
ソＩ・していることを知る。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ｌ０１
７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ＩＪ受信回路に転送されて受信シー
ケンスカウンタ（Ｒ３ＣＮ）と受信子じレス力うンタ（
ＲＡ　ＣＮ）を使ってフレーム内の各フィールＩ゛を識
別する。そして、前者はフィール１内のバイト数をカラ
ンｌ−し、それによってハイｌがどのようなものである
かがわかる。すなわち、そのハイドがア］ルス部であれ
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、＝１マン１′部であれば、それを使
って、モニタリカハリイ状態■においてＳＡとＭＡのア
Ｉル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。

ＨＦＡ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／’（７フアである。

すなわち、受信データからピノｌ−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・７りとは違うため
それをカバーするため、ＵＦＯ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
してバッ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に人力するがそこから取り
出すかどうかを制御回路で決めて送信用レジスタＴＳＲ
１０２０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．！：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かないかを制
御できることになる。

次に第２図の状態遷移図の各状態に対応して。

ＴＰＯ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５アクテ
イブモニタ（ＡＭ）、　　リピート（ＲＥＰ）。

１・−クン保持（ＴＫＮＩＩＤ）、　　トークン送出（
Ｔ２ｌ− ＫＮＰＳ）、　　トークン再生（ＴＫＮＧＲ）、モニタ
リカバリイ　（ＭＲＥＣ）、　　ビーコン送出（ＢＣＰ
Ｓ）の各状態をそれぞれ表現するＦＯ，Ｆｌ。

Ｆ２．Ｒ３，Ｒ４，Ｒ５，Ｒ６がある。まず、電源投入
時にはＦｌのリピートＦ／Ｆが１″にセントされる。ま
たは、ファームウェアによる初期設定時においてもＦｌ
は“１”にセットされる。

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。ＴＰＯのリピート回路１０１にトークンが
入力すると、ＦＳ、ＭＡＣ３，ＦＩＥの３バイトから構
成される。このトークンは順にＢＦＡバッファ１０１７
にラッチされ、ＴＣＰがトークン捕捉を認識すると、Ｆ
ｌのリピートＦ／Ｆをリセノｌ−Ｌ、、Ｆ２の１・−ク
ン保持Ｆ／Ｆが　１”にセットされる。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
、トー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。トークン保持
Ｆ／Ｆが“１”にセットされている間、送信バッファ５
０で用意された送信フレームをリピート回路１０１内の
ＴＳＲ］　０２０に送り送信する。

送信終了時にｌ・−クン送出状態となり、Ｆ２のトーク
ン保持Ｆ／ＦをリセットしＦ３のトークン送ＩＩＩ　Ｆ
　／　Ｆを“１”にセットする。フレーム送出後トーク
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゛にセノＩ・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ラ
Ｉ・となると、モニタリカバリイ状態を表現するＦＳの
モニタリカハリイＦ／Ｆが“ｌ”にセットされる。そし
て、モニタリカハリイフレームを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テ１ζレス（Ｓ　Ａ）と自分
のアドレス（ＭＡ）を比較する。前述したように、ＳＡ
＞ＭＡのときにはリピート状態にもどるために、ＦＳの
モニタリカバリイ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“１１にセットし、さ
らにＦｌのリビー１−　Ｆ　／　Ｆも“ｌ”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、１−クン保持、トークン送
出、そしてリピートを繰り返すことができれば、Ｆ２．
Ｆ３がセットされながら３つの状態を繰り返す。しかし
リピート状態で、ＴＩタイマにおいてＴ＋タイムアウト
となると、Ｆ４のトークン再生Ｆ／Ｆが“１′にセット
される。トークンを再生してリングに転送されるとＦ４
はす七ノドされ、トークン送出状態を表現するトークン
送出Ｆ／Ｆが“１”にセットされてトークンが再生され
る。なお、パッシブモニタ状態でＳＡとＭＡを比較した
とき、Ｔａタイム内で常にＳＡ≠ＭＡであるときは、こ
のノー］゛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
セントされる。また５　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
合には再びセントされる。

次に第８図を用いて、ＴＰＣのＭＡＣ遷移割込方式を説
明する。

ＴＰＣは、各ノー１ζがＭＡＣ制御を行うために。

第２図に示した状態遷移図において、■、■、■の正常
状態と■、■、■のりカバリイ状態に分類し、正常状態
の状態間の遷移はノードのプロセッサ２０に通知せずに
ＴＰＣが実行し、リピート状態の状態間の遷移はプロセ
ッサ２０に“割込。

により通知し、遷移する理由を割込原因表示レジスタに
よりプロセッサ２０のファームウェアに提示することを
特徴とする。すなわち、正常時のフレーム、トークンの
送出再生のフォーマントやタイミングの正常状態の制御
はＴＰＯのＬＳＩでファームウェアが意識せずに自動で
独立に行い。

“トークンなし”あるいは”ＡＭなし”等に対するリカ
バリイはファームウェアに割込で通知するようにして制
御することによって２時間的な損失を除去することにな
る。もし５すべでの状態遷移をすべてファームウェアで
実行するとトークンを捕捉してフレームを送出してｌ・
−クンを送出するまでの正常状態の遷移にはかなりの遅
延があり。

この間のマイクロプログラムで実行するべき他の仕事が
完全に待ち状態となるばかりでなくソフトウェア負担が
非常に大きくなる。しかし、偶発的に発生するりカバリ
イの制御はファームウェアに通知してすべてファームウ
ェアで実行するようにして効率を上げる。すなわち、“
トークンなし”５”ＡＭなし”あるいは“断線”といっ
た偶発的な状態はファームウェア自身がリカバリイ用の
フレームを用意し、ファームウェアが意識してそのフレ
ームを送信し、結果のフレームもフレームウェアに通知
される。たとえばモニタリカバリイ状態■において、モ
ニタリカバリイフレームを送出したとき５その結果とし
て、ＳＡとＭＡの比較はＴＰＯのハードすなわちＬＳＩ
で実行するが、“ＡＭになれ”という信号はファームウ
ェアに割込で通知する。そして、ファームウェアがＡＭ
になったことを認識した場合には、ファームウェア自身
が状態を検知する。このように、リカバリイ状態におけ
るファームウェアへの割込には次のようなものがある。

Ｔ１タイマ割込： Ｔ１タイマはアクティブモニタリピート状態■のときに
動作し５　トークンまたはフレームのいずれも通過しな
いと数ｍｓでタイムアラＩ・になる。これは割込でファ
ームウェアに通知される。ファームウェアは状態をトー
クン再生状態■にセソＩ−１，，ＲＰＦ（リングパージ
フレーム）を送出する。トークンまたはフレームが通過
するとＴ１タイマはりスタートする。

Ｔ２タイマ割込： Ｔ２タイマはモニタリカバリイ状態■あるいはビーコン
送出状態■以外の状態において動作し、トークンが通過
しないと数秒でタイムアウトになる。これは割込でファ
ームウェアに通知される。ファームウェアは状態をモニ
タリカハリイ状態にセットし。

ＭＲＦを送出する。ｉ−−クンが通過するとリスタート
する。

Ｔ５タイマ割込： Ｔ３タイマはモニタリカバリイ状態■において動作し、
数ｍｓでタイムアラ１になる。

これは割込でファームウェアに通知される。

ファームウェアは状態は変更せず、再びモニタリカハリ
イフレームを送出する。

ＡＭＭ得割込： モニタリカバリイ状態■において、ＳＡ−ＭＡのモニタ
リカハリイフレームを受信すると割込で通知する。ファ
ームウェアは状態をアクティブモニタリピ−１・状態■
にセントする。

ＭＲＣ解除割込： モニタリカバリイ状態■において、ＳＡ＞ＭＡのモニタ
リカバリイフレームを受信すると割込で通知する。ファ
ームウェアはパッシブモニタリピート状態■に七ノドす
る。

ＢＣＰＳ解除割込： ビーコン送出状態■において、ＢＣＦ受信すると割込で
通知す。ファームウェアはパッシブモニタリピート状態
■にセットする。

ＡＭ解解除割込 子クチイブモニタ状態において、ＳＡ≠ＭＡのＲＰＦを
受信すると割込で通知するファームウェアはパッシブモ
ニタリピート状態にセントする。

従って、第７図の状態フリッフロップＦＯ〜Ｆ６におい
て、＊印の信号はファームウェアでセントされることに
なる。

次に、第８図は割込みを発生するＴＰＣの受信回路の一
部であって、上述したタイマＴＩ、Ｔ２゜Ｔ５を含みＳ
ＡとＭＡの比較も実行する。受信フレームの先１ｉＩＦ
ｓパターンが確認されると、バイトデータは受信回路に
転送されて５受信シーケンスカウンタ（Ｒ３ＣＮ）１０
２０と受信アドレスカウンタ（ＲＡＣＮ）１０２１を使
って、フレーム内の各フィールドを識別できる。たとえ
ばＢＦＡバッファ１０１７に入力されたバイトがもしア
ドレス部ＳＡであれば、カウンタ１０２０と１０２１を
デコード回路１０２２でデコード信号でノードアドレス
レジスタ１０２３より選択されるあらかじめ用意された
自分のアドレス（ＭＡ）との比較を比較回路１０２４で
実行できる。ＳＡ＝ＭＡのときには初期化のとき“０”
にセットされたフリップフロップに”１”がセットされ
る。

そして、プロセッサ２０からコントロールレジスタの特
定なビットが有効となった時点で、すなわちアンド回路
１０２７の出力が１”となり、受信ステータス１０２８
内にＳＡ−ＭＡを示すビットがセントされ、制御回路部
１０３に与えられる。

受信ステータスレジスタＲＸ　？’　Ｓの内容は第８図
（ｂｌに示すように１ビツト目とＯビット目はＯＯが非
すカバリイフレーム、０１がリングバージフレーム（Ｒ
ＰＦ）、１０がモニタリカバリイフレーム（ＭＲＦ＞お
よび１１がビーコンフレーム（ＢＣＦ）を示し、３ビツ
ト自と２ビツト目においてＯＯがＳＡ＝ＭＡ、０１がＳ
Ａ＞ＭＡ、１０がＳＡ＜ＭＡ、そして１１がフレームア
ボートを表現する。４ビツト目のＦｅ２Ｂは自ノードで
ＦＣ３エラーを検出したとき七ノドされるものである。

エラー検出シ第８図＋ａ＋の受信回路１０２のＲＣＲＣ
し・ジスタとＣＲＣ演算回路１０３０で！３ＦＡバッフ
ァ１０１７に七ノドされたチェノクコ−１に対してＣＲ
Ｃ演算した結果と定数１０３２と比較回路１０３１で比
較して行われる。不一致の場合にはファーノ、ウェアに
その界雷を通知する。また。

フレームの終りは比較回路１０３３で受イ＝シたドＥパ
ターンがあらかしめ定められたＦＥパターンと比較シフ
゛ζ実行され、不・致の場合はやはりファーＪ、ウェア
に割込をかけることになる。

次に第１図を使ってこのようなＴＰＣを用いて各ノーｌ
がリングへの結合状態をチェックすることができる本発
明のリング状態割込方式について述べる。

第１図（ａ＋は、リング（ＲＩＮＧ）状に構成された伝
送路に複数個（たとえば、　Ａ、　　＋１．　Ｃ）のノ
ー１が互いに通信を行うように構成したシステムにおい
て、ノーＩＡがリングに結合しているかどうかをチェッ
クする目的で、ノー１’　Ａ内の送受信バッファ５０よ
り送信フレーム５００をリングに送信し、リングを一巡
して受信する様子を示したブロック図である。送受信バ
ッファ５０は、ノーＦＡが送信モー１にあるときには、
当然フレームを受信することはできず、また、逆に受信
モーｌ′のときには、フレームを送信することはできな
い。したがって、ノー１”　Ａがリングに結合している
かどうかをチェックするために送信フレーム５００は送
受信バッファから送信されるが、ＴＰＣＩＯがそのフレ
ーム５００を受信する場合は、第６図のリピート回路の
直並列変換レジスタ１０１２を介してＢＦＡバッファ１
０１７にラッチされ、第８図の受信回路に入力される。

そして、ＢＦＡハソファ１０１７に入力されたハイ１が
もしソースアドレス部ＳＡであればノー１′アドレスレ
ジスタ１０２３より出力される自分のアドレス（ＭＡ）
とが比較される。上述したように、ＳＡとＭＡとの比較
結果は受信ステータスレジスタＲＸＦＳの３ビット目と
２ビツト目に表現され、００であるならばＳＡ＝Ｍ八と
なる。このとき第１図ｔｂｌに示すように、ＲＸＦＳの
３ビツト目と２ピノｌ−目のそれぞれに接続され反転回
路１０３４と１０３５の出力はともに論理ｌとなってＡ
ＮＤ回路１０３８に入力される。フリップフロップ１０
３６はノーＦＡのプロセッサ２０によりセントまたはり
七ソＩ・可能な記憶素子であって、自ノードのリングへ
の結合状態を調べるモーＦにするため５すなわち。

リング折返しテストを有効とする場合にセットされる。

また、フリップフロップ１０３７はステータスが有効で
あるかどうかを示す記憶素子でＢＦＡバッファに受信し
たフレームの特定なバイトがセットされてからステータ
ス情報がＲＸＦＳＩＯ２８にセットされるまではかなり
の時間がかかるため５ステータス情報がＲＸＦＳ　１０
０２８に確実にセットされたごとを示すものである。

したがって５第１図（ｂ）のリング折返し割込制御回路
を使えば、リング折返しテスト有効ビア＋・１０３６お
よびステータス有効ビット１０３７がともに論理ｌの有
効状態であって、ＲＸＦＳの３ビツト目と２ビツト目が
ともに０．すなわちＳＡ−ＭＡであるときにはＡＮｒ）
回１２＆１０３Ｂの出力は論理１となってリング折返し
割込フリップフロップ１０３９がセｙ　ｔ・される。し
たがって、他ノーＦＡがソーステ１゛レス（ＳＡ）が自
ノー１−（ＭＡ）であるフレームを受信した場合のみプ
ロセッサ２０のファームウェアに割込を発生することに
なり、プロセッサはその内容をレジスタで表現すること
になる。

このように本発明のリング状態割込方式の割込条件は２
　リング折返しテスト有効ビットが論理１であってかつ
ＳＡ−ＭＡである。ＳＡ＝ＭＡのとき、ノードＡはリン
グに結合していることになるが、このときＦＣＳエラー
を発生していないという条件を必要とする。ＦＣＳエラ
ーの検出が各ノードのＴＰＣ内のＲＣＲＣレジスタ１０
２９とＣＲ演算回路１０３０と比較回路１０３１で行わ
れているので３プロセツサが割込内容をレジスタで表示
する場合に、他のノードでＦＣＳエラーを検出したこと
を表示するビットと自ノードでＦＣＳエラーを検出した
ことを示すビットを含むようにすれば」、いことになる
。

〔発明のりＪ果〕

本発明では、ごの３Ｌうに、各ノー１”において２ノー
ド′のリングへの結合状態のチェックは自ノードにフし
・−ノ、を送信しソーステ１−レスが自ノードであって
テスト有効ピノ１−が有効状態であるときにはしめてプ
ロセッサに割込を起す制御はプロセッサ（ＣＰＩＩ）の
ファーＪ９ウェアを介さずにプ１−１セ、ザとは独立に
ＴＰＣ専用ハートうエアが実行するので、ＣＰｔＪはＴ
ＰＣがリングチェックを実行している間（」他の仕事を
実行でき、したがって。

全体のスルーブツトを向」二さ−υるばかりでなく。

ファーＪいう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＋ａ＋、　（ｂ）は本発明のリング状態割込制御
方式を説明するブ１−１ツク図。 第２図は本発明のリング状態割込制御方式の状態遷移図
。 第３図ｆａｔ〜ｆｇｌはトークンパッシング方式を説明
する図。 第４図はアダプタの構成を示ずブｌ：１７り図。 第５図はＴ　Ｉ）　Ｃのブロック図。 第６図はＴ　Ｉ）　Ｃのリピート回路図。 第７図はＴＰＣのステータス制御部を説明する図。 第８図ｆａｔはＴＰＣの受信回路のブロック図。 第８図（ｂｌはＴＰＣの受信回路の受信ステータスレジ
スタを説明する図である。 Ａ、Ｂ、Ｃ・・・ノー１ ２０・・・・・・プロセッサ。 ５０・・・・・・送受信バッファ。 ５００・・・・・送信フレーム。 一 世 シー ｍ 一 一−）

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）リング状に構成された伝送路を利用して複数個の
   ノードが互いに通信を行うシステムにおいて、１つのノ
   ードが少なくとも自ノードにフレームを送信し、その結
   果の準備ができた時点で割込により、ノードのプロセッ
   サに通知することによってリングとの結合状態をチェッ
   クすることを特徴とするリング状態割込方式。
2. （２）ソースアドレスが自ノードであるフレームを受信
   した場合のみ割込を有効とする特許請求の範囲第１項記
   載のリング状態割込方式
3. （３）ノードのプロセッサにより制御が可能な記憶素子
   により割込の有効、無効を制御することができる特許請
   求の範囲第１項記載のリング状態割込方式。
4. （４）割込で報告される内容として、他のノードでＦＣ
   Ｓエラーを検出したことを表示する第１のビット、自ノ
   ードでＦＣＳエラーを検出したことを表示する第２のビ
   ットを含むことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載
   のリング状態割込方式。