JPS6158062B2 - - Google Patents

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JPS6158062B2
JPS6158062B2 JP55066045A JP6604580A JPS6158062B2 JP S6158062 B2 JPS6158062 B2 JP S6158062B2 JP 55066045 A JP55066045 A JP 55066045A JP 6604580 A JP6604580 A JP 6604580A JP S6158062 B2 JPS6158062 B2 JP S6158062B2
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JP
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port
time
bus
transmission
packet
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JP55066045A
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Paranyandei Esuwaran Kapari
Kaaru Hamachaa Uinsento
Suchuaato Shedoraa Jerarudo
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International Business Machines Corp
Original Assignee
International Business Machines Corp
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Publication date
Application filed by International Business Machines Corp filed Critical International Business Machines Corp
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Publication of JPS6158062B2 publication Critical patent/JPS6158062B2/ja
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    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
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    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
    • H04L12/40—Bus networks
    • H04L12/407—Bus networks with decentralised control
    • H04L12/413—Bus networks with decentralised control with random access, e.g. carrier-sense multiple-access with collision detection [CSMA-CD]
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F13/00—Interconnection of, or transfer of information or other signals between, memories, input/output devices or central processing units
    • G06F13/14—Handling requests for interconnection or transfer
    • G06F13/36—Handling requests for interconnection or transfer for access to common bus or bus system
    • G06F13/368—Handling requests for interconnection or transfer for access to common bus or bus system with decentralised access control
    • G06F13/376—Handling requests for interconnection or transfer for access to common bus or bus system with decentralised access control using a contention resolving method, e.g. collision detection, collision avoidance
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    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
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  • Theoretical Computer Science (AREA)
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  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Small-Scale Networks (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】 本発明はデータ・コミユニケーシヨン・システ
ムに関するものであり、更に具体的に言えば局地
的コンピユータ・ネツトワークのポート間で可変
長データ・パケツトを伝送するデータ・コミユニ
ケーシヨン・システムに関するものである。 局地的コンピユータ・ネツトワークの代表例は
地理的な範囲が限定されたパケツト・コミユニケ
ーシヨン・ネツトワークである。長距離ネツトワ
ークは地理的範囲が限定されない通常のパケツ
ト・コミユニケーシヨン・ネツトワークである。
局地的コンピユータ・ネツトワークによつて結ば
れた計算装置間のコミユニケーシヨンは短く且つ
バースト状に生じ勝ちである。局地的ネツトワー
クでのこれらの２つの特徴のため、回路のスイツ
チングにパケツト・スイツチング技術を利用する
のが望ましい。パケツト・スイツチングによれ
ば、メツセージは１つ又はそれ以上のパケツトに
分割され、１つのパケツトが伝送の単位とされ
る。 局地的ネツトワークは、相互に多少独立的に動
作するものの組織の全体的使命に向けて奉仕する
とき相互にコミユニケートする必要性を依然とし
て有するミニコンピユータ連合体の相互接続に適
用される。 局地的ネツトワークは３つのハードウエア構成
要素、即ち伝送媒体、制御のための機構、及びネ
ツトワークへのインタフエイスを含む。局地的ネ
ツトワークの第４番目の基本的要素は１組のプロ
トコルであつて、それはネツトワーク（ネツトワ
ークのノード、結節点）に接続されたミニコンピ
ユータ又は他の装置に配設され１つのホスト又は
装置からネツトワークのハードウエア要素を介し
て他への情報の伝送を制御する。 ネツトワーク・トポロジイとはネツトワークの
種々のノード（結節点）間に用いられる相互接続
のパターンである。最も一般的なトポロジイはノ
ードが任意のパターンで相互に接続されて成る非
拘束グラフ構造である。このトポロジイはメツセ
ージが通過する各ノードに於て経路決定を行うた
め可成りのコストを必要とする。ノードに到来す
るメツセージはそのノードに接続された他のすべ
てのリンクへめくら滅法に伝送されてはいけな
い。何故ならばメツセージが各ノードに於て増殖
され且つネツトワーク中に永久に伝播し続ける結
果となるからである。かくて各ノードはメツセー
ジを受取つたときそれをどのリンクに送るべきか
を決定しなければならず、このことは各ノードに
於て可成りの計算を要することを意味する。 局地的ネツトワークに取りわけ適した属性を有
する多様な非拘束トポロジイは星形、環状及び母
線である。 星形ネツトワークはすべての経路決定を１つの
中央ノードに集中化することにより、各ネツトワ
ーク・ノードが経路決定を行う必要性を排除す
る。中央ノードを十分に信頼しうるようにするコ
スト及び困難性が、他のノードを簡単化すること
から得られる利点を上廻ることになろう。 環状及び母線トポロジイは他のノードの簡単性
を犠牲にすることなくそのネツトワークの中央ノ
ードを除去することを試みる。環状トポロジイで
は、メツセージは連続ループ状の単一方向性リン
クに沿つてノードからノードへと送られる。この
トポロジイでは経路決定がなされず、送信ノード
は単にそのメツセージを環状線中の次のノードへ
送るだけであり、目的のノードに到達するまで環
状線をまわつて１度に１つのノードをメツセージ
が通過する。各ノードに配置される唯一の経路決
定上の要件はメツセージ中のアドレスから自分の
ためのメツセージを識別しうることである。同様
に、母線構造に於ても、どのノードも経路決定を
行う必要がない。メツセージはそれを発生したノ
ードから母線の両端へ向つて両方向に流れる。目
的ノードはメツセージがそこを通りかかつたとき
それを読み取る。ノードは自分のためのメツセー
ジを識別し得なければならないことは前と同じで
ある。 環状ネツトワーク及び母線ネツトワークは両方
共、どのノードが任意の所定時間に伝送可能であ
るかを判定する問題を持ち、中央ノードがないた
め分散された機構が必要とされる。環状ネツトワ
ークでは様々な制御方式（菊花チエーン、制御ト
ークン、メツセージ、スロツト、レジスタ挿入等
を含む）が利用できる。これらの制御方式は母線
ネツトワークにも適用可能である。 母線トポロジイは分散制御方式又はアクセス制
御技術をも必要とする。母線ネツトワークのため
に使用されている極めて簡単な制御方式の１つは
コンテンシヨンであるる。コンテンシヨン・ネツ
トに於ては伝送することを希望する任意のノード
は、伝送を実行するだけでよい。制御も優先順位
もないので、２つのノードが同時に伝送しようと
試みるのを阻止する何物もないので、この場合に
は衝突（collision）が生じ、両方のメツセージが
誤伝されたり失なわれたりすることがある。コン
テンシヨン制御方式は衝突を検出しうるノードの
能力に依存し、衝突が生じた時点で（同じ衝突が
再発しないであろう）適当な時間だけ待機して、
その後メツセージを再伝送する。各ノードに装備
されなければならない機構はランダム分布を発生
しうるタイマと衝突を検出する手段である。 衝突を検出するために様々な方法が用いられて
きた。衝突を検出するための１つのコンテンシヨ
ン・パケツト・ネツトワークの技法では、伝送ノ
ードがメツセージを伝送するときタイマを起動
し、タイマが満了したとき若しもそのメツセージ
に対する受領通知が受取られていないならばメツ
セージが再伝送される。この衝突検出方法の欠点
は、ネツトワークが再伝送トラフイツクで過負荷
になることなく利用しうるチヤネル容量のパーセ
ンテージに極めて低い理論的上限をもたらすこと
である。 ネツトワークの最大有効伝送容量を増大する方
法は伝送前に聴守することである。そうすれば衝
突は若しも２つのノードが殆んど同一瞬間に伝送
しようと試みる場合にのみ生じる。何故ならば若
しも一方のノードが他方のノードよりも十分に早
く開始されてその信号が伝送媒体上を他方のノー
ドに向けて伝播してしまうならば、他方のノード
はその信号を聞いて伝送を止めるからである。 関連した方法は伝送中もなお聴守することであ
る。これは衝突ノードが、受領通知がないことに
気付くことによつて衝突を検出するよりも一層迅
速に衝突を検出することを可能にする。この方法
は衝突によつて生じる遅れを減少するばかりでな
く、伝送媒体も同様に一層速かに利用しうるよう
にする。それは衝突ノードが衝突を検出するや否
や伝送を止めることが出来るからである。 現存する設備又は提案された局地的ネツトワー
クの実例が下記の参考文献に記載されている。ゼ
ロツクス社：Metcalfe、R.M.及びBoggs、D.R.、
“Ethernet：Distributed Packet Switching for
Local Computer Networks”Comm.ACM19、
395―404、1976。ハネウエル社：Jensen、E.D.
“The Honeywell Experimental Distributed
Processor―An Overview”Computer 11、28―
38、January 1978。DCS社：Farber、D.J.et.al.
“The Distributed Computing System”
Compcon 73、31―34、1973及びFarber、D.J.、
Larson、K.C.、“The System Architecture of
the Distributed Computer System―The
Communications System”in Computer―
Communications Networks and Teletraffic、21
―27（Brooklyn Polytechnic Symposium）、
April 1972。ベル研、スパイダ社、データキツト
社：Fraser、A.G.“Ａ Virtual Channel
Network”Datamation21、51―53、February
1975。NBS及びMitrenet社：Cottom I.W.ed.
“Computer Science and Technology：Local
Area Networking”NBS Special Publication
500―31、National Bureau of Standards、
Washington、D.C.April 1978。幾つものトポロ
ジイがClark D.D.、Pogran K.T.及びReed D.P.
“An Introduction to Local Area Networks”
Proc.IEEE 66、1497―1517、November 1978で
論じられ且つ比較されている。 これらのネツトワークは特徴点（構造又はトポ
ロジイ、主たる用途、誤り制御、衝突検出又は回
避に関するプロトコル、インタフエイス構成―ハ
ードウエア及びソフトウエア、及びインタフエイ
スのコスト）のうちの１つ又はそれ以上が相違し
ている。 ゼロツクス社、ハネウエル社、及びNBS社のネ
ツトワークは放送用母線ネツトワークであり、こ
れに反してDCS社及びスパイダ社のネツトワー
クは環状ネツトワークであり、データキツト社の
ネツトワークは星形構造であり、Mitrenet社は２
つの母線を用いている。一般的にバンド幅の比較
からすれば母線トポロジイは環状又は星形トポロ
ジイの何れかで達成されうるレベル又はそれ以上
の現実性／可用性を提供するように見える。それ
ばかりか母線ネツトワークに対するネツトワーク
及び関連インタフエイスのコストは環状又は星形
ネツトワークに対するそれよりも安価なようであ
る。何れか２つのネツトワークの相対的な利点と
欠点を比較するためには、一般的なトポロジイば
かりでなく下記の特性に関する制御方式を比較す
ることが必要である。 非同期コミユニケーシヨン・ネツトワークは全
体的クロツクの概念を持たないネツトワークであ
る。若しもメツセージの伝送及び受信に関与する
ポートの動作を支配する中央機構がないならば、
そのネツトワークのための制御組織は分散されて
いる。分散された制御を有するネツトワークは若
しも精々１つのポートが１度に１つのメツセージ
を伝送するとしても非衝突（collision―free）で
ある。非衝突でないコミユニケーシヨン・ネツト
ワークに於ては、ネツトワークのバワド幅は衝突
期間中無駄にされる。 コミユニケーシヨン・ネツトワークのための制
御組織は伝送に対して保証された時間を提供する
かも知れず或はしないかも知れない。 つまり伝送のためポートが利用しうるようにな
つたメツセージは結局伝送されるであろうことを
保証する。制御組織が全メツセージの伝送を保証
するとしても、伝送のための限度づけされ保証さ
れた時間は無いであろう。即ち伝送のために利用
しうるメツセージの伝送が始まる一定の時間期間
はないであろう。 コミユニケーシヨン・ネツトワークの分散制御
組織のために任意の方式と関連して経費
（overhead）が幾らか掛るに違いないことは当然
であり、その制御方式の効率はこの経費の大きさ
と関連する。非衝突制御方式の効率の意味ある値
は、どれもメツセージが伝送されていないけれど
も少くとも１つのポートが伝送すべきメツセージ
を持つている時間間隔を伴う。 最後に制御方式の簡単さと良さの表示法があ
る。一般に制御方式が複雑になればなる程コスト
が高く且つ信頼性が低くなることが避けられな
い。良さは各ポートがネツトワークに均等に分布
しているかどうかに関係する。 ゼロツクス社とハネウエル社の局地的コミユニ
ケーシヨン・ネツトワークは両者共ポートを接続
するために単一で、ビツト直列の放送母線を使用
している。ゼロツクス社のEthernetと呼ばれる
方式ではライン・トランシーバは衝突を検出する
ことが出来る。つまりラインが沈黙状態であるこ
とを観察した後にパケツトを伝送し始める所のポ
ートは、その伝送信号を他の伝送が妨害し始める
かどうかを検出可能である。若しも衝突が検出さ
れたなら、ポートはその伝送を停止し、ランダム
な待機期間の後に再伝送を試みる。個々のポート
の待機期間を決定するのに使用される所の確率分
布のすべてのパラメータは、若しも２回以上の再
試行が必要であるならば調節される。再試行待機
期間の推計学的性質及び分布それ自身に対する動
的変化は、取りわけパケツトの伝送の終了に引続
いて、衝突の減少を達成することに向けられる。
かくてEthernet制御は非同期的で分散されてい
るけれども非衝突ではない。ポートにをとつて
は、衝突なしでパケツトを伝送することが無期限
に阻止される可能性もある。 HXDP（Honeywell Experimental Distributed
Porcessor）と呼ばれるハネウエル方式も又放送
母線を持つ。アクセス制御は分散された非衝突の
ものであつて、伝送に対して限度づけられ保証さ
れた時間を提供する。そこにはライン・アクセス
制御アルゴリズムを介して各ポートを同期的にス
テツプさせるのに使用される所の符号化された全
体的クロツク信号がある。この信号はパケツト・
データ信号と混同されることのない特別なライン
信号順序を用いることにより、放送母線それ自身
の上に伝送される。アクセス制御は各ポートに貯
えられた256ビツト・ベクトルを中心に作られ
る。全体的クロツク信号は夫々のベクトルを介し
て、ライン使用間隔の各伝送毎に１ステツプ宛、
各ポートをステツプする。任意のベクトル・アド
レスに於て１を有する正確に１つのポートがあ
る。これはそのポートが次の使用間隔中にライン
を使用するかも知れないことを意味する。この間
隔中に、区別されたポートがパケツトを伝送し
（若しもそのポートがその目的で使用可能なら
ば）、それからクロツク信号を伝送する。若しも
使用可能なパケツトがないならばポートは直ちに
クロツク信号を伝送し、かくて次のポートに対す
るアクセス制御の譲り渡しを実行する。ポートの
ベクトル中の１の個数はベクトルを通じての完全
なスイープ最中の母線使用間隔のその分数を決定
する。HXDPは個々のポートに対する異つたアク
セス率（又はライン使用の分数）で結合された高
いライン使用効率で同期的非衝突ライン・アクセ
スを実施する。しかしこれは各ポートに必要とさ
れるベクトル・ハードウエアの費用で達成され
る。 本発明はバンド幅の使用が効果的で、１実施例
によれば各ポートのための伝送に対して限度づけ
られ保証された時間を提供し局地的コンテンシヨ
ン母線ネツトワークのポート間に非同期、非衝突
コミユニケーシヨンを可能ならしめる装置及び方
法を提供する。 本発明の装置は単一の共有母線コミユニケーシ
ヨン装置と、コミユニケーシヨン母線装置の一端
から他端へ片道信号を伝播するための別個の論理
的制御コミユニケーテング装置とを含む。各ポー
トは母線装置上の信号を検出するための受信装置
と、上記母線装置上に情報信号を負荷するための
送信装置とを含む。各ポートは、衝突を防止する
方法で上記母線装置上に情報信号を負荷するよう
に上記送信装置を働かせうるようにするため、上
記受信装置及び送信装置に応答しうるインタフエ
イス論理装置とを更に含んで、第２の実施例では
限度づけられ保証された時間を伝送に対して提供
する。 母線コミユニケーシヨン装置及び論理的制御コ
ミユニケーシヨン装置を含んだ局地的共有母線ネ
ツトワーク上でデータのパケツトの非同期的、非
衝突コミユニケーシヨンを達成するための本発明
の方法（A1）は、母線コミユニケーテング装置
上にパケツトを負荷するのに先立つて母線ネツト
ワーク上に各ポートが実行可能な下記のステツプ
より成る。 (1) ポートの出力に於て上記論理的制御コミユニ
ケーテング装置へ制御信号を供給するステツ
プ。 (2) 上記論理的制御コミユニケーテング装置上の
伝播遅延時間に母線コミユニケーシヨン装置に
沿つた伝播遅延時間を加えた値に等しい時間間
隔の間パケツトの伝送を遅延するステツプ。 (3) 上記母線コミユニケーシヨン装置の母線が遊
んでおり且つ上記論理的制御装置がポートに対
する入力に於て制御信号がないときこれを確か
めるステツプ。 (4) 上記母線コミユニケーシヨン装置上にデータ
のパケツトを伝送し且つ上記論理的制御装置か
ら印加制御信号を取除くステツプ。 局地的共有母線ネツトワーク上でデータのパケ
ツトの限度づけられた待機非同期、非衝突コミユ
ニケーシヨンを達成するための本発明の方法
（A2）は、方法A1のステツプに加えて、ステツ
プ１の前に、上記母線コミユニケーシヨン装置は
上記母線コミユニケーシヨン装置に沿つた伝播遅
延の２倍に等しい期間の間そのポートが遊んでい
ることを確かめるステツプを含む。 以下第１図及び第２図を参照して説明する。本
発明はコンピユータ２２のような複数の装置をタ
ツプ２４を介して共有母線２０へ接続するための
複数のポート（ポート１、ポート２、………ポー
トＪ、………ポートＮ）を含んだ局地的共有母線
ネツトワークに関するものである。 それは単一の共有母線コミユニケーシヨン・ラ
イン２０のほかに、コミユニケーシヨン母線２０
の一端から他端へとキロメートル台の長さのライ
ンに乗る片道論理信号を伝播させるための別個の
論理制御線２６を必要とする。論理的制御線２６
は非衝突動作の実施を助けるけれども、費用の点
からは或る種の適用に対しては従来技術のHXDP
ビツト・ベクトル方法よりも劣り、効率の点では
妥当な高さである。 前に述べた通り、パケツトはポートによつて送
信又は受信される情報の単位である。パケツトの
大きさ（ビツトの数）はポート毎に異つてもよ
く、個々のポートＪ毎に時間と共に変つてもよ
い。個々のポートＪはその受信機が母線２０上で
信号を検出したとき母線がビジイであるものと観
察する。これはその送信機が信号を発生している
ときの事例も含む。ポートＪはその受信機が母線
２０上で信号を検出しないとき、その母線は遊ん
でいるものと観察する。ラインの伝播遅延の理由
で、他のポートがビジイであると観察していると
き或るポートは母線が遊んでいるものと観察する
可能性がある。 本発明の制御方式の以下の説明に於て、Ｎはネ
ツトワーク中のポートの数であり、ポート１，
２，………Ｎと呼ぶ。すべてのＪに対して、ポー
ト１，２，………Ｊ―１はポートＪの左側にある
と言い、ポートＪ＋１、………ＮはポートＪの右
側にあると言う。 本発明の制御アルゴリズムは分散されており、
全体的クロツク信号はなく、非衝突である。 各ポートのポート・インタフエイス論理（母線
アクセス制御器と呼ばれる）で実施される制御方
式A1はポート間の非衝突コミユニケーシヨンを
達成する。制御方式A2も又非衝突コミユニケー
シヨンを達成し、それに加えて各ポートの伝送に
対して限度づけられ保証された時間を提供する。
かくてこの方式は伝送のためのポートに対して利
用可能となつたパケツトは送信されること、及び
伝送は限度づけられた時間量の範囲内で始まるこ
と、を保証する。更にその制御方式は母線２０の
使用が効果的である。パケツトは任意態様での伝
送のため個々のポートに到達し且つ利用可能にな
りうる。具体的に言うと、任意のポートは現在の
パケツトの伝送の終了直後に伝送するため利用し
うる次のパケツトを持つてもよい。 第２図にはポートＪのインタフエイス論理が図
示されており、図中Ｂ（Ｊ）はポートＪのための
母線アクセス点である。Ｔは母線２０の一端から
他端へ伝播するため電気信号にとつて必要とされ
る時間の長さを表すものとしよう。技術的な理由
で、Ｔは実際には母線に沿う伝播遅延に小さな
（固定的な）量を加えたものを表わす。この量Ｔ
は制御方式A1及びA2に於て明らかに使用され
る。１Ｉ、ＪＮのとき、量Ｔ（Ｉ、Ｊ）はポ
ートＩとポートＪの間の母線に沿う実際の伝播遅
延を表わす。かくてＴ（Ｉ、Ｊ）＝Ｔ（Ｊ、Ｉ）
であり、Ｔの定義によりＴ（Ｉ、J′）＜Ｔとな
る。 母線２０に沿つてバイナリ情報を送信するため
のライン信号技術は制御方式の観点から重要視さ
れないけれども、共通技術がバイナリ・データの
相位符号化に使用される筈である。この方法は
DC構成要素を持たず、ビツト・タイミングは信
号それ自身から取出されうる。 Ｓ（Ｊ）と標記された送信フリツプ・フロツプ
２８が各ポートＪと組合わされている。それはポ
ートＪによつて１にセツトされ且つ０にリセツト
される。このフリツプ・フロツプＳ（Ｊ）は制御
線２６へ接続される。制御線２６に接続されてポ
ートＪへ入力され、OR信号と呼ばれる信号Ｐ
（Ｊ）はポートＪの左側のすべてのポートの送信
フリツプ・フロツプ２８即ちＳ（Ｊ）の包含的
ORである。 ポートＪから右端のポート（ポートＮ）へ至る
制御線２６に沿う伝播遅延をＲ（Ｊ）で表わそ
う。これはゲート３０を介する遅延も含む。かく
て若しもすべてのポートＩ＞ＪのためにＳ（Ｊ）
が時刻ｔに於て１にセツトされているならば、Ｐ
（Ｉ）は時刻ｔ＋Ｒ（Ｊ）に於て１に等しく、Ｒ
（１）＞………＞Ｒ（Ｊ）＞………＞Ｒ（Ｎ）＝０と
なる。ポートＩとＪの間の制御線２６に沿う伝播
遅延をＲ（Ｉ、Ｊ）で表わし、制御線２６に沿う
信号伝播は母線２０に沿う信号伝播よりも遅いも
のと仮定する。具体的に、Ｒ（１）＞Ｔであり、
且つ各通路のより短い区域に沿う遅延は比例的
に、即ちすべてのＩ及びＪに対してＲ（Ｉ、Ｊ）
＞Ｔ（Ｉ、Ｊ）であるものと、仮定する。 分散制御方式A1の仕様は個々のポートＪのた
めのアルゴリズムによつて決まる。ポートＪによ
る伝送のためにパケツトが到来する時間は伝送の
ためにそのポートで利用しうるようになる（多分
遅い）時間とは異る。ポートＪによる伝送のため
のパケツト、それはポートＪによるアルゴリズム
の実行中に到来するのであるが、外部的に進行す
る列状である。このアルゴリズムの実行を終る
と、そのようなパケツトのうちの１つが直ちに伝
送のためにポートＪで利用可能となり、アルゴリ
ズムの次の実行が始まる。かくて（任意の）ポー
トＪに対して、１度に精々１つのアルゴリズムの
実行がなされる。第７図を見ると下記のステツプ
を含む制御アルゴリズムA1が示されている。 ＊ Ｓ（Ｊ）を１にセツトする。 ＊ 時間間隔Ｒ（Ｊ）＋Ｔの間待機 ＊ 母線が遊んでいること及びＰ（Ｊ）＝０で
あることが（ポートＪによつて）観察される
まで待機。そしてパケツトの伝送を開始し、
同時にＳ（Ｊ）を０にリセツトする。 制御方式A1は母線ネツトワークのポート間に
非衝突コミユニケーシヨンを提供するけれども、
一般的にはそれはすべてのポートに対してパケツ
トの伝送を保証する訳ではない。第８図を見ると
第２の制御方式A2が伝送に対して、限度づけら
れ保証された時間を提供する。制御方式A2は、
長さ2Tの時間間隔を通して遊休する母線に対し
て初期的待機を加えることによりA1方式から得
られるものであつて、下記のステツプを含む。 ＊ 母線が長さ2Tの時間間隔を通して遊体す
ることが（ポートＪによつて）観察されるま
で待機。 ＊ Ｓ（Ｊ）を１にセツトする。 ＊ 時間間隔Ｒ（Ｊ）＋Ｔの間待機。 ＊ 母線が遊休し且つＰ（Ｊ）＝０であること
が（ポートＪ）によつて観察されるまで待
機。その後パケツトの伝送を開始し、同時に
Ｓ（Ｊ）を０にリセツトする。 本発明の最良の実施態様 第３図及び第９図には任意のポートＪに対する
ポート論理が示されている。 母線アクセス制御器３２は制御アルゴリズム
A1及び／又はA2を実現するための論理を含んで
いる。それは第９図に示されるように論理ゲー
ト、フリツプ・フロツプ及び遅延回路で具体化さ
れるか、又は十分に速い内部クロツク率が使用さ
れる場合他のポート機能を具体化するために主と
して使用されるマイクロプログラムされた制御器
によつて実行される制御プログラムに組込まれる
のが望ましい。 送信バツフアTX及び受信バツフアRCが母線３
６、タツプ３４を介して母線２０へ接続され且つ
母線３８を介してコンピユータ２２へ接続されて
いる。信号検出器４０は母線３６上にデータＢ
（Ｊ）の存在するのを検出して信号ｂ（Ｊ）を発
生し、それは制御器３２へ１つの入力として送ら
れる。 送信及び受信制御器４２が線４４を介してコン
ピユータ２２へ、線４６を介して送信バツフア
TXへ、線４８を介して受信バツフアRCへ夫々接
続される。制御器４２は制御器３２の入力となる
信号ａ（Ｊ）を発生すると共に、制御器３２から
の信号Ｔ（Ｊ）を受取る。線５２が制御線２６に
接続されて制御器３２に信号Ｐ（Ｊ）を供給する
ように働く。セツト線５４及びリセツト線５６が
制御器３２から送信フリツプ・フロツプ２８へ接
続され、後者のＳ（Ｊ）出力は制御線２６と共に
OR回路３０へ送られ、更に制御器３２へフイー
ドバツクされる。 制御器３２の入力及び出力は下記の論理的意義
も持つ。 ａ（Ｊ）：前縁（０から１への遷移の）の発生
時間は時点Ａn（Ｊ）と同期する。この時点につ
いては後述の予定。制御器４２がａ（Ｊ）を発生
するが、ａ（Ｊ）は各ｍ１毎にＡn（Ｊ）とＡn
＋１（Ｊ）の間の何時か０に戻されるものと仮定さ
れる。 ｂ（Ｊ）：これは若しも母線２０がビジイなら
ば１であり、母線が遊休しているならば０であ
る。これはＢ（Ｊ）に接続された信号解読器４０
によつて発生される。 Ｐ（Ｊ）：これはポートＪの論理制御線２６へ
到来する入力である。 Ｓ（Ｊ）：これはポートＪの送信フリツプ・フ
ロツプ２８の出力（真の状態）である。 制御器３２の論理出力は次の通りである。 Ｔ（Ｊ）：Ｔ（Ｊ）の前縁は「パケツト送信
（開始）」と同義である。従つてＴ（Ｊ）はその正
の立上り縁が再び要求される前の何時か制御器３
２によつて０に戻さなければならない。 セツト（Ｊ）：セツト（Ｊ）の前縁はフリツ
プ・フロツプ２８の出力Ｓ（Ｊ）を１にセツトす
る。 クリヤ（Ｊ）：クリヤ（Ｊ）の前縁はＳ（Ｊ）
を０にセツトする〔Ｓ（Ｊ）をクリヤする〕。 次に第９図を見ると、アクセス制御アルゴリズ
ムA2を具体化するための制御器３２の論理ブロ
ツク・レベルの説明がなされている。制御アルゴ
リズムA1の説明を誘導するため、ブロツク５８
は削除されてセツト（Ｊ）が直接ａ（Ｊ）に接続
される。 動作について説明すると、第９図の回路は下記
のように制御方式A1及びA2を実現する。 最初にフリツプ・フロツプＳ（Ｊ）及びＡ
（Ｊ）は、パケツト伝送動作が開始される前に０
にプリセツトされる。 A1：ａ（Ｊ）の前縁がＳ（Ｊ）を１にセツト
する。Ｒ（Ｊ）＋Ｔの遅延の後、論理入力Ｗ及び
Ｘが共に１となる。従つてＴ（Ｊ）はｂ（Ｊ）及
びＰ（Ｊ）が共に０となるや否や０から１へ遷移
する。Ｔ（Ｊ）を介してパケツト伝送を開始する
や否やANDゲート出力はＳ（Ｊ）を０にセツト
するので、これはアルゴリズムA1を達成する。
ANDゲートの入力Ｗは、〔クリヤ（Ｊ）が１にな
る結果としてＳ（Ｊ）が０になるので〕Ｔ（Ｊ）
が１になつて間もなくＴ（Ｊ）〔及びクリヤ
（Ｊ）〕を０に戻すのに使用される。これはＴ
（Ｊ）の外的条件を満足する。 A2：Ｓ（Ｊ）が１にセツトされる前には、母
線２０が長さ2Tの期間中ずつと遊休しているこ
とが観察されるまで待機することが必要である。
Ｓ（Ｊ）が１にセツトされた後でA2がそれをA1
として開始する。Ａ（Ｊ）フリツプ・フロツプは
最初０状態にあり、ａ（Ｊ）の前縁によつて１に
セツトされる。かくて外部信号ａ（Ｊ）はTX及
びRC制御器４２によつて０に戻されうる。遅延
線６０は最初０状態にあるので、若しもｂ（Ｊ）
が2T時間期間全体を通じて０に留まるならばｂ
（Ｊ）が０になつた後の2T時間単位の間セツト
（Ｊ）は０から１への遷移を経験する。論理５８
は、これはセツト（Ｊ）が０から１への遷移を経
験する唯一の方法であることを保証する。パケツ
トを伝送するための最少時間はＲ（１）＋Ｔ＞
2Tであると仮定され、従つて第９図の論理はす
べての場合に〔即ちｂ（Ｊ）に関する動作のすべ
ての起りうるパターンについて〕正確に働く。具
体的に言えば、ｂ（Ｊ）は０になりそして2Tの
前に１に戻るものと仮定する。今や2Tより長い
間１に留まらなければならない事実が、ｂ（Ｊ）
の０への次の遷移の前に遅延線が０状態になるこ
とを保証する。しかしａ（Ｊ）が０から１になつ
たときシステムはその状態に戻つており、セツト
（Ｊ）は０から１への遷移を間違つて経験するこ
とはなかつた。最後にセツト（Ｊ）の前縁はＡ
（Ｊ）を１にセツトし、それに続いて遅延を解消
し且つａ（Ｊ）が次のパケツトのため０から１に
なつたとき次の使用に備えてシステムをリセツト
する。 第４図のタイミング図に戻つて説明すると、幾
つかのポートが相互に非同期的にアルゴリズム
A2を実行している場合の様子が図解されてい
る。この図は母線２０に沿つて均等に間隔づけさ
れてはいない５つのポートを有するネツトワーク
に関するものである。各水平線は個々のポート
１，２，３，４，５に於ける出来事を表示するた
めの時間軸（即ち時間線）である。時間は仮定の
０原点から右へ向つて増大し、時間の単位はＴ、
即ち母線２０の１端から他端への伝播遅延（又は
信号潜在）に若干の小さい一定量を加えた値、と
して選定される。縦軸は左から右へ指向された母
線沿いの距離を表わす。ポートの時間線を横切る
斜の破線矢印は、空間的に分布されたポートが幾
つかの遠隔ポートに於ける特定の出来事（例えば
伝送の開始、送信フリツプ・フロツプのセツト
等）の発生を観察する時刻を結んでいる。これら
の矢印の傾斜は水平時間尺度及び垂直距離尺度と
一致する。破線矢印は１つの出来事から始まつ
て、その効果は矢印の頭に向つて伝播する。例え
ば第４図に於て１番左側の破線矢印は、最初のパ
ケツトのポート２による（時刻ｔに於ける）伝送
の開始が時刻t′に於てポート４によつて観察され
且つ時刻t″に於てポート５によつて観察されたこ
とを示す。ポート２がその最初のパケツトを伝送
している間に第２のパケツトが時刻ｔに於て到
来する。このパケツトはその最初のパケツトの伝
送の終了時、即ち時刻A2（２）に於てポート２
で利用可能になる。〔Ａn（Ｉ）はｍ番目のパケツ
トが伝送のためポートＩで利用可能になる時刻を
表わす。〕その最初のパケツトの伝送の完了の直
後に、ポート２はアルゴリズムA2の実行を再び
開始して、母線が長さ2Tの期間全体を通じて遊
休していることを観察した後にＳ（２）を１にセ
ツトする。時間期間Ｒ（２）＋Ｔの間待機した後
にポート２はＰ（２）＝１であることを観察す
る。従つてポート２はその第２のパケツトの伝送
を開始出来ないが、ポート１が伝送を完了したこ
と及びＰ（２）が０であることを観察するまで待
機しなければならない。ポート２はその第２のパ
ケツトの伝送を、「Ｐ（２）＝０且つ母線アイドル
中」と表示された時刻に開始する。 第５図、第６図及び第１０図を見ると、制御方
式A1及びA2の幾つかの性質が図解されており、
或る種の実際的条件下では従来技術の制御方式を
上廻る重要な進歩を示している。制御方式の強さ
はこれらの性質及び具体化の簡単さに依存する。
これらの性質は、パケツトが到来して伝送のため
に個々のポートで利用可能になる機構に関する詳
細な仮定なしで保持さることに注意されたい。 衝突の回避 共有母線式コミユニケーシヨン・システムに於
ては２つ又はそれ以上のポートが信号を伝送して
母線上で電気的に重畳されるようになるとき衝突
が生じる。ポートの受信機は重畳を観察できるに
過ぎずその信号は無意味な信号であると言う点
で、個々の信号は破壊されたと言える。分散制御
の場合は衝突の回避は容易ではない。これは、適
正な制御態勢がない場合には、ポートは母線が遊
休していることを認めることができ、他のポート
が既に伝送を開始していてさえも伝送を開始する
からであつて、このとき衝突が生じる。制御方式
A1及びA2はそのような可能性を回避する。 A1及びA2の両者が非衝突であることは、２つ
のポート（Ｉ及びＪ）からの伝送が衝突しその後
否認を引出すことを想定することにより示され
る。一般性を失うことなく、Ｉ＜Ｊを想定する。
Ｂn（Ｉ）〔夫々Ｂo（Ｊ）〕によつてポートＩ
〔夫々ポートＪ〕がそのｍ番目〔夫々ｎ番目〕の
パケツトの伝送を開始する時刻を示し、且つこれ
らの伝送は衝突するものと仮定する。第５図及び
第１０図を参照すると２つの場合、Ｂn（Ｉ）＞Ｂ
o（Ｊ）＋Ｔ又はＢn（Ｉ）Ｂo（Ｊ）＋Ｔ、があ
ることがわかる。若しもＢn（Ｉ）がＢo（Ｊ）＋
Ｔの後に生じるならば、ポートＩは母線が時刻Ｂ
n（Ｉ）にビジイであることを観察したであろ
う。従つて伝送を開始しなかつたであろう。Ｂn
（Ｉ）Ｂo（Ｊ）＋Ｔの場合には、ポートＪは時
刻Ｂn（Ｊ）に於てＰ（Ｊ）＝１を観察したであろ
う。これはポートＩがそのｍ番目のパケツトの伝
送のためには時刻ｔ＝Ｂn（Ｉ）−｛Ｒ（Ｉ）＋Ｔ｝
よりも遅れることなくＳ（Ｉ）を１にセツトしな
ければならないためである。従つてポートＪは伝
送を開始せず、分散された制御A1又はA2を有す
る母線ネツトワークは非衝突であることが示され
る。 個々のポートＩが伝送を開始する前にそのOR
信号を認める要求は伝送を始めようとしているポ
ートの左のポートとの衝突を阻止する。ポートＩ
が伝送できるかどうかを調べるためチエツクする
前に間隔Ｒ（Ｉ）＋Ｔの間待機する要求は、既に
伝送されつつあるポートの右のポートとの衝突を
阻止する。 本発明の制御アルゴリズムA1及びA2の衝突回
避性質の詳しい説明及び証明のために、Ｒ（Ｉ）
＞Ｔであると仮定し、更にすべてのポートＩ及び
Ｊに対してはＲ（Ｉ、Ｊ）＞Ｔ（Ｉ、Ｊ）及びＴ
（Ｉ、Ｊ）＝Ｔ（Ｊ、Ｉ）＜Ｔと仮定する。但しＲ
（Ｉ、Ｊ）はポートＩからポートＪへの制御線２
６に沿う伝播遅延を示し、Ｔ（Ｉ、Ｊ）は母線２
０上でのポートＩ及びＪ間の伝播遅延を示す。 １ＪＮ及びｍに対して下記のように定義
する。 Ａn（Ｊ）＝ｍ番目のパケツトが伝送のためポー
トＪで利用可能になる時刻。 Ｓn（Ｊ）＝ポートＪがそのｍ番目のパケツトの
伝送のためＳ（Ｊ）を１にセツトする時刻。 Ｂn（Ｊ）＝ポートＪがそのｍ番目のパケツトの
伝送を開始する〔そしてＳ（Ｊ）を０にセツトす
る〕時刻。 Ｅn（Ｊ）＝ポートＪがそのｍ番目のパケツトの
伝送を終了する時刻。 ポートＪによる伝送のためのパケツトの数え上
げは、パケツトの到来時刻と言うよりはむしろそ
のようなパケツトが伝送のためポートで利用可能
になる時刻によつて決まる。若しも時間間隔
〔０、Ｅn（Ｊ）〕に於てポートＪから伝送のため
ｍパケツト以上が到来するならばＡn+1（Ｊ）＝Ｅ
n（Ｊ）となり、そうでなければＡn+1（Ｊ）＞Ｅn
（Ｊ）となることに注意されたい。 制御方式A1及びA2の性質について更に説明す
るには下記の定義が必要とされる。 定義A.1. 任意の時刻ｔ０に於て、幾つか
のｍ１に対して若しもＡn（Ｊ）ｔ＜Ｓn
（Ｊ）であるならば、ポートＪは位相―０であ
る。 同様に若しもＳn（Ｊ）ｔ＜Ｓn（Ｊ）＋Ｒ
（Ｊ）＋Ｔであるならば位相―１である。 若しもＳn（Ｊ）＋Ｒ（Ｊ）＋Ｔｔ＜Ｂn（Ｊ）
であるならば位相―２である。 若しもＢn（Ｊ）ｔ＜Ｅn（Ｊ）であるならば
位相―３である。 上記以外であればポートＪは時刻ｔに於て遊休
する。 定義A.2. 若しも幾つかのｍ１及びＩ及び
１ＩＮに対してＢn（Ｉ）ｔ―Ｔ（Ｉ、
Ｊ）＜Ｅn（Ｉ）であるならば、ポートＪは任意の
時刻ｔ０に於て母線がビジイであるものと認め
る。 そうでなければポートＪは時刻ｔに於て母線が
遊休しているものと観察する。 若しもＩ＝ＪであるならばＴ（Ｉ、Ｊ）＝０で
あり、かくてこの定義によればポートＪはそれ自
身の伝送期間中母線がビジイと観察することに注
意されたい。 定義A.3. 若しも幾つかのｍ１及び幾つか
のＩ、及び１Ｉ＜ＪについてＳn（Ｉ）ｔ―
Ｒ（Ｉ、Ｊ）＜Ｂn（Ｉ）であるならばポートＪは
任意の時刻ｔ０に於てＰ（Ｔ）＝１であると観
察する。 そうでなければポートＪは時刻ｔに於てＰ
（Ｊ）＝０を観察する。 定義A.4. 若しも２つのポートＩ及びＪと幾
つかのｍ、ｎ１に対してＢn（Ｉ）―Ｔ（Ｉ、
Ｊ）ｔ＜Ｅn（ｉ）＋Ｔ（Ｉ、Ｊ） 及びＢo（Ｊ）ｔ＜En（Ｊ） が成立するようなｔが存在するならば、衝突が生
じる（特定の制御方式のとき）。 若しも衝突が生じないならば母線ネツトワーク
は非衝突であると言うことができる。 定理A.5. 制御方式A1又はA2を有する母線
ネツトワークは非衝突である。 定理A.5.を証明するために衝突が生じたものと
仮定し、Ｉ、Ｊ及びｍ、ｎ１は一般性を失なう
ことなく定義A.4.に示された如きものとし、Ｉ＜
Ｊであると仮定する。 事例(i)：Ｂo（Ｊ）Ｂn（Ｉ）―Ｔ（Ｉ、Ｊ） 衝突が生じたのでＥo（Ｊ）＞Ｂn（Ｉ）―Ｔ
（Ｉ、Ｊ）である。しかしそのときＢo（Ｊ）Ｂ
n（Ｉ）―Ｔ（Ｉ、Ｊ）＜Ｅo（Ｊ）であるから定
義A.2.によりポートＩは時刻Ｂ（Ｉ）に於て母線
がビジイであることを認めた。従つてポートＩは
伝送を開始しなかつた筈であつて、矛盾する。 事例(ii)：Ｂo（Ｊ）Ｂn（Ｉ）＋Ｔ（Ｉ、Ｊ） 衝突が生じたのでＢo（Ｊ）＜Ｅn（Ｉ）＋Ｔ
（Ｉ、Ｊ）である。しかしそのときＢn（Ｉ）Ｂ
o（Ｊ）―Ｔ（Ｉ、Ｊ）＜Ｅn（Ｉ）であるので、
ポートＪは時刻Ｂo（Ｊ）に於て母線がビジイで
あることを認めている。従つてポートＪは伝送を
開始しなかつた筈であり、矛盾する。 事例(iii)：Ｂn（Ｉ）―Ｔ（Ｉ、Ｊ）＜Ｂo（Ｊ） ＜Ｂn（Ｉ）＋Ｔ（Ｉ、Ｊ） ポートＩは時刻Ｂn（Ｉ）に於て伝送を開始し
ているので、時間間隔〔Ｂn（Ｉ）−Ｒ（Ｉ）−
Ｔ、Ｂn（Ｉ）〕全体に亘つてＳ（Ｉ）＝１であ
る。従つて、Ｉ＜ＪであるからポートＪは時間間
隔〔Ｂn（Ｉ）−Ｔ、Ｂn（Ｉ）＋Ｒ（Ｉ、Ｊ）〕全
体に亘つてＰ（Ｊ）＝１であることを認めた。し
かしこの間隔はＢo（Ｊ）を含んでいる。それは
Ｂn（Ｉ）−Ｔ（Ｉ、Ｊ）＜Ｂo（Ｊ）＜Ｂn（Ｉ）＋
Ｔ（Ｉ、Ｊ）であり且つＲ（Ｉ、Ｊ）＞Ｔ（Ｉ、
Ｊ）であるからである。従つてポートＪは伝送を
開始せず、矛盾することになる。 かくて制御方式A1及びA2は非衝突である。 伝送のための保証時間 制御方式A1は（何時パケツトが到来しそして
伝送のため個々のポートが利用可能になるかを決
定する機構の精巧な構造とは関係なく）非衝突で
あるけれども、それは一般的に言つてすべてのポ
ートに対して伝送のための保証された時間を提供
する訳ではない。 実例で示すため、３つのポートを持ち制御方式
A1で動作するネツトワークを想定しよう。任意
のパケツトを伝送するための時間はＲ（１）より
も大きいものとする。或るポートによるパケツト
の伝送が終了したとき次のパケツトが伝送のため
そのポートで直ちに利用可能となるものと仮定す
る。ポート１がパケツトの伝送を開始し他のポー
トがその送信フリツプ・フロツプを１にセツトし
た時刻にネツトワークの観察を始めよう。そのと
きポート３（最右端のポート）は決してパケツト
を伝送しない。何故ならばそのポートは母線が遊
休していること及びＰ（３）が０であることを同
時に観察することがないからである。ポート１及
び２に対しては伝送のための保証時間があるけれ
どもポート３に対してはないことに注意された
い。 長さ2Tの時間間隔中遊休する母線のための初
期待機は本発明の制御方式A2に於て重要性を持
つ。即ちこれは若しも任意のパケツトを伝送する
ための時間がＲ（１）＋Ｔよりも大きいならば、
すべてのパケツトの伝送を保証する。 制御方式A2が各ポートのため伝送する保証さ
れた時間を与えることは次に示される。或る時間
ｔに於てポートＪで利用可能なパケツトがあるも
のと仮定する。長さ2Tの時間間隔全体を通じて
母線が遊休していることをポートＪが遂に（即ち
或る有限量の時間内に）認めかくてポートＪはそ
の送信フリツプ・フロツプＳ（Ｊ）を１にセツト
しうることが最初に示される。Ｓ（Ｊ）がセツト
されているポートＪが遂にそのパケツトの伝送を
開始することが示されるであろう。 第８図の制御アルゴリズムA2に従うと、若し
も母線が時間陥隔〔ｔ、ｔ＋2T〕に亘つて遊休
していることをポートＪが観察するならば、それ
はＳ（Ｊ）を１にセツトする。そうでなければ時
間間隔〔ｔ、ｔ＋2T〕内に他のポートＩによる
パケツトの伝送をポートＪが認める。ポートＩの
伝送を観察する前にそれらのフリツプ・フロツプ
をセツトしてしまつた所のポートＩ以外のすべて
のポートのセツトＱ（Ｉ）について考察する。仮
定により任意のパケツトを伝送するための時間は
Ｒ（１）＋Ｔよりも大きいので、ポートＩによる
伝送の完了後に、Ｑ（Ｉ）にあるポートは左から
右へのポート順序でそれらのパケツトを伝送す
る。ポートＩ及びＱ（Ｉ）にあるポートが伝送し
つつあるとき、どのポートも長さ2Tの時間間隔
に亘つて母線がアイドルしていることを観察する
ことが出来ない。かくてＱ（Ｉ）に於ける最後
（右端）のポートが伝送を終了する。すべてのポ
ートは今や長さ2Tの時間間隔に亘つて遊休する
母線を観察しうる。具体的に言うと、ポートＪは
Ｓ（Ｊ）を１にセツトできる。ポートＪがＳ
（Ｊ）を１にセツトするまでのｔからの時間はセ
ツト｛Ｉ｝∪Ｑ（Ｉ）がＪ以外のすべてのＮ―１
個のポートより成るとき最長である。 Ｓ（Ｊ）がセツトされるとポートＪは長さＲ
（Ｊ）＋Ｔの時間間隔の間（ネツトワーク中の他の
動作と無関係に）待機する。この待機が終了する
時刻をt′で示すことにする。時刻t′の後、ポート
Ｊの右側のどのポートも、ポートＪがそのパケツ
トを伝送しそしてＳ（Ｊ）を０にリセツトするま
ではパケツトの伝送を始めることが出来ない。ポ
ートＪは時刻t′に於て伝送を開始することが出来
ないものとする。そして伝送が終了するt′よりも
大きいか又はそれと等しい最初の時刻をt″で示
す。任意のパケツトを伝送するための時刻はＲ
（１）＋Ｔよりも大きいので、そのフリツプ・フロ
ツプがセツトされている各ポート（ポートＪは勿
論）は母線がアイドルすること及びそのOR信号
が０になることの観察を待機する。これらのポー
トのセツトをＷで示す。そしてＷの状態のポート
が左から右への順序で次々と伝送するのを観察す
る。ポートＪがそのパケツトを伝送する前には
精々ポートＪの左のＪ―１ポートの各々がパケツ
トを伝送するに過ぎない。伝送を始めるに先立つ
ポートＪの最悪の場合の遅延はセツトＷの状態の
ポートに対する待機間隔が最小値と一致するとき
に生じる。 かくて制御方式A2を有する母線ネツトワーク
は各ポートに対して伝送のための保証された時間
を与える。有限であることに加えて若しもパケツ
トを伝送するための時間が限界づけられているな
らば、その制御方式は伝送のため限界づけられ保
証された時間を提供する。 長さ2Tの時間間隔の間アイドルすべき母線の
初期待機がすべてのパケツトの伝送を確実にする
ことを図解するため、前述の実例に於て３つのポ
ートを有する母線ネツトワークを考える。そのネ
ツトワークは制御方式A2の下で動作すること、
及びポート２はポート１及び３から等距離にある
ことを仮定する。ポート１による初めのパケツト
の伝送が例えば時刻ｔに於て終了したとき、ポー
ト２はＳ（２）をセツトして長さＲ（２）＋Ｔの
時間間隔の間待機しており、ポート３はＳ（３）
をセツトして長さＲ（３）＋Ｔの時間間隔の間待
機している。その後時刻ｔ＋Ｔ／２に於てポート
２は母線が遊休しておりＰ（２）＝０であること
に気付く。従つてポート２は伝送を開始する。ポ
ート１は時間間隔〔ｔ、ｔ＋Ｔ〕全体に亘つて母
線が遊休していることに気付くが、そのときポー
ト２による伝送に気付くのでその第２のパケツト
を伝送するのに備えてＳ（１）を１にセツトする
ことは出来ない。ポート３はポート２による伝送
の終了に続く時刻Ｔ／２に於て母線が遊休してい
ること及びＰ（３）＝０であることに気付く。ポ
ート３の第３回目の伝送の後に母線が（長さ2T
の時間間隔の間）遊休していることを各ポートが
気付いたとき、送信フリツプ・フロツプをセツト
しそしてポート１，２、及び３からの以後のパケ
ツト伝送が始まる。 第６図を参照して、伝送のための保証時間の最
良の（最小上側）限界、即ち利用可能なパケツト
の伝送をどれ位の間遅らせうるか、について説明
する。独特の５ポート・ネツトワークを想定し、
且つ任意のパケツトを伝送するための時間をＰ
（但しＰ＞Ｒ（１）＋Ｔ）と仮定する。第６図はポ
ート５に対する伝送のための最悪時間を増大せし
める一連の出来事を示す。この図の時刻A1
（５）に於て最初のパケツトがポート５で伝送の
ため利用可能になる。ポート５は母線が遊休して
いることをこの時刻に気付くけれども、ポート４
が時刻B1（４）に於てパケツトの伝送を開始
し、その伝送は時刻A1（５）＋2Tの直前にポート
５が気付くので、ポート５はＳ（５）を１にセツ
トすることが出来ない。引続いてポート４，１，
２，及び３がパケツトを伝送する。時刻ｔ＋
2T＝S1（５）に於て、ポート５は母線が長さ2T
の時間間隔中アイドルしていることに気付き、Ｓ
（５）をセツトする。その後長さＴの時間間隔の
間待機し〔Ｒ（５）＝０なので〕、Ｐ（５）＝１に
気付く。何故ならばポート４はＳ（４）を１にセ
ツトしているからである。ポート４はＳ（４）を
セツトした後は伝送を開始できず、長さＲ（４）
＋Ｔの時間間隔の間待機する〔これはポート３が
Ｓ（３）をセツトしているためＰ（４）＝１に気
付いたからである〕。遂にポート１，２，３、及
び４はポート５が母線のアイドルを観察する前に
パケツトを伝送し、Ｐ（５）＝０である。最後に
ポート５が伝送を始める。このような一連の出来
事があると、ポート５以外のすべてのポートはポ
ート５がそのパケツトの伝送を開始する前に時刻
A1（５）の後に２パケツトを伝送する。 第６図の実例はＮポートの例を一般化してお
り、下記の詳細な分析は若しも１つのパケツトを
伝送するための時間をＰとすると制御方式A2を
有する母線ネツトワークに於てポートＪに対する
伝送のための保証された時間は、 （Ｊ＋６）Ｔ＋Ｔ（１、Ｊ）＋Ｒ（Ｊ） ＋（Ｎ＋Ｊ−１）Ｐ＋〓〓〓(i) によつて制限される。 定義A.6. かくて若しも幾つかのポートＪに
ついて１ＪＮであり且つ幾つかのｍ１につ
いて Ｂn（Ｊ）ｔ＜Ｅn（Ｊ） ＋max｛Ｔ（Ｊ、１）、Ｔ（Ｊ、Ｎ）｝ であるならば任意の時刻ｔ０に於て母線はビジ
イである。 そうでなければ母線はアイドルしている。 この定義A.6.に基づいてｔ０に対して下記の
ように示す。 【表】 定義A.1.に従うと１ＪＮ及びｔ０に対し
て下記のように示す。 【表】 ３つの時刻｛ｉo：ｎ１｝、｛ａo：ｎ１｝、
及び｛ｂo：ｎ１｝を採用すると便利である。
ここでｉoはｎ番目の母線遊休間隔の開始時刻、
ａoはｎ番目の母線遊休間隔に於ける最も早い時
刻であつてそのときパケツトが伝送のため或るポ
ートで利用可能になる、ｂoはｎ番目の母線ビジ
イ間隔の開始時刻。正式にはビジイ（０）＝０と
仮定して下記のように定義する。 i1＝０ ａo＝inf｛ｔｉo：幾つかのＪに対して遊休 （Ｊ；ｔ）＝０｝、ｎ１、 ｂo＝inf｛ｔ＞ｉo：ビジイ（ｔ）＝１｝、ｎ
１、 ｉo＝inf｛ｔ＞ｂo-1：ビジイ（ｔ）＝０｝、ｎ
２、 次にｎ１に対して、ｎ番目の母線遊休間隔Ｉ
oは時間間隔Ｉo＝〔ｉo、ｂo〕、ｎ番目の母線ビジ
イ間隔Ｂoは時間間隔Ｂo−〔ｂo、ｉo+1〕、そして
ｎ番目の母線サイクルＣoは時間間隔Ｃo＝〔ｉo、
ｉo+1〕である。 補助定理A.7. 任意のパケツトを伝送するた
めの時間はＲ（１）＋Ｔよりも大きいものと仮定
する。母線ビジイ間隔に於てパケツトを伝送する
最初のポートはポートＪであつて、時刻Ｂn
（Ｊ）で始まるものと仮定する。Ｑ（Ｊ）は時刻
Ｂn（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、Ｉ）に於て位相１又は位相２
ある所のすべての他のポートＩのセツトであると
しよう。そのとき引続く時刻Ｅn（Ｊ）はＱ
（Ｊ）のポートの各々を左から右への順序でパケ
ツトを送信し、この母線ビジイ間隔中には他の伝
送を生じない。 証明：最初にセツトＱ（Ｊ）の各ポートＩは
各々が時刻Ｂn（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、Ｉ）に於て位相１
又は位相２であつたので時刻Ｅn（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、
Ｉ）に於て位相２にあり、任意のパケツトを伝送
するための時間はＲ（１）＋Ｔよりも大きいこと
を観察する。若しもＱ（Ｊ）が空であるならば証
明すべき何物もなく、若しもＱ（Ｊ）が１つ宛起
るものであるならば補助定理A.7.は平凡に真であ
る。従つて少くとも２つのポートがＱ（Ｊ）にあ
るものと仮定して、これらのうち左端をＬで、右
端をＭで示す。Ｑ（Ｊ）中の各ポートＩは時刻Ｅ
n（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、Ｉ）に於て母線がアイドルして
いることに気付く。しかしＱ（Ｊ）中のＬ以外の
各ポートＩも又時刻Ｅn（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、Ｉ）に於
てＰ（Ｉ）＝１であることに気付く。これはＳo
（Ｌ）Ｂn（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、Ｌ）及び｛Ｅn（Ｊ）
＋Ｔ（Ｊ、Ｍ）｝−｛Ｂn（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、Ｌ）｝＞Ｒ
（１）＋Ｔ＋Ｔ（Ｊ、Ｍ）−Ｔ（Ｊ、Ｌ）Ｒ
（１）だからである。 従つてポートＬは時刻Ｂo（Ｌ）＝Ｅn（Ｊ）＋Ｔ
（Ｊ、Ｌ）に於てそのｎ番目の伝送を開始する。
次にＱ（Ｊ）−｛Ｌ｝中の左端のポートＫは時刻Ｅ
o（Ｌ）＋Ｔ（Ｌ、Ｋ）に於て伝送を開始する。こ
れはポートＬによる伝送の終了を観察したときＰ
（Ｋ）が０であるＱ（Ｊ）−｛Ｌ｝中の唯一のポー
トだからである。Ｑ（Ｊ）中のポートによる伝送
のこのパターン（左ポートから右ポートへの順序
での）はポートＭがそのパケツトを伝送してしま
うまで継続する。これを証明するためには、ネツ
トワーク中のどのポートＩ（１ＩＮ）も時間
間隔〔Ｂn（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、Ｉ）、Ｅk（Ｍ）＋max
｛Ｔ（Ｍ、１）、Ｔ（Ｍ、Ｎ）｝〕に於てＳ（Ｊ）を
１にセツト出来ないことを示す必要がある。 時間間隔〔Ｂn（Ｊ）＋Ｔ（Ｊ、Ｉ）、Ｅk（Ｍ）
＋max｛Ｔ（Ｍ、１）、Ｔ（Ｍ、Ｎ）｝〕に於てど
のポートＩもＳ（Ｉ）を１にセツト出来ないこと
を示すため、先ず母線ビジイ間隔に於て、ポート
は相次ぐ伝送と伝送の間に於てのみ母線の遊休を
観察しうることに注意する。ｔは｛Ｊ｝∪Ｑ
（Ｊ）中の幾つかのポートが伝送を終了する時刻
を示し、t′は次の伝送が（ポートI′によつて）始
まる時刻を示し、t″は任意のポートＩがこの伝送
の開始に気付く時刻としよう。時刻ｔはポートＩ
が母線の遊休に気付き始めうる最も早い時刻であ
る。この証明の開始時に用いた論拠によりt′−ｔ
Ｔである。勿論t″−t′Ｔであり、すべての
I′に対してＴ（I′、Ｉ）＜Ｔであるので実際問題と
してt″−t′＜Ｔである従つてt″−ｔ＜2Tであり、
補助定理A.7.は真である。 下記の実例は任意のI′及びＩに対してＴ（I′、
Ｉ）＜Ｔと言う仮定（補助定理A.7.で使用された
仮定）の必要性を明らかにする。セツトＱ（Ｊ）
はポートＩとＮから成るものとする。そのときＬ
＝１であり、ポートＩは時刻Ｅo（１）から時刻
Ｅo（１）＋Ｔ（１、Ｎ）＋Ｔ（Ｎ、１）の間、即
ち長さ2T（１、Ｎ）の時間間隔に亘つて母線が
アイドルしていることを観察する。若しも2T
（１、Ｎ）＝2Tであるならばその補助定理は誤り
である。 補助定理A.7.の証明はクリヤビジイ間隔中に生
じる伝送のパターンを明らかにする。即ちどれか
のポートＪによる初期的伝送の後に左から右への
順序でセツトＱ（Ｊ）中のすべてのポートの各々
が１つのパケツトを伝送する。このパターンを以
下の説明に於て言及する。 補助定理A.8. パケツトを伝送するための時
間はＲ（１）＋Ｔよりも大きいがＰnaxよりも小さ
いか又はこれに等しいものと仮定する。そのとき
任意のポートＪ及びｍ１に対して下式が成立す
る。 Ｓn（Ｊ）−Ａn（Ｊ）＜6T＋（Ｎ−１）Ｐnax 及び Ｂn（Ｊ）−Ｓn（Ｊ）Ｊ（Ｔ＋Ｐnax） ＋Ｔ（１、Ｊ）＋Ｒ（Ｊ）＋〓〓〓Ｒ(i) 証明：ポートＪは若しもそれが時間間隔〔Ａn
（Ｊ）、Ａn（Ｊ）＋2T〕に亘る母線のアイドルを
観察したとすると、時刻Ａn（Ｊ）＋2Tに於てＳ
（Ｊ）をセツトする。そうでなければポートＩ≠
Ｊによる伝送に起因して母線がビジイであること
を観察するものと仮定する。補助定理A.7.の証明
に於ける論拠により、ポートＪはポートＩ及びセ
ツトＱ（Ｉ）中の各ポートが夫々のパケツトを伝
送してしまうまではＳ（Ｊ）をセツトしない。Ｑ
（Ｉ）中の最左ポートをＬと定義し、最右ポート
をＭと定義する。〔若しもＱ（Ｉ）が空であるな
らＬ＝Ｍ＝Ｉと定義し、若しもＱ（Ｉ）が１つ宛
起るＬであるならばＭ＝Ｌと定義する。〕ポート
Ｊは時刻Ｅk（Ｍ）＋Ｔ（Ｍ、Ｊ）＋2Tに於てＳ
（Ｊ）を１にセツトする。その結果として Ｓn（Ｊ）−Ａn（Ｊ）＜2T−Ｔ（Ｉ、Ｊ）＋Ｐnax ＋Ｔ（Ｉ、Ｌ）＋ ｜Ｑ（Ｉ）｜Ｐnax ＋Ｔ（Ｌ、Ｍ）＋Ｔ（Ｍ、Ｊ）＋2T＝4T ＋｛｜Ｑ（Ｉ）｜＋１｝Ｐnax＋Ｄ 但し Ｄ＝Ｔ（Ｉ、Ｌ）＋Ｔ（Ｌ、Ｍ）＋Ｔ（Ｍ、Ｊ） −Ｔ（Ｉ、Ｊ） ｜Ｑ（Ｉ）｜はセツトＱ（Ｉ）の基数性を示
す。 Ｄ2Tであることは明らかである。従つて
｛｜Ｑ（Ｉ）｜＋１｝Ｎ−１であるから Ｓn（Ｊ）−Ａn（Ｊ）＜6T＋（Ｎ−１）Ｐnax そして補助定理A.7.の最初の部分が確立され
る。 時刻Ｓn（Ｊ）に於てＳ（Ｊ）をセツトする
と、時刻ｔに於て母線がアイドルしていること及
びＰ（Ｊ）＝０であることをそれが観察するなら
ば時刻ｔ＝Ｓn（Ｊ）＋Ｒ（Ｊ）＋Ｔに於てポート
Ｊは伝送を開始する。そうでなければ次の母線ビ
ジイ間隔に於て伝送する最初のポートをＩによつ
て示す。そのときセツトＱ（Ｉ）、Ｊ∈Ｑ（Ｉ）
の定義により２つのの場合即ちＩ＞Ｊ又はＩ＜Ｊ
の何れかがある。先ずＩ＞Ｊであると仮定する。
Ｂn（Ｊ）−Ｓn（Ｊ）の値はＱ（Ｉ）がポート
１，２，………Ｊを含むとき最大である。直接的
に計算すると次のようになる。 Ｂn（Ｊ）−Ｓn（Ｊ）Ｒ（Ｊ）＋Ｔ −Ｔ（Ｉ、Ｊ）＋Ｐnax ＋Ｔ（Ｉ、１） ＋（Ｊ−１）Ｐnax＋Ｔ（Ｉ、Ｊ）＝Ｒ（Ｊ） ＋Ｔ＋JPnax＋2T（Ｉ、Ｊ） 次にＩ＜Ｊであると仮定する。Ｂn（Ｊ）−Ｓn
（Ｊ）の値はＩ＝１のとき最大であり、セツト
｛１、２、………Ｊ｝中のポートＫの間隔を待機
する2T＋Ｒ（Ｋ）＋Ｔ内の重複は最小である。こ
こで Ｉ＞Ｊに対して得られた上方限界はＪ＝１又は
２のとき優位を占め、Ｊ３に対してはＩ＜Ｊに
対する限界が優位を占める。Ｉ＜Ｊに対する限界
中の項（Ｊ−１）ＰnaxをJPnaxで置換すると補助
定理A.7.の第２の部分は下記のようになる。 定理A.9. 若しも任意のパケツトを伝送する
ための時間がＲ（１）＋Ｔよりも大きいならば、
制御方式A2を有する母線ネツトワークは各ポー
トに対して伝送のための保証された時間を与え
る。それに加えて若しも任意のパケツトを伝送す
るための時間がＰnaxよりも小さいか又はそれと
等しいならば、ポートＪに対する伝送のための保
証されれた時間は によつて制限される。 証明：補助定理A.8.からの２つの限界をまとめ
ると、ポートＪに対する伝送のための時間は直ち
に下記のようになる。 次に制御方式A2の効率について考える。制御
方式A2の効率を定義するためには、どれかの送
信機が活発にパケツトを送信している時間の間
隔、及び少くとも１つのポートが伝送のために利
用可能なパケツトを持つているのに、母線が遊休
している時間の間隔について考慮する必要があ
る。制御方式の伝送性質に対する非抵触及び保証
時間を開発するときの適切な見地は、母線が遊休
していることを観察する個々のポートの概念のみ
を考慮することである。しかし効率に関してはポ
ートと無関係な定義を適用した方が好都合であ
る。 若しも母線の任意の部分に沿つて伝播しつつあ
るパケツト・データがあるならば母線はビジイで
あるものと考えられる。そうでなければ母線は遊
休している。この定義によれば母線はパケツトを
送信しつつあるポートがあるときは常にビジイで
あること明らかである。しかしパケツト・データ
がまだ伝播している間にポートが伝送を終了して
しまつた後も母線はビジイであると考えられるこ
とに注意されたい。これら後者の時間間隔中は幾
らかのポートにとつては母線上に信号が出されて
いないと観察することもできる。伝送のために利
用可能なパケツトを有する任意のそのようなポー
トは抵触することはなく伝送を開始することが出
来た筈である。実際問題としてこれらの条件下で
伝送が開始されるかどうかは、制御アルゴリズム
及び過去の出来事の経緯によつて決まる。同様に
どれかのポートＩは長さ2Tの待機間隔を完了し
てどれか他のポートが伝送を始めた後でしかもポ
ートＩがこの伝送の開始に気付く前にその送信フ
リツプ・フロツプをセツトすることが出来る。 次に第６図を見ると、母線は時間間隔I1及びI2
の間中遊休しており、間隔B1及びB2の間中ビジ
イである。その上時刻t″に於て、利用しうるパケ
ツトに対してポート３は母線が遊休していること
に気付き、伝送を開始する。時刻ｔに於てポー
ト５は母線がアイドルしていることに気付くが、
それが利用しうるパケツトの伝送を開始しない。 制御方式A2の効率の定義は今や次のようにな
る。母線ネツトワークのアクテイビテイが時間に
合せて進むとき、母線遊休間隔I1，I2………及び
母線ビジイ間隔B1，B2，………が完全に交番す
る。母線遊休間隔Ｉoとその直後の母線ビジイ間
隔Ｂoとより成る間隔をＣoで示し、そのような間
隔を母線サイクルと呼ぶ。母線遊休間隔の始め
に、伝送のためにパケツトを入手できない（おそ
らく退化した）時間間隔が存在することに注意さ
れたい。少くとも１つのパケツトを入手しうる残
りの間隔を〔ａo、ｂo〕によつて示すが、伝送は
未だ始まらない。第６図の間隔I1に対しては
〔a1、b1〕＝〔t′、B1（４）〕である。 前述と同様に、パケツトを伝送するための時間
ＰはＰ＞Ｒ（１）＋Ｔを満足するものと仮定す
る。任意の母線サイクルＣoに対して制御方式A2
の効率Ｅ（Ｃo）を定義すると、 Ｅ（Ｃo）＝ＫoＰ／｛ＫoＰ＋ｂo−ａo｝ ここでＫoは母線ビジイ間隔Ｂo中に伝送された
パケツトの数である。各ポートは任意の母線サイ
クル中に精々１パケツトを伝送するので、Ｋoの
範囲は明らかに１ＫoＮである。 任意の母線サイクルＣoに対する制御方式A2の
効率は、母線遊休間隔Ｉoに於ける種々のポート
の待機間隔内の重複が最少であるとき最低であ
る。第６図の母線アイドル間隔I2は最少重複状態
を示す。この例から外挿すると一般に ここでＶoは母線ビジイ間隔Ｂo中に伝送するＫ
oポートのセツト数である。 かくて任意の母線サイクルＣoに於て制御方式
A2の効率は ＫoＰ／｛ＫoＰ＋2T＋ＫoＴ＋〓〓〓Ｒ(i) よりも大きいか又はそれと等しい。 ここでＶoは母線ビジイ間隔Ｂo中に伝送するＫo
ポートのセツト数である。 この結果から母線サイクルの効率は Ｐ／｛Ｐ＋Ｒ（１）＋3T｝、（Ｋo＝１のとき） 及び Ｐ／｛Ｐ＋Ｒ（１）＋2T｝、（Ｋo２のとき） よりも大きいか又はそれと等しいので、最悪の効
率は母線サイクル時に唯１つのポートが伝送する
ときに生じる。 特定の状態に対する最悪の効率の値を計算する
と参考になる。例えば３メガビツト／秒の母線伝
送速度を想定する。光の伝播速度を想定すると若
しも母線が１キロメートルの長さであるならばＴ
は凡そ3.34マイクロ秒である。Ｒ（１）＝５マイ
クロ秒とし、すべてのパケツトは256バイトの長
さを有するものと仮定する。従つてパケツトＰを
伝送するための時間は256×８／３＝632.67マイ
クロ秒である。そのとき１つの母線サイクル中の
制御方式A2の最悪の効率は0.978である。何故な
らばＲ（１）＋Ｔ＝8.34マイクロ秒、25ビツトよ
り大きい最小のパケツト・サイズつまり４バイト
が伝送の保証のために必要とされる。４バイト・
パケツトで動作させると0.415の最悪効率をもた
らす。第１表は３メガビツト／秒及び５メガビツ
ト／秒の母線帯域幅に対するパケツト・サイズの
範囲の最悪効率の値を示す。 【表】 効率に関する上記定義は母線はビジイであるが
送信機はアクテイブでない時間間隔を含まない。
若しもそのような間隔が分子と分母の両方に含ま
れるならば効率の値は大きくなる。この意味から
するとここで用いた効率の定義は控え目なもので
ある。そのような間隔の異つた取扱いに起因する
計算値の差は、実際問題として通例である所のＰ
≫Ｔの場合には僅少である。 制御方式A1及びA2は値Ｔ、Ｒ（１）、………
Ｒ（Ｎ）を明らかに使わせる。その制御方式の実
施に際してこれらの量の正確な値はおそらく得ら
れてないであろう。しかし２つの制御方式は若し
も実際のＴ値及びＲ（Ｊ）値よりも大きい量が使
用されるなら前述の性質を保持する。そこで若し
も各ポートで実施されたアルゴリズムが同じであ
ることが希望されるならばすべてのＲ（Ｊ）値が
等しく且つＲ（１）よりも大きい値を取ることが
可能である。 ２つの制御方式は全く同じである。しかし方式
A2は限界づけられ保証された時間を伝送に対し
て与えるが、方式A1はそうでない。しかしネツ
トワークが軽く負荷されているときは、制御方式
A1を有する母線ネツトワークに於ては或るポー
トがのパケツトの伝送に先立つて１パケツト伝送
時間より長く待機しなければならないことは極く
稀であることが予想される。 制御方式A1及びA2でのポートＪに対する長さ
Ｒ（Ｊ）＋Ｔの待機間隔は最小限定である、つま
りポートがこれらの時間量よりも待機時間が短く
なることはあり得ず、衝突回避を保つ。同様に送
信フリツプ・フロツプをセツトするのに先立つて
母線がアイドルしていることをポートが観察して
いなければならない待機時間は2Tよりも短いこ
とはあり得ない。若しも待機時間が一層短いなら
ば制御方式A2は伝送に対して保証時間を与えな
い。 任意のパケツトを伝送するための時間はＲ
（１）＋Ｔよりも大きいと云う条件は、若しも制御
方式A2が伝送に対して保証時間を与えるもので
あるならば基本的なものである。しかし実際問題
として例えば３メガビツト／秒の母線帯域幅及び
Ｒ（１）＝５マイクロ秒のときは限定的ではな
く、若しも最小パケツト・サイズが少くとも４バ
イトであるなならば方式A2は１キロメートルの
母線上の伝送を保証することに注意されたい。５
メガビツト／秒の母線帯域幅のときは８バイトの
最小パケツト・サイズを満足させる。 最後に、制御方式A2では各ポートは母線の均
等な分配を得ることに注意されたい。具体的に言
えば各ポートが１つのパケツトの伝送を終了した
とき次のパケツトがそのポートで伝送のため即時
に利用可能になるものと仮定する。ものとき各ポ
ートは母線ビジイ間隔毎に１つのパケツトを伝送
する。この意味で制御方式A2は好都合である。 本発明実施のための最良モード 第３図、第９図及び前述の説明に於て制御アル
ゴリズムA1又はA2を実施するための母線アクセ
ス制御器のハードウエア実施例が示された。アル
ゴリズムA1及びA2は両方共非同期的、非衝突の
制御を局地的コンテンシヨン母線に関して提供す
る。アルゴリズムA2も又伝送に対して限界づけ
られ保証された時間を与える。 母線アクセス制御器は制御アルゴリズムA1と
A2の間で切替えるように母線の負荷に適合しう
ることは当業者に明らかであろう。更にアルゴリ
ズムA1を実施している１つ又はそれ以上のポー
トは、非衝突動作を失うことはないが伝送に対す
る限界づけられ保証された時間を失つて、制御ア
ルゴリズムA2を実施しているポートを有する同
じ母線上で同時に存在することが出来た。 産業上の適用性 本発明の装置及び方法は局地的共有母線ネツト
ワークでのデータ・コミユニケーシヨンに適用可
能である。それは端末の分散処理又はコミユニケ
ーシヨン母線の合計長が１キロメートル台のプロ
セス制御装置に於てミニコンピユータ又は他は類
似の装置に相互接続するのに有用である。
【図面の簡単な説明】
第１図はコミユニケーシヨン母線システムの一
般化された図、第２図はポート・インタフエイス
装置の一般化された図、第３図は本発明の第２図
のポート・インタフエイスのブロツク図、第４図
は本発明の実例的５ポート・ネツトワークのため
のタイミング図、第５図は本発明の衝突回避性質
を図解したタイミング図、第６図は本発明の伝送
及び効率性に対する限界づけされ保証された時間
を示すタイミング図、第７図は本発明の制御方法
の第１の実施例（A1）を図解した流れ図、第８
図は本発明の制御方法の第２の実施例（A2）を
図解した流れ図、第９図は第３図の母線アクセス
制御器のブロツク図、第１０図は本発明の衝突回
避性質を更に説明したタイミング図である。 第３図に於て、２０…母線、２２…コンピユー
タ、２６…制御線、２８…送信フリツプ・フロツ
プ、３０…OR回路、３２…母線アクセス制御
器、４０…信号検出器、５４…セツト線、５６…
リセツト線。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １ 複数個の送受信ポートを相互接続する局地的
    共有母線ネツトワークで非同期的、非衝突データ
    信号コミユニケーシヨンを達成するための方式で
    あつて、各ポートは夫々自分よりも上手のポート
    からのメツセージ伝送意思表示信号及び自分のメ
    ツセージ伝送意思表示信号の論理和信号を自分よ
    り下手のポートへ転送するための手段（例えば
    30）を有し、上記各ポートが (1) メツセージを伝送したいと言う意思を上記手
    段により信号するステツプと、 (2) 合計母線待ち遅延と信号を伝送する意思の伝
    播遅延とを加えた値に等しい期間の間伝送を遅
    らせるステツプと、 (3) 伝送する意思を表示した信号がなく且つデー
    タ信号もないことが上記の各ポートで受信され
    ていることを確かめるステツプと、 (4) メツセージを送信するステツプと、 を実行するコミユニケーシヨン方式。
JP6604580A 1979-06-29 1980-05-20 Communication system Granted JPS567549A (en)

Applications Claiming Priority (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
US06/053,493 US4292623A (en) 1979-06-29 1979-06-29 Port logic for a communication bus system

Publications (2)

Publication Number Publication Date
JPS567549A JPS567549A (en) 1981-01-26
JPS6158062B2 true JPS6158062B2 (ja) 1986-12-10

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EP (1) EP0022170B1 (ja)
JP (1) JPS567549A (ja)
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