JPS63149939A - 通信回路網のためのトークン通過方法及び通信回路網 - 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】 本発明は、既知の数のステーションを有しかつ決定論的
な応答時間を必要とするローカル・エリア　ネットワー
クもしくは回路網のための１−−クン通過機構に関し、
特に、ノードの故障、らしくは故障したノードの再附勢
がシステムの応答時間に影響しない、もしくは回路網上
のデータを無効にしない、通信回路網のためのトークン
通過方法、並びに該方法における通信回路網に関する。

ｌＬ交【へ１１ トークン通過機構は、多数のコンピュータもしくは他の
装置が共通の通信媒体を渡って通信するローカル・エリ
ア・ネットワークで用いられている。とのステーション
もしくはノードが伝送する権利を有するかを決定するた
めに、ローカル・エリア・ネットワークは概して、トー
クン通過機構を有し、それにより、伝送する権利を授与
したトークンは、１つのステーションからもう１つのス
テーションに通過する。ＡＮＳ　Ｉ／Ｉ　ＥＥＥ基準８
０２．４−１９８５として採択された「トークン通過の
母線アクセス方法並びに物理的層の仕様」という名称の
、ローカル・エリア・ネットワークのためのＩ　ＥＥＥ
基準で代表されるような従来の１−−クン通過ｔｉｔＦ
４は、起動もしくは再起動に関して、回路網上にいくつ
のステーションが存在するかを知らず、そして存在する
ステーションに対するアドレスを知らないシステムに対
して設計されている。かかるシステムにおいては、起動
中、ステーションのいくつかまたはすべてが同じ期間中
に通信を開始するので、異なったステーションからのデ
ータ間でいくつかの衝突が生ずる。衝突を整理するため
に、衝突検出及び回避ハードウェアが必要とされる。標
準のトークン通過システムにおいて、トークンを所有す
るステーションは、所望するのと同じ盆のデータを伝送
し、次にトークンを次のステーションに転送する特別の
フレームを伝送する。この特別の１−−クン・フレーム
は、時間を浪費する。標準のシステムにおけるノードが
故障後に再附勢されると、それは直ちに通信を開始して
衝突を生じ、そして新しい構成を決定するために回路網
が再開始するということを要求する。該再開始は、すべ
てのステーションが他のステーションにそれらのアドレ
スを回報通信するということを必要とする。それ故、故
障したステーションの附勢は、かなりの期間、通信を遮
断し、そして臨界的に時間に依存するデータを遅延させ
得る。標準のトークン通過機構は、データの完全性及び
速時性が維持されなけらばならない原子カプラントのよ
うな臨界的なプロセス制御状況に対しては適していない
。

１１へＬＬ 本発明の目的は、既知の数のステーションを有した回路
網を提供することである。

本発明のもう１つの目的は、決定論的な応答時間を有し
たシステムを提供することである。

本発明のさらにもう１つの目的は、衝突が生じ得す、か
つ衝突検出及び回避ハードウェアが必要でないシステム
を提供することである。

本発明の付加的な目的はノードの故障がシステム応答時
間に影響しないシステムを提供することである。

本発明の目的は、また、再附勢されたステーションが、
回路網上を伝送されている池のデータの遮断らしくは割
り込みを生じないローカル・エリア、・ネットワークも
しくは回路網を提供することである。

上述の目的は、すべてが各々の同報通信を受信する所定
数のステーションもしくはノードを有したシステムによ
って達成される。各メツセージは、カウントダウンもし
くはトークン・リング・リストにアクセスするよう各ノ
ードによって用いられるトークン値を含んでいる。カウ
ントダウン・リストにおいてアクセスされた項は、ノー
ドがトークンを有していてかつ直ちに伝送することがで
きるか否か、もしくはノードがもう１つのメツセージを
待ち続けなければならないか否かを決定する。

トークンはリングの回りを通され、そしてもしノードが
故障（ｆａｉｌ）　したならば、リングにおける故障し
たノード（ｆａｉｌｅｄ　ｎｏｄｅ）に続くノードは、
トークン・リング・リストから先に取り込まれたカウン
トダウン値がゼロに達したとき、ディフォルトによるト
ークンを受信する。再附勢された故障ノードは、トーク
ン値を含むメツセージを受信するよう無限の時間量を待
ち、次に、該トークン値は、新しく附勢されたノードが
下方に計数することを開始させ、それ故、該新しく附勢
されたノードを適切なシーケンスで回路網に戻す。

これら及び他の目的と長所は、添付図面を９照して、以
後、説明される構成及び動ｆヤの詳細から充分に明瞭と
なるであろう。なお、図面全木を通じて、同じ参照数字
は、同じもしくは同等のちの一道ｆ：″詐　のＬ！！ 第１図には、本発明による代表的な４つのノード、また
は４つの中継回路網（ステーションロ路網）が示されて
おり、該４つのノードまたは４つの中継回路網は、好ま
しくは、光ファイバ・クープル２０を渡り、受動光フア
イバ星型結合器もしくはカブラ１８を通して互いに通信
するノード１０〜１６を含んでいる。もちろん、同軸ケ
ー・プルや、より線の対等のような他の媒体が用いられ
て良い。各光ファイバ・ケーブル２０は、矢印で示され
るように、伝送用のファイバ及び受信用のファイバを含
んでいる。もちろん、ケーブル２０の一端で伝送ファイ
バであるファイバは、クープル２０の他端では受信ファ
イバである。光フアイバ回路網は、単一の電気的故障に
より回路網の広範囲な故障を保護するよう、ノード間に
電気絶縁をもならすので、光フアイバ回路１１１１　＆
用いるのが好ましい。受動光フアイバ星型カブラ１８は
、工業用の標準型装置であり、電気的なもしくは電子的
な能動部品をきんでいない。適したカプラ１８は、Ｎｅ
ｗ　ＹｏｒｋのＹｏｒｋｅｒｓにあるＣｏｄｅｎｏ　ｌ
　ｌＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ　Ｃｏｒｐ、から入手可能で
ある。換言すれば、カプラ１８が故障するためには、フ
ァイバ間の結合に機械的故障が必要である。これは、回
路網の中央にあるカブラが、衝突を検出する能動電子装
置である代表的な＆Ｃ来の装置とは対照的である。従来
の能動電子装置は、衝突回復アルゴリズム　　　（ｃｏ
ｌｌｉｓｉｏｎ　ｒｅｃｏｖｅｒｒｙ　ａｌｇｏｒｉｔ
ｕｍｓ）を必要とする。

第２図は、第１図のノード１０〜１６の１つを一層詳細
に示す。ケーブル２０によって搬送される光信号は、光
ファイバ・モデム２２によって電気信号に変換され、そ
してデータ・ハイウェイ１ｌｌ（１器２６をよんでいる
マイクロコンピュータ２４に与えられる。モデム２２は
、型式Ｃｏｄｅｎｅｔ３０２０／３０３０としてＣｏｄ
ｅｎｏｌｌから入手可ｆｊ訛である。データ・ハイウェ
イ制ＤＭ器２Ｇもまた、光ファイバ・モデム２２に電気
信号を（公道し、該電気信号は光信号に変換され、光フ
ァイバ・クープル２０を渡って伝送される。データ・ハ
イウェイＩｖ制御器２６は、バックブレーン２８を通し
てポスト・プロセッサ３０と通信する。ホスト・プロセ
ッサ３０は、回路網を渡って伝送されかつ受信されたメ
ツセージを処理しく公式（ヒし）、分析し、そして応答
する。

第３図は、データ・ハイウェイ制御器２６の構成を一層
詳細に示す。該データ・ハイウェイ制御器２６は、通信
制御器３４によって制御される直列インタフェース・ユ
ニット３２を通してメツセージを受信し、かつ伝送する
。通信制御器３４は、共用メモリ３８に記憶されるメツ
セージを母線３６を渡って記憶し、かつ検索することの
できる直接メモリ・アクセス型制御器である１局部的リ
ード・オンリ・メモリ４２に記憶されたプログラムの制
御下で、主プロセツサ４０は、コ該ノードが１〜−クン
を有しているか否かを決定するためにメツセージを検査
し、もし有しているならば、通信制御器３４が共用メモ
リ３８からメツセージを検索して、それを伝送すべきで
あるということを、メツセージの伝送の準ＩＱができて
いる場３に、該通信制（１器３４に指示する。ランダム
・アクセス・メモリもまた、局部的メモリ４４を含んで
おり、該局部的メモリ４４はメッセージ評価及びトーク
ンの常駐決定中、主プロセツサ４０によって用いられる
。該メモリはまた共用メモリ４６をもなんでおり、該共
用メモリ４６は、バックブレーン２８を渡りインタフェ
ース４８を通して主プロセツサ３０によってアクセス可
能である。主プロセツサ４０は、インタフェース５０を
通してバックプレーン２８上のリソースにアクセスする
。タイマ５２は、通信制御器３４、インタフェース４８
と５０、及び主プロセツサ４０に対して適切なりロック
信号を与える。第３図のデータ・ハイウェイ制御器２６
は、単一ボード・コンピュータ（ＳＢＣ）型式１ｓＩ３
ｃ１８６１５１ＳとしてＣａ１ｉｆｏｒｎｉａ。

５ａｎｔａｎａ　Ｃ１ａｒａのＩｎｔｅｌ　Ｃｏｒｐ、
から入手可能であり、それは、標準のエサ−ネット・イ
ンタフェースを提供する。インテルから入手可能な１Ｓ
ＢＣ１８６１５１Ｓのハードウェア参照の取扱説明書を
用いて、ここに説明されるフローチャーＩ・に従つてか
かるインテル・コンピュータをプログラムし、かつ操作
することが当業者には可能であろう。

本発明は、第４図に示される、フレームとして指定され
た単位でデータを伝送する。各フレームは、５６の交互
ビットの標準のプレアンブル（ｐｒｅａｍｂｌｅ）　６
０を合んでおり、その後に”　１０１０１０１１”のよ
うな標準のパターンを有する開始フレーム境界指定、も
しくは区切り文字６２が続く。開始フレーム区切り文字
６２の後にはメッセージが適用され得るノードを示すこ
とができる１６ビツト・アドレスであるノード転送先ア
ドレス６４と、１６ビツトのノード・ソース（転送元）
アドレス６６とが続く。本発明における転送先アドレス
は、すべてのメツセージがずべてのノードに対する同報
通信であるので、常に１６進法の０ＦＦＦＦである。ノ
ード・ソース・アドレス６６はメッセージを伝送したノ
ードを示す。ソース・アドレス６６の次にメッセージブ
ロックの長さを示す長さフィールド６８が続いている。

長さ６８の？麦には、）・−クン１直７ｏが続き、該ト
ークン値は、ノードが１〜−クンを有するか苫かを決定
するために各ノードによって用いられる。本発明は、ト
ークン値が別々のメツセージとしてではなく各メツセー
ジと一緒にｆ公道されるという点において、従来の標準
のトークン通過（ｐａｓｓｉｎｇ）機構とは特に異なっ
ている。従って、メツセージがノード１からノード３ま
で進行され得るとしても、すべてのメツセージは各ノー
ドによって受信されるのでメッセージが他のノード（ノ
ード２）によって用いられないとしても、トークンはも
う１つのノード（ノード２）へ通され得る。Ｉ・−クン
値７０の次ぎはメッセージのどのブロックが現在伝送さ
れているかを示すブロック番号７２である。メツセージ
の長さ７４はバイトで示されメッセージの長さワード並
びにメツセージの終わりでの検査合計を含んでいる。メ
ツセージの長さ７４の次ぎはメッセージ型７６及びポス
）・（上位）故障コード７８である。ホスト故障ヨーＩ
・７８の後にはデータ連続番弓８０が続き、その峻、ハ
ードウェア＜１ｓＢｃ１８Ｇ１５１Ｓ）及びｔｘｔのエ
サーネッＩ・・プロＩ・コルによって特定される制限内
で、任意の長さてあって良いメツセージ８２が続く。メ
ツセージ８２の後には検査合計８４が続き、該検査合計
はメッセージの長さ７４で始まりメッセージ８２で終了
するフィールドの検査合計である。検査合計の後にはフ
レーム検査シーケンス８６が続き、該フレーム検査シー
ケンス８６は、全フレームが正しいということを確実に
するよう用いられる３２ビツトの巡回冗長符号の多項式
である。

前述したように、１〜−クンは、それと共に回路網上を
伝送するための権利（ｔｈｅ　ｒｉｇｈｔ　）を搬送し
、そしてハイウェイ上を伝送されかつずべてのノードて
受イユされる各メツセージは、同時に、新しいトークン
値を含んでいる。トークン値は、ゼロから１６進法の０
ＦＦＦＦまでの範囲て整数である。１〜−クン・リング
・リス１−は、本発明において、トークンがノートから
ノードまで移動する順序、及び伝送するために各ノード
に対して許容される時間な決定するために用いられる。

現在、ｌ・−クンを有しているノードは、回路網に対し
て排池的にアクセスする。各ノードは、第５図に示され
るようにトークン・リング・リスト８８．９０．９２及
び９４を含んでおり、各トークン・リング・リストは、
トークン・リングにおける前任ノードが故障し、もしく
はメツセージを失ったということを想定する前にノード
が待つ時間の長さに対応するカウントダウンの値のリス
）−である。

トークン・リング値９６は、新しいトークン値がメツセ
ージ内に受信されるときはいつでも、各ノードが新しい
カウントダウン値を得るよう各リストへのインデックス
として用いられる。ノード１の１−−クン　リング・リ
ストにおける最初の項に生じるＯのトークン・リング・
リスト値は、ノード１がｌ〜−クンを有しそして回路網
を渡って伝送を始めることができるということを示す。

１６進法０ＦＦＦＦのトークン・リング・リスト値は、
ノードがらう１つのメツセージを永久に待つべきである
ということを示す。無限の待ちトークン・リング・リス
ト値の例は、ノード２のトークン・リング・リストにお
ける第３の項である。

第５図で表される回路網は、第１図に示された物理的な
回路銅に対応し、４つのノード１〜４を含む。ノード１
は主ノードであり、トークンがリングの回りを通過する
のを開始するための義務を有している。システムが初期
設定されると、主ノードにおける１〜−クン値は１であ
り、結果として、ノードが１の値でそのトークン・リン
グ・リストにアクセスすると、Ｉ−−クン・リング・リ
ス１〜値もしくはカウントは１０．０００である。ノー
ド１は、この値を特定のクロック周波数で１つづつ、ゼ
ロに減分されるまで減分する。ノード１がゼロのカウン
トを検出しなとき、ノード１は、伝送を始める。ノード
１によって伝送されたメツセージにおけるトークン値は
、１の値に増分される６ノード２〜４はすべてノード１
によってず伝送されたメツセージを受信する。ノード３
が１のトークン値を含んでいるメツセージを受信したと
き、該ノード３は、そのトークン・リング・リストにア
クセスし、そして１０ミリ秒のカラン）・ダウン値を発
見する。この実施例においては説明のため、時間の単位
としてミリ秒が用いられているけれども、どのような所
望の時間の単位をもちいることもできる。ノード３は、
この値をそのカウントダウン・カウンタもしくはタイマ
５２に格納し、そして下方に計数し始める。もしカウン
トダウン値がゼロに達したならば、ノード３は、カウン
トダウン畝をリセットするメツセージが受信されなかっ
たので、ノード２が故障したということを認識する。

ノード３は、タイムアツプしたときはいつでも、トーク
ン値を、そのトークン・リング・リスト（エン１−リ３
）における次のゼロのカウントダウン値に増分して、２
のトークン値を得る。ゼロのカラン）・ダウン値は、ト
ークンを存するということをノード３に示し、ノード３
は、３の増分されたｌ・−クン値を含むメツセージを伝
送し始める。ノード４は、ノード３からのメツセージ内
の３のト−クン値を用いて、その１ヘークン・リング・
・リストを検査し、そしてノード４がトークン及び伝送
する権利を有するということを示すゼロを発見する。

一方、もしノード２が固定されたならば、ノード２が再
附勢されるとき、それは主ノートではないので、該ノー
ドは、永久にカウントダウンすべきである、すなわち伝
送する前に永久に待つべきであるということを示す１６
進法の０ＦＦＦＦのカウントダウン値で開始される。ノ
ード４が０のトークンの値を有するメツセージを伝送す
るとき、もちろん、ノード１が次に伝送するが、同時に
、ノード２が、トークン値０でそのトークン・リング・
リストにアクセスして１０ミリ秒のカウントダウン値を
得る。すなわち、ノード２はリセットされて、もしノー
ド１が故障ならば、新しいトークン値をよむ新しいメツ
セージを伝送する前に１０ミリ秒間待つ。主ノードを除
くどのノートも更新されたトークン値を有するメツセー
ジを伝送するときはいつも、新しいトークン値を有する
新しいメツセージと永久に待つように、ノード自身のダ
ウンカウント・カウンタを１６）上広の○ＦＦＦＦにセ
ットする。このことは、全伝送を終了したノートが、も
う１つのノードが伝送する前に再び伝送しないようにす
る、すなわち、単一のノードが、伝送３完了した後回路
網を独占しないようにする。もしノードが伝送するべき
いくつかのデータのブロックを有するならば、１６進法
の○ＦＦＦＦのトークン値が伝送され得る。この値は、
池のノードが現在のカウントダウン値から計数し続ける
べきであるということを示す。

上述の説明から分かるように、各ノードは、ディフォル
１−によってｌ・−クンを取る前に、特定の時間３待つ
。この期間は、システム内の各前任ノードがそのトーク
ンを伝送するためにががる時間量に等しい。第５図によ
って示されたシステムに対する最悪の場合の応答時間は
４０ミリ秒であり、該４０ミリ秒は、ノード１がトーク
ンをノード２に通すための１０ミリ秒の待ち、ノード２
がトークンをノード３に通すための１０ミリ秒の待ち、
ノード３がトークンをノード４に通すための１０ミリ秒
の待ち及びノード４がトークンをノード１に通すための
１０ミリ秒の待ちに等しい。第５図で示されたようなシ
ステムにおいて、トークン・リング・リストにおけるカ
ウントダウン値は、ト−クンを伝送するための前任が実
際にかかる時間よりわずかに長く、後任ノードが、ディ
フォルトによってトークンを取る前に、待つように遷ば
れるべきである。このことは、回路網の応答時間が故障
ノードのある場合とない場合とでほぼ同じであるという
ことを確実にする。第５図のシステムは、各ノードに対
して９ミリ秒の正常応答時間を取り、そして各後任ノー
ドが正常伝送時間より長く待つことを確実にするために
１ミリ秒が加えられる。トークン・リング・リストにお
けるカウントダウン時間 に例において、１のトークン値に対して、ノード４は、
ディフォルトによってトークンを取る前に、すなわち他
のメツセージが伝送されないときにタイムアウトする前
に、２０ミリ秒待つ。ノード４に対する２０ミリ秒の待
ちは、各ノードのトークンの正常通路に対するカウント
ダウン時間を、ノード４に達するまで、合計することに
よって決定される。トークン値が１であるとき、ノー１
で２はトークンを有し、そして正常通路は、ノード３が
１０ミリ秒待つ、ノード２からノード３までと、ノード
４が１０ミリ秒待つノード３からノード４までとであり
、合計２０ミリ秒である。

第５国の例において、ノード１は主ノードとして指定さ
れている。このことは、トークン・リング・リストから
、ノード１に対するりストが１６進法の０ＦＦＦＦの値
を含まない点において明らかである。結果として池のノ
ードが１０、Ｏｏ。

ミリ秒ごとに附勢されないとしても、ノード１は、トー
クンを再開始するよう絶えず試みる。もちろん、主ノー
ドの故障の場合に、回路網の開始を可能にするために１
代替のもしくは補助の主として回路網内の池のノードを
指定することも可能である。ことことは、回路網におい
てもう１つのノー１〜、例えばノーＦ　３を有すること
によって達成され得、この場合、ノード３は、そのトー
クン・リング　リスＩ−内に１６進法の○ＦＦＦＦの１
直を舐まないが、例えば主ノートの対応の値より高い、
例えば２０．０００ミリ秒の１直を含む。らしノード３
がその第４のエントリに２０．０００ミリ秒の値を含ん
だならば、主ノード（ノード１）が（ヤ用しないとして
も、ノード３が２０、ｏｏｏミリ秒以内でトークンを再
開始するよう試みる。

システム内の１つまた２つ以上のノートが他のどのノー
ドよりも早い応答時間を有するのを許容することもまた
可能である。例えば、もしノード２が、第５図のシステ
ム内の池のどのノードよりも２倍の頻度で伝送すること
が必要ならば、ノード２のトークン・リング・リストに
２つのゼロが提供され得る。

第６図は、リセッｌ〜１００がら開始する、本発明によ
る回路網のための初期設定ルーチンを示す。

リセッｌ−１００の後、通常のレジスタ初期設定及びハ
ードウェアの初期設定が生じ（ステップ１０２）、その
後、メモリ検査及びメモリの初期設定（ステップ１０４
）が続く。データ・ハイウェイ、ｒＩｌ　ｆｉｔ　器２
６は次に、ホスト・コンピュータ３゜が、それが存在し
ているということを指示し、かつ回路網構成データを共
用メモリ内にロードするのを待つ。各ノードに対する回
路網構成データは、トークン・リング・リスト、このノ
ードのアドレス、及び必要とされる通信バッファの番号
と大きさを含んでいる。主プロセツサ４０は、次に共用
メモリ４６からの構成データを局部メモリ４／１内に複
写（コピー）する（ステップ１０８）。主プロセツサ４
０は次に、その通信バッファを準ωｂしかつ初期１ヒ（
ステップ１１０）する、すなわち該プロセッサ４０は、
次にくるメツセージのために、回転受信バッファ、すな
わちシステムに・おける既知のノートの各々から受信さ
れたメツセージのためのバッファをわきに置き、そして
また共用メモリ３８における伝送ファイバもわきに置く
６次に、フ゛ロセッサ４０は、タイマ５２の１つとして
カウントダウン・タイマを初期設定しくステップ１１２
）、そしてトークン値及びトークン・カウンタを、構成
データで特定された値に設定する。

もしノードが主ノードであるならば、トークン・カウン
タは、１０．０００（第５図の例において）に設定され
、トークン・リング・リス１〜における対応の項が検索
されたとき、土ノードが伝送するようにする。もしノー
ドが主ノードでないならば、１〜−クン・カウンタは、
無限の待ちの１−一クンリング・リスト値が読み取られ
るようにする値に設定される。すなわち、第５図の例に
おいて、１〜−クン値は、ノード１に対して１に、そし
てノード２に対して２に設定される。次に、データ・ハ
イウェイ制御器２６における通信制御器３４は、該通信
制御器３４でアクセス可能の共用メモリに構成指令を記
憶し、次に共用メモリに個々のアドレス設定指令をロー
ドすることによって、初期設定（ステップ１１４）され
る。次に、通信制（１器５４の受信ユニットが開始され
る（ステップ１１６）。リセット１００で開始する上述
のステップは、既知の初期設定型ステップであり、その
詳細については、当業者なら、前述のハードウェア取扱
説明書を検討することによって提供し得る。

初期設定手続きが完了すると、システムは、別口ｕを第
７図の主ループに転送する。

主ループの一次作用はメッセージが回路網から受信され
たか否かを決定し、もしトークンがノードに転送されて
いるならばメッセージが伝送されるようにすることであ
る。最初に、主プロセツサはメッセージが回路網を渡っ
て受信されているか否かを判断しくステップ１２２；第
７Ａ図）、もし受信されているならば、通信制御器３４
にメツセージの受取りを承認する、すなわち受取ったこ
とを知らせる（ステップ１２４．第７Ｂ図）。メツセー
ジの受取りは、制御器３４によってロードされる共用メ
モリ３８の既知の場所にアクセスし、かつメツセージ受
信インジケータに対する場所の内容を検査することによ
って決定される。承認は、既知のメモリ場所を承認イン
ジケータでロードすることによって行われる。プロセッ
サ４０は、次にメッセージ内のトークン値を得（ステッ
プ１２６）、そしてトークン・リング・リストにおける
新しいトークン・カウンタ値もしくはタイム・アラｌ−
Ｋ直を捜す（ステップ１２８）。らしトークン・カウン
タがゼロて゛あるならば（ステップ゛１３０）、システ
ムは、伝送サブルーチンを呼び出す（ステップ１３２）
。もしトークン・カウンタがゼロでないか、もしくは伝
送が生じてしまった後であるならば、プロセッサは、受
信されたメ・ンセージが指令か、データであるかを決定
する（ステップ１３４）。もしそれが指令であるならば
、特定の応用である指令が実行される。指令の例は、新
しいノートが回路網に加えられているときは０つも、主
端末からの新しいトークン・リング・リストをダウン・
ロード（ｄａｗｎｌｏａｄ　）することであって良く、
指令は、かかるタスクが必要であることを示し得る。も
しメツセージがデータであるならば、該データは、共用
メモリ４６にコピーされ（ステップ１３８）＋そしてホ
スト　プロセッサ３０に使用可能となる。次に、通信受
信器のバ・ンファ記連子は、受信バッファがもう１つの
メ・ンセージに対して空いていることを示すために更新
される（ステップ１４０）。もしメツセージが回路網か
ら受信されないならば、通信制御２コの状態が読み取ら
れる（ステップ１４２；第７Ａ図）もし通信制御器（Ｃ
Ｃ）の状態が”ＬｅｆＬ　Ａｃｔｉｖｅ　５ｔａｔｅ”
ならば（ステップ１４４）、該状態は、通信制御器３４
に承認される（ステップ１４６）。次にプロセッサ４０
は、状態が受信器非準備状官であるか否かを決定しくス
テップ１４８）　、もし非準備状態であるならば、重大
な故障が生じくステップ１５０）、その報告をポスＩ・
・コンピュータ３０にしなければならず、その後停止が
続く。もし受信器が準偏されているならば、クロック及
びトークン・カウンタが更新される（ステップ１５２）
。

すなわち、ボード上のタロツクが検査されて、セーブも
しくは退避された最後のクロック値と比較される。ミリ
秒における差は、ノートがトークンを有するか否かを決
定するために用いられるト−クン・カウンタもしくはタ
イム・アウトを減分するために用いられる。もしトーク
ン・カウンタがゼロより少ないか、もしくはゼロに等し
いならば（ステップ１５４）、ｆｉ送サブ・ルーチンが
呼び出される（ステップ１５６）。Ｉ・−クン・カウン
タの検査の後、ループ診断が行われ（ステップ１５８）
＝それ故、データ・ハイウェイ制御器２６は、正しい作
用を確実にするようにそれ自身を連続的にチェックして
いる。

第７図のステップもしくはブロック１３２もしくは１５
６において、伝送ルーチンが呼び出されると、第８図に
示されたルーチンが実行される。

最初に、トークン値が増分され、そして最大値と比較さ
れる（ステップ１６２）、らし１〜−クン値が最大値よ
り大きいならば、該トークン値はゼロに設定される。例
えば、第５図において、もしトークン値が増分後に４で
あるならば、該ｌ・−クン値はゼロに設定される。デー
タ・バッファ・インデックスは、ゼロに設定される。こ
のインデックスは伝送されるべき次のバッファを指し示
す。バッファ・インデックスによって示されるバッファ
は、共用メモリから取得され、そして伝送のためにマー
クされる。次に、プロセッサ４０は、これが伝送される
べき最後のバッファであるか百かを決定する（ステップ
１６８）。もしＭｆ＆のバ・ｌファでないならば、トー
クン値は１６進法の０ＦＦＦＦに設定される（ステップ
１７０）。前述したように、この値は、システム内のノ
ートに対し、それらが現在のカウントダウン値でもって
下方へ計数し続けるべきであることを指示する。もしデ
ータ・バッファ・インデックスによって示された現在の
バッファが、（伝送されるべきＰＬ後のバッファである
ならば、ｌ・−クン値は、フレームの適切な部分にロー
ドされる（ステップ１７２）。次に、プロセッサ４０は
、共用メモリ３８内の適切な場所を伝送指令でロードす
る（ステップ１７４）。前述したように、通信制御３３
４は、直接メモリアクセス型制御器であり、そして伝送
指令が存在するか百かを決定するために共用メモリ３８
の適切な場所を走査する。通信制御２＝３４が伝送指令
を検出したならば、該通信制御器は、共用メモリ３８か
ら適切なメツセージ・データ・フレームを取り込み、そ
れを直列インタフェース・ユニット３２を通して伝送す
る。一方、主プロセ・・ノサ４０は、１云送されるべき
それ以上のバッフｒがらりと池にあるか百かを決定する
（ステップ１７６）。もしなければ、該制御器は、第７
Ａ図の主ループに戻る（ステップ１７８）。もし付加的
なバッファが伝送されるべきであるならば、プロセッサ
・１０は。

伝送完了状態を待つ。プロセッサ４０は、次に、伝送完
了承認を初期設定する。伝送が承認されたとき、データ
・バッファ・インデックスは増分され（ステップ１８２
）、そして次のバッファが同じＦＡ様で送られる。

第９図は、第８図のステップもしくはブロック１６２の
１ヤ用を拡大してより詳細に示すフローチャートである
。伝送ルーチンが、０に等しい１〜−クン・カウンタ（
タイム・アウト値）に基づいて呼び出されるときはいつ
も、プロセッサは、トークン値を現在のノードに対する
正しい値に）□・電力量に移動し、それ故、次のメツセ
ージが伝送のための次の後任ノードを指定するトークン
値を有するようにしなければならない。すなわち、もし
第５図の例においてノード２と３が故障し、ノード４が
ゼロのタイム・アラ）・値に達したならば、ノード４が
伝送を終了したときにノード１がトークンを受信したと
いうことを反映するように、トークン値は更新されなけ
ればならない。第９図の手続きは、この状態におけるト
ークン値を更新するプロセスを示す。最初に、トークン
値に対応するト−クン・リング・リスト・エントリが、
それがゼロであるか否かを決定するために検査される（
ステップ１９０）。もしそれがゼロであるならば、次に
、先のノードの１つもしくは２つ以上が故障せず、トー
クン値は通常の態様で増分される（ステップ１９２）、
トークン値は、次に最大トークン値と比較され（ステッ
プ１９４＞、最大トークン値より大きいならば、ゼロに
設定される（、ｉ、テップ１９６）。もしトークン値に
対するトークン・リング・リストのエントリがゼロに等
しくないならば、１つもしくは２つ以上の先行ノートが
故障しており、ゼロのトークン・リング・リスト・エン
トリを捜すループに入る。ゼロでないトークン・リング
・リスト・エントリに遭遇した後、トークン値は増分さ
れ（ステップ１９８）、増分後、それが最大であるが否
かを決定するために比較される（ステップ２００）。も
しそれが最大であるならば、トークン値はゼロに設定さ
れる（ステップ２０２）。ループは次に、トークン・リ
ング・リストと再び検査するなめに戻る。このループは
、現在のトークン値に対するトークン・リング・リスト
・エン１〜りが０に等しくなるまで処理され続け、０に
等しくなった時点で、現在のノードに対して適当なトー
クン値が達成されている。トークン値は、次に、通常の
プロセスに従って増分される（ステップ１９２）。

本発明は、好ましくは、ＰＬ／Ｍ−８６のような言語で
履行されるべきであり、オペレーティング・システムが
与えられるべきではなく、そして割り込みは避けられな
ければならない。本発明は、特に、保証された応答時間
が必要な実時間システムに適用可能であり、それにおい
て、該保証された応答時間はシステムの故障によって影
響されないものでなければならない。代表的な応用は、
物理的な要求のために、もしくは顧客の満足に対する必
要性に基づいて、固定の応答時間か必要な、それぞれ原
子カプラント及びバンク・テラー回路ＷＩ（ｂａｎｋ　
ｔｅｌｌｅｒ　ｎｅｔｍｏｒｋｓ）である。もし本発明
を、ノードの数及び場所が変１ヒし得るオフィス通信シ
ステムに用いるならば、その目的に対する特別のメツセ
ージを持たせることによって、マスク・ノートもしくは
主ノードからすべてのノートまでの現在の構成をダウン
ロードすることが可能である。

このようなダウンロードはまた、すべてのノードよりも
少ないノードとの通信が成る理由で必要である緊急型状
況でも生じ得る。

本発明の多くの特徴並びに長所が詳細な説明から明らか
であり、従って、特許請求の範囲では、本発明の本当の
精神及び範囲内にあるすべてのものを包含するよう意図
している。さらに、当業者には多くの変更並びに変化が
容易に為され、るので、本発明を図示しかつ記載した構
成及び動作そのものに制限することを望むものではなく
、従って、本発明の範囲内にあるすべての適切な変更及
び等漬物が考慮されるべきである。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明によるローカル・エリア・ネットワー
ク内の代表的な回路網を示す図、第２図は、本発明によ
るノードの構成を示すブロック回路図、第３図は本発明
によるノート・コンピュータの詳細を示すブロック回路
図、第４図は、第１図〜第３図のシステムを渡って送信
されかつ受信されるデータ・フレームのフレーム構造を
示す図、第５図は、第１図に示された４つのノード・シ
ステムにおける１−−クン・リング・リストの例を示す
図、第６図は、本発明によるシステムの初期設定ルーチ
ンを示すフローチャー１〜、第７Ａ図及び第７ｔ３図は
、本発明のプロセスの主ループを示すフローチャー１・
、第８図は、本発明による伝送ルーチンを示すフローチ
ャート、第９図は、第８図のトークン値増分プロセスを
示すフローチャー１・である。 図において、１０〜１６はノーＩ・、１８は受動光フア
イバ星型カプラ、２０は光ファイバ　ケーブル、２２は
光ファイバ・モデム、２４）よマイクロコンピュータ、
２６はデルタ　ハ、イウエイ１ＩｉｌＩ御器、２８はバ
ックプレーン、３０はホスト　プロセッサ、３２はイン
タフェース・ユニット、３４は通信制御器、３６は母線
、３８は共用メモリ、４０は主プロセツサ、４２は局部
的リード・オンリ・メモリ、４４は局部的メモリ、４６
は共用メモリ、４８及び５０はインタフェース、５２は
タイマである。 特許出願人　　ウェスチングハウス・エレンＦＩＧ、　
　１゜ ＦＩＧ、　　２゜ ＦＩＧ、　　６゜ ＦＩＧ、　　７Ｂ。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）トークン値を含んでメッセージを運ぶ通信回路網
   のためのトークン通過方法であつて、ａ、メッセージが
   受信されたとき、インデックスとしてトークン値を用い
   てトークン・リングリストにアクセスする段階と、 ｂ、トークン値に対応したトークン・リング・リスト内
   のエントリが所定の値に等しい場合に、更新されたトー
   クン値を含んだ新しいメッセージを伝送する段階と、 ｃ、前記エントリが前記所定の値に等しくない場合に、
   もう１つのメッセージを待つ段階と、を備えた通信回路
   網のためのトークン通過方法。
2. （２）通信媒体と、 該通信媒体に結合される通信ノードと、 を備え、前記通信ノードの各々は： 前記通信媒体に結合され、第１の値を有するトークンを
   含んだ第１のメッセージを受信し、かつ第２の値を有す
   るトークンを含んだ第２のメッセージを伝送する伝送／
   受信手段；及び 前記伝送／受信手段に動作的に接続され、トークン・リ
   ング・リスト・エントリを得るよう前記第１のトークン
   の値を使用して所定のトークン・リング・リストにアク
   セスし、前記エントリを所定の値と比較し、そして前記
   トークンを前記第２の値に更新して、前記エントリが前
   記所定の値に等しいならば、前記第２のメッセージを伝
   送する決定手段と、 を有している、通信回路網。