JP3293824B2 - 複数加入者を有する１つのバスシステムにおける情報伝送方法及び装置 - Google Patents
複数加入者を有する１つのバスシステムにおける情報伝送方法及び装置Info
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- 238000000034 method Methods 0.000 title claims description 25
- 238000012544 monitoring process Methods 0.000 claims description 32
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 7
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- 238000011161 development Methods 0.000 description 3
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- 238000012360 testing method Methods 0.000 description 2
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- 238000012545 processing Methods 0.000 description 1
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-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- 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]
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
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- Small-Scale Networks (AREA)
- Selective Calling Equipment (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 技術水準 本発明は、請求の範囲１の上位概念による情報伝送方
法及び請求の範囲６の上位概念による装置に関する。複
数の加入者を有する１つのバスシステムにおける非同期
情報伝送のための方法がEP−Ａ−0341166から公知であ
る。このバスシステムでは各加入者は、情報を送信する
前に、ふさがり、ないし非ふさがりについてバスを監視
する情報の送信の初めにスタート符号が送信される。情
報の伝送の終りで、終了符号が送信される。情報の伝送
前に、各加入者は、バス監視時間待機する。この時間
中、丁度他の加入者からバス上に符号が伝送される場合
加入者はそれの送信を開始しないことが確保される。
法及び請求の範囲６の上位概念による装置に関する。複
数の加入者を有する１つのバスシステムにおける非同期
情報伝送のための方法がEP−Ａ−0341166から公知であ
る。このバスシステムでは各加入者は、情報を送信する
前に、ふさがり、ないし非ふさがりについてバスを監視
する情報の送信の初めにスタート符号が送信される。情
報の伝送の終りで、終了符号が送信される。情報の伝送
前に、各加入者は、バス監視時間待機する。この時間
中、丁度他の加入者からバス上に符号が伝送される場合
加入者はそれの送信を開始しないことが確保される。
WO−Ａ−8204366からは、直列バスシステムで非同期
の直列情報伝送を行うための方法が公知である。ここ
で、各加入者は、特別な中断割込メッセージが到来する
と所定の持続時間当該の加入者に対して情報伝送を阻止
するスイッチング回路を有する。情報伝送中、情報の送
信者は、そこから送信される信号を、バス上の信号と比
較する。偏差、差異を検出すると、送信者は、中断割込
メッセージを生じさせる。その際加入者に対して任意の
待機時間がスタートし、その待機時間中、バスへのアク
セスを行わない。F.Effenberger:著述のレポート“Seri
eller Bus zur Kopplungintelligenter MeBsysteme"Red
io Fernsehen Elektronik Volume 38、Nr.6、1989、第3
86〜389頁からは、直列バスシステムが公知であり、こ
の直列バスシステムでは、各々の送信しようとする加入
者が基本的に未利用バスにのみアクセスする。バスふさ
がり状態識別のため提案されているところによれば、或
１つの加入者が時間窓の初めと終りにUARTモジュールの
受信データレジスタを読出すのである。受信レジスタ中
に、時間インターバル中符号が記入されると、バスはふ
さがり状態であると識別される。当該の手段は、ソフト
ウエアを介して構成されたバス状態のテストを、連続す
るデータ伝送について、可能にする。ここで、そこに
て、当該の時間インターバル内で他のユニットによるバ
スアクセスがもはや識別されない時間が近似的に１つの
符号の伝送のための時間の大きさになるという問題が生
起する。上記の問題の克服のための提案によれば、フリ
ップフロップを有する付加的回路を設ける。それによ
り、送信しようとするユニットが、バス状態の先行のテ
ストなしでも伝送試行を開始できることを可能にするも
のである。
の直列情報伝送を行うための方法が公知である。ここ
で、各加入者は、特別な中断割込メッセージが到来する
と所定の持続時間当該の加入者に対して情報伝送を阻止
するスイッチング回路を有する。情報伝送中、情報の送
信者は、そこから送信される信号を、バス上の信号と比
較する。偏差、差異を検出すると、送信者は、中断割込
メッセージを生じさせる。その際加入者に対して任意の
待機時間がスタートし、その待機時間中、バスへのアク
セスを行わない。F.Effenberger:著述のレポート“Seri
eller Bus zur Kopplungintelligenter MeBsysteme"Red
io Fernsehen Elektronik Volume 38、Nr.6、1989、第3
86〜389頁からは、直列バスシステムが公知であり、こ
の直列バスシステムでは、各々の送信しようとする加入
者が基本的に未利用バスにのみアクセスする。バスふさ
がり状態識別のため提案されているところによれば、或
１つの加入者が時間窓の初めと終りにUARTモジュールの
受信データレジスタを読出すのである。受信レジスタ中
に、時間インターバル中符号が記入されると、バスはふ
さがり状態であると識別される。当該の手段は、ソフト
ウエアを介して構成されたバス状態のテストを、連続す
るデータ伝送について、可能にする。ここで、そこに
て、当該の時間インターバル内で他のユニットによるバ
スアクセスがもはや識別されない時間が近似的に１つの
符号の伝送のための時間の大きさになるという問題が生
起する。上記の問題の克服のための提案によれば、フリ
ップフロップを有する付加的回路を設ける。それによ
り、送信しようとするユニットが、バス状態の先行のテ
ストなしでも伝送試行を開始できることを可能にするも
のである。
発明の効果 本発明の方法により独立形式請求項に特定された構成
要件を以て得られる利点とするところは、フリップフロ
ップのような付加的な構成部品がなくても送信しようと
する加入者において迅速なバスふさがり状態識別が可能
になることである。更に、有利には、加入者のコンピュ
ータへの付加的負荷を加えることなくバスふさがり識別
が可能である。
要件を以て得られる利点とするところは、フリップフロ
ップのような付加的な構成部品がなくても送信しようと
する加入者において迅速なバスふさがり状態識別が可能
になることである。更に、有利には、加入者のコンピュ
ータへの付加的負荷を加えることなくバスふさがり識別
が可能である。
従属請求項に特定された手段により独立形請求項に特
定された方法の有利な発展形態及び改善が可能である。
特に有利には、バス監視時間後バスが空きであると識別
された場合直列バスのロジック状態が付加的に質問判定
され、直列バスは次のような場合空きであると識別さ
れ、即ち、質問判定結果としてバス線路上でイナクティ
ブ状態“ロジック1"が識別されたと空きであると識別さ
れ、そして、バス線路上でアクティブ状態“ロジック0"
がバス線路上で識別されたときふさがり状態であると識
別されるようにしたのである。それにより、その間に、
ある１つの加入者がバスにアクセスできる時間を、その
ことを送信しようとするステーションが識別することな
く当該のバスへアクセスできる時間を、少数のアセンブ
ラ命令のための時間領域内にある時間に減少できる。
定された方法の有利な発展形態及び改善が可能である。
特に有利には、バス監視時間後バスが空きであると識別
された場合直列バスのロジック状態が付加的に質問判定
され、直列バスは次のような場合空きであると識別さ
れ、即ち、質問判定結果としてバス線路上でイナクティ
ブ状態“ロジック1"が識別されたと空きであると識別さ
れ、そして、バス線路上でアクティブ状態“ロジック0"
がバス線路上で識別されたときふさがり状態であると識
別されるようにしたのである。それにより、その間に、
ある１つの加入者がバスにアクセスできる時間を、その
ことを送信しようとするステーションが識別することな
く当該のバスへアクセスできる時間を、少数のアセンブ
ラ命令のための時間領域内にある時間に減少できる。
直列バスシステムにおける直列処理に基づき、以下の
ことは回避され得ない、即ち、各加入者において、或１
つの情報の第１バイトの送信と、“バス占有ふさがり状
態”の識別との間で時間遅延が生じるのが避けられな
い。当該の時間遅延内で、２つの加入者の衝突が起こり
得、すなわち、一方の加入者が既に送信を行ない他方の
加入者が当該時間遅延内で当該送信を行なう際起こり得
る。時間遅延の大きさは成程数アセンブラ命令の時間の
領域内であって、その結果衝突の確率は比較的小さい
が、回避され得ないものである。上述の衝突の問題を解
消するため各加入者は“モニタ”によりそれの情報の送
信を開始し、ここにおいて、少なくとも２つの加入者の
情報（衝突）の同時送信の際当該情報の相互間の影響し
合い（干渉）が生じ、該影響（干渉）はモニタにより識
別されるようにしたのである。それ故に、モニタによ
り、各加入者は自分だけ情報をバスに供給したのか、又
は衝突が生じたのかを識別できる。
ことは回避され得ない、即ち、各加入者において、或１
つの情報の第１バイトの送信と、“バス占有ふさがり状
態”の識別との間で時間遅延が生じるのが避けられな
い。当該の時間遅延内で、２つの加入者の衝突が起こり
得、すなわち、一方の加入者が既に送信を行ない他方の
加入者が当該時間遅延内で当該送信を行なう際起こり得
る。時間遅延の大きさは成程数アセンブラ命令の時間の
領域内であって、その結果衝突の確率は比較的小さい
が、回避され得ないものである。上述の衝突の問題を解
消するため各加入者は“モニタ”によりそれの情報の送
信を開始し、ここにおいて、少なくとも２つの加入者の
情報（衝突）の同時送信の際当該情報の相互間の影響し
合い（干渉）が生じ、該影響（干渉）はモニタにより識
別されるようにしたのである。それ故に、モニタによ
り、各加入者は自分だけ情報をバスに供給したのか、又
は衝突が生じたのかを識別できる。
衝突が生じた場合に対して（該衝突は衝突−加入者の
“聴取モニタ”により識別される）、本発明の発展形態
によれば当該の２つの同時に送信を行なう加入者はモニ
タにより識別された衝突に基づきそれの夫々の送信を中
止し、異なった長さの待機時間の後はじめて再びバスへ
のアクセスの試みを行なう（当該の情報送信を可能にす
るため）ようにしたのである。有利には本発明の発展形
態によれば当該待機時間の長さは乱数発生器を用いて定
められるようにしたのである。
“聴取モニタ”により識別される）、本発明の発展形態
によれば当該の２つの同時に送信を行なう加入者はモニ
タにより識別された衝突に基づきそれの夫々の送信を中
止し、異なった長さの待機時間の後はじめて再びバスへ
のアクセスの試みを行なう（当該の情報送信を可能にす
るため）ようにしたのである。有利には本発明の発展形
態によれば当該待機時間の長さは乱数発生器を用いて定
められるようにしたのである。
直列ネットワークにて加入者として使用されるべき制
御装置に対して、次のようにすると有利である、即ち直
列インターフェースはさらに次のように構成されてお
り、即ち、情報の受信後フラグをセットして、加入者の
コンピュータに情報の受信を指示するように構成されて
おり、直列インターフェースは、直列バスをバス監視時
間中に、所定の送信伝送レートで送信されたスタートビ
ットの受信の間に既に情報の受信を識別する程高いスキ
ャニングレードでスキャニングする手段を有し、このた
めにバス監視時間中に加入者のインターフェースのスキ
ャニングレートをできるだけ高い値に切り換えるように
構成されており、制御装置は、バス監視時間の経過後フ
ラグの状態を質問判定する手段を有し、前記直列インタ
ーフェースは次のように構成されている、即ち、バス監
視時間フラグがセットされなかった場合のみ情報を直列
バス上に送出するように構成されていると有利である。
それにより、制御装置は、簡単な手法でバス占有ふさが
りを識別でき、ここで、制御装置中にて付加的な回路コ
ストを要しない。
御装置に対して、次のようにすると有利である、即ち直
列インターフェースはさらに次のように構成されてお
り、即ち、情報の受信後フラグをセットして、加入者の
コンピュータに情報の受信を指示するように構成されて
おり、直列インターフェースは、直列バスをバス監視時
間中に、所定の送信伝送レートで送信されたスタートビ
ットの受信の間に既に情報の受信を識別する程高いスキ
ャニングレードでスキャニングする手段を有し、このた
めにバス監視時間中に加入者のインターフェースのスキ
ャニングレートをできるだけ高い値に切り換えるように
構成されており、制御装置は、バス監視時間の経過後フ
ラグの状態を質問判定する手段を有し、前記直列インタ
ーフェースは次のように構成されている、即ち、バス監
視時間フラグがセットされなかった場合のみ情報を直列
バス上に送出するように構成されていると有利である。
それにより、制御装置は、簡単な手法でバス占有ふさが
りを識別でき、ここで、制御装置中にて付加的な回路コ
ストを要しない。
さらに有利には、制御装置は次のような手段を有す
る、即ち、バス監視時間の経過後フラグがセットされて
いない場合、バス線路のロジック状態を付加的に質問判
定する手段を有しており、制御装置は次のような手段を
有する、即ち、質問判定結果がイナクティブ状態“ロジ
ック1"を生じる場合直列バスを空きであると識別し、そ
して、質問判定結果がアクティブ状態“ロジック0"を生
じる場合ふさがり状態であると識別する手段を有すると
有利である。これにより、そこにて、常に、ネットワー
クの同時に送信をする加入者間での衝突が起り得るクリ
ティカルな時間インターバルがさらに低減される。
る、即ち、バス監視時間の経過後フラグがセットされて
いない場合、バス線路のロジック状態を付加的に質問判
定する手段を有しており、制御装置は次のような手段を
有する、即ち、質問判定結果がイナクティブ状態“ロジ
ック1"を生じる場合直列バスを空きであると識別し、そ
して、質問判定結果がアクティブ状態“ロジック0"を生
じる場合ふさがり状態であると識別する手段を有すると
有利である。これにより、そこにて、常に、ネットワー
クの同時に送信をする加入者間での衝突が起り得るクリ
ティカルな時間インターバルがさらに低減される。
更に有利には、制御装置はバス監視時間を少なくと
も、バイト時間とバイト間時間との和に等しく選定する
手段を有している、但し、バイト時間は、少なくとも１
つのバイトから成る情報の１つのバイトの持続時間であ
り、バイト間時間は、１つの情報の２つのバイト間で経
過する最大時間であるのようにしたのである。
も、バイト時間とバイト間時間との和に等しく選定する
手段を有している、但し、バイト時間は、少なくとも１
つのバイトから成る情報の１つのバイトの持続時間であ
り、バイト間時間は、１つの情報の２つのバイト間で経
過する最大時間であるのようにしたのである。
更に、有利には、接続可能な直列バス上の情報の突出
の識別のための手段を有するのである。これにより、直
列バス上での伝送確実性を高めることが可能になる。
の識別のための手段を有するのである。これにより、直
列バス上での伝送確実性を高めることが可能になる。
図面 次に図を用いて本発明を詳説する。
図１は１つのバスシステムの２つの加入者（ECU1,ECU
2）の情報伝送に関するタイミングチャートである。
2）の情報伝送に関するタイミングチャートである。
図２は２つの加入者の衝突の場合を示す相応のタイミ
ングチャートである。
ングチャートである。
図３は情報のスタートビットを見出するための基本回
路構成図である。
路構成図である。
図４は他の実施例による、図３に相応する基本回路構
成図である。
成図である。
図５はさらに別の実施例による図３に相応する基本回
路構成図である。
路構成図である。
図６は直列バスシステムのブロック接続図である。
実施例の説明 図１を用いて、複数の加入者、即ち加入者ECU1,ECU2
を有する１つの直列バスシステム上での情報伝送の様子
を示す。ここにおいて出発点（基礎）とするのは加入者
ECU1,ECU2が同じ伝送速度、例えば10.4KBDを有すること
である。
を有する１つの直列バスシステム上での情報伝送の様子
を示す。ここにおいて出発点（基礎）とするのは加入者
ECU1,ECU2が同じ伝送速度、例えば10.4KBDを有すること
である。
図１のダイヤグラム（タイミングチャート）はバス上
に現われる状態を明示し、その際、休止状態（非作用状
態）をロジック“1"で示し、作用状態（アクティブ状
態）をロジック“0"で示す。両加入者ECU1,ECU2は非作
用状態“1"から作用状態“0"への移行についてのバスの
監視を行なう（当該加入者が図示してない中央システム
から情報の送出をするよう要求されると直ちに）。当該
の監視は少なくともバス監視時間Tuの間行なわれる。上
記バス監視時間Tuは２つの時間間隔から成り、即ち１つ
はバイト時間TByte、もう１つはバイト間時間TBmaxから
成る。その場合バイト時間TByteは少なくとも１つのバ
イトから成る情報（これは加入者ECU1,ECU2の１つを送
出される）の１つのバイトの持続時間を表わす。バイト
間時間TBmaxは或１つの情報の２つのバイト間に経過す
る最大の時間を表わす。例えば１つの加入者ECU1又はEC
U2から送出されるテレグラムは５つのバイトを含み得、
その際各バイトは始めにて１つのスタートビットStaが
配され、終りにて１つのストップビットStoが配されて
いる。
に現われる状態を明示し、その際、休止状態（非作用状
態）をロジック“1"で示し、作用状態（アクティブ状
態）をロジック“0"で示す。両加入者ECU1,ECU2は非作
用状態“1"から作用状態“0"への移行についてのバスの
監視を行なう（当該加入者が図示してない中央システム
から情報の送出をするよう要求されると直ちに）。当該
の監視は少なくともバス監視時間Tuの間行なわれる。上
記バス監視時間Tuは２つの時間間隔から成り、即ち１つ
はバイト時間TByte、もう１つはバイト間時間TBmaxから
成る。その場合バイト時間TByteは少なくとも１つのバ
イトから成る情報（これは加入者ECU1,ECU2の１つを送
出される）の１つのバイトの持続時間を表わす。バイト
間時間TBmaxは或１つの情報の２つのバイト間に経過す
る最大の時間を表わす。例えば１つの加入者ECU1又はEC
U2から送出されるテレグラムは５つのバイトを含み得、
その際各バイトは始めにて１つのスタートビットStaが
配され、終りにて１つのストップビットStoが配されて
いる。
図１に示すように仮定してあることは加入者ECU1が時
点A1にてバスをそれの状態について監視を開始すること
である。つまり、当該加入者は既述の中央システムから
情報を送出するよう要求されているのである。時点A2に
て、加入者ECU1は時間A1〜A2にてスタートビットが生じ
たか否かをチェックする。スタートビットは存在してい
ないので、当該加入者は当該時点にてバスが空き状態で
あると識別している。時点A3にて加入者ECU1は情報の第
１ビットを送信する。このことはスタートビットStaか
ら始まる。当該スタートビットには情報ビットIBが後続
する。第１バイトの終りにて（時点A4）バスは再び状態
“1"をとる。当該のバイトはストップビットStoで終
る。状態A3とA4との間の期間は既述のバイト時間TByte
に相応する。
点A1にてバスをそれの状態について監視を開始すること
である。つまり、当該加入者は既述の中央システムから
情報を送出するよう要求されているのである。時点A2に
て、加入者ECU1は時間A1〜A2にてスタートビットが生じ
たか否かをチェックする。スタートビットは存在してい
ないので、当該加入者は当該時点にてバスが空き状態で
あると識別している。時点A3にて加入者ECU1は情報の第
１ビットを送信する。このことはスタートビットStaか
ら始まる。当該スタートビットには情報ビットIBが後続
する。第１バイトの終りにて（時点A4）バスは再び状態
“1"をとる。当該のバイトはストップビットStoで終
る。状態A3とA4との間の期間は既述のバイト時間TByte
に相応する。
時点A5では加入者ECU1により情報の第２のバイトがス
タートされる。既述の過程が繰返される。仮定してある
のは時点A6にて情報の最後のバイトが加入者ECU1により
スタートされ、その結果時点A7にて加入者ECU1の情報送
出が終了される。
タートされる。既述の過程が繰返される。仮定してある
のは時点A6にて情報の最後のバイトが加入者ECU1により
スタートされ、その結果時点A7にて加入者ECU1の情報送
出が終了される。
更に、図１はバスシステムの第２の加入者ECU2の特性
を示す。当該第２加入者は時点B1にてバスの監視を開始
する。要するに、当該加入者は−中央システムにより要
求されて−情報を送出するものである。ここにおいて直
列バスが使用されるので、加入者1,2の情報通信の衝突
が回避されるべきである。時点B2にて、換言すれば、当
該加入者に配されたバス監視時間Tuの経過後、第２加入
者ECU2は加入者ECU1のスタートビットStaを検出する。
それによって、加入者ECU2は当該過程を中止し、要する
に、それのデータの情報伝送を開始しない。
を示す。当該第２加入者は時点B1にてバスの監視を開始
する。要するに、当該加入者は−中央システムにより要
求されて−情報を送出するものである。ここにおいて直
列バスが使用されるので、加入者1,2の情報通信の衝突
が回避されるべきである。時点B2にて、換言すれば、当
該加入者に配されたバス監視時間Tuの経過後、第２加入
者ECU2は加入者ECU1のスタートビットStaを検出する。
それによって、加入者ECU2は当該過程を中止し、要する
に、それのデータの情報伝送を開始しない。
上記加入者ECU2はそれの監視状態にとどまり、換言す
れば−なお当該バスに接続されているさらなるすべての
加入者と同様に−バスが占有されている（ふさがれてい
る）か否かをチェックする。そこまでは上記加入者は時
点B3にて加入者ECU1の第２のバイトを検出する。時点B4
にて加入者ECU2は相応の手法で加入者ECU1の最後のバイ
トを検出する。時点B5にて、加入者ECU2は加入者ECU1の
情報の終りを識別する。当該加入者は時点B6にてバスの
監視を再度開始し得る。上記加入者はひきつづくバス−
監視時間Tu中バス上での情報伝送を検出しないので、時
点B7にてそれの情報の第１のバイトをスタートする。
れば−なお当該バスに接続されているさらなるすべての
加入者と同様に−バスが占有されている（ふさがれてい
る）か否かをチェックする。そこまでは上記加入者は時
点B3にて加入者ECU1の第２のバイトを検出する。時点B4
にて加入者ECU2は相応の手法で加入者ECU1の最後のバイ
トを検出する。時点B5にて、加入者ECU2は加入者ECU1の
情報の終りを識別する。当該加入者は時点B6にてバスの
監視を再度開始し得る。上記加入者はひきつづくバス−
監視時間Tu中バス上での情報伝送を検出しないので、時
点B7にてそれの情報の第１のバイトをスタートする。
両加入者ECU1,ECU2の情報送出の衝突が何ら起らない
ようにするため、ECU2は加入者ECU1により送信されるバ
イトの後ごとにバスの状態を監視する。１つのバイトの
後の時間が、バイト間−時間TBmaxとバイト時間TByteの
和より大である場合（当該の加入者ECU2が加入者ECU1か
らバス上でさらなるバスを受信することなく）、ECU2は
情報伝送を開始し得る。このために少なくとも時間P2待
機する。その際バスは実際に空き状態にあり夫々の加入
者が他の加入者の進行中のテレグラムの休止期間（ポー
ズ）内に送信を行なうことのないことが確保される。
ようにするため、ECU2は加入者ECU1により送信されるバ
イトの後ごとにバスの状態を監視する。１つのバイトの
後の時間が、バイト間−時間TBmaxとバイト時間TByteの
和より大である場合（当該の加入者ECU2が加入者ECU1か
らバス上でさらなるバスを受信することなく）、ECU2は
情報伝送を開始し得る。このために少なくとも時間P2待
機する。その際バスは実際に空き状態にあり夫々の加入
者が他の加入者の進行中のテレグラムの休止期間（ポー
ズ）内に送信を行なうことのないことが確保される。
加入者ECU1ないしECU2から送信された或テレグラムの
個々のバイトはそのつどバイト間時間TBの経過後さらな
るバスチェックなしで送信される。加入者ECU2（これは
−前述のように−加入者ECU1の後間もなくして送信準備
状態におかれる）は０−１遷移に基づきバスの占有ふさ
がり状態を識別する。バス上のボーレートは既知である
ので、−既述のように−加入者ECU2により加入者ECU1の
通信情報の後続のバイトが共に読み出され得る。但し、
当該通信の情報は解釈される必要はない、換言すればテ
レグラム内容の検知は不要である。寧ろ、加入者ECU2は
当該両期間、即ち、バイト時間TByte及びバイト間時間T
Bmaxの和の経過に基づき以下のことを判定する、即ち、
そのような長さの期間の発生の際バスは今や空き状態に
なり、従って送信を開始し得ることを判定する、 本発明は勿論両加入者ECU1,ECU2に限られず、相応に
２より多い加入者の場合にも適用され得る。
個々のバイトはそのつどバイト間時間TBの経過後さらな
るバスチェックなしで送信される。加入者ECU2（これは
−前述のように−加入者ECU1の後間もなくして送信準備
状態におかれる）は０−１遷移に基づきバスの占有ふさ
がり状態を識別する。バス上のボーレートは既知である
ので、−既述のように−加入者ECU2により加入者ECU1の
通信情報の後続のバイトが共に読み出され得る。但し、
当該通信の情報は解釈される必要はない、換言すればテ
レグラム内容の検知は不要である。寧ろ、加入者ECU2は
当該両期間、即ち、バイト時間TByte及びバイト間時間T
Bmaxの和の経過に基づき以下のことを判定する、即ち、
そのような長さの期間の発生の際バスは今や空き状態に
なり、従って送信を開始し得ることを判定する、 本発明は勿論両加入者ECU1,ECU2に限られず、相応に
２より多い加入者の場合にも適用され得る。
図２に示すように、“バス空き状態”（加入者ECU1の
時点A2）とバイトの送信（時点A3）との間に時間遅延Δ
Ｔが生じる、それというのは、所属のマイクロプロセッ
サがたんに直列的にのみ動作し得るからである。当該の
時間間隙（時間遅延ΔＴ）にて、他の加入者（例えばEC
U2）（これは同様に“バス空き状態”を識別している）
はバイトを送信し得、その結果バス上の衝突が生じる。
但し上記時間間隙のオーダは唯少数のアセンブラー命令
を成す程度のものである。種々の加入者が送信をしよう
とする各時点を同じ生起確率であると仮定する場合、衝
突生起の確率は時間間隙（時間遅延ΔＴ）と、２つの送
信されたバイトのスタートビット間の間隔との商として
表わされる。当該間隔は１つのバイトの持続時間（バイ
ト時間TByte）と最小可能なバイト間時間（TBmin）との
和である。例えば、典型的な適用例において、ΔＴ＝４
μｓ、TByte＝0.96ms（10.4KBd、10Bit）及びTBmin＝5m
sの時間遅延が設けられ得る。それにより0.07％の衝突
確率が与えられ、換言すれば1,428の場合のうち１つの
場合において衝突が起ることとなる。
時点A2）とバイトの送信（時点A3）との間に時間遅延Δ
Ｔが生じる、それというのは、所属のマイクロプロセッ
サがたんに直列的にのみ動作し得るからである。当該の
時間間隙（時間遅延ΔＴ）にて、他の加入者（例えばEC
U2）（これは同様に“バス空き状態”を識別している）
はバイトを送信し得、その結果バス上の衝突が生じる。
但し上記時間間隙のオーダは唯少数のアセンブラー命令
を成す程度のものである。種々の加入者が送信をしよう
とする各時点を同じ生起確率であると仮定する場合、衝
突生起の確率は時間間隙（時間遅延ΔＴ）と、２つの送
信されたバイトのスタートビット間の間隔との商として
表わされる。当該間隔は１つのバイトの持続時間（バイ
ト時間TByte）と最小可能なバイト間時間（TBmin）との
和である。例えば、典型的な適用例において、ΔＴ＝４
μｓ、TByte＝0.96ms（10.4KBd、10Bit）及びTBmin＝5m
sの時間遅延が設けられ得る。それにより0.07％の衝突
確率が与えられ、換言すれば1,428の場合のうち１つの
場合において衝突が起ることとなる。
２つの同時に送信を行なう加入者は相互に干渉（影
響）し合うので、固有のメッセージのモニタにより、そ
のつど加入者EC1ないしEC2により当該の衝突の事態が識
別され得る。そのときすべての関与する加入者はそれの
テレグラムを時点A9ないしB9にて中止し、バスへの関与
を止める。当該のテレグラムの向けられた受信側加入者
は相互間の干渉（影響し合い）により損なわれたテレグ
ラムを受信している。これは障害ケースであると識別さ
れる。ここにおいて確保すべきことはテレグラム送出の
繰返しの際同じ障害のケースが起らないようにすること
である。このために、各加入者は待機時間TWを提示（規
定的に割当てられ）、ここにおいて個々の加入者ECU1,E
CU2の待機時間TWは異なった長さである。
響）し合うので、固有のメッセージのモニタにより、そ
のつど加入者EC1ないしEC2により当該の衝突の事態が識
別され得る。そのときすべての関与する加入者はそれの
テレグラムを時点A9ないしB9にて中止し、バスへの関与
を止める。当該のテレグラムの向けられた受信側加入者
は相互間の干渉（影響し合い）により損なわれたテレグ
ラムを受信している。これは障害ケースであると識別さ
れる。ここにおいて確保すべきことはテレグラム送出の
繰返しの際同じ障害のケースが起らないようにすること
である。このために、各加入者は待機時間TWを提示（規
定的に割当てられ）、ここにおいて個々の加入者ECU1,E
CU2の待機時間TWは異なった長さである。
図２から明かなように、加入者ECU1の待機時間TWは加
入者ECU2の待機時間TWより小であり、換言すれば、加入
者ECU1は中止後（A9）先ず最初にそれの情報送出の繰返
しを開始する。比較的に長い待機時間を提示された（規
定的に割当てられた）加入者ECU2は新たなスタートを試
みるため時点B10まで待機し、ここにおいて、時間B10に
て、バスが占有ふさがり状態におかれていることを検出
する。従って、上記加入者ECU2は加入者ECU1の情報全体
の伝送を待機しそれからはじめて、それの情報伝送を開
始する。
入者ECU2の待機時間TWより小であり、換言すれば、加入
者ECU1は中止後（A9）先ず最初にそれの情報送出の繰返
しを開始する。比較的に長い待機時間を提示された（規
定的に割当てられた）加入者ECU2は新たなスタートを試
みるため時点B10まで待機し、ここにおいて、時間B10に
て、バスが占有ふさがり状態におかれていることを検出
する。従って、上記加入者ECU2は加入者ECU1の情報全体
の伝送を待機しそれからはじめて、それの情報伝送を開
始する。
有利には個々の加入者ECU1,ECU2の待機時間TWは一定
でなく、内部的乱数発生器により提示される。スタート
パラメータは内部的時計時間（連続的に動作するタイマ
ーのタイマー状態）または一義的な加入者アドレス、お
よび／又はそれまでの衝突数であってもよい。
でなく、内部的乱数発生器により提示される。スタート
パラメータは内部的時計時間（連続的に動作するタイマ
ーのタイマー状態）または一義的な加入者アドレス、お
よび／又はそれまでの衝突数であってもよい。
バス上でのスタートビットの識別のための種々の手法
が図３〜図５に示してある。夫々の目標とするところは
中央システムのマイクロコンピュータμＣのコンピュー
タ負荷をできる限りわずかにすることにある。バス走査
（バススキャニング）は行なわれ得ない、それというの
はスタートビットの確実な識別には１ビットの時間より
迅速な時間が必要とされ、それにより、著しいコンピュ
ータ負荷が惹起されるからである。
が図３〜図５に示してある。夫々の目標とするところは
中央システムのマイクロコンピュータμＣのコンピュー
タ負荷をできる限りわずかにすることにある。バス走査
（バススキャニング）は行なわれ得ない、それというの
はスタートビットの確実な識別には１ビットの時間より
迅速な時間が必要とされ、それにより、著しいコンピュ
ータ負荷が惹起されるからである。
従って有利には図３に示すように、情報の記憶はフリ
ップフロップ50を用いて行なわれる。フリップフロップ
50の入力側51はマイクロコントローラμＣの入力側RxD
と同様にバスに接続されている。フリップフロップ50の
出力側52はマイクロコントローラμＣの入力側Pinに接
続されている。マイクロコントローラμＣのリセット出
力側Ｒはフリップフロップ50に接続されている。よっ
て、フリップフロップ50は直列的受信線路により制御さ
れ、その際、コンピュータには流出用のポート、及び、
リセット用のポートが用いられ得る。図３のダイヤグラ
ム中の時点ＣはスタートビットStaの識別動作を表わ
す。
ップフロップ50を用いて行なわれる。フリップフロップ
50の入力側51はマイクロコントローラμＣの入力側RxD
と同様にバスに接続されている。フリップフロップ50の
出力側52はマイクロコントローラμＣの入力側Pinに接
続されている。マイクロコントローラμＣのリセット出
力側Ｒはフリップフロップ50に接続されている。よっ
て、フリップフロップ50は直列的受信線路により制御さ
れ、その際、コンピュータには流出用のポート、及び、
リセット用のポートが用いられ得る。図３のダイヤグラ
ム中の時点ＣはスタートビットStaの識別動作を表わ
す。
同様のことが図４に示してある。ここにおいて、スタ
ートビットStaの識別動作をＤで示す。図３の実施例と
異なって、フリップフロップが、マイクロコントローラ
μＣ内に内部的に収容されている。これは外部インタラ
プト入力側53に後置接続されている。
ートビットStaの識別動作をＤで示す。図３の実施例と
異なって、フリップフロップが、マイクロコントローラ
μＣ内に内部的に収容されている。これは外部インタラ
プト入力側53に後置接続されている。
図５にはスタートビットの識別のための別の手法を示
す。その際スタートビットはダイヤグラムに示すように
遅延を以て識別される。該識別時点はＥでマーキング表
示される。
す。その際スタートビットはダイヤグラムに示すように
遅延を以て識別される。該識別時点はＥでマーキング表
示される。
図３の手法は付加的なハードウエアコストを要しな
い。しかし、前提となることは、切換可能なボーレート
を有する直列インターフェースを有するコンピュータが
使用でき、ストップビットなしで情報を識別する可能性
を持つことである。バス監視のフェーズ中にボーレート
はできるだけ高い値（例えば187.5KBd）に切換えられ
る。一方の加入者（例えばECU1）が例えば10.4KBdで１
バイトを送信すると、受信側加入者ECU2はスタートビッ
トに同期化され、（高いボーレートに関して）9.5ビッ
ト時間の後でこのバイトの受信を通報する。この内容は
重要（関連事項）でない。この内容は例えば１つのスタ
ートビット、８つの情報ビット、１つのストップビット
から成る。今や加入者ECU2によりフラッグがセットされ
る。図５の手法を図３の手法を比較すると、当該フラッ
グのセッティングはフリップフロップのセッティングに
相応する。今や加入者ECU2は固有のバイトを送信する前
に当該フラッグを走査検出する（問い合せる）。フラッ
グがセットされている間はバスは占有ふさがり状態にあ
ると識別される。フラグがセッティングされていない場
合、付加的にバス線路に問合せがなされる。バス線路が
状態ロジック“1"におかれている場合、バスは空き状態
におかれている。バス状態が値ロジック“0"を有する場
合、丁度、情報伝送状態が生起している。当該情報伝送
は丁度始まったのである。9.5ビット時間は経過してお
らず、その結果フラッグはまだセッティングされていな
い。
い。しかし、前提となることは、切換可能なボーレート
を有する直列インターフェースを有するコンピュータが
使用でき、ストップビットなしで情報を識別する可能性
を持つことである。バス監視のフェーズ中にボーレート
はできるだけ高い値（例えば187.5KBd）に切換えられ
る。一方の加入者（例えばECU1）が例えば10.4KBdで１
バイトを送信すると、受信側加入者ECU2はスタートビッ
トに同期化され、（高いボーレートに関して）9.5ビッ
ト時間の後でこのバイトの受信を通報する。この内容は
重要（関連事項）でない。この内容は例えば１つのスタ
ートビット、８つの情報ビット、１つのストップビット
から成る。今や加入者ECU2によりフラッグがセットされ
る。図５の手法を図３の手法を比較すると、当該フラッ
グのセッティングはフリップフロップのセッティングに
相応する。今や加入者ECU2は固有のバイトを送信する前
に当該フラッグを走査検出する（問い合せる）。フラッ
グがセットされている間はバスは占有ふさがり状態にあ
ると識別される。フラグがセッティングされていない場
合、付加的にバス線路に問合せがなされる。バス線路が
状態ロジック“1"におかれている場合、バスは空き状態
におかれている。バス状態が値ロジック“0"を有する場
合、丁度、情報伝送状態が生起している。当該情報伝送
は丁度始まったのである。9.5ビット時間は経過してお
らず、その結果フラッグはまだセッティングされていな
い。
本発明は優先度方式の従来技術と異なって次のような
利点を有する、即ち、送信順序の設定が必要でないとい
う利点が得られる。本発明の方法は従来技術に比してコ
スト上有利である。特別な装置は必要とされない。簡単
なフリップフロップの使用で十分である。通常の直列的
入力側の使用、及び高いボーレートへの切換えにより、
何らの付加コストなしで済まされ得るようになる。
利点を有する、即ち、送信順序の設定が必要でないとい
う利点が得られる。本発明の方法は従来技術に比してコ
スト上有利である。特別な装置は必要とされない。簡単
なフリップフロップの使用で十分である。通常の直列的
入力側の使用、及び高いボーレートへの切換えにより、
何らの付加コストなしで済まされ得るようになる。
図６は直列的バスシステム（これは例えば４つの加入
者ECU1〜ECU4を有する）を示す。上記は例えば、制御さ
るべき過程に対する制御装置、殊に、自動車におけるエ
ンジンおよび／又は回路（スイッチング）装置であり得
る。各制御装置は本発明の方法による情報伝送を実施す
る制御回路を備える。
者ECU1〜ECU4を有する）を示す。上記は例えば、制御さ
るべき過程に対する制御装置、殊に、自動車におけるエ
ンジンおよび／又は回路（スイッチング）装置であり得
る。各制御装置は本発明の方法による情報伝送を実施す
る制御回路を備える。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ツァリヒタ，ヤニーナ−ウルズラ ドイツ連邦共和国 Ｄ−7250 レオンベ ルク グルデンマンシュトラーセ １ ／１ (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04L 12/413
Claims (9)
- 【請求項１】１つの直列バスシステムの少なくとも２つ
の加入者間での直列的情報伝送方法であって、直列的情
報伝送が、すべての加入者にとって統一的、一様な送信
伝送レートで実施され、各情報伝送が、スタートビット
で開始され、各加入者から、情報送信の前に、そのつど
バス監視時間待機するようにした当該の情報伝送方法に
おいて、各加入者（ECU1〜ECU4）によって、情報の受信
後、情報の受信を指示するフラグがセットされ、直列バ
スのロジック状態は、各加入者（ECU1〜ECU4）によって
そのバス監視時間（Ｔ ）中に、所定の送信伝送レート
で送信されたスタートビット（Sta）の受信の間に既に
情報が識別される程高いスキャニングレートでスキャニ
ングされ、このために前記バス監視時間（Ｔ ）中に加
入者のインターフェースのスキャニングレートができる
だけ高い値に切り換えられ、各加入者（ECU1〜ECU4）に
より、バス監視時間（Ｔ ）の経過後フラグの状態が質
問判定され、そして当該バス監視時間（Ｔ ）の経過後
当該情報は次ぎのような際にのみ加入者（ECU1〜ECU4）
から送信され、即ちそれの所属のバス監視時間（Ｔ ）
内にバス上にてフラグがセットされなかった際にのみ送
信されるようにしたことを特徴とする複数加入者を有す
るバスシステムにおける情報伝送方法。 - 【請求項２】フラグがセットされなかった場合直列バス
のロジック状態が付加的に質問判定され、直列バスは、
次のような場合空きであると識別され、即ち、質問判定
結果として、バス線路上でイナクティブ状態“ロジック
1"が識別されたとき空きであると識別され、そして、バ
ス線路上でアクティブ状態“ロジック0"がバス線路上で
識別されたときふさがり状態であると識別されるように
した請求項１記載の方法。 - 【請求項３】各加入者（ECU1〜ECU2）は“モニタ”によ
りそれの情報の送信を監視しここにおいて、少なくとも
２つの加入者（ECU1〜ECU4）の情報の同時送信の際当該
情報の相互間の影響し合い（干渉）が生じ、該影響（干
渉）はモニタにより識別されるようにした請求項１又は
２記載の方法。 - 【請求項４】当該の２つの同時に送信を行なう加入者
（ECU1〜ECU4）はモニタにより識別された衝突に基づき
それの夫々の送信を中止し、異なった長さの待機時間
（TW）の後はじめて再びバスへのアクセスの試みを行な
うようにした請求項３記載の方法。 - 【請求項５】当該待機時間（TW）の長さは乱数発生器を
用いておよび／又は制御機器アドレスに依存しておよび
／又はそれまでの衝突数に依存して定められるようにし
た請求項４記載の方法。 - 【請求項６】制御装置、例えば自動車における制御装置
であって、マイクロコンピュータを有し、直列バスに接
続可能な直列インターフェースを有し、当該の直列バス
を介して情報を請求項１から５までのうちいずれか１項
記載の方法により伝送するものであり、ここで、直列イ
ンターフェースは、所定の送信伝送レートを調整セッテ
ィングするための手段を有し、各情報伝送をスタートビ
ットで開始し、情報の送信前にバス監視時間待機するよ
うに構成された当該の制御装置において、前記直列イン
ターフェースはさらに次のように構成されており、即
ち、情報受信後フラグをセットして、制御装置（ECU1〜
ECU4）に情報の受信を指示するように構成されており、
前記直列インターフェースは、直列バスをバス監視時間
（Ｔ ）中に、所定の送信伝送レートで送信されたスタ
ートビット（Sta）の受信の間に既に情報の受信を識別
する程高いスキャニングレートでスキャニングする手段
を有し、このために前記バス監視時間（Ｔ ）中に加入
者のインターフェースのスキャニングレートをできるだ
け高い値に切り換えるように構成されており、前記制御
装置は、バス監視時間（Ｔ ）の経過後フラグの状態を
質問判定する手段を有し、前記直列インターフェースは
次のように構成されている、即ち、バス監視時間
（Ｔ ）中フラグがセットされなかった際にのみ情報を
直列バスに送出するように構成されていることを特徴と
する制御装置。 - 【請求項７】マイクロコンピュータ（μＣ）は次のよう
に構成されており、即ち、バス監視時間（Ｔ ）の経過
後フラグがセットされていない場合、バス線路ロジック
状態を付加的に質問判定するように構成されており、制
御装置（ECU1〜ECU4）は次のような手段を有する、即
ち、質問判定結果がイナクティブ状態“ロジック1"を生
じる場合直列バスを空きであると識別し、そして、質問
判定結果がアクティブ状態“ロジック0"を生じる場合ふ
さがり状態であると識別する手段を有する請求項６記載
の制御装置。 - 【請求項８】バス監視時間（Ｔ ）を少なくとも、バイ
ト時間（TByte）とバイト間時間（TBmax）との和に等し
く選定する手段を有している、但し、バイト時間（T
Byte）は、少なくとも１つのバイトから成る情報の１つ
のバイトの持続時間であり、バイト間時間（TBmax）
は、１つの情報の２つのバイト間で経過する最大時間で
あるようにした請求項６又は７記載の制御装置。 - 【請求項９】接続可能な直列バス上の情報の衝突の識別
のための手段を有する請求項６から８までのうちいずれ
か１項記載の制御装置。
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| DE4122084A DE4122084A1 (de) | 1991-07-04 | 1991-07-04 | Verfahren zur informationsuebertragung in einem mehrere teilnehmer aufweisenden bussystem |
| DE4122084.6 | 1991-07-04 | ||
| PCT/DE1992/000456 WO1993001668A1 (de) | 1991-07-04 | 1992-06-04 | Verfahren zur informationsübertragung in einem mehrere teilnehmer aufweisenden bussystem |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06508726A JPH06508726A (ja) | 1994-09-29 |
| JP3293824B2 true JP3293824B2 (ja) | 2002-06-17 |
Family
ID=6435382
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP50976992A Expired - Lifetime JP3293824B2 (ja) | 1991-07-04 | 1992-06-04 | 複数加入者を有する１つのバスシステムにおける情報伝送方法及び装置 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5982781A (ja) |
| EP (1) | EP0610202B1 (ja) |
| JP (1) | JP3293824B2 (ja) |
| DE (2) | DE4122084A1 (ja) |
| WO (1) | WO1993001668A1 (ja) |
Families Citing this family (12)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| DE19704662A1 (de) * | 1997-02-07 | 1998-08-13 | Siemens Ag | Verfahren zur Lastsymmetrierung mehrerer autark und unabhängig arbeitenden Stromversorgungsmodulen einer modularen Stromversorgungsanlage |
| DE19705681A1 (de) * | 1997-02-14 | 1998-08-20 | Bayerische Motoren Werke Ag | Verfahren zur Übertragung von Telegrammen der Teilnehmer eines Datenbusses |
| US6870809B1 (en) * | 1999-10-08 | 2005-03-22 | Microsoft Corporation | Fair scheduling in broadcast environments |
| DE10022233C2 (de) * | 2000-05-08 | 2002-07-04 | Hella Kg Hueck & Co | Kommunikationssystem für Fahrzeuge |
| DE10065115A1 (de) * | 2000-12-28 | 2002-07-04 | Bosch Gmbh Robert | Verfahren und Kommunikationssystem zum Datenaustausch zwischen mehreren über ein Bussystem miteinander in Verbindung stehenden Teilnehmern |
| JP5069826B2 (ja) * | 2001-02-01 | 2012-11-07 | モトローラ ソリューションズ インコーポレイテッド | システム通信バス上に一体化されたエネルギ・システムの通信プロトコル |
| US7516244B2 (en) | 2003-07-02 | 2009-04-07 | Caterpillar Inc. | Systems and methods for providing server operations in a work machine |
| US7532640B2 (en) | 2003-07-02 | 2009-05-12 | Caterpillar Inc. | Systems and methods for performing protocol conversions in a machine |
| US7983820B2 (en) | 2003-07-02 | 2011-07-19 | Caterpillar Inc. | Systems and methods for providing proxy control functions in a work machine |
| CN101788947B (zh) * | 2010-02-09 | 2012-10-17 | 华为技术有限公司 | 系统总线的监测方法、系统总线监测器及片上系统 |
| JP5728459B2 (ja) | 2012-11-09 | 2015-06-03 | 株式会社デンソー | 通信システム |
| CN109995632B (zh) * | 2019-05-16 | 2021-11-02 | 阳光电源股份有限公司 | 多机通信系统的通信方法、装置及系统 |
Family Cites Families (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4063220A (en) * | 1975-03-31 | 1977-12-13 | Xerox Corporation | Multipoint data communication system with collision detection |
| FR2507415A1 (fr) * | 1981-06-05 | 1982-12-10 | Ryckeboer Christian | Procede et dispositif pour la communication serie asynchrone de type multipoints de plusieurs emetteurs-recepteurs logiques |
| JPS58201494A (ja) * | 1982-05-20 | 1983-11-24 | Sharp Corp | 集中監視システムにおける緊急アクセス方式 |
| DE3546683C3 (de) * | 1985-02-22 | 2003-10-09 | Bosch Gmbh Robert | Verfahren zum Betreiben einer Datenverarbeitungsanlage |
| FR2631183B1 (fr) * | 1988-05-06 | 1991-02-22 | Compex | Procede et dispositif de transmission asynchrone de donnees par paquets |
-
1991
- 1991-07-04 DE DE4122084A patent/DE4122084A1/de not_active Withdrawn
-
1992
- 1992-04-06 US US08/157,198 patent/US5982781A/en not_active Expired - Lifetime
- 1992-06-04 WO PCT/DE1992/000456 patent/WO1993001668A1/de active IP Right Grant
- 1992-06-04 DE DE59208527T patent/DE59208527D1/de not_active Expired - Lifetime
- 1992-06-04 EP EP92910731A patent/EP0610202B1/de not_active Expired - Lifetime
- 1992-06-04 JP JP50976992A patent/JP3293824B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| DE4122084A1 (de) | 1993-01-07 |
| DE59208527D1 (de) | 1997-06-26 |
| EP0610202B1 (de) | 1997-05-21 |
| EP0610202A1 (de) | 1994-08-17 |
| JPH06508726A (ja) | 1994-09-29 |
| US5982781A (en) | 1999-11-09 |
| WO1993001668A1 (de) | 1993-01-21 |
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