JPS592464A - チヤンネルアクセス方式 - 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】

本発明は同軸ケーブル等の通信ケーブルを用いてバクッ
ト形ＩＢにより通信を行うディジタル信号伝送シスデム
において、送信を行おうとづる局が送信を行う権利を確
立さけるためのチャンネルアクセス方式に関する。 電子計算機の普及や、ディジタル信号処理技術の発達に
伴い、通信系とデータ処理系を組み合ね′ｔ！オンライ
ンで情報の処理を行うデータ通信が脚光を浴びている。 中でも官公庁、会社等の構内で行われる構内通信のよう
な小規模通信システムにおい−Ｃは、その経済性や信頼
性あるいは伝送効率の高さから、同軸ケーブル等の通信
ケーブルを用いたパケット形態による通信方式が特に注
目を集めている。 このパケット形態による通信方式では、双方向伝送を行
うための通信ケーブルを研究所等に敷設し、これに多数
の局（パーソナルステーション）を接続している。。そ
して各局から例えば１０００〜２０００ビツトのデータ
ブロックに分ｉ！！Ｊ合れたメツセージの伝送を行う。 メツセージには宛先、通番その他のヘッダが（＝Ｊ加さ
れている。この通信方式ではネットワーク自身は何ら制
御機能を持たない受動的な伝送媒体であり、制御は各局
に完全に分散されている。従って各局では伝送路の空き
を確認してヂ１／ンネルをアクセスし、メツレージの送
信を開始づる。送信中に他のバケツ１−との衝突が生じ
た場合にはこれら双方の局が送信を停止りる。送信を停
止した局はランダムな待ら時間後にメツし一ジの＋＋Ｊ
送信を試みる。 ところでこの通信方式では各局が任意にデータの送信を
開始りるので、同一の伝送路上でパグッ１〜の衝突する
可能性がある。従って伝送荏延時間が一定どならないと
いう問題があり、会話型の音声通信のように実時間上で
の送受対応関係が重視されるような実時間伝送には不適
当となる。もちろ／υマスタースデーションを常設して
おき、各局にチャンネルアクセスの予約を行わｌること
°にの問題を解決することができる。ところがこのよう
にするとマスターステーションに障害が発生したときデ
ータ通信が不可能となり、システムの信頼性が低トする
。 以上の点を改良したものとし−Ｃ１モディファイド・イ
ーサネｙ　ｈ　（Ｍｏｄｉｆｉｅｄ　　Ｅｔｈｅｒｎｅ
Ｌ　）と呼ばれるディジタル信号伝送方式が提案される
に至っ−Ｃいる。この方式では、時間軸上で周期的に繰
り返される大枠（フレーム）を更に時間軸上で複数の小
枠（ブロック）に分割し′？Ｊ３き、これらのブロック
単位で各局（パーソナルステーション）にバケッｌ−通
信の機会を与える。これにより各局は空きブ１」ツクを
使用するうえで対等性を持つことがτ゛ぎる他に、信号
伝送のために必要な時間に渡って所定のブロックを占有
した場合には、フレームの繰り返される毎に信号伝送の
機会が定期的に与えられる。ずなわら実時間伝送が可能
となる。 第１図はこのモディファイド・イーサネットにおける信
号のフレーム構成を示したものである。 時間軸上で周期的に繰り返されるフレームは、Ｎブロッ
ク材１〜＃Ｎから成っている。各１′ロツクは次に示す
種々のビット列ｂ１〜ム９により構成されている。 ｂｌ　：後方ガードタイム ｂｓ：プリアンプル ｂ３ニアドレスビット ｂ４：距離符号ビット ｂｓ：制御じツト ｂ６；情報ビット ｂｌ：チ■−ツクピッ１〜 ｂ８：エンドフラグ ｂ９＝前方カートタイム ここで各ヒツト列ｂ２〜ｂ５、ｂ６〜ｂ日は、バケツ１
〜を構成するために必要なもので、オーバヘッド〈付加
ンビットと総称されている。また２種類のピッ１〜列ｂ
１およびす、は、これらを併ゼてガードタイムと呼ばれ
ている。ガードタイムとは、各゛ブロックのバケツ１〜
が同軸ケーブル上を伝播する際に生ずる遅延時間によっ
て、隣接パケット間で一部重複Ｊるような事態を避（）
るための空きビット列である。これには、その後方に位
置角１１られるパケットを保１　するための後方ガード
タイムｂ１と、その前方に位置イ１

【プられるパケット
を保］１−るための前方ガードタイムｂ、の２種類があ
る。後方ガードタイムｂ１と前方ガードタイムｂｑのビ
ット数の和をｇビットとし、ガードタイム（ｂ＋　＋　
ｂｓ　）を以後τＱと表わずことにする。 第２図は、以上説明したフレーム構成のモディファイド
・イーサネットによる通信システムの概略を示したもの
である。この通信システムで伝送路として敷設された同
軸ケーブル１は、その両端を特性インピーダンスに等し
い抵抗値をもったインピーダンス整合用のターミネータ
２に接続されている。各々の局は］−コネクタ（タップ
）３１〜３Ｎを通して同軸ケーブル１に接続されている
。 これらの局は総て基本的に同一の構成を有しているので
、図ではＴコネクタ３１に接続されたＡ８の要部のみを
表わづこととする。 各局は、計算機や電話器を備えた利用者装置４を備えて
いる。利用者装置４には、バクラド単位のディジタル信
号を他局に送信するため°の・送信器（符号器）４１と
、他局から送られてきた同じくパケット単位のディジタ
ル信号を受信するための受信器（復号器）４２、および
端末を制御ｆｔ　するための端末制御器４３等が設けら
れている。このうち送信器４１から出力される信号は送
信バッファメモリ５１に一時的に蓄えられる。そして伝
送媒体である同軸ケーブル１上の伝送速度【二等しいり
［１ツク信号で、所定の時間にまとめて読み出される。 この読み出された信号は、送信論理回路５２により所定
のバケツ１〜に変換される。そして送信バッファアンプ
５３を経た後、−「コネクタ３１を通しく同軸ケーブル
１上に送り出される。 一方、同軸クープル１上を伝送されている総てのバクツ
ｊ〜信号は、丁コネクタ３Ｉを通して受信バッファアン
プ５４に受信される。受信論理回路５５は受信されたバ
フラ１〜から自局宛のパケットのみを選択し、受信バッ
ファメモリ５６に一時的に蓄える。この蓄えられた信号
は、受信器４２においζ、所定のクロックを用いて連続
的に読み出される。これにより受信出力信号が得られる
。 以上のようにして信号の送受信が行われるが、これらに
用いられる伝送りロックは、伝送りロック発振器５７か
ら発生される。フレームカウンタ５８はこの伝送りロッ
クを分周して、フレームタイミングおよびブロックタイ
ミングをそれぞれ指示づ−るフレームタ、イミング信号
７１およびブロックタイミング信号７２を作り出り一０
伝送制御回路５９は、受信論理回路５５から得られる自
局宛の受信信号により端末制御器４３の制御を行うと共
に、端末制御器４３の指示に従って送信論理回路５２を
制御り−る。また衝突検知回路６１は、自局が選択した
ブロックで最初のパケット信号の送出を行ったとき、他
の局の最初のパケットと衝突が生じたか否かを検査する
。 この通信システムにおけるパケット間の衝突につい−Ｃ
少し詳しく説明する。各局の利用者装置４には、フレー
ム内の各ブロック＃１〜＃Ｎの専有状況を示すメモリ（
図示せず）が備えられている。 受信バッファア、ンブ５４には各局のパケット信号が受
信されるので、これを基にして使用されている１０ツク
の登録が行われる。モディノァイド・イー１ナネツトで
は、実時間伝送を可能にするために、あるブロックを専
有した局は次のフレ　ムにおいてもそのブロックの専有
を継続することができる。従って送信要求が発生した局
は、メモリ上に示された空きブ【コックを選択し、次フ
レームのこのブロックに対してパケット信号の送出を行
うことになる。ところがほぼ同一時刻に２以上の局が送
信要求を発生させると、同一の空きブロックをこれらの
局が選択し、パケット信号の送出を一斉に開始させる場
合がある。このとき衝突が発生り゛る。 第３図はこの衝突の様子′を表わしたものである。 第２図に示した配置関係で、同軸ケーブル上に各局が配
置されているものとする。１−なわちＡ局と０局が同軸
ケーブル１のそれぞれの端部近傍に配置され、Ｂ局がこ
れらの間に配置されているとする。今、Ａ局とＢ局にほ
ぼ同時に送信要求が発生し、１フレームにｃ１５　Ｇノ
る第Ｍ番目のブロック＃Ｍ〈１≦Ｍ≦Ｎ）に対して共に
パケット信号の送出が行われるとする。この場合、Ａ局
は所定のブロックタイミングからバケツ１〜信号Ｐ−Ａ
の送出を開始覆る。パケット信号Ｐ−Ａは、同軸ケーブ
ル上の伝播遅延時間に応じてＢ局でやや遅れて受信され
、０局では更に遅れて受信される。一方、Ｂ局から送出
されるパケット信号！〕−Ｂは、パケット信号Ｐ　−Ａ
の送出開始時刻から所定時間遅れてその送出が開始され
る。これは同軸ケーブルの中点において、隣接リ−るブ
ロックのパケット信号がカードタイムの和τＱに相当す
°る時間だけ間隔を置いて配置されるようにするためで
あり、これらのブロック間でパケット信号が一部重なり
合う事態を防止するためである。バケツ１〜信号Ｐ−Ｂ
もＡ局と０局でそれぞれ遅延して受信される。 Ａ局では、このパケット信号Ｐ、−８が受信された時点
で衝突検知回路６１が衝突を検出す”る。そしてこれと
共にパケット信号Ｐ−Ａの送出をその途中で停止するこ
とになる。１つの同軸ケーブル１に２以上のパケット信
号が混在すれば、・もはやデータとしての意味をなさな
いことになるからである。同様にＢ局でもパケット信号
Ｐ７Ａが受信された時点でパケット信号Ｐ　−’Ｂの送
出を停止づる。これらの局はランダムな持ち時間の後、
空きブロックを選択し、再度パケット信号の送出を試み
ることになる。このとき、衝突の生じた現在のブロック
＃Ｍについては各局が信号の送出を停止してしまうので
、それ以後全く利用されない状態になる。１つの通信シ
ステム内で送信要求の発生ずる頻度が高いほど、同一の
空きブロックに同時に複数の局がアクヒスする確率が高
くなる。この場合パケッ［・信号の衝突が増加し呼の確
立が遅れる一力で、再度パケット信号の送出を試みる局
の数も増加し、衝突ブロックだ（プが増加するという結
果を招来する。すなわらヂ１１ンネル利川率が低下して
しまい、送信要求が発生しＩＣ時刻からバケツ１−の伝
送に成功するまでの時間（伝送遅延時間）が増加づると
いう欠点があった。 木“発明はこのＪ：つな点に鑑み、ブロックの有効活用
を図り、伝送遅延時間を減少させるチャンネルアクセス
６式を提供づることを目的とする。 本発明ではブロック内に更に小さな複数の単位枠（スロ
ット）を設定し、呼設定局がそのスロット内に必要最小
幅の継続時間をもった信号（ブＩ」−ブ信号）をある確
率で送出できるように覆る。 各局はスロット内のプローブ信号の数を監視し、１つの
ス［１ツトに１つだけプローブ信号が存在した場合には
、そのプローブ信号を送出した局がそのブ［１ツクを専
有することができ、呼が確立される。１つのスロットに
複数のプローブ信号が存在した場合には、１つのプロー
ブ信号が存在するようになるまで各スロットに対するプ
ローブ信号の送出が所定の確率で繰り返され、局の選定
が行われる。このチャンネルアクセス方式では１つのブ
ト１ツクについてこれを分割したスロット数だけ各局に
ヂャンネルアクゼスの機会が与えらねる。従って送信要
求の頻度が高い場合でも呼の確立の確率が高まり、伝送
遅延時間を減少さけることができる。 以下実施例に、つき本発明の詳細な説明づる。 第４図は、本実施例にＪ５　Ｌプる通信システムの概略
を示したものである。同軸ケーブル１に接続された各局
は総て基本的に同一の構成を有しているので、図では゛
「］コネクタ１に接続されたＡ局の要部のみを表わづこ
ととする。この通信システムはモディファイド・イーサ
ネットを基本にしているので、第２図と同一部分には同
一の符号を（＝Ｊ　ｌ、、、説明を簡略化りる。 さて今、Ａ局の利用者装置４が送信要求を発生させたと
りる。利用者装置４内の前記したメモリには、フレーム
内の各ブ［」ツク＃１〜＃Ｎの専有状況が登録されてい
る。端末制御器４３は、送信要求のあった時点から最も
早く送信を行うことのできる空きブロック＃Ｍを選択し
、これを伝送制御回路５９−１に通知りる。伝送制御回
路５９−１はこれと共に、ブｌ」−１発生要求信号８１
をプローブ発生器８２およびスイッチ回路８３に対して
供給づる。スイッチ回路８３はこれによりそのグー１〜
がオンになる。 一方、フレームカウンタ５８−１は伝送りロック発振器
５７から供給される伝送りロックを分周し、フレームタ
イミング信号７１、ブロックタイミング信号７２の他に
、スロットタイミング信号８／Ｉを作成している。フレ
ームタイミング信号７１は各フレーム（大枠）の区分け
をする信号であり、ブロックタイミング信号７２は１フ
レーム内の各ブ【コック（小枠）＃１〜＃Ｎの区分けを
覆る信号である。これに対して、スロットタイミング信
号８４は、１ブロツクを更に複数に区分したスロットに
ついてその区分けをする信号である。 本実施例では第５図に示づように１ブロツク（＃Ｍ）を
３つのスロットタイムＳ−１〜Ｓ−３に区分している。 １スロツトタイムＴは以下の関係にあることが必要であ
る。 −１−τｇ＋τ０ ここでτりどは前記したガードタイムであり、同軸クー
プル１上で最も遠く離れた局間の伝播遅延時間である。 この実施例ではＡ局と０局の間の伝播遅延時間に相当す
る。またτ。とは、局がキャリアの検出を行、うために
必要とする時間τｄと次にプローブ信号８５を送出する
までに要する時間τＳ並びにプローブ信号８５の信号長
τぶをそれぞれ加えた時間である。ここでτｄは、１−
コネクタ３からその局の受信論理回路５５−１までの遅
延時間である。 送信論理回路５２−１はフレームカウンタ５８−１から
フレームタイミング信号７１およびブロックタイミング
信号７２の供給を受けており、伝送制御回路５８−１か
ら空きブロック＃Ｍの情報を受【ノるど、このブロック
＃Ｍの開始づるタイミングで、送信ブロック指示信号８
６を発生さける。 １０一ブ発生器８２は、この送信ブロック指示信号８６
とプローブ発注要求信号８１の論理積をとる。そしでス
ロワ１−タイミ゛ング信号８４の指示する第１のスロッ
トタイムＳ−１の開始タイミングで、Ａ局の定める一定
の確率αをもってプローブ信号８５を発生さける。ここ
でプローブ信号８５とは、各局がノイズ等の発生を考慮
に入れても確実に識別りることのできる必要最小幅の継
続時間をもった信号である。確率αが例えば５０％のと
きには、スロットタイミング信号８４の発生りる度に、
２回に１回の確率でプローブ信号８５が光生りる。 Ａ局におい゛（、第１のスロワ１〜タイムＳ−１でプロ
ーブ信号８５−Ａが発生したとり−る。プローブ信号８
５−Ａは、スイッチ回路８３および送信バッファアンプ
５３を経て１コネクタ３１から同軸ケーブル１に送り出
される。第５図はこの様子を表わしたもので、ブ［１−
ブ信Ｑ８５＝Ａはそれぞれ所定の遅延時間の後にＢ局お
よび０局に受信される。またＡ局自身についてはその受
信バッファアンプ５４がプローブ信号８５−Ａを受信す
る。 受信論理回路５５−１は受信された信号中にプローブ信
号８５が存在する。とこれを検出し、プローブカウンタ
８７にこれを割数させる。従ってＡ局自身がプローブ信
号８５を送出りれば、ブ白−ブカウンタ８７は最低限こ
れを６１数覆ることになる。 ところでＢ局および０局が、Ａ局どほぼ同時に送信要求
を発生していたとする。この場合Ｂ局およびＣ局内のブ
、ローブ発生器８２がこの第１のスロットタイムＳ−１
に確率βまたはγでプローブ信号８５を発生させること
になる。ここで確率βおよびγは確率αと同一であって
も良いし、局の重要度に合わせて個々に定めたものであ
っても良い。、結果どしてＢ局からプローブ信号８５−
Ｂが出力され、０局からはプローブ信号８５−Ｃが出力
されなかったと覆れば、プローブ信号８５−Ｂが所定の
遅延時間の後にＡ局へ受信され、そのプローブカウンタ
８７で割数される。各局はブ］」−ブカウンタ８７を備
えているので、同様の８１数動作を行う。そして次のス
ロットタイミング信号８４が供給される時点で引数値８
８を伝送制御回路５９−１に出力し、この後計数内容を
クリアする。 伝送制御回路５９−１は、送られてきた計数値８Ｂに応
じて一般に次のような動作を行う。 （イ）送信要求を発生し、かつプローブ信号８５を送出
した局について。 （１）プローブ信号８５のｎ１数値８８が１のとき。 このときは自局のプローブだ番ノが同軸ケーブル１に送
出されたことになる。この場合にはプローブを送出した
ブロックの番号（ここではブロック＃Ｍ）を専有状況を
表わしたメモリに登録する。そして次のフレームのその
ブロック＃Ｍからパケット信号の送信を行うように送信
論理回路５２−１を制御する。１−なわちこの場合には
吋が直ちに確立り゛る。 （１１）プローブ信号８５のａ１数値が２以上のとき。 実施例で説明しているのと同一状況のときである。この
場合にはいずれの局がそのブロックを専有するかが未定
である。従ってプローブ発生要求４８号８１が再び出力
され、プローブ信号８５の送出についての前記した動作
が繰り返される。 （ロ）送信要求を発生したがプローブ信号８５を送出し
なかった局について。 この実施例では０局がこれに該当する。 （１）プローブ信号８５の計数値８８がＯのとぎ。 いずれの局もプローブ信号８５を送出しなかったのであ
るから、この局は次のスロットでブロック専有の機会が
与えられる。すなわち伝送制御回路５９−１はプローブ
発生要求信号８１の送出を行う。 （１１）プローブ信号８５の割数値８８が１以上のとき
。 この場合、この局はそのブロックの専有競争を放棄し、
専有状況を表わすメモリのそのブロックに使用済の登録
を行う。そしてランダムな待ち時間の後再び別の空きブ
ロックにアクセスする。 （ハ）送信要求を発生しなかった局について。 （１）プローブ信号８５の計数値がＯのとき。 この局は何の動作もしない。 （１１）プローブ信号８５の計数値が１以上のとき。専
有状況を表わづメモリにそのブロックの使用済の登録を
行う。 さ′【第５図に示す−ようにこの実施例では第１のスロ
ットタイム８７１にＡ局とＢ局がプローブ信号８５−Ａ
、８５−Ｂを送出した。従って０局はこの競争からリタ
イアし、第２のスロットタイムＳ−２においＣはＡ局と
Ｂ局にプローブ信号８５送出の機会が与えられる。これ
らの局はそれぞれの確率αまたはβでプローブ信号８５
を送出する。 両局がプローブ信号８５−Ａ、８５−８を送出したとづ
れば、プローブカウンタ８７がこれらをＨＩ　Ｑし、こ
れらの局に！！３のスロツｌ〜タイム５−３３にａ＞　
Ｕるプローブ信号８５の送出の機会が与えられる。第３
のス１］ツ１〜タイムＳ−３においてＡ局のみかブＩ］
−ブ信号８５−Ａを送出したとすると、これによりＡ局
がブロック＃Ｍを専有することになる。１つのグロック
に多数の局がアクセスしても、このように各ス１」ツ１
へタイムにＪ５ける競争（′淘汰が行われ、そのブロッ
クにおい−Ｃ専有を行う局がかなりの確率で定まる。１
ブロツクの最後のス１」ットタイ１１においても局の選
定が行われなかった場合には、ランダムな持ち時間が経
過した接、空きブ［１ツクをさがしそのブロックで再び
以上述べたようなヂ１７ンネルアクセスをくつがえり。 第６図は以上説明したチャンネルアクヒス方式を送信要
求局からみて総括的に示したものである。 送信要求が発生（ｓｔ旧゛［）する（９１）と、その局
はス［］ッツクイムにおいてプローブ信号を送信づるか
否かを所定の確率で定める（９２）。送信がｔｊわれる
場合（Ｙ［＝Ｓ）には、プローブ信号の送出が行われ（
９３）、１スロツトタイムの間プローブ信号が訂数され
る（９４）。計数値が１に等しいかそれ以上かが判断さ
れ＜９５）、１のときは呼が確立りる（９６）。１以上
のときで、そのブ１コックでプローブ信号用送出が不可
能なとぎ（９７：Ｙｌ：Ｓ）、ランダムな待時間後に再
度ヂャンネル□アクレスが行われる（９８ン。これに対
してプローブ信号の再送出が不可能でない（９７Ｎｏ）
ときは、プローブ信号の送信が再び試みられる。 −−ｈ、確率によってプローブ信号の送出を行わない局
（９２：ＮＯ＞は、１スロツトタイムの間ゾ［１−ブ信
号の計数を行い（９９’）　、ｉｉｌ数値が０（１００
）のどきはチャンネルアクセスの機会が与えられる。１
以−りのとき（１００）はブロックの使用済の登録を行
う（１０１）。 第７図はこのようなチャンネルアクセス方式に対して第
１の変形例を説明するだめのものである。 この方式を採用づる通信システムでも、同軸ケーブル１
に接続された各局は総て基本的に同一の構成となってい
る。従って図では］コネクタ３１に接続されたＡ局の要
部を表わし、更に第２図および第１４図と同一部分には
同一の符号をイリして説明を簡略化りる。 さて先の実施例では第６図からもわかるように、送信要
求が発生す゛るとプローブ信号８５がある確率で送出さ
れるようになっ・ていた。ところが空きノロツクに１度
プローブ信号８５を送出してしまえば、そのフレームで
パケット信号の送出を開始ざぜることかできない。すな
わちプローブ信号８５は伝送づべき情報とは異なるので
、専有を確立した局は次のフレームのそのブロックから
パケッ１へ信号を送出、する。従っであるフレームの空
きブ１」ツクにス・１してアクセスする局が一局の場合
には、プローブ信号８５を送出せずにいきなりバケツ１
−信号を送出づる方が、伝送遅延時間を減少さＵること
になる。 この変形例では上記した観点に立ち、衝突検知回路６１
がパケット信号の衝突を検出したときのみ、プローブ信
号８５ににるブロックの専イ１手順が実行される。リ−
なわら例えばＡ局の利用−考装置４内で送信要求が発生
（ると、伝送制御回路５９−２は空きグロック＃Ｍの情
報を受番プるが、この段階ではゾＬ１−ブ発生要求信号
８１を出力しない。 伝送制御回路５９−２はこれに代わり、パケット送出要
求信号１０２を出）Ｊ−Ｓｌる。パケッ［へ送出要求信
号１０２は、送信論理回路５２−２とスイッチ回路８３
−２に供給される。、送信論理回路５２−２は、同軸ケ
ーブル１上の伝送速度に等しいタロツク信号Ｃ゛送信バ
ッフ？メモリ５１から信号の読み出しを行い、所定のパ
ケッ１へ信号に変換した後スイッチ回路８３−２に送出
Ｊる。スイッチ回路８３−２はパケット送出要求信号１
０２ににっでそのゲートがオンになっており、そのパケ
ット信号はスイッチ回路８３−２および送信バッファア
ンプ５３を経て同軸ケーブル１に送り出される。 今、Ａ局のみがこのブロック＃Ｍにバケツ１へ信号を送
出したものと覆れば、衝突検知回路６１はパケット信号
の衝突を検出しない。この情報は送低論理回路５２−２
の他に伝送制御回路５９−２にも伝達される。伝送制御
回路５９−２はこの場合パケット送出要求信号１０２を
引き継き出力し、各フレームのそのブロック＃Ｍを必要
なだけ専有し、パケット信号を時分割的に送出させる。 これに対して他の局Ｂが同一フレームのこのブロック＃
Ｍにパケット信号を送出したものと１れば、衝突検知回
路６１が衝突を検知する。これと共にこれらの局の送信
論理回路５２−２がパケット信号の送出を停止させる。 伝送制御回路５９−２はこの時点からパケット送出要求
信号１０２の送出を停止し、代ってプローブ発生要求信
号８１を出力覆る。送信論理回路５２−２はこの信号８
１が供給され・ると、ブロック＃Ｍの残りの部分に１ス
ロットタイム以上の時間が残っＣいる場合、次のスロッ
トタイミング信号８４の発生時刻に送信ブロック指示信
号８６を出力させる。これによりプローブ発生器８２か
ら所定の確率（αまたはβ）でプローブ信号８５が発生
づる。このようにしてパケット信号の衝突が発生したそ
のフレームでブロック＃Ｍを専有する局が決定されれば
、次のフレームからその局によるパケット信号の送出が
開始される。 一方、パケッ［・信号の衝突が検知された段階でそのフ
レームのブロック＃Ｍに１スロットタイム以上の信号伝
送時間が存在しなかった場合等には、次のフレームのブ
ロック＃ＭにおいてＡ局とＢ局がプローブ信号８５にに
る競争を行うようにづることもｉＪ能である。 第８図は第２の変形例を説明するだめのものである。こ
の変形例によるヂ１ｆンネルアク廿ス方式を採用りる通
信システムでも、同軸ケーブル１に接続された各局は総
て基本的に同一の構成となっ−Ｃいる。従って図ではコ
ネクタ３１に接続されたＡ局の要部を表わし、更に第２
図、第４図および第７図と同一部分には同一の符号を（
＝Ｊして説明を簡略化する。 この変形例でも、先の変形例と同様に一定の場合には、
プローブ信号８５の送出を制限しＪ：うとするものであ
る。この第２の変形例では、チ１７ンネルが混雑してい
ないとき空きブロックに対していきなりパケット信号を
送出する一方、混雑しているときはプローブ信号８５で
呼を確立し、この後にパケット信号の送出を行わせる。 以上の動作を可能にするため、各局にはバクーツ１−カ
ウンタ１０５が備えられている。パケットカウンタ１０
５はフレームカウンタ５８−１からフレームタイミング
信号７１の供給を受け、各フレームの始まるタイミング
でその計数内容をクリアさせる。そして受信論理回路５
５−３が同軸ケーブル１上を伝送されるパケットを受信
するごとにパケット検出信号１０６の供給を受け、１フ
レーム中のパケット数を計数する。各フレームごとの８
１数結果１０７．は伝送制御回路５９−３に供給される
。伝送制御回路５９−３は計数値１０７を基準となる数
Ｘと比較する。そして数Ｘよりも多いときには、送信要
求が発生したときプローブ発生要求信号８１を出力する
。またこれ以外のときには、送信要求が発生したときパ
ケット送出要求信号１０２を出力する。 数Ｘは１フレームのブ０ツク数Ｎよりも小さくかつこれ
に比較的近い数値である。ｉｔ数値１０７がこの数Ｘよ
りも多いときは、空きブロックが比較的少なくまた各局
が活発に活動している。従ってパケットの衝突の危険性
が高いのでプローブ信号８５により局の選択が行われる
。これ以外の場合には衝突の危険性が低いので、いきな
りパケット信号の送信が行われる。パケット信号が衝突
した場合には、先の変形例のようにプローブ信号８５の
送出に切り換えられてもにいし、ランダムな持ち時間を
設定しそれらの局にパケット信号の再送出を行わ甘でも
よい。 次に本発明の変形可能性について更に幾つかの点を指摘
する。 （イ）まず以上説明した実施例では、送信要求が発生し
てもプローブ信号を送出できなかっｌこ局おにび送信要
求を行わなかった局は、一旦他の局から送出されたプロ
ーブ信号の検出を行ったら、次のフレームのそのブロッ
クにアクレス覆ることができないこととした。これは既
に説明したように呼の確立の可能性を高めるためであり
、送信要求を発生した局の数が多いとき特に有効である
。 しかしプローブ信号の送出があったフレームで呼が確立
されなかったときには、次のフレームでこれらの局に対
しても前記ブロックに対してアクセスを許すチャンネル
アクセス方式も場合により有効である。りなわち送信要
求を発生した局が比較的少ない場合には、アクセスを許
す局を制限するとプローブ信号の発生の確率との関係で
、いずれの局もプローブ信号を送出しないスロットタイ
ムが出現りる可能性があり、かえって呼の設定が遅延し
てしまう事態の発生が考えられるからである。 次のフレームで前記した局にもアクセスを許すこととす
ること″は簡単である。】なわち１つのスロットタイム
にプローブ信号が２つ以上存在した場合には、送信要求
を新しく発生した局も含めて次のフレームで各局にプロ
ーブ信号送出の機会を与える。そして１つのスロットタ
イミングに１局がプローブ信号を送出した段階で各局が
利用者装置４内の前記した専有状況を示すメモリにその
ブロックの使用済の登録をすれば良い。このような方式
を採用１れば、１回目のスロットタイムにおい−Ｃプロ
ーブ信号発生の確率の高い局がたまたまプローブ信号の
送出に失敗しても、次のフレーム以降においで優先的に
呼が設定される可能性が生ずるという利点もある。 （ロ）次に複数ブロックを連続して使用り゛る予定の局
が叶を確立した場合について説明り゛る。このような局
が複数の連続した空きブロックの最初のブロックに呼を
設定すれば、連続した他の空きブロックそれぞれにアク
セスしなくてもこれらを簡単に専有することができる。 りなわらこの局は最初のブロックについての専有が決定
した段階で、後続づる使用予定のブロックに無駄信号（
アイドルピッ［・）を流して８０ノばよい。他の局はこ
の無駄信号についてのキャリアを検出し、それらのブＩ
ＪツクについＣ使用済の登録をするので、これにより無
駄信号を流した局がこれらのブロックを専有覆ることが
可能になる。 （ハ）この連続した空きブロックにおけるブロック専イ
ｊの手法を発展させると、これらの連続したブロックで
本発明によるチャンネルアクセス方式を繰り返し行い、
呼の設定を早期に行わゼることが可能になる。この方式
は、多数の局がアクセスを行い１ブロック以内で呼の確
立が困難なときに特に有効である。 （ニ）まだ同一の手法によって−フレーム開時たず次の
空きブロックに呼を確立させることも可能である１、こ
の場合には前に位置するブロックで選定された局が同一
フレームのこれに後続ず兆一番時間的に近い空きブロッ
クにバケツ１〜信号を送出することができるので、伝播
遅延時間が更に短縮されるという利点がある。 （ホ）最後に１、変形例で説明したバケットカウンタど
プローブ信号の発生する確率について述べる。 ブ１」−ブ信号の確率は局にＪ：って任意に定めること
ができ、これにより優先順位を設定することができるこ
とは既に説明した。通信システムにバケットカウンタを
設置した場合には、チャンネルの混雑度が判別されるの
で、これにより各局の前記確率を調整りることができる
。例えばチャンネルが大変混んでいる場合には、全局の
確率を干けるか確率の比を大きくでれば迅速に呼が確立
リ−る。 反対にチャンネルに空きが目立っているとぎは、全局の
確率を上げるか各局の確率を等しくリ−ることも有効で
ある。バケットカウンタに限らず、プローブカウンタの
出力に応じて次ス［」ツクタイム以降における確率の調
整を行うことも有効である。 以上説明したように本発明によればモディファイド・イ
ーザネッ１〜を基盤とし、その１ブロツク内に複数のス
ロットタイムを設定し、それぞれについて送信要求のあ
った各局から確率的にアクセスさせることとした。従っ
て１つのブロック内で呼が確立りるｊ１１能性が高くな
り、チャンネル利用率が高まり伝送涯延詩間が短縮化１
・る。もちろんバケツ１へ通信自体についてはモディフ
ァイド・イー９ネットの長所を受番プ継いでいるので、
ｉｔ）網構成が簡単Ｃあり、（ＩＩ）信頼性が高い等の
長所がある。

【図面の簡単な説明】

第１図はモディフアイド・イー１ノネツトと呼ばれる従
来の通信方式にお番ノるフレームの構成を示リフレーム
構成図、第２図はこの通信方式にお１ノるシステムの概
略を表わしたブロック図、第３図はこのシステムでチャ
ンネルアクセスを行った場合の絢突ブロックの様子を表
わしたタイミング図、第４図は本発明の実施例における
通信システムの概略を表わしたブロック図、第５図はこ
のシステムでのヂｔ？ンネルアクセスの様子を表わした
タイミング図、第６図はこのアクセス方式を表わしＩこ
フ【」−図、第７図は変形例としてチャンネルアクセス
方式を採用する通信システムの概略を表わしたブロック
図、第８図は他の変形例としてチャンネルアクセス方式
を採用覆る通信システムの概略を表わしたブロック図で
ある。 １・・・・・・同軸ケーブル ３・・・・・・”にｊネクタ〈タップ）５２・・・・・
・送信論理回路 ５８・・・・・・フレームカウンタ ５９・・・・・・伝送制御回路 ６１・・・・・・豹突検出回路 ８２・・・・・・プローブ発生器 ８３・・・・・・スイッチ回路 ８５・・・・・・ブｌ］−１信号 ８７・・・・・・ブ［１−ブカウンタ １０５・・・・・・バケットカウンタ 出　　願　　人 富士ゼロックス株式会社 代　　理　　人 弁理士　山　内　＠　雄 第１０ Ｈ＋−ヒ←→Ｈ−一一一一升−ヒＨ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、通信ケーブル上を伝送されるディジタル信号が、周
   期的に繰り返される時間軸上の大枠としてのフレームの
   中で固定的に位Ｕ付けられると共に、この通信ケーブル
   上にタップを介して接続された各局のうち現に信舅の伝
   送を（ｊう１または複数の局が、前記フレームの中で更
   に分割された時間軸上の小枠とじ−Ｃのブロックを単位
   として専有し、時分割的に多重化されたディジタル信号
   の伝送を行う多層間通信網において、前記ブロックを更
   に時間軸上で、複数のチャンネルアクセス用の単位枠と
   してのスロツ１〜に分割しでおき、呼の設定を行おうと
   する局が、１フレーム前の状態でいずれの局も専有して
   いないブロックを選択してそのスロットに必要最小幅の
   継続時間をもったプローブ信号を所定の確率で送出し、
   このスロットに１局からのみ前記プローブ信号が通信ケ
   ーブル上に送出されたとき、その送出を行った局が所定
   のブロックに呼を確立させることを特徴とづるチャンネ
   ルアクセスｈ式。 ２、各局に配置された衝突検知回路がパケッｈ信号の衝
   突を検知したとさ、この衝突を発生さけた局のみがブロ
   ー１信号の送出を許されることを特徴とする特許請求の
   範囲第１項記載のチャンネルアクセス方式。 ３、チャンネルの混み具合が所定の値を越えたとき、チ
   ャンネルアクセスを行う各局でプローブ信号の送出が許
   されることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のチ
   ャンネルアクセス方式。 ４．１つのブロックについて呼の確立した局がこの１０
   ツクに続く１または複数の空きブ１」ツクを専有したい
   場合には、呼の確立した時点から使用したい空きブロッ
   クに対して無駄信号を流しておくことを特徴とする特許
   請求の範囲第１項記載のチャンネルアクセス方式。 ５、プ［１−ブ信号を送出したブロックに続くブロック
   が前フレームにおいて空きブロックであれは、呼の確立
   のための制御が１ブロック以内で終了しないとき、後続
   づるこれらのブロックにおいても呼の確立のための制御
   を継続的に行うことを特徴とする特許請求の範囲第１項
   記載のチャンネルアクセス方式。 ６、各局に優先順位を定め、プローブ信号の送信の確率
   にこれを反映させることを特徴とする特許請求の範囲第
   １項記載のチャンネルアクセス方式。 ７、チャンネルの混み具合に応じてプローブ信号の送信
   の確率を変化させることを特徴とする特許請求の範囲第
   １項記載のチャンネルアクセス方式。 ８、プローブ、信号を現に送信している局を除く通信可
   能な局は、プローブ信号を検知した後隅でそのブロック
   へのチャンネルアクセスを制限されることを特徴とする
   特許請求の範囲第１項記載のチャンネルアクセス方式。 ９、プローブ信号を現に送信している局を除く通信可能
   な局は、１スロツ］〜タイムにプローブ信号を１つだ【
   ノ検知したとき、そのブロックへのヂ１７ンネルアクセ
   スを制限されることを特徴とする特許請求の範囲第１項
   記載のチャンネルアクセス方式。 １０、各局の受信するバクット信号から１フレーム当り
   の使用中のブロック数を計数し、この計数結果から１フ
   レームの混雑度を判別することを特徴とする特許請求の
   範囲゛第３項または第７項記載のチャンネルアクセス方
   式。 １１、各ブロックの使用状況を登録したメモリから１フ
   レームにお（プる使用されているフロックの数をｈ１数
   し、この計数結果から１フレームの混雑度を判別りるこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第３項まＩζは第７項記
   載のチャンネルアクセス方式。