JPS62210753A - ユニデイレクシヨナルリング伝送ラインを有するロ−カルエリアネツトワ−クへのアクセス方法及びこの方法を用いたロ−カルエリアネツトワ−ク - 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】 詳述 本発明はローカルエリアネットワークに関するものであ
って、特にユニディレクショナルトランスミッションリ
ングライ７　（ｕｎｉｄｉｒｅｃｔｉｏｎａｌｔｒａｎ
ｓｍｉｓｓｉｏｎ　ｒｉｎｇ　１ｉｎｅ　）への７シン
クロナスアクセス（ａｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　ａｃｃ
ｅｓｓ　）方法及びかかる方法を使用するネットワーク
へのアクセスに関係する。

現今調査されているワイドバンドのローカルネットワー
クは一工場内のすべての通信サービスを単一のシステム
で結合し従って通常の会話やデータサービスのみならず
コンピュータ援用設計あるいは製造（ＣＡＤ　、　ＣＡ
Ｍ　）　、ビデオ会議、製造工程のリモートコントロー
ル等のような新サービスをも許容せねばならない。

このサービス集合を履行すると共に一方、高度の効率（
利用可能バンドの最適現地調査に関して）、高度の適応
性（即ち新サービス導入に対する適応性及び種々なるサ
ービス及び／あるいは個々のサツスクライパの特質上の
変化に対応する容易なる適用性）及び高度の性能（ネッ
トワーク容量及びサービス品位に関して）を得ることに
、その目的がある。信頼性及びコストも又考慮に入れな
ければならない。

種々なるソースによって発信された情報が周期的反復ハ
イブリットフレーム（ｈｙｂｒｉｄ　ｆｒａｍｅ　）に
組織化される条件及びオーダードアクセスプロトコル（
ｏｒｄ＠ｒｅｄ　ａｃｃｅｓｓ　ｐｒｏｔｏｅｏｌ　）
が例えば同一の出願人の名の／り♂≠年ｒ月２♂日出願
のイタリヤ特許出願番号第６７１３６−　Ａ／♂≠号に
開示され念ように、フオ、ルデツドユニディレクショナ
ルパスネットワーク（ｆｏｌｄｅｄ　ｕｎｉｄｉｒｅｅ
ｔ１ｏｎａｌｂ口ｎ＠ｔｗｏｒｋ　）の場合に用いられ
る条件で該集合によって結合される必要事項が満足され
る。

伝送妨害をステーションに与える故障は只単にアクセス
ライト（ａｃｃｅｓｓ　ｒｉｇｈｔ　）の非使用の結果
の状態をもたらすのみであって且つ、他のステーション
によるアクセスを影響することなしに伝送に対する中止
として解釈される故に、かかるアクセスプロトコルは固
有の信頼有利性を提供する。

ネットワーク）１０ジによる信頼性の見地に関して、理
想的解決は再形成可能なるネットワークを解決すること
になるだろう。即ち該ネットワークはライン上あるいは
単一あるいはより以上のステーション中の故障の存在に
て全部あるいはほとんどの動作ステーションの相互接続
を許容し、故障ライントランク及び故障ステーションを
切り離すトデロジを仮定出来るネットワークである。一
般に云うならば、信頼度がより高度になるにつれてネッ
トワークの費用はより高くなると云える。

サービス集合要求を満足するためにハイブリットフレー
ムが用いられるアクセス及び伝送計画の使用を計画する
に当ってネットワーク費用と信頼度間の合理的妥協が多
数の応用面で関心事となる。

オフィスオートメーションで７例を代表することが出来
る。即ち臨時の活動中止が該オフィスオートメーション
では認容される。此の場合、非二重化構成が用いられ、
例えばユニディレクショナルリング（ｕｎ１ｄｌｒ＠ｅ
ｔｉｏｎａｌ　ｒｌｍｇ　）の如き構成であって、ライ
ン上の７クテイビテイ（ａｃｔｉマ１ｔｙ）の監視及び
検知が受信に関して偶発的である故に最大履行且つ簡素
性を提供する。ネットワーク故障に対する自己保全に関
して、指摘される応用中に、かかる故障は主ラインに対
するターミナル及びそれらのリンクに主として影響をも
たらすこと（即ち、当然有ル得るターミナル変位の結果
として）を考慮に入れると、該送信ラインは保護された
ダクト内へ格納され且つ、バイパスが故障に関係したブ
ランチを切シ離すように用意されることになろう。

リングネットワークは常にトークンパスイングプロトコ
ル（ｔｏｋｅｎ　ｐａｓｓｌｎｇ　ｐｒｏｔｏｃｏｌｍ
　）及び／４ケットスイツチドインホーメイションフロ
ー（ｐａｅｋ＠を５ｗ１ｔｃｈｅｄ　ｉｎｆｏｒｍａｔ
ｉｏｎ　ｆｌｏｗ　）上に基いている。該性能は音声通
信のような連続特性を有する通信を処理するためには効
率及び伝送遅延の分散の両者に関して未だ不適当である
。かようにしてアクセス計画は周期的ハイブリッドツレ
−ムラリングの状態においてすらも使用することで計画
されて来た。此の場合の解決されねば表らない主たる問
題は未だ受信宛先へ達していない前位フレームの残余を
有するフレームの開始のオーバラップを避けるととであ
る。事実、折シ返し単向母線に対抗してリングコインサ
イド（ｒｉｎｇ　ｅｏｉｎｃｌｄ・）の状態の書込み及
び読み取シチャンネル且つ待ちフレーム及び連続のフレ
ームの開始は同一ラインセクションで同一時間に存在す
ることになるかも知れない。

此の問題の解決の７例がケー・ヒヤマ（Ｋ。

Ｈｉｙａｍａ　）　ｅエイチ、ナリサワ（Ｈｅ　Ｎａｒ
ｉａａｗａ　）　。

エイチ、サトウ（Ｈｅ　５ａｔｏｕ　）による口重レビ
ュー、３２巻（ｌり♂Ｊ）、Ａ４’の１集合サービス光
ファイバーローカルエリアネットワーク　１ｅΣネツト
ワーク″／′の紙面に詳述されている。

ことに提示された解答はシンクロナスネットワークを提
供しており、その中のフレームは固定長を有し、２フレ
ーム領域は更に同等且つ一定の期間の間隔に細分化され
ておシ、ネットワーク中の全体の信号伝播遅延（ファイ
バーに沿う伝播時間及び個々の結合点における動作時間
期間の両者を含む遅延）はフレーム期間に対して等しい
があるいは整数倍になされる。個々のチャンネルはｌ対
ｌの通信へＴＤＭＡ技術によって割シ当てられる。

詳述した例中でフレームは／コタμＳの期間を有し、ａ
ＯＯチャンネルを含み、銘々１０ピツト、ｔｆＷ報ピッ
ト及び２制御ビツトヲ伝達する。送信割合は３２　Ｍｂ
　ｉ　ｔ／ａであって銘々のチャンネルがｔμＫｂｉｔ
／ｓ容量（情報ビットに関して）を有するようになって
いる。

此のタイプの構成は異ったバンドの必要を有する通信の
処理上はとんど効果的でなく且つ適合するものではない
。

実際に短いフレーム期間の間、フレーム及びコントロー
ル信号は送信される信号の著しい部分（約２０％）を形
成して、実際の情報信号の送信容量を損うことになる。

その上更に、数Ｋｂ　ｉ　ｔ／ｌｒのバンドの送信ライ
ンを一般的に用いるパケットスイッチ（ｐａｃｋｅｔ　
５ｗ１ｔｃｈｅｄ　）通信は部分的に開発されていない
２≠Ｋｂ　ｉ　ｔ／ｓチャンネルが割当てられる。逆に
ワイドバンドに関しては、サーキットスイッチ（ｃｉｒ
ｃｕｉをｔｗｉｔｃｈ＠ｄ　）通信やマルチデルアサイ
ンメントアルゴリズム（ｍｕｌｔｉｐｌ・かかるアルゴ
リズムの複雑性がより高度になる。

ネットワークの履行はフレーム長及び伝播遅延間の厳密
な関係によって最後に複雑化される。アーキテクチュア
変更の場合にフレーム及びチャンネルの完全な再組成が
必要とされるので、この関係はネットワークの適応性を
少くする。

これらの不利益は本発明によって提供される方法及びネ
ットワークにより克服される。それらは精密なスロット
フレームに頼ることなく且つ将来めグ田Ｗｒ−＊イ切咄
−ｈｌ許韻ｌｒＣ櫨豐纒ユ？宮噛−においてすらも著し
いアーキテクチュアの簡単性及び費用の低減と共に得ら
れることを許容する。

本方法の特性はクレーム１−７３中に開示され且つネッ
トワークの特性はクレーム／１Ａ−２’ｌ−で開示され
ている。

添付された図面全参照して詳述する。

第１図はローカルネットワークであって、光ファイバー
よりなシ、閉リングを形成し、該閉リングに沿って、以
後はノード（ｍｏｄｅ　）と称する装置Ｎ／、Ｎ２・・
・Ｎｈ・・−Ｎｉ・・・Ｎｊ・・・Ｎｋ・・・Ｎｎが位
置されて、ワイドバンドのユニディレクショナル伝送ラ
イン／を含み、少く共、これらのノードの／ケ、即チＮ
ｈはネットワークコントロールセンタート称せられるＮ
ＣＣへ接続され集中化されねばならなり機能（即ち、料
金記憶、サブスクライバ−とノード間の結合記憶等）を
実行する。ネットワークが提供する種々の異ったサービ
スのためのｌケあるいはそれ以上のターミナルに対応す
るステーションＳ／・”ａｎの多数が他のノードに接続
される。

ことに詳述された′ＳＳ何例中ノーＶ汁をφ品パイ／４
スＢＰ／・・・ＢＰｎ　　によってライン／へ接続され
、送信ラインの連続性を確実にするために故障の場合に
対応するノード金切シ離す。

ノードＮ１・・・・ＮｎはＮ／に示されるようにアクテ
ィブノードであって２部分より成立するものとして考え
られる。：　ＭＡＵで表示された第１部分は受信、伝送
及びラインに伝送された信号の同期（アクセスグロトコ
ルの物理的レベル）に必要な装置を含む。第２部分、Ｎ
ＣＵは母線アクセスグロトコル全分布された状態で処理
し、ソースによって受信され喪情報を定時間ハイブリッ
トフレーム内へ構成しく即ち、フレームはコ領域に細分
割され、／ケはサーキットスイッチ通信に割り当てられ
又もう／ケはノぐケラトスイッチ通信）、及び規準化さ
れた通信プロトコルによって要求されるより高度の階層
レベル機能を一般的に実行する装置を含む。

ＭＡＵ及びＮＣＵの構成の詳細が下記に吟味される。

ラインｌにおけるネットワークのノードアクセス及び情
報伝送は既出のイタリア特許出願番号笛６７１３６−Ａ
／乙≠号中に記述されたものから得られる様式で開始す
る。

ニジ詳細には、ネットワークに沿うノードの物理的配列
に基礎を置いたオーダードアクセスタイププロトコル（
ｏｒｄ＠ｒｅｄ−ａｃｃ＠ｓｓ　ｔｙｐｅ　ｐｒｏｔｏ
ｃｏｌ）（（ラウントロピンタイプ−Ｒｏｕｎｄ　Ｒｏ
ｂｉｎ”ｔｙｐｅ）に関する）が用いられる。

このプロトコルによると、沢山のラウンド（ｒｏｕｎｄ
　）が樹立されて各ラウンド中に伝送されるべき情報を
有するノードのすべてが少く共７回は介在すべく許容さ
れるが、しかし１回以上ではない：）フレームよルフレ
ームへと変化出来る成る与えられたノードが最初に介在
し、次に他のノードが介在するがその順序はリングの伝
送方向に関連し且つリングに沿って分布されたノーＰ配
列に従つ。最後のノードがアクセスライドｆ：／回獲得
した後に他のラウンド−ｆ）Ｅ始まることが出来る。

本タイプのプロトコルは高度のアクセス効率を提供し、
且つ、ネットワークのサイズに臨界的に依存せず、従っ
て伝播時間にも臨界的に依存しない。その上さらに最大
予定値に対するパケットの伝送遅延（アクセスタイム、
伝送時間及び伝播時間の合計）を制限する。ラウンド中
のアクセスはサーキットスイッチ及びノクケットスイッ
チ通信の両者に関係する：このようにしてより良きサー
ビス集合が得られ且つ通信コントロール装置の構成が高
度に簡単化される。サーキットスイッチ通信に関しては
、フレームはｌラウンドを含むことになり、該ラウンド
の間に銘々のノードは伝送されるべき情報によってフレ
ームに実際に必要とされるバンドが割り当てられる。：
ノケットスイツチタイプ通信に関しては、フレームは可
変且つ非整数ラウンドすらも含むことにな〕、サーキッ
ト領域の始まシで多分中断されるラウンＦは該中断点か
ら次のフレーム中で再開始される。

各ノードに割当てられ次アクティビティ期間は情報を予
定された順序に従って送出し、ノードアクティビティの
全期間にわたって維持されるものであって、かかる方法
で種々のターきナル（従って種々の通信）間に配分され
る。

情報はプロトコル処理（命令）に必ｉなる信号をも送出
することを許容し、さらにデータフロー（ｄａｔａ　ｆ
ｌｏｗ　）からのクロックシグナル（ｃｌｏｃｋｓｌｇ
ｎａｌ　）の良き抽出を確保することも許容する。

これらの必要性はＣＭＩ　（コーデッドマークインパー
ジａ　７　（Ｃｏｄ＠ｄ　Ｍａｒｋ　ｌｎｙ＊ｒｓｉｏ
ｎ　）　）コードで満足され、ビツートＯをＯｌ及びビ
ットｌをＯＯ及び／／交互でエンコードする。

このコードによって各命令は！ピットワードを構成する
ことが出来、この中において最初の２ピツト及び最後の
λビットの各々は（ア（ｐａｌｒ　）ｉｏ−ｒ：伝送さ
れ（即ち、コードバイオレーション（ｃｏｄｅ　ｖｌｏ
ｌａｔｌｏｎ　）　）、−１他の弘ビットは信号のタイ
７＃ヲ指定してコードによって意図される形態で伝送さ
れるだろう。インアクティビティ期間はクロック情報の
みの存在で信号化される。ネットワークはアクティブタ
イプ（ａｅｔｉマ・ｔｙｐ＠）であるから、変調され九
キャリヤ（ｃａｒｒｉｅｒ　）は常に存在してフレーム
信号及び／あるいは命令は明白に伝送されるだろう。

アクセスオーダが全フレームに維持される実施例中では
、全ノードはフレーム信号発生器を具備されることが出
来、同一ノード（マスターノード）が与えられたネット
ワーク形態内のフレーム信号発生で常任される場合にお
いてすらも具備が可能である。かようにしてマスターノ
ードが欠陥を得あるいは光学的バイパスＢＰで遮断され
た場合すらもネットワークは連転動作を続行出来、マス
ターノードの責務は他のノードに転送される。即ち次の
ノードへと転送される。

ラインにアクセスを有する最後のノードもマスターノー
ドになシ得る有利性があシ、ＮＣＵ中の若干の装置の回
路実用化をより簡単ならしめるものであってこれから理
解されるだろう。

より詳細に述べると、ネットワークは最後にアクセスす
るノードがＮＣＣへ接続され念該ノードあるいは／ノー
ドであるように初期動作されることが出来る若干の初期
動作方式は従って簡単化されることが出来てもしＮＣＣ
ユニットが唯一であるならば、ＮＣＵはマスターノード
中のみにフレーム信号発生器を具備することによってさ
らに簡単化される。これはある性能劣化を次の理由で余
儀なくされる。即ちそのノードに影響する故障の場合に
、それから先のノードはフレーム信号を送出出来ないの
で、ネットワークは進行中の通信を終了させることすら
も出来ない。

しかしながら費用の点では各ノード用の発生器の代りに
唯一のフレーム信号発生器であるので減額される。

ノードのアクセスライトの与えられる順番がフレームよ
りフレームへと変化する実施例中では、フレーム信号を
発生せんとするノードも変化し、従って前記信号を発生
する装置のノードのすべて中の存在が必須と彦る。

リング構成では、情報は全リングに沿って進行した後に
抑圧されることになり、且つフレーム中の最後の情報、
即ち未だ目的地へ達していない情報と次のフレームの始
まシ間のオーバラップが避けられることになる。

情報抑圧は抑圧再伝送で実際に得られる；これは抑圧さ
れる情報を確認し抑圧命令を発生する装置の存在を必ず
伴うだろう。仮に情報が発生されたノードによっである
情報が抑圧されると、各ノードはその情報をラインへ挿
入し終った後、抑圧を生ずるべくそれからの回帰を待つ
ことになる。

これはインアクティビティ期間に対して各ノード中に発
生を与え、該期間はリングに沿う全体の伝５、播時間Ｔ
ｐに等しいものである（即ちファイバーに沿う信号の実
際の伝播時間プラス他のノードによって導入された遅延
時間）。

異った様式が抑圧される情報を検知するために可能であ
る。即ち各ノードはノ臂つズ（ｐａｕｓｅ　）の後、ラ
インに存在する情報のすべての個別内容をノードのアク
ティビティの終りの第１信号に至る迄抑圧出来、あるい
は各ノードは実際の情報以前にその番号を符号化するワ
ード（ｗｏｒｄ　）　ｋ送信出来且つ挿入された情報及
びある事故でライン上に未だ残存している前のノードの
情報を抑圧出来る。

最初の解答は自身の情報のみならずその上にさらにライ
ン上の残存可能性のある情報の全部を除去すべきマスタ
ーノードを必要とする。何故ならばノードは先行ノード
のみならずそれのアクティビティを抑圧したことが確め
られないからである。：その解答はノードアドレスの解
決された明白な指示を必要としない利点をしかしながら
有する。第２解答はノードによる実際の抑圧の疑いおよ
びそれ自身の活動の疑いのあらゆるものを除去するがし
かしながらそれは各ノードにアドレスレコーダの存在を
必要とする。

本発明によると、フレームの終）を既に画定された時間
で先行する瞬間から出発し、各フレームの）４ケツト領
域の隣接するフレーム間の重畳位置指定を避ける方法に
関しては、その瞬間からフレームの終シ迄アクセスライ
トを有するノードによるライン上の情報挿入は抑止され
る。

この既に画定された時間の存続期間はノード中のフレー
ム出発信号の確認の瞬間から出発し明かにカウントされ
る。

より詳細に述べると、既に画定された時間は伝播時間Ｔ
ｐに等しく出来る。この選択は新フレームのフレーム出
発信号が中断前に伝送されていた７４ケツト活動の後に
即刻従属するようになされることをまた確実にする。

この予想された活動中断はタイムカウンターの使用を只
単に必要として、それ故に何ら困難なくして履行される
ことが可能である。

もし仮にＭＡＵで再生されたクロック信号がタイムカウ
ンター用のクロック信号として使用されるならば、種々
のノード中のカウンター間の位相偏移の危険はなくなり
、従ってパケット活動の終シとフレーム信号の出発との
間の衝突の危険もなくなる。

その上さらに、重畳位置指定は竪固なフレームスロット
の必要なくして且つインアクティビティ時間期間を付加
することなしに回避出来て、高効率が維持出来るように
なる。

ノード構成に戻υますが、グーロックＭｍはここでは受
信器Ｒｘ及び送信器丁Ｘ（同期抽出手段、クロック信号
発生手段、ぎっしりつまっているビットの数の変化に対
するリズリエントパツファメモリ（ｒｅｓｌｌｉｅｎｔ
　ｂｕｆｆｅｒ　ｍｅｍｏｒｙ　）と協調する）、ロジ
ックネットワークＲＬ（受信された信号あるいは送信さ
れる信号の各々のデコーダ及びエンコーダと、より高い
レベルと受信器あるいは送信器間の信号交換を許容する
接続ネットワークあるいはＲＸからＴｘへ信号を前進さ
せること乙協調する）、及びＭＡＵとＮＣ０間の信号交
換を管理するインターフェイスＩＦ／によって図解的に
表現されている。

ブロックＮＣＵはＩＦ／と補対照をなすインターフェイ
スＩ　Ｆ２、ラインアクセスコントロール装置ＡＣＭ　
（情報抑圧及び既に予想されたアクティビティ中断によ
って接続された動作のコントロールで又委任された）、
・ｆケラトスイッチ情報トラヒックとサーキットスイッ
チ通信信号をコントロールする装置ＰＳ）Ｉ及び２ｓ類
のトラヒックを分離あるいは再結合し、ステーション方
向のインターフェイスＡＴＨを含む。

サーキットスイッチ通信に関係する情報の流れｔｉＡＴ
ＨからＡＣＭへ直接供給されることを再認識すヘキであ
る。ブロックＡＣＭはアクセスプロトコル手段ＡＰＲと
ストレージ手段ＭＥを含む。後者の手段は伝送されるべ
きパケット用及び受信されるノ（ケラト周部々のＦＩＦ
Ｏメモリ２個及びノードから出て行くあるいはノードに
入ってくるサーキットスイッチ通信に関する情報用のＲ
ＡＭメモリの２セツトを含むかも知れない。

ＡＰＩブロックの詳細なる記述には此の例が引用される
。

両者のブロック、ＭＡＵ及びＮＣＵ　Ｆｉ木本図面中示
されていないがローカルコントロール装ｆを含むより詳
細に述べると、　ＭＡＵ内のコントロール装実行する。

コントロール装置ＮＣＵ　ＦｉＮＣＵのサーキットを監
視するのみならずその上さらに、より一般的監初あるい
はアクセス、シダナリング及びプロトコルの物理的レベ
ルに直接関係せず従って即刻介在を必要としない管理課
題を実行出来る。

開本　＝　＃訃鹸力九蔀−姐羊住４ジ加」串−非沃懸　
富１　エートステーションの検知等である。

第２−３図はプロトコル実施例の２個の連続結′　合フ
レームを示し、アクセスオー〆は全ラウンドで同一であ
る。同図において情報抑圧は情報を発生したノードで実
行され、マスターノードは最後をラインへりけるノード
Ｎｎであること及び故障によるノードの切シ離しはない
ものと仮定している。

第２−３図り最初のフレームの）臂ケット活動性がノー
ドＮｊがアクセスライトを与えられている−０　方、中
断され且つ第２フレーム内で完成され、その間に又、中
断に関係するラウンドも完成される場合を示す。

これらの図面はＮｊの前にラインにアクセスを有するノ
ードＮｉの受信器で検知され九活動性を示し、且つＮｊ
の後にアクセスを与えられるマスターノードＮｎに関し
示している。Ｎｎの行為はＮｊ後に就任するあらゆるノ
ードの行為より大きく異るものではない。これとは対照
的に第弘−！図はノードＮｎがアクセスライトを与えら
れる間アクティビティが中断される場合を示し且つＮｎ
の受信器及び他の固有なノードＮｉの受信器で検知され
たアクティビティを示している。

本実施例ではアクセスプロトコルの応用に必要な命令は
： ＳＦ：フレームのスタート（種々の数字のＳＦ／　。

ＳＦ２．ＳＦ＆、ＳＦｂで示される〕 ＳＲ：パケットラウンドのスタート（種々の数字のＳＲ
／　、ＳＬｉ！　、ＳＲａ　、ＳＲｂで示される。）Ｃ
Ｒ：先行するフレーム中で中断された／ＩＦケットラウ
ンドの連続 ＳＣ：堅固な監理のサーキットのスタートあるいはノ母
ケット（堅固な管理に対しては我々はパウダ（ｐａｕｓ
ｅ）可能の存在については別として１例が全期間の間バ
ンド割当全必要とする通信に対して割り当てられたもの
を意味するニゲラフイック設備、ビデオ会議のような連
続性を必要とする非会話通信で与えられる。） ＳＣＶ　：動的管理のサーキットのスタート、即ち会話
通信用ＤＳＩ　（Ｄｉｇｉｔａｌ　５ｐｅｅｃｈＩｎｔ
ｅｒｐｏｌａｔｉｏｎ　）技術によって；ＥＡ：ノード
のアクティビティの終シ：この信号はノードに接続され
たターミナルが伝送すべき情ｔ４を持たない場合におい
てすらも伝送される（信号Ｓ　Ｃ、ＳＣＶ　、　Ｅ　Ａ
はノードアクティビティの詳細を示す第４図中に示され
ている）。

第２−６図でシンボルＣｘ　、　Ｐｘ　（ｘ　＝　１・
・・・・ｎ　）は個々のノードのパケットあるいはサー
キットアクティビティを示し且つＰｊ　　ｅ　Ｐｊ　　
ｐ　Ｐｎ＊、Ｐｎ＃は中断前後のノードＮｊとＮｎのパ
ケットのアクティビティを示す；フレーム上の点線で表
される小さいブロックＣ１Ｐはノーげによって挿入され
たアクティビティを示し且つ上方に向く矢印はノードで
抑圧されたアクティビティである：信号ＳＦ、２゜ＳＦ
ｂは図面明示のため先のフレームの端部にも示されてい
る。

ノードがアクセスライトを持たない限シは、述べられた
如く、ノードは過渡的アクティビティのあらゆるものを
受信し且つ再送信し、ノードに指示されたアクティビテ
ィを受信し且つ再伝送してアクセスライドを’ｂ−する
その瞬間をｇ識する全アクティビティを調査する。かぐ
して＠２，３図を考察すると、信号ＳＦの後、ノードＮ
ｉ、Ｎｎは１４ウズ１しでサーキットアクティビティＣ
／・・・Ｃ（１−／）及びＣＩ・・・Ｃ（ｎ　−／）各
々を検知する。

アクセスが到着した瞬間にはノードは自分自身のアクテ
ィビティ（及びＮｎの場合のフレーム信号）を挿入して
それを抑圧する回帰を待つ、受信器においてはこれはＣ
（１−／）とＣｔ及びＣ（ｎ−／）とＣｎ各々間のイン
アクティビティ期間Ｔｐの結果を生ずる。

ノードＮｌに関しては、アクティビティＣ１は後続のノ
ード（Ｃｎまで）のサーキットアクティビティに↓シ、
信号ＳＲ／及び先行するノードの１Ｒケツトアクテイビ
テイＰ／・・・Ｐ（ｉ−／）によって、あらゆる中断な
しで、従属される。それからパケットアクティビティ用
のＮｉのアクセスに対応して再びパウダＴｐがあシ且つ
それからＰ（ｌ＋／）より　Ｐｉ　　への７ぐケラトが
ある。Ｐｊ　　は第２フレームのフレームスタート信号
ＳＦ２によって直ちに従属される。

前記第２フレームで、サーキットアクティビティは第７
フレーム中におけるが如く実行される。

ノ９ケットアクテイピテイに関しては、信号ＣＲの後、
ノードＮｌがインアクティビティ期間Ｔｐ後の７クテイ
ピテイＰｊ　　を検知し且つそれからアクティビティＰ
　（ｊ　＋／　）　＝Ｐｎ　、信号ＳＲ，２等を検知す
る。

前記第２のインアクティビティ期間はこれから後に記述
される連続したイベントより理解されるように信号ＣＲ
の発生の非同期メカニズムに依存する。

マスターノードによるＣＲの送出後、Ｎｉ前のアクセス
ライトはいずれのノードも所有せず、信号ＣＲ後直ちに
それのバケツ）　Ｐｊ＊＊を挿入する。

これらのノクケットはそれから後続のノードのパケット
によりて従属される：信号ＣＲはリングに沿って、パケ
ットＰｊ　　％Ｐ（ｊ＋／）・・・Ｐｎと共に伝播を続
けてマスターノードによって抑圧される、その間一方に
おいてはＡ？チケットラウンドが完成されるまで伝播を
続行している。ＣＲの認識とＮｌにおけるｐ　１　＊＊
の到着間、Ｔｐに等しい時間期間が経過し、その期間内
にはライン（Ｎｉ視点より）上の７クテイピテイは全く
存在しない。

Ｎｉに説明された如く中断に関係されるノードＮｊにも
同様な説明が適用される。

対照的にノードＮｎはＣｎ　（！：　Ｓ　Ｒ／がノード
Ｎ／・−Ｎｊ　（Ｐｊ＊ｔで）の・々ケラトアクティビ
ティを検知後；該アクティビティはフレームの終シに関
してＮｊのパケットアクティビティの予期された中断に
よって、パウダＴｐ　Ｋより従属される。此のインアク
ティビティ期間後、Ｎｎは信号ＳＦλ（Ｐｊ＊はＮｊヲ
通る過程で抑圧されるので〕を最初に検知し、なお、該
信号ＳＦ２は第２フレームのサーキットアクティビティ
によって従属される。

ＣＲ後、Ｎｊはいまだにアクセスライト金持ち続けてお
シ、その情報をＣＲ後に列をなさしめているから中断な
しにｐ　ｊ＊＊を検知する。それから動作はＰ（ｎ−／
）とＰａ間のパウズＴｐヲともない、サーキット領域中
の如く連続する。

ノ９ケットアクテイビテイの中断が第≠図に示されるよ
うにＮｎのアクセス中にちょうど開始した場合、アクテ
ィビティＰｎ＊と信号ＳＦ、２が同一ノードによって挿
入され従ってＰｎ”、５Ｆ−２及び全サーキットアクテ
ィビティＣ／・・・Ｃ（ｎ　−／）が受信器で中断する
ことなしにＰ（ｒ−／）に後続するパウダＴｐの後に出
現する。Ｃ（ｎ−／）後、インアクティビティ期間Ｔｐ
が存在し、次にノードＮｎのサーキットアクティビティ
Ｃｎが続き、さらにＣＲ％Ｐｎ”　％　Ｓ　Ｒ−２及び
それから新ラウンドのノ母ケットアクテイピテイが続く
。

同様にノードＮｉにて第２フレームのサーキット＊＊ アクティビティＣａ後、ＣＲ，Ｐａ　　、ＳＲ，２、Ｐ
／等（第夕図〕が検知される。マスターノード−として
Ｎｎ　ｆ選択したのでノ９ケットアクテイビテイの中断
あるいは再開始に対応状況のパウダは中断がマスターノ
ードに関係する時、除去される。本図はＮｎがアクティ
ビティ期間終止真信号を送出した後にＳＦの送出の必要
性が出現した場合に発生・　　する、パケットアクテイ
ビテイの中断の無い状態は示していない。此の種のイベ
ントは少くとも発生しそれらにはなくてとにかく種々の
ノードの受信器における状況はＰｎ＊の代シにノードの
全パケットアクテイピテイＰａが存在し且つ第２フレー
ムのアクティビティＣｎがＳＲ２によって直ちに従属さ
れる等の事実は別として、第弘、！図のものに対して類
似である。

結論として、あらゆるノードにおいて銘々のサーキット
あるいはノ９ケットアクセス用のインアクティビティ時
間期間ＴＰ％即ち、銘々のラウンド用の時間Ｔｐが常に
存在する。その上さらに、マスターノードと異ったノー
ドのアクセスの間にパケットラウ／ドが中断される場合
には、ノ々ケットラウンドの中断に依存するインアクテ
ィビティＴｐの次に続く時間が存在する。引用された特
許出願の中に記述されたプロトコルを使用する同じサイ
ズの再形成可能なる母線ネットワークは銘々の・やケラ
トラウン「の中１１ｆｉあふ−は真間飴〉餉→ｈに卦い
てインアクティビティ時間Ｔｐ　ｋ提供する（従って、
平均としてはｌフレームにつき２Ｔｐのインアクティビ
ティ）。より高圧の階層側レベルの装置によるノｆケッ
ト伝送の適当なる管理戦略では・ぐケラト領域がパケッ
トラウンド（一般的に２連続ラウンドの２フラグ信号よ
りの結果となる）に平均的に対応するべくなされること
が出来ることを考慮に入れると、平均的リングネットワ
ークは母線ネットワークに関してもう一つのインアクテ
ィビティ時間Ｔｐを銘々のフレームにシいて提供する。

伝播速度がよμ５Ａｘ１程度の場合を考えてみると、３
バイトタイム（ｔｈｒｅｅ−ｂｙｔｅ　ｔｉｍｅ　）　
（／　４ｔθＭｂ　ｉ　ｔ／ｓの伝送速度では／　！；
　Ｏｎｓに相応する）に対応する各ノードにおけるノク
ケット処理時間は、数十キロメートル及び！Ｏノード時
間期間Ｔｐ　ｆ：有するネットワークに関しては約６Ｏ
μＢとなる。

７１／　−！ｊ’　−／　Ｏｍｍ　（効率とオーパラッ
プヲ避ケる必要性間の非常に良き妥協であって、前者が
フレーム信号とパウダの影響を減少するために長いフレ
ームを必要とするであろうし、且っ又、後者においては
短いフレームで得る方がよプ簡単であるから）、リング
ネットワークは経済的見地が基本である場合の応用で問
題なしに許容される、追加インアクティビティ時間約０
．／％のために、母線に関しては効率減少を呈する。も
し仮にノードが故障の結果として光学的バイノクスによ
って切シ離された場合、考察された最後の信号Ｅｋが他
の命令（より詳細にはｓ　ｃ　、　ｓｃｖである〕によ
って従属されないので、次のノードがかかる事実を認識
するだろう。

ノードが番号の符号化と共に情報全伝送しない場合には
、隔絶されたノードの後に続くノードが下流方向ノード
にノードの欠如を認識させるための時間Ｔａ後にアクテ
ィビティを挿入するだろう。

インアクティビティ時間Ｔａは数バイト（即ち、≠）の
時間を持つことが出来、従ってたとえ沢山のノードが切
シ離されたとしても極端な効率減少が存在しないように
なる。

他方において、インアクティビティノードの長い順序は
パウダＴｐで混乱を生じない。何故ならば時間Ｔａはパ
ウダＴｐが生じない（即ち、　Ｔａは関心のあるノード
に先行するかあるいは後続するかのいずれかである２ノ
ードのアクティビティ間に生ずる）瞬間に出現するかあ
るいはＴｐ　（アクセスライトを有するノードに即刻先
行している単一ノードあるいは複数ノードの）と共に存
在する瞬間に出現するかのいずれかである二両者の場合
は認識するのに容易である。

ノードの中のサーキットアクティビティ組織の如きに関
しては、異った見地が考慮に入れられるべきである。最
初に先づ、一般的には沢山のターミナルがノードに接続
され、従って銘々のアクティビティ期間Ｃは通信（即ち
、チャンネルの多数）に関係する情報を含み、且つ、各
フレーム中では必ずしも全部が７クテイピテイではない
。その上さらに、多数の通信（よυ特定的には会話通信
）が動的に管理されることが出来、即ちＤＳＩ（Ｄｉｇ
ｉｔａｌ　Ｓｐ＠＠ｅｈ　Ｉｎｔｅｒｐｏｌａｔｉｏｎ
　）に似た方法を応用し、バンドはこの／箇がアクティ
ビティである時のみに通信に対して割シ当てられるよう
になる；対照的である他のもの（データ通信、即ちグラ
フィックサービス、ビデオ会議等の如き非会話サービス
の通信を意味する）はそれぞれの通信に対する永久的バ
ンド割当を必要とする。従って同一アクティビティ期間
中の柚々なるチャンネルを識別することのみならず又、
アクティビティ及びインアクティビティチャンネル間の
識別及び動的あるいは竪固なる管理を有するチャンネル
間の識別をなすことにも必要である。

個別のチャンネルの識別のために、それらの銘銘は番号
の一対を割り当てられることが出来る、そＣ７箇はノー
ド番号を指示し、且つ、他の／箇はアクティビティ期間
内のチャンネル位置を指示する。

これらの番号は接続確立時コーリング（ｃａｌｌｉｎｇ
）ノード対コールド（ｃａｌｌｅｄ　）ノードによって
通信されるだろう、且つ、その期間中維持される；とれ
は受信位相中のチャンネル識別の分布管ｑ６非常に簡単
な方法にする。

動的管理チャンネルに関しては、サービス品位全会話及
びデータサーキットスイッチ通信の両者に対して便利な
らしむるために会話通信には閉そく戦略が適応され、本
発明に工名とそれは高次番号のノードの損失を濃縮す・
る。この非同時性はアクセスを簡単化する。事実、銘々
のフレームにおいて、既に存在する会話チャンネルをカ
ウントすることは銘々のノードに対して充分であって、
且つ、仮にそれらの番号が既に画定された最大数番号に
達していない場合にのみ、新しい会話チャンネルを伝送
することが出来る。カウントすることはλタイプの通信
に関係する情報の始まりが異った信号によって指示され
る事実により簡単化される。

第４図に記述され九組織の例では、ノードＮ／のアクテ
ィビティ期間にふされしく、このノードはＣＩ／・・・
Ｃ１７で指定された７チヤンネルを処理するはずである
。明瞭にするために信号ＳＣ％ＳＣＶは対応するチャン
ネル番号に関連したものである。

これらのチャンネル中において、　ＣＩ／　、　Ｃｌ３
及びｃｔｔは進行中のデータ通信に対して、即ち、割シ
当てられ、且つ信号ＳＣ／、ＳＣ２及びｓｃ、ｔによっ
て先行される；チャンネルＣｉ乙は使用されなかったチ
ャンネル（対応するターミナルが進行中の通信を所有し
ていないから）であシ、従って信号ＳＣ６のみが伝送さ
れるだろう。

他の３チヤンネルは会話チャンネルであって信号５ｃｖ
３　、　ｓｃｖ≠、　ＳＣＶ？と協調する。チャンネル
Ｃ淳は臨時的インアクティビティと推定する、即ちなぜ
ならばソースはノ４ウズ状態にあって且つ信号５ｃｖ４
ｔのみが存在されるだろうからである。

ノ譬ケットアクテイピテイも又、銘々の通信のノクケッ
ト前、信号ｓｃ′Ｊ＆：伝送することによって組織化さ
れる；サーキット活動性に関しての差異は、ノ母ケット
が常に目的地アドレスを含むから、チャンネルアクティ
ビティ欠如は信号化されない。

第７図の−２ａ　ｍ　−２ｂ　ｅ　３ｍ及び３ｂはＭＥ
よりＩＦ、２（従ってＩＰ／へ及びＭＡＵ　、第７図参
照）及びその逆の／ヤケットとサーキット情報を運ぶワ
イヤを示す。

ブロックＡＰＨＦｉ、２フレーム領域間アクセスをコン
トロールする種々なる装置の一セット及び該領域と独立
に動作する多数の装置を含む。

その後者の装置は；マスターノードの場合の送信ＭＡＵ
　、フレームシグナル発生器Ｆ　Ｇ　ｓ信号ＳＦ。

ＳＲ，ＣＲの送出の命令ＳＦＥ　、　ＳＲＥ　、　ＣＲ
Ｅである：情報抑圧のコントローラー〇Ｅ、抑圧される
情報の再伝、送金不可能ならしむる信号Ｎ０ＲＫＴＲの
送信ＭＡｔＪ　：ノード（信号Ｎ０ＤＣ）の発生された
アクセスを信号化するサーキツｌ−ＳＮＡ　：両フレー
ム領域内のノードのアクセスライト金認識するロジック
ネットワークＡＲ。

／々チケット関係するＡＰＨの部分は受信を管理する装
置ＰＲＣ及びロジックネットワークの一対ＰＴＣ。

ＤＴより成立する伝送管理装置を含む。

ロジックネットワークＰＴＣはＭＥより既に詳述された
様式を有するラインへパケット転送を管理するに必要な
る信号をＭＡＵ及びＭＥで交換する。

ＰＲＣの受信部分はノ＋ケットヘッダー（ｐａｃｋｅｔ
ｈｓａｄｅｒ　）内にコード化されたアドレスを基礎上
において、／譬ケットが属するステーションへ前進せし
められるノぐケラトを認識することでｓｂ、且つ、正し
く受信された・ｆケラト（即ち、衝突の対象とならない
パケット）のＭＥ内の臨時ストレージ及び前進させるべ
く必要なる信号をＭＡＵとＭＥで交換することである。

従って、この動作のためＰＲＣはワイヤ２ｂに接続され
且つその上にフレーム信号をＭＡＵより受信する。

サーキットスイッチ通信を扱うＡＰＨｆ）部分も又、送
受信をコントロールすべく意図された装置の２セツト内
へ分割される。伝送コントロール手段は伝送を管理する
ロジックネットワークＣＴＣ及びその上さらにロジック
ネットワークＤ８Ｉｉ含み、該ＤＳＩは動的に熟理され
るべきサーキットスイッチ会話通信の存在の場合におい
ては、ラインのバンド利用性に従って相応の情報の伝送
を可能ならしむるかあるいは可能ならしめない。

該ロジックネットワークはＳＦによる各フレームでリセ
ットし、ＳＣｖあるいは５ＣＶＥ　（信号ＳＣｖ送出命
令）をカウ／トシ且つＭＥを不能にする信号ＸＣＴＸＤ
　Ｔｈ−実行信号として発生するカウンターを含む。カ
ウンターに存在する内容によってＶＣＴＸＤは伝送され
ることの出来る最後のチャンネルかあるいはもはや伝送
されることが出来ないチャンネルがそのいずれかを指示
するかζ知れない。後者の場合は、ＭＥのリード（ｒｅ
ａｄ　）命令はＸＣＴＸＤの発生を許容するように遅延
されねばならない；前者の場合は、その発生から後続の
フレームの始まシ迄利用可能金維持するレジスタ内にＸ
ＣＴＸＤ　２ストア（記憶）することは充分であろう。

受信部分（サーキツ）　ＣＲＣ）は、それらが属するノ
ードへ前進させられるサーキットスイッチ通信に関係す
る情報の流れを有するＭＥへワイヤ３ｂよりの転送をコ
ントロールすることでアル。

第７図に示される種々なる信号の意味することは、仮定
下において、可能なるサーキット実施例のプ０ツクＦ　
Ｇ　、　ＣＥ　＃　ＳＮＡ　、　Ａ　Ｒ、ＰＴＣｅ　Ｐ
ＲＣ。

ＣＴＣ及びＣＲＣが示される第♂−／乙図の詳述よジノ
結果であシ、該仮定はマスターノードはノードＮｎであ
ること、フレーム信号発生器はあらゆるノードに存在す
ること及びコードＮｎが情報抑圧を実行するように送信
ノードの順次番号は明白に送信されないことである。

あらゆるこれらの図面における参照ＣＫＳはクロック信
号を指示し、ＭＡＵで供給されたものであシ且つ既に再
同期（あらゆる他のノードのクロックがロックされて従
ってローカルノード発振器によって発生された信号でま
さにあるだろうマスターノードのクロックは別として）
されたクロックである。マスターノードは信号ＦＧＡが
活動的（即ち、ロジックレベルｌにおいて）である只１
個のものであって、該信号は再同期に影響を必要とする
かあるいは必要としないかいずれかを示すためにユニッ
トＭＡＵへ又送られる。

第に図においてフレーム信号発生サーキットＦＧは命令
ＳＦＥ　、　ＳＲＥ及びＣＲＥを発生する三ニレメン）
を含む。かかる命令は信号ＦＧＡによって可能ならしめ
られた３個の２人カア／ドグートＰへｐ２　、ｐ３の出
力に存在する。

フレーム期間が一定であることを考えると、ＳＦＥは７
個のカウンターＣＮ／によって発生され、フレームの期
間２に対応する数までＣＫＳの・９ルスをカウントする
。

ＳＲＥ及びＣＲＥ発生に関して２個のセット−リセット
フリップフロップＦＦ／　、ＦＦ２がある。

最初はＮｎ　（信号がサーキット領域端と一致する）の
サーキットアクティビティに相応する信号ＥＡのＭＡＵ
による送出の原因となシ、アクセスライト再認識のため
のロジックネットワークＡＲで発生された信号ＥＡＥＣ
によってセットされ且つフレームスタートフラグ信号に
よってリセットされる；ＦＦ／の出力Ｑは第２人力がＦ
Ｆ２の出力可に接続されているアンドダートＰ４Ｌのｌ
入力に対して接続されている。

ＦＦ、２は順次に信号ＳＲによってセットされ且つ信号
ＥＡＥＰ　（パケットラウンドの終シに一致し、ツート
ノ４ケツト活動性に相応する信号ＥＡの送出の命令）に
よってリセットされ且つ第２人力信号ＥＡＥＣにおいて
受信するアンドｒ　−）　Ｐ　ｊのｌ入力に対して接続
された出力Ｑを有する。詳述される配列によってゴール
へ到達されることが明がである：事実ノ（ケラト領域中
では、もし仮に先行する）音ケットラウンドが完成（即
ち、もしもＦＦ、２がＥＡＥＰによってセットされた場
合）されるならば信号はＰｊ従ってＰ２の出力、に存在
する；もしもノクケットラウンドが始まって（即ち、も
しもＦＦｊの出力可がＳＲによって活性化された場合）
且つ完成されなかった（信号ＥＡＥＰが未だ送出されな
い）ならばＰｊ及びＰＪの出力に信号が存在する。

全ネットワーク中の単一の発生器ＦＧの場合は３グー）
Ｐ１・・・ＰＪは明かに不必要である。

第り図にてサーキットＳＮＡはｆ−）Ｐ４の出力として
信号Ｎ０ＤＣ’に発生し該ダートはその入力においてノ
ードの活動性の終りの信号ｍＡあるいは隔絶されたノー
ドの検知を許容する時間Ｔａの期間満了を示す信号Ｔ　
ＩＭＯＴＡを受信する。信号ＴＩＭＯＴＡはＴ＆に対応
する数までＣＫＳのパルスをカウントするカウンターＣ
Ｎ２の実行として発生される。へは信号ＳＦあるいはＳ
ＲあるいはＣＲあるいはＦＡ（ダートＰ７）によってス
タートされ且つリセットされ且つ信号Ｓ　Ｃ、ＳＣＷ　
、　ＡＢＯＴＲ（第７図のＤＴによって送出され、ノタ
ケットアクテイビテイ中断を指示する）及びＮ０ＲＥＴ
Ｒ（ノードがアクセスライ）１−有する場合、ＣＥによ
って発生される）の１個によってストップされる。

これらの信号はＯＲゲートＰ♂を通シＣＮ２へ供給され
る。

ＳＣ％ＳＣｖによるカウント中断は正常動作状態に対応
する。　Ｎ０ＲＥＴＨによる中断は／あるいはそれ以上
のノードの非存在として考えられることより、アクセス
ライトを有するノードの時間Ｔｐ　（第３図）間のアク
ティビティの欠如を守る。同一効果は送出してしまった
ものの次のノードに関するＡＢＯＴＲによる中断を有す
る。信号ＣＲに続く・クウズの間のカウントの中断はＡ
ＢＯＴＲｇ送出してしまったものに先行するノードに関
してはかかるノードが該期間アクセスライトラ有せず従
って信号Ｎ０ＤＣは影響を有しないので、意図されない
。

情報抑圧サーキツ）ＣＥ？表わす第１０図において、セ
ット−リセットフリラグ−フロップＦＦ３の出力Ｑ側に
ノード送信器を不能にする信号Ｎ０ＲＥＴＲが存在する
。ＦＦ３はＯＲグー）Ｐ９を通り、信号ＣＡＣＲＩＧ　
、　ＰＡＣＰ、ＩＧ　（サーキットあるいはパケット領
域各々のアクセスライトを示す〕、ＲＥＳＳＰＴＸ　（
中断後回開始されていたパケットアクティビティを示す
）あるいはＳＦＨによってセットされる。後者の信号は
そのアクティビティの除去を許容するべく、マスターノ
ードＮｎに役立つ。

信号Ｎ０ＲＥＴＲはアクティビティエンドフラグ信号Ｅ
Ａ（もしもノードがＮｎでない場合）あるいはそのよう
な信号及び次のフレームシグナル（もしもノードがＮｎ
である場合）の発生された抑圧まで活動的に維持される
。これに加えて、　Ｎｎと異ったノード中においてフレ
ーム信号は通過させられ（即ち、再伝送される）ねばな
らない。その故にＦＦ３のリセット入力はコ入力ＯＲゲ
ートＰ１０の出力へ接続される。第１番目の入力はアン
ドゲートＰ／の出力へ接続され、Ｎｎ　（信号ＦＧＡ　
）より異ったノードに関してのみ可能ならしめられて、
ＯＲグー）Ｐ／、２の出力において存在する信号ＳＦ、
ＳＲ，ＣＲをＦＦ３に供給する。

Ｐｌｏの第２番目の入力はＡＮＤダートＰ／３の出力に
接続され、ＰＩ３は別のフリップ−フロップＦＦ≠の出
力に接続された第７番目の入力を有し且つ第２番目入力
で信号ＳＣあるいは５Ｃｖ（ＯＲダート及び２人力グー
）Ｐ／≠Ｏ）を受信する。ＦＦＩＩＬはＦＦ３の出力Ｑ
Ｋ接続されたリセット入力及び２人力ｒ−）Ｐ／弘に接
続されたセット入力へ接続されたリセット入力を有する
。

Ｐ／ｌｌ−の入力は２個のＡＮＤゲートＰ　／　ｊ　、
　Ｐ／、ｇの出力に接続され、該出力の第１はノードＮ
ｎに関してのみ活動的であって他方はＮｎインバータＩ
／と異ったノードに関してのみ活動的である。

２個のダートは信号Ｎ０ＲＥＴＨによってフレーム信号
ＣＰ／Ｊ″）あるいは信号ｐＡ（Ｐ／＆）を通過するべ
くエナプルされる。

此の配列は上記様式で情報抑圧を許容する。事実Ｎｎと
異ったノードに関しては信号Ｎ０ＲＥＴＲは信号ＥＡの
検知より後続するノードの信号ｓｃ。

ＳＣＶの到着まで活動的である；そして後続するノード
に相応する第１番目の信号Ｓ　Ｃ、ＳＣＶにょっ　　′
て不活性化される。

第１１図にて７４ケツト伝送を不能にするサーキットＤ
Ｔはノード受信器においてフレームスタートフラグ信号
の検知から時間２−↑ｐが経過した時信号ＡＢＯＴＲ’
ｉ光発生ることである。ＤＴは従ってカウンターＣＮ弘
で成立し、ｚ−Ｔｐに対応する数に到達するまでＣＫＳ
のノ４／Ｉ／スをカウントすることによってセット及び
スタートされる。

マスターノード中にはＺ　−Ｔｐのカウント中のエラー
のため、ｐＪ？ケット伝送の命令とＳＦの伝送用のＳＦ
Ｋ要求の同時受信からＭＡＵを守ることが必要である。

即ち、ノード不活性化の几め％ＴＰ期間の変化による。

此の目的のためＣＮ≠の実行はＮｎと異ったノードに関
してのみ信号ＡＢＯＴＲとして用いられ、一方Ｎｎは信
号ＡＢＯＴＲとして信号ＳＦＥ　を用いる。これはＯＲ
ダートＰ、２乙によって得られ、その入力はＦＧＡ　（
インバータ／３）あるいはＣＮ１ｌ−あるいは信号ＳＦ
Ｅの実行を通過ならしむるＦＧＡによって各々エナプル
＜ｎ＋ｕａのハロゲートＰＪ７゜Ｐ２♂の出力に接続さ
れる。

ノードによる数Ｔｐの獲得は集中化あるいは分布された
モードで管理されることが出来る。第１の場合、初期動
作中及びそれからネットワークサービス中、周期的にＮ
ＣＣはラインへ送られるノ々ケットを生じしめ、・母ケ
ットを受信する際の遅延を測定し且つあらゆるノードに
対する時間を通信する。

第２の場合、時間Ｔｐは前のようにＮＣＣによって初期
動作フェイズの間、決定され、一方正常動作中第１２図
にてアクセスライト認識に関するロジックネットワーク
はアクセスライトがサーキットあるいはパケット領域で
各々認識される場合、ノードが中断された１４ケツト伝
送を開始する場合の信号ＲＥＳＰＴＸ　（ＰＡＣＲＩＧ
の代シに）及びフレームスタート旗信号との衝突を避け
るように・譬ケット伝送を遮断する信号５ＴＯＰＴＸ　
（常にＰＣＴ方向）を発生するととである。

アクセスライトを検知するべくカウンターＣＮ３はＳＮ
Ａ　（第り図）によって送出された信号Ｎ０ＤＣをフレ
ームスタート信号あるいはパケットラウンドスタートＳ
Ｒよ）スタートしてカウントする。

信号Ｓ　Ｒ、ＳＦ＃１ＣＮ３へ少しばかシ遅れて（即ち
、ＮＯＲダートＰ／ＰＨＩって指定されたそれらのひき
ずっている端に相応の状態で）供給され、その理由に関
しては下記に吟味されるだろう。

ＣＮ３の引き続きのカウントはコンパレータＣＭ／へ供
給され、該コン１４レータはノードの連続番号でそれを
比較し２個の数が等しい場合にパルスを送出する・ ｃＮ３（Ｄ出力は）譬うレルーインノ母うレル−７ウト
レジスターＲＥ／の入力へ又、接続され、　ＲＥ／は先
行するノ々ケットラウンドの間ＣＮｊによって到達され
るカウント数を信号ＳＦあるいはＡＢＯＴＲ（ｆ−）Ｐ
ＨＩ）に相応の状態でストアする。

ＣＮｊがリセットされるための遅延はそのようなカウン
ト数ＩＲＥ／への転送を許容することの必要性によるも
のである。

ＡＢＯＴＲ後のＳＦの到着はＡＢＯＴＲが第り図のＳＮ
Ａ中の信号Ｎ０ＤＣのカウントを停止するので、ＲＥ／
中の状態をｉ化させない。

ＲＥ／中のストアされた数はラウンド中断の場合にアク
セスが伝送を中断させねばならないノードに対して再び
獲得されるように、信号ＣＲあるいはＣＲＥ　（グー）
Ｐ／り〕の到着において再びＣＮｊ内にロードされる。

ノードによるアクセスライトをｃＭ／が一度かつて認識
した場合、その出力信号はＣＡＣＲＩＧ　ｐＰＡＣＲＩ
Ｇ　ＴｏるいはＲＥＳＰ’ｒＸ　ヘ、そのケースにつれ
て伝送される。此の目的のためにＣＭ／の出力は２個の
ＡＮＤゲートＰ２０　、Ｐ２／の入力へ接続され、その
第２番目入力はフリップ−フロラｆＦＦｊにおける出力
Ｑあるいは互へ銘々接続される。ＦＦ、ｔはセットで入
力信号ＡＢＯＴＲあるいはＳＦ及びリセットで入力信号
ＳＲあるいはＣＲあるいはＣＲＥ　をＯＲグー）Ｐ２２
’を通って受信し、その出力Ｑはサーキット領域で活動
的であシ、且つその出力可はフレームの／４ケット領域
で活動的であるようになる。結果としての信号ＣＡＣＲ
ＩＧはＰ、２０の出力に存在するけれども−１Ｐ２１の
出力信号は新アクセスかあるいは中断されたアクセスの
遂行かどちらかをａ別するべくさらに処理される。。

此の目的のためにＰ２／の出力はさらに２個の瓜ゲート
Ｐ２３．Ｐ２１Ａの入力に接続されてインバータＩ２を
通りフリップ−フロップＦＦ乙のセット入力に接続され
、該ＦＦＡはそのリセット入力において信号ＥＡＥＰ　
を受信する。

ＦＦ乙はアクセスライトの認識の瞬間よりノードＩ４ク
ットアクテイピテイの完成迄ｒコによって導入された遅
延に従ってセットされる。Ｐ２３の第２入力はＦＦ乙の
出力Ｑに及びＰ２≠の第２人力はＦＦ４の出力画に接続
される。

従ってＰ２３とＰ２≠の出力信号は信号ＰＡＣＲＩＧ。

ＲＥＳＰＴＸである：即ち、もし仮にＦＦ乙の出力可が
ノードのアクセスライトに対応もて活動的である場合、
これは先行するパケットアクティビティを完成しておシ
且つ従ってそのアクセスは新アクセスであス：＃π出力
０充沃［ｆｈ藺外瓜げノーｖＨ了りセスを完成していな
かったし且つ従って先に中断された活動性は開始される
。

Ｉ２はＰ２／の出力の活性化の瞬間においてＦＦ乙の出
力Ｑ′を今だに活動的であるようにする大め必要なる遅
延を導入する。

ｙｙｇの出力ＱはＡＮＤグー）Ｐ、２ｊの入力にも接続
されその第２入力はＰ／Ｉｒの出力に接続されている。

ＰＨＩの出力信号は信号５ＴＯＰ’ｒＸである：つｔ、
ｂこのような信号はノードがアクセスライトを有する間
に信号ＳＦあるいはＡＢＯＴＲが到着すれば送出される
。

第７３因でパケット伝送をコントロールするサーキツ）
　ＰＴＣは、最初のビットがＯ及びその他がｙピットで
あるビット形態ＰＴＸＥＴＡＯ−ＰＴＸＳＴＡｙ　ｆ・
母ケットの伝送されることの出来る最大番号に等しく、
／の場合はラウンドの間ラインへ実際上前進させられる
・臂ケットを示す、番号の状態で受信するシフトレジス
タ５Ｈ７を含む（／におけるピットは全部連続的である
。何故からは既にレーートされた如く、ノードの）臂ケ
ットアクテイピテイ内の不活性チャンネルは存在せず且
つこのような／におけるビットはＰＴＸＳＴＡ０後最も
重要である。

Ｓｎ２はパラレルロード命令として信号ＰＡＣＲＩ　Ｇ
を受信し且つ最重要位置へのビットシフト用命令として
信号ＮＥＸＴＰ　’ｉ受信しこれによってＭＡＵは新バ
ケツ）４Ｍ求する。）。

ＳＨ／のあらゆるセルの出力はＯＲゲートＰλりに接続
されその出力信号は伝送される（即ちＳ’）Ｉ／内／の
ビット）・母ケットが存在する限シ／であシ、一方Ｏの
パッセージ（ｐａｓｓａｇｅ　）はノードのノ９ケット
活動性の終りを示し且つインバータＩ≠を通ってＥＡＥ
Ｐの送出を生ずる。

膳ゲートＰ３０を通りてＰ２りの出力信号はライン上の
パケットの前進をエナプルする信号ＰＴＸＥＮＡとして
ＭＡＵへ転送される。その上さらにＳＲ／の出力におい
て与えられた瞬間に存在する形態の最重要なるビットは
信号５ｃＥ２構成しこれによってＰＴＣはＳＣの送出１
ｋＭＡＵに請求し且クワイヤ２ａ上のノクケットを前進
するようにＭＥに依頼する。

Ｐ２Ｏの第２入力はセット−リセットフリップフロップ
ＦＦ７の出力に接続され、該ＦＦ７はＯＲダートＰｊ／
を通シＡＲ（第１０図）によって供給される信号ＰＡＣ
ＲＩＧあるいはＲＥＳＰＴＸによってセットされ且つ信
−号５ＴＯＰＴＸ　、これまたＡＲあるいは信号ＫＡ（
ＯＲｆ−トＰ１００）によって供給される、によってリ
セットされる。

Ｐの出力信号はワイヤ２ａにわたって前進するバケツ）
１ブロツクするためにＭＥへ前進させられた信号ＩＮＴ
ＸＰを構成する。信号ＲＥＳＰＴＸはＳＴ（／の内容の
パックシフト（ｂａｃｌｃａｈｔｆｔ　）　’にコント
ロールする。この配列によってロジックネットワークＡ
Ｒがそれが属するノード用の信号ＰＡＣＲＩＧを送出す
ると、もし前記ノードが送出（／でビットＰＴＸＳＴＡ
／　、少くとも）するパケットを有するならば、ＰＴＸ
ＥＮＡが即座に送出され、ＭＡＵがバケツ）？依頼し得
るようになる；その上さらにビットＰＴＸＳＴＡＯが０
ならば信号ＳＣＥは未だに０である。

ＭＡＵが信号ＮＥＸＴＰ　ｉ送るとＳＨ／内のビットシ
フトはＰＴＸＳＴＡ／　Ｋ最重要出力をもたらし、ｓＣ
Ｅは／へ・譬スし且つＭＡＵによるＳＣの伝送を生ずる
ようになシ且つＭＥによって最初のバケツ）　ｇ　ＭＡ
Ｕへ前進させる原因となる。ラウンドが中断されない仮
定下では最後のパケットの伝送迄とのような方法で動作
は続行する。後続する信号ＮＥＸＴＰの到着にあたりＳ
Ｒ／内／のビットはもはや存在せず従ってＰ２り及びＰ
２Ｏの出力はＯヘパスし且つＥＡＥＰはｌへＩ々スしこ
れによってＭＡＵに対する伝送の終シを信号し、該ＭＡ
Ｕは信号ＥＡを送る０図よりしてノザケットなきノード
は只単に信号ＫＡＥＰを送るのみであることが即座に推
論される。

ラウンドの中断の場合は、Ａ３（ｇ１０図）による５Ｔ
ＯＰＴＸの送出がＭＥＫよって前進されたパケットの中
断を生じ且つＰＩ３の出力が今現在／であるにもかかわ
らずＰＴＸＥＮＡが０になる原因を生ずる。伝送はＲＥ
ＳＰＴＸの到着で再開される：この場合、伝送が完了し
てい表い・母ケットの損失を避けるためにＲＥＳＰＴＸ
　Ｉ／ｉＳ　Ｈ／の内容の位置によってＮｌｉ：ＸＴＰ
到着の際に伝送が中断点から再開始出来るようにパック
シフトを生ぜしめる。これは５ＴＯＰＴＸでブロックさ
れる、伝送されたノぐケラトのカウンタの、ＭＥ内の存
在を明かに設定する。

第１３図は信号訃のＰＣＫ　（対照的に第７図にＰＴＣ
の入出力において示された）を示さず、該ＥＮＤＰＣＫ
はパケットの伝送の終＃）１に信号し且つＭＡＵへＮＫ
ＸＴＰ送出を生ずるよう送られるものである。

第１弘図でパケット受信をコントロールするロジックネ
ットワークＰＲＣはパケット（ワイヤ２ｂより抽出され
た）の目的地アドレスをコードするビットを連続してロ
ードするシフトレジスタ５）Ｌ２を含み、核ＢＨ２は一
度ローデイングが完了するとそれらをノードのアドレス
が布線されるコントロ−ルＣＭ、２へ供給する。

このようなビットはＱＮがアドレスビットの最後である
、ＱＯ・・・ＱＮによって表示される。

ＢＮ２に関するリセットは銘々のパケットにパケットの
始まシを示す信号ＢＥＧＤＡＴによって供給される。こ
のような信号は信号ＳＣ（パケットのスタートを示すた
めにＭＡＵによって供給された）を入力において受信す
るＡＮＤゲートＰ３２を通って発生され且つＳＲあるい
はＣＲ（ゲートＰ３３）によってセットされ且つ８Ｆに
よってリセットされるセット−リセットフリップフロッ
プＦＦｇの出力Ｑに接続されたもう一方の入力を有する
。

ＳＨ，２用のシフト命令はクロック信号ＣＫＳによって
与えられる。ＣＫＳはＡＮＤゲートＰ３１Ａｆ通ってＳ
Ｈ２へ供給され、Ｐ３ｔｌ−の第２人力はセラ）−リセ
ットフリップフロップＦＦりの出力に接続され、ＦＦり
はＢＥＧＤＡＴによってセットされ且つ信号ＳＦあるい
はＳ　Ｈ２（ピットＱＮ）内のアドレスのロードの完了
によりてＯＲゲートＰ３Ｊ″を通）リセットされる。

アドレス品位を示すコンパレータＣＢ１２の出力信号は
ＭＥ内にノぐケラトのストレージをエナプルする信号５
ＴＯＰＣＫ　ｉ構成する；同じ信号５ＴＯＰＣＫはセッ
ト−リセットフリップ−フロップＦ　Ｆ　／　Ｏ’に通
〕λ個のＡＮＤダートＰ３ｔ、Ｐ３７をエナプルする。

Ｐ３７！；はＯＲグ−トＰ３ｒｋ通ッテ信号ＳＣあるい
はＥＡを受信し、一方Ｐ３７は他の入力で信号ＳＦを受
信する。信号ＰＡＣ８ＵＣ及びＡＢＯＰＣＫはこのよう
なダートの出力に存在し且つ／４’ケットが正しく受信
されたか否かを信号するためにＭｌへ送られる：同じｌ
信号は０Ｒｆ−）ＰＪざを通シ且つＦＦ１０を通ってＰ
Ｊ１．及びＰＪ７を不能ならしむる。信号ＢＥＧＤＡＴ
の最初の発生は５ＴＯＰＣＫが未だ送出されていないの
で不能であるＰＪ乙に何等影響金与えないことは明瞭で
ある。

第１Ｊ″図でサーキットスイッチ情報伝送をコントロー
ルするロジックネットワークＣＴＣは３セクシヨンを含
み、第１はこのような情報に関する伝送メモリのコント
ローラをＭＥ内でエナプルするため信号ＣＥＮＡＴＸＸ
１・・・（ＪＮＡＴＸｈ　（ｈ　＝　１・・・）’　Ｋ
　割当てられたチャンネルの最大番号）を発生するべく
意図されておシ、第２はワイヤ３ａのＭＥによって転送
された情報のＭＡＵによる伝送をエナプルし且つノード
の活動性の終シヲ信号する、それから第３は通信が堅固
あるいは動的に管理されているかに従って信号ｓ　ｃ　
、　ｓｃｖの伝送’ｉｉ　ＭＡＵ内でコントロールする
。

第１セクシヨンはｈポジションを有するシフトレジスタ
ＳＨｊより成文し、８Ｈ３はＣＡＣＲＩＧでエナプルさ
れ且つロジックｌをその出力に順次に与えるように履行
され、ＭＥ内の対応するメモリによるチャンネルに相応
する情報の送出を請求する念めにＭＡＵによりて送られ
たシフト命令ＮＥＸＴＣＨ（ポジションｈよリージショ
ンｌの方へ）の到着の瞬間からスタートする。

第２セクシヨンは第７３図のＳＨ／に類似であるシフト
レジスタ８Ｈ４ｔで成立し、ＳＨ弘はＳＨ／がＰＡＣＲ
ＪＧ及びＮＥＸＴＰによってコントロールされる同様な
方法で信号ＣＡＣＲＩＧ及びＮＫＸ’ｒ’ＣＨによって
コントロールされる。ＳＨ≠の出力はＰ２り（第３図）
に類似なるＯＲグー）Ｐ弘Ｏに接続され、その出力信号
は信号ＣＴＸＥＮＡを構成し、及びＩｔ内でインバート
され、信号ＥＡＥＣ’ｌｉ構成する。

このような信号は第１３図のＥＡＥＰ及びＰＴＸＥＮＡ
と同様な意味と同様な効果を有する。

その上さらに最重要ピッ）　（ＣＴＸＳＴＡｏ）に対応
するＳ’ＨＩＩ−の出力の各瞬時において存在する信号
は伝送されるチャンネルの活動性の状態を示す信号ＣＨ
８としてＭＡＵへ送られる。非活動性の場合はＣＨ８の
ロジック値ＯがＭＡＵとデータ転送用メモリ間の接続の
樹立を妨げる。もちろんサーキット活動性が中断されな
いのでＳＨＥ内のようにパックシフトの可能性は存在し
ない；その上さらにサーキットの臨時的不活動は活動的
サーキットの中に存在出来るのであらゆるピットＣＴＸ
ＳＴＡは／あるいはＯになることが出来る。

第３セクシヨンは５Ｈ４ｔに類似のシフトレジスタＳＨ
Ｊ″を含み、そのセルは最初のピットが常にＯであるピ
ット形態ＣＴＸＳＴｗ・ＣＴＸＳＴＢｈ及びその他がそ
れぞれにチャンネルの一つに協調し且つそれらのロジッ
ク値で対応するチャンネルが堅固あるいは動的管理を有
するかを示す。即ち、ロジック値０は動的管理及び／は
堅固な管理を示す。信号ＣＡＣＲＩＧ　、　ＮＥＸＴＣ
ＨＦｉＳ　Ｈｊ用のロード及びシフト命令である。最重
要ピット（ＣＴＸＳＴＢＯ）に対応するセルから外へ出
て行くワイヤに存在する信号は信号ＳＣＥでちる；Ｉ６
でインバートされた同様な信号２５１８ＣＶＩ　Ｋ対応
する。ＭＡＵ　Ｉｔｉ　ＮＥＸＴＣＨを送出する前、信
号ＳＣＥ　、　５ＣＶＥ　’ｉ考慮しないことは注意さ
れるべきである。

ロジックネットワークＣＴＣはサーキットの終シ（第７
図に示された信号ＣＥＮＤＴＸ　）　全ＭＡＵへ信号す
る：この信号は個々のチャンネル用のメモリコントロー
ラによって送出され且つ信号ＮＥＸＴＣＨｆｔ発生する
ために用いられ、同様な意味を有する信号のロジックＯ
Ｒとして得ることが出来る。

第１乙図を参照して、サーキット受信をコントロールす
るロジックネットワークＣＲＣはワイヤ３ｂ上に存在す
る情報及び種々なる通信の情報のＭＥ内におけるストレ
ージをエナプルするためである。ＭＥが同時にに通信（
従って受信されるザーキット情報用にメモリを含む）を
扱うかも知れかい推測の下においては、ＣＲＣはＭＥの
コントロールロジックによって供給された信号ＥＮＡＲ
Ｘ／・・・ＥＮＡＲＸｋ　、　ＤＩＲＸ／　・ＤＩＲＸ
ｋ　”Ｔ：ｌ’ｆフｋ　サレタ！り　不能にされたシ、
そして銘々のメモリのコシトローラをエナプルする信号
ＣＫＮＡＲＸ／・・・ＣＥＮＡＲＸｋを送出するにエレ
メントを含むだろう。

これらのエレメントの各々の７個はレジスタＲＣＢＩ（
１＝／・・・ｋ）を含み、該レジスタは信号ＥＮＡＲＸ
　ｉの命令でＭＥによって供給され且つ個々の通信を識
別する番号ｎ／、ｎ２の対を代表するビット形態ＮＣＲ
Ｘ　’ｅストアする。このビット形態は各各ノコンノク
レータＣＰｉへＲＣＢｉによって供給され、ＣＰｌはそ
れを２個のカウンタＣＮｊ　、ＣＮ乙によって供給され
る数と比較し且つ数のλ対が等しいと出力信号を送出す
る。

これらのカウンタの第１はサーキット領域の与えられた
瞬時のノードアクティビティの番号ｎ／を供給すること
であシ、従って信号ＳＦにニジスタートし信号ＳＲある
いはＣＲ（ＯＲｒ−トＰｌ／ｌ／を通って受信される）
にエシストッグされ且っＳＮＡ　（Ｍ７図）より到着す
る信号Ｎ０ＤＣをカウントする。

第２はアクティビティ期間内のチャンネルの数ｎ２をカ
ウントすることであシ、従って信号Ｎ０ＤＣでセットさ
れ、信号ＣＲあるいＶｉｓＲでストックサレ且つ、０Ｒ
ｒ−）Ｐ＠２より受信された信号ＳＣあるいは５ＣＶｉ
カウントする。

コンノ臂し−タＣＰ量の出方信号はサーキット領域の間
、信号Ｃ器ＡＲＸｌとしてＡＮＤグー）ＰＡｌを通シ、
対応するチャンネルがエナプルされている限シ送出され
る；従ってダートＰＡｌはエナプルする信号としてセッ
トーリセットフリッグー１０ッｆ　ＦＦ／／の出力Ｑに
存在する信号、該ＦＦ／はＳＦでセットされＳＲあるい
はＣＲによってリセットされる、及びセット−リセット
フリップ−１０ツグＦＳｌの出力に存在する信号、該Ｆ
ＳｉはＴ：ＮＡＲＸｌでセットされチャンネル不能を示
す信号ＤＩＲＸｉによってリセットされる、を受信する
であろう。

レポートされたようにマスターノードを固定された（故
障の一部）状態に維持することによって一般的にラウン
ド中断に応答状態のパウダＴｐが存在する。このパウダ
は各フレームで異っていることの出来るノードヘマスタ
ーノードの課題を割当てることによって除去することが
出来る。

より特別にはアクセスライト（未だ完了されていない）
を有するノードであって新フレームの始ｂを未だ検知し
ていなかったがしかし時間ｚ−Ｔｐの期間満了を検知す
るかあるいは既に検知してしまった該ノードは、・クケ
ット伝送を必要あれば中断し前と同様にさらにフレーム
スタートフラグ信号とそれのサーキットアクティビティ
を送ることによってマスターノードの機能を即座に引き
受ける。かようにして同様に新マスタノードと先にフレ
ーム信号を発生していたノード間に位置されたノードも
時間Ｔｐの間禁じられていたそれらの７クテイピテイを
有することの代シに即座にサーキット情報伝送をスター
トすることが出来、形成されつつある新フレーム中にそ
れらのアクティビティを設定する。マスターノードを変
化することによってノードアクセスオーダは各フレーム
で変化するだろう：明かに新マスターノードは同様に１
４ケツト領域中のラインに最初に参加するものであろう
。そのアクセステクニクはフレームスタートのみが信号
されることを要求する。パケットラウンドの始ｔｂと継
続はもはや区別される必要がない。

何故ならばＡＩケット伝送が中断されていたノードカｆ
ｒマスターノードとなシ、それ故に自動的に新ノクケッ
ト領域中のアクセスを持つべき最初であるからである。

パケット領域の始まシも同様に信号されないこととなる
。何故ならばアクセスを持っていたノードの番号の単一
カウントは決定されるサーキット領域の終シヲ許容する
からである。

領域境界信号の明白な存在はネットワーク動作の監視を
も容易にすることが出来る。

マスク−ノードの機能の可能なる転送の結果として、新
マスターノードよジスタートして古いものが除外される
まで、あらゆるノードのフレームの期間中に減少（Ｔｐ
より短いかあるいは等しい時間だけ）が存在する。これ
は単にフレーム中のメモリＭＥ内に書き込まれあるいは
読みとられたサーキット情報に相応した情報の減少ｉ−
を意味する。

このようなメモリが可変バンド伝送を許容するように履
行されることを考慮すると前述のことも又問題を生じな
い。

実際的な履行の他の効果は前には同一スチージョンによ
って常に送出され且つそれ自身同期するエレメントを形
成したフレームスタートフラグ信号の堅固な周期性の欠
如が同期回復の課題をより臨界的ならしむることである
。

第１７図は開示された変形に従った≠個の連続フレーム
を示し、簡単のため≠ノードを含むように想定され、ネ
ットワークのノード受信器に相応するものである。

これらの図面に適用されたシンゲルは第２−５図で用い
られたものと同様なものであって従ってｃｔ、ｐｔはｔ
番目ノードのサーキットあるいｆ！　／４ケット活動性
を示す：　Ｆｉ　、　Ｒ１はフレームスタートと１番目
ノードにより挿入された領域境界旗（明かに伝送される
ものと推定される）を示す。

点線の斜め線は程々のノードの時間Ｚ　−Ｔｐの満了を
示し従ってマスターノード機能を転送することの可能な
る必要性を示している。

表わされた第１フレーム中のマスターノードはノードｌ
にして且つノード３がノぐケラトラウンド中にアクティ
ビティである間、時間Ｚ　−Ｔｐは満了する。

従ってノード３はそのパケットの一部Ｐ３＊のみを送信
し、その後にフレームスター）旗ＦｊｄＺ後続する。見
られた通シ、ノード３と≠に関しては第１フレームはＺ
　−Ｔｐのみ続き、一方、ノード／と２に関してはその
期間は２である。

ノード／はそのような信号を導入する必要がないことを
理解しているので、中断はナクセスのその順番では発生
していなかったわけで、フレームスタート族が重畳する
危険は存在しないことに注目するべきである。

第２フレームではその主ノードはノード３であってその
アクセスは３−μ−１・・・２の順序で始まるだろう：
もちろんノード３はＲ３を送信せねばならないであろう
し、それのパケットアクティビティＰ３＊＊の残りによ
って後続され且つ該サーキットにおけるが如き同様な順
序でさらに続く。

この第２フレームでは時間Ｚ　−Ｔｐはあらゆるノード
に関し全熱ノードが送信されていない瞬間において満了
し、且っノード３はこのような時間期間の漬了移、アク
セスライｋｓ−宥ナス債ｌ釆Ｒチある。それから第３フ
レーム中ではマスターノードはやはシノード３であって
その動作は第、２フレームと同様に実行される：その差
違はノード３はすべてのパケット活動性を送信し且つ残
余の活動性のみでない点だけである。この第３フレーム
では時間期間ｚ−ＴｐＦｉｐｌの送信の間に満了し従っ
てマスターノード機能のノード／への転送は第１フレー
ムの終シに始まる。最後に第弘番目のフレームは又もや
全熱ノードが送信されていない間に満了し、且つ、従っ
て第２フレームの終シで発生するものと類似の状態が存
在する。

理解されたようにこの変形ではノードはラインへのアク
セスに応答状態のパケットラウンド中に７不活動性期間
のみを提供し、一方、中断されたラウンドに応答状態の
不活動性期間はもはや存在しない。

各ノードはフレームアクティビティの基準に関しマスタ
ーノードとして動作するノードの識別金検知出来る。何
故ならば各フレームにおけるカウントリセットによふの
でげ外１・・・１ｉｉ１１ｔＢ的＋ウソに（ここから後
によく理解されるだろう）によって認識されるからであ
る。しかしながらよりよき信頼性及び又、新ノードの活
性化あるいはノードの再活性化を容易にするために、即
ち故障後、信号Ｆはそれが送出されたノードの指示、す
べてのノードによって周期的にチェックされる指示を含
むことが出来る。

変形の使用によってすでに述べられたばかシのブロック
ＤＴはもはやＡＰＲ（第７図）の中には必要ではない。

要するに／ぐケラト伝送を中断せねばならないノードが
マスターノードとなって且つフレームスタート旗Ｆを送
出することになるから、信号Ｆの送出の命令ＦＥは先に
ＡＢＯＴＨによって実行された機能を実行することが出
来る。

残シに関してはＡＰＨのブロックダイアダラムは、フレ
ーム領域よυ独立的に動作しているブロックであってプ
ロトコル変形によって挿入されたブロックの詳述された
説明から結果として生ずるだろう入力／出力信号中の若
干の差違は別として、第７図のものに似ている。

ブロックＦＧ／　、ＣＥ／　、ＡＲ／　（第７図のブロ
ックＦＧｔＣＥ、ＡＲに対応する）はそれらの構成が変
えられたので詳細に示される。ＳＮＡと同様な機能２！
ｆ−実行するブロックは変えられていない構成を維持し
、ＡＢＯＴＲがストップ信号中不明なる間、信号Ｒ（Ｓ
Ｒ及びＣＲの代シ）によってスタートされる。

第１ざ図中でフレーム信号発生器ＦＣ／は信号Ｆ、Ｒの
送出の命令ＦＥ、ＲＥを発生するためであって、第７は
・ぐケラトラウンドを中断する第７図の計画中のＡＲに
よって送出された信号５ＴＯＰＴＸの機能をも又、実行
する。

この目的のために２個のカウンタＣＮ７　、　ＣＮｒが
用意されている。第１のは信号ＦあるいはＦＥ（ｒ−）
Ｐ≠３）によってスタートされ、時間２−Ｔｐに対応し
て信号ＣＫＳの・々ルス全初期の数まで及び時間２が行
き過ぎてしまったことを示す第２の数までカウントする
。該コ実行信号は２出力Ｃｏ／、Ｃ０２で供給される。

０．０／に存在する信号は７リツゾーフロツ！ＦＦ／２
内へストアさし、１・・・）’がノ々ケット領域中のア
クセスライ）１未だ有している間、時間ｚ−Ｔｐが満了
する場合はＡＮＤダートＰＩＡ弘の出力にて供給される
信号ＦＥに表るだろう：この状態はＰＡＣＲＩＧでセッ
トされ且つＥＡＥＰでリセットされるセット−リセット
フリップ−フロップＦＦ／ＪＫよって信号される。Ｃ０
２上に存在する信号はアラーム信号ＡＬ／であって高次
ノードレベルで利用され、正常フレーム期間２が行き過
ぎてしまったことを示す。アラーム信号ＡＬ／あるいは
Ｐ’ｌ−３の出方信号はＦＦ／２（ＯＲダートＰ弘Ｊ″
）用のリセット信号として働く。

第２カウンターＣＮ１ｒはＦでスタートされ信号Ｎ０Ｄ
Ｃｉカウントする：同様に又、このカウンターはλ実行
出力ＣＯ３、Ｃ０４Ｌを提供し、第１はＣＮｒのカウン
トがノードの番号ｎに達すると活性化され且つ第２はこ
の番号色行き過ぎると活性化される。同様に又、Ｃｏ≠
に存在する信号性高次レベル装置へ送られるアラーム（
ＡＬ２）である、ＣＯＪに２ＥｔＩ−ナス８４けＡＮ’
ｎ　ｋ’　　Ｌ　ｔ）　ｕ　ｌ　ｆ−通シ信号ＲＥとし
て送出され、該ＰＩＡ乙はＦＥでセットされ且つＲでリ
セットされるフリップーフロツｆＦＦ／弘の出力信号に
よって％　Ｆ　Ｅ　（インバータ１７）のアブセンスで
エナプルされる。

、第１り図にて信号Ｎ０ＲＥＴＲを発生するブロックＣ
Ｅ／はＦＦｊ（第１０図）に類似表革−セットーリセッ
トフリツプーフロップＦＦ／Ｊ″である；ＦＦ／Ｊ″は
セット入力で信号ＣＡＣＲＩＧ　、　ＰＡＣＲＩＧ　。

ＲＥＳＰＴＸ、　ＦＷ　、ＲＥ　（ＯＲ？−ｔ１７）ｉ
受信し且つ瓜ダートＰ弘ｒを通シＫＡ（信号ＦＡのひき
ずっている端に相応するその出方信号によってリセット
される。その遅延は同様に又、信号ＥＡの抽出である。

第２０図において、アクセスライトを認識するためのサ
ーキットＡＲ／は同様に信号ＣＡＣＲＩＧ　。

ＰＡＣＲＩＧ　、　ＲＥＳＰＴＸを送出する；もはや５
ＴＯＰ’ｒＸ　？送出する必要はなく、その機能はすで
にレポートされたようにＦＥによって実行される。サー
キッ）ＡＲ／はモジュールｎ（ｎ＝ノードの番号〕カウ
ンター〇Ｎりに基いて、該ＣＮ９は信号ＥＮＣＯＮＴ（
高次レベルのノードによって送出された）によってエナ
プルされ且つ周期的に信号Ｎ０ＤＣｉカウントする。ノ
ードが活動的になると（最後の時間かあるいは中断後）
マスターノードの識別に通知され、この目的のためにア
クティビティの始まシあるいは再開始後の最初のカウン
トは信号ＩＮＩＴＣの命令によりロードされた数ＶＡＬ
ＣＯＮＴ　（実用上マスターノードの連続番号に対応す
る）から始まシ、ＩＮＩＴＣも又、高次ノードレベルに
よって送出されたものであ為。ＣＮの出力はＣＭ／　（
第７２図〕の機能と同一のものを有するコン・臂レータ
ＣＭ３へ接続され、その出力信号は屓次にＡＲに関して
記述された様式と同じものを有する信号ＣＡＣＲＩＧ　
ｔＰＡＣＲＩＧ　、　ＲＥＳＰＴＸへと変換される。こ
の目的のためにＡＮＤダートＰ≠ターＰＪ″２．インバ
ータＩｆ及びフリップ−フロップＦＦ／乙、ＦＦ／７ｆ
用意されておシ、これらの機能は第７２図のＰ２Ｏ。

Ｐ２／　、Ｐ、２ｊ　、Ｐ２４Ｌ、ＩＪ　、ＦＦＪ”　
、ＦＦｇと同じである。

異ったラウンド組織のためにサーキットとパケット領域
間の区別を作るフリップ−フロラ７’　ＦＦ／＆が信号
ＦあるいはＦＥ（ゲートＰ夕３）によってセットされ、
信号ＥＡＥＣによってリセットされる。

記述された両方のプロトコル実施例に関する変形中にト
ークンノ臂スイングメカニズム（ｔｏｋ・ｎｐａｓｓｉ
ｎｇ　ｒｎ＠ｃｈａｎｉｓｍ　）がアクセスライトの確
認のために使用することが出来る。このメカニズムは基
本的には伝統的なものであって、ノードは参加する前、
トークン検知を待ち、参加するために移送し、それ自身
のアクティビティを挿入し且つそれ自身のアクティビテ
ィ後、再送出する。

参加出来ないあるいは参加を望まないノードはトークン
を全く抽出しない：この方法中でインアクティビティ期
間は創造されることなく且つ信号ＩＡは伝送されるべき
情報を有しないノードによって伝送されることはない。

アクセスを獲得したノードのカウントは不可能にされて
従って伝送ノードの識別の明白な伝送は受信の間ノード
と通信間の協調を可能ならしむるために必要となる。

この表示は信号ＳＣによって先行された最初の情報とし
て伝送されるだろう。

同様なトークンが両方の領域に用いることが出来、ある
いは２個のトークンが用いられ、１個はサーキット領域
用であシ且つ他方は・９ケツト領域用である。

この種のメカニズムにより領域境界及びスタートあるい
は継続のパケットラウンドフラグはもはや不要となるだ
ろう。つまシ、コ領域用トークンが異ったものであると
仮定すると、サーキット領域中にアクセスを有する第１
ノードは他のノードによって持ち去られ且つ活動性径設
定されるトークンを送信する：第１ノードがサーキット
領域のしるしを受信する時、これはかかる領域は終って
しまい、従ってかかるノードはその／４’ケットを送信
出来ることを意味する。もしそのトークンが唯一ならば
その最初の再出現はサーキット領域の終シヲ示し且つパ
ケットラウンドの終シを後続する再出現で示す。

フレームスタート族は間隔Ｚ　−Ｔｐ　（そのカウント
はさもなければパケット活動性に後続する最初のサーキ
ット活動性の確認の瞬間からスタートせネハならない）
の計算を容易にするために同期するイベントとしていず
れも働き、それがトークンツクスイングシステム（ｔｏ
ｋ＠ｎ　ｐａｓｓｉｎｇ　ｓｙｓｔｅｍ　）（しるしの
喪失あるいは重複）の代表的不便さを回避するためにと
夛わけ役立ち、この方法中ではそれらが発生するフレー
ムのみに関心するだろう。

第２１図は第７７図に類似であって第７７−２０図の実
施例に応用されたこの変形内のフレーム構成を示す。両
領域用単−トークンが使用され且つ領域境界旗Ｒは明白
に送信されることが推論される。

図中に示される如く第１フレーム内のマスターノードは
ノード／であってフレームメタートフラグＦ／、そのサ
ーキットアクティビティＣＩとトークンＴを挿入する。

送信（描がれた例のノード２のみ）すべきサーキットア
クティビティを有するノードはトークンを取シ去シ、そ
れらのアクティビティを挿入し且つそのトークンを再挿
入する。

前の如く各ノードはリングの終りでそのアクティビティ
を取シ去る。ノード／がＴを検知すると、それを移動さ
せて領域境界フラグＲ／とその・ぐケラトとトークンＴ
を挿入する；送信（例ではノード弘のみ）すべきパケッ
トを有する後続のノードはサーキット領域中の如く前進
しＴｉ抽出し且つＴによって再び後続されるそのアクテ
ィビティを挿入する。

期間ｚ−ＴｐはノードＮ／がアクセスを再び有する間に
連子する。ノードは既にＴを取シ去って且つそのノ！ケ
ットの一部分Ｐｌを送信したものと推論される。その動
作は第１フレームの如くそれから繰シ返される。第２及
び第３フレームは何ら特殊性を提供しない。

第１フレームに対してはマスターノード（そのフレーム
中のノード３）はＴを抽出し信号Ｒ３を挿入し且つ送信
すべきパケットがなくとも〒を再挿入し、一方において
は同様条件下の他のノードは受信された信号を再送信す
る以外には何らなすべきことを有しない。明かにマスタ
ーノードになるサーキットアクティビティを有しないノ
ードは同様な方法で動作するだろう。

トークンノ母ツスイングメカニズムによす銘々のノード
にトークン認識及びアクティビティ送信の決定を許容す
るべくその受信器と送信器間に遅延を導入することが便
利である。この遅延がないと可変インアクティビティ時
間期間がコ個のアクティビティノードによって挿入され
た情報間に可能となるだろう。第２１図は遅延が導入さ
れたと仮定し従って送信動作がトークンの抽出に関して
同時期的に表現されている理由である。

集合サービスネットワーク用の知られているトークンパ
ラスイングシステムでは、情報はノ９ケットとして伝送
され且つλ領域間あるいはラウンド構成間のいずれにお
いても区別が存在しないことは注目される所である一ノ
ードは連続特性を有する通信に相応するパケットの伝送
に関してのみアクセスを持つことが出来、もしも時間が
最後の時間から杼過してしまったならばノードはトーク
ンが画定された数を行き過ぎることを検知してしまう。

第２２−２１図はローカルエリアネットワークに関する
発明の応用のためのブロックの数及びＡＰＨの概略を示
し、その中でアクセスはトークンの使用で認識される。

第７図のものと同様な機能を有するブロックが数字２を
附された同様な参照文字で指名される。

第２２図に示されるようにアクセスを有したノードをカ
ウントするブロックＳＮＡ　ＦｉＭＡＵ　（第１図）の
装置によるトークンの抽出及び挿入をコントロールする
ブロックＣＴによって置きかえられている。ネットワー
クマスターノードが固定であるかあるいは可変であるか
に従ってブロックＤＴは存在するかあるいは存在しない
。ｆｉｌ、２２図はこの第２の場合を引用する。

本実施例中にのみ存在す、る信号の意味は次の詳述すｈ
　タフｏ　ッｌ　Ａ　Ｒ−２−ＣＴ　＊　ＣＥ　−２ｅ
　ＰＴＣ−２゜ＣａＣ２の記事より判明するだろう。そ
の他のブロックは金塩のものと何ら変っていないかあっ
ても少しだけなので説明を省略する。ｌＩＦ！遠嘘り今
膳Ｆ由ではＭＡＵ　（第１図）はトークン認識にて信号
Ｔｔ：ＡＰＨの方へ送出し、ラインへ参加する可能なる
必要性を認識するに必要なる時間の間、トークンを保有
し且つノードが情報を伝送しないならばこのような時間
期間後、トークンを再送信するべく推定される。

ノードが情報を伝送する場合はＭＡＵはＡＰＨからトー
クンの抽出及び送信に関して命令ＥＸＴ　、　Ｔ　Ｅを
受信するだろう。

理解される如く第、２３図はアクセスライト認識のブロ
ックＡＲ１を示す。ＡＲ／に似てＡＲ２は信号ＣＡＣＲ
ＩＧ　、　ＰＡＣＲＩＧ　、　ＲＥＳＴＸを送出し且つ
基本的にサーキットあるいはフレームのパケット領域が
進行中である情報をストアする７リツ７’−１０ツｆＦ
Ｆ／Ｉよ）成立する。この目的のためにＦＦ／♂はＦあ
るいはＦＥ（グー）Ｐｊ弘）でセットされ且つＲあるい
はＲＥ（ゲートＰｊよ）によってリセットされる。ｖｖ
ｉｒの２出カのいずれの１個が活動的なるかにより、Ｃ
ＡＣＲＩＧ　（ゲートｐｔ４．ｐｔｔｒ）あるいはＰＡ
ＣＲＩＧ　力信号Ｔ　ｆ７）　到着に際し送出される。

マスターノード信号に関しては信号ＣＡＣＲＩＧは信号
ＦＥであることに注意されるべきである。；従ってＦＥ
とｐｔ乙の出力信号を受信するＯＲゲートＰ、５″ｇの
存在。

第２１Ｉ−図ではサーキツ）ＣＴはトークン抽出及び再
伝送の命令’ＩＸＴ、ＴＥ？有するＭＡＵ　ｉ供給する
ことに関する責務を有する。

トークンの抽出は実際にアクティビティであるかあるい
はマスターノードの場合であるならばＣＴが信号Ｔを受
信した後にコントロールされる。

従って信号丁はＴによってセットされるフリラグ−フロ
ッグＦＦ’／りの出力Ｑへ接続された／入力と信号ＰＴ
ＸＥＮＡ、　ＣＴＸＥＮＡ　、　Ｆ　Ｅ　、　ＲＥ　＠
受信するＯＲグー）Ｐ２Ｏの出力に接続された他の入力
を有するＡＮＤゲートＰｊりの出力信号として送出され
る。

アクティビティの場合はＦ＋Ｆ／りは遅延ニレメン）Ｄ
ＬＲ通るその出力信号によりリセットされるＯ ＴＥの送出に関しては信号］１ｉ１ＸＴは第２のフリッ
プ−フロップＦＦ２θの大力に供給され、ＦＦ２０の出
力はＡＮＤダーグー乙／をエナプルし命令ＴＥとして以
後に開示された様式でブロックＣＴＣ２あるいはブロッ
クＰＴＣ２のいずれかによって送出される信号ＴＥ／ｌ
−通過せしめる。

簡単のために本図では第２．２図と同様にＣＴＣ２で送
出された信号ＴＥ／は機能が同一であるからＰＴＣ２に
よって送出されたものから区別されていない。

第２３図で情報抑圧サーキットＣＥ２はノードがアクテ
ィビティを有するかあるいは伝送されるべきフレーム信
号を有する場合は信号ＮＲＥＴＲ’ｉ送出する。この目
的のために信号Ｎ０ＲＥＴＲはＥＸＴによってセットさ
れたフリラグ−フロップＦＦ２ｊの出力信号である。

信号Ｎ０ＲＥＴＲはノードが一般ノードかマスターノー
ドかによって異った様式でリセットされる。

後者の場合はノードはフレーム信号のみ、かあるいは又
、サーキット及び／あるいはパケットアクティビティか
どちらを伝送し念かを区別する必要があシ且つノードが
マスターになることに従って様式を考えることが必要で
ある。

第７の場合、ＦＦ２ｊはＡＭ）ｌ’−ｈｐｇり及ヒＦＦ
、２ｊのリセツ゛ト入力に接続されたＯＲゲートＰ　１
０を通る信号ＥＡ＊（ＣＩによるその抑圧を許容するた
めに遅延された信号、ＥＡであるところの）によってリ
セットされる：グー）ＰＡりはかかる命令によってセッ
トされるフリップ−フロップＦＦ２６’Ｊｋ通る命令Ｓ
ＣＥあるいは５ＣＶＥによってエナプルされる。

第２の場合は、もしマ・スターノードがフレーム信号の
みを伝送するならば、　Ｎ０ＲＥＴＲＦｉ、Ｐ　１０の
第２人力へ接続されたＡＮＤゲートＰ７３及び０Ｒｒ−
）Ｐ７．２１−通る信号戸、　Ｒ＊　（即ち、遅延され
た信号Ｆ、Ｒより〕によってリセットされる：ＡＮＤク
ートＰ７３は信号ＦＥ、ＲＥ（ＯＲｆ−）Ｐ７弘）によ
ってリセットされるフリッグーフロツｆＦＦ２乙の出力
（１通じてエナプルされる。

もしマスターノードが又、アクティビティを伝送するな
らば、ＦＦ２６の出力石を通るＮ０ＲＥＴＲをリセット
する前配列はフレーム信号に引き続く最初の命令ＳＣＥ
によって取）消され且つ該サーキットはＨＡによるＮ０
ＲＩＴＲのリセットを許容するべく自分自身を準備する
。

この配列は時間Ｚ　−Ｔｐの満了において、フレームス
タートフラグＦＢが／４ケットアクテイピテイの終シを
示す信号ＥＡの前に送出されることが出来る；この場合
はＦＦ２ｔの〆プルスイッチングは可能（もしＦＥ後に
サーキットアクティビティを送信する必要があれば）で
あ〕、あるいはｖｖ２６は戸によるＮ０ＲＥＴＨのリセ
ットを許容するために単にリセットされる。

第２６図で社／ぐケラト伝送をコントロール−するサー
キットＰＴＣ２は、ＰＴＣと同様に信号ＥＡＥＰ　ｅＰ
ＴＸＥＮＡを発生するために、　ＰＴＣ（第７３図）の
エレメントのすべてを含む。

このようなエレメントは先行する図面の同一参照記号で
当然指示される。

その上さらにノードがパケット領域でアクセスライ）ｋ
有する時はいつでもＴＥを送出するべくＣＴをプリセッ
トする信号ＴＥ／を発生するための装置及びアクティビ
ティの不存在状態にｇＡＥＰの送出全不可能にするため
の装置が付加されている。

この工うな送出を不可能にするために、安定目的のため
若干遅延された信号ＥＡＥＰ即ち信号ＥＡＥＰ”によっ
てリセットされ、信号ＰＸＴＥＮＡによって通常はリセ
ット及びセットされるアリラグ−フロップＦＦλ／の出
力Ｑへ接続された第λ入力金有するＭＤ’ｌ”−）Ｐ乙
λに工≠の出力が接続される・信号ＴＥ／はこれに反し
てＯＲゲートＰ６３の出力信号であって、もしノードが
伝送すべきパケットを有するかあるいはアクティビティ
の不存在の状態であるか、ノードがアクセスライトを有
する時はいつでも、　ＥＡＥＰの送出後に送出される。

その結果、グー）Ｐ乙３は入力イｇ号として信号ＥＡＥ
Ｐ”及び氏ゲートＰ乙≠の出力信号を受１ｄするだろう
。Ｐ６弘はＦＦ２１の出力Ｑへ接続された入力を有し且
つ他の入力で信号ＦＸ＊鷺受信する。ＦＸ”はＥＡＥＰ
の可能なる送出を許容するために遅延されてＰ３／から
外部へ進行する信号ＦＸである。

ＰＴＣ２に関して開示され２ｚ更はここには示されてい
ないがＣＴＣ，２内にて反復されている。

第２１図中のサーキットスイッチ情報の受信をコントロ
ールするサーキットＣＲＣ，２はｎ／の発生用のカウン
タＣＮＪ″は別として、ＣＲＣと同様な装置を含み、Ｃ
Ｎｊは明かに伝送された番号ｎ／ｉ適当なる場合に抽出
し且つストアするロジックネットワークによって置換さ
れている。このロジックネットワークの記述に関してｎ
／のビットの伝送も又、信号ＳＣによって先行されるこ
とが仮定されている。

ワイヤ３ｂへ接続されたレジスタＳＨ６はかかる番号を
表わすビットζＯ・・・Ｑ′Ｎヲ連続的にロードし、最
後のビットＱ〜のロード後、それらを送出するべくエナ
プルされるレジスタＲＥ、２へそれらを供給する。後の
ビットは明かに欠如しているＮ０ＤＣの代シにＣＮｔ用
リセリセットても働く。

シフトレジスタＳＨ６は単にサーキット領域で動作し且
つ最初の信号ＳＣによって示されたビットのみをロード
するようになっている。サーキット領域はフリップ−フ
ロラｆＦＦ２２によって検知され、Ｆによってセットさ
れ且つＲによってリセットされる。ＦＦ２２の出力Ｑに
存在する信号は第２のフリップ−フロッグＦＦ、２３ｆ
ＡＮＤ？　−）ＰｇＪ″及びＯＲゲートｐｇｇｔ通って
セットする。ダートＰ乙夕は信号ＥＡにエシェナプルさ
れ且つＯＲダグーＰ乙乙は第２入力で信号Ｆを受信する
。ＦＦ２３の出力Ｑ　ＦｉＡＮＤダー）Ｐグーを信号Ｓ
Ｃを通過せしむるべくエナプルし、先行するサーキット
に基いて、ＳＣは伝送の最初である。

信号ＳＣはＳＨ乙をリセットし且つ第３の７リツプーフ
ロツグＦＦ、２１Ａｔセツトする信号ＢＥＧＤＡＴ、２
として用いられ、ＦＦ２１１−ｆ）出力ＱはＡＮＤｒ−
トＰ６ｇをＳＨｚ内のシフトをコントロールするクロッ
ク信号ＣＫＳが通過するようエナブルする。ＦＦ２３は
インバータＩ１０で示されるようにある遅延を有する信
号ＢＥＧＤＡＴ２によってリセットされ且つＦＦ２≠は
Ｑ”Ｎによってリセットされる。

他のブロックに関しては、サーキットＰＲ（，２はＰＲ
Ｃ（第１≠図）と、信号ＳＦ、ＳＲの名称の変化は別と
して、同一である。ＦＣ，２中では、ａＩＪ♂（第１ざ
図）に等価なカウンタはな（、ＦＦ／３に対応するフリ
ップ−フロップはノードのアクセスライトはノードがト
ークンを再伝送した後にすぐ完全に利用されるから、Ｅ
ＡＥＰによってではなくＴＥＫよってリセットされ、且
つＲＥを発生するｒ−）は、マスターノードが最後のノ
ードのサーキットアクティビティ後にそのトークンを再
び見るから、サーキットの終ｂｔ示す信号Ｔによってエ
ナプルされる。

ここに述べられたものは例を制限しない方法によってな
されたものであって変化及び変更は本発明のスコープか
ら逸脱することなしに可能であることは明かである。

固定されたマスターノードを有する実施例の場合は信号
ＡＢＯＴＲ（第７図）はマスターノードによってのみ発
生されて、且つ、すべての他のノードへ送られることが
可能である。この信号はそれからフレーム信号の７個に
なる。かようにしてブロックＤＴはこの実施例中にても
又、除去することが出来る。

加うるに、トークン・ぐツスイングテクニクによって、
アクセスライトが認識される実施例中では、トークンは
即ち、信号ＥＡ後にアクティビティは存在しないのでノ
ードはアクセスライトを認識する。この場合、ノード中
の受信及び再伝送間の遅延はインアクティビティ期間を
確立することなしにアクティブノードによって信号ＳＣ
の即座の伝送を許容するために必要である。その上さら
に、ノードはサーキットあるいはノ母ケットアクセス間
の区別をするために現在続いているフレームの間、アク
セスを所有したか否かを示す情報をストアする。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に従うネットワークのダイアダラムであ
る。 第２図〜第６図はアクセスプロトコルの！初（７）実施
例に従う情報組織の例である。 第７図はユニット内のアクセスプロトコルを処理するロ
ジックネットワークの、より詳述されたブロックダイヤ
グラムである。 第２図〜第６図は第７図の若干のブロックのサーキット
ダイアダラムである。 第１７図はプロトコルの他の実施例中の情報組織の７例
である。 第１ざ図〜第２０図は第１７図のプロトコルの場合のネ
ットワークの若干のブロックのサーキットダイアダラム
である。 第２１図はプロトコルのｌ変形における情報組織の１例
である。 第２２図は第２１図のプロトコルに関する、第７図類似
のブロックダイアダラムである。 第２３〜第２１図は第２２図の若干のブロックのサーキ
ットダイアダラムである。 ／・・・ワイドバンドユニディレクショナル伝送ライン
、ＮＣＣ・・・ネットワークコントロールセンタ。 Ｎ／・・・Ｎｎ・・・ノード、Ｓｌ・・・Ｓｎ・・・ス
テーション、ＢＰ／・・・ＢＰｎ　　・・・オグテイカ
ルバイパス、ｃＥ・・・情報抑圧サーキット、ＦＧ・・
・フレームシグナルジェネレータ、ＣＴＣ、ＣＲＣ、Ｄ
ＳＩ・・・ロジックネットワーク。

Claims (24)

【特許請求の範囲】
1. （１）リング伝送ライン（１）を含み、該リングに沿つ
   て信号再生を有する複数のノード（Ｎ１・・・Ｎｎ）が
   配置されそして該リングにおいては伝送された情報が連
   続性要件を有する通信へ割当てられたゾーン（サーキッ
   ト領域）及び該要件を提示しない通信へ割当てられたゾ
   ーン（パケット領域）を含むハイブリットフレーム内に
   構成され、ネットワークの個々のノードが、該２つの領
   域にアシンクロナスアクセスの同様な順序を維持しつつ
   順次に銘々のフレームの伝送ラインに参加する方法にお
   いて、 銘々のフレームのパケット領域内で、フレームの終りを
   より画定された時間間隔だけ先行する瞬間から出発する
   隣接フレーム間のオーバラップを回避するために、該瞬
   間においてアクセスライトを有するノードによるパケッ
   ト伝送、あるいは該瞬間から新フレームの終りまでアク
   セスライトを有したであろうノードによるパケット伝送
   を無能にする ことを特徴とする高速ローカルエリアネットワークへの
   アシンクロナスアクセス方法。
2. （２）前記画定された時間期間は、ノードによつて送出
   された情報が送信するノードへ戻るのに必要なる時間（
   Ｔｐ）に等しいことを特徴とする特許請求の範囲第１項
   記載の方法。
3. （３）新フレームのサーキット領域で無能にすることの
   以後、ノード（Ｎ１・・・Ｎｎ）が前のフレームと同様
   な順序でアクセスを再開始することを特徴とする特許請
   求の範囲第１項記載の方法。
4. （４）前記時間期間（Ｔｐ）がマスターノード（Ｎｎ）
   内でのみカウントされ、時間Ｚ−Ｔｐ（Ｚ＝フレーム期
   間）がフレームの始まりから満了した後、他のノードへ
   銘々のフレームにおいて無能信号を送ることを特徴とす
   る特許請求の範囲第３項記載の方法。
5. （５）無能にする瞬間の認識が、個々のノードによつて
   個別に且つ独立して管理されることを特徴とする特許請
   求の範囲第２項記載の方法。
6. （６）該画定された時間期間（Ｔｐ）の数値は、初期化
   フェーズの間、ネットワークのすべてのノード（Ｎ１・
   ・・Ｎｎ）へ通信され、且つノードの１個（Ｎｈ）と協
   調するネットワークコントロールセンタ（ＮＣＣ）によ
   つて、周期的に新しくされることを特徴とする特許請求
   の範囲第１〜５項のいずれか１項記載の方法。
7. （７）該画定された時間期間（Ｔｐ）の数値は、初期化
   位相の間、ネットワークのノード（Ｎ１・・・Ｎｎ）へ
   ネットワークコントロールセンタ（ＮＣＣ）によつて通
   信され且つマスターノード（Ｎｎ）によつて周期的に新
   しくされることを特徴とする特許請求の範囲第１〜５項
   のいずれか１項記載の方法。
8. （８）マスターノード機能が、前記画定時間の満了に際
   して、先行するフレーム内で中断されたパケット伝送を
   有するノード、あるいはノードが伝送されていない場合
   における該瞬間の後にアクセスライトを有する最初のノ
   ードによつて、銘々のフレームにおいて取り上げられる
   ことを特徴とする特許請求の範囲第１項又は第２項のい
   ずれかに記載の方法。
9. （９）銘々のアクティブノード（Ｎ１・・・Ｎｎ）が、
   そのサーキットあるいはパケット情報の終りに、あるい
   はそのような情報の適所において、アクティビティの終
   りの信号（ＥＡＥＣ、ＥＡＥＰ）を送出し、且つこのよ
   うな信号及び／あるいは隔絶されたあるいは欠点のある
   ノードを示す見張り時間（Ｔａ）をカウントすることに
   よつてアクセスライト認識が生ずることを特徴とする特
   許請求の範囲第１〜８項のいずれか１項に記載の方法。
10. （１０）銘々のノード（Ｎ１・・・Ｎｎ）はアクセスラ
    イトをライン上のトークン（Ｔ）の存在を検知すること
    によつて認識することを特徴とする特許請求の範囲第３
    〜８項のいずれか１項に記載の方法。
11. （１１）同一のトークン（Ｔ）が両方のフレーム領域の
    アクセスライトを認識するために用いられることを特徴
    とする特許請求の範囲第１０項記載の方法。
12. （１２）異つたトークンが、サーキット及びパケット領
    域においてそれぞれのアクセスライトを認識するために
    使用されることを特徴とする特許請求の範囲第１０項記
    載の方法。
13. （１３）銘々のアクティブノードは、そのパケットある
    いはサーキットアクティビティの終りあるいは適所にお
    いて、アクティビティの終りの信号（ＥＡＥＰ、ＥＡＥ
    Ｃ）を送出し、且つアクティビティの終りの前記信号の
    後アクティビティの欠乏によつてアクセスライトを認識
    し、そして銘々のノードはフレーム期間中にアクセスを
    持つたか否かを示す情報を記憶し、サーキットあるいは
    パケット領域中のいずれでアクセスが発生するかを認識
    することを特徴とする特許請求の範囲第３〜８項のいず
    れか１項に記載の方法。
14. （１４）リング送信ラインを伴い、信号再生を有する複
    数のノード（Ｎ１・・・Ｎｎ）がラインに沿つて分布さ
    れ、銘々のノードはライン（１）へのアクセスを管理す
    る装置（ＡＰＨ）を含み且つローカルエリアネットワー
    クへのアシンクロナスアクセス方法を履行する様に配列
    され、かかる管理する装置（ＡＰＨ）はパケットスイッ
    チ通信及び／あるいはサーキットスイッチ通信に関連し
    た情報の送受信をコントロールするための手段（ＰＲＣ
    、ＣＲＣ、ＰＴＣ、ＣＴＣ、ＰＲＣ２、ＣＲＣ２、ＰＴ
    Ｃ２、ＣＴＣ２）；ラインへのアクセスライトを認識す
    るための手段（ＡＲ；ＡＲ１；ＡＲ２）；リングに沿う
    移動を完了した情報の抑圧のための手段（ＣＥ１、ＣＥ
    ２）及び少くともマスターノードに関して、フレーム中
    の重要なイベントを示す適当にコード化された信号をラ
    イン上に送るための命令を発生するフレーム信号発生器
    （ＦＧ；ＦＧ１；ＦＧ２）を含んでいるローカルネット
    ワークにおいて、 前記管理する装置（ＡＰＨ）はさらに少くともマスター
    ノードに関して、 フレームの終りまで延在する画定された期間の間隔の始
    まりの瞬間を示す信号を銘々のフレームのパケット領域
    中に発生し且つ、その間隔の間、アクセスライトを持つ
    ノードによるパケット伝送を無能にする手段（ＤＴ、Ｆ
    Ｇ；ＦＧ１：ＦＧ２）と、 フレームの２つの領域内にアクセスライトを認識する同
    様なるロジックネットワーク（ＡＲ；ＡＲ１；ＡＲ２）
    ； とを含むことを特徴とするリング伝送ライン（１）を有
    するローカルネットワーク。
15. （１５）同様なノード（Ｎｎ）がマスターノードとして
    常に働くことを特徴とする特許請求の範囲第１４項記載
    のローカルネットワーク。
16. （１６）無能にする信号を発生する手段が存在しあるい
    はマスターノード（Ｎｎ）においてのみアクティブであ
    つて、且つ該手段がかかる無能にする信号をすべての他
    のノードへ散布するフレーム信号発生器（ＦＧ；ＦＧ１
    ；ＦＧ２）より成ることを特徴とする特許請求の範囲第
    １４項記載のローカルネットワーク。
17. （１７）無能にする信号を発生する手段（ＤＴ）が存在
    しあるいはすべてのノードにおいてアクティブであつて
    、且つ該手段がかかる信号をそれらが属するノードに関
    してのみ発生することを特徴とする特許請求の範囲第１
    ４項記載のローカルネットワーク。
18. （１８）マスターノード（Ｎｎ）はフレーム期間にアク
    セスを有する最後のものであつて且つ無能にする信号（
    ＡＢＯＴＲ）はマスターノードに関してフレームスター
    トフラグの送出の命令によつて表現され、他のノードに
    関しては時間Ｚ−Ｔｐのカウンターの出力信号によつて
    表現されることを特徴とする特許請求の範囲第１７項記
    載のローカルネットワーク。
19. （１９）フレーム中のマスターノードの機能は、先行す
    るフレームの間、無能にする信号の送出の時点において
    伝送しつつあつたノードによつて取り上げられ、あるい
    は伝送しつつあつたノードが存在しない場合は、前記間
    隔の間、アクセスライトを有する最初のノードによつて
    取り上げられることを特徴とする特許請求の範囲第１４
    項記載のローカルネットワーク。
20. （２０）マスターノードになるノードはフレームスター
    トフラグをその身元を示し得る信号と共に伝送すること
    を特徴とする特許請求の範囲第１９項記載のローカルネ
    ットワーク。
21. （２１）パケット伝送を無能にする信号（ＳＦＥ；ＦＥ
    ）が、フレームスタートフラグ（ＳＦ；Ｆ）の送出の命
    令より成ることを特徴とする特許請求の範囲第１９項記
    載のローカルネットワーク。
22. （２２）アクセスライトを認識するロジックネットワー
    ク（ＡＲ；ＡＲ１）が、銘々の領域内で、それが属する
    ノードのアクセスライトをサーキット（ＳＮＡ）によつ
    て送出された信号をカウントすることによつて認識し、
    該サーキット（ＳＮＡ）はアクセスを管理する前記装置
    （ＡＰＨ）の部分であつて且つノードの発生されたアク
    セスあるいはかかるアクセスの不可能性を示す見張り時
    間の満了を認識し且つ信号するために適切であることを
    特徴とする特許請求の範囲第１４〜２１項のいずれか１
    項に記載のローカルネットワーク。
23. （２３）アクセスライトを認識するためのロジックネッ
    トワーク（ＡＲ２）は、トークンパツスイングメカニズ
    ムの基本においてかかるライトを認識し、いずれのフレ
    ーム領域中のノードによつて伝送される情報の存在及び
    トークン（Ｔ）のライン（１）上の存在をかかる認識ロ
    ジック（ＡＲ２）へ信号するための手段であつてトーク
    ンＴのライン（１）からの抽出及び情報の伝送の終りに
    おいてライン上にその再注入をコントロールする（ＣＴ
    ）を含むアクセスコントロール装置（ＡＰＨ）を特徴と
    する特許請求の範囲第１４〜２１項のいずれか１項に記
    載のローカルネットワーク。
24. （２４）アクセスライトを認識するロジック（ＡＲ１；
    ＡＲ２）は、ノード（Ｎ１・・・Ｎｎ）のアクティビテ
    ィの終りを示す信号は他のノードによつて伝送された通
    信に関連した情報の始まりを示す信号によつて直ちに従
    属されないので、そのノードのアクセスライトを認識し
    、そしてサーキットあるいはパケット領域のアクセス間
    の区別をするためにノードが今流れているフレームの中
    でアクセスをすでに持つたか否かを示す情報を記憶する
    手段を含むことを特徴とする特許請求の範囲第１４〜２
    １項のいずれか１項に記載のローカルネットワーク。