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JPH06236333A - データ処理装置に対する伝送すべきメッセージの処理方法 - Google Patents

データ処理装置に対する伝送すべきメッセージの処理方法

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Publication number
JPH06236333A
JPH06236333A JP5302049A JP30204993A JPH06236333A JP H06236333 A JPH06236333 A JP H06236333A JP 5302049 A JP5302049 A JP 5302049A JP 30204993 A JP30204993 A JP 30204993A JP H06236333 A JPH06236333 A JP H06236333A
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JP
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bus
transmission
bit
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JP5302049A
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JPH0721784B2 (ja
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Wolfgang Botzenhardt
ボッツェンハルト ヴォルフガング
Siegfried Dais
ダイス ジークフリート
Uwe Kiencke
キーンケ ウヴェ
Martin Litschel
リッチェル マルチン
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Robert Bosch GmbH
Original Assignee
Robert Bosch GmbH
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Publication date
Family has litigation
First worldwide family litigation filed litigation Critical https://patents.darts-ip.com/?family=6263209&utm_source=google_patent&utm_medium=platform_link&utm_campaign=public_patent_search&patent=JPH06236333(A) "Global patent litigation dataset” by Darts-ip is licensed under a Creative Commons Attribution 4.0 International License.
Application filed by Robert Bosch GmbH filed Critical Robert Bosch GmbH
Publication of JPH06236333A publication Critical patent/JPH06236333A/ja
Publication of JPH0721784B2 publication Critical patent/JPH0721784B2/ja
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 車両内に組み込まれた計算機間の迅速かつ確
実なデータ伝送を可能にする車両用のデータ処理装置に
対する伝送すべきメッセージの処理方法を提供する。 【構成】 各メッセージが、当該メッセージの内容に関
する情報を含んでいるようにし、加入者において記憶さ
れたリストにおける情報を比較しかつ前記情報に前記リ
ストに記憶された内部処理優先度を割り当て、かつ該処
理優先度がいかなる時点でも伝送に対して準備されたメ
ッセージのシーケンスを決定するようにする。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、車両用のデータ処理装
置に対する伝送すべきメッセージの処理方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】ここ数年の間に車両の機能は電子制御に
よって著しく改良された。デジタルなエンジンエレクト
ロニクスによって、例えば燃料消費量を低下させかつ有
害物質の排出を低減することができた。
【０００３】別の機能改善は車両に対して、将来におい
て殊に、制御機能がもはや個々にそれ自体でのみ動作す
るのではなく、相互に組み合わせることによって実現す
ることができる。電子的に制御される自動変速機の切換
過程は例えば、切換の瞬間においてエンジントルクが電
子エンジン制御部への相応の作用によって短期間低減さ
れるようにすれば、クラッチライニングの摩耗は僅かで
しかも感知できる衝撃なしに実現される。
【０００４】このために、電子変速機制御部に対する計
算機が正しい時期に精確に相応のデータを、電子エンジ
ン制御部に対する計算機に転送することが必要である。
今日までこのことは一連の個別信号線によって実現され
た。
【０００５】しかしこの形式の信号線の数は、規模の比
較的大きいシステムにあっては著しく大きくなる。した
がってこの場合車両内に装備されている計算機間の高速
のデータ転送が必要であり、その際計算機は制御装置−
コネクタにおいて僅かな接続端子しか必要とせずかつ計
算機において情報はコーディングされた形態において転
送される。
【０００６】この目的のために従来はマイクロプロセッ
サ、ミニ計算機および周辺機器の結合のためのローカル
回路網が制御部において、しかし殊に通信技術の用途に
おいて開発された。それ故に公知技術としてマイクロ計
算機の結合に対する多数の種々異なった伝送プロトコル
がある。それには例えばＤＤＢ［１］、ＩＩＣ［２］、
ＭＵＡＲＴ［３］、ＣＳＭＡ［４］、ＳＤＬＣ［４］、
およびＨＤＬＣ［４］がある。
【０００７】［１］ ＶＡＬＶＯ、ＤＤＢスペシフィケ
イション（ＤＤＢ specification） ［２］ ＶＡＬＶＯ、テヒニッシェ・インフォルマティ
オーネン・フユア・デイ・インドウストリエ８１１２１
５（Technische Informationen fuer die Industrie ８
１１２１５） ［３］ ＩＮＴＥＬ、マイクロプロセッサ・アンド・ペ
リフェラール・ハンドブック、１９８３（Microprocess
or and Peripheral Handbook） ［４］ A. Tannenbaum、コンピュータ・ネットワーク
ス、プレンタイス／ホール・インターナションル、１９
８１（Computer Networks, Prentice/Hall Internation
al，１９８１）
【０００８】
【発明が解決しようとする問題点】上記のプロトコルに
おいて車両における制御装置−結合の要請は不十分にし
か考慮されていない。
【０００９】通信および計算機技術において比較的大き
なデータパケットが伝送されるが、制御装置間の伝送に
おけるデータパケットの典型的な長さは短い。殊に車両
において制御機器、センサおよび調節器の間に有利には
測定値、計算アルゴリズムの中間結果および時間的な同
期のための信号が交換される。これらの用途のために短
いデータ語が生じ、その結果比較的大きなデータパケッ
トにおいて通例の安全措置は使用することができない。
【００１０】制御部は、実時間条件において動作し、す
なわち計算動作および制御作用は、所定の時間間隔内
に、プロセスとのステップを保持しつつ行われなければ
ならない。このことからローカル回路網に対して、伝送
線を短い潜在時間後、重要なメッセージのために空けて
おいて、長くなりすぎる遅延を回避しなければならない
という要求が生じる。
【００１１】これに対して規格化されたＥｔｈｅｒｎｅ
ｔ−プロトコルでは１０ＭＨＺという高い伝送速度にも
拘わらず、唯一のメッセージの伝送のみに少なくとも５
８０μｓの持続時間がかかる。この時間の経過後によう
やく、バスは別のメッセージの伝送のために空き状態に
なる。それから複数のバス加入者が同時に伝送を開始す
ると、回路網において複数のメッセージの衝突を来す。
アクセスの衝突は、まずすべての送信機がアクセスを一
たん撤回しかつ統計学的な待ち時間の後漸く新たに伝送
を開始することによって、解消される。しかしこの措置
によって、再び繰り返されるバスアクセスの衝突を排除
することはできない。これにより車両の制御において必
要であるように厳しい時間条件の信頼できる厳守は不可
能になる。
【００１２】更に、ローカル回路網の配置構成およびそ
の加入者の数が変化することがしばしば起こる。殊に、
回路網に既に接続されている計算機が、計算機によって
実施される機能が何ら変更がないとき、変更されなかっ
たプログラムによって動作することができることが重要
である。しかし公知の伝送系は、制御装置間の別の機能
上の結合が可能であるようには構想されていない。
【００１３】例えばＤＤＢにおいていずれのメッセージ
にも送信機および受信機アドレスが指定される。既にバ
スに伝送されたデータを必要とする別の回路網−加入者
が付加接続されると、相応の、既に存在している加入者
において新しいアドレスが補充されなければならない。
付加的に、別の加入者に既に伝送されたデータは再び新
しい加入者にも送信されなければならない。従ってネッ
トワークの構成が変化するとそれぞれの加入者に対して
新しいプログラム変形例が必要である。
【００１４】数多くの公知の回路網（例えばIntelマイ
クロプロセッサ８０４４、ＨＤＬＣ／ＳＤＬＣ−プロト
コルに基づいて）、いわゆるマスタ／スレーブ原理にし
たがって動作する。すなわち加入者の１つだけ（マス
タ）しか、ある時点においてバスアクセスに対する権利
を有していない。これによりバスに対する衝突が回避さ
れる。
【００１５】一般にマスタ−特性は順番にすべてのバス
−加入者に回ってくる。しかし数多くの用途においてこ
の形式の方法は不都合である。すなわち加入者は、丁度
送信権利を有していることにしか送信することができな
い。これにより優先度の高いメッセージが伝送されるま
で、場合によっては許容されない程長い待ち時間がスフ
レーブの状態において生じることがある。それ故にこの
系は高速にデータ伝送要求の際には使用可能でない。
【００１６】マスタ／スレーブ構想は、車両において周
知のように考慮しなければならない電磁障害においても
不都合である。その際例えば、送信権利は障害により消
失するかまたは誤って別の加入者が同時に送信権利を得
ることがある。
【００１７】確かにこの種の障害例を克服することは原
理的には可能であるが、多くに時間（バス故障時間、Ｃ
ＰＵ−計算時間）およびコスト（ハードウエア／ソフト
ウエア）を必要とし、このために高速データ伝送におけ
る実時間要求を考えると殆ど満足できるものではない。
【００１８】数多くの公知技術の回路網における別の問
題点は、イベントの同期のことである。例えばメッセー
ジを２つまたはそれ以上の複数の加入者に伝送すること
によって同時にアクションをトリガしようとするとき、
メッセージはともあれ精確に同じ瞬間に受信されなけれ
ばならない。そうでない場合に通例である、メッセージ
を個別受信機に順番に伝送する場合（２地点間接続）、
有効なメッセージの受信の同時性は原理的に実現され得
ない。
【００１９】同じメッセージを種々異なった受信機に送
信すべきであることが多い。応答要求されたすべての加
入者が同時に受信すればこのような場合回路網の占有状
況は著しく低減されることになる。しかしこの処置は、
公知のインターフェイス−モジュールによって講ぜられ
ない。
【００２０】別の重要な前提条件は、性能の高いエラー
検出である。
【００２１】今日公知プロトコルのうち比較的コスト高
のものでさえ、ユーザレベルにおける付加的な安全プロ
グラム（例えば多重伝送）なしに、申し分のない伝送安
全性を保証することはできない。したがってＨＤＬＣ−
プロトコルにおいては個別ビット−エラーでさえ、１６
ビット長のＣＲＣ検査によって安全保証されるにも拘わ
らず、検出不能な、メッセージの誤った変化を来すこと
がある。
【００２２】米国特許第４３６６４７９号明細書から、
複数の加入者がリング状に相互に接続されている情報装
置が公知である。この場合加入者の１つからデータが送
信され、それからこれらデータはある加入者から次の加
入者へ転送される。各加入者は、自分がこれらデータを
必要とするかどうかを検査し、かつこれらデータが加入
者にとって重要である場合にはデータを受取る。それか
らこれらデータは次の加入者へ転送される。この場合、
情報が種々異なった加入者において種々異なった時点に
おいて到来し、その結果ある加入者が既に新しいデータ
を得ている間に別の加入者が古いデータで動作するとい
う事態が生じ得ることは不都合である。複数の加入者が
協働しなければならない時間が重要な過程では殊に、こ
のことは問題を来たす可能性がある。印刷物ＶＤＩ Ｂ
ｅｒｉｃｈｔｅ ５１５、ＶＤＩ社、Ｄｕｅｓｓｅｌｄ
ｏｒｆ、１９８４年、第２３１〜２３５頁に、バス配分
を監視するバス制御部が設けられている、車両における
制御装置に対する１つの可能なバスシステムが記載され
ている。ここでは優先度信号が送出され、それに基づい
てバス制御部はバスをイネーブル化する。ここでは確か
にメッセージはすべての受信機によって受信されるが、
メッセージの処理は、メッセージとともにアドレスを一
緒に送出した受信機によってしか行なわれない。ここで
複数の受信機が応答すべきとき、メッセージを受信機ア
ドレスを変更して複数回繰返すことが必要である。それ
故にこの装置においても、データは個別受信機において
種々異なった時点に達するという問題が生じる。
【００２３】印刷物Ｖａｌｖｏ，Ｔｅｃｈｎｉｓｃｈｅ
Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ ８１１２１５，１９８１年
には、それ自体公知のＩＩＣバスが記載されている。こ
の場合それは、複数の計算器が同等の権利をもって１つ
のバスに接続されているマルチマスタシステムである。
バスアクセスは、最も多くの優性なビットを送出するマ
スタがバスアクセスを得ることによって調整される。こ
こでもアドレスを介してアドレス指定が行なわれるの
で、複数の加入者が同じ情報を得ようとする場合には、
同じ情報が複数回伝送されなければならない。
【００２４】従って本発明の課題は、これらの公知技術
から出発して、車両内に配設された計算機間の一層迅速
かつ確実なデータ伝送を可能にする、メッセージの処理
方法を提供することである。
【００２５】
【問題点を解決するための手段】この課題は本発明によ
れば、各メッセージが、当該メッセージの内容に関する
情報を含んでいるようにし、加入者において記憶された
リストにおける情報を比較しかつ前記情報に前記リスト
に記憶された内部処理優先度を割り当て、かつ該処理優
先度がいかなる時点でも伝送に対して準備されたメッセ
ージのシーケンスを決定するようにすることによって解
決された。
【００２６】
【発明の効果】本発明の方法は、公知技術に比べて、制
御機器間の結合についての特別な要求を有する、車両内
に組み込まれた計算機間の迅速かつ確実なデータ伝送が
可能になるという利点を有する。
【００２７】その際リストに殊に伝送状態および伝送要
求に関しての付加的な情報が対応付けられるようにする
と特別有利である。さらに、エラーの伴なった伝送を検
出しかつ記録しかつエラーが発生した場合の伝送を繰り
返すと有利である。
【００２８】別の有利な方法は次の点にある。すなわち
エラーのある伝送の所定数の発生後、この伝送の繰り返
しを停止しかつ割込み要求をトリガするようにする。
【００２９】
【実施例】次に本発明を図示の実施例につき図面を用い
て詳細に説明する。
【００３０】表１は、選択された伝送媒体に依存して可
能なバストポロジー（バス回線形態）、結合形式および
線路形式を示す。
【００３１】
【表１】
【００３２】伝送形式：時分割多重 ベースバンド伝送 アクセス形式：マルチマスタ原理 限定的なバス割当て 空間的な拡がり：伝送速度に依存する 上述のバスシステムは、伝送媒体において、優性ないし
劣性の特性を有する２つの状態が可能であるようにする
とき、精確に実現することができる。
【００３３】これに対する例は次の通りである：
【００３４】
【表２】
【００３５】インピーダンスに対する例： スイッチ 閉／開 トランジスタ 導通／非導通 エネルギーに対する例： 電圧が加わっている／電圧が加わっていない 光あり／光なし 図１は、線状のバスシステムとして構成されている実施
例を示す。このシステムは、連続して通っているバス線
路（心線対または光導波体）および個別加入者に通じて
いる接続線路から成る。
【００３６】図２は、バス線路に対して導電結合が行な
われている実施例を示す。ドライバは制御可能なスイッ
チであり、トランジスタ（オープンコレクタ結合）によ
って実現されている。バス線路として２線式線路または
同軸ケーブルが使用される。制御は非対称に行なわれ
る。バス線路の終端には、抵抗を介して給電電圧が印加
される。少なくとも１つのドライバトランジスタが導通
しているとき、優性なバス状態が生じる。
【００３７】図３は、送信ドライバとして、同時に導通
ないし遮断制御される２つの相補的なドライバトランジ
スタが使用される実施例を示す。これにより線路は対称
形に制御される。この配置構成の利点は、障害に比較的
強いことおよびスプリアス放射の可能性が比較的低いこ
とである。
【００３８】この実施例においてはバス線路に個別加入
者と導電接続されている。これにより電気的ないし電磁
的に障害のある環境において、加入者が別の線路（例え
ば給電線）を介して誤って結合されてしまうという問題
が生じることがある。次の例はこれらの欠点を有してい
ない。
【００３９】図４は、導電的に分離するためにトランス
が使用される実施例を示す。直流成分除去は、バイフェ
ーズ・コーディングによって行ない得る。劣性のバス状
態は、すべてのトランスの、そのドライバからのデカッ
プリングによって実現される（ドライバは高抵抗に切換
られる）。優性のバス状態は、正または負のパルスが、
トランスの少なくとも１つに接続形成されることによっ
て実現される。パルス極性の同期化は、スタートビット
極性の決定に関して行なわれる。
【００４０】導電的に分離された結合が行なわれる別の
実施例は、光結合器の使用によって実現することができ
る。このことは、オープン・コレクタ出力側を有する光
結合器の使用によって特に簡単になる。
【００４１】図５は、光導波体を有する実施例に対する
例として、中央の光結合器を有する星形のシステムを示
す。結合は受動的または電気−光変換器によって実現す
ることができる。
【００４２】優性のバス状態：少なくとも１つの送信ダ
イオードが発光している。
【００４３】劣性のバス状態：すべての送信ダイオード
は発光していない。
【００４４】図６は、光導波体を有する実施例として線
状のバスシステムが図示されている。接続線路は、中央
のバス線路と、光の入力および出力結合のために、コス
トのかかる受動的または電気−光変換器を必要としない
ように結合されている。例えば中央バス線路および接続
線路は溶着されている。
【００４５】優性の状態：少なくとも１つの送信ダイオ
ードが発光している。
【００４６】劣性の状態：すべての送信ダイオードが発
光していない。
【００４７】１） 伝送プロトコル メッセージは、次のビットフィールドから成っている。
フレームのスタート、識別子、制御フィールド、データ
フィールド、ＣＲＣフィールド、ＡＣＫフィールドフレ
ームの終りおよび休止期間である（図６参照）。
【００４８】注意：本明細書において、ハイおよびロウ
という概念は論理レベルの意味において使用される。
【００４９】ハイがその作用についてバスにおいて劣性
であれば、一方でロウが優性である。結果的に、複数の
バス加入者のうち少なくとも１つがロウを送信する限
り、すべてのバス加入者によってロウが受信される。
【００５０】フレームのスタートは、メッセージの始め
をマーキングしかつ唯一のロウビットから成る。
【００５１】バス加入者は、状態バスアイドル（３）参
照）の状態において、すなわちバスが空いているときに
しか、メッセージの伝送を始めることが許されない。す
べての受信機は、フレームのスタートによって惹き起こ
される、先頭に位置する縁に基いて同期をとられる。
【００５２】識別子は、名前および優先度の意味におい
てデータフィールドの内容を特徴付ける。
【００５３】識別子は、複数のバス加入者から唯一の受
信機を決めるアドレスの意味を必ずしも有していない。
正しく受信されたメッセージがバス加入者によって引続
き処理されるか否かは専ら、バス加入者のおのおのの受
入れフィルタ（段落５）１．１．３を参照）によって決
められる。したがって送信機の観点からは、２地点間伝
送と複数またはすべてのバス加入者の同時の応答との間
に何らの差異がない。
【００５４】複数の送信機の同時のバスアクセスの際、
裁定時相の期間中優先度に基いてどの送信機がメッセー
ジの引続く伝送のための権利を得るかが決められる（段
落２）参照）。
【００５５】この実施例において識別子は８ビット長で
ある。（ＩＦＬ＝ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ−ＦＩＥＬＤ−
ＬＥＮＧＴＨ＝８）制御フィールド （図８）は、ビットフィールド遠隔伝送
要求、データバイトコードおよび将来の拡長に対して予
約されたビットを含んでいる。
【００５６】遠隔伝送要求は、相応のメッセージによっ
て、データが伝送されるべきであるか要求されるべきで
あるかを指示する。データバイトコードは、データフィ
ールドの長さに関する情報を含んでいる。
【００５７】この実施例において制御フィールドは８ビ
ット長である。
【００５８】（ＣＦＬ＝ＣＯＮＴＲＯＬ−ＦＩＥＬＤ−
ＬＥＮＧＴＨ＝８）データフィールド は、その意味が識別子によって固定さ
れている伝送すべき情報を含んでいる。このフィールド
の長さ（データ−バイト−カウント）は可変でありかつ
例えば１，２，４または８バイトとすることができる。
【００５９】ＤＡＴＡ−ＢＹＴＥ−ＣＯＵＮＴ＝２＊＊
ＤＡＴＡ−ＢＹＴＥ−ＣＯＤＥ ＤＦＬ＝ＤＡＴＡ−ＦＩＥＬＤ−ＬＥＮＧＴＨ＝８＊Ｄ
ＡＴＡ−ＢＹＴＥ−ＣＯＵＮＴＣＲＣフィールド このビットフィールドは、生成多項式を用いて発生され
る制御語（ＣＲＣシーケンス）を含んでおり、ＣＲＣ区
切り文字によって終結される（図９）。
【００６０】生成多項式は、同じ数の制御ビットを有す
る長いメッセージの安全性の場合より高いハミング距離
が実現されるように、小さなメッセージ長さ（１２０の
安全確保すべきビットより小さい）に対して選択されて
いる。
【００６１】本実施例においてＣＲＣ−シーケンスは１
５ビット長である。
【００６２】（ＣＲＣＬ＝ＣＲＣ−ＳＥＱＵＥＮＣＥ−
ＬＥＮＧＴＨ＝１５） この制御語によって、次のフィールド、すなわちフレー
ムのスタート、識別子、制御フィールド、データフィー
ルドおよびＣＲＣシーケンス（ＣＲＣ区切り文字を除
く）が安全確保される。
【００６３】ＣＲＣ区切り文字 ＣＲＣ区切り文字 は、ハイビットから成り、ＣＲＣ制御
語に続きかつＣＲＣフィールドを終結する。
【００６４】巡回コードは、全体のコード語（安全確保
すべきビットおよび安全ビット）の巡回的なずれに原因
にあるようなエラーをカバーすることはできない。すな
わち巡回的なずれは再び有効なコード語を生じる。
【００６５】しかし定義によればロウであるフレームの
スタートのビットがコード語中に含まれれば、コード語
のその都度のローテーションは、ＣＲＣフィールドがハ
イによって終結していないことにより検出することがで
きる。
【００６６】ＡＣＫ−フィールド すべての受信機は、送信機に正しいメッセージの受信
を、それらがこの時間間隔内に第１ビットとしてロウビ
ットを伝送することによって通報する。第２ビットとし
てハイ（ＡＣＫ区切り文字）が伝送される。送信機はこ
の形式および方法においてバス加入者の少なくとも１つ
がメッセージを誤りなく受信したかどうかを検出するこ
とができる。
【００６７】エラーの伴ったメッセージを受信したすべ
てのバス加入者は、そのことをエラーフラグを用いて通
報する。
【００６８】送信機は、そのメッセージの正しい受信に
対する確認を少なくとも１つの受信機からも得られなけ
れば、送信機自らエラー通報を送出する。
【００６９】フレームの終りは、ハイビットの間断のな
い列から成りかつおのおののメッセージの終りに位置し
ている。
【００７０】フレームの終りの長さは、次のように選択
することができる。すなわち長さ情報の誤った伝送に基
いてこの個所においてデータを期待しているすべての受
信機が、フレームの終りの最後から２番目のビットにお
いて既にスタッフエラーを検出するようにである（コー
ディング参照）。このようにして先行の伝送エラーに無
関係に、おのおのバス加入者はメッセージの終りを検出
することができる。
【００７１】送信機が、フレームの終りの期間中少なく
とも１つのロウビット（例えばエラーフラグのビット）
をバス上にて走査すると、このことは最後に動作状態に
あった送信機によってそこから伝送されたメッセージに
対する応答と認められる。これによりエラー状態が、メ
ッセージの最後から２番目のビットの伝送によってよう
やく、受信機の１つによって検出されたときでも、エラ
ー通報の一義的な対応が成立つ。
【００７２】この実施例においてフレームの終りは７ビ
ット長である。
【００７３】（ＥＯＦＬ＝ＥＮＤ−ＯＦ−ＦＬＡＭＥ−
ＬＥＮＧＴＨ＝７）休止期間 は、ハイビットの間断のない列から成る。この
時間においてはいづれのバス加入者も新しいメッセージ
の伝送を始めることは許されない。
【００７４】休止期間の期間中おのおのの受信機は、エ
ラーフラグの送信により過負荷（誤った受信準備）を通
報する可能性を有するので、その結果次のメッセージの
送信は、すべての受信機が再び準備状態になるまで遅延
される。
【００７５】休止期間内に生じるエラー通報は、別のビ
ットエラーにおいて生じるエラー通報と同じように処理
される。しかし相応の送信機による先行のメッセージの
繰返しは行なわれない。
【００７６】この実施例において休止期間は３ビット長
である。
【００７７】（ＩＭＬ＝ＩＮＴＥＲＭＩＳＳＩＯＮ−Ｌ
ＥＮＧＴＨ＝３）バスアイドル バスは、休止期間の経過後引続いてハイレベルを導くと
き、空き状態にある。状態バスアイドルは、任意の持続
時間であってよい。ロウビットの受信は、フレームのス
タートと解釈される。
【００７８】エラー通報は、次のビットフィールド、す
なわちエラーフラグおよびエラー区切り文字から成る
（図１０参照）。
【００７９】エラーフラグは、ロウビットの間断のない
列から成る。
【００８０】列の長さは、それによって、フレームのス
タートからＣＲＣ区切り文字に至るまでのすべてのビッ
トフィールドに適用される“ビットスタッフィング”の
法則が破られるように決めることができる。別のバス加
入者は、加入者自体がエラーメッセージを送信すること
によってそれに応答する。
【００８１】この実施例においてエラーフラグは６ビッ
ト長である。
【００８２】（ＥＦＬ＝ＥＲＲＯＲ−ＦＬＡＧ−ＬＥＮ
ＧＴＨ＝６）エラー区切り文字 おのおののエラー通報は、ハイビットの間断のない列に
よって終結される。
【００８３】エラー区切り文字の送信過程は、すべての
他の加入者もエラーフラグの伝送を完了した後（バスに
おけるハイ伝送後のロウ）、始まる。
【００８４】この実施例においてエラー区切り文字は７
ビット長である。
【００８５】（ＥＤＬ＝ＥＲＲＯＲ−ＤＥＬＩＭＩＴＥ
Ｒ−ＬＥＮＧＴＨ＝７） ２） バス組織編成 バス交換の組織編成は、次の５つの規則に基いている： （１） バスアクセス バス加入者は、状態バスアイドルにおいてのみメッセー
ジの伝送をスタートすることが許される。
【００８６】すべての受信機は、フレームのスタートの
先頭を成す側縁に基いて同期しなければならない。
【００８７】（２） 裁定 ２つまたは複数のバス加入者が同時に伝送を開始すると
すれば、アクセスの衝突は裁定メカニズムによってビッ
トレベルにおいて解決される。
【００８８】裁定の期間中おのおのの送信機は、送信機
自体がバスに書込むビットレベルを、送信機が実際にバ
スにおいて走査するビットレベルと比較する。送信機自
体によって送信されるバスレベルが存在しないすべての
送信機は、それ以上１つのビットも送信することなしに
伝送を中止しなければならない。この取り決めによって
裁定過程はバス上のいづれの情報も破壊されることなし
に、経過することができる。メッセージが最上位の優先
度を有する識別子を有している送信機がバスアクセス権
利をかちとる。その送信機は始められたメッセージを終
りまで伝送する。
【００８９】（３） コーディング メッセージのセグメントであるフィールドのスタート、
識別子、制御フィールド、データフィールドおよびＣＲ
Ｃフィールドは、ビットスタッフィングの方法に応じて
コーディングされる。伝送すべきデータ流において間断
のない順序で５つの同じビットを有するとき、送信機は
自動的に反対の値を有するビットをビット流内に挿入す
る。
【００９０】（４） デコーディング メッセージのセグメントであるフィールドのスタート、
識別子、制御フィールド、データフィールドおよびＣＲ
Ｃフィールドは、ビットスタッフィングの方法にしたが
ってコーディングされる。バス加入者が５つの同じビッ
トレベルを間断のない順序において受信すると、この加
入者は引続くスタッフビットをビット流から取り除く。
スタッフビットの値は、先行のビットとは反対のもので
あるはずである（エラー検査）。
【００９１】（５） エラー通報 伝送エラーを検出したバス加入者はそれぞれ、６つの順
次連続するロウビット（エラーフラグ）を送信すること
によってすべての別のバス加入者に通報する。
【００９２】エラー通報はエラーの検出後直ちに行なわ
れ、すなわちエラー状態に続くビットで始められる。Ｃ
ＲＣエラーの検出の場合のみエラー通報は、３クロック
経過後にようやく送出される。これによってＡＣＫフィ
ールドがＣＲＣエラーによってトリガされたエラー通報
によって書直されることがないように、保証される。
【００９３】エラー通報は、バスにおいて少なくとも６
つのロウビットの後にロウからハイヘ移行することで終
了する（エラー処理のための状態ダイヤグラム参照） （６） 過負荷 過負荷の際（受信されたメッセージはまだ処理されてい
ない）おのおののバス加入者は、休止期間の期間中のエ
ラーフラグの送出によってこのことをすべての他の加入
者に通報することができる（休止期間参照）。
【００９４】３） 状態図 ３）−１． 状態図の説明 おのおのの長方形のブロックは、システム状態を表示す
る。入力および状態変数に依存する状態の間の移行は、
矢印を付した接続線によって表示されている。状態の移
行は常時バスクロックのアクティブな側縁によって行な
われる。同じクロック側縁によって出力データはバス線
路に印加される。実際のバスレベルは、次のアクティブ
なバスクロック側縁の直前に漸く走査される。
【００９５】バスアイドル状態後バスクロックは、ハイ
からロウへの次のバスレベル移行に基いて同期をとられ
る。
【００９６】入力および状態変数は、整理されて、１つ
の決定ベクトルに統合することができる。
【００９７】決定ベクトルは次の形を有する： （バスモニタ、バスドライブ、スタッフ、カウント、Ｔ
Ｘ要求、ＣＲＣエラー、過負荷） 意味は次の通りである：バスモニタ バス路線において走査された論理レベルを再生する入力
変数。
【００９８】バスモニタ ＝０ 優性のバスレベルに相応する（ロウ）バスモニタ ＝１ 劣性のバスレベルに相応する（ハイ）バスドライブ この状態において送信される論理レベルを指示する状態
変数。
【００９９】バスドライブ ＝０ 送信レベル優性（ロウ）バスドライブ ＝１ 送信レベル劣性（ハイ）スタッフ 最後の５つの走査クロックの期間中バスレベルが一定で
あったかどうかを指示する入力変数。（５個のロウまた
は５個のハイ）。バスモニタを指示するレベルは、５個
から成るこの列の実際の値である。
【０１００】スタッフ＝０ バスレベルは交代して変化
した。
【０１０１】スタッフ＝１ バスレベルは一定だったカウント 内部計数器（ＣＮＴＲ）が計数操作をしたかどうかを指
示する状態変数。この計数器は、すべての状態において
必要だということではない。必要の場合には、計数器は
相応の状態への移行の際セットされる。
【０１０２】カウント＝０ 計数器はまだ計数操作終了
していない（ＣＮＴＲ＜＞０）カウント ＝１ 計数器は計数操作を終了した（ＣＮＴＲ
＝０）ＴＸ要求 メッセージが送信のために準備状態にあるかどうかを指
示する入力変数であり、その結果次のバス割当てプロシ
ージャに関与しなければならない。
【０１０３】ＴＸ要求 ＝０ 送信申し込みは存在しないＴＸ要求 ＝１ 送信申し込みは存在するＣＲＣエラー 受信されたメッセージに伝送エラーがあったかどうかを
指示する状態変数。この変数は、ＣＲＣシーケンスの最
後のビットの受信後セットされる。
【０１０４】ＣＲＣエラー ＝０ 受信にはエラーがあったＣＲＣエラー ＝１ 伝送エラー過負荷 最後に受信されたメッセージがインターフェイス論理回
路によって処理できたかまたはこのメッセージが過負荷
であるかどうかを指示する状態変数。
【０１０５】過負荷＝０ 受信論理回路は過負荷状態で
ある。
【０１０６】過負荷＝１ 受信論理回路は準備中であ
る。
【０１０７】決定ベクトルによって、いづれの後続状態
において進行しているかが一義的に確定される。したが
って状態図は、決定ベクトルを用いて記述することがで
きる。状態ベクトルにおける所定のエレメントに対して
“Ｘ”が指定されると、このことは相応の変数が決定に
対して重要でないことを意味する（変数は“０”または
“１”であってよい）。
【０１０８】３）−２． 状態バスアイドルに対する例 状態バスアイドルは、状態検査休止期間の規則的な後続
状態である。状態バスアイドルにおいて常時劣性の送信
レベルハイがバス線路に印加される。
【０１０９】後続状態への移行： 決定ベクトル（１，１，１，Ｘ，０，Ｘ，Ｘ）： この決定ベクトルは次のことを意味する：バスレベルハ
イ、送信レベルハイ、バスは既に少なくとも５クロック
長ハイであり、計数器は重要でなく、送信要求はなく、
伝送エラーおよび過負荷は重要でない。バスアクション
が検出されずかつ送信要求は存在しなかったので、後続
状態は再びバスアイドルである。
【０１１０】 決定ベクトル（１，１，１，Ｘ，１，Ｘ，Ｘ）： この時、その他は１）と同じ変数である場合、送信要求
が存在する。バス線路は空いているので、即刻送信を開
始することができる。したがって後続状態は、フレーム
の送信スタートである。
【０１１１】 決定ベクトル（０，１，０，Ｘ，Ｘ，Ｘ，Ｘ）： バス線路には、レベルロウが検出された。すなわち少な
くとも１つの別のバス加入者が、メッセージの伝送を始
めたことを意味する。検出されたロウビットは、フレー
ムのスタートである。後続状態は、受信識別子である。
【０１１２】 引続くすべての決定ベクトルは、イン
ターフェイスモジュール内のハードウエア障害ないしハ
ードウエア故障を示唆する。
【０１１３】相応のことは、次の状態図、すなわち受信
モード、送信モードおよびエラー処理に記述されるすべ
ての別のシステム状態に対して当嵌る。
【０１１４】バス線路における障害に基いて生じる決定
ベクトルの他に、作動可能なハードウエアにおいて生じ
る可能性があるベクトルのみが列記される。残りのベク
トルは、制御ユニットの簡略化のためまたは状態ハード
ウエアエラーにおけるシステム安全性を高めるために取
り扱うことができる。
【０１１５】
【表３】
【０１１６】３）−３． 状態図受信モード 図１１および１２に状態図受信モードのフローチャート
を示す。その際決定ベクトル：（バスモニタ、バスドラ
イブ、スタッフ、カウント、ＴＸ−要求、ＣＲＣ−エラ
ー、過負荷） 状態バスアイドルからバスにおけるフレームのスター
トの検出によって状態受信識別子に入る。状態移行の
際計数器ＣＮＴＲはＩＦＬ＝８（ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ
−ＦＩＥＬＤ−ＬＥＮＧＴＨ）が予め加えられる。ＩＦ
Ｌは、いくつの識別ビットが結合されたかを指示する
（１）識別子参照）。
【０１１７】受信される識別ビットによってその都度、
状態受信識別子のループが一巡されかつ計数器はデク
リメントされる。識別子においてスタッフビットが発生
すると、スタッフ＝１に基いて状態ＩＤスタッフビット
を無視するへの移行が行なわれる。そこでスタッフビ
ットは取り除かれる。その後なおスタッフ＝１であれ
ば、例外状態が存在しているはずである。（バス線路に
おける障害、別の加入者のエラー通報、予期せぬバス停
止状態）；これに対する応答として状態エラー処理（１
４）が生じる。しかしスタッフ＝０であれば、状態受信
識別子への戻り飛越しを行なうことができる。
【０１１８】計数器の計数操作終了後システムは（受信
識別子または或いはＩＤスタッフビットの無視から）
状態受信制御フィールドに移行する。ここで計数器
にはＣＦＬ＝８（ＣＯＮＴＲＯＬ−ＦＩＥＬＤ−ＬＥＮ
ＧＴＨ）が予め加えられる。
【０１１９】制御フィールドのすべてのビットが受信さ
れていると、次に状態受信データフィールドにおいて
データフィールドが受信される。この場合特殊例とし
て、計数器に定数ではなくて、変数ＤＦＬ（ＤＡＴＡ−
ＦＩＥＬＤ−ＬＥＮＧＴＨ）が予め加えられる。ＤＦＬ
は値８，１６，３２または６４をとることができる。
【０１２０】次のものとして、状態受信ＣＲＣシーケン
スにおいてＣＲＣ制御語（ＣＲＣシーケンス）が受信
される。このためにまず計数器ＣＮＴＲにはＣＲＣＬ＝
１５（ＣＲＣ−ＳＥＱＵＥＮＣＥ−ＬＥＮＧＴＨ）が予
め加えられる。最後のＣＲＣビットの受信後、状態変数
ＣＲＣエラーがセットされる（ＣＲＣエラー＝０はエラ
ーを意味せず、ＣＲＣエラー＝１は伝送フレーム内のエ
ラーを意味する）。
【０１２１】ＣＲＣ制御語は常時レベルハイを有するビ
ット（ＣＲＣ区切り文字）によって終結されなければな
らない。このことは状態受信ＣＲＣ区切り文字（１０）
において検査される。誤ったバスレベルでは、状態エラ
ー処理（１４）に飛越す。
【０１２２】次のバスクロックサイクルにおいて受信機
はメッセージの受信を確認しなければならない。このこ
とは状態送信肯定応答（１１）においてエラーのない受
信に対するロウレベルの送信ないしエラーのある場合の
ハイレベルの送信によって行なわれる。バスレベルハイ
の検出の際、優性のレベルロウが送出された場合、状態
エラー処理（１４）に移行する。
【０１２３】第１の肯定応答ビットに、常時レベルハイ
を有していなければならないＡＣＫ区切り文字が続く。
このレベルは、状態ＡＣＫ区切り文字の送信（１２）に
おいてすべての受信機によって送出される。レベルロウ
が受信されると、状態エラー処理（１４）に移行する。
【０１２４】フレームの終りの受信の状態移行の際計数
器ＣＮＴＲはＥＯＦＬ＝７（ＥＮＤ−ＯＦ−ＦＲＡＭＥ
−ＬＥＮＧＴＨ）によって初期化される。ＣＲＣエラー
＝１である場合、またはフレームの終りの受信期間中バ
スレベルロウが受信される場合、状態エラー処理（１
４）に移行する。
【０１２５】エラーのない状態においてメッセージはそ
の時完全に受信される。次の状態として、ＩＭＬ＝３
（ＩＮＴＥＲＭＩＳＳＩＯＮ−ＬＥＮＧＴＨ）サイクル
から成る状態検査用休止期間（１５）が続く。バスレベ
ルは持続的にハイでなければならず、その他の場合状態
エラー処理（１４）に飛越す。状態検査用休止期間（１
５）においておのおのの受信機は過負荷（ＯＶＥＲＬＯ
ＡＤ＝１）を通報することができ、その結果次のメッセ
ージの送出は、受信機が再び準備状態になるまで遅延さ
れる。このことも状態エラー処理（１４）によって行な
われる。計数器ＣＮＴＲの計数操作終了後、後続状態バ
スアイドルに移行し、これにより新しい受信または送
信サイクルが始まる。
【０１２６】次のフィールド、すなわち制御フィール
ド、データフィールドおよびＣＲＣシーケンスにおいて
発生する可能性があるスタッフビットに関して、状態識
別子の受信のために形成された実行が相応に当嵌る。
【０１２７】３）−４． 状態図送信モード 状態図送信モードのフローチャートを図１３および１４
に示す。その際、決定ベクトル：（バスモニタ、バスド
ライブ、スタッフ、カウント、ＴＸ−要求、ＣＲＣ−エ
ラー、過負荷） 状態バスアイドルから、バスアイドルの期間の前または
期間中送信要求が発生したとき（ＴＸ要求＝１）、送信
モードへの移行が行なわれる。このために状態図受信モ
ードが参考になる。
【０１２８】メッセージの送信は、優性の送信レベルロ
ウが送出される状態フレームのスタートの送信によっ
て始まる。障害により優性なレベルロウがハイに障害に
より変化した場合、状態エラー処理に移行する。
【０１２９】その他の場合状態識別子の送信において
結果的にバス割当てプロシージャが生じる。始めに計数
器はＩＦＬ＝８（ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ−ＦＩＥＬＤ−
ＬＥＮＧＴＨ）にセットされる。
【０１３０】受信されたレベルが送信レベルに相応しか
つ最後の５つのバスレベルが一定でなくかつ計数器がま
だ計数操作を終了していないとき、状態識別子の送信
にとどまる（単に計数器がデクレメントする）。
【０１３１】状態識別子の送信は、次のときに終了す
る。
【０１３２】−送信された劣性のハイレベルがロウによ
って書き換えられた。したがってバス割当ては消失す
る。スタッフ＝１の場合、後続状態はＩＤスタッフビッ
トの無視である。その他の場合計数器が計数操作を終了
していなければ後続状態は識別子の受信であり、計数器
が計数操作を終了していれば制御フィールドの受信であ
る。
【０１３３】−送信された優性のロウレベルが障害によ
りハイに変化する。後続状態はエラー処理である。
【０１３４】−受信レベルが送信レベルに相応する。最
後の５つのレベルが同じであった場合、状態ＩＤスタッ
フビット挿入に移行しなければならない。その他の場
合計数器が計数操作を終了していれば後続状態制御フィ
ールドの送信に移行する。この場合にバス割当てが実
現された。
【０１３５】状態ＩＤスタッフビットの挿入において
識別子フィールドのスタッフビットが挿入される。この
状態においてはバス割当てが失なわれる可能性がないの
で、異なった送信および受信レベルの場合エラー処理が
後続状態である。その他の場合計数器が計数操作を終了
していなければ状態識別子の送信に戻り、計数器が計
数操作を終了していればバス割当てが実現され、後続状
態は制御フィールドの送信である。
【０１３６】状態制御フィールドの送信へ入った際
に、計数器ＣＮＴＲはＣＦＬ＝８によって初期化される
（ＣＯＮＴＲＯＬ−ＦＩＥＬＤ−ＬＥＮＧＴＨ）。バス
割当てが終了しているので、以後は送信および受信レベ
ルは常時同じでなければならない。そうでない場合に
は、状態エラー処理に移行する。計数器が計数操作を終
了しておらずかつ最後の５つのクロックサイクル内で側
縁が変化した場合、システムは状態制御フィールドの送
信にとどまり、計数器がデクリメントされるだけであ
る。スタッフビットの挿入は、状態ＣＦスタッフビット
の挿入において行なわれる。計数器が計数操作を終了
している場合後続状態データフィールドの送信への移行
が行なわれる。
【０１３７】状態制御フィールドの送信における過程
は、状態データフィールドの送信およびＣＲＣシーケ
ンスの送信に対しても当嵌る。データフィールドの送
信に入った際、計数器ＣＮＴＲは、値８，１６，３２
または６４をとることができる変数ＤＦＬ（ＤＡＴＡ−
ＦＩＥＬＤ−ＬＥＮＧＴＨ）が予め加えられる。ＣＲＣ
シーケンスの送信へ入る際計数器には定数ＣＲＣＬ＝１
５（ＣＲＣ−ＦＩＥＬＤ−ＬＥＮＧＴＨ）が予め加えら
れる。
【０１３８】ＣＲＣシーケンスに続いてＣＲＣ区切り文
字が伝送されなければならない。このことは状態ＣＲＣ
区切り文字の送信（１０）において行なわれる。ロウの
後に送出されたハイ状態が障害により変化すると、状態
エラー処理に移行する。
【０１３９】引続いて肯定応答ビットが検査される。受
信ハイレベルは、いづれの加入者もメッセージをエラー
なく受信しなかったかまたはすべての加入者が誤ったフ
レーム同期をとっていることを意味する。したがって送
信機は状態エラー処理においてエラー通報を送出する。
ロウレベルの受信の際後続状態ＡＣＫ区切り文字の受信
（１１）に移行する。ＡＣＫ区切り文字は常時ハイでな
ければならない。そうでない場合は、エラー処理へ飛越
す。
【０１４０】メッセージ終了は、状態フレームの終りの
送信（１３）において伝送される。フレームの終りは７
つのハイビットから成るので、計数器ＣＮＴＲは、ＦＯ
ＦＬ＝７（ＥＮＤ−ＯＦ−ＦＲＡＭＥ−ＬＥＮＧＴＨ）
が予め加えられる。ハイレベルの受信の際システムは、
計数器が計数を操作終了しかつそれから検査用休止期間
に移行するまで、状態フレームの終りの送信（１３）に
とどまる。これに対してロウレベルの受信の際エラー処
理へ飛越す。
【０１４１】状態検査用休止期間への移行によって、送
信モードは終了する。状態検査用休止期間は、受信モー
ドにおいて説明したものと同一である。
【０１４２】３）−５． 状態図エラー処理 図１５は状態図エラー処理のフローチャートを示す。そ
の際、決定ベクトル：（バスモニタ、バスドライブ、ス
タッフ、カウント、ＴＸ−要求、ＣＲＣ−エラー、過負
荷） エラー処理は、状態エラーフラグの送信により始まる。
エラーフラグは、すべての加入者に、バス上で伝送エラ
ーが発生したこと或いは受信機が過負荷されていること
を通報するために用いられる。エラーフラグは、６つの
連続するロウビットから成り、それ故に計数器ＣＮＴＲ
はエラーフラグの送信へ入った際にＥＦＬ＝６（ＥＲＲ
ＯＲ−ＦＬＡＧ−ＬＥＮＧＴＨ）へセットされる。障害
により送信された優性のレベルロウがハイに変化した場
合、さらにもう一度エラー処理が始められる。そうでな
ければ計数器はデクリメントされる。計数状態零の際状
態エラーＳＹＮＣへの移行が行なわれる。
【０１４３】状態エラーＳＹＮＣにおいて、場合に応じ
てエラーフラグを送出する別の加入者が準備できるのが
待たれる。このことは、バスレベルがハイへ移行するこ
とで検出される。
【０１４４】エラー処理は、エラー区切り文字の送信に
よって状態エラー区切り文字の送信において終結され
る。その際始めに計数器ＣＮＴＲはＥＤＬ−１＝６（Ｅ
ＲＲＯＲ−ＤＥＬＩＭＩＴＥＲ−ＬＥＮＧＴＨ＝７）が
予め加えられる。エラー区切り文字は、７つのハイビッ
トから成るが、これらビットの第１ビットは状態エラー
ＳＹＮＣにおいて既に送信された。残りのビットがバス
に送出された際ロウレベルが検出されると、新たにエラ
ー処理が始まる。その他の場合計数器の経過終了後状態
検査用休止期間に移行する。これによりエラー処理は終
了する。
【０１４５】４） エラー処理 ４）−１． エラー応答 おのおのの加入者は、エラーの検出後即座に、すなわち
エラー状態に続くビットで始まって、そのエラー通報
（エラーフラグ）を送出する。ＣＲＣエラーの検出の際
にのみエラー通報はようやく３クロック遅延されて送出
される。これによりＡＣＫフィールドがＣＲＣエラーに
よってトリガされるエラー通報によって書き換えられる
ことがないように保証される。ＡＣＫフィールドを空け
ておくことによって送信機には、若干の受信機からのメ
ッセージの確認と同時に残りの受信機からのエラー通報
も供給することができる。これにより、高い確率でもっ
て、加入者（送信機）自体または受信機において故障が
あるかどうかを確かめることができるようになる。
【０１４６】エラー通報は、少なくとも６つの連続する
ロウビット（エラーフラグ）から成る。引続くロウ−ハ
イ移行後、さらに少なくとも１０個のハイビットが待た
なければならない（エラー区切り文字および休止期
間）。
【０１４７】４）−２． エラー発生 エラー処理はその空間的な発生にも、時間的発生にも依
存している。
【０１４８】４）−５においてオープンコレクタ形バス
のエラー応答の例を若干説明する。
【０１４９】次の表４から可能なすべての個別ビットエ
ラー例を推察することができる。
【０１５０】付された番号の下に、ここでは４）−５で
示される、エラー発生時に対する例が図示されている。
【０１５１】
【表４】
【０１５２】４）−３． エラー分類 １）で説明した、バスプロトコルの固定および２）で特
定したバス編成機能に基いて、次の部類のエラーが発生
する可能性がある： 送信機： ＢＦ ビットエラー、バスレベルは送信レベルと一致し
ない。
【０１５３】ＢＫ 状態識別子の送信（裁定）およびフ
レームのスタートの送信においては、ロウの送信の際の
バスレベルハイのみがエラーと認められる ＡＦ 肯定応答の受信期間中に肯定応答がない ＮＦ 状態検査用休止期間の間のバス上のロウビット ＳＦ スタッフ規定の違反 受信機： ＣＦ ＣＲＣエラー ＤＦ ＣＲＣシーケンスは、ＣＲＣ区切り文字で終結し
ない、すなわちＣＲＣ制御語にハイビットが続かない ＮＦ 状態フレームの終りの受信および検査用休止期間
の間バスはロウビットである ＳＦ スタッフ規定の違反 ＢＦ 状態ＡＣＫの送信におけるビットエラー 引続く表５において時間的および空間的発生から成る組
合せ並びに種々の部類のエラーから生じるすべてのエラ
ー検出可能性がまとめられてある。
【０１５４】表５のおのおのの欄の上列における略号
は、送信機において発生するエラーを特徴付け、下列に
は、受信機において発生するエラーを特徴付ける。
【０１５５】
【表５】
【０１５６】４）−４ 例の説明 以下の図式において次の略号が使用される： − ＠ 障害 − −−− 障害されていないメッセージ − ＊＊＊ 内部介入 − ＃＃＃ 外部介入 − Ｓ スタッフビット − １．．８． ナンバリング − Ｒ バス停止（状態バスアイドル）が検出
される − Ｂ 伝送期間にビットエラーが検出される − Ｆ エラーが加入者によって検出される − Ｚ エラーメッセージの開始 − Ｋ 加入者は裁定に破れてかつその伝送を
断念する 次のエラー処理例のモデルパラメータ： −同じレベルのビットの最大数（Ｓ＝５） −フレームの終りは、６つの連続するハイビットから成
る（ＥＯＦＬ＝６） −休止期間は３つの連続するハイビットから成る（ＩＭ
Ｌ＝３） −エラーメッセージは、少なくとも６つの連続するロウ
ビットから成る（ＥＦＬ＝６） −送信機によって既に送信しているかまたは送信希望が
ある加入者が表わされる４）−５． 個別ビットエラー例 ４）−５．１ グローバルな障害、すべての加入者によ
って発見可能。識別子におけるビットエラー
【０１５７】
【表６】
【０１５８】Ｓ１，Ｓ２；送信機、Ｅ１，Ｅ２；受信機 送信機は裁定に“敗れ”かつ、それから受信機と同様に
スタッフエラーを検出する。エラー通報および引続くバ
ス停止（状態バスアイドル）後、新しい伝送または障害
のあった通信の繰返しを始めることができる。
【０１５９】２つの送信機は同時に伝送を始める。
【０１６０】
【表７】
【０１６１】障害により送信機Ｓ２においてビットエラ
ーが生じ、かつ送信機はエラー通報を送出する。これに
より受信機においてスタッフエラーを来たしかつ送信機
Ｓ１においてビットエラーおよび／またはスタッフエラ
ーを来たす。エラー通報の最後のロウビットおよび引続
くバス停止（状態バスアイドル）後、新しい伝送または
障害のあった通信の繰返しを始めることができる。
【０１６２】４）−５．２ エラーは、受信機の一部お
よび送信機ないし送信希望を有する加入者において発生
する。データフィールドにおけるスタッフエラー
【０１６３】
【表８】
【０１６４】送信機はビットエラーを検出しかつ障害の
ある受信機はスタッフエラーを検出しかつエラー通報を
送出する。これにより障害のない受信機においてスタッ
フエラーが生じかつこの受信機は同様にエラー通報を送
出する。エラー通報の最後のロウビットおよび引続くバ
ス停止（状態バスアイドル）後新しい伝送または障害の
ある通信の繰返しを始めることができる。
【０１６５】４）−５．３ エラーは、受信機の一部お
よび送信機ないし送信希望を有する加入者において発生
する。ＡＣＫスロットにおけるビットエラー
【０１６６】
【表９】
【０１６７】障害のある受信機はビットエラーを検出し
（そのロウビットが障害を受ける）かつエラー通報を送
出する。送信機は肯定応答を得ずかつ同様にエラー通報
を送出する。これにより障害を受けていない受信機はエ
ラーを検出し（ＡＣＫ区切り文字）かつこの受信機は同
時にエラー通報を送出する。エラー通報の最後のロウビ
ット後、新しい伝送または障害のあるメッセージの繰返
しを始めることができる。
【０１６８】４）−５．４ 送信機のみが障害を受け
る。バスアイドルにおけるエラー
【０１６９】
【表１０】
【０１７０】障害により加入者Ｓ１はもはや送信をスタ
ートさせることができず、かつ加入者はエラー処理の終
りまで受信機と同じように動作する。Ｓ１はスタッフエ
ラーを検出しかつそのエラー通報を送出する。これによ
り受信機にはスタッフエラーが生じて、同様にエラー通
報を送出する。エラー通信およびそれに続くバス停止
（状態バスアイドル）後、新しい伝送を始めることがで
きる。
【０１７１】４）−５．５ 送信機のみにおける障害。
データフィールドにおけるスタッフエラー
【０１７２】
【表１１】
【０１７３】送信機はスタッフエラーおよびビットエラ
ーを同時に検出しかつエラー通報を送出する。これによ
り受信機にはスタッフエラーが生じて、同様にエラー通
報を送出する。エラー通報の最後のロウビットおよび引
続くバス停止（状態バスアイドル）後新しい伝送または
障害のある通信の繰返しを開始することができる。
【０１７４】４）−５．６ エラーはすべての受信機に
おいて発生するが、送信機ないし送信希望を有する加入
者においては発生しない。制御フィールドにおけるビッ
トエラー長さ指定が障害により変化する。
【０１７５】例１：長さ指定の拡大、 受信機は実際に送出されたものより長めのメッセージを
予測する。
【０１７６】
【表１２】
【０１７７】受信機はもはや正しい個所にメッセージの
受信を受領することができず、したがって送信機はエラ
ーを検出しかつそのエラー通報を送出する。これにより
受信機においてスタッフエラーが生じかつ同様にエラー
通報を送出する。エラー通報の最後のロウビットおよび
引続くバス停止（状態バスアイドル）後、新しい伝送ま
たは障害のあったメッセージの繰返しを始めることがで
きる。
【０１７８】例２：長さ指定の縮少、 受信機は、実際に送信されたものより短いメッセージを
予測する。
【０１７９】
【表１３】
【０１８０】受信機はＣＲＣエラーを検出しかつエラー
通報を送出する。これにより送信機においてビットエラ
ーが生じかつ送信機は同様にエラー通報を中止する。エ
ラー通報の最後のロウビットおよび引続くバス停止（状
態バスアイドル）後に、新しい伝送または障害のあった
メッセージの繰返しを始めることができる。
【０１８１】４）−５．７ エラーは受信機の一部にお
いて発生するが、送信機ないし送信希望を有する加入者
においては発生しない。バスアイドルにおけるビットエ
ラー
【０１８２】
【表１４】
【０１８３】障害のある受信機には、障害によって誤っ
た長さ指定が供給されるので、そのＣＲＣ検査を誤った
個所において行なう。障害のある受信機のＣＲＣが正し
い位置より８クロック以上遅れて生じるとき、受信機は
スタッフエラーを得てかつエラー通報を送出する。ＣＲ
Ｃ検査が正しい位置の後８クロック内に生じれば、障害
のある受信機はＣＲＣエラーを検出しかつエラー通報を
送出する。これにより送信機においてビットエラーが生
じる。障害のある受信機は、フレームの終りとして許容
されないビット列を受信しかつ同様にエラー通報を送出
する。エラー通報の最後のロウビットおよび引続くバス
停止（状態バスアイドル）後、新しい伝送または障害の
ある通信の繰返しを始めることができる。
【０１８４】４）−５．８ エラーは受信機の一部にお
いて発生するが、送信機ないし送信希望を有する加入者
では発生しない。データフィールドにおけるスタッフエ
ラー
【０１８５】
【表１５】
【０１８６】障害のある受信機はスタッフエラーを検出
しかつエラー通報を送出する。これにより送信機におい
てビットエラーが生じかつ障害のない受信機においては
スタッフエラーが生じかつそれは同様にエラー通報を送
出する。エラー通報の最後のロウビットおよび引続くバ
ス停止（状態バスアイドル）後、新しい伝送または障害
のあった通信を始めることができる。
【０１８７】５） インターフェイス−マネージメント
−プロセッサ（ＩＭＰ） ５）−１． 構成 ５）−１．１ 一般のコンセプト ５）−１．１．１ 構造 ＩＭＰは次の課題を有する −ＣＰＵと直列インターフェイスとの間の、デュアルポ
ートＲＡＭ（ＤＰＲＡＭ）の利用によるデータ交換 −送信および受信の制御 図１６は、直列インターフェイスモジュールのブロック
回路を示す。直列インターフェイスモジュールは、次の
部品から成る： −ＤＰＲＡＭ −ＩＭＰ −直列シフトレジスタ −バス論理回路 −クロック発振器 部品相互間の接続は、ブロック回路図に指定されてい
る。
【０１８８】５）−１．１．２ メッセージの優先度 ＩＭＰ内の優先度は、ＤＰＲＡＭにおける種々異なった
メッセージの場所によって決定される。バス上の優先度
（裁定）は、メッセージの識別子によって決められる。
【０１８９】ＩＭＰ内の最優先度のメッセージの探索過
程は、最下位のＤＰＲＡＭアドレスにおいてスタートす
る。
【０１９０】５）−１．１．３ 受入れフィルタ バスから到来するおのおのの通信は、受信されるべきか
否かについて検査される。そのためにＤＰＲＡＭにおい
て、このＩＭＰにて処理されるすべてのメッセージがあ
るリストが通し読みされる。到来するメッセージは、Ｄ
ＰＲＡＭには、その識別子がそこで発見されかつこのこ
とは、受信／送信ビットによって指示されるのだが、そ
れがまた受信されるべきであるときにのみ、転送され
る。
【０１９１】５）−１．１．４ 送信されるべきである
メッセージの待ち行列 送信されるべきであるおのおののメッセージは、ＣＰＵ
によってＤＰＲＡＭに書き込まれ、その際引続いて送信
要求ビットがセットされる。探索過程は、伝送のために
存在する最優先度のメッセージを発見する。このメッセ
ージのみが直列シフトレジスタにおいて伝送のために考
慮される。ＣＰＵが後で一層重要なメッセージを伝送の
ために申し込むとき、探索過程はこのことを発見しかつ
最初のメッセージは排除される。これによりメッセージ
はその優先度に相応して、その到着時間に無関係に伝送
される。
【０１９２】５）−１．１．５ 受信メッセージの待ち行列 受信メッセージがＤＰＲＡＭに記憶されるとき、自動的
に割込み要求ビットがセットされる。探索過程は受信メ
ッセージに基いて最優先度を有するメッセージを発見し
かつ割込み信号をＣＰＵに転送する。ＣＰＵがこの割込
みに応答する以前に、もっと重要なメッセージがＤＰＲ
ＡＭに記憶されるとき、優先度の高い方のメッセージが
考慮される。これによりメッセージは、その到来時間に
無関係に、その優先権に相応して考慮される。
【０１９３】５）−１．２ ＤＰＲＡＭ組織編成 ＤＰＲＡＭは、記述子（識別子、制御セグメント）およ
びＣＰＵによってバスを介して受信または送信されるべ
きであるすべてのメッセージのデータフィールドを含ん
でいる。ＤＰＲＡＭの分割は、特定化されたプロトコル
に無関係である。
【０１９４】可能性： −到来するおよび出ていくメッセージに対する分離され
たメモリ −記述子およびデータフィールドに対する分離されたメ
モリ −すべての課題に対する唯一のメモリ 第１実施例においてすべての課題に対して１つのメモリ
が提案される。メッセージは等間隔にメモリに登録する
ことができる。しかし記憶場所を節約するために、メッ
セージを、次から次へと、データバイトカウントに依存
して３ないし１０のバイトの長さによって密に詰めて記
憶するようになっている。
【０１９５】ＤＰＲＡＭの大きさは、目下の所６４バイ
トに固定されている。集積コストを小さくしようとする
ときは、メモリを拡大することができる。このようにす
れば比較的大きな数のメッセージまたは比較的長いメッ
セージ（データフィールドも記述子も）を記憶すること
ができることになる。通信の欠落に対する補充メッセー
ジもＤＰＲＡＭに格納することができ、これにより障害
時においてソフトウエアが簡略化されることになる。
【０１９６】
【表１６】
【０１９７】したがってＤＰＲＡＭは次のように用いら
れる： −同時に、到来するメッセージが受信されるべきである
かどうかを決定するメモリ（受入れフィルタ） −優先度にしたがって整理されている、到来するおよび
出ていくメッセージに対する待ち行列 −ＩＭＰの制御レジスタに対するメモリ５）−１．３ 制御セグメント組織編成
【０１９８】
【表１７】
【０１９９】５）−１．４ ＤＰＲＡＭの機能 ５）−１．４．１ データバイトコード 探索過程においてＤＰＲＡＭのアドレスポインタはまず
メッセージのそれぞれの始めを指示しなければならな
い。記述子およびデータフィールドが密に詰めて記憶さ
れているとき、ポインタを ２＊＊（ＤＡＴＡ−ＢＹＴＥ−ＣＯＵＮＴ）＋２ だけ高めることによって、次のメッセージを指示するこ
とができる。記憶場所およびメッセージを一層良好に利
用するために、複数のメッセージは記述子のもとにまと
めてかつ大きなメッセージとして伝送することができ
る。最大のブロック大きさは予め８バイトに固定され
る。
【０２００】データフィールドの長さは、 ＤＡＴＡ−ＢＹＴＥ−ＣＯＵＮＴ＝ ２＊＊ＤＡＴＡ−ＢＹＴＥ−ＣＯＤＥ を有するデータバイトコードから得られる。
【０２０１】５）−１．４．２ ペンディング ペンディング ビットは、伝送かまたは割込みルーチンが
まだ完了していないことを指示する。バスにおいて伝送
が始まるかまたはＣＰＵが割込みを確認する（割込みポ
インタのロード）とき、ペンディングビットは自動的に
セットされる。このペンディングビットは伝送後（成功
したにせよ、成功しなかったにせよ）自動的にリセット
される。このペンディングセットはさらに、プログラム
制御に基いてＣＰＵによって割込み要求と一緒にまたは
同じ識別子を有する新しいメッセージの到来の際リセッ
トされる。メッセージのペンディングビットがセットさ
れると、このメッセージは探索過程の際考慮されない。
【０２０２】ペンディングビットによりＣＰＵのプログ
ラマーは、割込みルーチンの終りに、別の割込みが複数
のバイトを有するメッセージの終始の一貫性を破ったか
どうかを検査することを可能性する。＊＊ペンディング
ビットが割込みルーチンの終りに常時なおハイレベルに
あるとき、このことはデータフィールドが次のメッセー
ジの到来の前に終始一貫して処理されたことの確認であ
る。
【０２０３】
【表１８】
【０２０４】この過程は、割込みイネーブル＝ハイに対
してのみ行なわれる。割込みイネーブルがロウレベルに
リセットされているとき、ペンディングビットはＣＰＵ
の割込み確認によってセットされない。
【０２０５】５）−１．４．３ 割込みイネーブル セットされた割込みイネーブルにより、割込み要求をＣ
ＰＵに正しい関係において転送することが可能になる。
【０２０６】割込みイネーブルがセットされなければ、
割込み動作がＣＰＵに通報されることが妨げられる。
【０２０７】５）−１．４．４ 割込み要求 割込み要求 は、新しく受信されたメッセージがＤＰＲＡ
Ｍに伝送される都度、割込みイネーブルの状態に無関係
に、自動的にハイレベルにセットされる。割込み要求
は、繰返された伝送（送信カウント＝ハイ）が失敗に終
るときもセットされる。
【０２０８】５）−４．４．５ 送信カウント 送信カウント は、送信試行を計数する。送信カウントは
伝送が実施された後リセットされる。
【０２０９】
【表１９】
【０２１０】第２の障害のある伝送後、引続くエラー処
理をユーザソフトウエアが行なうことができるようにす
るために、割込み要求がセットされる。
【０２１１】５）−１．４．６ 送信要求 セットされた送信要求は、所属のメッセージを伝送する
ためにＩＭＰを離れる。２つの異なった状態がある： ａ．受信／送信＝ロウ（伝送）リセット後のスタート
値。メッセージは送信される。送信要求はＣＰＵによっ
てまたはセットされた遠隔送信要求を有する到来するメ
ッセージによってハイレベルにセットされる。
【０２１２】ｂ．受信／送信＝ハイ（受信）このように
特徴付けられたすべてのメッセージは、受信モードにあ
る。この状態における例外として、送信要求のセットに
よって、空いたデータフィールドおよびセットされた遠
隔送信要求を有するメッセージが送出される。
【０２１３】５）−１．４．７ 受信／送信 受信／送信 はデータの方向を決める。
【０２１４】ａ．受信／送信＝ロウ（伝送）リセット後
のスタート値。ＤＰＲＡＭにおけるデータフィールド
は、受信／送信がロウレベルにセットされているとき、
到来するメッセージに対して書込み保護されている。メ
ッセージは送信要求ハイによって起動される。しかし次
の例外がある：遠隔送信要求＝ハイが到来するメッセー
ジ内にあるとき、所属の制御セグメントの送信要求は受
信／送信＝ロウにも拘わらずハイにセットされる。送信
要求は、この動作において変化する唯一のビットであ
り、他のビットはすべてそれ以後も書込み防護された状
態にとどまる。この処置は、別のバス加入者によるメッ
セージの要求のために用いられる。
【０２１５】ｂ．受信／送信＝ハイ（受信） 到来するメッセージは、所属のデータフィールドにおい
て伝送される。割込み要求は、所属のメッセージの伝送
の都度自動的にハイにセットされる。
【０２１６】５）−２． データ交換ＣＰＵ−ＤＰＲＡＭ ５）−２．１ 同期の問題 複数のバイトから成るデータフィールドの交換は、同期
作動の考慮なしの適用に依存して行なうことができる。
しかしデータフィールドが同期に処理されるべきである
ときは、適当な同期が設定されなければならない。ハー
ドウエアコストを低く抑えるために、現在のところソフ
トウエア同期が提案される。この方法の処置においてＣ
ＰＵは、別のすべてのアクセス試行に対して優先度を有
するサイクルスティーリングにおいてＤＰＲＡＭにアク
セスする。
【０２１７】５）−２．２ 非同期操作 ＤＰＲＡＭは、ＣＰＵによってＲＡＭ拡張として利用さ
れる。そのために別の伝送命令が必要でない。受信され
たメッセージは単純にＤＰＲＡＭに書込まれ、その際先
行のメッセージは書換えられる。伝送はＣＰＵによっ
て、伝送されるべきデータフィールドに所属する制御セ
グメントにおける送信要求のセットによってスタートさ
れる。送信要求は同じく外部のＣＰＵから、遠隔送信要
求によってセットすることができる。
【０２１８】５）−２．３ ソフトウエア同期 ５）−２．３．１ シーケンス番号の問合せ 送信動作するＣＰＵはデータフィールドのバイトをシー
ケンス番号として利用し、かつシーケンス番号を送信要
求ビットのセットの前にその都度インクリメントすると
き、受信動作するＣＰＵは、シーケンス番号に基いて、
このＣＰＵがデータフィールドにおけるデータを処理し
た後、シーケンス番号が変化したかどうかを検査するこ
とができる。シーケンス番号が変化したとき、受信動作
するＣＰＵは新しいデータによって処理の一部を繰り返
さなければならない。
【０２１９】５）−２．３．２ 割込み要求の問合せ 新しい到来するメッセージは、割込み要求ビットを所属
の制御セグメントに自動的にセットする。ＣＰＵが割込
みイネーブル＝ロウのため割込みを通報しないときでも
割込み要求はメッセージの処理の前にその都度リセット
されかつ処理の後、それがその間に再びセットされなか
ったかどうかが検査される。
【０２２０】５）−２．３．３ 割込み制御される処理 受信動作するＣＰＵは、受信するべきメッセージの制御
セグメントに割込みイネーブルビットをセットすること
ができる。新しく到来するメッセージは所属の割込み要
求ビットをセットしかつ同時に自動的にペンディングビ
ットをロウにリセットする。１番重要な割込みは、ＣＰ
Ｕに通報される。ＣＰＵの確認は自動的にペンディング
ビットをハイにセットする。ＣＰＵが割込み処理の終り
に両方（割込み要求およびペンディング）をリセットす
る前に、ＣＰＵはペンディングビットを問合わせる。ペ
ンディングビットが常時まだハイレベルにあるとき、次
のメッセージは、割込み処理内には到着していない。
【０２２１】５）−２．３．４ ブロック伝送 データフィールド を同期をとって処理するために、デー
タフィールドはブロック毎にＣＰＵにかつＣＰＵから伝
送することができる。これにより必要となる２重記憶に
対して申し分のないＲＡＭ記憶場所を用意しなければな
らない。
【０２２２】ａ．送信 最初に、セマフォ変数として用いられる送信要求が検査
される。それがリセットされているとき、データフィー
ルドがバイト毎にＣＰＵ−ＲＡＭからＤＰＲＡＭに伝送
される。その後送信要求がセットされる。
【０２２３】警告： この方法の処理においてセットさ
れた遠隔送信要求ビットの場合正しい同期を保証するこ
とができない。
【０２２４】ｂ．受信 本来の割込みルーチンが始まる前に、５）−２．４．２
において説明しように、データフィールドはブロック毎
にＣＰＵ−ＲＡＭに伝送される。これによりデータが終
始一貫しなくなるという確率は著しく低減される。その
理由は、割込み処理全体のクリチカルな時間間隔はデー
タフィールドのブロック伝送に基いて低減されるからで
ある５）−２．３．５ ２重化された受信バッファ 重要なメッセージに対してＤＰＲＡＭに２つの記憶場所
を設けることができる。その際識別子はＤＰＲＡＭに２
回現われる。ユーザソフトウエアは、ＤＰＲＡＭの記憶
場所から到来するメッセージを、割込みの確認に引続い
て、所属の受信／送信ビットの変更により別の記憶場所
に切換えることができる。この方法の処置において一方
の記憶場所において受信／送信ビットはハイであり、か
つしたがって相応のメッセージを受け取る準備状態にあ
り、かつ同じ識別子を有する他方の記憶場所では受信／
送信ビットはロウであり、かつしたがって丁度受信され
るメッセージはそこでは書込み防護されている。
【０２２５】５）−２．４ ハードウエア同期 ハードウエア同期に対する前提としてＣＰＵは、ＤＭＡ
能力を有する高速のブロック伝送および中断不可能なセ
マフォ処理を提供しなければならない。ＤＰＲＡＭへの
アクセスは、ＣＰＵおよびＩＭＰの相互の、セマフォビ
ットによって規定されるアクセスによって、終始一貫し
ない伝送に対して防護される。伝送の終了と新しい伝送
のスタートとの間に十分な時間を設定しなければならな
い。最悪の場合、ＩＭＰは、ＣＰＵがブロック伝送を終
結するまでの間待たなければならない。ＣＰＵは最悪の
場合、ＩＭＰが受信メッセージをＤＰＲＡＭに書込みか
つ伝送されるべき次のメッセージを直列シフトレジスタ
にロードするまで待たなければならない。
【０２２６】５）−３． データ交換ＤＰＲＡＭ−シフトレジスタ ５）−３．１ 並列制御プロセス ＤＰＲＡＭと直列のシフトレジスタとの間のデータ交換
は、後でその機能について説明する複数の並列なプロセ
スによって制御される。プロセスは初期化されしたがっ
て起動信号によってアクティブ状態に移行する。アクテ
ィブ状態においておのおののプロセスは、別の起動信号
を送出することができ、これらの信号により別のプロセ
スに移行する。起動信号の送出は必ずしもソースプロセ
スが同時に起動解除されなければならないことを意味す
るわけではない。全体の制御は次のプロセスおよび起動
信号を含んでいる：図１７にプロセスの制御図を示す。
【０２２７】起動信号： −伝送の終了：障害なく終結した伝送の終りにおける終
了信号。状態フレームの終りの送信から状態検査用休止
期間への移行の際にバスクロックに対してセットされ
る。
【０２２８】−裁定の終了：裁定過程の終わりにおける
信号；この信号の発生後、バスアクセスが規定される
（送信または受信）。識別子の伝送の終りにバスクロッ
クに対してセットされる。
【０２２９】−探索のスタート：探索過程においてＤＰ
ＲＡＭの始めから新たに始めるために、探索過程に対す
るスタート信号；受信／送信プロセスの終りにおいて生
じる。
【０２３０】−伝送エラー：伝送過程のエラー通報。エ
ラー通報がバスに伝送されるとき、バスクロックに対し
てセットされる。
【０２３１】−伝送の開始：ロードプロセスに対するス
タート信号、ストアプロセスまたはエラープロセスの終
りにおいて生じる。
【０２３２】−継続： −エンドレスプロセスにおける新しいスタート これらプロセスは以下に、ＡＬＧＯＬまたはＰＡＳＣＡ
Ｌにおいて使用されるような通例の制御の流れ−コンス
トラクトを用いて説明する。その際情報提供文献におい
ても上記コンストラクトにしたがって処理される。
【０２３３】５）−３．２ ロードプロセス ロード プロセスは、伝送すべき次のメッセージを直列シ
フトレジスタにロードする。メッセージが伝送のために
待っていないとき、探索プロセスがスタートする。まだ
バスが占有されている場合の探索プロセスが場合によっ
て伝送すべきプロセスの待ち行列の中により高い優先度
を有する第２のメッセージを発見するとき、このメッセ
ージはそれ以前に発見されたメッセージを排除する。ロ
ードプロセスのフローチャートを図１８に示す。
【０２３４】バス空き状態：バス空き状態は、その期間
中に次のメッセージセグメント、すなわちフレームのス
タート、識別子、制御フィールド、データフィールド、
ＣＲＣフィールドおよびＡＣＫフィールドが伝送される
期間である。
【０２３５】送信状態：裁定の終りにおいてセットされ
る（ハイ）かまたはリセットされ（ロウ）なければなら
ない５）−３．３ ストアプロセス ストア プロセスは、受信メッセージを記憶するかまたは
送信されるメッセージの送信要求およびペンディングビ
ットを処理する。伝送の終りを表わす信号は、障害なし
に伝送過程が成功裡に終った後しか生じない。障害時に
は伝送エラーが生じる。ストアプロセスのフローチャー
トを図１９に示す。
【０２３６】５）−３．４ エラープロセス エラープロセスは障害時において送信カウントを増分計
数するかまたは第２の、成功しなかった伝送の場合割込
み要求をセットする。受信メッセージは障害時において
それ以上は全く処理されない。エラープロセスのフロー
チャートを図２０に示す。
【０２３７】５）−３．５ 受信／送信プロセス 裁定が得られた場合、その時伝送されたメッセージに所
属するペンディングビットはハイにセットされかつそれ
から所属のＴＸポインタはスタックにロードされる。受
信／送信プロセスは、裁定の出力に応じてＴＸポインタ
またはＲＸポインタを、探索プロセスが探索のスタート
によって起動される以前に、空のアドレスポインタにリ
セットする。受信／送信プロセスのフローチャートを図
２１に示す。
【０２３８】５）−３．６ 探索プロセス 探索プロセスは連続的にＤＰＲＡＭのアドレスポインタ
にしたがって次のことを探索する −送信要求がセットされているとき、伝送すべきメッセ
ージ（ＴＸポインタ）、 −受信すべきメッセージ（ＲＸポインタ）、すなわち受
信された識別子がＤＰＲＡＭに格納されているかどう
か、 −ＣＰＵにおける中断要求をトリガすべきである、すな
わちそこでは割込み要求および割込みイネーブルがセッ
トされているメッセージ探索 プロセスは、バス上の伝送の際の実時間シーケンス
がそれを要求するとき、探索のスタートによって最優先
度を有するメッセージに基いてＤＰＲＡＭの始めにリセ
ットされる。全体のメッセージの探索は分割不可能な動
作として実施される。おのおののクロック周期において
探索プロセスはＣＰＵのＤＰＲＡＭアクセスによってサ
イクルスチーリング方法において停止しかつ１クロック
周期分だけ遅延することができる。分割不可能な動作の
終結後探索プロセスは、セマフォ変数が再び探索プロセ
ス自体によってセットすることができるまで、ＤＰＲＡ
Ｍのアクセスによるより高い優先度による探索プロセス
は排除することができる。探索プロセスのフローチャー
トを図２２に示す。
【０２３９】５）−３．７ 割込み処理プロセス 割込み処理 プロセスは、受信メッセージまたは多重に障
害伝送されたメッセージの割込みをＣＰＵに転送する。
その都度ＤＰＲＡＭにおける配置によって前以って決め
られる最高の優先度を有する割込みがＣＰＵに転送され
る。割込み処理プロセスは、他のプロセスと並列に、中
断なく実行される。割込みポインタの初期値は、空のア
ドレスポインタである。割込み処理プロセスのフローチ
ャートを図２３に示す。
【０２４０】５）−４． ＤＰＲＡＭに対するアクセス制御 ５）−４．１ アクセス同期 ＤＰＲＡＭに対するアクセスは、セマフォ変数によって
規定される。このことにより、データフィールドおよび
制御セグメントの互いに関連のあるバイトへの分割不可
能なアクセスが保証される。他のアクセスは、セマフォ
変数がリセットされるまで、阻止される。これにより１
バイトより長いデータフィールドの終始の一貫性が保護
される。複数のプロセスが、セマフォ変数を同時にセッ
トすることを試みるときは、次の優先度スキーマが当嵌
る： ａ．ストア ｂ．ロード ｃ．エラー ｄ．割込み処理 ｅ．受信／送信 ｆ．探索 ＣＰＵは、セマフォを用いたアクセス処理から除外され
る。それはサイクルスチーリング毎に常時すべての他の
アクセスに対して即座に優位になる。この規則によって
ＣＰＵアクセスにおけるデータの終始一貫性が場合によ
り破られる可能性があることは明らかである。このこと
を回避するために、周知のようにＣＰＵもセマフォを有
するアクセス規則に関連付けられなければならない。し
かしこのためには、現在市場に出回っているＣＰＵでは
まだ実現されていない、セマフォの分割不可能な処理の
ための特別な命令が必要である。
【０２４１】５）−４．２ ＤＰＲＡＭアドレスポインタ ＤＰＲＡＭには種々異なったソースからアクセスされ
る。例えばＣＰＵおよび並列プロセスからである。その
際アドレスは次のところから来る。
【０２４２】−ＣＰＵアドレス −空ポインタ：空の、すなわち有意のメッセージが満た
されていないアドレスを指示するアドレスポインタ。ア
ドレスポインタが空ポインタに等しいとき、このこと
は、相応のメッセージが存在していないと解釈される。
【０２４３】−探索ポインタ：探索プロセスのアドレス
ポインタ −ＴＸポインタ：送信すべきメッセージを指示するアド
レスポインタ。メッセージが送信されるべきでない場
合、ＴＸポインタ＝空ポインタ −ＲＸポインタ：受信されるべきメッセージを指示する
アドレスポインタ。メッセージが受信されるべきでない
場合、ＲＸポインタ＝空ポインタである −割込みポインタ：ＣＰＵにおいてしゃ断要求を有する
メッセージを示すアドレスポインタ。しゃ断要求が存在
しない場合、割込みポインタ＝空ポインタである。
【０２４４】アドレスポインタは、データが記憶または
読み出されるべきＤＰＲＡＭアドレスを得るために、種
々異なったプロセスにおいて処理される。アドレスポイ
ンタを用いた実際のＤＰＲＡＭのアクセスはその優先度
に相応して組織編成されている。複数のバイトへの分割
不可能なアクセスは、セマフォ変数自体をセットしたプ
ロセスを除くすべてのプロセスに対するアクセスを阻止
するセマフォ変数を用いて行なわれる。
【０２４５】５）−４．３ 優先度制御 優先度制御は図２４に略図で示すように、ＤＰＲＡＭに
対するＣＰＵアクセスおよびセマフォ変数のセットは優
先度に応じて配列される。プロセスはそのアドレスを、
ＣＰＵがアクセスしようとせず（アクセスを要求せず、
したがってアクセスを禁止もしない）かつセマフォ変数
が別のプロセスによって占有されていない（セマフォ＝
ロウ）ときにのみ、ＤＰＲＡＭのアドレス入力側に加え
ることが許される。ロード、エラー、割込み処理、受信
／送信および探索の接続端子は、ストアの場合と同じで
あるので詳しくは示されていない。
【０２４６】上記スキーマのブロック“アクセス制御”
に対する実施は、おのおののクロック周期において循環
的に繰返され、図２５に示すフローチャートにおいて指
示されている。
【図面の簡単な説明】
【図１】線状のバス構造に対する実施例の概略図であ
る。
【図２】バス線路の、導電結合された、非対称形の制御
に対する実施例の概略図である。
【図３】バス線路の、導電結合された、対称形制御に対
する実施例の概略図である。
【図４】導電的に分離された、トランスを用いた対称形
の制御に対する実施例の概略図である。
【図５】バスとして光導波体が星形に配置されている実
施例の概略図である。
【図６】バスとして光導波体が線形に配置されている実
施例の概略図である。
【図７】メッセージの構成を示す図である。
【図８】制御フィールドの構成を示す図である。
【図９】ＣＲＣフィールドの構成を示す図である。
【図１０】エラー通報の構成を示す図である。
【図１１】状態図受信モードのフローチャートを示す図
である。
【図１２】状態図受信モードのフローチャートを示す図
である。
【図１３】状態図送信モードのフローチャートを示す図
である。
【図１４】状態図送信モードのフローチャートを示す図
である。
【図１５】状態図エラー処理のフローチャートを示す図
である。
【図１６】インターフェイスモジュールのブロック回路
図である。
【図１７】プロセス制御図である。
【図１８】ロードプロセスのフローチャートを示す図で
ある。
【図１９】ストアプロセスのフローチャートを示す図で
ある。
【図２０】エラープロセスのフローチャートを示す図で
ある。
【図２１】受信／送信プロセスのフローチャートを示す
図である。
【図２２】探索プロセスのフローチャートを示す図であ
る。
【図２３】割込み処理プロセスのフローチャートを示す
図である。
【図２４】優先度制御を示す略図である。
【図２５】アクセス制御の実施を説明するフローチャー
トを示す図である。
【符号の説明】
１，２，ｉ…ｎ 加入者
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジークフリート ダイス ドイツ連邦共和国 ゲルリンゲン ベルク ハイマー ヴェーク 17 (72)発明者 ウヴェ キーンケ ドイツ連邦共和国 ルートヴィヒスブルク ライヒェルトシャルデ 35 (72)発明者 マルチン リッチェル ドイツ連邦共和国 ファイヒンゲン アン デア エンツ ２ シュルシュトラーセ 50

Claims (7)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 各メッセージが、当該メッセージの内容
    に関する情報を含んでいるようにし、加入者において記
    憶されたリストにおける情報を比較しかつ前記情報に前
    記リストに記憶された内部処理優先度を割り当て、かつ
    該処理優先度がいかなる時点でも伝送に対して準備され
    たメッセージのシーケンスを決定するようにすることを
    特徴とする車両用のデータ処理装置に対する伝送すべき
    メッセージの処理方法。
  2. 【請求項２】 付加的なデータをリストに対応付ける請
    求項１記載のデータ処理装置に対する伝送すべきメッセ
    ージの処理方法。
  3. 【請求項３】 前記データは伝送状態である請求項２記
    載のデータ処理装置に対する伝送すべきメッセージの処
    理方法。
  4. 【請求項４】 エラーの伴なった伝送を検出しかつ記録
    する請求項１記載のデータ処理装置に対する伝送すべき
    メッセージの処理方法。
  5. 【請求項５】 エラーが生じたとき伝送を繰り返す請求
    項４記載のデータ処理装置に対する伝送すべきメッセー
    ジの処理方法。
  6. 【請求項６】 所定数のエラーのある伝送の後、該伝送
    の繰り返しを停止しかつ割込み要求をトリガする請求項
    ５記載のデータ処理装置に対する伝送すべきメッセージ
    の処理方法。
  7. 【請求項７】 リストは、加入者自体によって決定され
    る伝送要求に関連する情報を含んでいる請求項１記載の
    データ処理装置に対する伝送すべきメッセージの処理方
    法。
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