本发明涉及一种访问由多个潜在用户共用的通信媒体的方法和装置，这些用户具有不同的优先级，并允许利用优先定限决定时间的争用方式在一固定长度的时帧内以电路方式或信息包方式传输。 在时帧内沿一公用通信媒介传输非同步数据（包）和同步数据（电路）是众所周知的。时帧被分成两个区，分别为分配给信息包方式通信和电路方式通信。这种对这两个区进行时隙分配可作为通信量的函数而不断改变，通常优先权给予电路方式的数据通信。
在FR-A-2，572，606和EP-A-179，629等专利中描述了传输数据或语言的信息包传输系统，后者具有优先权并且能中断数据信息包的传输，这种传输后来用自己的标题以一种与完全不同形式的包予以恢复。
这种方式是比较刻板的，并且只采用两个优先级，这两个级是固定分配的，此外需要增加一个程序来中断信息，另一个程序来传输结束。
本发明的一个主要目的是提供一种访问通信媒介地方法，它能够给用户指定所期望的优先级，而无需先区分信息包方式通信和电路方式通信，因此，对这种访问进行相对一致的控制，而不管是电路方式还是信息包方式。
本发明的另一个目的是提供一种简单的中断的剥夺，它能联接起来作为优先级的函数。
本发明的另一个目的是提供一种对媒介的访问完全非中央控制的方法。
这些目的是通过一种访问由多个潜在用户共用的通信媒体的方法来实现，这些用户具有不同的优先级，并允许利用优先限定决定时间的争用方式在一固定长度的时帧内以电路方式或包方式传输，各请求用户在一争用总线的传输包括用户优先级和地址的优先数据，其中，根据本发明：
-控制所述争用的数据由所有希望传输一新信息或继续传输一个现有信息的用户轮流传输，
-各用户存储来自争用总线的优先数据，以便通过对请求用户的优先数据的比较，确定允许哪个用户在构成时帧的多个时隙的各个上进行传输，
-任何已开始在一个或多个时隙上传输的用户在传输结束前，可以被另一个请求用户利用更优先数据而建立一个抢占权来中断在一个或多个所述时隙上的传输，形成连续中断。
据此，由于各用户记录了多个用户连续请求访问媒体的争用通道的传输的优先数据，各用户都可知哪些用户被允许在时帧的各时隙（TSs）中进行传输。
在各用户级上，中断的通信内容以被中断的次序被存贮起来，当通信媒体再次空闲时，这些内容被以相反的次序输出，即最近被中断的通信内容最先输出。
也可以调整给予一个用户实行抢占来临时中断另一具有较低优先权的用户的方案。
例如，可以根据要被中断的用户不同将抢占延迟一段时间，比如，根据用户是以包方式传输还是以电路方式传输，或者根据其优先级的函数，当请求用户的优先权优于正在传输的用户，就允许对通信媒体的更优优先访问，此时，传输用户允许被中断。
对通信媒体访问的争用可借助于CSMA-CR型（Carrier Sense Multiple Access-Collision Resolufion）争用协议来调整。最好在请求用户优先数据的比特时间结束之前，使用其最后一个数据位上所带的数据，以便为下一个比特选择（如果需要的话）该用户。
一旦赢得这一争用，请求用户就获得了“资格”，这产生三种可能性。
-在下一个争用之前，如果总线空闲，该用户就可访问该总线，这时，该用户就“当选”了，
-在下一个争用之前，没有访问该总线，但赢了下一个争用，该用户仍具有“资格”，
-在下一个争用之前，没有访问该总线，而且也输了下一个争用，因而也失去了“资格”，而要继续参加争用。
利用CSMA-CR协议的请求用户选择周期在几个比特发生并延续超过几个时隙（TSs），而无需与Tss的数据流同步。为了限制通信完成和“选出”新的请求用户间通信媒体的空闲时间，最好进行访问该媒体的第一和第二争用，第一争用最好在包括此时已获准访问该媒体的用户在内的所有用户间进行，第二争用同时在不包括此时已获准访问该媒体的用户的所有用户间进行。如果已获准访问该媒体的用户在第一争用期间使媒体空闲，就到用第二争用的结果。这两个争用可完全同步或不同步。
为了防止正在传输的用户被一个具有同样优先级但具有更优地址的请求用户不适时地中断，已获准访问通信媒介的用户的优先层次可自动增加一个预定增量。这一增量可根据，例如用户是以信息包方式传输还是以电路方式传输，以及它所处的优先级来确定。
当一个已被中断传输的用户再次获准访问此媒体时，在中断时所保存的内容重新出现，在这种情况下，为了继续新的中断可能性减小的通信，可以提高用户优先级。
在用户以电路方式传输的情况下时帧中被赋予的诸时隙（TSs）不必有一固定位置。
根据本发明的特征，TSs的位置可以是灵活的，在每个时帧开始时，用户重新要求分配时隙，处于最高优先级的用户首先得到时隙，它们的时隙被分组以形成一预定号数，以便在争用总线上为此号的时隙只进行一次请求。
如果一个已开始在至少一个时帧中以电路方式传输的用户需要在一个后续时帧中请求分配一个或几个时隙，最好将该用户的优先级随着时帧结束的到来而提高。如果在时帧结束前，用户不满意，其优先级可继续提高，如果用户在过去的n-1个连续时帧中仍不满意，在第n个时帧开始时，这种提高可很快，其中n是一个预定的整数。一个可达n个时帧的持续时间总和的一个可变延时（在这些时帧中一个传输用户未成功地获准访问通信帧体）加在接收用户级，以补偿由于访问传输时隙的不定性而产生的抖动。
可以在多个电路方式的用户中共用一个同样的时隙，既可用时间共享的方式作为连续帧的函数来共享，也可以一个时隙期间在通信媒体中所传输的字的级来共享。对于在电路方式中具有低的波德（Baud）速率的用户，每隔K时帧只重新提一次分配一个或几个时隙的请求，K是大于等于2的整数。
当中断一个以包方式传输并已获准访问该媒体的用户;并贮存通信上下文时，可申请提高被中断用户的优先级。这种提高可以作为发送的消息的最后比特发出的时刻和该消息到达接收用户时刻间的时间间隔的反函数而增加。通过这样提高优先级，可以在输出具有原有优先级的存贮的上下文之前传输消息的末尾。当取出上下文时，用户借可以访问该媒体之便来传输一个具有高优先级的通信结束的消息。
应该注意，除CSMA型协议外，还可使用其它争用协议，例如CSMA-CD（Carries Sense Multiple Access-Collision Deteetion），它具有优先限定争用时间。
本发明还涉及一种实施上述方法的装置。
本发明的方法和装置的其它优点和特点通通参考附图阅读下述非限制性实例的描述得出。
图1是根据本发明访问一个通信媒体的装置的应用图，这种应用是在将潜在用户与媒体连接起来的各站这一级上实现的。
图2和图3是工作在一争用通道的用户优先数据传输电路的两个实施例的电路图;
图4是图2电路的另一实施例的部分部。
在下面描述的实例中，将假定由多个潜在用户共用的通信媒体是一个八位并行数据总线DB，通过有一预定决定时间的CSMA-CR型争用协议获得对总线的访问。数据在分成若干时隙的固定长度的时帧中占总线传输。每个时隙占8个并行导体传送例如1个字节，因而延续1比特时间（时钟H的周期）。
对每个用户来说，相关的优先数据中包括其优先级和地址。优先数据可以是例如16位长的数据，其中8位为优先级，8位为地址。
一个想获准访问总线DB的占据至少一部分带宽的用户在由例如一条单线形成的争用总线CB中传输其优先数据。优先数据的传输首先要发送优先级，最高位（MSB）在前面，其后跟着地址。地址是某一用户的特定值，用于区分几个具有相同优先多次的用户。
在总线CB中传送的，来自不同请求用户站的优先数据是同步的。当几个用户同时寻求访问数据总线DB时，根据CSMA-CR争用协议进行选择。争用发生在与优先数据比特数相等的几个比特时间中。在争用结束时，各站都记住赢得争用的那个请求站的优先数据。此请求站这时就有资格，即获准尝试传输：
-如果在时帧中由一个或几个时隙构成的时间通道中它发现它需要传输消息，这无需等待并无需抢占，
-如果时隙被一个或几个通信所占用并且也没有提供中断现行通信的抢占的可能性，就在等待一定空闲时间通道之后，而不考虑已赢得争用的请求用户的通信方式和优先级，
-通过中断现在的通信（相应于具有比新的请求用户的优先级低的用户的通信）而采取抢占，
在中断现在的通信的情况下，通信的上下文：
-继续存贮在一个在各时隙级中工作在“FILO”（先进，后出）方式的帧存贮器中，如果所中断的通信是一个具有在通信期间分配给该用户的固定时隙位置分配的电路方式，
-存贮在一个“FILO”型上下存贮器CM中，如果被中断的通信是包方式，并且同步通信是在占有从一个时帧到另一个时帧的可变位置的时隙中传输的。
如果具有连续高优先级的一些用户利用抢占连续获准在以前建立的通信中止前访问总线DB，可以连续进行中断。
这样就可将几个连续内容堆在存贮器FM和CM中，使具有最高优先级的内容最靠近输出。当最后一个抢占的用户完成传输时，根据处于存贮器FM和CM输出处的上下文的函数作出准许准访问总线的决定，同时也考虑其它在争用总线CB上发信号者告知它们存在的可能的用户。
下面将更详细地描述数据总线访问器件的结构和工作。
同步，时基
与通信通道相连的各站都有一个从属时基。不同站的时基的同步以及同期信号的提供是由一个公共站利用双重冗余进行的，此站还命令各站复位。
帧同步是由一个公共导体“Stop”的激发态（active state）在帧的倒数第二位限定的，在最后一位时间周期的开始将计数器CT2（图1）置零，一个时钟周期之后，即在第0个时隙开始时，也将寄存器R1的输出置零。当各站收到之后，STOP导体提供的信号被延迟半比特时间，并成为在最后一个由CT2所见到的预定时帧的最后一个时隙的中间结束的STOP-R信号。为此;STOP信号通过两个级连的D型蚀发器F1，F2。第一触发器F1在其时钟输入端接收来自属于该站的从属时基OSC的时钟信号H，该信号的触发沿与沿数据总线DB传递的时间比特的起点同相，第二触发器F2在其输入端接收一个信号H（H的分量）。
计数器CT2对时隙（TSs）计数，CT2计数由属于该站的从属时基OSC产生的时钟信号H的脉冲，它由帧同步信号STOP-R重新置零。具有并行输入和输出的寄存器R1接收时隙计数器CT2的内容，另一个类似的寄存器R2接收寄存器R1的内容。寄存器R1与R2的装入是由时钟信号H与计数器CT2的计数步同相控制的，因此，计数器CT2的状态呈现在R1和R2的输出端，分别延伸1个和2个H时钟周期。寄存器R1的内容代表第TSi个现在的时隙，而CT2的状态代表后面跟着的第TSit1个时隙，R2的内容代表前一个（第TSi1个）时隙。
正如前面所解释的，在本例中，CTMA-CR争用周期是在16个连续比特时间周期中进行的，其中优先数据由16位构成，并且每16个周期重复一次。为此，在各站这一级中，提供一个包括4位计数器CT1（图2）的优先数据传输电路PDT，CT1的输出从0-15周期性地变化。如果帧周期是16位时间周期的倍数，并且时钟是同步的，则计数器CT1可以与帧同步周期同步。这样，计数器CT1计由振荡器POSC产生的H时钟脉冲，而由STOP-R信号周期性地重新置零。因此，可以由计数器TC2的高频级最低位实施，可以用寄存器R1的相应元件。
保护时间
由于两站间的不同传播时间，取决于它们之间的距离，在总线上的各传输的开始和结束时将存在一个不确定时刻。因此，由于每个站的振荡器是从属于中央复制站，所以在一总线上的比特将由各站读出，这种读出不是在实际比特时间末尾，而以预定的方式读出的。这将保证不同站的所有时基在预定时刻都将处于同样的逻辑状态。这可通过一个时钟在例如各个时钟周期H的第三个四分之一的末尾产生一个触发沿，通过互补信号在一模拟电路中的倒相和延迟，延迟互补信号H1/4个周期。高频时钟在分频后产生H的有效性使其能直接访问移相了3/4的时钟周期H的时钟边缘。
这一预定边缘驱动作为一个总线和存贮点间缓冲器的D型寄存器的时钟输入，存贮点在H的上升沿的理论时刻读该总线。
用户合格性
在各用户级，在争用总线CB上传输一个优先数据字码可通过R1借助计数器CT1（图2）来实现，其输出对多路复用器MX1寻址，以成功地读出装在一个具有并行输入和输出的优先数据的16位。多路复用器MX1的输出信号通过与门P1送到总线CB。根据CSMA-CR原则，此门的输出是其两个可能的逻辑状态之一（优先的状态），它能将其状态置于总线CB上，而与此时可能连接到总线上的其它站的其它门的输出状态无关。当门P1的输出处于另一逻辑状态时，（特许态）它能不会损坏地承受这样一种运行模式。这样一个集电极开路型的输出就能有一个低的特许态，对一个发光器件激发态也是这样。
由一个异或门构成的比较器P2将P1输入端的逻辑状态与总线CB上实际的逻辑状态进行比较。比较的结果在各比特时间的末尾存贮在D型触发器F3中，F3在其时钟输入端接收信号H。F3的输出与RS型触发器F4的输入端相连。如果在比特时间的末尾门P2输入端上的逻辑状态不同，触发器F3的输出变为1，因此迫使RS触发器进入阻塞门R1的状态除非它早已在此状态。在所示实例中，触发器F3的逻辑状态1迫使触发器4进入逻辑状态1，此状态而后被倒相器I1反相，I1的输出逻辑状态与门P1相连，将其锁定。
在各CSMA-CR周期的16比特时间周期的末尾，电路以下列方式重新置于其初始状态。解码器，例如一个四输入的与门P3与计数器CT1的输出相连，以检测其第15个状态。当计数器CT1转变状态时，状态15可暂时出现。为避免假效应，状态15延时半个比特时间后存在D型触发器F5中，F5与门P3相连，并在其时钟输入端接收由倒相器I2产生的时钟信号H的互补信号H。触发器F5的输出端的“15R”状态出现在计数器CT尤的输出端的状态15的整个后一半和状态0的前一半。这一状态与时钟信号H中的过渡相比，也有一个滞后的相位，这是因为信号H在通过几个逻辑层之后形成“15R”信号，因此，“15R”信号在状态0期间在CT1的输出端完全覆盖了时钟信号的前半个间隔。
如果计数器CT1由计数器CT2的高频级组成，门P3的4个输入可与4个高频输出相连（图4所示的寄存器R1的最低加权比特）。
在计数器CT1上的状态15结束时（即，参照图4，在寄存器R1的4个高频位的状态0开始时），接收信号“15R”和H的与门P4控制将存贮在本地优先数据存贮器MD的优先数据并行加入寄存器PD，并将触发器置于准许多路复用器MX1输出的信号通过逻辑门P1的状态。信号“15R”也加到触发器F3的复位到零输入端。以使后者在计数器CT1的状态15结束时处于打开门P1允许访问总线CB的状态（在寄存器R1的4个高频位的0状态的开始）。
在各站这一级中，不仅准许给优先数据寄存器PD装入，而且由用户设备出一个“访问请求”信号。当此信号不存在时，迫使寄存器PD的内容成为一个相应于争用总线CB上无优先状态的值。还可以利用“访问请求”信号不存在来阻塞门P1控制访问总线CB。
图1中还示出了一个D型触发器F6，它在数据输入端接收“15R”信号，在时钟输入端接收信号H，以便在计数器的输出端输出一个相应于0状态的0逻辑信号，其原因将在下面解释。
图3示出了在争用总线CB发送优先数据的电路的另一实施例。此电路与图2电路的区别仅在于利用一个具有并行输入和一个串行输出的优先数据寄存器PD′代替寄存器PD和多路复用器MX1。寄存器PD′中的比特的读出由时钟信号H控制，而其装入则由门P4的输出控制，在第0个时隙开始时，提供一个触发沿。
各站都有一个具有一串行输入和并行输出的寄存器PDO（图1），它们被馈入相应于在争用总线CB上与时钟信号H同相检测的连续状态的比特。在CSMA-CR周期的末尾，在接收H和“15R”信号的与门P6的输出信号控制下，寄存器RPO的内容被装入资格优先数据寄存器EPD1。
据此，在CSMA-CR周期的末尾，各用户必须在寄存器EPD1中存贮已请求访问数据总线的用户中的最高用户优先数据。此用户必须在下一个时隙中进行传输。
在收到优先数据字码的最后一位后，立即将寄存器EPD的内容转移到寄存器EPD1，而后者的内容转移给具有并行输入的寄存器EPD2，并提供访问用户的第二选择。
寄存器EPD1可以是这样一种类型，它的输入时钟控制进来的比特并将它们与其边缘同相地存贮。它必须存储PDO的状态，而PDO包括所收到的最后字码的所有位（即在时刻“0”期间）。这种存储必须如下进行。
-在“0”时刻的开始，读出PDO的所有16位，并将它们提供给EPD1的相应输入，但在EPD1时钟上有一延迟，足以使PPDO的输出稳定（延时的“15R”和H间与功能），
-在“0”时刻的中间，将时钟信号倒相（“0”和H的互补间的与功能），
-在“0”时刻的末尾，“0-R”（延时的零）和信号H间的与功能，这使寄存器EPD2在时刻“0”期间仍能保持数据，这些数据在从PDO到EPD1的转移中被毁掉，这就要求预先或同时从EPD1转移到EPD2。
也可利用“透明”寄存器，其输出状态总是跟随时钟逻辑状态处于（例如）1时的输入状态，并当时钟变为0时，它保持最后的状态。
可以在整个时刻“0”期间在EPD1的时钟输入端加一个正脉冲，这个脉冲是由例如一个解码器感测计数器CT2的状态而产生的。解码必须与在CT2的增量期间的输出信号的瞬变无关。为此，解码器输出可加到一个16位D型触发器的数据输入端，其时钟输入就前述关于CT1和R1的原则来说接收信号H。这样，D型触发器的16个输出被延迟一比特时间，“15”输入在输出端变成“0”信号。这样与暂态无关的状态CT2的解码信号可用来在CT2状态的某些变化期间提供一个触发沿，作为提供给接收具有暂态的解码状态的另一种信号，并作为信号H的互补用于消除暂态。在本例中，门P6可分别在其输入端接收状态“0”和H的互补，它能在“0”时刻的末尾提供一个下降记忆沿。
如果一个时钟在整个状态“0”期间内都能触发，并加给“透明”寄存器，EPD1的输出重视在时刻“0”开始时已存在PDO中的字，但由于通过PDO和后面的EPD1而相对信号H有一延时。这就给出了使数据在周期的开始变化的优点，使其与PDO和EPD1周期结合而不必延迟EPD1时钟。
也可以利用EPD1的一个时钟输入记忆一个边沿，并在PDO还没将其字码位移一个位置的“0”时刻的开始利用此触发沿存储其中的最后一位。而后，PDO的第n-1个输出与EPD1的第几个输入相连，这样使其能接收15个首标位。第16位通过将EPD1的第16个并行输入与争用总线CB连接而由争用总线CB直接读出，而后不必再在PDO中存储此位。
寄存器EPD2负责保存存在EPD1中的数据。它最好是有一个沿存储时钟的那种类型，例如一个上升沿，后者的理论时刻与EPD1的时钟沿修改输出同时。
也可以利用一个具有上升存储沿的时钟，可以在该沿到达EPD1之前将它加到EPD2上，或给EPD2用一个透明寄存器。由于在该沿改变EPD2内容和修改EPD1内容时刻之间EPD2可包含同EPD1一样的数据，这两种解决方案将导致原有数据的过早损失。一个用户站的合格性由比较器C1识别，C1一方面接收本地优先数据存贮器DP的内容，另一方便接收合格优先数据寄存器EPD1的内容。为了在一个新的CSM1-CR循环开始之前识别合格性，存贮在寄存器PDO中的前15位在第16位在争用总线CB上进行稳定的同时，加到第二比较器C2的输入端，C2的另一输入端接收存贮器DM的内容。
本地优先数据和来自争用总线CB的数据的均等在时刻“15”结束时，在C2的输出，并且在其它时刻，在C1的输出产生一触发状态。来自C2和C1的信号被分别加到多路复用器MX2的两个输入端，第一个在时刻“15”送到MX2的输出端，第二个在循环的其它时刻送到MX2的输出端。多路复用器MX2的输出加到D型触发器F8的数据输入端，F8的时钟输入端接收门F6的输出信号以在时刻“0”的开始提供一个存储沿来自触发器F8的CIRCUIT PREEMPTIOW CSMA/CR”信号通过一个与门加到处理逻辑电路LC1，该与门能够由接收一个CTRCUIT PREEMPTION CSMA/CR信号的倒相器I4阻塞，下面将详细解释该信号的产生。逻辑电路LC1产生一个“USERELECTED”（“选定用户”）信号，该信号控制门P8打开，以访问写入数据总线DB，使用户的数据通过。
在用户和门P8间，可以提供一个例如多路复用器的部分或时间开关电路通向总线，以及一个工作在反方向的多路分配器，以在逻辑比路LC2的控制下选择与站相连的几个用户中的一个。
逻辑电路LC1和LC2由一组与一微处理器及RAM存贮器相连的和逻辑电路构成，RAM中存有程序和数据。这些电路相互连接，并接收来自一台电话机或与用户接口线相连的用户终端的信令数据，用户接口线本身与这两个电路相连。因而，这种逻辑系统提供一个电子交换机中所有中央逻辑系统的一般功能：与用户交换信令数据，控制与网络的连接，以及执行后者，即产生其它逻辑系统间交换协议中所定义的信号，这些其它逻辑系统是设备内部或外部的。
因此，逻辑电路LC1和LC2利用已知的交换机电路，特别是私人使用的PABX交换机中的电路。这种交换机可在JISTEL1000中发表的官方的法国电话当局批准的明细单NO.NG90PJ87112（1987年9月）中，JISTEL 500中发表的NG90PJ87136（1987年12月），及以JISTELIS中发表的NG90PJ86029（1986年3月）中找到。
现在说明处理呼叫的过程。
1.电路模式通信
我们假定，优先权数据已进入到寄存器Epol的请求用户以一个电路方式进行发送并被选定。所选定的用户就可以使用媒体。
选定的用户首先在数据总线上发出第一业务字节以指示它所想要保留的TSs（时隙）的号数，同时，它在第一比特期间（或首标字节的一比特，或在争用总线CB上的优先权数据字在其结束时的一比特）在服务总线SB上的一条指定导线上发出一个CZRCUIT MODE（电路方式）信号，从而使所有的站都存储该第一字节，并利用一个与数据总线DB相连的TS分配逻辑电路LC2，起动保留电路方式的进程，以及控制用来规定在电路方式中的TSs的占用状态的存储器FM。
该第一业务字节在一比特时间内被发送出去，同时以当前TS（时隙）号数存储在逻辑电路CLC2中。
每个站中，从该Ts起，对接着来的该第一个N-1由空闲TSs的占用在帧存储器中作上标记。这个标记包括当TSs通过时在帧存储器的相应单元写入选定用户的优先权数据，存储器FM的寻址是由用来分配TSs的逻辑电路执行的。要注意的是，如果某些TSs已经分配给一个在先的有较高优先权的通信，则该上述标定的所占用的N个TSs不要求连续。
与所建立的电路方式通信相关的信令信号通过一个标记数据通道进行传送。该通道也可用来传送指定所请求的频带的标记字节。
在接着的帧中，在帧存储器FM的连续位置中的内容利用时隙计数器的内容通过以读出模式访问存储器被读出，计数器所给出的地址为紧接当前TS的Ts的地址Tsi+1。被选定的用户辨明其身份并知道它可以使用接着的Ts在数据通道上发送一个字节。该用户申请为其保留的每个Ts（时隙）。
可以看到，由于比特时间做得长到足以保证在总线上进行传播，因而每个站的逻辑电路有足够的时间去执行几种操作，例如对存储器进行读和写。具体地说，可以用一个复用器来执行与后续的Ts相关的数据读出，以便把计数器CT2的输出，而不是R1的输出，引导到帧存储器的地址输入。
而且，从选择的用户接收传送，并已从选择的用户通过总线CB接收到数据的接收者（们）对在每一时隙中收到的字节予以考虑，上述每一时隙则已在帧存储器中记录了它们以这（些）接收者（们）的级别被选择的用户所占用。
一旦通信被建立，标记通道立即传送数据，而在通信被建立之前要传递的数据，即：TSs号数，地址，则均可被包含在为此目的而在开始通信时在数据总线DB上字节。
在用户A和B之间进行电路方式通信期间，当向用户C进行双呼叫和传送时，一定要能够对用户C的逻辑电路进行询问，以便能知道用户C是否正在通信，是否具有要求接收一个传送的级，等等。这要求在有一个逻辑电路控制用户之间的通信通道，其中的一个用户，即用户C，则并非必须为一个通信用户。如果逻辑电路控制的用户C通过信令回答说双呼叫和双传送是可能的，则传送用户A按照通常解释的原则由争用系统提出一个请求。
上述标记通道可以与其它总线或相分离或与它们相结合。例如，可以利用争用总线来通过在数据总线上的信令数据而作出通信请求。一般说来，对只用一条总线用分时模式来传送争用信令和数据是可能的。
在每一帧中，当在为一个电路通信保留的一系列TSs的结尾时，可以为另一个通信保持电路方式，或者可以转到包方式，或者可以腾出该Ts。
当电路方式用户选择之后，其优先级增加一个单位。如果最初级别为偶数，则可通过使最低加权比特强置到1即可做到这一点。上述这一措施是考虑到会遇到这样一种情况：若干个电路方式的用户具有相同的优先级。因为比较是依据包含优先级和地址的优先权数据作出的，所以具有高地址的用户可以抢占为最初具有相同优先级的用户建立的现有通信。这样一种情况是不正当的，但且经常发生。因此，如果电路式可以具有不同的优先级，则用户必须最初至少隔开二个级。优先级数据的最低加权位驱于1可以在帧存储器中对Ts占用作标记前由站的逻辑电路完成。
已经用在帧存储器FM中作了标记的TSs建立通信的电路方式用户执行一条暗含的TS分配请求，因为存储器FM的内容在每个站中以等于TSs的流率被读。因而该站不再使用CSMA-CR。
利用计数器CT2执行的先行寻址，将已经接收到一个Ts的电路用户的优先权数据在Ts前的比特时间期间从帧存储器读出。用比较器C6将该优先权数据与包含在合格的优先权数据寄存器EPD1中的数据进行相比较。为了进行判决（如果需要的话），则在所关心的Ts的开始前的瞬间，用比较器C5将从帧存储器中读出的优先权数据与由存在寄存器PDO中的前15比特和在安置在CR总线的过程中的第16比特相比较。这些比较结果被存储在按其时钟输入信号接收信号的D-触发器F9，F108一个与MX2一样编址的复用器MX3从触发器F9，F10接收输出信号，以便产生CIRCUIT PREEMPTION/COMA信号。当写入在帧存储器中的用户的优先权数据比来自争用总线的用户的优先权数据大时，比较器C5和C6输出一个呈现高逻辑状态的信号。记录在寄存器EPO或EPD1中的一个新请求用户也能比寄存在帧存储器FM中的用户有一优先权。在这种情况下，CIRCUIT PREEPTION/CSMA-CR信号呈现逻辑状态0。对已寄存在FM中的电路方式通信上的抢占行为意味着不保留在存储CM中的内容。该处于逻辑0的CIRCUIT PREEMPTION/CSMR-CR信号由转换器I4进行转换，并打开接收来自比较器的输出信号的门P9，当把寄存器Fpn1的上下文存贮到上下文寄存器时，该门接收来自比较器的输出信号，同样，I4的逻辑电平1打开门P7，该门检测请求用户对总线CB争用的优胜者，以及站中的争用的优胜者，同时在FM中写入所建立的电路方式。然后由逻辑电路LC1可以命令用户与总线BD相连。
当抢先占用强行保持在电路方式通信时，该电路方式通信得以维护而保留在帧存储器FM中，对此下面将要作进一步解释。
中断的结果将是这样的：被中断的电路方式将不能转到帧的其它Ts上，如果在一系列的发送的字节中要避免相位跳跃的话。然而，在某些诸如语言传送的电路方式时，只要不经常发生，关系并不大。
另一种解决办法是，在接收端对在一帧期间以电路方式传输的比特的剥夺延迟到帧结束之后，以便能对在一帧中的TSCs变化引起的相位跳动进行补偿。
当一个电路方式未能在一个或几个连续帧中找到空闲TSs时，则优先级的增加可通过给用户分配附加TSs来确定。以便腾出停用的电路数据。这种优先级的增加可以是累进的，如果该优先级增加的请求在n-1连续帧中未能满足，则可一直进行到在n帧的末尾突然出现为止。必须给请求用户提供一个具有一个相应于n帧持续时间的最大延迟的缓冲电路，以平滑出在数据流中的不规则性。
因为抢占对低优先级的电路模型的使用者是颇为严重的事，所以采用这样一种中间进程，按照该进程，还仍能保留具有能直接中断一个低优先级的电路方式用户的很高优先级的用户。同时其它那些具有中等优先级的电路方式用户则延迟是对具有较低优先级电路方式用户的抢占。在上述最后一种情况下，具有最高优先级的用户延迟抢占，直至具有最低优先级的争用预定号数出现时为止。这样经常使第一用户容易发现所要求的TSs号数，并减少对第二用户的不方便。当然，在此情况下，“抢占”，“延迟或未延迟”数据必须包含在新请求用户的优先权数据字的末尾，以能被所有的用户以同样的方式来中断。这可以这样来实现：在争用之后，在总线CB上发送一个附加比特，指示该用户交出本争用的优胜权。该比特具有取消所有已经存储的其它先前的比特而使该用户成为零优先别的效能。该比特可简单地设置在比较器的电平上，或设置在下游的将其输出送到存储该比较的D-触发器的电路的电平上，从而使D-触发器设置在所要求的状态。
另一个避免对总线的不适当的占用的解决办法是，局部对用来访问数据总线DB的等待周期触发一个时间延迟，而这些争用检测则在站中完成而无须通过争用总线传输。
最后，应该注意的是，一个电路方式通信通常使用一个或多个在每帧内有固定位置的TSs的时间通道。假定该帧周期为125μs，则以64比特/秒进行传送的语言数据可以被确保一个字节。如果周期较长，则每个TS的流率都低，并要求发送一个小型包，以引入一个延迟并请求在接收端做消除。如果周期较小，则就有可能同样的数据速率，而同时以相同的比例减少并行总线的数目，或者在一个字节中，即在一个相同的TS内传送几个通信。
保存中断的包方式通信的上下文
如果收到高优先权电路方式用户的请求，则以包方式已建立的通信可以被中断。所中断的通信的上下文以下列方式保存在上下文存储器CM中。
在15个CSMA-CR周期时，头15个优先权数据比特以及在争用总线设置过程中的第16个比特加到比较器C3的输入端，C3还接收来自当前以包方式传送的用户的，存在寄存器EPDI的其它优先权数据。比较器检测出电路方式的新请求用的优先权数据是比存在EPO1中的高，并且相应送出一个信号，该号在通过与门P9，P10之后控制包含在寄存器EPO1中的数据装入存储器FM。门P10的其它两个输入端，接收时钟信号H和在由在业务总线SB的一条指定的导线上送来的经反相器I3倒相后的END OF COMMUNICATION信号。还要加以说明的是，当电路模式或包模式通信中止时，便发送“END OF COMMUNICATION”信号。于是，该END OF COMMUNICATION信通过在CSMA-CR周期结束时阻塞门10而阻止了在存储器CM中保存刚刚结束的通信的上下文。门P9的另一输入端，接收经反相器I4反相的CIRCUIT PREEMPTION/CSMA-CR，关于发送CIRCUIT PREEMPTION/CSMA-CR的条件还要作进一步说明。
保存中断的电路方式通信的上下文
一个电路模式通信可以被来自一个电路方式用户或一个包模式用户的争用暂时中断。有必要被一个包方式通信中断一个电路方式通信，例为某些紧急数据产生一个最小的延时：一个工业过程的紧急停止，武器系统数据，飞机驾驶数据等等。
于是，当在一个CSMRICR周期的末尾时选定的用户不是接着的Ts的最初用户时，新的用户可以是包方式或电路方式用户。
在包方式用户情形时，就将确定新选择的用户是否还将通过使用在几个TSs或几个帧上的CSMA-CR争用而保持其地位，如果它被给定了优先权并有一个很长的消息的话。
在电路方式用户的情形时，新的电路方式用户通过占用一些已标记为拥有低优先权并被中断的那些用户保留的TSs，来建立指示的方式的通信。要注意的是，如果拥有更高优先权的一个用户具有保留在由新用户请求的时间区段内的TSs的话，则分配给这样一个实行抢占的新用户的TSs可以不必连续出现，在这种情况下，新用户中止其对为保留给拥有更高优先权的以外的那些TSs的占用。
由新选择的用户所占用的TSs被寄存在帧存储器FM中。新用户于是分享几层帧存储器。在一个电路方式对其它电路方式的第一个占用之后，对有争用的TSs的抢占仍然存在用来保留最初内容的基层存储器FM1中，而TSs的当前占用则存在第二帧存储器FM2中。帧存储器FM1，FM2，…FMj的数目必须扩充到能适应对所有的抢占衔接起来的要求。
帧存储器于是做成几层单元存储器FMj，每一p层相应于一个高级别的抢占。由于以抢占的各级别对TSs进行独立处理，一个拥有几个TSs时隙的用户，不管TSs是否连续与否，即已经历过不同的争用，可将它们保留在不同层的FMj中，并且，随着某些TSs变成空闲或其它新的通信就得优先权而及时演变。
存储器FM于是象一个FILD寄存器一样工作，即按照在TS中的最高优先权级的内容才可以使用它，与内容寄存器CM不一样的地方是，内容寄存器CM就优先权级而论并不理会TSs的意图。
上述比较器C5，C6，在执行对由CSMA-CR接收的优先权数据和当前电路方式用户的数据进行比较的过程中，将需要给每个Ts对从那些装有该Ts占用指示的存储器中的最高阶层的帧存储器中有步骤地进行读取。FMj的号数是受限制的，即当检测出对寄存在最高阶层的FMj的用户争用时，该号数便不能再被超过。当TS分配逻辑检测出所有的帧存储器FMj被预约给该Ts时，上述比较结果于是给该用户给出一个有利的结果。
其他的管理帧存储器的方法也是可行的，只要帧存储器包含有与一帧的所有TSs有关的数据及还包括在Ts级连续抢占的历史。这就可为其将争用表示为一个具有ITSs宽和P长的单个FILO存储器。
在FILO（先进后出）方式中的存储器FM的实施例及其工作过程。
第一个实施例采用一个或多个高容量的存储器，其中每个长-宽交集容纳一个恰当定义的存储区。例如，如果定义通信的字需要64比特，则其中的6比特能够被指定给最低加权地址，其它比特则用作为区分其它的交集。
在要求把上下文移位一层时，就要求移动所有与该Ts有关的上下文，并把它们放到新的位置，优先级的上下文于是总是被放至同一地址，而将其它的上下文推到下面。
另一种方法是定义一种浮动地址，即将要存储的相邻于前面的新上下文写入，并利用争论中的TS的地址的最高加权，简单地存储一个指定存贮最近上下文地方的指针。
指针的值可以连同其与该Ts有关的，或其它存贮在对所有TSs公共有的区域或存贮在其它较小高速存贮器中的数据一起被存贮，以此提高写入到存储和从存储器中读出的速度。
当从存储器FM中取出上下文并抹掉之后，上述指针被递减，例如减1，以指向TSC的下面的上下文。没有必要将无用的内容抹掉，因为它是在指针区之外。
FMj的另一个实施例涉及使用长度P的移位寄存器，以单独地或并行地为每个TS的得到合适的比特数，这样，可以无论在什么方向上在相邻层之间移位。
这种方法可以获得高速操作，但不适用于大幅度的帧。
当具有最高优先权的层的位置是不固定时，既可以利用一个计数器并存贮该结果来计数移位级的号数，还可以在最高优先权的层中，或者所有有一个上下文的层中使1比特为逻辑1。一个优先权编码器接收所有的比特（每层有一个上下文贮存，则1比为逻辑1，对所有层无上下文，则使1比特为逻辑零）。编码器于是以第二指针的形式给出具有最高优先权级别的层的地址。
当使用高容量存储器时，在至少读出所有层的占用状态比特的条件下，也可以应用上述原则。因此，不是从在每一地址1比特的形式而是将它们为每个TS组成一个具有一个附加地址的字是有利的，这样便可从单个存储器的寻址中进行读取。
从这点出发，就可以使用争用可变址存储器。在这种情况下，在最后存贮的内容的字中的一个专门比特被置于逻辑1，将前面上下文的相应比特置于0，其它上下文相应比特则已用这一程序置于0。用这种方法，利用中间加权比特的作用，存储器自动地将指针指向其当前的TS的最近上下文，而与TS有关的最高加权比特则是固定的。
在某些情况下，在由第一个用户请求的第一TSs的占用在存储中作标记前，一个电路方式的用户可被另一个拥有较高优先权级别的电路模式用户中断。于是被中断的通信的上下文被存在存储器FM中，仿佛它是一个具有一个，在存贮的上下文内，要被分配的TSs的剩余物的附加存贮器的包方式通信。表征该剩余物的号数据是由逻辑电路LC2供给的，该逻辑电路负责TSs的分配，并当上下文从存储器FM中输出之后，该号数又返回到逻辑电路。
包方式通信
已经刚获得允许对数据总线DB访问的包方式用户开始在总线DB上传送一个相应于由站指定的包号的号数M，然后传送一个接收站（或多个）的一个地址（或多个）以及专用的业务信号，并在一个TS序列或几个帧上（根据消息的长短，除非被中断）传送消息。
当一个优先级比传送者高的包方式用户出现在争用总线上时，则如同在电路方式中发生用抢占时的情形一样，它接过数据总线，而包方式通信的上下文则被存贮在存储器CM中。
因此，可能有一系列的包贮存在存储器CM中的包方式通信上下文，而最高优先级的上下文则合乎逻辑地位于最接近存储器CM输出端处。
我们可以想象到，一个必须不断地更新其在争用总线CB上访问的请求的包方式用户被给定了一个低的最初优先级，如果延迟传递消息是可允许的话;但是随着传递最后字节的时间裕量越来越小，优先级也随之增加。优先级的上升例如可以是该消息的最后比特将要发送的时刻（如果用户又获得可立即访问数据总线）与消息到达接收站认为是太迟了的时刻之间的时间间隔的反函数。
但这样会带来如下缺点。一个已经可对数据总线访问的发送用户可能已是被一些具有较高优先级用户连续中断的对象。这样，如上说明的那样，在正个消息未发完期间，最初请求访问数据总线的用户可以决定提高优先级。保留在存储器CM中的优先级于是可能是过时的。这样，每当其优先级增加时，用户将必许重复其访问数据总线的请求，并且用户将接着通过在其首标中传送一个指示告知该消息为中断的消息的续篇而无需等保留的上下文发送其消息的末尾，为此，它要发送一个表示该包编号的号码数M+1，其中号数M则在被中断的包的开始时已发送时已发送出去了。
由于总线CB每一周期只能发送一个用户选择，并且如它前面的用户选择未被选中的话又被擦掉，便不可能选择一个上的合格的请求用户。如果前面的用户在一个新用户的选择之前发送一个短于16个TSs的短消息的话，这就可能导致于没有合格的用户。这一问题当采用允许抢占各式时就更严重了，因为每个当前用户在每一周期更新其请求。在一个用户被重选的争用周期后，因缺乏合格的用户，该用户可能会设想去中止其在下个周期的第一个TS（时隙）上的包，而留下15个末占用的TSs（电路方式除外）。
避免发生这样末占状态的一种解决办法是，当传送长数据包时，将由CSMA-CR协议作出的一系列选择者的名单存贮到一个合格请求用户存储器EM中，并当该数据总线空闲时，可根据该名单选择其中一个用户。寄存器EPD2是一个ME的简本，它可用作此目的。剥夺可以是对EPD1而言，并且对EPD1而言，有关的逻辑可以是相同的，因此，在图1中未予示出。
EM是如下工作的：当包含在EPD1中的优先权数的项目将要被破坏时，它被送到EM中被分类成为相对于已写入的优先权数据的一个函数。为此，逐一将此新数据与那些已写入的数据进行比较。比较结果指示出在何处将新的数据项目插入到当前名单中。实际上，如果附加一个指明最低优先权数据的位置的联络地址的话，现行数据可以实际上留在其所在处。当新数据插入时，通过交换已写入到该新字的联络地址的下游站的地址新数据地址成为写入在高级优先权字中的联络地址。该存储器EM于是能在总线变成空闲时供给有关最高优先权用户的优先权数据。
当数据总线变得空闲时，在写入到帧存储器FM中的电路方式不能有优先权的限止范围内，此优先权用户可访问该总线。该请求用户则从合格请求用户存储器中被擦去。
还有一个简单有效的解决办法是省去合格请求用户存储器而只保留合格优先权数据寄存器EPD1，这可以消除只存在一个短包时的影响。
要使此简单的解决办法能工作在一个抢占方式系统中，就要求必需提供一个象前述那样的一个第二CSMA-CR系统，不过在未系统中，当前正在发送的用户不能以写入方式访问，从而认可了一个较低级别的合格用户。
可能发生下列情形：
-具有优先权的请求用户进行一个请求;两个CSMA-CR系统把它指为已具有优先权，并且他拥有总据总线，不能考虑选择CO-CSMA-CR系统。
-现行用户希望继续发送，而他有优先权;第一争用系统保持在媒体上的传输，而第二争用系统则决定如果该媒体在接着的16个比较时间内空闲时，合格用户将接管此媒体。
-现行用户想要结束传输而此时并没有一个优先权用户;处于低级的请求用户被两个争用系统所选中，第一个争用系统作出决定而第二个则不予理睬。
按包方式运行电路TS（时隙）
电路方式通信要求循环的数据传输能够容许在TS内逐帧修改，甚至延迟到在接收机侧被清除的几个帧，因此能将“电路”TS按包型访向方式传送到总线DB，亦即在每一帧进行争用以确定连续的传输。
这样，电路通道可被认为是不被指定给一个或多个准确的时隙，但可被看作是在每帧期间经历过被选择的用户。为此，要将这些用户的优先权数据存入各站内具有按优先级次序分类的一个存贮器内。相关的逻辑利用来自各帧开头的CSMA-CR争用执行访问总线的请求。如果成功，它就传送具有最高优先权级的前16个TS，还可能传送那些具有较低优先权级的TS。在被选择的相同时间，鉴于要按通道号17～32的优先权级别来传送电路通道17～32，该逻辑再产生一个访问总线的CSMA-CR请求。不能被中断的、传送数据的电路通道的优先级被设置得要比包高得多，具体地说，要高于紧急包的级别，因而能使一个电路TS中断一个紧感包几个TS，而没有有效地延迟它。在包传输中能够容许延时的包都具有低的优先级，该优先权级随着用于传送该包最后字节计算的时间裕量的减少而增加。
可以注意到，已被分组成为一个包的16个“电路”TS通常涉及不同的用户。在一些“电路”通信在一帧内不能找到一个自由的TS的情况下，数据保持被存贮，该通信系统请求在下一帧和以后的帧内临时分配两个TS。实际上，16个TS的积木被保存用以使那个请求公式化，并且只需要一个对争用系统的附加访问。
转出通信和擦去被保存的上下文
在电路方式通信中，通信是从用户占用的第一个TS转出的。在该通信的最后的TS（倒数第二帧）之后，该用户在业务总线SB的相应线上发出一个END OF COMMUNICATION“通信结束”信号，在最后帧的第一字节重新传送其占用的多个TS的号。这个号由逻辑电路LC2接收。用以擦去不同用户的帧存贮器使TS自由的机构相同于通信建立时寄存TS的机构。
在包方式通信的情况下，这种转出通信还涉及在该消息的最后字节传送以后发送来自用户的一个“通信结束”信号。
然而，电路方式通信可利用争用总线上的一个请求使之转出，例如在争用总线上在很高优先权级的优先权数据字之后传送的低加权比特表明一个转出请求现已作出。用以转出包方式通信的相同程式可以设想出来。
“通信结束”信号施加给存贮器CM，存贮器CM就可产生具有最高优先权级的被保存上下文。
比较器C7将来自存贮器CM输出的上下文的优先权级与写入当前TS所用的帧存贮器FM的最高优先权数据进行比较，并将比较结果由在其时钟输入时接收信号H的触发器F11存贮。触发器F11的输出端与逻辑电路LCI连接。在以电路方式的具有优先权的通信没被写入帧存贮器FM的情况下，对数据总线DB的访问被给到存贮器CM输出端的上下文。
在执行上面的同时，在存贮器CM输出端呈现其上下文的通信要与来自争用总线CB的通信比较。比较器C4将存贮器CM输出的上下文的优先权数据与寄存器PDO输出的前15个比特和在争用总线CB上驻留过程中的第16比特组成的优先权数据相比较，该比较结果锁存在触发器F12内。触发器F12在其时钟输入时接收信号H，其输出端与电路LCI连接。电路LCI接收有关优先权数据的各种信息，并据此建立联系。执行这个要与逻辑电路LCZ相结合，逻辑电路LCZ控制该站。
当存贮器CM完全变空时，重新占用数据总线继续其通信的用户在业务总线SB的相应线上发送一个“无优先占用权”信号，如有必要，可重新同步所有站的逻辑状态。由逻辑电路LCZ产生“CM复位为零”信号CM RTZ并施加给存贮器CM。
在电路方式通信结束时TS变成自由，通过擦去或简单修改较高优先权指针位置自动地执行擦去帧存贮器FM中的上下文。
使用CSMA-CD型争用协议的另一实施例
CSMA-CR协议要求一种相当慢的传输，这种传输必须是同步的，因此，在读比特时，通过争用总线的比特的逻辑状态被稳定化。得出同样结果的另一协议是CSMA-CD协议，该协议通过这一事实使之实行，亦即，在一次冲突之后，援权主新传输被确定为一固定数，这个数对于每个用户是专用的，这个数可以是其优先权数据就是一个例子。在一次冲突的情况下，只有那些具有以1（最高比特）起始的优先权数据的用户被援权重新传输。假如一次新冲突发生了，只有那些具有以11起始的优先权数据的用户被援权重新传输，等等。在没有用户能够重新传输的情况下，可以推论，仍在争用的用户都具有有关逻辑0的i比特。在一个比特时间周期以后这个i比特被屏蔽，其下一比特（i-1）是逻辑1的用户可以重新传输。如果在一个比特时间的另一周期之后没有用户重新传输，则第（i-1）比特被屏蔽，等等，直到一个或几个用户传输时为止。在新冲突的情况下，算法继续进行，直到再也没有冲突时为止。为此，如果该优先权数据具有N个比特，则在第一比特之后，有一个冲突最大数（N-1）。比特时间稍大于争用总线上的最大传输时间。
一种可行的比较方案能加速解决多个发信机之间的冲突，并以不同的方式采用最大的解决时间。这种可行的比较方案在于：依据优先权权数据同时是两个比特，采用一种选择算法。这样，在初始冲突时，只有那些具有优先权数据以11开始的（而不是1）用户才可以重新传输，等等。如果在一个比特时间的一个周期之后没有用户重新传输，则该方法回到一个比特来选择：那些具有优先权数据以10开始的用户可以传输;如果在一个比特时间的一个新周期之后无一用户重新传输，则屏蔽两个比特，考虑随后的两个比特，等等。于是，当具有不同优先权数据的多个发信站之间存在冲突时，从统计学上看，3（具有被认为是“11”的两个比特）可以重新传输，以使速度收敛被加倍。从另一方面看，在两个发送机具有相同优先权数据比特的特定情况下，除了毫无意义外，得不到好处，因为必须除掉所有相同比特造成的模糊。这种算法可以扩展到大于2比特的块，例如，当优先权数据具有N比特时，可以选择其大小等于N/2最接近的整数，以使数字冲突情况下收敛最佳化。
在无重新传输的情况下，表明必须重新考虑则才用于选择的比特，以试图释放至少一个发送机，如果这不可能，就屏蔽这些比特，考虑后面最低加权块。上述重新考虑比特还可通过对分较小块亦即N/4来得到，以遵照上面解释的原理试图加快该选择的过程。这可以以超过大于对分两个级别（N/8等）反复进行。
模拟数据的传输
数据总线DB可用以传输数字数据或模拟数据。对于传输模拟数据，根据山诺（Shannon）的第二定理，取样可以以大于被传输的最高频率的两倍的频率进行。在模拟时分电话中，取样频率是8KHZ，已读出的模拟值发送给接收机;除了由于数据总线放大器产生的驻留时间期间以外，在给定瞬间的时隙在一固定的模拟值建立的时间保持该值。
另一种可能性是将模拟信号划分为等间隔的时隙，在该时隙期间该信号可以演变;并将该模拟信号存贮在一模拟存贮器内，诸如CCD或延迟线、磁媒体、光纤、光积分电路等。然后通过修改一个或多个“对于向着存贮器输出传输的传输速度有影响的“特性进行一次时间压缩，上述修改是通过：加快CCD时钟，或者通过将被存信号读到沿该存贮器通道的交错输出上来插入读出的被存信号，返回到最靠近输入端的输出端，于是产生相速度来加快由读出设备识别的信号的相对速度。这个相同的效果降低光纤的光学指标是可以取得的。
在具有被分配TS的电路方式下，模拟存贮器具有长度，例如用以在一帧期间允许存贮该持续时间的模拟信号群。该存贮器包括设备备，用以在下一帧相同TS的开头读出该存贮器内容，如果每帧有T个TS，则由时间因数T压缩时间。
在把TS的位置分配到该传输经历变化和可能转变到随后帧的情况下，通过将存贮器的输出反馈到输入端，或者通过继续维持提供读出设备相同长度的后续部分中的通路，来提供维护数据存贮的可能性。在后一情况下，相同的模拟存贮器可以存贮各种连续取样值，例如一整帧。请记住，在这样的情况下，在如下电路之间不再有任何同步：
TS用以写入该模拟存贮器，它得到支持以在该帧内有一固定的位置，和
在数据总线上读出并传输的TS，该读出设备必须能够在任一TS的任一开头存取在该模拟存贮器内传送的被存信号的前沿。这意味着：在来自该存贮器的每个信号群的一帧内有TS时，有必要有多个中间输出，每个中间输出被形成例如在影响相速度的插入读出情况下利用了在快速接续中读出的多个传感器。
本发明对以环路形式访问通信媒体的具体应用
上述的原理对于用户所连接的站之间的环路布局技术是可以应用的。取代总线的环路结构具有某些值及注意的特点。
实际上，站只按其级别识别经过的数据，因此它不具有环路状态的全;但不管怎么说，这里存在一个本地时间，并且不同于其它站的本地时间。
就总线而言，如果总线以高速被调制，并在给定的瞬间含有在来去发送机两方向上正在演变的几个比特，该总线可以按各站特定的本地时间的概念得以运行。这样，以10Mb/S调制的总线包括相对于每个比特长度而言段的接续长度约为30米。这种配置允许数据传输和使用冲突解决协议用于访问媒体，例如CSMA-CD协议，因为如果总线长度大于30米则在一个比特时间内的几个同时的新发送机不具有对整个总线的相同的感觉。
使用总线的另一种方法是足够慢地调制总线，以在每个比特时间结束时只有一个状态，然后每站与所有其它站同步，因为每站都有瞬时的全局观点。这应用于例如CSMA-CR协议中并实时地解决冲突问题。
以上描述了两种总线运行方式。
在环路的情况下，决不可能在一个比特时间段内实时地检测冲突，因为本地时间不同。在这种情况下，通过连续的相似比较以下区别，CSMA-CR被取代：
站执行逐站比较;
对于CSMA-CR协议，这些比较可根据数据流逐个比特地进行，由于该协议约束有一个援特权的物理状态，要不然，在暂时存贮从该环路接收的优先权字以后有一个单一的操作，和重新传输这个相同字，或当它优先权较高时，重新传输本地的优先权字。
因此，很明显，使用环路能够在围绕环路的一个传送重迭时间内处理争用，该时间包括在各站内的物理传送时间和瞬时存贮时间。至于它，如果这里有N个优先权比特，则总线要求N倍最大的传输时间。
整个环路的管理
由于存在每个站专用的本地时间，因此每站对环路状态不具有全面和瞬时的观念，从而需要有一个专用的环路控制站，其功能是定义参考时刻，或定义使站同步化的数据，具体地说，用以访问信令通道的数据。这可得到执行是通过周期性地发送一个数据字段，该数据字段含有在被保存争用字的区的后面的一种“帧重新同步化”模式。
帧的概念对于以电路方式传输TS和能够从当识别其重现时以信令通道读出都是需要的。
在没有待传送的电路数据的情况下，消除帧的概念成为可触，这意味着以下状态：
在对于数据而言某些比特接续被禁止的情况下，通道数据不再是“透明的”，保留它用以给某些信令数据（例如“标志”）编码，该标志表明在该信令传输结束时随后的数据是信令数据，反之亦然（亦即是数据）。
语言数据-它要求一恒定的平均流速并且支持它接包来传输-必须根据上面的假设，必须具有一个流输出调节系统（用以代替被消除的周期帧）和缓冲调节器（上文解释为用于接收站）。这样的系统通过影响一些请求的频率来发送这些传输请求，并且通过传输在获得访问该环路的时刻使用的所有被存贮语言字节来发送它们的优先权级别。
环路访问的详细操作
消息的传输通过由环路控制站发送的一帧要求该环路的完整重迭这允许得到正在请求的用户的最大优先权值作为回报。具有优先权级别高于从环路接收的优先权的那些用户中的每一用户将其用于重新传输的优先权在提供影响的单一字段内写入该环路内中，并且清除先前值。在由环路控制站产生的该帧内的一个比特所表明的第二重迭时，其优先权码等于最大值的、由环路控制站重新传输的第一站取得该环路，以传输消息;并且由该帧内的占用比特表明这个事实。这个比特防止具有相同优先权级的下游站不致访问该通道。在这个第二重迭期间，在这个第二重选期间，正在请求的站的优先权级别被冻结，并且没有新用户出现。由于围绕环路的现象可由传输站来防止，因此该消息可具有任意的长度。
争用用户的优先权级存贮在各站的一个缓冲器内，在参阅线路访问协议时，它用来作参考。该缓冲器被复位为零的情况如下：
在第一重选期间，在该站检测出它不能访问该通道;
在第二重选期间，对于具有相同优先权级别的站和位于下游并取得占用该通道的站。
该缓冲器的功能是：在第二重选期间，甚至在当前的优先权级别随时间演变，其结果是决定增加该级以提高访问该媒体的可能性的情况下，维持恒定的优先权级别以服务于争用。
在每一重迭时，或者在每帧时。或者可能或多或少经常地，甚至在该消息没结束的情况下，可能发生争用。这个可以实现，亦即通过使环路控制站周期性地（例如在每一重选时）发送出一个帧，用以试图接收各种争用用户的优先权字，定义除了数据通道以外的信令通道。很明显，在每个争用扩展超过两个重选时，环路控制站需要增加一个识别送，以能够在同时发生的争用之间进行区分。此外，各站的缓冲寄存器必须在这些争用时间共享的基础上得到控制。
在使用永久争用的情况下，如果一个用户优先权级高于当前发送机的优先权级，则发送机在它检测时在这个优先权字的第二重迭期间自身关断，于是它不再具有最大的优先权。可以注意到，由于在该环路装置上的站之间本地时间的不同，会使位于前一发送机上游的一个新的发送机可以访问该环路，而前一个发送机继续向下游传送，直到它接收到另一个发送机的消息头之后的优先权字为为止。上面解释的关断是在重新传输通道数据级别时执行的，但是如果需要，该信令通道仍被保持。接收一个较高优先权字导致该数据通道出现瞬时的再环流。
这种异步操作方式与公知的标记方式是类似的，但它是原始的，这在于：有两个重选;首次用于执行优先权比较;如果各站的优先权级是较高的，则各站能够写入其优先权级-与通常的标记协议相比-第二重选用于导致援予第一最大优先权的站，以具有写入该媒体的访问。这最后一点与标准的标记技术相比也是原始的，因为这里有一隐含的对选择站寻址，而标记技术不单独给任何站援权允许传输。
发明上述内容的另一方面是：这种援权是隐含的，是由该站通过比较其优先权来检测的;尽管该站未获得对通道的访问，然而其它站没有该站完全相同的知识。