JPH01130252A - コンピユータ集合体結合装置 - 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】 Ａ８産業上の利用分野 本発明は一般にコンピュータ・ネットワークに関し、さ
らに具体的には、複数のコンピュータを備えたコンピュ
ータ・センタ用のコンピュータ・ネットワークに単一ノ
ードのイメージを提示するための方法及び装置に関する
ものである。

Ｂ、従来技術及びその問題点 端末及び知能ワークスチーシロンは一般にデータ・セン
タに連結され、データ・センタは他のデータ・センタに
連結される。したがって、エンド・ユーザは構内の高性
能コンピュータ・システムに対してアクセスすることが
できるだけでなく、地理的に遠隔のユーザによるアプリ
ケーション及びデータに対するアクセスを実現し、さら
にワークステーション相互の通信を可能にするために、
世界中に設置されたデータ・センタの高性能コンピュー
タ・システムに対してアクセスすることができる。銀行
ネットワーク、ＰＯＳネットワーク及び航空産業にその
例が見られる。

そのようなデー°夕・センタ（またはコンピュータ・セ
ンタ）で必要とされる、計算及び記憶量が急速に増大し
ている。幾つかのシステムでは、数万のユーザがコンピ
ュータ・センタと対話し、毎秒当たり数千のトランザク
ションを必要とし、その上１．２秒の応答時間を必要と
する。

最大の能力及び可用度をもたらすため、複数のコンピュ
ータ・システムが１つのデータ・センタ内で互いに結合
されることがよくある。コンピュータを互いに結合する
ことにより、データ・センタ内の最も強力な１台のコン
ピュータで通常得ることができる以上の能力を必要とす
るデータ処理ジョブもそのまま処理することができる。

なぜならば、処理負荷を複数のコンピュータ間に分配す
ることができるからである。さらに、複数のコンピュー
タが利用できると、故障または他の障害の場合に別のシ
ステムまたはコンピュータに引き継ぐことができるので
、故障に対する許容性が増大する。

既存の結合方式は、単一システム設計に比べて能力及び
可用度の上で種々の程度の利点をもたらすが、さらに重
要なことに、システム内で実行中のプログラムに、単一
システムのイメージを与える。したがって、プログラム
は通常、どのコンピュータ・システムで実行されている
かを知らず、または気にか先すない。

たとえ、結合されたコンピュータ・システムの集合体（
ｃｏｍｐｌｅｘ）が、集合体内で実行されているプログ
ラムから見て単一システムに見えたとしても、自分の端
末からコンピュータ・ネットワークを介して集合体にア
クセスするユーザには、依然として別々のコンピュータ
・システムををする多重システムに「見える」。ユーザ
は数台のコンピュータ・システムのうちの１台に対して
「ログ」オンしなければならない。このことは、選択さ
れたシステムがオーバロードになったり、たまたま故障
した場合は、ユーザにとってネックになる可能性がある
。

サラに、単一ノード・イメージをもつ単一データ・セン
タをネットワークに提供しないと、ネットワークの複雑
性が増大する。データ・センタ内の多数のプロセッサは
ネットワークに対してトランスペアレントすなわち透過
でなければならないが、既存のネットワークではそうで
はない。

既知のネットワークでは、新しいフンピユータをデータ
・センタに追加したとき、ネットワークにそのことを知
らせなければならず、新しいコンピュータをネットワー
ク・ノードとして使って新しいネットワーク経路を定義
しなければならず、したがって、ネットワークの制御ト
ラフィックを生成しなければならない。その場合、デー
タ・センタ内の特定プロセッサ上で負荷を均衡させるの
にもネットワークがかかわってくる。なぜならば、仮想
回路（セツション）を制御する処理を、過負荷を課され
たプロセッサから遊休プロセッサに再配置しなければな
らないからである。しかし、各プロセッサがそれぞれ異
なるネットワーク・ノードを表わす場合は、仮想回路を
再配置するのに、１つのノードでそれを終了させ、別の
ノード（プロセッサ）で再活動化させることが必要にな
る。

そのような再配置は、大きなネットワーク・オーバーヘ
ッド及び破壊を伴うことになる。そのような再配置を回
避できれば、ネットワークの処理能力が向上するので望
ましい。

ＩＢＭ社のＪＥＳ２またはＪＥＳ３プログラムの制御下
にあるＭＶＳシステムの集合体、ＵＣＬＡのローカス（
Ｌｏｃｕｓ）システムのもとで結合されたＵＮＩＸシス
テムの集合体、及びＩＢＭ社のＶＭ（仮想計算機）シス
テムを使用した集合体を含めて、そのような結合の例が
すでに幾つか存在している。これらのシステムは単一シ
ステムと比べて能力及び可用度の上で種々の度合いの改
善をもたらしている。さらに重要なことには、これらの
システムでは、プログラムは通常、どのコンピュータ・
システム上で実行されているか「知らず」、または「気
にかけない」。しかし、従来技術では、コンピュータの
集合体が、この集合体に接続されたネットワークにとっ
て単一ノードに見えることが可能なシステムは示されて
いない。

次に、本発明を実質上ＩＢＭシステム・ネットワーク体
系（ＳＮＡ）に基づく環境で説明する。

ただし、本発明は特定の種類のネットワークに限定され
るものではない。代表的なＳＮＡネットワークは、ＩＢ
Ｍ社の解説書ｒＳＮＡの概念とプロダクト（ＳＨＡ　Ｃ
ｏｎｃｅｐｔｓ　ａｎｄ　Ｐｒｏｄｕｃｔｓ）　Ｊ　ｓ
　Ｉ　Ｂ　Ｍ社刊行物ＧＣ３０−３０７２，！：、ＩＢ
Ｍ社の刊行物ｒＳＮＡの技術的概説（ＳＨＡ　Ｔｅｃｈ
ｎｉｃａｌＯｖｅｒｖｉｅｗ）　Ｊ　、ＧＣ３０−３０
７３に記載されている。

Ｃ０問題を解決するための手段 したがって、本発明の目的は、結合されたシステムがネ
ットワークならびにネットワークを介して集合体にアク
セスするユーザに単一ネットワーク・ノードのイメージ
を与えるように、結合されたシステムの集合体を１つの
または複数のネットワークに接続するためのシステム及
び方法を提供することである。

本発明の目的には、結合された集合体の拡張された能力
及び可用度がネットワークで使用可能になるような形の
、ネットワーク接続を提供することも含まれる。

本発明のその他の目的、利点及び特徴は、添付の明細書
及び図面を参照することにより一層明らかになるであろ
う。

本発明の好ましい例示的な実施例では、１つのノードに
複数の結合されたプロセッサを有するコンピュータ集合
体を結合するための装置が提供される。コンピュータ集
合体は、本発明の結果として、ネットワークにとって単
一ノードに見える。

このノードは、複数のノード、及びこれらのノード相互
を連結する複数の通信回線を有するデータ通信ネットワ
ークに結合される。通信回線は伝送グループに分けられ
、各伝送グループは少なくとも１本の通信回線を含む。

集合体中のプロセッサの１つは制御プロセッサと呼ばれ
、１つのノード内の機能を制御するための資源管理機構
を含む。

他のプロセッサは非制御プロセッサと呼ばれる。

非制御プロセッサは、その中に動作可能なネットワーク
・アクセス方式（ＮＡＭ）を含み、データ移送機能をノ
ードの内外に向けるための資源を含む。ノード用のデー
タ移送機能は複数のＮＡＭの間に含まれる。ネットワー
ク内の少なくとも１つのプロセッサは、制御プロセッサ
に命令を送ってネットワークを管理するシステム・サー
ビス制御点プログラムを含む。

Ｄ、実施例 単純化したネットワークを示す第２図を参照する。この
説明では、このネットワークは５つのノード８．１０，
１２．１４．１６と５本のリンク９．１１．１３．１５
．１７．１８を有するものとする。リンク９．１１．１
３．１５．１７．１８は論理通信リンクであり、２つ以
上の物理的接続を含むことができる。

選択された任意の２つのノード間の通信は、通常幾つか
の経路をとることができる。たとえば、ノード１０はリ
ンク１１、ノード１２及びリンク１３を介して、あるい
はリンクエ８、ノード１６及びリンク１５を介して、あ
るいはその他の経路でノード１４と通信することができ
る。ノード８はリンク９及びノード１６を介してのみネ
ットワーク内の他のノードと通信することができる。

アーキテクチャ上、ネットワーク・ノードは１本または
複数の遠隔通信回線の終了点にすぎな、い。

通常は、１つのノードは１台のコンピュータと等価であ
る。しかし、本発明を使用すれば、複数の結合されたシ
ステムの集合体も１つのノードと見なすことができる。

本発明は、結合されたシステムの集合体をＩＢＭ社のシ
ステム・ネットワーク体系（ＳＮＡ）等の仮想回路本位
のネットワークに接続するための方法及び装置について
説明される。仮想回路（またはセツション）は、活動化
して種々のプロトコルをもたらすように修正することが
でき、要求に応じて非活動化することができる２人のネ
ットワーク・ユーザの間の論理的接続であると定義され
る。

セツション活動化要求及び応答が、データ交換の速度及
び同時性、競合及びエラー回復の制御、及びデータ・ス
トリームの特性等に関係するオプションを決定すること
ができる。

コンピュータ・ネットワークとその構成要素が実行しな
ければならない機能の定義が、そのアーキテクチャであ
る。これらの機能を実行するソフトウェア・コードまた
はハードウェアが、インプリメンテーションである。ネ
ットワーク・アーキテクチャは通常、第１図に示すアー
キテクチャと一般に類似する層状の対等アーキテクチャ
で記述される。これらは物理層ではないが、その代わり
にプログラミング及びハードウェアの動作全体を理解す
るための概念上の枠組みを与えるために使用される。さ
らに重要なことは、あらかじめ定義したインターフェー
スを層間に有する標準化された層状アーキテクチャを使
用する構造を採用することにより、他の層に変更を加え
る必要なしに、１つの層に変更を加えることができる。

プロセッサまたは記憶サブシステム・アーキテクチャと
は違って、ネットワーク・アーキテクチャは、２つのパ
ーティの対としての対話を常に伴う。

たとえば、後の説明で一層明らかになるように、あるノ
ードにあるデータ・リンク制御（ＤＬＣ）要素は別のノ
ードのＤＬＣと対話し、同様に、２つのノードにある経
路指定機能は互いに対話し、以下同様である。

対としての対話のそれぞれに対する一組の規則はプロト
コルと呼ばれ、したがって、ネットワーク・アーキテク
チャは、対等レベルの層の対相互間の通信用のプロトコ
ルに関して指定される。ネットワーク・プロトコルは３
つの要素からなる。すなわち、（１）構文、すなわち、
フィールド形式（ヘッダ・ビット）または文字列のいず
れかの形のコマンド及び応答の構造、（２）意味論、す
なわち、出される要求、実行される動作、及びいずれか
のパーティから返される応答の組、及び（３）タイミン
グ、すなわち、事象の指定及び順序である。

第１図はＳＮＡの層状アーキテクチャの概略図である。

中間ノードは示されていないが、実際には、１つまたは
複数の中間ノードが存在することがある。さらに、一端
にある層が、２つ以上の物理ボックス内にあってもよい
。たとえば、ホスト側で、すべての機能がホスト内にあ
っても、または、ＤＬＣ及び経路制御に対応する機能が
別個の通信制御装置のソフトウェア中に存在し、残りの
機能がホストに存在してもよい。また、すべてのアクセ
ス経路機能をフロント・エンド通信プロセッサに移し、
ホスト・プロセッサをアプリケーションの処理に集中で
きるように空けておくことも可能である。端末側では、
図に示したすべての機能が知能端末内の同じボックスに
あってもよく、最上層を除くすべての層が、幾つかのダ
ム（ｄｕｍｂ）端末をサポートする集合制御装置内にあ
ってもよい。

物理的制御層（層１）は、最終ユーザと最終受信者の間
の実際の物理的リンクをもたらす。この層は、モデム、
電話回線等の種々のハードウェア構成要素を含む。この
層は、２台のＤＴＥ　（データ端末装置）間またはＤＴ
ＥとＤＣＥ　（データ回路終端装置）の間で電気的接続
を確立、維持及び切断するのに必要とされる電気的特性
を定義する。

データ・リンク制御（ＤＬＣ）層（層２）は、しばしば
雑音を含む伝送設備を横切ってデータ・パケット（通常
、フレームと呼ばれる）を完全な状態で転送する。接続
された回線２０−２．５（第４図に示し、以下相説明す
る）のそれぞれについて１つのＤＬＣ要素（ＤＬＣＥ）
がある。ＤＬＣはエラー検出及び訂正を含むことがある
。ＤＬＣ機能は、やはり第４図に示す回線アダプタ３〇
−３５によって実行される。

経路制御（ＰＣ）層（Ｂ３）は、入力データ・パケット
を適当な出力ＤＬＣＥまたは同一モード内の正しい地点
に送ることを担当する。この届はデータ・パケットのア
ドレッシングを処理し、データ・パケットが特定のアド
レスに到達するために取る経路を識別する。アーキテク
チャによっては、これはネットワーク層と呼ばれること
もある。−般に、１ノード当り１つの経路制御要素があ
る。

経路制御層はまた、ネットワークを横切ってユーザ・ノ
ード間で制御権をやりとりする端末間移送層を含む。こ
の層はアドレッシング、データ保証、フロー制御等のネ
ットワーク渋滞制御を含む。

経路制御層はセツション層と共にデータ移送機能を構成
する。経路制御層は、伝送グループ（ＴＧ）、仮想経路
（ＶＲ）及び明示経路（ＥＲ）の各別層すなわち機能を
含む。ＶＲ副眉は、データ・パケットの端末間連続性を
制御するために使用される。Ｖ　Ｒ＝＋Ｉ　ＰＩはそれ
をシステムの渋滞とデータの優先順位に基づいて行なう
。ＥＲ副層は、データ・パケットが取る実際の物理的経
路を具体的に示す。たとえば、第２図で、データ・パケ
ットをノード８とノード１２の間で転送する必要がある
ものとする。これは、リンク９−ノード１６−リンク１
７−ノード１２を介して行なうことができ、明示経路（
８，９、工６．１７．１２）として定義することができ
る。

（制御プロセッサ４６によって）プロセッサ４０．４２
及び４４上で独立して実行される通信ソフトウェアまた
はネットワーク・アクセス方式（ＮＡＭ）に遠隔通信回
線２０−２５を割り当てることは、考察中のＳＮＡでは
多重リンク伝送グループ（ＴＧ）が存在するために制限
されている。

ＴＧは実質上、複数の物理回線から成る１本の論理的遠
隔通信回線である。様々な性能上考慮すべき点があるた
め、１つのＴＧを複数のプロセッサに分配することは実
用的でないが、複数のＴＧを１台のプロセッサに割り当
てることは可能である。

したがって、１つのＴＧの一部であるすべての回線が１
台のプロセッサに割り当てられ、さらに、ＴＧは、ＮＡ
Ｍ間に分配されるネットワーク負荷の単位量になる。

この開示の残りの部分では、論理リンク、または単にリ
ンクという用語は、ＴＧ　（ＴＧプロトコルを使用する
とき）、ならびに遠隔通信回線（ＴＧプロトコルを使用
しないとき）を指すものとする。

セツション層（層５）は、伝送制御（ＴＣ）及びデータ
・フロー制御（ＤＦＣ）の各副層を含む。

セツション制御層は、エンド・ユーザ間でのデータ転送
用の論理的接続を活動化、維持及び非活動化する。

伝送制御は、歩調合せ（フロー制御）を管理し、さらに
エンド・ユーザのために他の機能（たとえば、暗号）を
実行する。１つのセツション及び１人のエンド・ユーザ
当り１つの伝送制御要素（ＴＣＥ）がある。各ＴＣＥは
通信ネットワークに対する１つのエンド・ユーザ・セツ
ションの「フロント・オフィス」と考えることができる
。

データ・フロー制御（ＤＦＣ）は、エンド・ユーザ間の
対話制御を実行する。たとえば、ユーザが要求するメツ
セージ方向及び断続性の独自性に対処する。これらの独
自性には、ユーザが全２重方式で通信したいのかそれと
も半２重方式で通信したいのか、あるいは別々のメツセ
ージが、エンド・ユーザから見えるより大きな仕事の単
位の一部なのかどうかがある。１つのエンド・ユーザ・
セラシロン当り１つのＤＦＣがある。

提示す−ビスＣＰＳ’）層（層６）は、データ形式、及
び必要とされるデータ変換をもたらす。対になったノー
ドにある２８層の対は、エンド・ユーザ及びアクセスさ
れているアプリケーションから見て異なる端末インター
フェースに対処するジョブを有する。

最後の層はアプリケーション層（層７）である。

ネットワークを使用しようとする人間または処理（エン
ド・ユーザ）がこの機能を行なう。厳密に言えば、工（
ンド・ユーザはＳＮＡネットワークの一部ではなく、む
しろこのネットワークのユーザである。

ネットワーク・トラフィックは、結合されたシステムの
集合体という観点から以下の２つの種類にまとめること
ができる。

集合体から発する、または集合体に向かう終点トラフィ
ック・ 起点及び宛先がネットワーク外にあり、集合体を「単に
通過する」中間ネットワーク・ノード（ＩＮＮ））ラフ
イック。

たとえば、第２図では、８から出発してノード１２に向
かうトラフィックは、ノード１２では終点トラフィック
であるが、ノード１６ではＩＮＮトラフィックである。

多重プロセッサ・ネットワーク・ノードの容量特性は、
これら２種類のネットワーク・トラフィックの混合の度
合に関係している。

終点トラフィックはＮＡＭプロセッサの増加に応じて直
線的に増大するが、ＩＮＮ）ラフイックは、プロセッサ
数が増加するにつれて減少する傾向がある。

本発明は、「終点」ネットワーク・トラフィック（すな
わち、このノードから出発してネットワークに向かうト
ラフィック、及びこのネットワークから出発してこのノ
ードに向かうトラフィック）では、所与のＴＧと、ｖＲ
及び半セツションの集合との間に完全な類縁性があると
いう認識を利用したものである。所与のＴＧは幾つかの
ＥＲ終点をサポートする。どのＥＲ終点も１つのＴＧの
みによってサポートされる。所与のＥＲ終点は幾つかの
ＶＲをサポートする。どのＶＲも１つのＥＲ終点のみに
よってサポートされる。所与のＶＲは幾つかの半セツシ
ョンをサポートする。どの半セツションも１つのＶＲの
みによってサポートされる。

もちろん、各ＴＧはいつでも一定数のＤＬＣに結合され
るが、１つのＤＬＣが複数のＴＧによって同時に共用さ
れることはない。

したがって、ＴＧに基づいてデータ移送機能を分割する
ことが可能である。限定的な事例では、ノード中でサポ
ートされる各車−ＴＧについて１つの区画が可能である
が、複数のＴＧを含む区画も考慮されている。データ移
送機能のこれらの区画はネットワーク・アクセス方式（
ＮＡＭ）のインスタンスである。

通常のメツセージは、ヘッダ域及びデータ域を含む。そ
の形式を第５図に示す。ヘッダ域９０では、種々の情報
が含まれている。図のように、これらはＤＬＣ９２、伝
送グループ９４、明示経路′９６、仮想経路９８、及び
セツション９９に関係づけられる。その後に、１００で
データを見つけることができる。

この形式を用いると、ノードの特定の屑が、それぞれそ
の層に関連するデータを除去または前置することができ
る。すべての層がメツセージ・パケットを処理した後に
、処理または伝送に必要なデータが残る。

次に第３図を参照する。ＳＮＡノードの機能は３つの重
複した広いカテゴリに細分することができる。これらは
データ移送機能、制御機能及びネットワーク・アドレス
可能ユニット（ＮＡＵ）を含む。

データ移送機能（「送受信経路」とも呼ばれる）は、ネ
ットワークと終点の間でのデータの移動（すなわち、以
下に説明するＮＡＵ）に関するものである。これらの機
能は、第３図で点線２０で囲んである。データ転送機能
は、すでに考察したＳＮＡネットワークのデータ・リン
ク制御（ＤＬＣ２２）、経路制御（ＴＧＣ２４、ＥＲＣ
２Ｂ、及びＶＲＣ２８）　、及び半セッシ日ン（ＴＣ及
びＤＦＣ）の各層である。

技術的には、各半セツションは１つのＮＡＵ中にあり、
ＤＬＣ及び経路制御機能はすべてのＮＡＵによって等し
く共用される。とは言え、実際のインプリメンテーシヨ
ンでは、セツションを含むデータ移送機能は、すべての
ＮＡＵによって共用される１つのコード群によりすべて
提供されるので、それらをＮＡＵからまったく独立し、
たちのと見なすと好都合なことに留意されたい。

制御機能は、種々のデータ移送機能の活動化及び非活動
化に関係する。これらの機能は実際には管理機能である
。ノード内で大部分のデータ移送機能では多くのインス
タンス（たとえば、大型の本体システムでは５００００
を超えるセツション）が発生するが、概念的には、所与
のノード内で制御／管理機能のただ１つのインスタンス
だけが発生する。

ネットワーク・アドレス可能ユニット（ＮＡＵ３２．３
４．３Ｂ、３８）はネットワークのノードの終点を表わ
す。３種類のＮＡＵがある。すなわち、エンド・ユーザ
を表わす論理ユニット（ＬＵ）と、幾つかのノード中の
みにありネットワーク制御／管理機能を実行するシステ
ム・サービス制御点（ＳＳＣＰ）と、すべてのＳＮＡノ
ードにありそのノードに対する種々の制御機能がアーキ
テクチャ上具体化されたものである物理ユニット（ＰＵ
）である。制御機能は一般にＰＵ中にある（制御プロセ
ッサ４６内の機能）。

ネットワーク制御／管理機能（ＳＳＣＰ）とノード制御
／管理機能（ＰＵ）の違いに留意されたい。

どちらも当技術分野では漠然と「制御機能」または「制
御点」と呼ばれている。

５ｓｃｐは、「タイプ５」のＳＮＡＮ−ノード中にある
ＮＡＵである。５ｓｃｐはネットワーク全体の一部分（
ＳＳＣＰの定義域）の動作を制御し、ネットワーク全体
を管理するため他の５ＳＣＰと対話する。５ｓｃｐはど
のネットワーク・ノードをも（それ自体のノードさえも
）直接制御せず、種々のノードにあるＰＵに対して要求
を送り、実際にはそれらのＰＵがノードに固宵な制御を
行なう。

ＰＵは、ネットワーク内のすべてのノードにあるＮＡＵ
である。ＰＵは１つまたは複数の５ＳＣＰ　（ＰＵがｒ
タイプ５」以外のノードにある場合は、遠隔ノード内に
あってもよい）の指示のもとてそのノードの動作を制御
する。

第４図は、複数のプロセッサを有し、本発明を組み込ん
だデータ・センタの概略図である。遠隔通信回線２０−
２５　（物理層）はそれぞれ専用の回線アダプタ３０−
３５を介してデータ・センタに入る。回線アダプタ３０
−３５は回線制御機能（「データ・リンク制御Ｊ−ＤＬ
Ｃ）を実行し、回線切換え機構３７を介して種々のプロ
セッサ４０．４２．４４．４６にインターフェース接続
する。

回線アダプタ３０−３５は、遠隔通信リンクを介して記
憶域から（データの）フレームを送るために、または遠
隔通信リンクを介してフレームを記憶域内に受は取るた
めに必要な、低レベルの物理的作業を実行する。受信の
場合は、この作業は、ビット遷移に関して回線を走査す
ること、伝送エラーを検出すること、エラーが検出され
た場合に再伝送を要求すること、バイト組立て、フレー
ム組立て、最後に、フレーム全体が到着したことを他の
ソフトウェア構成要素に知らせることを含む。

送信の場合は、この作業は、データを直列化してそれを
一時に１ビツトずつ遠隔通信回線に提示すること、ＣＲ
Ｃまたはブロック検査等のエラー検査コードを構成する
こと、及びリンク・レベルの肯定応答を受は取ったとき
、ソフトウェア構成要素に伝送の完了を知らせることを
含む。可用度及び構成可能性のため、回線切換え機構３
７は、ＮＡＭを含むある機械から別の機械へ回線の経路
を切り換えることができる。このことは、第１の機械が
故障した場合に特に重要である。

容量（負荷均衡）及び可用度の要件を満たすため、遠隔
通信回線２０−２５を各回線が複数の個別システムの間
で切り換えできるように、多重システム・データ・セン
タにする。これは回線切換え機構３７を使って行なうこ
とができる。すべてのシステムに対してすべての回線を
完全に相互接続することはどうしても必要なものではな
いが、この説明ではそうであるものと仮定する。通常、
各回線はプロセッサの１台に「静的に」割り当てられる
。ただし、システムの負荷の均衡をとり直すため、また
はプロセッサ４０．４２またハ４４のうちの１台の故障
から回復するため、これらの「静的な」割当てを、経時
的に変更することができる。

集合体内通信用に使用される「結合機構Ｊ５０は、通常
のネットワーク接続に比べて高速かつ待ち時間が少ない
。結合機構５０は、本発明を費用効率の点で魅力的なも
のにする基本ハードウェア／ソフトウェア機構の一部で
ある。

ＤＬＣ層（第１図参照）よりも「上層」にあるすべての
データ移送機能は、第４図の結合された各プロセッサ４
０，４２及び４４の間に分配され、ネットワーク・アク
セス方式（ＮＡＭ）と呼ばれるプログラムによって実行
される。ＩＢＭ社のＳＮＡでは、ＮＡＭは伝送グループ
（ＴＧ）、明示経路（ＥＲ）、仮想経路（ＶＲ）、及び
セツションの各プロトコルを含む。ＮＡＭは各プロセッ
サ４０．４２．４４及び４６中にあり、これらの各プロ
トコルを実現する。各ＮＡＭは他のＮＡＭとは独立して
曇（が、それぞれ別のＮＡＭと通信することができる。

データ移送機能は（ネットワーク制御／管理機能とは対
照的に）定常状態の動作中に大多数の処理要求を引き起
こす。

ネットワーク・アクセス方式（ＮＡＭ）は、次のような
４つの独立したソフトウェアを介して到着するメツセー
ジを処理する。

１）　　ＮＡＭ−ＮＡＭ間イフィンターフエース２アプ
リケーション（ＳＳＣＰを含む）−ＮＡＭ間イフィンタ
ーフエ ース　データ・リンク制御−ＮＡＭ間イフィンターフエ ース　　ＮＡＭ−制御プロセッサ間インターフェース これらのインターフェースはそれぞれかなり多数の異な
るメツセージ・タイプ、形式、及び機能をサポートする
。これらのインターフェースについて以下に説明する。

入力側では、ＮＡＭは、−度ＤＬＣによって正しいかど
うか検査されたメツセージをリンクから受は取ることを
担当する。任意の１つのＤＬＣからのメツセージは、Ｔ
Ｇ層の１つのインスタンスが受は取り、そこで組み合わ
されて１つの論理ストリームになり、経路指定のために
ＥＲ層に送られる。その時点で、メツセージはＩＮＮ）
ラフイックの場合はネットワークに送り返され、または
メツセージがそれらの宛先に到着したという判定が行な
われる。後者の場合は、メツセージは、最終的にアプリ
ケーションに到達するまで、「アーキテクチャ化された
」プロトコルに従ってネットワークの各層を通って進む
。

出力側では、ＮＡＭは伝送すべき個々のパケットをＤＬ
Ｃに割り振ることを担当する。ＮＡＭはまた、保留中の
伝送を別のＤＬＣに割り当てし直すことにより、ＤＬＣ
が故障した場合に処理を行ない、また実際には幾つかの
独立した物理リンクから構成される論理リンクに単一の
外観を与えるために一般に必要なプロトコルを処理する
。

最も複雑なインターフェースは、ＮＡＭ−制御プロセッ
サ（ＰＵ）間のインターフェースである。

このインターフェースは、ＮＡＭ中で定常状態のネット
ワーク・プロトコルをサポートするために必要ナセット
アップ及びティクダウンを制御する。

このイン、ターフエースは、リンク活動化、ネットワー
ク経路制御、セツション・サービス及びアプリケージ日
ン・サービスの各機能を処理する。

幾つかのインターフェースがこのソフトウェアの構成に
とって重要である。そうしたインターフェースには、Ｎ
ＡＭ−アプリケーション間、ＮＡＭ−ＮＡＭ間、ＮＡＭ
−３ＳＣＰ間、ＮＡＭ−ＤＬＣ間、５ＳＣＰ−ＤＬＣ間
、及び５ｓｃｐ−ＰＵ間のインターフェースがある。こ
れらの論理インターフェースは、一般に、機械境界を横
切り、低レベルの総称移送インターフェースによって実
現される。これらのインターフェースの形式及びプロト
コルは、以下の例外を除き、公表されたＳＮＡ体系の範
囲に含まれるか、またはそれによって暗示される。ＮＡ
Ｍ−ＮＡＭ間イフィンターフエースしいもので、２つ以
上のＮＡＭが存在するために必要である。ＮＡＭ−アプ
リケージジン間インターフェースは、分配されたアプリ
ケーションをサポートするために微妙に変更される。Ｎ
ＡＭ−ＮＡＭ間イフィンターフエースＮＡＭ−アプリケ
ージｅン間インターフェースに対する変更については後
で説明する。ただし、本発明には、各ＮＡＭ及び各ＤＬ
Ｃ中で実現された機構が含まれており、それにより、こ
れらのインターフェースの任意の１つに属する各メツセ
ージがそういうものとして認識され、適宜経路指定され
る。ＮＡＭ及びＤＬＣ中での経路指定は、やはり遠隔ネ
ットワーク資源（遠隔ＰＵ及びＬＵ等）を出力ＴＧ（Ｎ
ＡＭ）または通信回線（ＤＬＣ）にマツプし、ローカル
・ネットワーク資源を所ＷＮＡＭにマツプするテーブル
を使って行なわれる。

ＮＡＭ−ＰＵ間及びＰＵ−ＤＬＣ間イフィンターフエー
ス本発明により、ローカル・ネットワーク資源を所有Ｎ
ＡＭ及びＤＬＣにマツプするテーブルの保守を含むよう
に拡張される。ＰＵはこうした保守を担当する。ただし
、これらのインターフェースは特定の（論理的）副区域
ノードにとって内在的であり、他のネットワーク・ノー
ドとのその対話に影響を及ぼさないことに留意されたい
。

最も簡単なインターフェースは、ＮＡＭ−ＮＡＭ間イフ
ィンターフエースる。このインターフェースは、このノ
ード宛でないメツセージの到着を処理する。そのような
メツセージが到着したときは、次にそのメツセージがど
のノードに送られるかがＥＲ層によって判定される。そ
のノードへの経路は、多分、データを受は取るＮＡＭと
は異なるＮＡＭによって所有されるあるＴＧを経由する
。そうである場合、そのメツセージは他の作業なしに、
単に結合機構５０を介して受信ＮＡＭから目［ＮＡＭに
送られる。

アプリケーション−ＮＡＭ間イフィンターフエース際に
は複雑であるが、概念的には簡単である。

その概念は、端末にいるネットワーク内のエンド・ユー
ザが、このインターフェースを介してアプリケーション
に「ログオン」シ、次に、このインターフェースを横切
る個々のメツセージを送受信することにより、そのアプ
リケーションとの対話を進めるというものである。メツ
セージの内容は、アプリケーション及びエンド・ユーザ
の責任であり、メツセージの流れの管理及び、順序、配
送、メツセージ・ボリュームの保証はＮＡＭの責任であ
る。

このインターフェースが複雑なのは、実際には、オペレ
ーティング・システムが、要求が妥当かどうかを検査し
、アプリケーションまたはＮＡＭの実行のスケジュール
を立て、さらに、一般に、このインターフェースの両端
間であるレベルの保全性及び保護をもたらさなければな
らないことからくるものである。アプリケーションが先
に進む前にユーザからの応答を待つか否か等、ネットワ
ーク・プロトコルまたは本発明に直接関係しない幾つか
のオプシｅンがスケジューリングのために利用できる。

制御プロセッサ４６は、システム・サービス制御点（Ｓ
ＳＣＰ）に基づくセツション、すなわち、５ＳＣＰ−８
ＳＣＰ１ＳＳＣＰ−ＰＵ、及び５ＳＣＰ−ＬＵセツショ
ンを使って、「ネットワーク・サービス要求ユニット（
ＲＵ）Ｊを他のノードにある制御点と交換することによ
り、ネ・ソトワーク動作を制御する。上記セツションで
、Ｐ’Ｕはノードにある物理ユニットであり、ＬＵは論
理ユニットまたはエンド・ユーザである。ネットワーク
・サービスＲＵのカテゴリには、以下のものがある。

（１）リンクを活動化及び非活動化し、ノードをロード
及びダンプし、ネットワーク・アドレスの構内アドレス
への割当て等の動的再構成を実行し、さらに、一般に、
物理的構成と関連する資源を制御するために５ＳＣＰ−
ＰＵセツションでサポートされる構成サービス。

（２）ＬＵ−ＬＵセツションを活動化する際にＬＵを支
援するために５ｓｃｐ−ｓｓｃｐ及び５ＳＣＰ−ＬＵセ
ツションでサポートされるセツション・サービス。これ
には、そのセツション開始要求でＬＵによって提示され
るネットワーク名の５ＳＣＰによるネットワーク・アド
レスの分解、エンド・ユーザのパスワード及びアクセス
許可の検査、及びセツション・パラメータの選択と突合
せ等の動作が含まれる。

（３）テスト及び追跡を実行し、ネットワーク資源に関
する統計を記録するために５ＳＣＰ−ＰＵ及び５ＳＣＰ
−ＬＵセッシｅンでサポートされる保守及び管理サービ
ス。

（４）将来の定義用に取って置かれるネットワーク・サ
ービスのカテゴリである測定サービス。現在、測定デー
タの全集合は、ＬＵ−ＬＵセツションを使って定義され
たインプリメンテ−シコンである。

ＳＮＡに固有のネットワーク・サービスの種々のカテゴ
リに関するさらに詳しい情報は、ｒＳＮＡの形式及びプ
ロトコル解説書：アーキテクチャ論理（ＳＮＡ　Ｆｏｒ
ｍａｔ　ａｎｄ　Ｐｒｏｔｏｃｏｌ　Ｒｅｆｅｒｅｎｃ
ｅＭａｎｕａｌ：　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒａｌ　Ｌｏ
ｇｉｃ）　Ｊ　Ｎ　Ｓ　Ｃ３０−３１１２の第７章、第
８章及び第９章に記載されている。ネットワーク・サー
ビス要求ユニット（ＲＵ）であるメツセージは、受信Ｎ
ＡＭがそういうものとして認識できるので、入力ネット
ワーク・サービスＲＵは受信ＮＡＭがそれを制御プロセ
ッサに正しく経路指定することができる。一方、（制御
プロセッサ上で稼働する）ＰＵは、５ＳＣＰ−８ＳＣＰ
％５ＳＣＰ−ＰＵ及び５ＳＣＰ−ＬＵセッシ瞠ンを、遠
隔５ＳＣＰ１ＰＵ及びＬＵに対する個々のＮＡＭに属す
る出力ＴＧにマツプするテーブルを（本発明の一部とし
て）備える。構内ＰＵ及びＬＵの場合は、上記テーブル
は、５ＳＣＰ−ＰＵ及び５ＳＣＰ−ＬＵを、ＰＵまたは
ＬＵを所有する個々のＮＡＭにマツプする。

ＮＡＭまたは制御点が（別の）ＮＡＭまたは制御点と通
信することを可能にするプロセッサープロセッサ間送受
信機構が必要である。この機構はネットワーク回線と比
べて妥当な速度でなければならず、メツセージを送られ
た順序通り正しく伝達しなければならない。

システム内の他のソフトウェア構成要素を探し出すため
のシステム全体にわたるディレクトリ・サービス、と、
送受信機構が使用するソフトウェア構成要素相互間の論
理的経路を確立するための機構も必要である。これは一
般に以下のように実現される。すなわち、結合機構５０
内の低レベルのデータベース・サービスが、機械相互間
での情報パケットの伝達を行なう。ハードウェアまたは
ソフトウェアの形の高レベルのプロトコルがその伝送に
ついてエラーの有無を検査し、必要なら再伝送し、順序
の狂ったパケットを並べ直す。この層は、基本ハードウ
ェアから要求された場合、長いメツセージをより小さな
パケットに分割することも担当することがある。大域デ
ィレクトリ・サービスは、データベースを更新し探索す
る分散または集中ソフトウェア構成要素を用いて、名前
を含む集中データベース上に構築される。その後、この
構成要素は、ソフトウェア構成要素名を、論理的経路を
セットアツプするために使用される低レベル・ハードウ
ェア・アドレスにマツプすることができる。

それぞれのネットワーク制御／管理機能（ＳＳＣＰ）は
副区域ノード制御／管理機能（ＰＵ）と同様に一体構造
のままであり、プロセッサ４６（制御点とも呼ばれる）
上にある。制御プロセッサ４６は集合体の結合機構５０
を介して種々のＮＡＭと通信し、その動作を指示する。

制御プロセッサ４６は通常のデータ移送機能に関係して
いないことに留意されたい。制御プロセッサ４Ｂは「セ
ットアツプ」及び「ティクダウン」活動にかかわる。

たとえば、遠隔通信回線が活動状態になったとき、制御
プロセッサ４６中にあるＰＵは、どのＮＡＭがこの回線
を扱うかを判断し、回線切換え機構を介して回線を「捕
捉」するようにそのＮＡＭに指示する。

本発明は、ホスト副区域ノードの機能を、データ処理集
合体の複数の通信機能プロセッサ（ＣＦＰ）に分配する
ものである。

第３図に示すように、すべてのネットワーク・ノードに
、ネットワーク資源（たとえば、セツション、ＶＲ，Ｔ
ＧｌＤＬＣ）及び管理機構がある。

管理機構はそれらのノードにある資源の活動化及び非活
動化を担当し、−まとめにしてＰＵと呼ばれる。本発明
では、管理機構はすべて制御点プロセッサ４６内に入れ
られ、残りのネットワーク資源はすべて集合体内で定義
されたＮＡＭの間に分散される。

本発明では、資源エージェントが使用される。

資源エージェントとは、あるＮＡＭに含まれるプログラ
ムであり、別のＮＡＭにある資源を表わす。

資源エージェントの唯一の目的は、それが代表している
資源に対するメツセージを受は取り、それをその資源を
含むＮＡＭに転送することである。

資源からＮＡＭへのマツピングは動的であり、（制御プ
ロセッサ内の）当該の管理機構により資源初期設定時に
行なわれる。

資源とは、ＮＡＭ及びＰＵ内に存在するエンティティで
ある。管理資源及び非管理資源の両方があり得る。非管
理資源は、ネットワーク内の他の任意の資源が識別のた
めに使うネットワーク・アドレスを有する。非管理資源
には、物理資源（リンク、回線アダプタ、ノード等）及
び論理資源（セツション、伝送グループ、仮想経路、明
示経路、データ・リンク制御）の両方が含まれる。ＰＵ
内の資源は管理資源である。管理資源は特定のＰＵの支
援のもとて非管理資源を制御する。

管理機構はＩＰＬ時に初期設定され、新しいＮＡＭが集
合体に追加される度にそのことを知らされる。すべての
資源管理機構を代表するエージェントが、そのＮＡＭで
作成される。非管理資源であるネットワーク資源を表わ
すエージェントは、特定のＮＡＭでそれに対する必要が
生じたときに作成される。リンク・エージェントは必要
でないが、各ＮＡＭにリンク管理機構エージェントがあ
る。

たとえば、その集合体から出発せず、また集合体に向か
うものでもないが、第１の伝送グループ（ＴＧＩ）から
その集合体に入って別の伝送グループ（ＴＧ５）から出
るＥＲが活動化され、かつ第１の伝送グループ（ＴＧＩ
）が現在、たとえば、ＨＡＭ３によって所有され、第２
の伝送グループ（ＴＧ５）が現在ＮＡＭ７によって所有
されている場合、このＥＲ上を移動し、第１の伝送グル
ープ（ＴＧＩ）を介して集合体に入るすべての通過メツ
セージを受は取るため、ＮＡＭＳ上のＴＧ５に等しい識
別（ｉｄ）をもつエージェントが作成される。これらの
メツセージは次にこのエージェントＴＧ５によってＨＡ
Ｍ７に転送され、そこで集合体から出る。エージェント
にそのエージェントが代表する資源と同じｉｄを付与す
ることにより、既存の単一物理副区域ノード通信ソフト
ウェアを新しい環境で十分再使用可能にすることが可能
になる。なぜならば、エージェントは、あたかも資源で
あるかのように作用するからである。エージェントを使
用すると、資源自体はＮＡＭにないという事実がおおい
隠され、資源の所在場所が通信ソフトウェアに対してト
ランスペアレントになる。

上記のことを実現するプログラムを、以下に記載するフ
ローチャート及び擬似コードで説明し図示する。擬似コ
ードは、他の多数のコンピュータ言語と類似する汎用言
語であり、一般に説明のために使用される。

第６図は、＜　Ｎ　Ａ　Ｍ　−ｉ　ｄ　＞という名前を
有するネットワーク・アクセス方式のフローチャートで
ある。ステップ１５０で、ｉｎ− ｍｅｓｓａｇｅと呼ばれるメツセージを受は取る。

ステップ１５２でＮ　　ｉｎ　　ｍｅｓｓａｇｅメツセ
ージが当該のエージェントまたは資源に送られ、そこで
処理される。この動作は経路１５３を経て反復される。

第７図に、たとえば第６図のフローチャートからｉ　ｎ
−ｍｅ　ｓ　ｓ　ａｇｅを受は取る非管理資源の省略し
たフローチャートを示す。ステップ１６０で、メツセー
ジを受は取り、ステップ１６２で、そのメツセージが資
源を所有するＮＡＭに送られる。この動作も経路１６３
を経て反復される。この機能を記述する擬似フードは以
下の通りである。

＜ｒｅｓｏｕｒｃｅ−ｉｄ＞＝　　　ｐｒｏｃｅｄｕｒ
ｅ　　（ｉｎ　　ｍｅｓｓａｇｅ）ｄｏ　ｆｏｒｅｖｅ
ｒ ｒｅｃｅｉｖｅ　（ｉｎ−ｍｅｓｓａｇｅ）；／”ｏｗ
ｎｅｒ　ｒｅｔｕｒｎｓ　ｔｈｅ　ＨＡＭ−ｉｄ　ｃｕ
ｒｒｅｎｔｌｙｏｗｎ　ｉｎｇ’／ ／”ｔｈｅ　ｒｅｓｏｕｒｃｅ　＜ｒｅｓｏｕｒｃｅ−
ｉｄ＞’／５ｅｎｄ　　ｉｎ　　ｍｅｓｓａｇｅ、　　
ｔｏ　　ｏｗｎｅｒ　　（＜ｒｅｓｏｕｒｃｅ　　ｉｄ
＞）；ｅｎｄ； この擬似コードは、各メソセージが、前述のように、そ
のメツセージを到着時に処理するために呼び出される一
連の資源ｉｄをそのヘッダに含むものと仮定している。

また、たとえば、リンク−１ｄ１ＴＧ−ｉｄｓ　ＥＲ−
ｔ　ｄｓ　ＶＲ−ｉｄｌ及びセラシロン−ｉｄである。

メツセージが物理的に伝送されるまで、メツセージが下
位層から上位層に進むに従ってヘッダの一部が除去され
、メツセージが上位層から下位層に進む場合にヘッダの
一部が追加されるようになった層状ネットワーク・アー
キテクチャであると仮定されている。

さらに、資源抽出ｉｄがヘッダから資源を抽出するもの
と仮定されている。

第８図に非管理資源のフローチャートを示す。

ステップ１７２でメツセージ（ｉｎ− ｍｅ　ｓ　ｓ　ａｇｅ）を受は取り、ステップ１７４で
、このメツセージがインバウンドであるか否かの判断が
行なわれる。インバウンドである場合は、処理は１７６
に分岐し、１７６でヘッダ・メッセージの外側部分が除
去され、１７８でメツセージ自体が処理される。その後
で、１８０でメツセージはすぐ上位の資源に送られる。

次に、処理はステップ１７２に戻り、別のメツセージを
受は取る。

一方、メツセージがインバウンドでない場合は、アウト
バウンドであるはずであり、処理はステップ１８２に進
み、メツセージが処理される。ステップ１８４でメツセ
ージのヘッダの外側部分に対して追加が行なわれ、１８
６でメツセージはすぐ下位の資源に送られる。その後、
処理はステップ１７２に戻り、反復する。

この処理を表わす擬似フードを以下に記載する。

＜ｒｅｓｏｕｒｃｅ−ｉｄ＞？　　　ｐｒｏｃｅｄｕｒ
ｅ　　（ｉｎ　　ｍｅｓｓａｇｅ）ｄｏ　ｆｏｒｅｖｅ
ｒ ｒｅｃｅｉｖｅ　（ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ）；ａｓｅ ｗｈｅｎ　ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｉｓ　１ｎｂｏｕｎ
ｄｅｇｉｎ ｐｅｅｌ　ｏｆｆ　ｏｕｔｅｒ　ｐａｒｔ　ｏｆ　ｈｅ
ａｄｅｒ　（ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ）ｉ／’ｐｒｏｃｅ
ｓｓｉｎｇ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｆ
ｏｌｌｏｗｓｄｅｐｅｎｄｉｒ＋ｇ”／ ／”ｏｎ　　ｔｈｅ　　ｐａｒｔｉｃｕｌａｒ”／ｐｒ
ｏｃｅｓｓ　　（ｉｎ−ｍｅｓｓａｇｅ）；５ｅｎｄ　
　ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｔ。

ｅｘｔｒａｃｔ　ｒｅｓｏｕｒｃｅ　　ｉｄ　　（ｉｎ
　ｍｅｓｓａｇｅ）；ｅｎｄ； ｗｈｅｎ　　ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ　　ｉｓ　ｏｕｔｂ
ｏｕｎｄｅｇｉｎ ｐｒｏｃｅｓｓ　（ｉｎ−ｍｅｓｓａｇｅ）；ａｄｄ　
ａｎ　ｏｕｔｅｒｐａｒｔ　ｔｏ　ｈｅａｄｅｒ　　（
ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ。

＜ｒｅｓｏｕｒｃｅ　　ｉｄ＞）； ／’ｔｈｅ　ｍｅｓｓａｇｅ　　ｉｓ　５ｅｎｔ　ｔｏ
　ｔｈｅ　　ｉｍｍｅｄｉａｔｅｌｙ１ｏｗｅＳ／ ／”１ａｙｅｒ　ｒｅｓｏｕｒｃｅ　ｔｈａｔ　５ｅｒ
ｖｅｓ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｏｆ”／ ／”　＜ｒｅｓｏｕｒｃｅ−７ｄ＞、　　Ｆｏｒ　ｅｘ
ａｍｐｌｅ＋　　ｉｆ＜ｒｅｓｏｕｒｃｅ−７ｄ＞’／ ／’ｉｓ　ａ　５ｅｓｓｉｏｎ、　ｔｈｅｎ　ｍｙ　５
ｅｒｖｅｒ　ｒｅｓｏｕｒｃｅ　１ｄｉｓ　　”／ ／’　ｔｈｅ　ＶＲｏｎ　ｗｈｉｃｈ　ｔｈｉｓ　５ｅ
ｓｓｉｏｎ　　ｉｓ　ｍａｐｐｅｄ’／５ｅｎｄ　　ｉ
ｎ−ｍｅｓｓａｇｅ　ｔｏ　ｍｙ　５ｅｒｖｅｒ−ｒｅ
ｓｏｕｒｃｅ−ｉｄ；ｅｎｄ　１ ｅｎｄｃａｓｅ； ｅｎｄ； 第９図は、ＰＵの一部として制御点プロセッサ上にある
管理機構を示したもので、管理資源のフローチャートで
ある。ステップ１９０でメツセージを受は取る。ステッ
プ１９２で、このメツセージが資源活動化要求であるか
どうか判定が行なわれる。そうである場合、処理はステ
ップ１９４に進み、そこで新しい資源があるＮＡＭに割
り振られる。その後、ステップ１９６で、資源を作成す
るためにメツセージがそのＮＡＭ上のこの管理機構のエ
ージェントに送られる。ステップ１９８で、その資源に
対するエージェントが他のＮＡＭで必要とされる場合（
たとえば、ＴＧが所有ＮＡＭ以外のものからＩＮＮメツ
セージを受は取る場合）、管理機構エージェントにメツ
セージが送られる。

その後、処理はループ２００を経て、ステップ１９０に
戻り反復する。

資源活動化要求でない場合は、非活動化要求であるはず
であり、したがって、ステップ２０２でその資源はＮＡ
Ｍに対する割振りを解除される。

その後、ステップ２０４で、ＮＡＭ上の資源を破壊する
ためにメツセージがエージェントに送うれ、ステップ２
０６で、その資源に対するエージェントが他のＮＡＭ上
にある場合、同様にそれらを破壊するためにメツセージ
が送られる。その後、経路２００を経て処理が反復する
。

上記のことを表わす擬似コードを以下に記載する。

＜ｍａｎａｇｅｒ−ｒｅｓｏｕｒｃｅ−ｉｄ＞：　　ｐ
ｒｏｃｅｄｕｒｅ　　（ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ）ｄｏ　
ｆｏｒｅｖｅｒ ｒｅｃｅｉｖｅ　　（ｉｎ−ｍｅｓｓａｇｅ）；ａｓｅ ｗｈｅｎ　ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｉｓ　ｒｅｓｏｕｒ
ｃｅ　ａｃｔｉｖａｔｉｏｎ−ｒｅｑｕｅｓｔ ｅｇｉｎ ａ目ｏｃａｔｅ　ｎｅｗ　ｒｅｓｏｕｒｃｅ　ｔｏ　５
ｏｖａｅ　ＨＡＭ（ｉｎ−ｍｅｓｓａｇｅ、　　ＲＡＭ
−ＩＤ）；／”ｔｈｅ　ｍａｎａｇｅｒ　５ｅｎｄｓ　
ａ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｔｏ　ｉｔｓ　ａｇｅｎｔｉｎ”
／ ／”ｔｈｅ　ＮＡＭ　ｗｈｅｒｅ　ｔｈｅ　ｎｅｗ　ｒ
ｅｓｏｕｒｃｅ　ｗａｓ　ｃｒｅａｔｅｄ。

６／ ／”ｉｎｆｏｒｍｉｎｇ　ｉｔ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｆａｃ
ｔ、　　Ｎｏｔｅ　ｔｈａｔ　ｔｈｅ　”／／’ｈｅａ
ｄｅｒ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｈａｓ　ｔｈ
ｅ　ｍａｎａｇｅｒ’ｓ　ｉｄ”／ ／”　ｗｈｉｃｈ　　ｉｓ　ａｌｓｏ　ｔｈｅ　　ｉｄ
　ｏｆ　　ｉｔｓ　ａｇｅｎｔ”／５ｅｎｄ　　’＜ｍ
ａｎａｇｅｒ−ｒｅｓｏｕｒｃｅ−ｉｄ＞、　　ｃｒｅ
ａｔｅ　　ｎｅｗｒｅｓｏｕｒｃｅ、　　＜ｒｅｓｏｕ
ｒｃｅ　　ｉｄ＞’　　ｔｏ　ＮＡＭＪＤ；／’Ｉｎ　
ｔｈｅ　ｃａｓｅ　ｏｆ　ｒｅｓｏｕｒｃｅｓ　ｖｆｔ
ｈ　ａｇｅｎｔｓ　ｔｈｅ　”／／”ｍａｎａｇｅｒ　
ｈａｓ　ｔｏ　ｎｏｔｉｆｙ　　ｉｔｓ　ａｇｅｎｔ　
ｏｎ　ｔｈｅ　ＨＡＭ０／ ／”ｗｈｅｒｅ　ｔｈｅ　ｒｅｓｏｕｒｃｅ　ａｇｅｎ
ｔ　　ｉｓ　ｔｏ　ｂｅ　ｃｒｅａｔｅｄ。

０／ ｅｎｄ； ｗｈｅｎ　　ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｉｓ　ｒｅｓｏｕ
ｒｃｅ−ｉｎａｃｔｉｖａｔｉｏｎ−ｒｅｑｕｅｓｔ ｅｇｉｎ ｄｅａｌｌｏｃａｔｅ　ｒｅｓｏｕｒｃｅ　ｆｒｏｍ　
ＨＡＭ　　（ｉｎ−ｍｅｓｓａｇｅ。

ＮＡＭＪＤ）　１ ｓｅｎｄ’＜ｍａｎａｇｅｒ−ｒｅｓｏｕｒｃｅ−ｉｄ
＞、　　ｄｅｓｔｒｏｙｒｅｓｏｕｒｃｅ、　　＜ｒｅ
ｓｏｕｒｃｅ−ｉｄ＞’　　ｔｏ　　ＨＡＭ　　ＩＤ）
ｉｅｎｄ； ｅｎｄｃａｓｅ； ｅｎｄ　ｉ 管理機構のエージェントは、その管理機構からメツセー
ジを受は取ると、ローカルＮＡＭ中で資源（及びその関
連プログラム）を作成し、また資源がローカルＮＡＭに
よって所有されていない場合はその資源のエージェント
を破壊する。他のメツセージはすべて単に管理機構に転
送される。

第１０図に、この動作を説明するフローチャートを示す
。ステップ２１０で、メツセージを受は取る。次に、ス
テップ２１２で、それが管理機構からのメツセージであ
るか、それともこのＮＡＭにあるある資源からのメツセ
ージであるかが判定される。このＮＡＭにある資源から
のメツセージである場合は、ステップ２１４で、そのメ
ツセージが管理機構に転送され、その後、動作はステッ
プ２１０に戻る。しかし、メツセージが管理機構からの
ものである場合は、ステップ２１６で、それが活動化要
求であるかどうかが判定される。活動化要求である場合
は、ステップ２１８で、資源（またはそのエージェント
）が活動化される。活動化要求でない場合は、ステップ
２２０で、資源またはそのエージェントが非活動化され
る。その後、処理はステップ２１０で反復される。

最後に、ＮＡＭメツセージ処理のための擬似フードを示
す。

ＨＡＭ−ｉｄ　（ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ）ｄｏ　ｆｏｒ
ｅｖｅｒ ｒｅｃｅｉｖｅ（ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ）；５ｅｎｄ　
ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｔｏ　ｅｘｔｒａｃｔ　ｒｅｓ
ｏｕｒｃｅ　１ｄ（ｉｎ　ｍｅｓｓａｇｅ）； ｅｎｄ　： この手順では、まずあるメツセージを受は取り、次にそ
のメツセージが適当な資源または資源エージェントに送
られるという形で、メツセージが連続的に受は取られる
。

以下に初期設定時以降の本発明の通常の動作の一例を示
す。「開始」時には、本発明による単一ノード・イメー
ジでは何も活動状態にない。最初に、制御プロセッサ４
６にある制御／管理機構（ＰＵ）が活動化される。この
考察では、これらの機能を「制御プロセッサ内の制御／
管理機構」ではなく「制御プロセッサ」と呼ぶ。

制御プロセッサ４６については、他のプロセッサ４０−
４４と比べて特別なことは何も必要ではない。最初に現
われるものが「勝ち」、制御プロセッサとなる。他の手
段を使って制御プロセッサを指定することもできるが、
そのような手段は本発明の範囲には含まれず、当業者に
とって明らかである。

制御プロセッサ４６は、やはり本発明の範囲に含まれな
い手段を用いてデータ・センタの他のプロセッサにそれ
自体を知らせる。そのような手段は結合機構５０を介し
て他のプロセッサに対してその存在をいわば「同報通信
」するものとすることができ、もう１つの方法は、中央
で維持され、または分配されたあるディレクトリにその
存在を「登録する」ことである。

他の通信プロセッサ４０−４４が活動化されるとき、そ
れらは結合機構５０を介してそれ自体を制御プロセッサ
４６に対して識別する。制御プロセッサは、すべての活
動状態の通信プロセッサのリストを他の関連情報（たと
えば、どれだけの「負荷」が通信プロセッサの各々に割
り当てられているか）と共に維持する。プロセッサが最
初にそれ自体を制御プロセッサに対して識別するとき、
制御プロセッサは他の通信プロセッサに関連する初期設
定情報を送る。ノードの状態に変更が加えられる（たと
えば、経路が活動化または非活動化される）とき、制御
プロセッサは必要に応じて追加の関連情報を通信プロセ
ッサに送る。

初期設定時に１．制御プロセッサ４６は回線切換え機構
８７に、すべての回線アダプタ３０−３５をそれ自体に
接続するように指示する。この時点で、回線アダプタは
まだ動作していないことに留意されたい。

ＳＮＡネットワーク中で、回線アダプタは制御プロセッ
サの指示のもとて活動化される。しかし、回線アダプタ
が他の手段によって活動化される状況も容易に想像でき
、その場合は、回線アダプタは（回線アダプタを制御プ
ロセッサに接続するようにセットアツプされた回線切換
え機構を介して）直ちにそれ自体を制御プロセッサに対
して識別する。いずれにしても、回線アダプタが最初に
活動状態になるとき、制御プロセッサと直接通信する。

各回線アダプタが活動状態になるとき、制御プロセッサ
内のリンク管理機能（ＰＵの一部、第３図参照）は、新
たに活動化された回線アダプタと通信し、そのＤＬＣ機
能を初期設定する際に回線アダプタの支援を行なう。Ｓ
　Ｎ　Ａ　ＩＪンクの場合、それにＤＬＣと制御プロセ
ッサの間の識別情報の交換が必要であり、さらに、リン
クの他端にある対等ＤＬＣ機能との（”　Ｘ　Ｉ　Ｄ″
（識別交換）と呼ばれるメツセージを用いた）識別情報
の交換が必要である。この初期設定処理の一部として、
制御プロセッサは、このリンクが結合される伝送グルー
プを決定する。これは（たとえば、静的に「情報を与え
られた」テーブルによって）事前に決定することも、ま
たＸＩＤ処理を用いて動的に決定することもできる。Ｔ
Ｇプロトコルがこのリンクに使用されない場合は、この
リンクがＴＧ″内の唯一のリンク（すなわち、「縮退Ｔ
ＧＪ　’）である点以外は、ＴＧが使用される場合と同
じである。

２つの可能性がある。すなわち、ＴＧが既に活動状態に
ある（１本または複数のリンクが既に「結合されている
」）か、あるいは現在活動状態にない。ＴＧが活動状態
にある場合は、ＴＧはＮＡＭ処理の段階の１つに既に割
り当てられており、そのＮＡＭ処理はプロセッサ４０−
４４の１台に割り当てられている。この場合、制御プロ
セッサ４６は、そのプロセッサ内のＮＡＭ処理と（結合
機構５０を介して）通信して、回線アダプタ内のＤＬＣ
機能の活動化をそれに知らせる。制御プロセッサ４６は
次に、新たに活動化された回線アダプタをＮＡＭ処理を
含むプロセッサに接続するように、回線切換え機構３７
に指示する。この時点で、ＮＡＭ処理内にあるＴＧイン
スタンスが回線アダプタの制御権を受は取る。ＤＬＣは
このとき「アップ」であり、ネットワーク・トラフィッ
クを隣接のネットワーク・ノードに渡す際に、このＴＧ
内の他のリンクを結合する。

ＴＧが活動状態にない場合（または、このリンクがＴＧ
プロトコルを使用しない場合）は、ＴＧインスタンスが
まず活動化される必要があるので、残りの活動化処理は
やや複雑である。本発明の範囲に含まれない方法（たと
えば、負荷均衡アルゴリズム）を使って、制御プロセッ
サはＮＡＭ処理の既存のインスタンスに新しいＴＧを割
り当てるか、それともＴＧのために新しいＮＡＭを作成
するかを決定する。後者の場合は、制御プロセッサはＮ
ＡＭのためのプロセッサを選択し、（たとえば、プロセ
ッサのオペレーティング・システムと通信することによ
り）ＮＡＭ処理をそのプロセッサ上で開始させる。ＮＡ
Ｍ処理が選択されると、制御プロセッサはＮＡＭと通信
して、ＴＧインスタンスを作成するようＮＡＭに指示し
、関連情報（たとえば、ＴＧの識別、その特性、ＴＧが
接続されるネットワーク・ノードの識別）を送る。次に
、リンクの制御権が、前述のように、このＮＡＭ処理を
含むプロセッサに移る。さらに、他のすべてのＮＡＭは
、この新たに活動化されたＴＧのことを知らされ、した
がって必要に応じてＩＮＮトラフィックをこのリンクに
経路指定するために、どのプロセッサにＴＧがあるかを
「知っている」ことになる。

以上、単一ノード・イメージをどのように活動化するか
について説明してきた。従来の単一コンビニータＳＮＡ
ノードとこの多重コンピュータＳＮＡノードの間には、
ＳＮＡプロトコルに関して実質的な変更はないので、Ｓ
ＮＡによって指示される活動化の手順及びプロトコルに
ついては省略したことに留意されたい。

それぞれのＳＮＡ資源インスタンス（たとえば、ＴＧ、
ＥＲ終点、ＶＲ，セツション）は、必要に応じて制御プ
ロセッサ内のそれに対応する資源管理機構（たとえば、
ＴＧ管理機構、ＥＲ管理機構、ＶＲ管理機構、セツショ
ン管理機構）と通信する。

この通信は、結合機構５０を本発明にとって特に重要で
はない適当な低レベルのソフトウェア機構と組み合わせ
て用いて行なわれる。各ＮＡＭ処理は各資源管理機構の
「エージェント」　（たとえば、ＴＧ管理機構エージェ
ント等）を含み、この通信はこのエージェントを介して
流れる。制御プロセッサがＮＡＭ上に新しい資源（たと
えば、新しいＴＧインスタンス）を作成する必要がある
ときは、ＮＡＭ内の当該のエージェント（たとえば、Ｔ
Ｇ管理機構エージェント）にメツセージを送り、そのエ
ージェントが実際の作成及び初期設定を媒介する。

さらに、通常の動作中に、これらの資源インスタンスの
１つがネットワークから特定の「監視」メツセージを受
は取ったときは（たとえば、ＥＲ居による経路更新メツ
セージの到着）、そのメツセージはエージェントを介し
て制御プロセッサ内の当該の管理機構に転送される（た
とえば、経路更新メツセージはＥＲ管理機構エージェン
トに渡され、ＥＲ管理機構エージェントはそれを結合機
構を介して制御プロセッサ内のＥＲ管理機構に送る）。

同様に、制御プロセッサ内の管理機構で生成された「監
視」メツセージは、逆の経路を介して当該の資源インス
タンスに送られ（ネットワークに伝達される。）管理機
構は結合機構５０を介してメツセージを当該のＮＡＭ内
の管理機構のエージェントに送る（たとえば、ＥＲ管理
機構は経路更新メツセージを生成し、ＥＲ層に伝達し最
終的にネットワークに伝送するためにそれを当該のＥＲ
管理機構に送る）。

セツションの活動化は、セツションがエンド・ユーザに
対するネットワーク・ノードの接続であるため、幾分独
自の問題を提起する。これらのエンド・ユーザはノード
の制御下にない（かつ本発明の範囲には含まれない）。

最初に、これらのエンド・ユーザ（ＳＮＡネットワーク
ではネットワーク・アドレス可能ユニットと呼ばれる）
について説明する。

概念的には、エンド・ユーザは、多少とも明確に定義さ
れたあるインターフェース・セットを介してネットワー
ク・ノードと通信する別のプログラムである。これらの
インターフェースは一般に「アプリケーション・プログ
ラム・インターフェースＪ（ＡＰＩ）と呼ばれ、エンド
・ユーザを表わすプログラムは「アプリケーション」　
（これは層７：アプリケーシヨン層である）と呼ばれる
。ネットワーク・ノードのＡＰＩは実質的にはネットワ
ークの「境界」であり、本発明の環境では、本発明の範
囲の「境界」である。

単一ネットワーク・ノードを多数のプロセッサに分配す
る手段について本発明で示したのと同様にして、単一ア
プリケーションを多数のプロセッサに分配するための同
様な手段が他の作業で示されるものと仮定する。本発明
では、水平的成長を実現するために、分配された各アプ
リケーションの断片が各プロセッサ４０−４６内にある
ようにエンド・ユーザ・アプリケ−シロンの大部分が分
散されるものと仮定する。そのようなアプリケーション
を、本書では「完全に分散されたアプリケーション」と
呼ぶ。

しかし、完全には分散されないアプリケーションが必ず
ある。１部分的に分散される」だけのアプリケージジン
も、全く分散されないアプリケージ日ソもある。明らか
なように、これらは単に同じ問題の程度の差にすぎない
。この考察では、分散されない、「一体的」アプリケ−
シロンについてのみ考える。本発明では、物理ユニット
（エンド・ユーザであるが、非常に特殊なエンド・ユー
ザではない）はそのような一体的アブリケージロンの１
つである。

各一体的アプリケーションは１台のプロセッサ（のみ）
に存在し、ネットワーク・ノードとの（したがってネッ
トワークとの）その通信は、すべてそのプロセッサ上で
実行されるＮＡＭ処理の１つによってもたらされるＡＰ
Ｉを介するものと仮定する（各プロセッサは複数のＮＡ
Ｍを有することがあることに留意されたい）。

さらに、完全に分散された各アプリケーションは、すべ
てのＮＡＭのＡＰＩと通信するアプリケーション・イン
スタンスがすべてのプロセッサ中にあるように、各プロ
セッサ中にそれ自体のインスタンスを少なくとも１個有
するものと仮定する。

次に、セツション初期設定の２つの場合を考察する。「
イ也の」あるエンド・ユーザがセツションを単一ノード
・イメージのアプリケーションの１つに結合しようとし
く「インバウンド」の場合）、単一ノード・イメージの
アプリケージジンの１つがセッシ式ンを「他の」あるエ
ンド・ユーザに結合しようとする（「アウトバウンド」
の場合）。

ノードの１つのアプリケージジンがセツションをそのノ
ードの別のアプリケーションに結合することが可能なこ
とに留意されたい。これは単に両方の場合を組み合わせ
たものである。

まず「インバウンド」の場合であるが、新しいセツショ
ンの作成の試みは、１つまたは複数の「セラシロン作成
」メツセージの到着によって予告される。ＳＮＡネット
ワークでは、これは「セツション層合」メツセージであ
り、通常のネットワーク移送機構を介してノードに到着
する。具体的に言うと、セラシロン開始メツセージがあ
るリンクまたはリンクの伝送グループを経て到着し、回
線アダプタ（３０−３５）を介して、その回線アダプタ
があらかじめ接続されている特定のプロセッサに転送さ
れる。通常のノード処理機能が、このメツセージがセツ
ション層に達するまで、ネットワーク層を介してこのメ
ツセージを上方に渡させ、そのセラ２１フ層でメツセー
ジは「監視」メツセージとして認識され、（セツション
管理機構エージェントを介して）制御プロセッサ４６内
のセツション管理機構に転送される。

セツション管理機構は、（たとえば、アクセス制御また
は安全保護のため）そのセツション作成要求を即座に拒
絶することも、セツションを仮に受は入れることもある
。セツションが受は入れられた場合は、制御プロセッサ
は、（たとえば、アプリケージ日ソの名前をセツション
作成メツセージから取り出すことにより）このセツショ
ンがどのエンド・ユーザ・アプリケーション向けのもの
であるか決定する。アプリケージジンが完全に分散され
ている場合、セツション管理機構は、そのセツション作
成メツセージが到着したＮＡＭに、先に進んで、セツシ
ョンを作成するように指示する。ＮＡＭはセツション・
インスタンスヲ作成シ、新しいセツションがそこにある
ことをＡＰＩを介してエンド・ユーザ・アプリケーショ
ンに知らせる。アプリケ−シロンはセツションを拒絶す
ることを選ぶこともできる。そうでない場合は、セツシ
ョンは使用に投入され、ネットワークを介して情報を送
受信するために使用できるようになる。

この時点以後、情報は制御点または他のどのＮＡＭから
のかかわりももたずに、セッシ日ン上を流れる。

アプリケーションが一体的である場合は、制御プロセッ
サは、アプリケーションの１つのインスタンスがたまた
まセツション作成メツセージが到着したＮＡＭと関連づ
けられていることを発見することができる。この場合は
、完全に分散された場合と全く同様に処理される。しか
し、十中へ九は、アプリケ−シーンが「他の」あるＮＡ
Ｍ上にあり、制御プロセッサは、ｒＮＡＭ向はセツショ
ン」、すなわち、ネットワークから１つのＮＡＭ上に到
着するが、他のあるＮＡＭ上でそのアプリケーションに
結合されているセツションの構築を媒介しなければなら
ない。

ＮＡＭ間セッシロンは、制御プロセッサ内の管理機構の
「エージェント」と非常によく似た機構によって実現さ
れる。制御プロセッサは、セツション作成メツセージが
到着したＮＡＭに、「セツション・エージェント」を作
成するように指示する。

同時に、制御プロセッサは、一体内アプリケーションが
結合されているＮＡＭに、ＮＡＭ間セツションを作成す
るように指示する。セツション・エージェント及びＮＡ
Ｍ間セッシロンは、（制御プロセッサにより）互いの存
在について知らされ、それらの間での（結合機構５０を
介する）通信経路の確立に着手する。その後、ネットワ
ークからこのセツションに対する到着した情報がセツシ
ョン・エージェントに伝達され、セツション・エージ、
エンドは「他のＪ　ＮＡＭ処理中の「本当のＪ　ＮＡＭ
間セツションにその情報を転送する。同様に、（一体内
）アプリ・ケーションによって生成された情報は、「本
当のＪ　ＮＡＭ間セッシロンによってセツション・エー
ジェントに転送され、セッシ゛ロン・エージェントはこ
の情報をネットワークに伝達する。

次に、ノードの（完全に分散された、または−体内な）
アプリケーションがセツションを「他」のあるエンド・
ユーザに結合しようとする、「アウトバウンド」のセツ
ション開始の場合について考察する。このアプリケーシ
ョンはＡＰＩを使って、ノードに新しいセツションを作
成するように要求する。種々のＮＡＭプロセッサのどれ
にでも要求を出すことができる、完全に分散されたアプ
リケーションの場合、そのような要求には２種類あると
仮定する。すなわち、要求が行なわれたのと同じＮＡＭ
上でセツションが作成されることが必要な「移動−不能
」要求と、（定義により、アプリケ−シロンはすべての
ＮＡＭに対してインターフェースを有するので）任意の
ＮＡＭ上でセツションが作成できる「移動可能」要求で
ある。（ＩＢＭ社のＳＮＡモードの″ＡＣＦ／ＶＴＡＭ
″インプリメンテーシｅンでは、「移動不能」要求は「
開放宛先／獲得（Ｏｐｅｎ　Ｄｅｓｔｎａｔｉｏｎ／Ａ
ｃｑｕｉｒｅ）　Ｊ要求で代表され、「移動可能」要求
は「ログオン・シミュレート」要求で代表される。） 一体内アプリケーションの場合、セツションが「移動」
できる宛先のＮＡＭは他にないので、「移動可能」要求
は「移動不能」要求に変化する。

どちらの種類のセツション開始要求も処理のために制御
プロセッサに転送される。制御プロセッサは、ネットワ
ークによってアーキテクチャ化される方法を使って、セ
ツション開始要求がどのＮＡＭから出されたかに拘らず
、セツションのための最適経路を決定する。選ばれた経
路は、ある特定リンク、またはあるＮＡＭ　（必ずしも
セツション開始要求が出されたＮＡＭではない）に結合
されたリンクの伝送グループ上で単一ノード・イメージ
から出る。この時点で、「通常の」セツションまたはｒ
ＮＡＭ向」セツションが制御プロセッサの指示のもとで
適切に構築される。完全に分散されたアプリケージタン
からの「移動可能」要求に対しては、「通常の」セツシ
ョンを常に構築することができ、それを介してセツショ
ンが送られる伝送グループ（リンク）を制御するＮＡＭ
以外のあるＮＡＭ上で出された「移動不能」要求には、
ｒＮＡＭ向」セッシ躍ンを作成しなければならない。

多重プロセッサ・システムの容量はプロセッサ間通信の
量と形式に関係する。プロセッサが互いに完全に独立し
ている（すなわち、プロセッサ間通信がない）場合、シ
ステムの容量はプロセッサ数の増加につれてほぼ直線的
に増大する。プロセッサの数が倍になると、容゛量が倍
になる。明示的または臨時に大量のプロセッサ間通信が
ある場合、システムの容量はプロセッサ数の増加につれ
て直線的には増大゛しない。実検には、プロセッサが追
加されたとき、容量はわずかだけ増大する（または、実
際には減少する）ことがある。

本発明ではプロセッサ間通信がないので、終点トラフィ
ックのための容量は直線的に増大する。

これは、仮想回路本位のネットワーク（ＳＮＡ等）のプ
ロトコル層の厳密に階層的な構成に基づくものである。

各論理リンクは、多重プロセッサ集合体に終点を有する
幾つかのネットワーク経路を含む。各ネットワーク経路
は幾つかの仮想回路を含み、各仮想回路は幾つかのセツ
ションを含む。したがって、すべての終点トラフィック
（セツション、仮想回路、経路の終点トラフィック）は
、そこから集合体に出入りするための論理リンクに従っ
て分割することができる。リンク２０を介してアクセス
可能な端末との間でセツションを開始する必要がある場
合、そのセツションは、リンク２０が割り当てられるＶ
Ｒによって処理される。可能なリンクの選択肢がいくつ
かある（たとえば、端末がリンク２０とりンク２１の両
方を介してアクセス可能である）場合は、このセツショ
ンを搬送するリンクを（したがって、ｖＲを）選ぶとき
、負荷均衡等の他の要素を考慮に入れることができる。

終点トラフィックのための容量がこのように直線的に増
大するのは「定常状態」のトラフィックの場合のみであ
る。接続（セツション、仮想回路、経路）の開始及び終
了は制御プロセッサ４６によって処理され、したがって
過大な量の接続開始及び終了があるとき（たとえば、ネ
ットワーク起動または遮断時）、それがネックになる可
能性があることに留意されたい。

ＩＮＮ）ラフイックのための容量は、プロセッサ間通信
の量によりプロセッサの数が増大するに従って減少する
。定義により、ＩＮＮ）ラフイックはある論理リンクを
介して多重プロセッサ集合体に入り、別のリンクを介し
て集合体を出ることに留意されたい。Ｎ台のＮＡＭプロ
セッサがある場合、第１に、Ｎ　Ａ　Ｍ　ｎに割り当て
られたリンクを介してＩＮＮメツセージが入る確率は、
やはりＮＡＭｎに割り当てられたリンクを介して集合体
から出る（したがって、プロセッサ間通信を回避する）
確率の１／Ｎにすぎない。アウトバウンド・リンクが他
のあるＮＡＭｎ　’に割り当てられ、ＮＡＭｎとＮＡＭ
ｎ’の間の通信が必要となる確率はＮ−１／Ｎである。

ＩＮＮメツセージ毎のプロセッサ間通信（干渉）が行な
われる尤度はプロセッザ数の増加につれて増大する。

回線アダプタ３０−３５は故障が起こる唯一の点である
。回線アダプタを二重にし、別の相互接続交換機を介し
て遠隔通信回線を接続することも可能であるが、遠隔通
信回線（ならびに相互接続交換機）自体は引き続き単一
の故障点である。回線障害には、（上記の多重リンク伝
送グループ等の）高レベル通信プロトコルによって対処
しなければならない。

従来技術のＳＮＡ体系では、故障したＮＡＭの回復は「
すべでもしくは無」である。すなわち、（ネットワーク
の隣接ノードから見て）正確な状態が完全に復元される
か、あるいは、ＮＡＭが自分で担当していたセツション
、仮想回路、及び経路を破壊し、それらを１つずつ初期
設定し直すことにより、故障を（ネットワークに）示さ
ねばならない。しかし、この状況は見かけほど悪（ない
。

既知の障害検出、分離、及び回復機能をうまく使うこと
により、大部分の障害を単一のセツションまたは小さな
セツション・グループに限定することができ名。破局的
なＮＡＭの故障（たとえば、その状態の完全な崩壊）さ
えも、ＮＡＭによって処理されていた全ネットワーク負
荷の一部分に影響を及ぼすだけである。多重プロセッサ
集合体がＮ台のＮＡＭプロセッサを使用している場合は
、単一のＮＡＭの破局的故障によってネットワークの約
１／Ｎが影響を受は葛ことになる。

集合体中でどんな結合機構が使用可能かに応じて、ある
プロセッサが障害ＮＡＭに取って代わり、ネットワーク
負荷に対する影響を最小限にしつつ処理を続行すること
が可能なこともある。それには、結合された集合体内に
含まれる回復技術（たとえば、様々なチエツクポイント
技術やジャーナリング技術の使用）あるいは、取って代
わったＮＡＭが特別な再同期化メツセージをネットワー
クに送るという、いわゆる「端末間」回復技術が必要な
こともある。このような回復方式の詳細は本発明の範囲
を超えている。しかし、本発明によって提案される構造
は、そのような回復技術を実施するための確実な基礎を
提供することに留意されたい。

Ｅ０発明の効果 本発明により、結合されたシステムがネットワークやネ
ットワークを介して集合体にアクセスするユーザに単一
ネットワーク・ノードのイメージを与えるように、結合
されたシステムの集合体を１つのまたは複数の４ネツト
ワークに接続するための装置が提供される。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明を組み込んだネットワーク・アーキテ
クチャを示す。 第２図はネットワーク内のノードの結合を示す。 第３図はノードの論理構造を示す。 第４図は、コンピュータの結合集合体のブロック・ダイ
ヤグラムである。 第５図は、メツセージと関連するヘッダの構造の概略図
である。 第６図は管理機構または資源エージェントのフローチャ
ートである。 第７図は管理資源のフローチャートである。 第８図は非管理資源のフローチャートである。 第９図はネットワーク・アクセス方式（ＮＡＭ）のフロ
ーチャートである。 第１０図は非管理資源のフローチャートである。 ８．１０．１２．１４．１６・・・・ノード、９．１１
．１３．１５．１７．１８・・・・リンク、２２゜・・
・・データ・リンク制御、２４・・・・経路制御、２６
・・・・明示経路制御、３０−３５・・・・回線アダプ
タ、３２．３４．３Ｂ、３８・・・・ネットワーク・ア
ドレス可能ユニット、３７・・・・回線切換え機構、４
０．４２．４４・・・・プロセッサ、４６・・・・制御
プロセッサ、５０・・・・結合機構。 第６図　　　　　　　　　　第７図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １つのノードに複数の結合されたプロセッサを有するコ
   ンピュータ集合体を結合するための装置であって、 前記ノードは、複数のノード及び該複数のノードを連結
   する複数の通信回線を有するデータ通信ネットワークに
   結合され、前記通信回線は伝送グループに分けられ、各
   伝送グループは少なくとも１本の前記通信回線を含み、
   前記プロセッサのうちの１つは、制御プロセッサとして
   、前記ノードのうちの１つのノード内の機能を制御する
   ための資源管理機構を含み、前記プロセッサのうちのそ
   の他は、非制御プロセッサとして、少なくとも１つの動
   作可能なネットワーク・アクセス方式を含むと共に、デ
   ータ移送機能を前記ノードの内外に向けるための資源を
   含み、前記ノードの前記データ移送機能は複数の前記ネ
   ットワーク・アクセス方式の間に含まれ、前記ネットワ
   ーク内の少なくとも１つのプロセッサは、前記ネットワ
   ークを管理するシステム・サービス制御点プログラムを
   含む、コンピュータ集合体結合装置。