JPH11145990A - イーサネット（登録商標）互換ネットワークのトランク化 - Google Patents
イーサネット（登録商標）互換ネットワークのトランク化Info
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- JPH11145990A JPH11145990A JP10184666A JP18466698A JPH11145990A JP H11145990 A JPH11145990 A JP H11145990A JP 10184666 A JP10184666 A JP 10184666A JP 18466698 A JP18466698 A JP 18466698A JP H11145990 A JPH11145990 A JP H11145990A
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/10—Flow control; Congestion control
-
- H—ELECTRICITY
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L61/00—Network arrangements, protocols or services for addressing or naming
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/40—Network security protocols
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L69/00—Network arrangements, protocols or services independent of the application payload and not provided for in the other groups of this subclass
- H04L69/14—Multichannel or multilink protocols
Abstract
(57)【要約】
【課題】 物理リンクを通って通信する際に、過剰なト
ラフィックを生じさせずに、かつシステムを輻湊させず
に行えるようにした。 【解決手段】 複数の物理リンクを単一の論理チャネル
・トランクに論理的に組み合せて、各リンクによって搬
送されるデータ・フローを平衡させることにより、物理
リンク間のデータ・フローを制御する。トランク内の各
リンクは同一の物理層および同一のメディア・アクセス
制御層特性を有している。システム・サーバは物理層お
よびネットワーク層に加えて、これらの間に配置された
擬似ドライバ・ソフトウェア層を含んでおり、この擬似
ドライバ・ソフトウェア層は受信路においてマルチプレ
クサとして機能し、送信路においてデマルチプレクサと
して機能する。
ラフィックを生じさせずに、かつシステムを輻湊させず
に行えるようにした。 【解決手段】 複数の物理リンクを単一の論理チャネル
・トランクに論理的に組み合せて、各リンクによって搬
送されるデータ・フローを平衡させることにより、物理
リンク間のデータ・フローを制御する。トランク内の各
リンクは同一の物理層および同一のメディア・アクセス
制御層特性を有している。システム・サーバは物理層お
よびネットワーク層に加えて、これらの間に配置された
擬似ドライバ・ソフトウェア層を含んでおり、この擬似
ドライバ・ソフトウェア層は受信路においてマルチプレ
クサとして機能し、送信路においてデマルチプレクサと
して機能する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は総括的にイーサネッ
ト・ネットワークを含むネットワークに関し、詳細にい
えば、トランク化されたイーサネットおよびイーサネッ
ト互換ネットワークに関する。
ト・ネットワークを含むネットワークに関し、詳細にい
えば、トランク化されたイーサネットおよびイーサネッ
ト互換ネットワークに関する。
【０００２】
【従来の技術】ネットワークは多数のワークステーショ
ン、コンピュータまたはその他の機器（以下総括的に
「コンピュータ」という）が互いに通信を行うのを可能
とする通信施設である。ネットワークの一部はハードウ
ェアおよびソフトウェア、たとえば、コンピュータまた
はステーション（これらは個別に、１つまたは複数の中
央演算処理装置、ランダム・アクセス・メモリおよび永
続メモリを構成する）、インターフェース構成要素、こ
れらを接続するケーブルまたは光ファイバ、ならびにネ
ットワーク上での情報へのアクセスおよびその流れを管
理するソフトウェアを含んでいる。データ・フローが１
００Ｍビット／秒（「Ｍｂｐｓ」）以上であるネットワ
ークにおいて、伝送媒体はしばしば光ファイバである。
低いデータ伝送率、たとえば１０Ｍｂｐｓが受け入れら
れるネットワークにおいては、伝送媒体は同軸ケーブル
でよいし、またイーサネット・ネットワークの場合で
は、しばしばより線である。
ン、コンピュータまたはその他の機器（以下総括的に
「コンピュータ」という）が互いに通信を行うのを可能
とする通信施設である。ネットワークの一部はハードウ
ェアおよびソフトウェア、たとえば、コンピュータまた
はステーション（これらは個別に、１つまたは複数の中
央演算処理装置、ランダム・アクセス・メモリおよび永
続メモリを構成する）、インターフェース構成要素、こ
れらを接続するケーブルまたは光ファイバ、ならびにネ
ットワーク上での情報へのアクセスおよびその流れを管
理するソフトウェアを含んでいる。データ・フローが１
００Ｍビット／秒（「Ｍｂｐｓ」）以上であるネットワ
ークにおいて、伝送媒体はしばしば光ファイバである。
低いデータ伝送率、たとえば１０Ｍｂｐｓが受け入れら
れるネットワークにおいては、伝送媒体は同軸ケーブル
でよいし、またイーサネット・ネットワークの場合で
は、しばしばより線である。
【０００３】ネットワークにおいては、ネットワーク・
アーキテクチャが、コンピュータその他の機器およびソ
フトウェアが遵守しなければならないプロトコル、メッ
セージのフォーマットおよびその他の規格を定義する。
ほとんどのネットワーク・アーキテクチャは、所与の層
が特定のセットの機能の実行ならびに特定のセットのサ
ービスを担う機能層からなるモデルを用いている。それ
故、各層および層間インターフェースが提供するサービ
スはネットワーク・アーキテクチャを定義することがで
きる。プロトコルは層インタフェース全体にわたって対
象となるサービス、およびサービスの一部として実行さ
れる処理の際に順守される規則を定義する。
アーキテクチャが、コンピュータその他の機器およびソ
フトウェアが遵守しなければならないプロトコル、メッ
セージのフォーマットおよびその他の規格を定義する。
ほとんどのネットワーク・アーキテクチャは、所与の層
が特定のセットの機能の実行ならびに特定のセットのサ
ービスを担う機能層からなるモデルを用いている。それ
故、各層および層間インターフェースが提供するサービ
スはネットワーク・アーキテクチャを定義することがで
きる。プロトコルは層インタフェース全体にわたって対
象となるサービス、およびサービスの一部として実行さ
れる処理の際に順守される規則を定義する。
【０００４】いくつかの組織がネットワーク・コミュニ
ティ内で受け入れられているモデルと企画を提案してい
る。たとえば、国際標準化機構（「ＩＳＯ」）はコンピ
ュータ・ネットワーキング用の７層参照モデルを提案し
ており、これは開放型システム間相互接続（「ＯＳ
Ｉ」）アーキテクチャと呼ばれている。規格の他のセッ
トが、ＩＥＥＥプロジェクト８０２として知られている
米国電気電子技術者協会（「ＩＥＥＥ」）が提案してい
るローカル・エリア・ネットワーク（「ＬＡＮ」）規格
のセットによって公表されている。このモデルは７層の
ＯＳＩモデルに適合しているが、ただし直接適合してい
るのはＯＳＩの最も下の２層、すなわち物理層とデータ
・リンク層だけである。
ティ内で受け入れられているモデルと企画を提案してい
る。たとえば、国際標準化機構（「ＩＳＯ」）はコンピ
ュータ・ネットワーキング用の７層参照モデルを提案し
ており、これは開放型システム間相互接続（「ＯＳ
Ｉ」）アーキテクチャと呼ばれている。規格の他のセッ
トが、ＩＥＥＥプロジェクト８０２として知られている
米国電気電子技術者協会（「ＩＥＥＥ」）が提案してい
るローカル・エリア・ネットワーク（「ＬＡＮ」）規格
のセットによって公表されている。このモデルは７層の
ＯＳＩモデルに適合しているが、ただし直接適合してい
るのはＯＳＩの最も下の２層、すなわち物理層とデータ
・リンク層だけである。
【０００５】図１ＡはＩＳＯの７層モデルに対するＩＥ
ＥＥプロジェクト８０２の改変形によるネットワークを
示しており、数台のコンピュータ１０、１０’、１０”
は、データ伝送機器ユニット（「ＤＴＥ」）１２０，１
２０’、１２０”を介して物理リンク媒体２０、たとえ
ばケーブルによってデータを互いに通信できる。ＤＴＥ
のいずれか、あるいは全部は交換機、ルータ、他のコン
ピュータ・システムなどでよい。実際には、ネットワー
クは数百台あるいは数千台のコンピュータを含んでいる
ことがある。図１Ａにおいて、コンピュータ１０”（ま
たは、同等物）には同様な７層のＩＳＯモデルが関連付
けられていることを理解されたい。
ＥＥプロジェクト８０２の改変形によるネットワークを
示しており、数台のコンピュータ１０、１０’、１０”
は、データ伝送機器ユニット（「ＤＴＥ」）１２０，１
２０’、１２０”を介して物理リンク媒体２０、たとえ
ばケーブルによってデータを互いに通信できる。ＤＴＥ
のいずれか、あるいは全部は交換機、ルータ、他のコン
ピュータ・システムなどでよい。実際には、ネットワー
クは数百台あるいは数千台のコンピュータを含んでいる
ことがある。図１Ａにおいて、コンピュータ１０”（ま
たは、同等物）には同様な７層のＩＳＯモデルが関連付
けられていることを理解されたい。
【０００６】ＩＳＯおよびプロジェクト８０２モデルに
おける最も下の第１層ないし「Ｌ１」層３０は、物理伝
送媒体（たとえば、ケーブル２０）でのビット・ストリ
ームの伝送を可能とする２台の機械（たとえば、コンピ
ュータ１０，１０’）の間の接続に関する物理層であ
る。それ故、物理層３０はケーブリング、ケーブル・プ
ラグ、ポート・コネクタなどのタイプに関するものであ
る。サーバが最大５０の物理ポート接続を有しているこ
とがしばしばあるが、Ｓｕｎ Ｍｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍ
ｓ，Ｉｎｃ．Ｅｎｔｅｒｐｒｉｓｅモデル１００００サ
ーバなどの最新の装置では各々が１００Ｍビット／秒の
フローレートを有している１００物理リンクを受理でき
る。
おける最も下の第１層ないし「Ｌ１」層３０は、物理伝
送媒体（たとえば、ケーブル２０）でのビット・ストリ
ームの伝送を可能とする２台の機械（たとえば、コンピ
ュータ１０，１０’）の間の接続に関する物理層であ
る。それ故、物理層３０はケーブリング、ケーブル・プ
ラグ、ポート・コネクタなどのタイプに関するものであ
る。サーバが最大５０の物理ポート接続を有しているこ
とがしばしばあるが、Ｓｕｎ Ｍｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍ
ｓ，Ｉｎｃ．Ｅｎｔｅｒｐｒｉｓｅモデル１００００サ
ーバなどの最新の装置では各々が１００Ｍビット／秒の
フローレートを有している１００物理リンクを受理でき
る。
【０００７】多くのイーサネット・ネットワークは搬送
波感知多重アクセス／衝突検出（「ＣＳＭＡ／ＣＤ」）
規格に準拠している。ＣＳＭＡ／ＣＤの８０２モデルに
おいて、メディア独立インタフェース（「ＭＩＩ」）規
格によって定義されたリコンシリエーション・インタフ
ェース４０が、物理層３０とメディア・アクセス制御
（「ＭＡＣ」）サブレイヤー５０Ｂの間のリコンシリエ
ーション・サブレイヤー４０のインタフェース用として
存在している。
波感知多重アクセス／衝突検出（「ＣＳＭＡ／ＣＤ」）
規格に準拠している。ＣＳＭＡ／ＣＤの８０２モデルに
おいて、メディア独立インタフェース（「ＭＩＩ」）規
格によって定義されたリコンシリエーション・インタフ
ェース４０が、物理層３０とメディア・アクセス制御
（「ＭＡＣ」）サブレイヤー５０Ｂの間のリコンシリエ
ーション・サブレイヤー４０のインタフェース用として
存在している。
【０００８】ＭＩＩの下で、データと区切り文字は対応
するクロックと同期しており、２つの非同期媒体状況信
号、すなわち搬送波感知（「ＣＲＳ」）信号および衝突
（「ＣＯＬ」）信号が与えられる。ＭＩＩは制御および
状況収集のための２線シリアル管理インタフェース、す
なわち管理データ・クロック（「ＭＤＣ」）および管理
データ入出力（「ＭＤＩＯ」）を備えている。ＯＳＩ７
層モデルにおいて、物理層の上の層はデータ・リンク層
で、これはネットワーク・ノード間でのデータ・フレー
ムのエラーのない伝送を担う。データ・リンク制御プロ
トコルはこの層の動作およびインタフェースを記述して
おり、これもモデル内の高位の層を物理伝送媒体に関す
る問題から遮断しなければならない。
するクロックと同期しており、２つの非同期媒体状況信
号、すなわち搬送波感知（「ＣＲＳ」）信号および衝突
（「ＣＯＬ」）信号が与えられる。ＭＩＩは制御および
状況収集のための２線シリアル管理インタフェース、す
なわち管理データ・クロック（「ＭＤＣ」）および管理
データ入出力（「ＭＤＩＯ」）を備えている。ＯＳＩ７
層モデルにおいて、物理層の上の層はデータ・リンク層
で、これはネットワーク・ノード間でのデータ・フレー
ムのエラーのない伝送を担う。データ・リンク制御プロ
トコルはこの層の動作およびインタフェースを記述して
おり、これもモデル内の高位の層を物理伝送媒体に関す
る問題から遮断しなければならない。
【０００９】図１Ａに示した８０２モデルにおいて、デ
ータ・リンク層はさらにＭＡＣ層５０Ｂおよびこれに重
なる論理リンク制御（「ＬＬＣ」）層５０Ａとに分けら
れ、これらをまとめて第２層ないしＬ２層と呼ぶ。メデ
ィア・アクセス制御サブレイヤー５０Ｂは物理伝送媒体
の使用を制御する方法を決定するアクセス制御方法に関
する。ＬＬＣサブレイヤー５０Ａは媒体独立データ・リ
ンク機能を担っており、ネットワーク（ないし、上記の
インターネット・プロトコル「ＩＰ」）層６０が、ネッ
トワークの実施方法とは無関係にＬＡＮサービスにアク
セスすることを可能とする。ネットワークないしＩＰ層
６０は層３ないしＬ３と呼ばれることがしばしばある。
８０２アーキテクチャによれば、ＬＬＣサブレイヤー５
０Ａは広域ネットワークにおける従来のデータ・リンク
・プロトコルと同じ態様で、ネットワーク６０へのサー
ビスを提供する。
ータ・リンク層はさらにＭＡＣ層５０Ｂおよびこれに重
なる論理リンク制御（「ＬＬＣ」）層５０Ａとに分けら
れ、これらをまとめて第２層ないしＬ２層と呼ぶ。メデ
ィア・アクセス制御サブレイヤー５０Ｂは物理伝送媒体
の使用を制御する方法を決定するアクセス制御方法に関
する。ＬＬＣサブレイヤー５０Ａは媒体独立データ・リ
ンク機能を担っており、ネットワーク（ないし、上記の
インターネット・プロトコル「ＩＰ」）層６０が、ネッ
トワークの実施方法とは無関係にＬＡＮサービスにアク
セスすることを可能とする。ネットワークないしＩＰ層
６０は層３ないしＬ３と呼ばれることがしばしばある。
８０２アーキテクチャによれば、ＬＬＣサブレイヤー５
０Ａは広域ネットワークにおける従来のデータ・リンク
・プロトコルと同じ態様で、ネットワーク６０へのサー
ビスを提供する。
【００１０】ＭＡＣサブレイヤー５０Ｂはこれに重なっ
ているＬＬＣサブレイヤー５０Ａへのサービスを提供
し、ネットワーク上のさまざまなステーションの間での
伝送の共用を管理する。メディア・アクセス管理機能は
必要な制御機能が追加された後、データカプセル化機能
からフレームを受け取る。その後、メディア・アクセス
管理はデータの物理伝送を確保する。イーサネット全２
重方式環境におけるデータ・フレームの最大サイズは１
５１８バイトである。
ているＬＬＣサブレイヤー５０Ａへのサービスを提供
し、ネットワーク上のさまざまなステーションの間での
伝送の共用を管理する。メディア・アクセス管理機能は
必要な制御機能が追加された後、データカプセル化機能
からフレームを受け取る。その後、メディア・アクセス
管理はデータの物理伝送を確保する。イーサネット全２
重方式環境におけるデータ・フレームの最大サイズは１
５１８バイトである。
【００１１】ＭＡＣサブレイヤー５０Ｂにはいわゆる搬
送波感知多重アクセス／衝突検出（「ＣＳＭＡ／Ｃ
Ｄ」）規格を含む数種類の８０２規格が存在しており、
８０２．３ＭＡＣ規格は半２重方式環境でフロー制御機
構を提供する。このような環境において、ＣＳＭＡ／Ｃ
ＤはＭＡＣサブレイヤー５０Ｂ自体によって実行される
データ・カプセル化／カプセル化解除機能およびメディ
ア・アクセス管理機能、下の物理層３０によって実行さ
れるデータ符号化／復号化機能を定義する。しかしなが
ら、本明細書で以下で説明するように、本発明はトラン
クの各セグメントに対して、物理層３０およびメディア
・アクセス制御層５０Ｂにおいて全２重方式動作を想定
している。
送波感知多重アクセス／衝突検出（「ＣＳＭＡ／Ｃ
Ｄ」）規格を含む数種類の８０２規格が存在しており、
８０２．３ＭＡＣ規格は半２重方式環境でフロー制御機
構を提供する。このような環境において、ＣＳＭＡ／Ｃ
ＤはＭＡＣサブレイヤー５０Ｂ自体によって実行される
データ・カプセル化／カプセル化解除機能およびメディ
ア・アクセス管理機能、下の物理層３０によって実行さ
れるデータ符号化／復号化機能を定義する。しかしなが
ら、本明細書で以下で説明するように、本発明はトラン
クの各セグメントに対して、物理層３０およびメディア
・アクセス制御層５０Ｂにおいて全２重方式動作を想定
している。
【００１２】データの物理伝送は搬送波（キャリア）感
知を使用して、ネットワークがクリアになるまで伝送を
遅らせることによって確保される。簡単に言えば、送信
ステーション（たとえば、コンピュータまたはユーザ１
０）は伝送媒体（たとえば、ケーブル２０）を伝送前に
聴取ないし監視して、他のステーション（たとえば、コ
ンピュータまたはユーザ１０’）が現在メッセージを伝
送しているかどうかを判定する。すなわち、媒体が空い
ているかどうかを判定する。Ｌ１物理層３０のサービス
を使用して、メディア・アクセス管理は伝送媒体（すな
わち、搬送波）が現在使用されているかどうかを判定す
る。媒体が使用されていない場合には、メディア・アク
セス管理はデータ・フレームをＬ１物理層３０に渡し、
伝送する。フレームの伝送が開始された後でも、メディ
ア・アクセス管理は搬送波の監視を継続する。搬送波が
使用中である場合、メディア・アクセス管理は他のステ
ーションが伝送を行わなくなるまで監視を継続する。メ
ディア・アクセス管理は次いで、ネットワークがクリア
になるのを指定されたランダムな時間待機して、その後
伝送を開始する。
知を使用して、ネットワークがクリアになるまで伝送を
遅らせることによって確保される。簡単に言えば、送信
ステーション（たとえば、コンピュータまたはユーザ１
０）は伝送媒体（たとえば、ケーブル２０）を伝送前に
聴取ないし監視して、他のステーション（たとえば、コ
ンピュータまたはユーザ１０’）が現在メッセージを伝
送しているかどうかを判定する。すなわち、媒体が空い
ているかどうかを判定する。Ｌ１物理層３０のサービス
を使用して、メディア・アクセス管理は伝送媒体（すな
わち、搬送波）が現在使用されているかどうかを判定す
る。媒体が使用されていない場合には、メディア・アク
セス管理はデータ・フレームをＬ１物理層３０に渡し、
伝送する。フレームの伝送が開始された後でも、メディ
ア・アクセス管理は搬送波の監視を継続する。搬送波が
使用中である場合、メディア・アクセス管理は他のステ
ーションが伝送を行わなくなるまで監視を継続する。メ
ディア・アクセス管理は次いで、ネットワークがクリア
になるのを指定されたランダムな時間待機して、その後
伝送を開始する。
【００１３】しかし、送信するメッセージを持っている
他のステーションはすべて同時に聴取を行い、伝送媒体
が静粛と思われることを認識し、メッセージを同時に伝
送し始めることがある。その結果衝突が起こり、メッセ
ージが乱れる。信号衝突が検出されると、受信ステーシ
ョンは乱れた伝送を無視し、送信ステーションは直ちに
メッセージの伝送を停止し、ジャミング信号を媒体へ伝
送する。衝突後、各送信ステーションは搬送波がクリア
になるのをランダムなバックオフ遅延時間の間待ってか
ら、再伝送を試みる。それ故、送信ステーションは十分
な期間聴取して、衝突が起こっていないことを確認しな
ければならない。
他のステーションはすべて同時に聴取を行い、伝送媒体
が静粛と思われることを認識し、メッセージを同時に伝
送し始めることがある。その結果衝突が起こり、メッセ
ージが乱れる。信号衝突が検出されると、受信ステーシ
ョンは乱れた伝送を無視し、送信ステーションは直ちに
メッセージの伝送を停止し、ジャミング信号を媒体へ伝
送する。衝突後、各送信ステーションは搬送波がクリア
になるのをランダムなバックオフ遅延時間の間待ってか
ら、再伝送を試みる。それ故、送信ステーションは十分
な期間聴取して、衝突が起こっていないことを確認しな
ければならない。
【００１４】図１Ａにおいて、ネットワークないしＩＰ
層６０はあるネットワーク・ノードから他のノードへの
データの経路選択に関する。ネットワーク・ノード間の
データの経路指定を行うのは、ネットワーク層６０の役
目である。
層６０はあるネットワーク・ノードから他のノードへの
データの経路選択に関する。ネットワーク・ノード間の
データの経路指定を行うのは、ネットワーク層６０の役
目である。
【００１５】トランスポート層７０は、２つのステーシ
ョンの間で接続が確立されると、同意した品質レベルで
ステーション間のデータ転送を行う。トランスポート層
７０は使用する特定のクラスのサービスを選択し、伝送
を監視して、サービス品質が維持されていることを確認
し、品質が維持できない場合には、ステーション（また
は、ユーザ）に連絡する。
ョンの間で接続が確立されると、同意した品質レベルで
ステーション間のデータ転送を行う。トランスポート層
７０は使用する特定のクラスのサービスを選択し、伝送
を監視して、サービス品質が維持されていることを確認
し、品質が維持できない場合には、ステーション（また
は、ユーザ）に連絡する。
【００１６】セッション層８０はステーション間で生じ
るダイアログを編成し、同期させるサービスを提供し、
ステーション間でのデータ交換を管理する。したがっ
て、セッション層８０はステーションが同時に送受信で
きるか、交互であるかに基づいて、ステーションがデー
タを送受信できる時期を制御する。
るダイアログを編成し、同期させるサービスを提供し、
ステーション間でのデータ交換を管理する。したがっ
て、セッション層８０はステーションが同時に送受信で
きるか、交互であるかに基づいて、ステーションがデー
タを送受信できる時期を制御する。
【００１７】プレゼンテーション層９０は情報がネット
ワーク・ユーザへ有意に提示されたことを確認し、文字
コード変換サービス、データ変換、データ圧縮伸張サー
ビスを行う。
ワーク・ユーザへ有意に提示されたことを確認し、文字
コード変換サービス、データ変換、データ圧縮伸張サー
ビスを行う。
【００１８】アプリケーション層１００はアプリケーシ
ョン・プロセスがシステム相互接続機能にアクセスし
て、情報交換を行う機構を備えている。アプリケーショ
ン層はユーザ間接続を確立および終了し、相互接続され
たシステムおよびこれらが用いているリソースを監視お
よび管理するのに使用されるサービスを与える。
ョン・プロセスがシステム相互接続機能にアクセスし
て、情報交換を行う機構を備えている。アプリケーショ
ン層はユーザ間接続を確立および終了し、相互接続され
たシステムおよびこれらが用いているリソースを監視お
よび管理するのに使用されるサービスを与える。
【００１９】図１Ａに示したネットワークは半２重方式
（ないし、共用）、または全２重方式でよいが、本発明
に関しては、全２重方式のみを想定する。全２重方式に
は、送信路と受信路があり、１つまたは複数のステーシ
ョンが同時に送受信を行える。２重通信チャネルないし
通信路は実際には、複数のワイヤないしケーブル、ある
いは単一のワイヤないしケーブルでよく、恐らくは周波
数分割を使用して送信および受信信号を両方向へ同時に
搬送する。全２重方式ネットワークのデータ伝送速度は
半２重方式ネットワークよりも高く、しばしば１００Ｍ
ｂｐｓであり、通信速度が速いため選ばれることがしば
しばある。
（ないし、共用）、または全２重方式でよいが、本発明
に関しては、全２重方式のみを想定する。全２重方式に
は、送信路と受信路があり、１つまたは複数のステーシ
ョンが同時に送受信を行える。２重通信チャネルないし
通信路は実際には、複数のワイヤないしケーブル、ある
いは単一のワイヤないしケーブルでよく、恐らくは周波
数分割を使用して送信および受信信号を両方向へ同時に
搬送する。全２重方式ネットワークのデータ伝送速度は
半２重方式ネットワークよりも高く、しばしば１００Ｍ
ｂｐｓであり、通信速度が速いため選ばれることがしば
しばある。
【００２０】歴史的に、ネットワーク通信リンク速度は
増加してきた。１０ＢＡＳＥ−Ｔリンクは１００ＢＡＳ
Ｅ−Ｔリンクに取って代わられ、今では１０００ＢＡＳ
Ｅ−Ｔリンクによる最大１ギガビット／秒（１０００Ｍ
ｂｐｓ）通信速度に上がっている。しかし、実用上、リ
ンク速度（たとえば、１０Ｍｂｐｓ、１００Ｍｂｐｓ、
１０００Ｍｂｐｓ）の選択肢は特定のネットワーク装置
がサポートできる維持データ・スループットの量と適切
にマッチしていないことがある。たとえば、最近のマル
チプロセッサ・サーバは１００Ｍｂｐｓ超の総合ネット
ワーク転送速度を維持することができる。さらに、交換
機と高性能ルータを使用して、所与の伝送速度の複数の
リンクを相互接続した場合、交換機間またはルータ間リ
ンクが少なくともいくつかのリンクの集合をサポートで
きることが必要であり、また望ましい。ネットワーク・
リンク速度を、たとえば１００Ｍｂｐｓから１０００Ｍ
ｂｐｓに上げても、高速リンクの利用度がかなり、たと
えば４０％ないし５０％以上へ高めない限り、あまり費
用効果は高くならない。ネットワーク・リンク速度を上
げることも新しいハードウェアを必要とする。
増加してきた。１０ＢＡＳＥ−Ｔリンクは１００ＢＡＳ
Ｅ−Ｔリンクに取って代わられ、今では１０００ＢＡＳ
Ｅ−Ｔリンクによる最大１ギガビット／秒（１０００Ｍ
ｂｐｓ）通信速度に上がっている。しかし、実用上、リ
ンク速度（たとえば、１０Ｍｂｐｓ、１００Ｍｂｐｓ、
１０００Ｍｂｐｓ）の選択肢は特定のネットワーク装置
がサポートできる維持データ・スループットの量と適切
にマッチしていないことがある。たとえば、最近のマル
チプロセッサ・サーバは１００Ｍｂｐｓ超の総合ネット
ワーク転送速度を維持することができる。さらに、交換
機と高性能ルータを使用して、所与の伝送速度の複数の
リンクを相互接続した場合、交換機間またはルータ間リ
ンクが少なくともいくつかのリンクの集合をサポートで
きることが必要であり、また望ましい。ネットワーク・
リンク速度を、たとえば１００Ｍｂｐｓから１０００Ｍ
ｂｐｓに上げても、高速リンクの利用度がかなり、たと
えば４０％ないし５０％以上へ高めない限り、あまり費
用効果は高くならない。ネットワーク・リンク速度を上
げることも新しいハードウェアを必要とする。
【００２１】図１Ａにおいて、ケーブル媒体２０はイー
サネット互換ケーブルであり、複数の独立したワイヤを
含んでいる。上述したように、ホスト、たとえばコンピ
ュータ１０は通常複数の出力ポート・コネクタ（恐ら
く、５０個）を有しており、これらの各々は、他端が交
換機１２０または他のＤＴＥに接続されている独立した
物理ケーブルに適合している。まとめて言うと、複数の
ワイヤがケーブル内に存在していても、ホスト１０をＤ
ＴＥ１２０に接続している独立したワイヤはイーサネッ
ト互換ケーブルの単一のリンクを形成している。
サネット互換ケーブルであり、複数の独立したワイヤを
含んでいる。上述したように、ホスト、たとえばコンピ
ュータ１０は通常複数の出力ポート・コネクタ（恐ら
く、５０個）を有しており、これらの各々は、他端が交
換機１２０または他のＤＴＥに接続されている独立した
物理ケーブルに適合している。まとめて言うと、複数の
ワイヤがケーブル内に存在していても、ホスト１０をＤ
ＴＥ１２０に接続している独立したワイヤはイーサネッ
ト互換ケーブルの単一のリンクを形成している。
【００２２】図１ＢはここではネットワークＩＤ番号ｎ
ｉｄ０、ｎｉｄ１、ｎｉｄ２、．．．ｎｉｄ４によって
示されている複数の出力コネクタ・ポートを備えたサー
バ１０を示す。もちろん、５０個以上のこのようなポー
トおよび関連するネットワークＩＤがある。ｎｉｄ０に
関連付けられているリンクには物理的に他の機器９５が
接続されて示されているが、正確な機器および終端宛先
は重要なものではない。ケーブル２０内の複数の物理リ
ンクはＤＴＥ１２０、ここでは交換機で終端するものと
して示されている。交換機１２０の他のポートは、たと
えばさらに他のシステム１０５、ならびにクライアント
１０’および他のＤＴＥ１２０’に接続する物理リンク
を有するものとして示されている。
ｉｄ０、ｎｉｄ１、ｎｉｄ２、．．．ｎｉｄ４によって
示されている複数の出力コネクタ・ポートを備えたサー
バ１０を示す。もちろん、５０個以上のこのようなポー
トおよび関連するネットワークＩＤがある。ｎｉｄ０に
関連付けられているリンクには物理的に他の機器９５が
接続されて示されているが、正確な機器および終端宛先
は重要なものではない。ケーブル２０内の複数の物理リ
ンクはＤＴＥ１２０、ここでは交換機で終端するものと
して示されている。交換機１２０の他のポートは、たと
えばさらに他のシステム１０５、ならびにクライアント
１０’および他のＤＴＥ１２０’に接続する物理リンク
を有するものとして示されている。
【００２３】図１Ｂのサーバ１０に関連付けられている
オペレーティング・システムは、サーバのコネクタ・ポ
ート（ないし、これに接続された物理ケーブル・リン
ク）の各々を個別に処理しなければならない。たとえ
ば、機器９５をｎｉｄ０に関連付けられたポート位置か
ら、サーバ１０の他の出力ポートへ物理的に再配置する
ものと仮定する。これを達成するために、ケーブル・リ
ンクＡがもはや使用されず、その代わりに、サーバ１０
の異なる出力ポートで終端する新しいケーブル・リンク
が使用されるため、システム・アドミニストレータは再
配置された機器９５に新しいＩＰレベル・アドレスを割
り当てなければならない。同様に、ｎｉｄ１に関連付け
られたサーバ出力ポートを交換機１２０の第１の入力ポ
ートに結合しているケーブル・リンクＢがダウン、たと
えば、断線または故障した場合、ケーブルＢが修理また
は交換されるまで、データが交換機１２０のその入力ポ
ートに提示されなくなる。図示の従来技術の構成では、
システム・スループットを保存するための、データの自
動リダイレクトは行われない。
オペレーティング・システムは、サーバのコネクタ・ポ
ート（ないし、これに接続された物理ケーブル・リン
ク）の各々を個別に処理しなければならない。たとえ
ば、機器９５をｎｉｄ０に関連付けられたポート位置か
ら、サーバ１０の他の出力ポートへ物理的に再配置する
ものと仮定する。これを達成するために、ケーブル・リ
ンクＡがもはや使用されず、その代わりに、サーバ１０
の異なる出力ポートで終端する新しいケーブル・リンク
が使用されるため、システム・アドミニストレータは再
配置された機器９５に新しいＩＰレベル・アドレスを割
り当てなければならない。同様に、ｎｉｄ１に関連付け
られたサーバ出力ポートを交換機１２０の第１の入力ポ
ートに結合しているケーブル・リンクＢがダウン、たと
えば、断線または故障した場合、ケーブルＢが修理また
は交換されるまで、データが交換機１２０のその入力ポ
ートに提示されなくなる。図示の従来技術の構成では、
システム・スループットを保存するための、データの自
動リダイレクトは行われない。
【００２４】図１Ｂにおいて、サーバ１０がクライアン
ト１０’へデータを伝送している場合、システム・アド
ミニストレータはまず、クライアント１０’が交換機１
２０に関連付けられている複数のサブリンクの１つにあ
るようにシステムを構成しなければならない。パケット
情報を伝送する際に、サーバ１０はクライアント１０’
が割り当てられていたリンクの１つに対応するＩＰレベ
ルのサブリンク・アドレス（ＩＰ層６０に関連付けられ
た）を指定することとなる。一般に、ＩＰレベル・サブ
リンク・アドレスは２つのポート、ネットワークＩＤと
ホストＩＤを有している。しかしながら、各ＩＰレベル
・サブリンク・アドレスはこれに関連付けられた異なる
ネットワークＩＰレベル・アドレスを有している（図４
Ｂも参照）。同一のＩＰアドレスを使用しようとするク
ライアントの数が多すぎる場合には、過剰なデータ・ト
ラフィックが単一のリンクを流れようと試み、ネットワ
ーク・システムが輻輳する可能性があることが理解でき
よう。
ト１０’へデータを伝送している場合、システム・アド
ミニストレータはまず、クライアント１０’が交換機１
２０に関連付けられている複数のサブリンクの１つにあ
るようにシステムを構成しなければならない。パケット
情報を伝送する際に、サーバ１０はクライアント１０’
が割り当てられていたリンクの１つに対応するＩＰレベ
ルのサブリンク・アドレス（ＩＰ層６０に関連付けられ
た）を指定することとなる。一般に、ＩＰレベル・サブ
リンク・アドレスは２つのポート、ネットワークＩＤと
ホストＩＤを有している。しかしながら、各ＩＰレベル
・サブリンク・アドレスはこれに関連付けられた異なる
ネットワークＩＰレベル・アドレスを有している（図４
Ｂも参照）。同一のＩＰアドレスを使用しようとするク
ライアントの数が多すぎる場合には、過剰なデータ・ト
ラフィックが単一のリンクを流れようと試み、ネットワ
ーク・システムが輻輳する可能性があることが理解でき
よう。
【００２５】ネットワーク・アドミニストレータは、ク
ライアント１０’が専用のものとなっている、あるいは
拘束されているリンクのグループの１つに関連付けられ
たＩＰレベル・アドレスに対して共通ネットワーク・レ
ベルＩＤを使用する。望んでいない結果の１つはクライ
アント１０’のＤＴＥおよび物理リンク（ここでは、
Ｑ）が拘束されているため、システム・アドミニストレ
ータは任意の数の物理リンクを簡単に、あるいは柔軟に
まとめることができない。
ライアント１０’が専用のものとなっている、あるいは
拘束されているリンクのグループの１つに関連付けられ
たＩＰレベル・アドレスに対して共通ネットワーク・レ
ベルＩＤを使用する。望んでいない結果の１つはクライ
アント１０’のＤＴＥおよび物理リンク（ここでは、
Ｑ）が拘束されているため、システム・アドミニストレ
ータは任意の数の物理リンクを簡単に、あるいは柔軟に
まとめることができない。
【００２６】ネットワークないしＩＰレベルの３つのア
ドレスはｎｉｄ０、ｎｉｄ１、．．．ｉｄＮで示されて
いる（図４Ｂも参照）。従来技術においては、リンクの
グループ化はサブリンクをレベル２で、アドレスｎｉｄ
１．１、ｎｉｄｌ．２、ｎｉｄ１．３などによって示さ
れるようなものである．ｎｉｄ１を含むサブリンクのグ
ループと関連付けられている１つの機器、たとえばクラ
イアント１０’と通信するためには、どのリンクが関与
しているか、たとえばｎｉｄ１．３で示されているリン
ケージ３を指定する必要がある。
ドレスはｎｉｄ０、ｎｉｄ１、．．．ｉｄＮで示されて
いる（図４Ｂも参照）。従来技術においては、リンクの
グループ化はサブリンクをレベル２で、アドレスｎｉｄ
１．１、ｎｉｄｌ．２、ｎｉｄ１．３などによって示さ
れるようなものである．ｎｉｄ１を含むサブリンクのグ
ループと関連付けられている１つの機器、たとえばクラ
イアント１０’と通信するためには、どのリンクが関与
しているか、たとえばｎｉｄ１．３で示されているリン
ケージ３を指定する必要がある。
【００２７】それ故、図１Ｂにおいてサーバ１０からク
ライアント１０’へ情報を送ることを望むソフトウェア
は一意の宛先アドレスをｎｉｄ１．３として指定しなけ
ればならない。これはソフトウェア・アプリケーション
がレベル３を介してレベル２と通信しなければならない
からである（図１Ａおよび図４Ｂ参照）。要約すると、
レベル３はデータ・パケットをアドレスｎｉｄ１．３へ
送るためにソフトウェアで管理される。
ライアント１０’へ情報を送ることを望むソフトウェア
は一意の宛先アドレスをｎｉｄ１．３として指定しなけ
ればならない。これはソフトウェア・アプリケーション
がレベル３を介してレベル２と通信しなければならない
からである（図１Ａおよび図４Ｂ参照）。要約すると、
レベル３はデータ・パケットをアドレスｎｉｄ１．３へ
送るためにソフトウェアで管理される。
【００２８】レベル３の情報は、それ自体のアドレス指
定プロトコルだけしか理解しない層２に理解できるよう
に、層２へ通信されなければならない。それ故、層３は
サーバが維持するマッピング機能を含んでおり、この機
能はｎｉｄ１．３を、ネットワーク・レベル２層で有意
なものである物理（たとえば、ＭＡＣ／ＬＬＣ）アドレ
スに変換する。実用上、サーバはその層３に、イーサネ
ットＩＤに対応するローカル・リンクである各ネットワ
ークレベルＩＤに対してマッピング・テーブルを維持す
る（アドレス・レゾリューション・プロトコルすなわち
「ＡＲＰ」情報を使用して）。要約すると、垂直リンク
・レベル３−ツウ−ＭＡＣアドレス・レベル２マッピン
グが、問題のネットワークＩＤに対して生じる。別々に
維持されるプロトコル・テーブルはｎｉｄ１．３に対す
るエントリ（他のエントリのうち）、ならびに関連する
ＭＡＣ／ＬＬＣアドレスを含む。マップが報告する特定
のＭＡＣ／ＬＬＣアドレスを使用して、問題のパケット
をクライアント１０’へ送るし、実際、送らなければな
らない。残念ながら、上述したもののような交換ネット
ワークにおいては、問題のパケットは、この特定のＭＡ
Ｃ／ＬＬＣアドレスを除き、クライアント１０’に対す
る代替経路を有していない。このため、アドレス指定シ
ステムは静的なものであるといわれる。
定プロトコルだけしか理解しない層２に理解できるよう
に、層２へ通信されなければならない。それ故、層３は
サーバが維持するマッピング機能を含んでおり、この機
能はｎｉｄ１．３を、ネットワーク・レベル２層で有意
なものである物理（たとえば、ＭＡＣ／ＬＬＣ）アドレ
スに変換する。実用上、サーバはその層３に、イーサネ
ットＩＤに対応するローカル・リンクである各ネットワ
ークレベルＩＤに対してマッピング・テーブルを維持す
る（アドレス・レゾリューション・プロトコルすなわち
「ＡＲＰ」情報を使用して）。要約すると、垂直リンク
・レベル３−ツウ−ＭＡＣアドレス・レベル２マッピン
グが、問題のネットワークＩＤに対して生じる。別々に
維持されるプロトコル・テーブルはｎｉｄ１．３に対す
るエントリ（他のエントリのうち）、ならびに関連する
ＭＡＣ／ＬＬＣアドレスを含む。マップが報告する特定
のＭＡＣ／ＬＬＣアドレスを使用して、問題のパケット
をクライアント１０’へ送るし、実際、送らなければな
らない。残念ながら、上述したもののような交換ネット
ワークにおいては、問題のパケットは、この特定のＭＡ
Ｃ／ＬＬＣアドレスを除き、クライアント１０’に対す
る代替経路を有していない。このため、アドレス指定シ
ステムは静的なものであるといわれる。
【００２９】図２Ａないし図２Ｃは各種のネットワーク
相互接続構成を示す。図２Ａにおいて、３つの別々のワ
イヤ・リンク・セグメントＡ、ＢおよびＣが媒体２０に
含まれており、ＤＴＥ、ここではサーバ１０と交換機１
２０（または、その他の機構）を結合するために使用さ
れる。もちろん、システムに必要とされる帯域幅の大き
さに応じて、３つよりも多くの、あるいは３つよりも少
ないワイヤ・リンク・セグメントを使用することができ
る。交換機１２０も１，２，３，４および５で示される
いくつかのクライアント・セグメントに結合されてい
る。この構成において、サーバ１０を他のタイプの機
器、たとえば、ルータ、高性能なワークステーション、
プリンタなどと置き換えることもできる。
相互接続構成を示す。図２Ａにおいて、３つの別々のワ
イヤ・リンク・セグメントＡ、ＢおよびＣが媒体２０に
含まれており、ＤＴＥ、ここではサーバ１０と交換機１
２０（または、その他の機構）を結合するために使用さ
れる。もちろん、システムに必要とされる帯域幅の大き
さに応じて、３つよりも多くの、あるいは３つよりも少
ないワイヤ・リンク・セグメントを使用することができ
る。交換機１２０も１，２，３，４および５で示される
いくつかのクライアント・セグメントに結合されてい
る。この構成において、サーバ１０を他のタイプの機
器、たとえば、ルータ、高性能なワークステーション、
プリンタなどと置き換えることもできる。
【００３０】図２Ｂの実施の形態において、３つのワイ
ヤ・リンク・セグメントＡ、Ｂ、およびＣが交換機１２
０’を交換機１２０に接続しているが、この場合も、異
なる数のセグメントを使用することもできる。図２Ｃに
おいて、３つのセグメント（Ａ、Ｂ、Ｃ）がサーバ１
０’をサーバ１０に結合しているが、一方または両方の
サーバを他の機器、たとえばルータと置き換えることが
できる。
ヤ・リンク・セグメントＡ、Ｂ、およびＣが交換機１２
０’を交換機１２０に接続しているが、この場合も、異
なる数のセグメントを使用することもできる。図２Ｃに
おいて、３つのセグメント（Ａ、Ｂ、Ｃ）がサーバ１
０’をサーバ１０に結合しているが、一方または両方の
サーバを他の機器、たとえばルータと置き換えることが
できる。
【００３１】従来技術のシステムにおいて、図２Ａまた
は図２Ｂまたは図２Ｃの適合構成は通常、層６０が３本
のワイヤＡ、Ｂ、Ｃの各々にリンク内の別々のＩＰアド
レスを割り当てることを必要としている。複数のクライ
アントが同一のＩＰアドレスを使用している場合、その
データ・トラフィックはすべて単一のリンクへ渡され、
システムを輻輳させる。それ故、アドミニストレーショ
ン上、３つのインターネット・アドレスはリンク２０内
の３本（たとえば）のワイヤを取り扱うことが必要であ
る。ネットワーク・ソフトウェアは次いで、３つのリン
クの各々を３つの異なるリンクとして取り扱うことにな
る。実用上、物理リンク２０内に５０本以上（たとえ
ば、Ａ、Ｂ、Ｃ、．．．）があり、アドミニストレーシ
ョン上、各々に対して別々のインターネット・プロトコ
ル・アドレスを割り当て、取り扱わなければならないこ
とはわずらわしい。
は図２Ｂまたは図２Ｃの適合構成は通常、層６０が３本
のワイヤＡ、Ｂ、Ｃの各々にリンク内の別々のＩＰアド
レスを割り当てることを必要としている。複数のクライ
アントが同一のＩＰアドレスを使用している場合、その
データ・トラフィックはすべて単一のリンクへ渡され、
システムを輻輳させる。それ故、アドミニストレーショ
ン上、３つのインターネット・アドレスはリンク２０内
の３本（たとえば）のワイヤを取り扱うことが必要であ
る。ネットワーク・ソフトウェアは次いで、３つのリン
クの各々を３つの異なるリンクとして取り扱うことにな
る。実用上、物理リンク２０内に５０本以上（たとえ
ば、Ａ、Ｂ、Ｃ、．．．）があり、アドミニストレーシ
ョン上、各々に対して別々のインターネット・プロトコ
ル・アドレスを割り当て、取り扱わなければならないこ
とはわずらわしい。
【００３２】たとえば、イーサネット交換機を使用して
イーサネット互換ネットワークへ接続されているサーバ
／ホスト・システムからの複数のイーサネット・リンク
を有しているシステムにおいて、システム・アドミニス
トレータは各リンクへ異なるＩＤアドレスを静的に割り
当てなければならず（たとえば、異なるＩＰホスト名を
割り当てなければならず）、また異なるＭＡＣアドレス
によって各リンクを構成しなければならない。時間がか
かることに加えて、ネットワーク・アドミニストレータ
は他のホスト／クライアント・システムを異なるＩＰサ
ブネットへグループ化し、複数のリンクがサーバへのネ
ットワーク・データ・トラフィックをサーバへ共用でき
るようにする必要がある。関連付けられた論理グループ
へのクライアントのグループ化が必要なのは、１本のケ
ーブルが使用されているため、いくつかのクライアント
が１つのＩＰアドレスを使用して、サーバにアクセスし
なければならないからである。
イーサネット互換ネットワークへ接続されているサーバ
／ホスト・システムからの複数のイーサネット・リンク
を有しているシステムにおいて、システム・アドミニス
トレータは各リンクへ異なるＩＤアドレスを静的に割り
当てなければならず（たとえば、異なるＩＰホスト名を
割り当てなければならず）、また異なるＭＡＣアドレス
によって各リンクを構成しなければならない。時間がか
かることに加えて、ネットワーク・アドミニストレータ
は他のホスト／クライアント・システムを異なるＩＰサ
ブネットへグループ化し、複数のリンクがサーバへのネ
ットワーク・データ・トラフィックをサーバへ共用でき
るようにする必要がある。関連付けられた論理グループ
へのクライアントのグループ化が必要なのは、１本のケ
ーブルが使用されているため、いくつかのクライアント
が１つのＩＰアドレスを使用して、サーバにアクセスし
なければならないからである。
【００３３】
【発明が解決しようとする課題】残念ながら、クライア
ントまたはＤＴＥをシステム内で再配置しなければなら
ない場合、これはサーバから来る新しいケーブルを使用
することとなり、その再配置はシステム・アドミニスト
レータが新しいＩＰアドレスを割り当てることを必要と
する。各種のクライアント（または、その他のＤＴＥ）
がシステムの受信側で分散されており、ＩＰアドレスの
再割当てを慎重に行わなければ、あまりにも多くのクラ
イアントが同一のＩＰアドレスを使用することになって
しまう。このことは単一の物理リンクを通ろうとする過
剰なトラフィックを生じさせやすく、システムを輻湊さ
せ、システム帯域幅を劣化させる。さらに、物理リンク
が損傷を受けたり、切り離された場合、専用ＩＰアドレ
スがそのリンクに関与していたクライアントはサーバへ
アクセスできなくなり、他のアクセス経路は存在しな
い。このようなクライアントとやり取りされるデータは
失われることになる。
ントまたはＤＴＥをシステム内で再配置しなければなら
ない場合、これはサーバから来る新しいケーブルを使用
することとなり、その再配置はシステム・アドミニスト
レータが新しいＩＰアドレスを割り当てることを必要と
する。各種のクライアント（または、その他のＤＴＥ）
がシステムの受信側で分散されており、ＩＰアドレスの
再割当てを慎重に行わなければ、あまりにも多くのクラ
イアントが同一のＩＰアドレスを使用することになって
しまう。このことは単一の物理リンクを通ろうとする過
剰なトラフィックを生じさせやすく、システムを輻湊さ
せ、システム帯域幅を劣化させる。さらに、物理リンク
が損傷を受けたり、切り離された場合、専用ＩＰアドレ
スがそのリンクに関与していたクライアントはサーバへ
アクセスできなくなり、他のアクセス経路は存在しな
い。このようなクライアントとやり取りされるデータは
失われることになる。
【００３４】それ故、従来技術のネットワーク構成プロ
トコルにおいては、各物理リンクに対して、アドミニス
トレータが別々のレベル３ＩＰ層アドレスおよびレベル
２ＬＬＣ／ＭＡＣ層５０Ａ／Ｂアドレスを静的に割り当
てる。ＤＴＥユニットがリンクのグループ、たとえばサ
ブリンクのリンクと静的に関連付けられているため、Ｉ
Ｐ層サブリンク・アドレスが必要となる。
トコルにおいては、各物理リンクに対して、アドミニス
トレータが別々のレベル３ＩＰ層アドレスおよびレベル
２ＬＬＣ／ＭＡＣ層５０Ａ／Ｂアドレスを静的に割り当
てる。ＤＴＥユニットがリンクのグループ、たとえばサ
ブリンクのリンクと静的に関連付けられているため、Ｉ
Ｐ層サブリンク・アドレスが必要となる。
【００３５】要約すると、イーサネット互換ネットワー
クにおいて、複数の物理リンクを単一の論理リンクまた
は仮想リンクに論理的にまとめることを可能とする柔軟
で、動的な方法が必要である。このようなシステムにお
いては、システム・アドミニストレータが単一のＬＬＣ
／ＭＡＣ層２アドレスと、単一のＩＰ層３アドレスを結
果として得られる仮想リンクに割り当てられることがで
きなければならない。このようなシステムは単一のトラ
ンクへ、任意の数の物理リンクをグループ化できなけれ
ばならない。結果として得られるシステムはネットワー
ク・システムを簡単に再構成する点で、アドミニストレ
ータに融通性を与えなければならない。
クにおいて、複数の物理リンクを単一の論理リンクまた
は仮想リンクに論理的にまとめることを可能とする柔軟
で、動的な方法が必要である。このようなシステムにお
いては、システム・アドミニストレータが単一のＬＬＣ
／ＭＡＣ層２アドレスと、単一のＩＰ層３アドレスを結
果として得られる仮想リンクに割り当てられることがで
きなければならない。このようなシステムは単一のトラ
ンクへ、任意の数の物理リンクをグループ化できなけれ
ばならない。結果として得られるシステムはネットワー
ク・システムを簡単に再構成する点で、アドミニストレ
ータに融通性を与えなければならない。
【００３６】このような再構成機能は負荷平衡およびネ
ットワーク・システム・スループットの維持を改善する
はずであり、また使用された物理リンクを通るデータ・
フローの妨害または障害があった場合に、異なる物理リ
ンクへのデータ・フロー・トラフィックの柔軟な再割当
てを可能とするはずである。さらに、このようなシステ
ムは２つの通信ポイントの間のネットワークによって搬
送されるデータ・パケットのフロー・シーケンスを論理
的に保存しなければならない。さらに、以前障害を起こ
した物理リンクが再度利用できるようになった場合に
は、システムがこのようなリンクを使用して、ネットワ
ーク・トランクでのデータ・フロー負荷の共用を助ける
ものでなければならない。
ットワーク・システム・スループットの維持を改善する
はずであり、また使用された物理リンクを通るデータ・
フローの妨害または障害があった場合に、異なる物理リ
ンクへのデータ・フロー・トラフィックの柔軟な再割当
てを可能とするはずである。さらに、このようなシステ
ムは２つの通信ポイントの間のネットワークによって搬
送されるデータ・パケットのフロー・シーケンスを論理
的に保存しなければならない。さらに、以前障害を起こ
した物理リンクが再度利用できるようになった場合に
は、システムがこのようなリンクを使用して、ネットワ
ーク・トランクでのデータ・フロー負荷の共用を助ける
ものでなければならない。
【００３７】本発明はイーサネット互換ネットワーク・
システムで使用されるそのような方法を提供する。
システムで使用されるそのような方法を提供する。
【００３８】
【課題を解決するための手段】イーサネット互換ネット
ワークにおいて、サーバおよびホストは複数の別々のワ
イヤ（または、リンク）を担持しているケーブル（また
は、同等物）を使用して、ＤＴＥ、たとえば交換機へ接
続されている。規則セットを使用して、任意の数の複数
のリンク（または、サーバ・コネクタ）が、単一の論理
（または、仮想）リンクとして高位のネットワーク層を
表すことができるようにトランク化される。このような
仮想リンクには、複数の別々な物理リンクが含まれ、表
示されることにかかわりなく、１つのＭＡＣアドレスお
よび１つのＩＰアドレスが割り当てられる。（これは各
コネクタまたはリンクが専用のＩＰアドレスを必要とす
る従来技術の技法と対照的なものである。）
ワークにおいて、サーバおよびホストは複数の別々のワ
イヤ（または、リンク）を担持しているケーブル（また
は、同等物）を使用して、ＤＴＥ、たとえば交換機へ接
続されている。規則セットを使用して、任意の数の複数
のリンク（または、サーバ・コネクタ）が、単一の論理
（または、仮想）リンクとして高位のネットワーク層を
表すことができるようにトランク化される。このような
仮想リンクには、複数の別々な物理リンクが含まれ、表
示されることにかかわりなく、１つのＭＡＣアドレスお
よび１つのＩＰアドレスが割り当てられる。（これは各
コネクタまたはリンクが専用のＩＰアドレスを必要とす
る従来技術の技法と対照的なものである。）
【００３９】仮想リンクにより、ネットワーク・システ
ム・アドミニストレーションが単調な再アドレス指定タ
スクにかかわることなく、機器の位置を柔軟かつ動的に
再割り当てすることが可能となる。恐らくはリンクの喪
失による機器の移動は簡単に対処され、移動後に異なる
物理リンクが使用されても、移動した機器が同一の仮想
ネットワーク内に論理的にとどまる。この柔軟性は、ケ
ーブル内の別々の各リンクが専用化されており、それ自
体のＭＡＣアドレスおよびＩＰアドレスによって構成し
なければならない従来技術と対照的なものである。
ム・アドミニストレーションが単調な再アドレス指定タ
スクにかかわることなく、機器の位置を柔軟かつ動的に
再割り当てすることが可能となる。恐らくはリンクの喪
失による機器の移動は簡単に対処され、移動後に異なる
物理リンクが使用されても、移動した機器が同一の仮想
ネットワーク内に論理的にとどまる。この柔軟性は、ケ
ーブル内の別々の各リンクが専用化されており、それ自
体のＭＡＣアドレスおよびＩＰアドレスによって構成し
なければならない従来技術と対照的なものである。
【００４０】本発明はＮ本の離散物理情報チャネルを論
理的に表し、単一の仮想情報チャネルが単一の物理ＭＡ
Ｃアドレスを持っているので、各々が一意の物理アドレ
スを持っている。トランク化擬似ドライバ・ソフトウェ
ア層が、イーサネット互換ネットワーク・モデルのサー
バ側のみのＩＰ（または、ネットワーク）層と物理層の
デバイス・ドライバ部分との間に導入される。クライア
ントないし受信側は変更されない。サーバからパケット
を複数の物理リンク上で伝送する際に、負荷の分配はサ
ーバ内のデバイス・ドライバ・コードをトランク化する
ことによって処理される。擬似ドライバ・コード・アル
ゴリズムは、物理リンクが横切っている２つの通信端部
の間で論理フローの順序を保存するために、伝送された
パケットを確実に分配する。物理リンクの障害は、トラ
フィックを存続しているリンクに再割り当てし、リンク
がサービスに復帰したときに、パケット負荷の少なくと
も一部を随行したリンクへ送ることによって対処され
る。
理的に表し、単一の仮想情報チャネルが単一の物理ＭＡ
Ｃアドレスを持っているので、各々が一意の物理アドレ
スを持っている。トランク化擬似ドライバ・ソフトウェ
ア層が、イーサネット互換ネットワーク・モデルのサー
バ側のみのＩＰ（または、ネットワーク）層と物理層の
デバイス・ドライバ部分との間に導入される。クライア
ントないし受信側は変更されない。サーバからパケット
を複数の物理リンク上で伝送する際に、負荷の分配はサ
ーバ内のデバイス・ドライバ・コードをトランク化する
ことによって処理される。擬似ドライバ・コード・アル
ゴリズムは、物理リンクが横切っている２つの通信端部
の間で論理フローの順序を保存するために、伝送された
パケットを確実に分配する。物理リンクの障害は、トラ
フィックを存続しているリンクに再割り当てし、リンク
がサービスに復帰したときに、パケット負荷の少なくと
も一部を随行したリンクへ送ることによって対処され
る。
【００４１】本発明はどのパケット・アドレス情報を送
るかを決定する際に、他の場合に層３および層２に利用
できるのと同じ情報を使用する。ただし、従来技術の技
法が層３と層２の間の垂直マッピング・リンクに依存し
ているのに対し、本発明は従来のマップテーブル情報、
それ自体のソースＭＡＣアドレス、および層３をポイン
トするパケットＩＤを使用して宛先ＭＡＣアドレスを構
築する。レベル３−レベル２通信において、本発明は複
数のレベル２リンクをレベル３に対し、単一の仮想リン
クないしデバイスであるかのように見せるようにする。
各下位レベルあたり１つの、複数レベルのＩＰレベルの
３つのアドレスではなく、本発明のＩＰレベルの３層は
単一の仮想ないし論理デバイスを調べる。
るかを決定する際に、他の場合に層３および層２に利用
できるのと同じ情報を使用する。ただし、従来技術の技
法が層３と層２の間の垂直マッピング・リンクに依存し
ているのに対し、本発明は従来のマップテーブル情報、
それ自体のソースＭＡＣアドレス、および層３をポイン
トするパケットＩＤを使用して宛先ＭＡＣアドレスを構
築する。レベル３−レベル２通信において、本発明は複
数のレベル２リンクをレベル３に対し、単一の仮想リン
クないしデバイスであるかのように見せるようにする。
各下位レベルあたり１つの、複数レベルのＩＰレベルの
３つのアドレスではなく、本発明のＩＰレベルの３層は
単一の仮想ないし論理デバイスを調べる。
【００４２】本発明はホスト層２を変更して、拡張され
た構成機能を有するソフトウェアで実施されたドライバ
を作り出す。デバイス・ドライバはパケットに、各リン
クに対応したデバイスを指定するトランクレベルＩＤを
含むアドレス情報を発行する。この情報は受信側でロー
カルに使用される。受信側へ搬送される情報パケットは
他の場合と異なっていないため、受信側はそれがトラン
ク化されたリンクと通信していることを認識しない。
た構成機能を有するソフトウェアで実施されたドライバ
を作り出す。デバイス・ドライバはパケットに、各リン
クに対応したデバイスを指定するトランクレベルＩＤを
含むアドレス情報を発行する。この情報は受信側でロー
カルに使用される。受信側へ搬送される情報パケットは
他の場合と異なっていないため、受信側はそれがトラン
ク化されたリンクと通信していることを認識しない。
【００４３】本発明はトランクが任意の数のセグメント
を有しており、その各々が同一の全２重方式動作物理層
およびメディア・アクセス性形相の特性を有しており、
その各々が共用発信下および宛先を他のトランク・セグ
メントと共用しているものと想定する。所与のトランク
セグメントを横切ってトランスポートされる情報パケッ
トの一時的な配列は、ネットワーク全体にわたって保存
され、ブロードキャストまたはマルチキャスト・パケッ
トはエコーされたり、送り返されたりしない。負荷平衡
は宛先ＭＡＣアドレスをハッシュし、パケットがアドレ
ス指定され、送られる適切な物理リンクを選択すること
によって、促進される。
を有しており、その各々が同一の全２重方式動作物理層
およびメディア・アクセス性形相の特性を有しており、
その各々が共用発信下および宛先を他のトランク・セグ
メントと共用しているものと想定する。所与のトランク
セグメントを横切ってトランスポートされる情報パケッ
トの一時的な配列は、ネットワーク全体にわたって保存
され、ブロードキャストまたはマルチキャスト・パケッ
トはエコーされたり、送り返されたりしない。負荷平衡
は宛先ＭＡＣアドレスをハッシュし、パケットがアドレ
ス指定され、送られる適切な物理リンクを選択すること
によって、促進される。
【００４４】
【発明の実施の形態】本発明の他の特徴および利点は、
添付図面に関連して好ましい実施の形態を詳細に記載す
る以下の説明から明らかとなろう。
添付図面に関連して好ましい実施の形態を詳細に記載す
る以下の説明から明らかとなろう。
【００４５】本発明はネットワーク・システム・アドミ
ニストレーションを単純化し、新しい形態のトランク化
を用いることによって、金銭的またはパフォーマンス上
のコストを大幅に増加させることなくシステム帯域幅を
向上させられる。トランク化は複数の並列物理リンクを
１本の論理（または、仮想）チャネルに組合せる機能と
定義される。本発明で使用する場合、トランクは物理リ
ンク（たとえば、媒体２０）が共通送信元および共通宛
先を共用することに限定される。さらに、このようなト
ランクにおいて、リンク（または、トランク「セグメン
ト」）の各々は同一の物理層３０およびＬＬＣ／ＭＡＣ
層５０Ａ／Ｂの特性を有することを想定している。
ニストレーションを単純化し、新しい形態のトランク化
を用いることによって、金銭的またはパフォーマンス上
のコストを大幅に増加させることなくシステム帯域幅を
向上させられる。トランク化は複数の並列物理リンクを
１本の論理（または、仮想）チャネルに組合せる機能と
定義される。本発明で使用する場合、トランクは物理リ
ンク（たとえば、媒体２０）が共通送信元および共通宛
先を共用することに限定される。さらに、このようなト
ランクにおいて、リンク（または、トランク「セグメン
ト」）の各々は同一の物理層３０およびＬＬＣ／ＭＡＣ
層５０Ａ／Ｂの特性を有することを想定している。
【００４６】図２Ａないし図２Ｃを再度参照すると、物
理媒体２０は複数の物理リンクまたはセグメント、たと
えばワイヤＡ、Ｂ、Ｃを含んでいる。本発明は図１Ａの
モデルにおける高レベルネットワーク層の観点から、こ
の複数の物理リンクないしセグメントを単一の論理ない
し仮想リンクに見せるように動作する。複数の物理リン
クを単一の仮想リンクとして取り扱う機能はネットワー
ク・システム・アドミニストレーションのタスクを大幅
に単純化し、かつネットワーク帯域幅を柔軟に広げ、維
持することに寄与できるものである。アドミニストレー
ション上、ネットワーク・システムは、リンクが複数の
物理的に別々なケーブルないしセグメントを含んでいて
も、１つの論理（ないし、仮想）リンクに対して単一の
ＩＰアドレスおよび単一のイーサネット・アドレスを使
用することができる。
理媒体２０は複数の物理リンクまたはセグメント、たと
えばワイヤＡ、Ｂ、Ｃを含んでいる。本発明は図１Ａの
モデルにおける高レベルネットワーク層の観点から、こ
の複数の物理リンクないしセグメントを単一の論理ない
し仮想リンクに見せるように動作する。複数の物理リン
クを単一の仮想リンクとして取り扱う機能はネットワー
ク・システム・アドミニストレーションのタスクを大幅
に単純化し、かつネットワーク帯域幅を柔軟に広げ、維
持することに寄与できるものである。アドミニストレー
ション上、ネットワーク・システムは、リンクが複数の
物理的に別々なケーブルないしセグメントを含んでいて
も、１つの論理（ないし、仮想）リンクに対して単一の
ＩＰアドレスおよび単一のイーサネット・アドレスを使
用することができる。
【００４７】本発明によれば、トランク化されたネット
ワーク・オペレーティング・システムにおいて、リンク
には単一の識別（ＩＤ）アドレスおよび単一のＭＡＣ層
アドレスが割り当てられる（または、関連付けられ
る）。希望する結果の１つは複数の別々のリンクを構成
する物理ケーブル（または、同等物）が、高位のネット
ワーク・システム・レベルに対して、１つの仮想ないし
論理エンティティ、すなわちＩＰ層６０が単一のＩＰ名
を割り当てることのできるエンティティとして見えるこ
とである。
ワーク・オペレーティング・システムにおいて、リンク
には単一の識別（ＩＤ）アドレスおよび単一のＭＡＣ層
アドレスが割り当てられる（または、関連付けられ
る）。希望する結果の１つは複数の別々のリンクを構成
する物理ケーブル（または、同等物）が、高位のネット
ワーク・システム・レベルに対して、１つの仮想ないし
論理エンティティ、すなわちＩＰ層６０が単一のＩＰ名
を割り当てることのできるエンティティとして見えるこ
とである。
【００４８】このような仮想リンク参照の利点の１つ
は、高い有効ネットワーク帯域幅容量を柔軟に実現でき
ることである。たとえば、１０本の１０Ｍｂｐｓリンク
を備えているネットワーク・システムにおいて、１０本
のリンクの論理的グループ化は１００Ｍｂｐｓのスルー
プットを生じる。ネットワーク・システム・アドミニス
トレータの観点からの重要度は低いが、本発明によって
与えられるアドレス指定の利点は、システム再構成をき
わめて柔軟なものとする。
は、高い有効ネットワーク帯域幅容量を柔軟に実現でき
ることである。たとえば、１０本の１０Ｍｂｐｓリンク
を備えているネットワーク・システムにおいて、１０本
のリンクの論理的グループ化は１００Ｍｂｐｓのスルー
プットを生じる。ネットワーク・システム・アドミニス
トレータの観点からの重要度は低いが、本発明によって
与えられるアドレス指定の利点は、システム再構成をき
わめて柔軟なものとする。
【００４９】本発明を実施する際に、トランクの各端に
ある機器が順守しなければならない規則セットを定義す
る。これらの規則はトランクの各端部が規則に従わなけ
ればならないという点で対称的なものである。さらに、
規則はＤＴＥ、あらゆる範疇のコンピュータなどを含む
端部ステーションに適用され、またネットワーク・イン
フラストラクチャ構成要素（たとえば、具体的には交換
機）に適用される。規則は以下の通りである。 １．トランクは任意の数のセグメントを有することがで
きるが、すべてのセグメントは同一の物理層およびメデ
ィア・アクセス制御層の特性を有していなければならな
い。 ２．各トランク・セグメントは共通送信元および共通宛
先を他のトランク・セグメントと共用しなければならな
い。 ３．所与のトランク・セグメントを通してトランスポー
トされる情報パケットの一時的配列を、ビット・エラー
によるロスのみを条件として、ネットワーク全体で保存
しなければならない。 ４．トランクの異なるセグメントと通じてトランスポー
トされるパケットの一時的配列を想定することができな
い。 ５．パケット（ブロードキャスト・パケットおよびマル
チキャスト・パケットを含む）を、トランク・セグメン
トを横切って反復したり、複写してはならない。 ６．トランク・セグメントを通じて伝送されるブロード
キャスト・パケットおよびマルチキャスト・パケットを
他のトランク・セグメント上で送信側へエコーまたはル
ープバックしてはならない。 ７．規則は各セグメントに対する物理層およびメディア
・アクセス制御層において全２重方式動作を行うモデル
に基づくものであり、ＣＳＭＡ／ＣＤを使用する半２重
方式動作はサポートされていないし、望まれるものでも
ない。 ８．トランク端部ステーションは単一の４８ビットＩＥ
ＥＥ ＭＡＣアドレスをすべてのトランク・セグメント
に関連付ける。 ９．セグメント間の完全な負荷平衡を行うことができ
ず、各トランク端部は上記の規則すべてを条件として、
できる限りセグメント間で負荷を平衡させようとする。
ある機器が順守しなければならない規則セットを定義す
る。これらの規則はトランクの各端部が規則に従わなけ
ればならないという点で対称的なものである。さらに、
規則はＤＴＥ、あらゆる範疇のコンピュータなどを含む
端部ステーションに適用され、またネットワーク・イン
フラストラクチャ構成要素（たとえば、具体的には交換
機）に適用される。規則は以下の通りである。 １．トランクは任意の数のセグメントを有することがで
きるが、すべてのセグメントは同一の物理層およびメデ
ィア・アクセス制御層の特性を有していなければならな
い。 ２．各トランク・セグメントは共通送信元および共通宛
先を他のトランク・セグメントと共用しなければならな
い。 ３．所与のトランク・セグメントを通してトランスポー
トされる情報パケットの一時的配列を、ビット・エラー
によるロスのみを条件として、ネットワーク全体で保存
しなければならない。 ４．トランクの異なるセグメントと通じてトランスポー
トされるパケットの一時的配列を想定することができな
い。 ５．パケット（ブロードキャスト・パケットおよびマル
チキャスト・パケットを含む）を、トランク・セグメン
トを横切って反復したり、複写してはならない。 ６．トランク・セグメントを通じて伝送されるブロード
キャスト・パケットおよびマルチキャスト・パケットを
他のトランク・セグメント上で送信側へエコーまたはル
ープバックしてはならない。 ７．規則は各セグメントに対する物理層およびメディア
・アクセス制御層において全２重方式動作を行うモデル
に基づくものであり、ＣＳＭＡ／ＣＤを使用する半２重
方式動作はサポートされていないし、望まれるものでも
ない。 ８．トランク端部ステーションは単一の４８ビットＩＥ
ＥＥ ＭＡＣアドレスをすべてのトランク・セグメント
に関連付ける。 ９．セグメント間の完全な負荷平衡を行うことができ
ず、各トランク端部は上記の規則すべてを条件として、
できる限りセグメント間で負荷を平衡させようとする。
【００５０】上記の規則はそれ自体がトランク構成、設
定、管理、または保守、アドレス障害検出または回復を
対象とするものではない。本発明は特定のトランク・セ
グメントが障害を起こした場合に、物理層が何らかの指
示を与えることを想定している。さらに、本発明は各ト
ランク端部がどのような状況が物理層によって与えられ
るかを監視し、適切な処置を行うことを想定している。
実用上、構成および設定は各インプリメンテーション固
有の手動操作によって行われるが、非手動操作を使用す
ることもできる。
定、管理、または保守、アドレス障害検出または回復を
対象とするものではない。本発明は特定のトランク・セ
グメントが障害を起こした場合に、物理層が何らかの指
示を与えることを想定している。さらに、本発明は各ト
ランク端部がどのような状況が物理層によって与えられ
るかを監視し、適切な処置を行うことを想定している。
実用上、構成および設定は各インプリメンテーション固
有の手動操作によって行われるが、非手動操作を使用す
ることもできる。
【００５１】サーバの観点から、本発明はデータがどの
ように送られるかを制御するものであるが、データがど
のように着信するかを制御するものではない。さらに、
サーバは論理リンクに対するデバイス・ドライバ・レベ
ルでクライアントＩＤの割当てを行うものであるが、本
発明が使用される交換機（または、その他の）機構は関
与するリンケージが仮想的なものであることを理解しな
ければならない。それ故、この機構は、集合した単一の
リンクであると思われるとしても、リンクが論理リンク
であり、１０個の交換機極に結合された１０本のワイヤ
を含んでいることがあることを認識すべきである。それ
故、交換機またはその他の機構はサーバからのトラフィ
ックを機構へどのように分配するか、好ましくはこれら
の各種のリンクの間に均等に分配することを知っていな
ければならない。通常、交換機およびその他のＤＴＥ機
構はマイクロプロセッサで制御されており、１組の機構
指定ポートを単一の論理リンクとして簡単に構成できる
ようになっている。
ように送られるかを制御するものであるが、データがど
のように着信するかを制御するものではない。さらに、
サーバは論理リンクに対するデバイス・ドライバ・レベ
ルでクライアントＩＤの割当てを行うものであるが、本
発明が使用される交換機（または、その他の）機構は関
与するリンケージが仮想的なものであることを理解しな
ければならない。それ故、この機構は、集合した単一の
リンクであると思われるとしても、リンクが論理リンク
であり、１０個の交換機極に結合された１０本のワイヤ
を含んでいることがあることを認識すべきである。それ
故、交換機またはその他の機構はサーバからのトラフィ
ックを機構へどのように分配するか、好ましくはこれら
の各種のリンクの間に均等に分配することを知っていな
ければならない。通常、交換機およびその他のＤＴＥ機
構はマイクロプロセッサで制御されており、１組の機構
指定ポートを単一の論理リンクとして簡単に構成できる
ようになっている。
【００５２】トランク化モデルの重要な目標は、複数セ
グメント・トラックであっても、サーバのプロトコル・
スタックの観点から、単一の広帯域幅インタフェースに
見えるようにすることである。さらに、トランクを介し
てサーバと通信を行うすべてのクライアントは、サーバ
の同一性について、たとえばＭＡＣおよびインターネッ
ト・プロトコルないしＩＰホスト・アドレスについて一
貫したビューを有していなければならない。本出願人は
クライアント内のアドレス・プロトコル（ＡＲＰ）テー
ブルを管理することによって負荷平衡を達成する試みを
回避した。このような手法は、サーバが放出しなければ
ならないＡＲＰフレームが多すぎ、またサーバＡＲＰの
インプリメンテーションを機能性の点でかなり増強しな
ければならないため、望ましいものではない。
グメント・トラックであっても、サーバのプロトコル・
スタックの観点から、単一の広帯域幅インタフェースに
見えるようにすることである。さらに、トランクを介し
てサーバと通信を行うすべてのクライアントは、サーバ
の同一性について、たとえばＭＡＣおよびインターネッ
ト・プロトコルないしＩＰホスト・アドレスについて一
貫したビューを有していなければならない。本出願人は
クライアント内のアドレス・プロトコル（ＡＲＰ）テー
ブルを管理することによって負荷平衡を達成する試みを
回避した。このような手法は、サーバが放出しなければ
ならないＡＲＰフレームが多すぎ、またサーバＡＲＰの
インプリメンテーションを機能性の点でかなり増強しな
ければならないため、望ましいものではない。
【００５３】上記で列挙した４番目の規則は異なるトラ
ンク・セグメントを通してパケットをトランスポートす
る際の一時的なパケット配列を取ることを排除してい
る。したがって、サーバは一時的な配列を必要とするパ
ケットの任意のシーケンスにおけるすべてのパケットが
トランクの同一のセグメント上を伝送されるようにしな
ければならない。一般に、トランスポート・プロトコル
はパケットが不規則に到着した状況から回復することが
できるが、回復は一般にスループットの大幅な劣化を伴
う。これは不規則なパケットの受信が例外として取り扱
われ、最適化されていないからである。したがって、サ
ーバの負荷平衡機構を第３の規則、すなわちトランクの
所与のセグメントを通じてトランスポートされるパケッ
トの一時的な配列を、ビット・エラーによる損失のみを
条件として、ネットワーク全体にわたって保存しなけれ
ばならないことを利用するように設計しなければならな
い。
ンク・セグメントを通してパケットをトランスポートす
る際の一時的なパケット配列を取ることを排除してい
る。したがって、サーバは一時的な配列を必要とするパ
ケットの任意のシーケンスにおけるすべてのパケットが
トランクの同一のセグメント上を伝送されるようにしな
ければならない。一般に、トランスポート・プロトコル
はパケットが不規則に到着した状況から回復することが
できるが、回復は一般にスループットの大幅な劣化を伴
う。これは不規則なパケットの受信が例外として取り扱
われ、最適化されていないからである。したがって、サ
ーバの負荷平衡機構を第３の規則、すなわちトランクの
所与のセグメントを通じてトランスポートされるパケッ
トの一時的な配列を、ビット・エラーによる損失のみを
条件として、ネットワーク全体にわたって保存しなけれ
ばならないことを利用するように設計しなければならな
い。
【００５４】図３は本発明を実施するのに使用される、
全２重方式交換環境のイーサネット互換ネットワークの
図１に示すモデルの下位レベルに対する比較的わずかな
改変形を示している。関連する変更が第３のモデル層、
すなわちＩＰないしネットワーク層６０の下で行われて
いることに留意されたい。具体的にいうと、トランク化
擬似ドライバ層１５０がＩＰ層２０の下で、ＬＬＣ／Ｍ
ＡＣ層５０Ａ／Ｂの上に導入される。基礎となるネット
ワーク・モデルに対してわずかな変更が行われるだけで
あるため、得られるネットワークは完全にＩＥＥＥ８０
２互換のものとなる。
全２重方式交換環境のイーサネット互換ネットワークの
図１に示すモデルの下位レベルに対する比較的わずかな
改変形を示している。関連する変更が第３のモデル層、
すなわちＩＰないしネットワーク層６０の下で行われて
いることに留意されたい。具体的にいうと、トランク化
擬似ドライバ層１５０がＩＰ層２０の下で、ＬＬＣ／Ｍ
ＡＣ層５０Ａ／Ｂの上に導入される。基礎となるネット
ワーク・モデルに対してわずかな変更が行われるだけで
あるため、得られるネットワークは完全にＩＥＥＥ８０
２互換のものとなる。
【００５５】図３のトランク化サーバ・インタフェース
において、擬似ドライバ層１５０は送信路におけるデマ
ルチプレクサおよび受信路におけるマルチプレクサとし
て機能する。一時的な配列に関して上記で列挙した規則
を満足させるために、擬似ドライバは特定のトランスポ
ート層データグラムに関連付けられたパケットがすべて
同じネットワーク・デバイス送信待ち行列に待ち行列化
しようと試みる。この想定はデータグラム内での配列が
十分であり、データグラム間の配列が不必要であるとい
うことに基づいて行われている。
において、擬似ドライバ層１５０は送信路におけるデマ
ルチプレクサおよび受信路におけるマルチプレクサとし
て機能する。一時的な配列に関して上記で列挙した規則
を満足させるために、擬似ドライバは特定のトランスポ
ート層データグラムに関連付けられたパケットがすべて
同じネットワーク・デバイス送信待ち行列に待ち行列化
しようと試みる。この想定はデータグラム内での配列が
十分であり、データグラム間の配列が不必要であるとい
うことに基づいて行われている。
【００５６】図４Ａは図３によって示唆された改変の効
果を示すものであり、従来の改変されていないＩＰ層
３、すなわちＬＬＣ／ＭＡＣ層２インタフェースを示す
図４Ｂと対称的なものである。図４Ａおよび図４Ｂにお
いて、最終的に、Ａ、Ｂ、Ｃ、．．．Ｎで示されている
複数のクライアント（または、同等物）が、その層３−
層２が示されているサーバによってサービスを受ける。
しかしながら、サーバ側のみで層２−層３インタフェー
スを若干改変することにより、本発明は各クライアント
Ａ、Ｂ、．．．Ｎがここではｎｉｄ１で示されている単
一のＩＰ（または、イーサネット）レベル・アドレスを
介してＩＰ層３を参照した単一のサブネットに属すこと
ができるようにするため有利である。要約すると、本発
明はＭＡＣアドレス情報を発信パケットに含めることに
よってピア・ツー・ピアでレベル２で動作する。これと
は対照的に、従来技術のアドレス指定は各物理リンクが
ネットワークＩＤアドレスに専用とされているため、垂
直なレベル３ＡＲＰテーブル−層２変換を必要とする。
果を示すものであり、従来の改変されていないＩＰ層
３、すなわちＬＬＣ／ＭＡＣ層２インタフェースを示す
図４Ｂと対称的なものである。図４Ａおよび図４Ｂにお
いて、最終的に、Ａ、Ｂ、Ｃ、．．．Ｎで示されている
複数のクライアント（または、同等物）が、その層３−
層２が示されているサーバによってサービスを受ける。
しかしながら、サーバ側のみで層２−層３インタフェー
スを若干改変することにより、本発明は各クライアント
Ａ、Ｂ、．．．Ｎがここではｎｉｄ１で示されている単
一のＩＰ（または、イーサネット）レベル・アドレスを
介してＩＰ層３を参照した単一のサブネットに属すこと
ができるようにするため有利である。要約すると、本発
明はＭＡＣアドレス情報を発信パケットに含めることに
よってピア・ツー・ピアでレベル２で動作する。これと
は対照的に、従来技術のアドレス指定は各物理リンクが
ネットワークＩＤアドレスに専用とされているため、垂
直なレベル３ＡＲＰテーブル−層２変換を必要とする。
【００５７】図４Ａのクライアントに関連付けられてい
るオペレーティング・システムに対して、Ｎ個の別々の
システム・コネクタまたはケーブルは単一の論理リンク
に見えるようになる。アドミニストレーション上、図４
Ａのサーバに結合されたＮ個の機器を柔軟にリンクし
て、高いシステム帯域幅を向上させることができる。た
とえば、Ｎ個の１０Ｍビット／秒のリンクがある場合、
これらを論理的にグループ化して、Ｎ×１０Ｍビット／
秒のシステムを表すことができる。機器の再配置、たと
えばＤＴＥの図４Ａの「位置Ａ」から「位置Ｃ」への移
動、あるいは通常使用されていた物理リンクがダウンし
た場合であっても、位置ＣにおけるＤＴＥがデータを受
信できるようにすることに関して、システム・アドミニ
ストレーションが特に単純となる。
るオペレーティング・システムに対して、Ｎ個の別々の
システム・コネクタまたはケーブルは単一の論理リンク
に見えるようになる。アドミニストレーション上、図４
Ａのサーバに結合されたＮ個の機器を柔軟にリンクし
て、高いシステム帯域幅を向上させることができる。た
とえば、Ｎ個の１０Ｍビット／秒のリンクがある場合、
これらを論理的にグループ化して、Ｎ×１０Ｍビット／
秒のシステムを表すことができる。機器の再配置、たと
えばＤＴＥの図４Ａの「位置Ａ」から「位置Ｃ」への移
動、あるいは通常使用されていた物理リンクがダウンし
た場合であっても、位置ＣにおけるＤＴＥがデータを受
信できるようにすることに関して、システム・アドミニ
ストレーションが特に単純となる。
【００５８】対照的に、従来技術の図４Ｂにおいて、各
クライアントに対して別々のＩＰ（ないし、イーサネッ
ト）レベル・アドレス、たとえば、デバイスｈｍｅ０を
有しているクライアントＡに対するリンクｎｉｄ０、デ
バイスｈｍｅ２を有しているクライアントＢに対するリ
ンクｎｉｄ２などがあることに留意されたい。（図１Ｂ
も参照。）図４Ｂにおいて、各種のクライアントないし
デバイス（Ａ、Ｂ、．．．Ｎで示す）がレベル２とレベ
ル３の間のインタフェースを参照してＮのサブネットに
グループ化されている。図４Ｂにおいて、Ｎ個のネット
ワーク・レベルＩＤ（ｎｉｄ０、ｎｉｄ１、．．．ｎｉ
ｄＮ）、および各デバイス名が単一の物理リンクを表し
ているＮ個のデバイス名ｈｍｅ０、ｈｍｅ１、．．．ｈ
ｍｅＮがＩＰレベル３層およびＬＬＣ／ＭＡＣレベル２
層に関連付けられていることにも留意されたい。上述し
たように、従来の技術の図４Ｂにおいて、ＩＰ層３は各
物理リンクに対して別々のネットワークＩＤアドレスを
認識しなければならない。
クライアントに対して別々のＩＰ（ないし、イーサネッ
ト）レベル・アドレス、たとえば、デバイスｈｍｅ０を
有しているクライアントＡに対するリンクｎｉｄ０、デ
バイスｈｍｅ２を有しているクライアントＢに対するリ
ンクｎｉｄ２などがあることに留意されたい。（図１Ｂ
も参照。）図４Ｂにおいて、各種のクライアントないし
デバイス（Ａ、Ｂ、．．．Ｎで示す）がレベル２とレベ
ル３の間のインタフェースを参照してＮのサブネットに
グループ化されている。図４Ｂにおいて、Ｎ個のネット
ワーク・レベルＩＤ（ｎｉｄ０、ｎｉｄ１、．．．ｎｉ
ｄＮ）、および各デバイス名が単一の物理リンクを表し
ているＮ個のデバイス名ｈｍｅ０、ｈｍｅ１、．．．ｈ
ｍｅＮがＩＰレベル３層およびＬＬＣ／ＭＡＣレベル２
層に関連付けられていることにも留意されたい。上述し
たように、従来の技術の図４Ｂにおいて、ＩＰ層３は各
物理リンクに対して別々のネットワークＩＤアドレスを
認識しなければならない。
【００５９】ここで、本発明によって得られるアドレス
指定の利点を検討する。機構（たとえば、交換機）に着
信するデータのパケットはネットワーク・レベルに宛先
アドレスおよびトランクＩＤアドレスを含むアドレス情
報を搬送する。一般に、宛先アドレスは他のイーサネッ
ト互換ポートが同じ宛先アドレスを絶対に有していない
点で、絶対的に一意のものである。宛先アドレスは長さ
が６バイトであり、送信元アドレスは長さが６バイトで
あり、２バイトは物理リンクがサーバから機構へ搬送す
べきパケットのタイプを識別するのに使用される。本発
明によるトランク化は、パケットが複数の異なるイーサ
ネット・レベルの宛先アドレスを搬送する必要性を回避
する。それ故、本発明によれば、５本の入力リンクを受
信するように結合された交換機は５つの別々の６バイト
の宛先アドレスをリンクの各々に対して必要としない。
指定の利点を検討する。機構（たとえば、交換機）に着
信するデータのパケットはネットワーク・レベルに宛先
アドレスおよびトランクＩＤアドレスを含むアドレス情
報を搬送する。一般に、宛先アドレスは他のイーサネッ
ト互換ポートが同じ宛先アドレスを絶対に有していない
点で、絶対的に一意のものである。宛先アドレスは長さ
が６バイトであり、送信元アドレスは長さが６バイトで
あり、２バイトは物理リンクがサーバから機構へ搬送す
べきパケットのタイプを識別するのに使用される。本発
明によるトランク化は、パケットが複数の異なるイーサ
ネット・レベルの宛先アドレスを搬送する必要性を回避
する。それ故、本発明によれば、５本の入力リンクを受
信するように結合された交換機は５つの別々の６バイト
の宛先アドレスをリンクの各々に対して必要としない。
【００６０】好ましくは６バイトのレベル２宛先アドレ
スを割り当てることに加えて、本発明はレベル３アドレ
スも割り当てる。しかしながら、従来技術が各レベルに
イーサネット・アドレスに対して３つのインターネット
・アドレスを必要とするのに対して（図４Ｂ）、本発明
は単一のレベルにアドレスを備えた複数の物理リンクに
対する単一のレベル３アドレスによって機能する（図４
Ａ）。このようにして、複数のレベルにリンケージ（な
いし、サブリンク）をネットワーク・モデル内の層３以
上の層に対して単一の仮想リンクとして表すことができ
る。ホストないしサーバ側の層２を改変して、強化され
た構成機能によってソフトウェア・デバイス・ドライバ
を含める。改変された層２は擬似デバイス・ドライバ層
に対してコマンドを発行して、各リンクに対応するデバ
イスを指定する。関連するトランクはトランクＩＤによ
りソフトウェア的に識別される。
スを割り当てることに加えて、本発明はレベル３アドレ
スも割り当てる。しかしながら、従来技術が各レベルに
イーサネット・アドレスに対して３つのインターネット
・アドレスを必要とするのに対して（図４Ｂ）、本発明
は単一のレベルにアドレスを備えた複数の物理リンクに
対する単一のレベル３アドレスによって機能する（図４
Ａ）。このようにして、複数のレベルにリンケージ（な
いし、サブリンク）をネットワーク・モデル内の層３以
上の層に対して単一の仮想リンクとして表すことができ
る。ホストないしサーバ側の層２を改変して、強化され
た構成機能によってソフトウェア・デバイス・ドライバ
を含める。改変された層２は擬似デバイス・ドライバ層
に対してコマンドを発行して、各リンクに対応するデバ
イスを指定する。関連するトランクはトランクＩＤによ
りソフトウェア的に識別される。
【００６１】従来技術の図４Ｂを再度参照すると、Ｎ本
のサブリンク（たとえば、Ａ、Ｂ、．．．Ｎ）の各々は
レベル３において異なるサブリンクＩＰアドレスを有し
ている。Ｎ＝５のリンクがある場合には、５つの異なる
レベル３サブリンクＩＰアドレスが必要とされる。ホス
ト・サーバ１０がデータをクライアント１０’（また
は、その他の機器）に送ることを望んでいる場合、サー
バ１０はクライアント１０’が割り当てられている特定
のリンクに対応した適切なＩＰサブリンク・アドレスを
指定する必要がある。それ故、サーバ１０がクライアン
ト１０’を指定するために、ＩＰレベル３のサーバ１０
はホストＩＤおよびネットワークＩＤを有している一意
のＩＰアドレスを指定する。上述したように、ネットワ
ーク・アドミニストレータがネットワークを構成した場
合、クライアント１０’に割り当てられたネットワーク
・レベルＩＤはクライアント１０’に関連付けられたＩ
Ｐレベル・アドレスと同じ物となるが、これは関連付け
られた物理リンクがこのクライアントに拘束されている
からである。対照的に、図４Ａに示すように、層３およ
び２に及ぶ単一の仮想リンクは複数の下位レベルリンク
を表すことができる。
のサブリンク（たとえば、Ａ、Ｂ、．．．Ｎ）の各々は
レベル３において異なるサブリンクＩＰアドレスを有し
ている。Ｎ＝５のリンクがある場合には、５つの異なる
レベル３サブリンクＩＰアドレスが必要とされる。ホス
ト・サーバ１０がデータをクライアント１０’（また
は、その他の機器）に送ることを望んでいる場合、サー
バ１０はクライアント１０’が割り当てられている特定
のリンクに対応した適切なＩＰサブリンク・アドレスを
指定する必要がある。それ故、サーバ１０がクライアン
ト１０’を指定するために、ＩＰレベル３のサーバ１０
はホストＩＤおよびネットワークＩＤを有している一意
のＩＰアドレスを指定する。上述したように、ネットワ
ーク・アドミニストレータがネットワークを構成した場
合、クライアント１０’に割り当てられたネットワーク
・レベルＩＤはクライアント１０’に関連付けられたＩ
Ｐレベル・アドレスと同じ物となるが、これは関連付け
られた物理リンクがこのクライアントに拘束されている
からである。対照的に、図４Ａに示すように、層３およ
び２に及ぶ単一の仮想リンクは複数の下位レベルリンク
を表すことができる。
【００６２】実用上、擬似ドライバを備えたソフトウェ
ア・コードが各パケットのヘッダを調べ、これらを特定
のデータグラムに関連付けようと試みることは困難であ
る。しかしながら、コードを実行するのに十分高速なプ
ロセッサを与えれば、これを実現することができる。各
ネットワーク・インタフェース、たとえばトランクの各
セグメントに関連付けられたＭＡＣ（ないし、ＩＰ）宛
先アドレスの小さいキャッシュを維持することで十分で
あると思われる。このようなキャッシュは、このような
コードを実行するソフトウェア・コードおよびプロセッ
サと同様に、ステーション１０、１０’、１０”など
（図１Ａ参照）のいずれかで維持することができる。
ア・コードが各パケットのヘッダを調べ、これらを特定
のデータグラムに関連付けようと試みることは困難であ
る。しかしながら、コードを実行するのに十分高速なプ
ロセッサを与えれば、これを実現することができる。各
ネットワーク・インタフェース、たとえばトランクの各
セグメントに関連付けられたＭＡＣ（ないし、ＩＰ）宛
先アドレスの小さいキャッシュを維持することで十分で
あると思われる。このようなキャッシュは、このような
コードを実行するソフトウェア・コードおよびプロセッ
サと同様に、ステーション１０、１０’、１０”など
（図１Ａ参照）のいずれかで維持することができる。
【００６３】それ故、ＩＰ層が擬似ドライバにパケット
を渡した場合、擬似ドライバはキャッシュを調べて、最
近、パケットを関連する宛先アドレス（「ＤＡ」）へ送
信したかどうかを判断する。送信している場合、擬似ド
ライバは最後のパケットをＤＡに待ち行列化するのに使
用されたのと同じインタフェースに待ち行列化する。こ
のＤＡへ最近伝送が行われていない場合、擬似ドライバ
はパケットを、最も空の（最もすいている）送信待ち行
列、または次に利用できる待ち行列のいずれかに、たと
えばラウンド・ロビン形態で待ち行列化することができ
る。選択した待ち行列にかかわりなく、擬似ドライバは
待ち行列に対するキャッシュを新しいＤＡによって更新
しなければならない。
を渡した場合、擬似ドライバはキャッシュを調べて、最
近、パケットを関連する宛先アドレス（「ＤＡ」）へ送
信したかどうかを判断する。送信している場合、擬似ド
ライバは最後のパケットをＤＡに待ち行列化するのに使
用されたのと同じインタフェースに待ち行列化する。こ
のＤＡへ最近伝送が行われていない場合、擬似ドライバ
はパケットを、最も空の（最もすいている）送信待ち行
列、または次に利用できる待ち行列のいずれかに、たと
えばラウンド・ロビン形態で待ち行列化することができ
る。選択した待ち行列にかかわりなく、擬似ドライバは
待ち行列に対するキャッシュを新しいＤＡによって更新
しなければならない。
【００６４】ここで、サーバが１つだけのクライアント
と通信する縮退の場合を検討する。本発明もこのクライ
アントに対するすべてのパケットが同じインタフェース
を、それ故、トランクの同じセグメントを通るようにす
る。負荷平衡が達成され、本発明は非縮退の場合の方が
良好に機能する。ＩＰとネットワーク・ドライバの間の
異なるＤＡへのパケットのインターリーブ度が所与のマ
ルチプロセッサ・サーバ内のプロセッサの数と同じ程度
であると想定できることを条件として、パケットの規則
的な送付が確保される。手引きとして、キャッシュの深
さは所与のサーバ内のプロセッサの数の約２倍でなけれ
ばならない。もちろん、キャッシュ深さが大きくなる
と、キャッシュの更新が若干やりやすくなる。実際に
は、最適なキャッシュ深さ値、ならびにキャッシュされ
る層２および層３のアドレスの最適な分配量がある。
と通信する縮退の場合を検討する。本発明もこのクライ
アントに対するすべてのパケットが同じインタフェース
を、それ故、トランクの同じセグメントを通るようにす
る。負荷平衡が達成され、本発明は非縮退の場合の方が
良好に機能する。ＩＰとネットワーク・ドライバの間の
異なるＤＡへのパケットのインターリーブ度が所与のマ
ルチプロセッサ・サーバ内のプロセッサの数と同じ程度
であると想定できることを条件として、パケットの規則
的な送付が確保される。手引きとして、キャッシュの深
さは所与のサーバ内のプロセッサの数の約２倍でなけれ
ばならない。もちろん、キャッシュ深さが大きくなる
と、キャッシュの更新が若干やりやすくなる。実際に
は、最適なキャッシュ深さ値、ならびにキャッシュされ
る層２および層３のアドレスの最適な分配量がある。
【００６５】いくつかの交換機負荷平衡機構を使用し
て、パケットをトランクへ送ることができる。ここで、
次の負荷平衡ガイドラインのセットが交換機サーバ間ト
ランク（たとえば、図２Ａ）、および交換機間トランク
（たとえば、図２Ｂ）に適用できる、交換機などのネッ
トワークＤＴＥの間での負荷平衡を検討する。これらの
ガイドラインは交換機の挙動を従来のブリッジ・ガイド
ラインと一致させることを目的としている。ガイドライ
ンは次の通りである。 １．フレームの不規則化が所与のＭＡＣ送信元と宛先の
間の所与の優先レベルに対して生じてはならない。 ２．フレームの重複が生じてはならない。 ３．負荷平衡はＭＡＣ層上で動作するプロトコルに対し
て透過的でなければならない。
て、パケットをトランクへ送ることができる。ここで、
次の負荷平衡ガイドラインのセットが交換機サーバ間ト
ランク（たとえば、図２Ａ）、および交換機間トランク
（たとえば、図２Ｂ）に適用できる、交換機などのネッ
トワークＤＴＥの間での負荷平衡を検討する。これらの
ガイドラインは交換機の挙動を従来のブリッジ・ガイド
ラインと一致させることを目的としている。ガイドライ
ンは次の通りである。 １．フレームの不規則化が所与のＭＡＣ送信元と宛先の
間の所与の優先レベルに対して生じてはならない。 ２．フレームの重複が生じてはならない。 ３．負荷平衡はＭＡＣ層上で動作するプロトコルに対し
て透過的でなければならない。
【００６６】負荷平衡手法の１つはすべてのトランク・
セグメントの使用状態を等しくすることにより、高速な
リンクをエミュレートすることである。たとえば、対応
する出力待ち行列をセグメントの使用度の尺度として使
用する。リンクがフロー制御を備えていることを条件と
して、出力待ち行列の長さはセグメント利用度に関する
良好な２点間プロキシとなる。フロー制御を行わない場
合、受信待ち行列の他端におけるパケットの損失のた
め、高いセグメント負荷は必ずしも出力待ち行列の状態
を反映しないものとなる。
セグメントの使用状態を等しくすることにより、高速な
リンクをエミュレートすることである。たとえば、対応
する出力待ち行列をセグメントの使用度の尺度として使
用する。リンクがフロー制御を備えていることを条件と
して、出力待ち行列の長さはセグメント利用度に関する
良好な２点間プロキシとなる。フロー制御を行わない場
合、受信待ち行列の他端におけるパケットの損失のた
め、高いセグメント負荷は必ずしも出力待ち行列の状態
を反映しないものとなる。
【００６７】しかしながら、どのセグメントをパケット
ごとに使用するかを決定するためだけに待ち行列の長さ
を使用すると、フレームが不規則化し、上記の最初のガ
イドラインに違反することになる。しかしながら、セグ
メントの判定をパケットの送信元アドレスの関数とし
て、あるいはパケットの到着ポートの関数としてだけ行
った場合、最初のガイドラインは常に満たされる。この
手法はしかしながら、トランクの有効性がトラフィック
送信元の分布によって決まる静的負荷並行機能を与え
る。一方、多数のトラフィック送信元は認容できる一様
な分布を有している結果を生じることとなる。しかし、
他方において、そのマッピング機能がかなりの量のトラ
フィックを同じセグメントへ送り、システムの輻湊を増
進する構成が生じることがある。
ごとに使用するかを決定するためだけに待ち行列の長さ
を使用すると、フレームが不規則化し、上記の最初のガ
イドラインに違反することになる。しかしながら、セグ
メントの判定をパケットの送信元アドレスの関数とし
て、あるいはパケットの到着ポートの関数としてだけ行
った場合、最初のガイドラインは常に満たされる。この
手法はしかしながら、トランクの有効性がトラフィック
送信元の分布によって決まる静的負荷並行機能を与え
る。一方、多数のトラフィック送信元は認容できる一様
な分布を有している結果を生じることとなる。しかし、
他方において、そのマッピング機能がかなりの量のトラ
フィックを同じセグメントへ送り、システムの輻湊を増
進する構成が生じることがある。
【００６８】好ましい手法は動的なマッピング機能を実
現するとともに、フレームの規則性を維持することであ
る。この手法はこの機能の変化が出力待ち行列の遷移時
間よりも遅く生じることを想定している。たとえば、所
与の送信元アドレスに対するマッピングを、送信元アド
レスを有する最初のパケットを調べるときに決定するこ
とができる。結局、送信元アドレスが十分な期間の間見
えなくなった後、マッピングをエージングすることがで
きる。
現するとともに、フレームの規則性を維持することであ
る。この手法はこの機能の変化が出力待ち行列の遷移時
間よりも遅く生じることを想定している。たとえば、所
与の送信元アドレスに対するマッピングを、送信元アド
レスを有する最初のパケットを調べるときに決定するこ
とができる。結局、送信元アドレスが十分な期間の間見
えなくなった後、マッピングをエージングすることがで
きる。
【００６９】マッピング機能は送信元アドレスと着信ポ
ートの両方を考慮して、異常状態の数を少なくすること
が好ましい。たとえば、トラフィックが特定の入力ポー
トによって空間的に左右される場合、送信元アドレスを
考慮することはそのトラフィックを広げるのを助成す
る。逆に、着信ポートを考慮することは、特に２つ以上
のトランクが交換機に存在している場合、少ない数のア
ドレス（たとえば、サーバまたはルータ）によって左右
されるトラフィックを分散できるようにする。
ートの両方を考慮して、異常状態の数を少なくすること
が好ましい。たとえば、トラフィックが特定の入力ポー
トによって空間的に左右される場合、送信元アドレスを
考慮することはそのトラフィックを広げるのを助成す
る。逆に、着信ポートを考慮することは、特に２つ以上
のトランクが交換機に存在している場合、少ない数のア
ドレス（たとえば、サーバまたはルータ）によって左右
されるトラフィックを分散できるようにする。
【００７０】トランク化されたポートのセットを、セグ
メントごとに別々の待ち行列によってこれらが単一のポ
ートであるかのように取り扱い、すべての送信を待ち行
列の１つのみに行うようにして、フレームの重複を防止
する。さらに、ＭＡＣアドレスを認識、フレームのフィ
ルタリング、該当するスパニング・ツリー・プロトコル
の実行などのその他のＩＥＥＥ８０２．１（ｄ）の機能
に対しても、トランク化ポートをこれらが単一のポート
であるかのように取り扱う。
メントごとに別々の待ち行列によってこれらが単一のポ
ートであるかのように取り扱い、すべての送信を待ち行
列の１つのみに行うようにして、フレームの重複を防止
する。さらに、ＭＡＣアドレスを認識、フレームのフィ
ルタリング、該当するスパニング・ツリー・プロトコル
の実行などのその他のＩＥＥＥ８０２．１（ｄ）の機能
に対しても、トランク化ポートをこれらが単一のポート
であるかのように取り扱う。
【００７１】上記の説明はＭＡＣ層情報を使用した負荷
平衡を中心としたものであった。ネットワーク交換機が
高位レベルのプロトコル情報を順守して、負荷平衡の判
断をよりよくすることもできるが、第３の規則（プロト
コルの透過性に関する）を守ることが条件となる。透過
性とは、プロトコルが交換機の負荷平衡機能を意識せ
ず、これと明示的に協働しないことをいう。さらに、交
換機によってサポートも、理解もされていないプロトコ
ルに対するコネクティビティも保証しなければならな
い。
平衡を中心としたものであった。ネットワーク交換機が
高位レベルのプロトコル情報を順守して、負荷平衡の判
断をよりよくすることもできるが、第３の規則（プロト
コルの透過性に関する）を守ることが条件となる。透過
性とは、プロトコルが交換機の負荷平衡機能を意識せ
ず、これと明示的に協働しないことをいう。さらに、交
換機によってサポートも、理解もされていないプロトコ
ルに対するコネクティビティも保証しなければならな
い。
【００７２】パケットごとに層３のヘッダを調べる交換
機に対する高位レベルの情報に基づいて、負荷平衡を実
施するのが通常のやり方である。たとえば、ＶＬＡＮ構
成において、交換機は層３のヘッダを１回調べ、パケッ
ト処理に対応する層２の情報を使用することができる。
ただし、本出願人はこのような手法の潜在的な負荷平衡
パフォーマンスを完全には検討していない。
機に対する高位レベルの情報に基づいて、負荷平衡を実
施するのが通常のやり方である。たとえば、ＶＬＡＮ構
成において、交換機は層３のヘッダを１回調べ、パケッ
ト処理に対応する層２の情報を使用することができる。
ただし、本出願人はこのような手法の潜在的な負荷平衡
パフォーマンスを完全には検討していない。
【００７３】上記の説明はセグメントの間での均等な平
衡を向上させるマッピング機能を与えることを対象とし
たものであるが、マッピング機能の対象を他のものとす
ることもできる。たとえば、マッピング機能は優先順位
に従い、あるいはトラフィックが帯域幅で管理されてい
るかどうかに従い、あるいは最善の条件に従ってトラフ
ィックを分離することができる。優先順位ベースの手法
は、さまざまの優先順位の間でのパケットの順序を保存
する必要がないため、上記の最初の規則（フレームの不
規則化がない）によってサポートされる。ＶＬＡＮタグ
を使用している場合と同様、優先順位情報がＭＡＣレベ
ルで十分に定義されている場合、優先順位ベースの手法
はきわめて直接的なものとなる。
衡を向上させるマッピング機能を与えることを対象とし
たものであるが、マッピング機能の対象を他のものとす
ることもできる。たとえば、マッピング機能は優先順位
に従い、あるいはトラフィックが帯域幅で管理されてい
るかどうかに従い、あるいは最善の条件に従ってトラフ
ィックを分離することができる。優先順位ベースの手法
は、さまざまの優先順位の間でのパケットの順序を保存
する必要がないため、上記の最初の規則（フレームの不
規則化がない）によってサポートされる。ＶＬＡＮタグ
を使用している場合と同様、優先順位情報がＭＡＣレベ
ルで十分に定義されている場合、優先順位ベースの手法
はきわめて直接的なものとなる。
【００７４】上記の説明から、交換機またはその他の機
器の挙動が概念上、単純な規則の組によって左右される
ことがわかる。特定の交換機アーキテクチャを考慮した
が、特定のサーバの負荷平衡挙動と無関係に本発明を実
施することができる。
器の挙動が概念上、単純な規則の組によって左右される
ことがわかる。特定の交換機アーキテクチャを考慮した
が、特定のサーバの負荷平衡挙動と無関係に本発明を実
施することができる。
【００７５】イーサネット互換ネットワークのサーバ側
の層２レベル内で、本発明を実施することをここで検討
する。以下の説明において、「ｈｍｅ」という用語は図
３および図４Ａに示すトランク化擬似ドライバ層１５０
に含まれているもののようなデバイス・ドライバを指す
ものとする。好ましい実施の形態において、ｈｍｅデバ
イスは、Ｓｕｎ Ｍｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓ，Ｉｎｃ．
が開発している多くのシステムを含む、いくつかのハー
ドウェア・プラットフォームに１０／１００Ｍｂｐｓの
イーサネット互換インタフェースを備えている。これら
の各種のプラットフォームにおけるｈｍｅデバイスは同
じｈｍｅデバイス・ドライバ・バイナリによって制御さ
れるのが好ましい。ｈｍｅデバイス・ドライバおよびト
ランク化についての説明を行うとともに、トランクに必
要とされるこのようなアーキテクチャ上の変更およびｈ
ｍｅドライバ・ソフトウェアの変更を複数のｈｍｅデバ
イスと共に説明する。
の層２レベル内で、本発明を実施することをここで検討
する。以下の説明において、「ｈｍｅ」という用語は図
３および図４Ａに示すトランク化擬似ドライバ層１５０
に含まれているもののようなデバイス・ドライバを指す
ものとする。好ましい実施の形態において、ｈｍｅデバ
イスは、Ｓｕｎ Ｍｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓ，Ｉｎｃ．
が開発している多くのシステムを含む、いくつかのハー
ドウェア・プラットフォームに１０／１００Ｍｂｐｓの
イーサネット互換インタフェースを備えている。これら
の各種のプラットフォームにおけるｈｍｅデバイスは同
じｈｍｅデバイス・ドライバ・バイナリによって制御さ
れるのが好ましい。ｈｍｅデバイス・ドライバおよびト
ランク化についての説明を行うとともに、トランクに必
要とされるこのようなアーキテクチャ上の変更およびｈ
ｍｅドライバ・ソフトウェアの変更を複数のｈｍｅデバ
イスと共に説明する。
【００７６】大まかにいって、ｈｍｅデバイス・ドライ
バはデータ・リンク・プロバイダ・インタフェース
（「ＤＬＰＩ」）インタフェースを備えた２．ｘ Ｓｏ
ｌａｒｉｓ ＳＴＲＥＡＭＳベースのドライバであるこ
とが好ましい。好ましい実施の形態において、このドラ
イバはＳｕｎ ＭｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓのＳバス・タ
イプ・プラットフォームに対するファスト・イーサネッ
ト・パラレル・ポートＳＣＳＩ（［ＦＥＰＳ］）ＡＳＩ
Ｃに基づき、またＰＣＩプラットフォームに対するＳｕ
ｎ ＭｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓのＣｈｅｅｒｉｏクラス
のＡＳＩＣに基づいてネットワーク・インタフェースを
制御して、ＭＡＣ機能およびメディア・インデペンデン
ト・インタフェース（「ＭＩＩ」）トランシーバを確保
する。ドライバはｎｄｄコマンドを使用してドライバ構
成パラメータを設定／取得するｉｏｃｔ１機能も備えて
いる。ドライバのソース・コードは以下のファイルから
なっている。ｕｓｒ／ｓｒｃ／ｕｔｓ／ｓｕｎ／ｉｏ／
ｈｍｅ．ｃ−すべてのＣ機能を含む。ｕｓｒ／ｓｒｃ／
ｕｔｓ／ｓｕｎ／ｓｙｓ／ｈｍｅ．ｈ−ドライバに対す
るデータ構造化定義を含む。ｕｓｒ／ｓｒｃ／ｕｔｓ／
ｓｕｎ／ｓｙｓ／ｈｍｅ＿ｍａｃ．ｈ − ｃｏｎｔａ
ｉｎｓ ｔｈｅ ｄｅｆｉｎｉｔｉｏｎｓ ｏｆ ｔｈ
ｅ ＭＡＣ （ＦＥＰＳ ｏｒ Ｃｈｅｅｒｉｏ） Ａ
ＳＩＣ ｕｓｒ／ｓｒｃ／ｕｔｓ／ｓｕｎ／ｓｙｓ／ｈ
ｍｅ＿ｐｈｙ．ｈ−ＭＩＩトランシーバの定義を含む。
バはデータ・リンク・プロバイダ・インタフェース
（「ＤＬＰＩ」）インタフェースを備えた２．ｘ Ｓｏ
ｌａｒｉｓ ＳＴＲＥＡＭＳベースのドライバであるこ
とが好ましい。好ましい実施の形態において、このドラ
イバはＳｕｎ ＭｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓのＳバス・タ
イプ・プラットフォームに対するファスト・イーサネッ
ト・パラレル・ポートＳＣＳＩ（［ＦＥＰＳ］）ＡＳＩ
Ｃに基づき、またＰＣＩプラットフォームに対するＳｕ
ｎ ＭｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓのＣｈｅｅｒｉｏクラス
のＡＳＩＣに基づいてネットワーク・インタフェースを
制御して、ＭＡＣ機能およびメディア・インデペンデン
ト・インタフェース（「ＭＩＩ」）トランシーバを確保
する。ドライバはｎｄｄコマンドを使用してドライバ構
成パラメータを設定／取得するｉｏｃｔ１機能も備えて
いる。ドライバのソース・コードは以下のファイルから
なっている。ｕｓｒ／ｓｒｃ／ｕｔｓ／ｓｕｎ／ｉｏ／
ｈｍｅ．ｃ−すべてのＣ機能を含む。ｕｓｒ／ｓｒｃ／
ｕｔｓ／ｓｕｎ／ｓｙｓ／ｈｍｅ．ｈ−ドライバに対す
るデータ構造化定義を含む。ｕｓｒ／ｓｒｃ／ｕｔｓ／
ｓｕｎ／ｓｙｓ／ｈｍｅ＿ｍａｃ．ｈ − ｃｏｎｔａ
ｉｎｓ ｔｈｅ ｄｅｆｉｎｉｔｉｏｎｓ ｏｆ ｔｈ
ｅ ＭＡＣ （ＦＥＰＳ ｏｒ Ｃｈｅｅｒｉｏ） Ａ
ＳＩＣ ｕｓｒ／ｓｒｃ／ｕｔｓ／ｓｕｎ／ｓｙｓ／ｈ
ｍｅ＿ｐｈｙ．ｈ−ＭＩＩトランシーバの定義を含む。
【００７７】当分野の技術者には、ｈｍｅドライバのデ
ータ構造および機能がさまざまな方法で実施できること
が理解されよう。これらの構造および機能の好ましいイ
ンプリメンテーションを以下で説明する。
ータ構造および機能がさまざまな方法で実施できること
が理解されよう。これらの構造および機能の好ましいイ
ンプリメンテーションを以下で説明する。
【００７８】ＳＴＲＥＡＭＳ構造のリンク・リスト /* * Per- Stream instance state information. * 各インスタンスはオープン時にｄｙｎａｍｉｃａｌｌｙ
ａｌｌｏｃａｔｅｄａｔ（動的に割り振られ）（）クロ
ーズ時に開放される（）。各パーＳｔｒｅａｍインスタ
ンスはｓｂ＿ｈｍｅｐフィールドを使用して、多くても
１つのパーデバイス構造をポイントする。すべてのイン
スタンスはデバイス番号の少ない順に並べられたアクテ
ィブ・インスタンスの１つのリストにまとめてスレッド
化される。 */ struct hmestr { struct hmestr *sb_nextp; /* next in list */ queue_t *sb_rq; /* pointer to our read queue */ struct hme *sb_hmep; /* attacheddevice */ u_long sb_state; /*currentDLstate*/ u_long sb_sap; /*boundsap*/ u_long sb_flags; /*misc.flags*/ u_int sb_mccount; /*#enabledmulticastaddrs*/ struct ether_addr*sb_mctab; /*tableofmulti- castaddrs*/ u_long sb minor; /*minordevicenumber*/ kmutex t sb_lock; /*protecU this structure*/ }; /* *Linkedlistofactive (inuse) driverStreams. */ static struct hmestr *hmestrup=NULL;
ａｌｌｏｃａｔｅｄａｔ（動的に割り振られ）（）クロ
ーズ時に開放される（）。各パーＳｔｒｅａｍインスタ
ンスはｓｂ＿ｈｍｅｐフィールドを使用して、多くても
１つのパーデバイス構造をポイントする。すべてのイン
スタンスはデバイス番号の少ない順に並べられたアクテ
ィブ・インスタンスの１つのリストにまとめてスレッド
化される。 */ struct hmestr { struct hmestr *sb_nextp; /* next in list */ queue_t *sb_rq; /* pointer to our read queue */ struct hme *sb_hmep; /* attacheddevice */ u_long sb_state; /*currentDLstate*/ u_long sb_sap; /*boundsap*/ u_long sb_flags; /*misc.flags*/ u_int sb_mccount; /*#enabledmulticastaddrs*/ struct ether_addr*sb_mctab; /*tableofmulti- castaddrs*/ u_long sb minor; /*minordevicenumber*/ kmutex t sb_lock; /*protecU this structure*/ }; /* *Linkedlistofactive (inuse) driverStreams. */ static struct hmestr *hmestrup=NULL;
【００７９】 ｈｍｅ構造のリンク・リスト /* *HMEDeviceChannelinstancestateinformation. *Eachinstanceisdynamicallyallocatedonfirstattach. */ struct hme{ struct hme *hme_nextp; /*nextinalinkedlist*/ dev_info_t *hme_dip; /*associateddev_info*/ /*data- structurestocontrolthetransceiver,MACandtostorestats*/ ---- ---- ---- } ; すべてのｈｍｅインスタンス・データ構造はｈｍｅ ｎ
ｅｘｔｐフィールドを使用してまとめてリンクされる。
このリストの先頭へのポインタは次の通りである。 ｓｔａｔｉｃｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＊ｈｍｅｕｐ＊＝ＮＵ
ＬＬ；
ｅｘｔｐフィールドを使用してまとめてリンクされる。
このリストの先頭へのポインタは次の通りである。 ｓｔａｔｉｃｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＊ｈｍｅｕｐ＊＝ＮＵ
ＬＬ；
【００８０】ドライバの機能 ドライバの機能と構成
を以下に示す。 構成 Ｓｏｌａｒｉｓ２．ｘカーネルにおいてド
ライバを構成する機能は次のようになることが好まし
い。 ｈｍｅｉｎｆｏ −デバイスに関する情報を返す。 ｈｍｅｉｄｅｎｔｉｆｙ −デバイスの名前を「ｈｍｅ」または「ＳＵＮＷ，ｈｍ
ｓ」として識別する。 ｈｍｅａｔｔａｃｈ −デバイス・インスタンスに対してｈｍｅ構造を割り振
り、構成パラメータによって初期化し、またデバイスに
対するｈｍｅ割込みハンドラ機能を登録する。 ｈｍｅｄｅｔａｃｈ， −デバイス・インスタンスに割り振られたｈｍｅ構造お
よびその他のメモリを割振り解除し、デバイスに対する
割込みハンドラを登録解除する。
を以下に示す。 構成 Ｓｏｌａｒｉｓ２．ｘカーネルにおいてド
ライバを構成する機能は次のようになることが好まし
い。 ｈｍｅｉｎｆｏ −デバイスに関する情報を返す。 ｈｍｅｉｄｅｎｔｉｆｙ −デバイスの名前を「ｈｍｅ」または「ＳＵＮＷ，ｈｍ
ｓ」として識別する。 ｈｍｅａｔｔａｃｈ −デバイス・インスタンスに対してｈｍｅ構造を割り振
り、構成パラメータによって初期化し、またデバイスに
対するｈｍｅ割込みハンドラ機能を登録する。 ｈｍｅｄｅｔａｃｈ， −デバイス・インスタンスに割り振られたｈｍｅ構造お
よびその他のメモリを割振り解除し、デバイスに対する
割込みハンドラを登録解除する。
【００８１】ＳＴＲＥＡＭＳの動作 ＳＴＲＥＡＭＳインタフェース動作を実施する機能は次
のようなものであることが好ましい。インタフェース： ｈｍｅｏｐｅｎ −ｈｍｅｓｔｒ構造を割振ることによりＳＴＲＥＡＭを
オープンし、ＳＴＲＥＡＭをＤＬ＿ＵＮＡＴＴＡＣＨＥ
Ｄ状態にする。 ｈｍｅｃｌｏｓｅ −ＳＴＲＥＡＭに対するｈｍｅｓｔｒ構造およびすべて
のその他のメモリを割振り解除することによりＳＴＲＥ
ＡＭをクローズする。 ｈｍｅｗｐｕｔ −上位レベルのモジュールによって呼び出され、ファス
トパス動作に対するＤＬＰＩプリミティブないしＭ＿Ｄ
ＡＴＡメッセージであるＳＴＲＥＡＭＳメッセージ、ま
たは特別なＳＴＲＥＡＭＳメッセージを渡す。Ｍ＿ＤＡ
ＴＡメッセージはｈｍｅｓｔａｒｔ（）機能を呼び出す
ことにより、直ちに伝送される：ＤＬＰＩプリミティブ
はｈｍｅ書込み待ち行列に待ち行列化されて、書込み待
ち行列がサービスに使用可能とされたときに、サービス
機能ｈｍｅｗｓｒｖ（）によって処理される。 ｈｍｅｗｓｒｖ −ＳＴＲＥＡＭＳスケジューラによって呼び出されて、
ｈｍｅ待ち行列に待ち行列化されたメッセージを処理す
る。この待ち行列はＭ＿ＰＲＯＴＯタイプのメッセー
ジ、および送信記述子リング内で自由エントリを待機し
ている送信メッセージを含んでいる。ｈｍｅｓｔａｒｔ
（）を呼び出してパケットを送信し、ｈｍｅｐｒｏｔｏ
（）を呼び出してＭ＿ＰＲＯＴＯタイプ・メッセージを
処理する。 ｈｍｅｉｏｃｔｌ −上位レベルのモジュールによって呼び出されて、ロウ
−モード、ファストパス、ならびにｎｄｄ ｓｅｔおよ
びｇｅｔ ｉｏｃｔｌｓを処理する。
のようなものであることが好ましい。インタフェース： ｈｍｅｏｐｅｎ −ｈｍｅｓｔｒ構造を割振ることによりＳＴＲＥＡＭを
オープンし、ＳＴＲＥＡＭをＤＬ＿ＵＮＡＴＴＡＣＨＥ
Ｄ状態にする。 ｈｍｅｃｌｏｓｅ −ＳＴＲＥＡＭに対するｈｍｅｓｔｒ構造およびすべて
のその他のメモリを割振り解除することによりＳＴＲＥ
ＡＭをクローズする。 ｈｍｅｗｐｕｔ −上位レベルのモジュールによって呼び出され、ファス
トパス動作に対するＤＬＰＩプリミティブないしＭ＿Ｄ
ＡＴＡメッセージであるＳＴＲＥＡＭＳメッセージ、ま
たは特別なＳＴＲＥＡＭＳメッセージを渡す。Ｍ＿ＤＡ
ＴＡメッセージはｈｍｅｓｔａｒｔ（）機能を呼び出す
ことにより、直ちに伝送される：ＤＬＰＩプリミティブ
はｈｍｅ書込み待ち行列に待ち行列化されて、書込み待
ち行列がサービスに使用可能とされたときに、サービス
機能ｈｍｅｗｓｒｖ（）によって処理される。 ｈｍｅｗｓｒｖ −ＳＴＲＥＡＭＳスケジューラによって呼び出されて、
ｈｍｅ待ち行列に待ち行列化されたメッセージを処理す
る。この待ち行列はＭ＿ＰＲＯＴＯタイプのメッセー
ジ、および送信記述子リング内で自由エントリを待機し
ている送信メッセージを含んでいる。ｈｍｅｓｔａｒｔ
（）を呼び出してパケットを送信し、ｈｍｅｐｒｏｔｏ
（）を呼び出してＭ＿ＰＲＯＴＯタイプ・メッセージを
処理する。 ｈｍｅｉｏｃｔｌ −上位レベルのモジュールによって呼び出されて、ロウ
−モード、ファストパス、ならびにｎｄｄ ｓｅｔおよ
びｇｅｔ ｉｏｃｔｌｓを処理する。
【００８２】ＤＬＰＩの動作 以下の機能をＤＬＰＩプリミティブを処理するのに使用
する。 ｈｍｅｐｒｏｔｏ −ＤＬＰＩプリミティブ・メッセージを処理するために
適切なルーチンを呼び出し、送信すべきデータを含んで
いるＤＬ＿ＵＮＩＴＤＡＴＡ＿ＲＥＱタイプ・メッセー
ジを処理するためにｈｍｅｕｄｒｅｑ（）機能を呼び出
す。 ｈｍｅａｒｅｑ −ＤＬ＿ＡＴＴＡＣＨ＿ＲＥＱプリミティブを処理する
が、これはＳＴＲＥＡＭに対するｈｍｅｓｔｒ構造のｓ
ｂ＿ｈｍｅｐフィールドを初期化して、指定されたｈｍ
ｅデバイス・インスタンスのｈｍｅ構造をポイントす
る。また、ＳＴＲＥＡＭをＤＬ＿ＡＴＴＡＣＨＥＤ状態
にする。 ｈｍｅｄｒｅｑ −ＤＬ＿ＤＥＴＡＣＨ＿ＲＥＱプリミティブを処理し、
ＳＴＲＥＡＭを関連するｈｍｅデバイスから切り離し、
ＳＴＲＥＡＭをＤＬ＿ＵＮＡＴＴＡＣＨＥＤ状態にす
る。 ｈｍｅｂｒｅｑ −ＤＬ＿ＢＩＮＤ＿ＲＥＱプリミティブを処理し、イー
サネット・ヘッダのタイプ・フィールドである、指定さ
れたＤＬＳＡＰ（データ・リンク・サービス・アクセス
・ポイント）値にＳＴＲＥＡＭを関連付け、ＳＴＲＥＡ
ＭをＤＬ＿ＩＤＬＥ状態とし、パケットの送信および受
信を可能とする。 ｈｍｅｕｂｒｅｑ −ＤＬ＿ＵＮＢＩＮＤ＿ＲＥＱプリミティブを処理し、
ＳＴＲＥＡＭに関連付けられたＤＬＳＡＰを除去し、Ｓ
ＴＲＥＡＭ状態をＤＬ＿ＵＮＢＩＮＤ＿ＲＥＱにする。 ｈｍｅｉｒｅｑ −ＤＬ＿ＩＮＦＯ＿ＲＥＱプリミティブを処理し、デバ
イス・タイプ、イーサネット・アドレス、ブロードキャ
スト・アドレスなどのデバイス情報を返す。 ｈｍｅｐｏｎｒｅｑ −ＤＬ＿ＰＲＯＭＩＳＣＯＮ＿ＲＥＱプリミティブを処
理して、ＳＴＲＥＡＭがすべてのパケット（ＤＬ＿ＰＲ
ＯＭＩＳＣ＿ＰＨＹＳモード）、すべてのマルチキャス
ト・パケット（ＤＬ＿ＰＲＯＭＩＳＣ＿ＭＵＬＴＩモー
ド）、またはすべてのＳＡＰ値（ＤＬ＿ＰＲＯＭＩＳＣ
＿ＭＵＬＴＩモード）のいずれかを受信できるようにす
る。 ｈｍｅｐｏｆｆｒｅｑ −ＤＬ＿ＰＲＯＭＩＳＣＯＦＦ＿ＲＥＱプリミティブを
処理して、指定されたｐｒｏｍｉｓｃｕｏｕｓモードを
オフにする。 ｈｍｅｅｍｒｅｑ −ＤＬ＿ＥＮＡＢＭＵＬＴＩ＿ＲＥＱプリミティブを処
理して、指定されたマルチキャスト・アドレスの受信を
可能とする。 ｈｍｅｄｍｒｅｑ −ＤＬ＿ＤＩＳＡＢＭＵＬＴＩ＿ＲＥＱプリミティブを
処理して、指定されたマルチキャスト・アドレスの受信
を不可能とする。 ｈｍｅｐａｒｅｑ −ＤＬ＿ＰＨＹＳ＿ＡＤＤＲ＿ＲＥＱプリミティブを処
理して、ファクトリ・アドレス（ＤＬ＿ＦＡＣＴ＿ＰＨ
ＹＳ＿ＡＤＤＲが要求された場合）または現行アドレス
（ＤＬ＿ＣＵＲＲ＿ＰＨＹＳ＿ＡＤＤＲが要求された場
合）のいずれかを返す。 ｈｍｅｓｐａｒｅｑ −ＤＬ＿ＳＥＴ＿ＰＨＹＳ＿ＡＤＤＲ＿ＲＥＱプリミテ
ィブを処理して、指定されたイーサネット・アドレスを
セットする。 ｈｍｅｕｄｒｅｑ −ＤＬ＿ＵＮＩＴＤＡＴＡ＿ＲＥＱプリミティブを処理
して、メッセージ内のデータをイーサネット・パケット
にパッケージし、ｈｍｅｓｔａｒｔ（）機能を呼び出し
て、パケットを送信する。
する。 ｈｍｅｐｒｏｔｏ −ＤＬＰＩプリミティブ・メッセージを処理するために
適切なルーチンを呼び出し、送信すべきデータを含んで
いるＤＬ＿ＵＮＩＴＤＡＴＡ＿ＲＥＱタイプ・メッセー
ジを処理するためにｈｍｅｕｄｒｅｑ（）機能を呼び出
す。 ｈｍｅａｒｅｑ −ＤＬ＿ＡＴＴＡＣＨ＿ＲＥＱプリミティブを処理する
が、これはＳＴＲＥＡＭに対するｈｍｅｓｔｒ構造のｓ
ｂ＿ｈｍｅｐフィールドを初期化して、指定されたｈｍ
ｅデバイス・インスタンスのｈｍｅ構造をポイントす
る。また、ＳＴＲＥＡＭをＤＬ＿ＡＴＴＡＣＨＥＤ状態
にする。 ｈｍｅｄｒｅｑ −ＤＬ＿ＤＥＴＡＣＨ＿ＲＥＱプリミティブを処理し、
ＳＴＲＥＡＭを関連するｈｍｅデバイスから切り離し、
ＳＴＲＥＡＭをＤＬ＿ＵＮＡＴＴＡＣＨＥＤ状態にす
る。 ｈｍｅｂｒｅｑ −ＤＬ＿ＢＩＮＤ＿ＲＥＱプリミティブを処理し、イー
サネット・ヘッダのタイプ・フィールドである、指定さ
れたＤＬＳＡＰ（データ・リンク・サービス・アクセス
・ポイント）値にＳＴＲＥＡＭを関連付け、ＳＴＲＥＡ
ＭをＤＬ＿ＩＤＬＥ状態とし、パケットの送信および受
信を可能とする。 ｈｍｅｕｂｒｅｑ −ＤＬ＿ＵＮＢＩＮＤ＿ＲＥＱプリミティブを処理し、
ＳＴＲＥＡＭに関連付けられたＤＬＳＡＰを除去し、Ｓ
ＴＲＥＡＭ状態をＤＬ＿ＵＮＢＩＮＤ＿ＲＥＱにする。 ｈｍｅｉｒｅｑ −ＤＬ＿ＩＮＦＯ＿ＲＥＱプリミティブを処理し、デバ
イス・タイプ、イーサネット・アドレス、ブロードキャ
スト・アドレスなどのデバイス情報を返す。 ｈｍｅｐｏｎｒｅｑ −ＤＬ＿ＰＲＯＭＩＳＣＯＮ＿ＲＥＱプリミティブを処
理して、ＳＴＲＥＡＭがすべてのパケット（ＤＬ＿ＰＲ
ＯＭＩＳＣ＿ＰＨＹＳモード）、すべてのマルチキャス
ト・パケット（ＤＬ＿ＰＲＯＭＩＳＣ＿ＭＵＬＴＩモー
ド）、またはすべてのＳＡＰ値（ＤＬ＿ＰＲＯＭＩＳＣ
＿ＭＵＬＴＩモード）のいずれかを受信できるようにす
る。 ｈｍｅｐｏｆｆｒｅｑ −ＤＬ＿ＰＲＯＭＩＳＣＯＦＦ＿ＲＥＱプリミティブを
処理して、指定されたｐｒｏｍｉｓｃｕｏｕｓモードを
オフにする。 ｈｍｅｅｍｒｅｑ −ＤＬ＿ＥＮＡＢＭＵＬＴＩ＿ＲＥＱプリミティブを処
理して、指定されたマルチキャスト・アドレスの受信を
可能とする。 ｈｍｅｄｍｒｅｑ −ＤＬ＿ＤＩＳＡＢＭＵＬＴＩ＿ＲＥＱプリミティブを
処理して、指定されたマルチキャスト・アドレスの受信
を不可能とする。 ｈｍｅｐａｒｅｑ −ＤＬ＿ＰＨＹＳ＿ＡＤＤＲ＿ＲＥＱプリミティブを処
理して、ファクトリ・アドレス（ＤＬ＿ＦＡＣＴ＿ＰＨ
ＹＳ＿ＡＤＤＲが要求された場合）または現行アドレス
（ＤＬ＿ＣＵＲＲ＿ＰＨＹＳ＿ＡＤＤＲが要求された場
合）のいずれかを返す。 ｈｍｅｓｐａｒｅｑ −ＤＬ＿ＳＥＴ＿ＰＨＹＳ＿ＡＤＤＲ＿ＲＥＱプリミテ
ィブを処理して、指定されたイーサネット・アドレスを
セットする。 ｈｍｅｕｄｒｅｑ −ＤＬ＿ＵＮＩＴＤＡＴＡ＿ＲＥＱプリミティブを処理
して、メッセージ内のデータをイーサネット・パケット
にパッケージし、ｈｍｅｓｔａｒｔ（）機能を呼び出し
て、パケットを送信する。
【００８３】ハードウェアの初期設定 ｈｍｅｉｎｉｔ −ハードウェア（ＭＡＣおよびトランシーバ）を初期設
定し、送信用のソフトウェア・リソースを初期設定し、
パケットを受信する。デバイスがＳＴＲＥＡＭに接続さ
れたときにまず呼び出され、また何らかのハードウェア
のリプログラミングが必要となったときに呼び出され
て、たとえば、ｐｒｏｍｉｓｃｕｏｕｓモードを使用可
能／使用不能とし、マルチキャスト受信を使用可能／使
用不能とし、リンク速度およびモードなどを変更する。
また、割込みハンドラから呼び出されて、致命的エラー
からの回復を行う。 ｈｍｏｕｎｉｎｉｔ −呼び出されて、ハードウェアがパケットを受信および
送信するのを不能とし、かつ割込みを不能とする。 ｈｍｅ＿ｒｅｓｅｔ＿ｔｒａｎｓｃｅｉｖｅｒ −ｈｍｅｉｎｉｔ（）機能によって呼び出されて、トラ
ンシーバをリセットする。 ｈｍｅ＿ｔｒｙ＿ｓｐｅｅｄ −ｈｍｅｉｎｉｔ（）機能によって呼び出されて、自動
ネゴシエーションを使用してリンクを立ち上げる。 ｈｍｅ＿ｆｏｒｃｅ＿ｓｐｅｅｄ −ｈｍｅｉｎｉｔ（）機能によって呼び出されて、リン
クを指定された速度およびモード（強制速度およびモー
ド）で立ち上げる。 ｈｍｅ＿ｃｈｅｃｋ＿ｌｉｎｋ −ｔｉｍｅｏｕｔ（）インタフェースを使用して３０秒
ごとに呼び出されて、トランシーバをチェックする。ｈ
ｍｅデバイス・ドライバはＲＪ４５コネクタに接続され
たオンボード・トランシーバまたはＭＩＩ（メディア・
インデペンデント・インタフェース）コネクタに接続さ
れた外部トランシーバを使用する製品をサポートしてい
る。この機能はトランシーバの変更をポーリングし、ト
ランシーバが変更されている場合には、ｈｍｅｉｎｉｔ
（）機能を呼び出して、ＭＡＣおよびトランシーバを再
初期設定する。
定し、送信用のソフトウェア・リソースを初期設定し、
パケットを受信する。デバイスがＳＴＲＥＡＭに接続さ
れたときにまず呼び出され、また何らかのハードウェア
のリプログラミングが必要となったときに呼び出され
て、たとえば、ｐｒｏｍｉｓｃｕｏｕｓモードを使用可
能／使用不能とし、マルチキャスト受信を使用可能／使
用不能とし、リンク速度およびモードなどを変更する。
また、割込みハンドラから呼び出されて、致命的エラー
からの回復を行う。 ｈｍｏｕｎｉｎｉｔ −呼び出されて、ハードウェアがパケットを受信および
送信するのを不能とし、かつ割込みを不能とする。 ｈｍｅ＿ｒｅｓｅｔ＿ｔｒａｎｓｃｅｉｖｅｒ −ｈｍｅｉｎｉｔ（）機能によって呼び出されて、トラ
ンシーバをリセットする。 ｈｍｅ＿ｔｒｙ＿ｓｐｅｅｄ −ｈｍｅｉｎｉｔ（）機能によって呼び出されて、自動
ネゴシエーションを使用してリンクを立ち上げる。 ｈｍｅ＿ｆｏｒｃｅ＿ｓｐｅｅｄ −ｈｍｅｉｎｉｔ（）機能によって呼び出されて、リン
クを指定された速度およびモード（強制速度およびモー
ド）で立ち上げる。 ｈｍｅ＿ｃｈｅｃｋ＿ｌｉｎｋ −ｔｉｍｅｏｕｔ（）インタフェースを使用して３０秒
ごとに呼び出されて、トランシーバをチェックする。ｈ
ｍｅデバイス・ドライバはＲＪ４５コネクタに接続され
たオンボード・トランシーバまたはＭＩＩ（メディア・
インデペンデント・インタフェース）コネクタに接続さ
れた外部トランシーバを使用する製品をサポートしてい
る。この機能はトランシーバの変更をポーリングし、ト
ランシーバが変更されている場合には、ｈｍｅｉｎｉｔ
（）機能を呼び出して、ＭＡＣおよびトランシーバを再
初期設定する。
【００８４】パケットの送信およびパケットの受信 ｈｍｅｓｔａｒｔ −Ｍ＿ＤＡＴＡタイプ・メッセージ（ファストパス）に
対するｈｍｅｗｐｕｔ（）およびＤＬ＿ＵＮＩＴＤＡＴ
Ａプリミティブを備えたＭ＿ＰＲＯＴＯメッセージに対
するｈｍｅｕｄｒｅｑ（）によって呼び出されて、イー
サネット・パケットを送信する。また、ｈｍｅｒｅｃｌ
ａｉｍ（）機能を呼び出して、ある数を超えた（たとえ
ば、＞６４）数の記述子を再利用しなければならない場
合には、送信リソースを解除する。自由な送信記述子が
ない場合にはメッセージはＳＴＲＥＡＭＳ書込み待ち行
列の先頭に待ち行列化され、待ち行列に対するフラグを
セットして、自由な送信記述子が利用可能となった場合
に、待ち行列を使用可能とし、再度処理するためにスケ
ジュールする。 ｈｍｅｉｎｔｒ −このルーチンはＦＥＰＳ／チェリオ状態レジスタを読
み取り、エラー、パケットの受信および送信などの事象
に関するチェックを行う。通常、送信割込みを使用不能
とされる。致命的エラーの場合には、状態を更新するた
め、およびｈｍｅｉｎｉｔ（）機能を呼び出して、ハー
ドウェアおよびソフトウェア・データ構造を再初期設定
するために、ｈｍｅ＿ｆａｔａｌ＿ｅｒｒｏｒ（）を呼
び出す。非致命的エラーの場合には、ｈｍｅ＿ｎｏｎ
ｆａｔａｌ＿ｅｒｒ（）機能を呼び出す。 −パケット送信事象が報告された場合には、ｈｍｅｒｅ
ｃｌａｉｍ（）機能を呼び出して、送信記述子および送
信パケット・バッファを解除する。 −パケット受信事象が報告された場合には、ループ内の
ｈｍｅｒｅａｄ（）機能を呼び出して、各受信パケット
を処理する。 ｈｍｅｒｅｃｌａｉｍ −この機能は最後のパケットが送信されるまで、最後に
再利用された記述子から送信記述子リング内をループす
る。送信された各記述子に送信パケット・バッファを解
除し、送信された各パケットについて送信パケット・カ
ウントを更新する。書き込み待ち行列中のいずれかのパ
ケットが自由な送信記述子エントリを待っている場合に
は、ＳＴＲＥＡＭＳスケジューラによる処理のために、
書込みＳＴＲＥＡＭＳ待ち行列が使用可能とされる。 ｈｍｅｒｅａｄ −自由なＳＴＲＥＡＭＳメッセージ・バッファが、受信
したパケットの変わりに受信記述子リング内のハードウ
ェアに割り振られ、ポストされる。自由なバッファがな
い場合には、受信データは廃棄され、バッファが受信記
述子リング内のハードウェアに再ポストされる。 −通常、１つのストリームだけがＥＴＨＥＲＴＹＰＥ＿
ＩＰにセットされたｓｂ＿ｓａｐフィールド値を備えた
ＩＰ層から開かれる。ｈｍｅ構造はこのようなストリー
ムの読み取り待ち行列をポイントするためのフィールド
ｈｍｅ＿ｉｐｑを含んでいる。受信パケットのフィール
ド・タイプがＥＴＨＥＲＴＹＰＥ＿ＩＰである場合に
は、このパケットがＩＰ処理のためその待ち行列へ送ら
れる。他の場合には、受信パケット・タイプ・フィール
ドがｈｍｅデバイスに接続されているすべてのストリー
ムのｓｂ＿ｓａｐフィールドと比較され、パケットのコ
ピーがパケットを受信するのに適格なすべてのストリー
ムへ送られる。
対するｈｍｅｗｐｕｔ（）およびＤＬ＿ＵＮＩＴＤＡＴ
Ａプリミティブを備えたＭ＿ＰＲＯＴＯメッセージに対
するｈｍｅｕｄｒｅｑ（）によって呼び出されて、イー
サネット・パケットを送信する。また、ｈｍｅｒｅｃｌ
ａｉｍ（）機能を呼び出して、ある数を超えた（たとえ
ば、＞６４）数の記述子を再利用しなければならない場
合には、送信リソースを解除する。自由な送信記述子が
ない場合にはメッセージはＳＴＲＥＡＭＳ書込み待ち行
列の先頭に待ち行列化され、待ち行列に対するフラグを
セットして、自由な送信記述子が利用可能となった場合
に、待ち行列を使用可能とし、再度処理するためにスケ
ジュールする。 ｈｍｅｉｎｔｒ −このルーチンはＦＥＰＳ／チェリオ状態レジスタを読
み取り、エラー、パケットの受信および送信などの事象
に関するチェックを行う。通常、送信割込みを使用不能
とされる。致命的エラーの場合には、状態を更新するた
め、およびｈｍｅｉｎｉｔ（）機能を呼び出して、ハー
ドウェアおよびソフトウェア・データ構造を再初期設定
するために、ｈｍｅ＿ｆａｔａｌ＿ｅｒｒｏｒ（）を呼
び出す。非致命的エラーの場合には、ｈｍｅ＿ｎｏｎ
ｆａｔａｌ＿ｅｒｒ（）機能を呼び出す。 −パケット送信事象が報告された場合には、ｈｍｅｒｅ
ｃｌａｉｍ（）機能を呼び出して、送信記述子および送
信パケット・バッファを解除する。 −パケット受信事象が報告された場合には、ループ内の
ｈｍｅｒｅａｄ（）機能を呼び出して、各受信パケット
を処理する。 ｈｍｅｒｅｃｌａｉｍ −この機能は最後のパケットが送信されるまで、最後に
再利用された記述子から送信記述子リング内をループす
る。送信された各記述子に送信パケット・バッファを解
除し、送信された各パケットについて送信パケット・カ
ウントを更新する。書き込み待ち行列中のいずれかのパ
ケットが自由な送信記述子エントリを待っている場合に
は、ＳＴＲＥＡＭＳスケジューラによる処理のために、
書込みＳＴＲＥＡＭＳ待ち行列が使用可能とされる。 ｈｍｅｒｅａｄ −自由なＳＴＲＥＡＭＳメッセージ・バッファが、受信
したパケットの変わりに受信記述子リング内のハードウ
ェアに割り振られ、ポストされる。自由なバッファがな
い場合には、受信データは廃棄され、バッファが受信記
述子リング内のハードウェアに再ポストされる。 −通常、１つのストリームだけがＥＴＨＥＲＴＹＰＥ＿
ＩＰにセットされたｓｂ＿ｓａｐフィールド値を備えた
ＩＰ層から開かれる。ｈｍｅ構造はこのようなストリー
ムの読み取り待ち行列をポイントするためのフィールド
ｈｍｅ＿ｉｐｑを含んでいる。受信パケットのフィール
ド・タイプがＥＴＨＥＲＴＹＰＥ＿ＩＰである場合に
は、このパケットがＩＰ処理のためその待ち行列へ送ら
れる。他の場合には、受信パケット・タイプ・フィール
ドがｈｍｅデバイスに接続されているすべてのストリー
ムのｓｂ＿ｓａｐフィールドと比較され、パケットのコ
ピーがパケットを受信するのに適格なすべてのストリー
ムへ送られる。
【００８５】上述したように、トランク化イーサネット
・プロトコルにおける本発明のインプリメンテーション
は本明細書において上述した９つの規則を厳守する必要
がある。
・プロトコルにおける本発明のインプリメンテーション
は本明細書において上述した９つの規則を厳守する必要
がある。
【００８６】本発明の実施形態の１つにおいて、トラン
ク化はＳＴＲＥＡＭＳ多重化擬似ドライバ、たとえばソ
フトウェアのみを使用し、トランクのメンバーであるｐ
ｌｕｍｂｓ ｈｍｅデバイスをその下に配する。しかし
ながら、この手法はｈｍｅドライバにある種の変更を必
要とし、擬似ドライバとｈｍｅドライバの間の通信にＳ
ＴＲＥＡＭＳ ｐｕｔｎｅｘｔ（）機能を使用するとい
うオーバヘッドを伴う。
ク化はＳＴＲＥＡＭＳ多重化擬似ドライバ、たとえばソ
フトウェアのみを使用し、トランクのメンバーであるｐ
ｌｕｍｂｓ ｈｍｅデバイスをその下に配する。しかし
ながら、この手法はｈｍｅドライバにある種の変更を必
要とし、擬似ドライバとｈｍｅドライバの間の通信にＳ
ＴＲＥＡＭＳ ｐｕｔｎｅｘｔ（）機能を使用するとい
うオーバヘッドを伴う。
【００８７】より好ましい実施の形態はｈｍｅドライバ
そのものを改変して、ＮＤ ＳＥＴおよびＮＤ＿ＧＥＴ
ｉｏｃｔｌインタフェースおよびｎｄｄコマンドを使
用するトランク構成をサポートする。この実施の形態
は、擬似ドライバにおける多くのコードの重複をなく
し、付加的なＳＴＲＥＡＭＳ層のオーバヘッドを回避す
るので好ましい。
そのものを改変して、ＮＤ ＳＥＴおよびＮＤ＿ＧＥＴ
ｉｏｃｔｌインタフェースおよびｎｄｄコマンドを使
用するトランク構成をサポートする。この実施の形態
は、擬似ドライバにおける多くのコードの重複をなく
し、付加的なＳＴＲＥＡＭＳ層のオーバヘッドを回避す
るので好ましい。
【００８８】トランクでのシステムのブートはｆｃｏｄ
ｅ内のブート・コードがトランクを取り扱わないので、
行えない。コードはブート要求をリンクの１つへ伝送す
ることができるが、交換機が複数のリンク上で応答を送
った場合、これはこれらすべてのパケットを処理できな
い。
ｅ内のブート・コードがトランクを取り扱わないので、
行えない。コードはブート要求をリンクの１つへ伝送す
ることができるが、交換機が複数のリンク上で応答を送
った場合、これはこれらすべてのパケットを処理できな
い。
【００８９】トランクを構成する際に、ｈｍｅデバイス
の１つがトランクヘッドとして識別され、他はトランク
メンバーとして識別される。ｈｍｅ１、ｈｍｅ２、ｈｍ
ｅ３、およびｈｍｅ４という、トランクとして構成され
ることになっている４つのｈｍｅデバイスを考えてみ
る。これらのデバイスの各々は異なるローカルＭＡＣア
ドレスを持っていることができるが、同一のトランクの
一部となるためには、これらのデバイスのすべてを同一
のＭＡＣアドレスによって構成しなければならない。こ
れはデバイスの１つをトランクヘッドとして、他をトラ
ンクメンバーとして選択することにより、簡単に行われ
る。トランクヘッドのＭＡＣアドレスはすべての他のト
ランクメンバに対するＭＡＣアドレスとして選択でき
る。さらに、トランクヘッドのインスタンスの数は、デ
ータ転送のためにトランクにアクセスするために、ユー
ザ・プログラムおよび高位レベルのプロトコル・モジュ
ールによって使用され、他のトランクメンバーは何らか
のＤＬＰＩプロトコル動作のためにアクセスすることが
できない。たとえば、ｈｍｅ１がトランクヘッドとして
選択された場合、ユーザは／ｅｔｃ／ｈｏｓｔｎａｍ
ｅ．ｈｍｅ１ファイルを作成することとなり、その結
果、ｈｍｅ１インタフェースはシステムのブート・プロ
セス時のＴＣＰ／ＩＰプロトコル・アクセスのために配
されることとなる。
の１つがトランクヘッドとして識別され、他はトランク
メンバーとして識別される。ｈｍｅ１、ｈｍｅ２、ｈｍ
ｅ３、およびｈｍｅ４という、トランクとして構成され
ることになっている４つのｈｍｅデバイスを考えてみ
る。これらのデバイスの各々は異なるローカルＭＡＣア
ドレスを持っていることができるが、同一のトランクの
一部となるためには、これらのデバイスのすべてを同一
のＭＡＣアドレスによって構成しなければならない。こ
れはデバイスの１つをトランクヘッドとして、他をトラ
ンクメンバーとして選択することにより、簡単に行われ
る。トランクヘッドのＭＡＣアドレスはすべての他のト
ランクメンバに対するＭＡＣアドレスとして選択でき
る。さらに、トランクヘッドのインスタンスの数は、デ
ータ転送のためにトランクにアクセスするために、ユー
ザ・プログラムおよび高位レベルのプロトコル・モジュ
ールによって使用され、他のトランクメンバーは何らか
のＤＬＰＩプロトコル動作のためにアクセスすることが
できない。たとえば、ｈｍｅ１がトランクヘッドとして
選択された場合、ユーザは／ｅｔｃ／ｈｏｓｔｎａｍ
ｅ．ｈｍｅ１ファイルを作成することとなり、その結
果、ｈｍｅ１インタフェースはシステムのブート・プロ
セス時のＴＣＰ／ＩＰプロトコル・アクセスのために配
されることとなる。
【００９０】システムがブートされると（ローカル・デ
ィスクから、あるいは非トランク化ネットワーク・イン
タフェースを使用してネットワークによって）、カーネ
ルはすべてのネットワーク・インタフェースを通常の形
態で、ローカルＭＡＣアドレスがあれば、それのついた
個別のリンクとして構成する。カーネルの構成が完了し
た後、／ｓｂｉｎ／ｉｎｉｔプロセスは／ｓｂｉｎ／ｒ
ｃＳスクリプトを実行し、このスクリプトは／ｅｔｃ／
ｈｏｓｔｎａｍｅ．ｘｘファイルが存在しているネット
ワーク・インタフェースを構成するための／ｅｔｃ／ｒ
ｃＳ．ｄ／Ｓ３０ｒｏｏｔｕｓｒ．ｓｈスクリプト・フ
ァイルを実行する。トランクを構成するためのｎｄｄコ
マンドを／ｅｔｃ／ｒｃＳ．ｄディレクトリ内のシェル
・スクリプトに入れ、ファイルに、たとえばＳ２０ｔｒ
ｕｎｋ．ｓｈと命名することにより、ｉｎｉｔプロセス
にトランクを構成させてから、ネットワーク・インタフ
ェース構成コマンドを実行することができる。
ィスクから、あるいは非トランク化ネットワーク・イン
タフェースを使用してネットワークによって）、カーネ
ルはすべてのネットワーク・インタフェースを通常の形
態で、ローカルＭＡＣアドレスがあれば、それのついた
個別のリンクとして構成する。カーネルの構成が完了し
た後、／ｓｂｉｎ／ｉｎｉｔプロセスは／ｓｂｉｎ／ｒ
ｃＳスクリプトを実行し、このスクリプトは／ｅｔｃ／
ｈｏｓｔｎａｍｅ．ｘｘファイルが存在しているネット
ワーク・インタフェースを構成するための／ｅｔｃ／ｒ
ｃＳ．ｄ／Ｓ３０ｒｏｏｔｕｓｒ．ｓｈスクリプト・フ
ァイルを実行する。トランクを構成するためのｎｄｄコ
マンドを／ｅｔｃ／ｒｃＳ．ｄディレクトリ内のシェル
・スクリプトに入れ、ファイルに、たとえばＳ２０ｔｒ
ｕｎｋ．ｓｈと命名することにより、ｉｎｉｔプロセス
にトランクを構成させてから、ネットワーク・インタフ
ェース構成コマンドを実行することができる。
【００９１】トランクが構成されたら、構成（トランク
番号またはトランクヘッド）を、好ましくは、／ｅｔｃ
／ｒｃＳ．ｄ／Ｓ２０ｔｒｕｎｋ．ｓｈファイルを変更
し、システムをリブートした後にのみ変更することがで
きる。この制限はシステム内でネットワーク・インタフ
ェースの履歴を維持することのできるアプリケーション
に関する混乱の可能性を回避するのを助ける。最も好ま
しいのは、トランクが接続されている交換機による対応
する再構成操作後に、リンクをトランクに追加するか、
トランクから除去することである。
番号またはトランクヘッド）を、好ましくは、／ｅｔｃ
／ｒｃＳ．ｄ／Ｓ２０ｔｒｕｎｋ．ｓｈファイルを変更
し、システムをリブートした後にのみ変更することがで
きる。この制限はシステム内でネットワーク・インタフ
ェースの履歴を維持することのできるアプリケーション
に関する混乱の可能性を回避するのを助ける。最も好ま
しいのは、トランクが接続されている交換機による対応
する再構成操作後に、リンクをトランクに追加するか、
トランクから除去することである。
【００９２】構成コマンド ｈｍｅドライバが以下のユーザ構成可能ｎｄｄ変数を各
インタフェースに対してサポートしているのが好まし
い。 ｔｒｕｎｋ−ｉｄ − 各トランクは１−２５６の範
囲の数によって識別され、０値はインタフェースがトラ
ンクに属していないことを示す。 ｔｒｕｎｋ−ｈｅａｄ − １という値はインタフェ
ースがトランクヘッドであることを示し、それ以外の場
合、値は０となる。このパラメータが変動するのはｔｒ
ｕｎｋ−ｉｄパラメータが１−２５６の範囲の場合だけ
である。ｅｔｃ／ｒｃＳ．ｄ／Ｓ２０ｔｒｕｎｋ．ｓｈ
ファイル内の以下のコマンドのシーケンスは、ｔｒｕｎ
ｋ−ｉｄが１０で、ｈｍｅ２がトランクヘッドである、
ｈｍｅ１、ｈｍｅ２、ｈｍｅ３およびｈｍｅ４インタフ
ェースからなるトランクの構成を示す。 ndd -set /dev/hme 1:trunk-id 10 ndd -set /dev/hme 2:trunk-id 10 ndd -set /dev/hme 3;trunk-id 10 ndd -set /dev/hme 4:trunk-id 10 ndd -set /dev/hme 2:trunk-head 1 まず、すべてのトランク・メンバーはｔｕｒｎｋ−ｉｄ
によって識別され、最後のコマンドがトランクヘッドを
識別しなければならない。トランクヘッドが識別された
場合、トランク構成はトランクヘッド・インタフェース
のＭＡＣ ｉｄを使用してすべてのトランク・メンバー
・インタフェースを再初期設定することによって完了す
る。このステップの後、ｈｍｅ２（トランクヘッド）の
みが、ユーザに直接アクセス可能である。たとえば、ｈ
ｍｅ２のみが任意のストリームに接続できる。他のトラ
ンクメンバー・インタフェースｈｍｅ１、ｈｍｅ３およ
びｈｍｅ４にユーザがアクセスすることはできない。た
とえば、ストリームに接続することができない。
インタフェースに対してサポートしているのが好まし
い。 ｔｒｕｎｋ−ｉｄ − 各トランクは１−２５６の範
囲の数によって識別され、０値はインタフェースがトラ
ンクに属していないことを示す。 ｔｒｕｎｋ−ｈｅａｄ − １という値はインタフェ
ースがトランクヘッドであることを示し、それ以外の場
合、値は０となる。このパラメータが変動するのはｔｒ
ｕｎｋ−ｉｄパラメータが１−２５６の範囲の場合だけ
である。ｅｔｃ／ｒｃＳ．ｄ／Ｓ２０ｔｒｕｎｋ．ｓｈ
ファイル内の以下のコマンドのシーケンスは、ｔｒｕｎ
ｋ−ｉｄが１０で、ｈｍｅ２がトランクヘッドである、
ｈｍｅ１、ｈｍｅ２、ｈｍｅ３およびｈｍｅ４インタフ
ェースからなるトランクの構成を示す。 ndd -set /dev/hme 1:trunk-id 10 ndd -set /dev/hme 2:trunk-id 10 ndd -set /dev/hme 3;trunk-id 10 ndd -set /dev/hme 4:trunk-id 10 ndd -set /dev/hme 2:trunk-head 1 まず、すべてのトランク・メンバーはｔｕｒｎｋ−ｉｄ
によって識別され、最後のコマンドがトランクヘッドを
識別しなければならない。トランクヘッドが識別された
場合、トランク構成はトランクヘッド・インタフェース
のＭＡＣ ｉｄを使用してすべてのトランク・メンバー
・インタフェースを再初期設定することによって完了す
る。このステップの後、ｈｍｅ２（トランクヘッド）の
みが、ユーザに直接アクセス可能である。たとえば、ｈ
ｍｅ２のみが任意のストリームに接続できる。他のトラ
ンクメンバー・インタフェースｈｍｅ１、ｈｍｅ３およ
びｈｍｅ４にユーザがアクセスすることはできない。た
とえば、ストリームに接続することができない。
【００９３】トランクが構成されると、トランクヘッド
ｈｍｅ２インタフェースが非トランク化ネットワーク・
インタフェースとまったく同じように使用される。たと
えば、ｉｆｃｏｎｆｉｇコマンドによって参照して、Ｔ
ＣＰ／ＩＰプロトコル・スタックを配することができ
る。ユーザ・パラメータまたはＩＰ層によってｈｍｅ２
デバイスへ送られるすべてのパケットは、フロー内のパ
ケットの順序が維持されるように、トランク内のリンク
の１つによって送られる。トランク内のリンクのいずれ
かで受信したすべてのパケットは、ｈｍｅ２デバイスに
接続されたストリームへ送られる。
ｈｍｅ２インタフェースが非トランク化ネットワーク・
インタフェースとまったく同じように使用される。たと
えば、ｉｆｃｏｎｆｉｇコマンドによって参照して、Ｔ
ＣＰ／ＩＰプロトコル・スタックを配することができ
る。ユーザ・パラメータまたはＩＰ層によってｈｍｅ２
デバイスへ送られるすべてのパケットは、フロー内のパ
ケットの順序が維持されるように、トランク内のリンク
の１つによって送られる。トランク内のリンクのいずれ
かで受信したすべてのパケットは、ｈｍｅ２デバイスに
接続されたストリームへ送られる。
【００９４】リンク速度およびモードを変更するため
に、ｎｄｄがアクセスできるのはトランクヘッド・デバ
イスだけである。トランクを１０／１００Ｍｂｐｓの速
度および半２重方式／全２重方式モードで動作させるこ
とができるが、１００Ｍｂｐｓの速度のみおよび全２重
方式モードのみをサポートするのが最善であると思われ
る。従って、好ましい実施の形態において、１０Ｍｂｐ
ｓの速度のみ、あるいは半２重方式モードのみで動作可
能なトランクメンバは、リンクがダウンしたかのように
扱われる。
に、ｎｄｄがアクセスできるのはトランクヘッド・デバ
イスだけである。トランクを１０／１００Ｍｂｐｓの速
度および半２重方式／全２重方式モードで動作させるこ
とができるが、１００Ｍｂｐｓの速度のみおよび全２重
方式モードのみをサポートするのが最善であると思われ
る。従って、好ましい実施の形態において、１０Ｍｂｐ
ｓの速度のみ、あるいは半２重方式モードのみで動作可
能なトランクメンバは、リンクがダウンしたかのように
扱われる。
【００９５】送信負荷平衡 送信のためトランクヘッド・デバイスに接続されたスト
リームで送られるメッセージは、フロー内のパケット・
フローの順序が破壊されないように、トランク内のリン
クの１本によって送られなければならない。好ましく
は、２つ以下のリンク帯域幅のデータを、特定の宛先が
トランク化されていることもわかっていない限り、特定
の宛先のＭＡＣアドレスへ送らなければならない。この
ようなことは、たとえば、トランクが２つのサーバを直
接接続する場合である。それ故、パケットのリンクへの
分配は通常、イーサネット・ヘッダ内の宛先ＭＡＣアド
レスに基づいている。
リームで送られるメッセージは、フロー内のパケット・
フローの順序が破壊されないように、トランク内のリン
クの１本によって送られなければならない。好ましく
は、２つ以下のリンク帯域幅のデータを、特定の宛先が
トランク化されていることもわかっていない限り、特定
の宛先のＭＡＣアドレスへ送らなければならない。この
ようなことは、たとえば、トランクが２つのサーバを直
接接続する場合である。それ故、パケットのリンクへの
分配は通常、イーサネット・ヘッダ内の宛先ＭＡＣアド
レスに基づいている。
【００９６】ユーザは構成変数をドライバに設定するこ
とによって、トランクが２つのサーバに接続する時期を
示すことができる。このような場合、パケットの分配は
ＴＣＰ／ＵＤＰパケットに対するＴＣＰ／ＵＤＰポート
番号に基づく。他のＩＰまたは非ＩＰパケットは宛先Ｍ
ＡＣアドレスに基づいて分配され、このアドレスは異な
るマルチキャスト・ストリームを異なるリンクへ分配す
る可能性を与えるので有利である。
とによって、トランクが２つのサーバに接続する時期を
示すことができる。このような場合、パケットの分配は
ＴＣＰ／ＵＤＰパケットに対するＴＣＰ／ＵＤＰポート
番号に基づく。他のＩＰまたは非ＩＰパケットは宛先Ｍ
ＡＣアドレスに基づいて分配され、このアドレスは異な
るマルチキャスト・ストリームを異なるリンクへ分配す
る可能性を与えるので有利である。
【００９７】しかし、本明細書で上述した規則番号４で
述べたように、パケットの一時的な配列を保存すること
が重要である。パケットを送信するときに一時的な配列
を保存する好ましい方法は、ｆｌｏｗ−ｉｄ（宛先ＭＡ
ＣアドレスまたはＴＣＰ／ＵＤＰポート番号）をｌｉｎ
ｋ−ｉｄにハッシュすることによって決定される同じリ
ンクを常に使用することである。多くのハッシュ手法を
使用することができるが、目標は乱数化機能を得ること
である。
述べたように、パケットの一時的な配列を保存すること
が重要である。パケットを送信するときに一時的な配列
を保存する好ましい方法は、ｆｌｏｗ−ｉｄ（宛先ＭＡ
ＣアドレスまたはＴＣＰ／ＵＤＰポート番号）をｌｉｎ
ｋ−ｉｄにハッシュすることによって決定される同じリ
ンクを常に使用することである。多くのハッシュ手法を
使用することができるが、目標は乱数化機能を得ること
である。
【００９８】リンクマップ・テーブルを使用して、ｆｌ
ｏｗ−ｉｄを特定のリンクへマップする。リンクマップ
・テーブル・エントリの数は、トランクメンバーの数が
２の累乗である場合、トランクメンバー（リンクヘッド
を含む）の数に等しい。２の累乗でない場合、エントリ
の数は次の高さの２の累乗に等しくなければならない。
たとえば、５つのトランクメンバーがある場合、リンク
マップ・テーブル内には８つのエントリがある。
ｏｗ−ｉｄを特定のリンクへマップする。リンクマップ
・テーブル・エントリの数は、トランクメンバーの数が
２の累乗である場合、トランクメンバー（リンクヘッド
を含む）の数に等しい。２の累乗でない場合、エントリ
の数は次の高さの２の累乗に等しくなければならない。
たとえば、５つのトランクメンバーがある場合、リンク
マップ・テーブル内には８つのエントリがある。
【００９９】各リンクマップ・テーブル・エントリはト
ランクメンバーへのポインタを含んでおり、またそのト
ランクメンバーを使用するためのいくつかの状態情報を
含んでいる。リンクマップ・テーブルのサイズが２n で
ある場合、Ｔｘパケットのｆｌｏｗ−ｉｄの最後のｎビ
ットがリンクマップ・テーブルを索引付けし、パケット
を送信するためのトランクメンバーを選択するために使
用される。
ランクメンバーへのポインタを含んでおり、またそのト
ランクメンバーを使用するためのいくつかの状態情報を
含んでいる。リンクマップ・テーブルのサイズが２n で
ある場合、Ｔｘパケットのｆｌｏｗ−ｉｄの最後のｎビ
ットがリンクマップ・テーブルを索引付けし、パケット
を送信するためのトランクメンバーを選択するために使
用される。
【０１００】トランクの構成時（トランクヘッドを識別
するとき）に、リンクマップ・テーブルが作成され、好
ましくはラウンドロビン形式で、トランクメンバーへの
ポインタによって初期設定される。トランク・サイズが
２の累乗でない場合、いくつかのトランクメンバーが２
つのエントリに割り当てられる。
するとき）に、リンクマップ・テーブルが作成され、好
ましくはラウンドロビン形式で、トランクメンバーへの
ポインタによって初期設定される。トランク・サイズが
２の累乗でない場合、いくつかのトランクメンバーが２
つのエントリに割り当てられる。
【０１０１】トランクメンバーのリンクがダウンした場
合、そのトランクメンバーへのポインタを含んでいるリ
ンクマップのエントリが変更されて、他の活動トランク
メンバーをポイントする。これらのエントリに対する状
態情報が変更されて、これらのエントリへマップするｆ
ｌｏｗ−ｉｄによるパケットの送信のための新しいトラ
ンクメンバーを使用する前に、タイムアウトを待つ。こ
のようなパケットはタイムアウトが生じるまで、ＳＴＲ
ＥＡＭＳ待ち行列に保持される。このようなタイムアウ
トを使用すると、トランクメンバーが障害を起こす前に
送られたパケットの一時的な配列を維持するのが支援さ
れる。リンクの故障がデータの損失を意味する従来技術
の手法と対照的に、本発明は異なるフロー経路を通じて
ではあるが、データ・フローを維持することができる。
合、そのトランクメンバーへのポインタを含んでいるリ
ンクマップのエントリが変更されて、他の活動トランク
メンバーをポイントする。これらのエントリに対する状
態情報が変更されて、これらのエントリへマップするｆ
ｌｏｗ−ｉｄによるパケットの送信のための新しいトラ
ンクメンバーを使用する前に、タイムアウトを待つ。こ
のようなパケットはタイムアウトが生じるまで、ＳＴＲ
ＥＡＭＳ待ち行列に保持される。このようなタイムアウ
トを使用すると、トランクメンバーが障害を起こす前に
送られたパケットの一時的な配列を維持するのが支援さ
れる。リンクの故障がデータの損失を意味する従来技術
の手法と対照的に、本発明は異なるフロー経路を通じて
ではあるが、データ・フローを維持することができる。
【０１０２】同様に、故障したトランクメンバー・リン
クが回復した場合、リンクマップ・テーブルの少なくと
も１つのエントリが変更されて、回復したトランクメン
バーをポイントする。これらのエントリに対する状態は
変更されて、これらのエントリを他の送信に使用する前
にタイムアウトを待つ。
クが回復した場合、リンクマップ・テーブルの少なくと
も１つのエントリが変更されて、回復したトランクメン
バーをポイントする。これらのエントリに対する状態は
変更されて、これらのエントリを他の送信に使用する前
にタイムアウトを待つ。
【０１０３】トランク化のための好ましいデータ構造以
下のユーザ構成可能なｎｄｄ変数をｈｍｅ．ｈファイル
のｈｍｅ＿ｐａｒａｍ＿ａｒｒａｙ［］構造に追加する
のが好ましい。 ｔｒｕｎｋ−ｉｄ ｔｒｕｎｋ−ｈｅａｄ ｆｌｏｗ−ｔｙｐｅ −このパラメータは宛先ＭＡＣアドレスまたはＴＣＰ／
ＵＤＰ宛先ｐｏｒｔ＿ｉｄをフローの識別に使用すべき
かどうかを示す。たとえば、０は宛先ＭＡＣアドレスを
使用することを示し、１はＴＣＰ／ＵＤＰ ｐｏｒｔ
ｉｄを使用することを示す。
下のユーザ構成可能なｎｄｄ変数をｈｍｅ．ｈファイル
のｈｍｅ＿ｐａｒａｍ＿ａｒｒａｙ［］構造に追加する
のが好ましい。 ｔｒｕｎｋ−ｉｄ ｔｒｕｎｋ−ｈｅａｄ ｆｌｏｗ−ｔｙｐｅ −このパラメータは宛先ＭＡＣアドレスまたはＴＣＰ／
ＵＤＰ宛先ｐｏｒｔ＿ｉｄをフローの識別に使用すべき
かどうかを示す。たとえば、０は宛先ＭＡＣアドレスを
使用することを示し、１はＴＣＰ／ＵＤＰ ｐｏｒｔ
ｉｄを使用することを示す。
【０１０４】各インタフェースに対する「ｈｍｅ」構造
には、以下を追加する。 ｕｎｓｉｇｎｅｄ ｉｎｔ ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋｉｄ； ｕｎｓｉｇｎｅｄ ｉｎｔ ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋｈｅａｄ＿ｆｌａｇ； ／ ＊ このデバイスがトランクヘッドであるかどうかを示す＊／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ＊ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋｐ； ／＊ 第１の エントリとしてトランクヘッドを有するトランクに対するｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ構 造のアレイに対するポインタ＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｈｍｅ＿ｌｉｎｋｍａｐ ｒｅｆｃｎｔ； ／＊ このトランクメンバをポイントしているリンクマップ・テーブル内のエントリの 数 ＊／ ／＊新しい構造の定義＊／ ／＊トランクヘッドが識別されたときに動的に作成されるトランク関連情報 ＊／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ ｛ ｋｍｕｔｅｘ＿ｔ ｔｒ＿ｌｏｃｋ； ／＊ この構造を保護するためのロ ック＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｔｒ＿ｆｌｏｗｉｄ＿ｔｙｐｅ； ／＊ｗｈ ｅｔｈｅｒ ｄｓｔ ｍａｃ ｉｄ ｏｒ ｔｃｐ／ ｕｄｐｐｏｒｔ ｉｄ＊ ／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＿ｆｌｏｗｉｄｔｒ＿ｌａｓｔ＿ｆｌｏｗｉｄ； ／＊ 最後のパケットのｆｌｏｗｉｄ＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｔｒ＿ｌａｓｔ＿ｌｉｎｋ ｉｄ； ／＊最後のパ ケットに使用されたリンクの索引＊／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅｐ＊ｔｒ＿ｍｅｍｂｅｒｓ； ／＊トランクメンバーの アレイに対するポインタ。最初のメンバーはトランクヘッドである＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｔｒ＿ｔｒｕｎｋｓｉｚｅ； ／＊上記のアレイ内 のトランクメンバーの数＊／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＿ｌｉｎｋｍａｐ ＊ｔｒ＿ｌｉｎｋｍａｐ； ／＊ リンクマップ・テーブルに対するポインタ＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｔｒ＿ｌｉｎｋｍａｐ＿ｓｉｚｅ； ／＊ リンク マップ・テーブル内のエントリの数＊／ ｝ ；
には、以下を追加する。 ｕｎｓｉｇｎｅｄ ｉｎｔ ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋｉｄ； ｕｎｓｉｇｎｅｄ ｉｎｔ ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋｈｅａｄ＿ｆｌａｇ； ／ ＊ このデバイスがトランクヘッドであるかどうかを示す＊／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ＊ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋｐ； ／＊ 第１の エントリとしてトランクヘッドを有するトランクに対するｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ構 造のアレイに対するポインタ＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｈｍｅ＿ｌｉｎｋｍａｐ ｒｅｆｃｎｔ； ／＊ このトランクメンバをポイントしているリンクマップ・テーブル内のエントリの 数 ＊／ ／＊新しい構造の定義＊／ ／＊トランクヘッドが識別されたときに動的に作成されるトランク関連情報 ＊／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ ｛ ｋｍｕｔｅｘ＿ｔ ｔｒ＿ｌｏｃｋ； ／＊ この構造を保護するためのロ ック＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｔｒ＿ｆｌｏｗｉｄ＿ｔｙｐｅ； ／＊ｗｈ ｅｔｈｅｒ ｄｓｔ ｍａｃ ｉｄ ｏｒ ｔｃｐ／ ｕｄｐｐｏｒｔ ｉｄ＊ ／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＿ｆｌｏｗｉｄｔｒ＿ｌａｓｔ＿ｆｌｏｗｉｄ； ／＊ 最後のパケットのｆｌｏｗｉｄ＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｔｒ＿ｌａｓｔ＿ｌｉｎｋ ｉｄ； ／＊最後のパ ケットに使用されたリンクの索引＊／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅｐ＊ｔｒ＿ｍｅｍｂｅｒｓ； ／＊トランクメンバーの アレイに対するポインタ。最初のメンバーはトランクヘッドである＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｔｒ＿ｔｒｕｎｋｓｉｚｅ； ／＊上記のアレイ内 のトランクメンバーの数＊／ ｓｔｒｕｃｔｈｍｅ＿ｌｉｎｋｍａｐ ＊ｔｒ＿ｌｉｎｋｍａｐ； ／＊ リンクマップ・テーブルに対するポインタ＊／ ｕｎｓｉｇｎｅｄｉｎｔｔｒ＿ｌｉｎｋｍａｐ＿ｓｉｚｅ； ／＊ リンク マップ・テーブル内のエントリの数＊／ ｝ ；
【０１０５】トランク化を行う関数 ｈｍｅｉｏｃｔｌ −新しいｎｄｄ変数ｔｒｕｎｋ−ｉｄ、トランクヘッド
およびｆｌｏｗ−ｉｄを処理するコードを追加する。 −新しいトランクヘッドが指定された場合、トランクに
構造を割り振り、トランクメンバー構造を初期設定し、
ｈｍｅｉｎｉｔ（）を呼び出すことによってトランクメ
ンバー・ハードウェア・デバイスを初期設定する。 −インスタンス番号、すなわち＜ｎｎ＞：＜ｎａｍｅ＞
形式（ｎｎはインスタンス番号であり、ｎａｍｅはパラ
メータを指す）を含むコード・サポートｎｄｄ変数を追
加する。 ｈｍｅｄｅｔａｃｈ −トランク化された場合、トランク・サポートに割り振
られているすべての動的データ構造を割振り解除する。 ｈｍｅａｒｅｑ −デバイスが非トランクヘッド・トランクメンバーとし
て構成されている場合に、エラーを返すコードを追加す
る。 ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ＿ｉｎｉｔ −新しい関数。ＭＡＣパラメータ／モードを変更するた
めにｈｍｅｉｎｉｔ（）が呼び出されたかどうかに応じ
て、ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ＿ｉｎｉｔ（）を呼び出して、
ＭＡＣアドレス、マルチキャスト・アドレス、ｐｒｏｍ
ｉｓｃｕｏｕｓモードなどがすべてのトランクメンバー
に設定されるようにする。 ｈｍｅ ｔｒｕｎｋ＿ｓｔａｒｔ −新しい関数。パケットを送信するためにｈｍｅｓｔａ
ｒｔ（）が現在呼び出されているかどうかに応じて、ｈ
ｍｅ ｔｒｕｎｋ＿ｓｔａｒｔ（）呼び出して、トラン
クに対するパケット送信を処理する。 −この関数はパケットに対するｆｌｏｗ−ｉｄを使用し
て、リンクを使用するかどうか決定する。パケットをリ
ンクへポストできる場合には、ｈｍｅｓｔａ．ｒｔ（）
を呼び出して、そのリンク上のパケットを送信する。パ
ケットを何らかのリンクにポストできない場合には、Ｓ
ＴＲＥＡＭＳ待ち行列に戻され、ｔｒ＿ｔｘａｌｌ＿ｗ
ａｉｔフラグがセットされる。 ｈｍｅ ｎｔｒ −リンク状態がトランクメンバーに対してリンクダウン
状態を示している場合には、代替トランクメンバーを割
り当てる。また、新しいトランクメンバーを使用する前
に、タイムアウトを起動する。 ｈｍｅｒｅａｄ −受信パケットをｍｂｌｋに取得した後、トランクヘッ
ドに対する「ｈｍｅｐ」ポインタを使用して、ｍｂｌｋ
を送る。
およびｆｌｏｗ−ｉｄを処理するコードを追加する。 −新しいトランクヘッドが指定された場合、トランクに
構造を割り振り、トランクメンバー構造を初期設定し、
ｈｍｅｉｎｉｔ（）を呼び出すことによってトランクメ
ンバー・ハードウェア・デバイスを初期設定する。 −インスタンス番号、すなわち＜ｎｎ＞：＜ｎａｍｅ＞
形式（ｎｎはインスタンス番号であり、ｎａｍｅはパラ
メータを指す）を含むコード・サポートｎｄｄ変数を追
加する。 ｈｍｅｄｅｔａｃｈ −トランク化された場合、トランク・サポートに割り振
られているすべての動的データ構造を割振り解除する。 ｈｍｅａｒｅｑ −デバイスが非トランクヘッド・トランクメンバーとし
て構成されている場合に、エラーを返すコードを追加す
る。 ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ＿ｉｎｉｔ −新しい関数。ＭＡＣパラメータ／モードを変更するた
めにｈｍｅｉｎｉｔ（）が呼び出されたかどうかに応じ
て、ｈｍｅ＿ｔｒｕｎｋ＿ｉｎｉｔ（）を呼び出して、
ＭＡＣアドレス、マルチキャスト・アドレス、ｐｒｏｍ
ｉｓｃｕｏｕｓモードなどがすべてのトランクメンバー
に設定されるようにする。 ｈｍｅ ｔｒｕｎｋ＿ｓｔａｒｔ −新しい関数。パケットを送信するためにｈｍｅｓｔａ
ｒｔ（）が現在呼び出されているかどうかに応じて、ｈ
ｍｅ ｔｒｕｎｋ＿ｓｔａｒｔ（）呼び出して、トラン
クに対するパケット送信を処理する。 −この関数はパケットに対するｆｌｏｗ−ｉｄを使用し
て、リンクを使用するかどうか決定する。パケットをリ
ンクへポストできる場合には、ｈｍｅｓｔａ．ｒｔ（）
を呼び出して、そのリンク上のパケットを送信する。パ
ケットを何らかのリンクにポストできない場合には、Ｓ
ＴＲＥＡＭＳ待ち行列に戻され、ｔｒ＿ｔｘａｌｌ＿ｗ
ａｉｔフラグがセットされる。 ｈｍｅ ｎｔｒ −リンク状態がトランクメンバーに対してリンクダウン
状態を示している場合には、代替トランクメンバーを割
り当てる。また、新しいトランクメンバーを使用する前
に、タイムアウトを起動する。 ｈｍｅｒｅａｄ −受信パケットをｍｂｌｋに取得した後、トランクヘッ
ドに対する「ｈｍｅｐ」ポインタを使用して、ｍｂｌｋ
を送る。
【０１０６】首記の特許請求の範囲によって画定される
本発明の主題および精神から逸脱することなく、開示し
た実施の形態に改変および変更を行うことができる。
本発明の主題および精神から逸脱することなく、開示し
た実施の形態に改変および変更を行うことができる。
【図１Ａ】 従来の技術によるネットワークおよびモデ
ルを示す図である。
ルを示す図である。
【図１Ｂ】 本発明を実施することのできる典型的なネ
ットワーク・システム接続を示す図である。
ットワーク・システム接続を示す図である。
【図２】 各種のリンク構成を示す図である。
【図３】 本発明による図１Ａのネットワーク・モデル
に対する改変形を示す図である。
に対する改変形を示す図である。
【図４】 Ａは本発明による層改変の効果を示す図であ
る、Ｂは従来の技術による無改変の層を示す図である。
る、Ｂは従来の技術による無改変の層を示す図である。
１０ サーバ １０’ クライアント ２０ ケーブル ３０ 物理層 ４０ リコンシリエーション・サブレイヤー ５０Ａ 論理リンク制御 ５０Ｂ メディア・アクセス制御サブレイヤー ６０ ネットワーク層 ８０ セッション層 ９０ プレゼンテーション層 １００ アプリケーション層 １２０、１２０’ 交換機 １５０ 擬似ドライバ層
─────────────────────────────────────────────────────
【手続補正書】
【提出日】平成１０年９月２５日
【手続補正１】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】全図
【補正方法】変更
【補正内容】
【図１Ａ】
【図１Ｂ】
【図２】
【図３】
【図４】
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 591064003 901 ＳＡＮ ＡＮＴＯＮＩＯ ＲＯＡＤ ＰＡＬＯ ＡＬＴＯ，ＣＡ 94303，Ｕ. Ｓ．Ａ. (72)発明者 レオ・エイ・ヘジャ アメリカ合衆国・94087・カリフォルニア 州・サニーベイル・クインス アヴェニ ュ・1146 (72)発明者 サンパス・エイチ・ケイ・クマー アメリカ合衆国・95123・カリフォルニア 州・サン ホゼ・ギャレン ドライブ・ 491
Claims (20)
- 【請求項１】 ネットワーク・システムにおける、その
システムに結合可能な物理リンクの間のデータ・フロー
を動的に制御する方法において、 複数の前記物理リンクを単一の論理チャネル・トランク
に論理的に組み合せるステップを備えている方法。 - 【請求項２】 前記トランクを構成する前記物理リンク
の各々を、同一の物理層および同一のメディア・アクセ
ス制御層特性によって表すことのできる請求項１に記載
の方法。 - 【請求項３】 前記データ・フローを動的に制御して、
前記の単一の論理チャネル・トランクを構成する前記物
理リンクの各々によって搬送されるデータ・フローを平
衡させるステップをさらに含んでいる請求項１に記載の
方法。 - 【請求項４】 前記システム内のサーバが単一のメディ
ア・アクセス制御層アドレスを前記の単一のトランク化
論理チャネルに割り当てるステップをさらに含んでいる
請求項１に記載の方法。 - 【請求項５】 前記システムに利用可能なマップテーブ
ル情報を使用して、前記の単一のメディア・アクセス制
御層アドレスを構築するステップをさらに含んでいる請
求項４に記載の方法。 - 【請求項６】 前記物理リンクの１つに対する宛先アド
レスをランダムに選択するステップをさらに含んでいる
請求項４に記載の方法。 - 【請求項７】 前記のランダムな選択が前記物理リンク
に対して前記宛先メディア・アクセス制御層アドレスを
ハッシュすることを含んでいる請求項６に記載の方法。 - 【請求項８】 データ・パケットを前記システム内のサ
ーバから、前記物理リンクのうちの選択されたものへ分
配して、データ・フローの一時的な配列が保存されるよ
うにするステップをさらに含んでいる請求項１に記載の
方法。 - 【請求項９】 前記サーバが前記の単一の論理チャネル
・トランクの共通セグメントにより、前記データ・パケ
ットを分配するステップをさらに含んでいる請求項８に
記載の方法。 - 【請求項１０】 少なくとも物理層とネットワーク層を
含んでいる多層モデルによって表すことのできる前記シ
ステム内のサーバに対して、前記物理層と前記ネットワ
ーク層の間に配置された擬似ドライバ・ソフトウェア層
を定義するステップをさらに含んでいる請求項１に記載
の方法。 - 【請求項１１】 前記擬似ドライバ・ソフトウェア層が
受信路においてマルチプレクサとして機能し、送信路に
おいてデマルチプレクサとして機能する請求項１０に記
載の方法。 - 【請求項１２】 前記ネットワークがイーサネット互換
である請求項１に記載の方法。 - 【請求項１３】 前記ネットワークが全２重方式モード
で機能する請求項１に記載の方法。 - 【請求項１４】 ネットワーク・システムに結合可能な
第１の物理リンクと、 前記ネットワーク・システムに結合可能な第２の物理リ
ンクと、 前記物理リンクの各々を単一の論理チャネル・トランク
へ動的に組合せるサーバ・インタフェースを有している
サーバとを備えているネットワーク・システム。 - 【請求項１５】 前記トランクを構成する前記物理リン
クの各々が、同一の物理層および同一のメディア・アク
セス制御層特性によって表すことができ、 前記サーバ・インタフェースが単一のメディア・アクセ
ス制御層アドレスを前記の単一のトランク化論理チャネ
ルに割り当てる請求項１４に記載のネットワーク・シス
テム。 - 【請求項１６】 （ｉ）マップテーブル、（ｉｉ）前記
物理リンクに対する宛先メディア・アクセス制御層アド
レスのランダム・セレクタ、（ｉｉｉ）前記物理リンク
に対する宛先メディア・アクセス制御層アドレスをハッ
シュするハッシュ・ユニットからなる群から選択された
アドレス・ジェネレータによって、 前記アドレスが生成される請求項１４に記載のネットワ
ーク・システム。 - 【請求項１７】 前記単一の論理チャネル・トランクを
構成する前記物理リンクの各々によって搬送されるデー
タ・フローを、前記サーバ・インタフェースが動的に平
衡させる請求項１４に記載のネットワーク・システム。 - 【請求項１８】 前記サーバがデータ・パケットを、前
記物理リンクのうちの選択されたものへ分配して、デー
タ・フローの一時的な配列が保存されるようにする請求
項１４に記載のネットワーク・システム。 - 【請求項１９】 前記インタフェースが前記サーバ内の
物理層とネットワーク層の間に配置された擬似ドライバ
・ソフトウェア層を含み、 前記擬似ドライバ・ソフトウェア層が受信路においてマ
ルチプレクサとして機能し、送信路においてデマルチプ
レクサとして機能する請求項１４に記載のネットワーク
・システム。 - 【請求項２０】 （ｉ）前記ネットワークが全２重方式
モードで機能すること、 （ｉｉ）前記ネットワークが
イーサネット・ネットワークであること、（ｉｉｉ）前
記ネットワークがイーサネット互換であることからなる
群から選択された少なくとも１つの特性を、前記ネット
ワーク・システムが有している請求項１４に記載のネッ
トワーク・システム。
Applications Claiming Priority (2)
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