JP2505063B2 - 仮想チェインを確立し管理する方法およびシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 A.産業上の利用分野 本発明は、コンピュータ・ネットワークに関し、さら
に具体的には、セッション開始プロセス中に分散ネット
ワーク内で仮想チェインを設定し維持する方法に関す
る。

B.従来の技術およびその課題 データを処理し伝送するためのコンピュータ・ネット
ワークは通常、本来的に階層構造であり、ネットワーク
・オペレーティング・システムがネットワーク内のすべ
ての資源を所有し、セッション開始、ルート決定、セッ
ション終了の責任をもつ。階層構造のネットワークでは
主従関係が特徴であるのとは違って、対等アーキテクチ
ャを利用するネットワーク内のノードは、中央ホストの
介入なしにルート選定およびセッション開始を行なえ
る。対等ネットワーク・アーキテクチャは、資源および
エンド・ユーザの追加や削除が頻繁に行なわれる、動的
ネットワークに特に適合している。このアーキテクチャ
は、動的に維持されるトポロジ・データベースと自動経
路算定との組合せに基づいて、ネットワークの物理的構
成を手動で定義する必要がなく、また構成変更に自動的
に対処することができる。米国特許第4827411号に、通
信ネットワーク内の複数のノードで共通ネットワーク・
トポロジ・データベースを維持する方法が開示されてい
る。

通信ネットワークは、一般に、通信リンクまたは伝送
群を介して相互接続されたネットワーク・ノードおよび
エンド・ノードの集合体として定義される。ネットワー
ク・ノードは、ネットワークである種の機能、例えば、
そのノード自体とそのノードに近接または隣接するノー
ドでの間のメッセージのルート指定、ネットワーク・ノ
ードとエンド・ノードの間で伝送されるメッセージのル
ート選択、持続されたエンド・ノードに対するディレク
トリ・サービスの提供などを実行するデータ処理システ
ムとして特徴付けられる。エンド・ノードとは、他のノ
ードにネットワーク・サービスを提供しないノードであ
る。代表的なエンド・ノードは、例えば、表示端末、知
能ワークステーション、プリンタなど、他のノードおよ
びネットワークにルート指定、ルート選択またはディレ
クトリ・サービスを提供しない装置である。ノード間の
リンクは、通常のケーブル接続などの固定的通信リンク
でも、ダイアル呼出し電話接続など必要時にのみ使用可
能となるリンクでもよい。ネットワーク・ノード、エン
ド・ノードおよびノード間の伝送群を、一括してネット
ワーク資源という。ネットワーク内の様々なノードおよ
びリンクの物理的構成および特性を、ネットワークのト
ポロジという。

エンド・ユーザのネットワークに対するインタフェー
スを論理ユニットという。論理ユニットは、エンド・ユ
ーザがネットワークにアクセスするときに使用する装置
またはプログラムである。２つのエンド・ユーザは、セ
ッションと呼ばれる論理接続を介して通信する。多数の
セッションが論理ユニット間に存在し得る。セッション
を確立する論理ユニットを１次論理ユニット（PLU）と
いい、その他の論理ユニットを２次論理ユニット（SL
U）という。各エンド・ノードおよびネットワーク・ノ
ードは通常１個以上の論理ユニットを支援する。さら
に、各エンド・ノードおよびネットワーク・ノードは、
セッションの開始や終了などの制御機能を提供する制御
点（CP）を含んでいる。制御点は、制御点間セッション
を介して相互に通信する。各ネットワーク・ノードの定
義域は、論理ユニット、物理ユニット、およびその制御
下の制御点からなる。対等ネットワーク・アーキテクチ
ャにおける基本的なセッション確立機能は、待機なしに
起動される１次論理ユニットである。しかし、２次論理
ユニットや第三者が開始したセッションおよび様々な形
の待機もエンド・ノードおよびネットワーク・ノードで
支援できる。

ネットワーク・ノードは、自ノード上の論理ユニッ
ト、およびそのノードがサービスを行なうエンド・ノー
ド上の論理ユニットにディレクトリ・サービスを提供す
る。ネットワーク・ノード・ディレクトリは、論理ユニ
ット名または他の資源名を、その論理ユニットまたは資
源があるノードの制御点名に写像したものを含む。ネッ
トワーク・ノードのディレクトリ機能には、エンド・ノ
ードによる定義または登録によるそのエンド・ノード内
資源の学習、すでに学習したディレクトリ・エントリの
キャッシュの維持、資源の存在および位置を確かめるた
めの有方向（指示された）探索の送出、および資源の位
置情報がない場合にネットワークへの同報通信による探
索の開始が含まれる。他のネットワーク・ノードの定義
域内にある論理ユニットとのセッションを開始するため
に、論理ユニットは、まず特定のセッションの確立を要
求するセッション開始要求を、自ユニットがサービスす
るネットワーク・ノード内の制御点へ送る。サービス側
ネットワーク・ノードの制御点は、定義域間セッション
開始要求を有方向（指示された）探索メッセージととも
に、目的の論理ユニットを含むと考えられる宛先ネット
ワーク・ノードに渡す。

対等ネットワーク・アーキテクチャ内で資源を動的に
みつける能力に対応するため、各ネットワーク・ノード
内のディレクトリ・サービス構成要素は、ディレクトリ
探索要求の受理および処理専用の記憶機構に対するいく
つかの制御ブロックをもつ。起点ネットワーク・ノード
・サーバと宛先ネットワーク・ノード・サーバの間の各
中間ノードも、メッセージを渡して応答を得るために制
御ブロックを使用しなければならない。多数の探索メッ
セージおよび応答が同時に発生する場合は、１つ以上の
中間ノードが、利用できる記憶域の不足のために他の処
理機能を実行できなくなることがある。起点ネットワー
ク・ノードから宛先ネットワーク・ノードへ有方向（指
示された）探索メッセージを伝送する際に、セッション
開始が完了するまで、パスに沿った各中間ノードにある
チェーン専用の制御ブロックの形の資源を用いて、とら
れるパスに沿って「位置指定（locate）チェイン」が確
立される。セッション開始の期間に、中間ノード専用の
記憶量を削減する方法が求められている。

本発明の目的は、セッション開始プロセスの期間に、
中間ノードで必要とされる記憶量を削減する方法を提供
することにある。

本発明の他の目的は、セッション開始プロセスの期間
に、制御ブロックが中間ノードで使用される時間量を削
減する方法を提供することにある。

本発明の他の目的は、仮想回路またはデータグラム伝
送に対応できる、ネットワーク・ノード間でのメッセー
ジ転送を開始する方法を提供することにある。

上記その他の目的は、位置指定チェインを仮想チェイ
ンで置き換える方法によって構成される。仮想チェイン
を使うと、中間ノードは、セッション開始に要する時間
の全期間にわたり資源を位置指定チェイン専用にしな
い。仮想チェインは、初期論理ユニット間セッション開
始要求の結果としてセットアップされる。これは、セッ
ション開始に係るネットワーク・ノード・サーバによ
り、その当該のトポロジ・データベースを監視しながら
維持される。追加のセッション・セットアップ・メッセ
ージを、必要に応じて仮想チェインを介して送ることが
できる。この仮想チェインは、セッション開始が成功し
たときに、または、セッション開始が打ち切られたとき
に切断される。

D.実施例 本発明は、セッション開始期間中、分散型コンピュー
タ・ネットワーク内の仮想チェインを確立し維持する方
法である。起点ネットワーク・ノードから宛先ネットワ
ーク・ノードへセッション開始要求を送る際に、各中間
ノードにあるチェイン専用の制御ブロック資源を用い
て、とられたパスに沿って位置指定（Locate）チェイン
が確立される。廃棄標識をセットした応答を送ることに
より、中間ノードの資源はただちに利用可能になり、ネ
ットワーク・ノード・サーバだけが未処理のセッション
開始および選択されたルートの知識を維持する。

第１図は、伝送群によってリンクされた６つのネット
ワーク・ノード（NN）10、20、30、40、50、60を含む代
表的な通信ネットワークの一部分を示す。ネットワーク
・ノードNN3とネットワーク・ノードNN4の間のリンク
は、TG1 32とTG2 34とである。各通信リンクは、固定
的接続でも選択的に使用可能になる接続でもよい。図で
はネットワーク・ノードNN1に、トークン・リング70を
介してｎ個のエンド・ノード72および74が接続されてい
る。同様に、最大Ｍ個のエンド・ノード82および84が、
トークン・リング80を介してネットワーク・ノードNN6
に接続されている。実際には、他のネットワーク・ノー
ドにもエンド・ノードが接続されていてもよい。図では
エンド・ノードはトークン・リングを介してネットワー
クに接続されているが、ネットワーク・ノードに直接接
続することもできる。

ネットワーク・ノードNN1ないしNN6は、それ自体に属
するエンド・ノードに対しても他のエンド・ノードに対
してもある種の通信サービスを提供する、データ処理シ
ステムである。ネットワーク・ノードが提供する通信サ
ービスには、とりわけ、ノード間の通信ルートの選択、
ディレクトリ・サービス、およびノード間の最適ルート
を決定するためにネットワーク・ノードがもたなければ
ならないトポロジ・データベースの維持が含まれる。ト
ポロジ・データベースは、各ネットワーク・ノードおよ
び１つのネットワーク・ノードに関連する各リンクを含
んでいる。ネットワーク内の各リンクは、２つの方向で
定義される。リンク方向のこの二重の定義は、ルートを
設定する際に用いられるリンク方向に応じて、リンクが
異なるノードに所属することを反映したものである。

各活動のネットワーク・ノードは周期的にトポロジ・
データベース更新（TDU）メッセージを生成し、このメ
ッセージを他のネットワーク・ノードに同報通信する。
TDUメッセージは、ノードがネットワークに最初に追加
されるときまたは再接続されるとき、および資源の状況
が変わるたびごとに、担当のネットワーク・ノードによ
って生成され同報通信される。リンクの活動化、リンク
障害、さらにリンク特性のかなりの変化などのネットワ
ーク・トポロジが変化すると、その変化が起こったノー
ドのトポロジ・データベースが更新される。各ネットワ
ーク・ノードは、トポロジ・データベースのローカル・
コピーを維持し、TDUメッセージを隣接するノードに同
報通信するために、他のノードから受け取ったTDUメッ
セージを処理することができる。

有方向の（指示された）LOCATEは、ノードが宛先資源
の位置指定（探索）を試みて交換するメッセージであ
る。LOCATEメッセージの一般的フォーマット、および通
信ネットワーク内で資源を位置指定（探索）する方法
は、1987年６月15日付けの米国特許出願第062267号明細
書に記載されている。LOCATEメッセージの重要な特徴
は、BINDの開始やノードへの資源利用可能の通知などの
探索プロセス中にLOCATEメッセージに伴う他のメッセー
ジが実行する他の機能から独立していることである。

有方向（指示された）探索が、起点論理ユニットのネ
ットワーク・ノード制御点によって宛先論理ユニットの
ネットワーク・ノード制御点に送られる。横切るCP間セ
ッションの連結を示すルート選択制御ベクトル（RSCV）
が計算される。パスに沿った各中間ネットワーク・ノー
ドは、それ自体が宛先ノードでないと判定すると、有方
向（指定された）LOCATEメッセージをRSCV内の隣のネッ
トワーク・ノードの制御点に渡し、探索引数資源を求め
てこの定義域資源ディレクトリを探索しない。中間ネッ
トワーク・ノードの制御点が有方向（指示された）LOCA
TEメッセージの経路を指定できない場合は、否定回答LO
CATE（discard）が戻される。宛先制御点は、探索引数
資源を求めてその定義域資源ディレクトリを探索し、発
見できなかった場合は、その資源タイプに対する有方向
（指示された）探索メッセージを受け取ることができる
エンド・ノードを探索する。資源がなお見つからなかっ
た場合は、否定回答が戻される。

LOCATE要求メッセージがネットワークを介して送られ
るとき、探索回答の経路を指定するための情報を、探索
パス内の中間ノードで保持しなければならない。LOCATE
要求メッセージは、探索パス内の中間ノードでの制御ブ
ロックの生成と維持を制御する、手順状況標識を搬送す
る。この制御ブロックは、探索回答を戻すパスとしての
み使用され、この回答が渡されてしまうと破壊される。
探索回答は、LOCATE（keep）をもつメッセージに乗せて
送られる。この状況保持（keep）標識は、パスに沿った
各ノードに、そこからLOCATEメッセージを受け取ったノ
ードとそこへメッセージを渡したノードとを指す、制御
ブロック内の情報を保持させる。制御ブロック内に保持
された情報は、LOCATE回答を起点に送り戻すことができ
るようにする。

宛先が探索回答を戻すと、起点と宛先のネットワーク
・ノードの間のアドレス可能性を保持する必要はなくな
る。宛先ネットワーク・ノードは、制御ブロックを廃棄
するようにと指示するLOCATE（discard）を探索回答メ
ッセージに入れて戻す。各中間ノードはLOCATE（discar
d）を渡し、探索用のその制御ブロックを破壊する。

各有方向（指示された）探索メッセージは、起点ノー
ドが割り当てる完全な資格のある手順相関識別子（FQPC
ID）と呼ばれる一義的な識別子を搬送する。FQPCIDは、
起点ノードによって割り当てられ、探索応答を探索要求
と相関させるためにノードによって使用される。ノード
が有方向探索を発するとき、このノードは、局所的に一
義的な手順相関識別子（PCID）を生成し、PCIDの前に制
御点名を付加してFQPCIDを作成する。制御点名は、ネッ
トワーク内で一義的なので、FQPCIDも一義的である。

セッションは、BINDと呼ばれる特別のセットアップ・
メッセージを、そのセッションがたどるパスを介して送
ることによって活動化される。BINDは、セッション起点
名（OLU）、セッション宛先（DLU）、およびルート記述
（RSCV）を含んでいる。それは、一度に１ホップずつ送
られ、各ノードがルート記述を用いて次のホップを決定
する。BINDは各ネットワーク・ノードを通過するとき、
セッション・コネクタと呼ばれるテーブル・エントリを
置いていく。このセッション・コネクタは、特定のセッ
ションに属する後続のメッセージ・パケットに常に同じ
パスをたどらせる。BINDが宛先論理ユニットに到着する
と、論理ユニット間である種のパラメータ設定が交渉さ
れ、次いでDLUはBIND RESPONSEメッセージをOLUに送
る。この応答は、BINDメッセージが送られたとき中間ノ
ードに残された識別子に従った経路をとる。以後の議論
では、BINDを送信する論理ユニットを１次論理ユニット
（PLU）とし、BINDを受信する論理ユニットを２次論理
ユニット（SLU）とする。

第２図は、セッション開始プロセス中に通信ネットワ
ーク内の起点論理ユニットと宛先論理ユニットの間を流
れるメッセージの代表的なタイミングを示す。位置指定
チェインは、セッション開始プロセスの全期間を通じて
維持される。位置指定チェインは、１次論理ユニットNN
S（PLU）10のネットワーク・ノード・サーバから２次論
理ユニットNNS（SLU）60のネットワーク・ノード・サー
バに延びている。位置指定チェインに加わっている中間
ネットワーク・ノード20、30、40、50は、NNS（PLU）10
とNNS（SLU）60の間に接続性を与える。これらの中間ノ
ードは、位置指定チェインが存在する限り、制御ブロッ
ク資源を位置指定チェイン専用にしなければならない。
ネットワーク内の位置指定チェインは、ネットワーク・
ノード間のCP間セッションを使用して、廃棄（discar
d）標識がセットされたCDINIT/LOCATEメッセージがチェ
インに沿って送られるまで、データを移送し、各ネット
ワーク・ノード内のチェインの記憶を維持する。このよ
うに、セッションを開始するのに必要な、待機要求にと
って相当な時間の全期間にわたり、中間ネットワーク内
の資源は、セッション開始専用となる。

第２図で、時刻T1で、NN1定義内のPLUは、NN6定義内
のSLUとのセッションを開始しようとする。CDINIT/LOCA
TEメッセージが、NNS（SLU）６に送られる。定義域間セ
ッション開始要求中のNNS（PLU）10で指定されたI/Q
は、セッションを開始し、セッションを直ちに開始でき
ない場合は、それを待ち行列に入れる。それに応答し
て、SLUがそのセッション開始を待ち行列に入れた。時
刻T2で、NNS（SLU）60は、位置指定（locate）チェイン
を維持しなければならないことを示す保持標識がセット
されたCDINIT/LOCATE回答メッセージを送る。時刻T3でS
LUがセッションを開始するのに必要な資源を持っている
と、NNS（SLU）60は、セッション開始要求が待ち行列か
らはずされ、セッション開始プロセスが継続できること
を示す、別のCDINIT/LOCATEメッセージを送る。それに
続いて、PLUは、時刻T4で、SLUにBINDメッセージを送
り、時刻T5にBIND RESPONSEメッセージが戻される。PL
UがBIND RESPONSEメッセージを受け取った後、NNS（PL
U）10は、チェインを破壊するため、廃棄標識がセット
された最終LOCATEメッセージを送る。

仮想チェイン法では、位置指定（locate）チェイン
が、NNS（PLU）10とNNS（SLU）60との間の仮想チェイン
で置き換えられる。中間ノード20、30、40、50は、CDIN
IT/LOCATEがNNS（PLU）10とNNS（SLU）60の間で送られ
ている間だけ、資源をセッション開始専用にする。仮想
チェインは一度セットアップされると、それが切断され
るか、セッション開始が成功するか、またはセッション
開始が打ち切られるまで破壊されない。

仮想チェインは、NNS（PLU）10とNNS（SLU）60の間で
計算されたRSCVによって定義される。RSCVは計算される
と、NNS（PLU）10にセーブされ、NNS（SLU）60への有方
向CDINIT/LOCATE要求のルート指定に用いられる。CDINI
T/LOCATEがNNS（SLU）60に到着すると、NNS（SLU）はRS
CVをセーブする。NNS（SLU）からCDINIT/LOCATEを受け
取ると、NNS（PLU）10は、NNS（SLU）60がRSCVを受け取
って記憶済みであることを知る。この時点で、NNS（PL
U）とNNS（SLU）は、仮想チェインを表す同一のRSCVを
使用中である。CDINIT/LOCATE回答が、RSCVによって定
義されるNNS（SLU）からNNS（PLU）へのルートを移動す
ると、CDINIT/LOCATE回答は廃棄標識を含むので、ネッ
トワーク・ノード間の位置指定チェインは破壊される。

仮想チェインが存在する間は、それを使って、NNS（P
LU）10とNNS（SLU）60の間のセッション開始に関する追
加のCDINIT/LOCATE要求および回答を送ることができ
る。保持標識または廃棄標識がセットされた追加のCDIN
IT/LOCATE要求を送ることができる。FQPCID識別子に対
するシーケンス修飾子を各ネットワーク・ノード・サー
バが使って、仮想チェイン上を送られたメッセージによ
って起動される手順を識別する。

第３図は、仮想チェイン上でのCDINIT/LOCATEメッセ
ージの交換を示す。NNS（PLU）10は、時刻T1で、最初の
セッション開始コマンドをNNS（SLU）60に送る。仮想チ
ェインがNNS（SLU）60でセットアップできるようにする
ルート選択制御ベクトル（RSCV）をNNS（SLU）が持って
いるとNNS（PLU）10が判定できる前に、回答が要求され
るので、保持標識がセットされる。時刻T2で、NNS（SL
U）60は、NNS（PLU）10から送られた最初のセッション
・セットアップ・コマンドに回答する。これで、両者と
もRSCVを持ち、仮想チェインが確立される。両方のネッ
トワーク・ノード・サーバが、それぞれのトポロジ・デ
ータベースを後述する潜在的な切断があるかどうか監視
する。廃棄標識がセットされているので、実際の位置指
定チェインは廃棄される。時刻T3で、NNS（SLU）60は、
NNS（PLU）10へ追加のセッション・セットアップ・コマ
ンドを送る。この場合、仮想チェインがNNS（PLU）によ
って維持されているので、廃棄標識がセットされる。NN
S（PLU）10は、時刻T4で、仮想チェインがNNS（SLU）に
よって維持されているので廃棄標識がセットされた、NN
S（SLU）60から送られた追加のセッション・セットアッ
プ・コマンドに対する回答を送る。廃棄標識がセットさ
れているので、位置指定チェインは廃棄される。時刻T5
で、別のセッション・セットアップ・コマンドが、NNS
（PLU）10からNNS（SLU）60に送られる。廃棄標識は、
回答を要しないCDINIT/LOCATE要求中でセットされる。
各CDINIT/LOCATE要求は、FQPCID修飾子によって一義的
に識別されることに注意されたい。回答では、対応する
要求と同じFQPCID修飾子を用いる。

仮想チェインを用いたセッション開始の全プロセスを
第４図に示す。NN1定義域内のPLUは、NN6定義域内のSLU
とのセッションを開始しようとしている。時刻T1にCDIN
IT/LOCATEが、SLUに対するネットワーク・ノード・サー
バであるNN6Bへ送られる。PLUで指定されたI/Qは、セッ
ションで直ちに開始し、またはその要求を待ち行列に入
れる。時刻T2でSLUはセッション開始要求を待ち行列に
入れ、NNS（SLU）60は実際の位置指定チェインを廃棄で
きることを示す廃棄標識がセットされたCDINIT/LOCATE
回答を送った。この時点で、NNS（PLU）10およびNNS（S
LU）60は共にRSCVを持ち、仮想チェインが確立される。
時刻T3でSLUがセッションを開始するのに必要な資源を
持つと、NNS（SLU）60は、そのセッション開始が待ち行
列から外され、セッション開始が接続できることを示す
CDINIT/LOCATEメッセージを送る。このメッセージは廃
棄標識がセットされて送られ、したがって、中間ネット
ワーク・ノードは、位置指定チェインを維持しない。時
刻T4で、PLUはSLUにBINDメッセージを送り、SLUは時刻T
5でPLUにBIND RESPONSEメッセージを送って応答する。
BIND RESPONSEメッセージの送出後、NNS（SLU）60は仮
想チェインを廃棄する。PLUがBIND RESPONSEメッセー
ジを受け取った後、NNS（PLU）10は仮想チェインを廃棄
する。T2とT3との間の期間またはT3後の期間には、中間
ネットワーク・ノード20、30、40、および50で資源が一
切使われていないことに注目されたい。CDINIT/LOCATE
メッセージ中で廃棄標識がセットされると、ネットワー
ク・ノード内で、このメッセージがこのノード中を流れ
ているときだけ資源が使用される。メッセージ中で保持
標識がセットされると、要求が宛先ネットワーク・ノー
ド・サーバに到達し、また回答が送出側ネットワーク・
ノード・サーバに戻るのに要する時間の間、資源が使用
される。

セッションの開始が成功するかまたは打ち切られる
と、仮想チェインは破壊される。ネットワーク・ノード
・サーバが、その定義域内の論理ユニットから、セッシ
ョンの開始が成功したかまたは打ち切られたかの指示を
受け取ると、仮想チェインの維持専用になっていたすべ
ての資源が解放される。

仮想チェインの確立後、１次および２次論理ユニット
用のネットワーク・ノード・サーバは、仮想チェインの
潜在的な切断を検出するために、それぞれのトポロジ・
データベースを監視する。トポロジ更新メッセージは、
順序外れで到着することができ、その切断を実現のもの
ではなく一時的か見かけのものにするので、論理ユニッ
ト間の切断は潜在的であるとみなされる。下記のいずれ
かの状態が発生したとき、仮想チェインは潜在的に切断
されたとみなされる。

1.ネットワーク・ノード・サーバのトポロジ・データベ
ースが、FQPCIDによって定義されるセッション開始の期
間中、CDINIT/LOCATEルート選択制御ベクトル内のいず
れか２つの隣接ノード間にあるすべての伝送群が同時に
動作不能であることを示す。

2.ネットワーク・ノード・サーバのトポロジ・データベ
ースが、FQPCIDによって定義されるセッション開始の期
間内のある時間に、CDINIT/LOCATEルート選択制御ベク
トル内のいずれか２つの隣接ノード間にあるすべての伝
送群が動作不能になったことを示す。

仮想チェインが潜在的に切断されていると見なされた
場合、この潜在的切断を見つけたネットワーク・ノード
・サーバは、セッション開始の際に結合していた相手の
ネットワーク・ノード・サーバにCDINIT/LOCATEメッセ
ージを送る。このメッセージ要求は、保持標識がセット
され、仮想チェインを定義するRSCVを含むことになる。
仮想チェインによって定義されるルートが切断された場
合、メッセージ要求を送ったネットワーク・ノード・サ
ーバに否定回答が戻される。次に、セッション開始は終
了し、そしてセッション開始の維持専用になっていたす
べての資源が解放される。一方、仮想チェインによって
定義されるルートがなお活動状態の場合は、相手方のネ
ットワーク・ノード・サーバは、廃棄標識がセットされ
たCDINIT/LOCATE回答を送る。CDINIT/LOCATEの交換が完
了すると、両方のノードは再び同期され、関係するネッ
トワーク・ノード間の潜在的切断の記憶をトポロジ・デ
ータベースから消去することができる。潜在的切断を経
験した２つのノード間にある伝送群のいずれかが再度動
作不能になったことが報告された場合、潜在的切断アル
ゴリズムが実行される。

２つの潜在的切断の状態を第５図および第６図に示
す。まず第５図に示す状態を考えてみる。この場合、時
刻T1で、ネットワーク・ノードNN3とNN4の間のすべての
接続が切断されている。時刻T1で、それぞれのトポロジ
・データベースを監視する間に、NNS（PLU）10およびNN
S（SLU）60は共に、伝送群TG1 32が動作不能であるこ
とを知る。同様に、時刻T3で、両方のノード・サーバ
は、伝送群TG2 34が動作不能であることを知る。時刻T
4で、両方のノード・サーバのトポロジ・データベース
は、FQPCIDで定義されるセッション開始の期間中、NN3
とNN4の間のすべての伝送群が同時に動作不能であるこ
とを示す。NNS（PLU）10およびNNS（SLU）60は共に、潜
在的切断を確かめるためにLOCATEメッセージを送る。時
刻T5で否定回路を受け取ると、ノードNN1とNN6とは、セ
ッション開始に関するすべての知識を取り除く。

第２の潜在的切断の状態が第６図に示されている。こ
の場合、時刻T1で両方のネットワーク・ノード・サーバ
は、ネットワーク・ノードNN3とNN4の間にある伝送群TG
1が動作不能であることを知らされる。中間ネットワー
クが介在するために、トポロジ表示更新メッセージ（TD
U）は順序外れで到着する。NNS（SLU）60は仮想チェイ
ンが潜在的に切断されていると判定する。時刻T3で、NN
S（PLU）10は、ノードNN3とNN4の間による伝送群TG1が
動作可能であることを知らされる。NNS（PLU）10は、伝
送群TG2上のTDUメッセージをまだ受け取っていない。仮
想チェインの潜在的切断に応じて、時刻T4で、NNS（SL
U）60は、切断が現実のものかどうか判定するために、
１次論理ユニットのネットワーク・ノード・サーバにCD
INIT/LOCATEメッセージを送る。TDUは順序外れで到着し
たので、切断は見かけのもので、実際のものではなかっ
た。仮想チェインは、NNS（PLU）10によって維持されて
いた。時刻T5で、NNS（SLU）60に肯定回答が送られ、セ
ッション活動化は中断することなく継続する。潜在的切
断の記憶が取り除かれる。同期化の後のいずれかの時間
にTG1またはTG2が動作不能であることがNN6に再び報告
された場合、NN6は潜在的切断アルゴリズムを再実行す
る。時刻T6で、NNS（SLU）60は、ネットワーク・ノード
NN3とNN4の間にある伝送群TG1が動作可能であることを
知らされる。この後の時刻T7で、NNS（PLU）10は、ネッ
トワーク・ノードNN3とNN4の間の伝送群TG2が動作不能
であることを知らされる。NNS（PLU）10は、潜在的切断
が存在すると判定する。NNS（PLU）10は、時刻T8で、切
断が現実のものであるかどうか判定するために、２次論
理ユニットのネットワーク・ノード・サーバにCDINIT/L
OCATEメッセージを送る。最後に、時刻T9で、TDUは順序
通りであり、切断は、見かけのもので実際のものではな
かった。仮想チェインは、NNS（SLU）60によって維持さ
れた。NNS（PLU）に肯定回答が送られ、セッションの活
動化は中断されることなく継続される。潜在的切断の記
憶が取り除かれる。同期化の後のいずれかの時間中に、
TG1またはTG2が動作不能であることがNN1に再び報告さ
れた場合、NN1は潜在的切断アルゴリズムを再実行す
る。

仮想チェイン法を使用する際、有方向（指示された）
探索のために最小のチェイン制御ブロックのみが中間ネ
ットワーク・ノードで必要である。最小チェイン制御ブ
ロックは、エラーの回復を行なうのに十分な情報のみを
含む。最小チェイン制御ブロックは、起点論理ユニット
用のネットワーク・ノード・サーバと宛先論理ユニット
用のネットワーク・ノード・サーバの間でのCDINIT/LOC
ATE要求および回答の交換中、仮想チェインがCDINIT/LO
CATEの初期の交換によってセットアップされているとき
だけ、中間ネットワーク・ノード・サーバに存在する。
中間ネットワーク・ノードにある最小チェインは、回答
によって破壊される。セッション・セットアップ用のチ
ェインは、仮想チェイン内に存在し、セッション・セッ
トアップが完了すると破壊される。CDINIT/LOCATE要求
があるネットワーク・ノード・サーバから別のネットワ
ーク・ノード・サーバに送られると、最小チェインは、
中間ノードによって維持される必要がなくなる。真のチ
ェインは、２つのネットワーク・ノード・サーバで保持
される。

仮想チェインの上記の実施例を、セッションに関して
説明した。セッションは、セッション開始メッセージの
交換によって実施される。接続の必要がなくなると、セ
ッションを終了するために別のメッセージ交換が必要と
なる。これとは対照的に、データグラムは、論理セッシ
ョンの確立を必要としない簡単なメッセージである。デ
ータグラムは、送出された順序と違う順序で到着するこ
とがある。仮想チェインの概念を用いて、CP間セッショ
ン上でデータグラムを実施し、それを送ることもでき
る。データグラムは即時回答に依存しないので、位置指
定チェインを中間ネットワーク・ノードで作成する必要
はない。データグラムとその確認はともに、チェインを
形成せずに流れる。こうすると、データグラムまたはそ
の回答を送るためのセッションが確立されないので、対
等ネットワークに無接続ネットワークの機能が与えられ
る。

E.発明の効果 以上説明したように本発明によれば、コンピュータ・
ネットワークにおける中間ノードで必要な記憶量を削減
することができる。

本発明を、特定の実施態様に関して具体的に図示し記
述してきたが、本発明の趣旨および範囲から逸脱するこ
となく形式および詳細に種々な変更を加えられることは
同業者なら理解できよう。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明が実施される代表的な通信ネットワー
クのブロック・ダイアグラムである。 第２図は、位置指定チェインを使用するセッション開始
プロセスのフロー・ダイアグラムである。 第３図は、セッション開始プロセスにおける仮想チェイ
ンの概念を示すフロー・ダイアグラムである。 第４図は、セッション開始要求を待ち行列に入れること
のできるセッション開始プロセスでの仮想チェインの使
用を示すフロー・ダイアグラムである。 第５図は、仮想チェインが両方のネットワーク・ノード
・サーバで潜在的にまた実際に切断されるセッション開
始プロセスを示すフロー・ダイアグラムである。 第６図は、仮想チェインがネットワーク・ノード・サー
バで潜在的には切断されるが実際には切断されないセッ
ション開始プロセスを示すフロー・ダイアグラムであ
る。 10、20、30、40、50、60……ネットワークノード（N
N）、32、34……リンク、伝送群（TG）、70、80……ト
ークン・リング、72、74、82、84……エンド・ノード。

Claims (2)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数個のネットワーク・ノードと複数個の
   サーバ・ノードと複数個のエンド・ノードとを含み、各
   ネットワーク・ノードおよびサーバ・ノードが、プロセ
   ッサ及び記憶装置を備えるとともにトポロジ・データベ
   ースを維持し、かつセッション開始で制御ブロックを割
   り振る、コンピュータ・ネットワークにおいて、セッシ
   ョン開始の期間中、１対の第１及び第２のサーバ・ノー
   ド間で仮想チェインを確立して管理するシステムであっ
   て、 上記第１のまたは第２のサーバ・ノードにおいて、該第
   １及び第２のサーバ・ノードの間で相互接続される一連
   の中間ネットワーク・ノードを介するセッション開始ル
   ートを選択する手段と、 上記選択されたルート上の中間ネットワーク・ノード並
   びに第１及び第２のサーバ・ノードにおいて、該サーバ
   ・ノード間の実チェインを形成するセッション開始の制
   御ブロックを割振る手段と、 上記第１及び第２のサーバ・ノードにおいて、上記割振
   り手段と協働して、上記選択されたルートを該サーバ・
   ノードの各制御ブロックに記憶する手段と、 上記の各サーバ・ノードにおいて、上記選択手段及び上
   記記憶手段と協働して、１または複数のセッション開始
   要求を生成し、上記ルートに沿って、他方のサーバ・ノ
   ードへ該要求を送信する手段と、 上記の各サーバ・ノードにおいて、上記のセッション開
   始要求に応答して、該サーバ・ノードのプロセッサがセ
   ッション開始のために利用可能な資源を有していない場
   合、該プロセッサによって、該要求を待ち行列に入れる
   待ち行列手段と、 上記の各サーバ・ノードにおいて、上記の１または複数
   のセッション開始要求に応答して、１または複数の回答
   を生成して要求元のサーバ・ノードに返信する手段であ
   って、このうち最初の回答には、セッション開始要求が
   待ち行列に入れられたことを示す標識を持たせる返信手
   段と、 上記ルート上の上記各中間ネットワーク・ノードにおい
   て、上記の最初の回答に応答して、該回答を該ルート上
   の次のノードに転送した後すぐに、該中間ネットワーク
   ・ノードでの上記制御ブロックの割振りを解除し、仮想
   チェインを構成する手段と、 上記の各サーバ・ノードにおいて、上記記憶手段と協働
   して、上記仮想チェインの構成後に上記セッション開始
   ルート上に生じた潜在的な切断状態を検出するために、
   トポロジ更新メッセージを監視する手段と、 上記の各サーバ・ノードにおいて、上記監視手段と協働
   して、上記セッション開始の完了後に、該サーバ・ノー
   ドでの制御ブロックの割振りを解除し、上記仮想チェイ
   ンを廃棄する手段と を含む、上記システム。
2. 【請求項２】上記ルート上の各中間ネットワーク・ノー
   ドにおいて、上記セッション開始要求を送信する手段と
   協働して、任意の中間ネットワーク・ノードがルート上
   の次のノードに転送できないことを示す回答を生成し、
   上記サーバ・ノードのいずれかに送信する手段と、 上記の各サーバ・ノードにおいて、上記中間ネットワー
   ク・ノードの１つから転送できないことを示す上記回答
   の受信に応答して、該サーバ・ノードで制御ブロックの
   割振りを解除する手段と を含む、請求項１に記載のシステム。