JP2781571B2

JP2781571B2 - ネットワークシステムの制御方法

Info

Publication number: JP2781571B2
Application number: JP63289981A
Authority: JP
Inventors: 雅人塚越; 泰弘高橋; 松昭寺田; 庸之高岸
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1987-11-18
Filing date: 1988-11-18
Publication date: 1998-07-30
Anticipated expiration: 2013-07-30
Also published as: JPH021654A

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕本発明はネツトワーク・システムに関し、更に詳しく
は、複数のLAN（Loca Area Network）からなるハイアラ
キカル・ルーテイングを用いたネツトワーク・システム
に関する。

〔従来の技術〕

複数のLANを相互接続したネツトワークシステムにお
けるルーテイング（経路選択）方式の１つに、IEEE802.
1で標準化の方向であるハイアラキカル・ルーテイング
方式がある。アイ・イー・イー・イー802.85＊1,アン
アルゴリズムフオーデイストリビユーテツドコン
ピユーテーシヨンオブアスパニングツリーイ
ンアンエクステンデツドラン、（1985年）［IEEE
802.85＊1,An Algroiyhm for Distributed Computatio
n of a Spanning Tree in an Extended LAN（1985）］
の記載によると、これはLAN同士を相互接続するブリツ
ジに、LAN相互接続システム内の端末が、接続している
２つのLANのどちらかを経由する方向にあるかを示すル
ーテイング・テーブルを持たせて中継制御を行うルーテ
イング方式である。

上記各ブリツジのルーテイング・テーブルは、当該ブ
リツジが端末から発信された通信フレームを中継する毎
に学習されて、内容が充実していくものである。例え
ば、第１のLANと第２のLANとを接続するブリツジが、第
１のLANから、ソース・アドレス（SA）＝“0001"のフレ
ームを受信したとすると、このブリツジは、アドレス＝
“0001"の端末が第１のLAN側に存在することを知り、端
末アドレス“0001"を第１のLANと対応づけてルーテイン
グ・テーブル上に登録しておく。

その後、第２のLANからデイステイネーシヨン・アド
レス（DA）＝“0001"のフレームを受信したとき、上記
ブリツジは、ルーテイング・テーブルを参照して、受信
フレームを紀第１のLANに中継すべきものと判断でき
る。各ブリツジは、フレーム受信の都度、その発信元の
アドレスがルーテイング・テーブルに登録されていなけ
れば、このアドレスと、このフレームが入力した側のLA
Nとの関係をルーテイング・テーブルに登録するため、
ルーテイング・テーブルの内容は次第に充実していく。

上述したハイアラキカル・ルーテイングの実行のため
には、ネツトワーク中のLANの接続形態が木構造である
こと、換言すれば、ネツトワークの１部で、幾つかのLA
Nがループを形成していないことが前提となる。なぜな
ら、LAN同士がループを形成すると、端末間に複数の経
路が存在し、ネツトワーク上で同一のフレームが多数発
生する問題が生ずるからである。しかし、最初からLAN
の相互接続形態を木構造にして構成すると、障害時のバ
ツクアツプ経路がない、あるいは、システム拡張の際に
制限がある、などの問題がある。

そこで、上述したハイアラキカル・ルーテイング方式
では、任意のLAN相互接続形態から論理的に木構造接続
形態を作り出すアルゴリズムをサポートしている。この
アルゴリズムを「スパニング・ツリー・アルゴリズム」
といい、構築された「LANによる木」をスパニング・ツ
リーという。

スパニング・ツリー・アルゴリズムは、Helloメツセ
ージと呼ばれる特定の制御メツセージを、ブリツジ間で
受け渡しをすることにより実行される。初期設定時、各
ブリツジは、他の全てのブチツジ宛にHelloメツセージ
の同報送信を行う。各ブリツジは、ネツトワーク内でユ
ニークなブリツジIDを持つており、上記Helloメツセー
ジのルートIDフイールドには、このメツセージの送信元
となつているブリツジのIDが書かれている。このHello
メツセージのなかのルートIDと自分のブリツジIDを比較
し、自分より若いIDが書きこまれていればHelloメツセ
ージの送信を止める。このようにして、最終的に一番若
いIDを持つたブリツジのみがHelloメツセージを送信す
るようになる。このブリツジがスパニング・ツリーの根
元（ルートブリツジ）となる。この他のブリツジは、あ
る特定のアルゴリズムにより、フレーム中継を行うブリ
ツジ（アクテイブ・ブリツジ）と、フレーム中継を行わ
ない（バツクアツプ・ブリツジ）に分けられ、スパニン
グ・ツリーが構築される。

一旦構築されたスパニング・ツリー内の伝送経路に障
害が発生した場合も、Helloメツセージの同報通信が行
われ、これによりスパニング・ツリーの再構築が行われ
る。上記ルートブリツジは、アクテイブ・ブリツジの１
つである。本明細書では、ルートブリツジ以外のアクテ
イブ・ブリツジをデイジグネーテツドブリツジと呼ぶこ
とにする。

〔発明が解決しようとする課題〕

然るに、従来技術によれば、高速で大容量のLAN（こ
れを幹線LANという）に複数の比較的低速のLAN（これを
支線LANという）を接続した階層構造のネツトワーク・
システムについての配慮がなく、次のような問題があつ
た。

すなわち、ハイアラキカル・ルーテイング方式のネツ
トワークでは、バツクアツプ・ブリツジを使えば互いに
通信できる位置関係にある２つの支線LAN間の通信メツ
セージあるいはパケツトが、スパニング・ツリー上のル
ートブリツジを経由せざるを得ず、結果的にルートブリ
ツジ付近でトラフイツクの集中が起こりやすい。このト
ラフイツクの集中は、支線LANよりも高速で大容量の幹
線LANによりさばかれることが望ましいが、従来技術で
は上述したデータ伝送能力の高い幹線LANを有したネツ
トワーク構成について考慮されていないため、支線LAN
間を接続するブリツジがスパニング・ツリーの根元とな
つてしまう可能性があつた。この場合、ルートブリツジ
が集中したトラフイツクを処理し切れず、輻輳状態に陥
るおそれがある。

本発明の目的は、ルートブリツジでの通信の輻輳を回
避できるハイアラキカル・ルーテイング方式のネツトワ
ークを提供することにある。

本発明の他の目的は、スパニング・ツリー構造の根元
における通信の輻輳を回避できる、少なくとも１つのデ
ータ伝送能力の高い幹線LANと複数の比較的データ伝送
能力の低い支線LANとからなるネツトワークを提供する
ことにある。

本発明の他の目的は、ハイアラキカル・ルーテイング
方式のネツトワークにおける、改良されたスパニング・
ツリー構成制御方法を提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するために、本発明は、複数の支線LA
Nと少なくとも１つの幹線LANとからなるネツトワークに
おいて、幹線LANと、この幹線LANに接続されている複数
のブリツジ（以下、第１のブリツジという）とからなる
サブシステムを論理的に１つのブリツジとみなし、この
論理的ブリツジがスパニング・ツリーの根元となるよう
にしたことを特徴とする。

〔作用〕

本発明によれば、データ伝送能力の高い幹線LANをス
パニング・ツリーの根元に位置させることにより、ルー
トブリツジ付近に集中するトラフイツクを支障なく処理
できる。

幹線LANをスパニング・ツリーの根元に位置させるた
めには、第１の各ブリツジに、ネツトワーク中で最も優
先度の高い値（例えば最小値）の同一のブリツジIDを付
与すれば良い。スパニング・ツリーの形成プロセスにお
いて、それぞれのブリツジがHelloメツセージを送信す
るが、Helloメツセージ中に含まれる送信元のブリツジI
D（ルートID）の優先度判定により、最終的には上記第
１の各ブリツジがルートブリツジとなり、Helloメツセ
ージの送信動作を繰り返すことになる。したがつて、幹
線LANに接続された第１の各ブリツジは、Helloメツセー
ジを支線LANの接続ポート側にのみ送出するようにして
おけば良く、幹線LAN接続ポートへのHelloメツセージの
送出の必要はない。また、ネツトワーク・システムの立
ち上げ時に、支線LAN側からHelloメツセージを受信した
場合、第１の各ブリツジはこれらのHelloメツセージを
無視すれば良く、幹線LANへの中継の必要はない。

ルートブリツジにおけるHelloメツセージの送出を支
線LAN接続ポート側に限定すると、第１のブリツジに与
えるブリツジIDは必ずしも同一値である必要はない。す
なわち支線LAN間を接続する第２のブリツジのブリツジI
Dよりも高い優先度である限り、これらの第１のブリツ
ジは互いにユニークなブリツジIDが与えられても良い。

〔実施例〕

以下、本発明の第一の実施例を記述する。

第１図は、本発明が適用される１つの幹線LAN5と、複
数の支線LAN2A〜2Fとからなるネツトワーク・システム
の一例を示す図である。支線LAN2A〜2Cと幹線LAN5との
間は、ブリツジ6A〜6C（これらを第１のブリツジとい
う）により結合され、支線LAN2A〜2F間はブリツジ3AD〜
3EF（これを第２のブリツジという）により結合されて
いる。また、各支線LANには、それぞれ複数の端末装置
４が接続されている。

本発明では、上記ネツトワークにおいて、第１の各ブ
リツジ6A〜6Cに同一のIDを与えることにより、これらの
第１のブリツジ６（6A〜6C）と幹線LAN5とからなるサブ
システム（破線で囲んだ部分）が、第２図に示すごと
く、１つの論理的なブリツジ１となるようにする。ま
た、上記第１のブリツジ６に与えるIDを、ネツトワーク
中の最小のIDとすることにより、スパニング・ツリー・
アルゴリズムを実行したとき、上記論理的ブリツジ１
が、第３図に示すように、スパニング・ツリーの根元に
なるようにする。スパニング・ツリー・アルゴリズムを
実行すると、第２のブリツジは、フレームの中継動作と
するデイジグネーテツドブリツジ（3AD,3BE,3BF）と、
フレームの中継動作を行わない×印で示したバツクアツ
プブリツジ（3BC,3EF）とに区分され、任意の２つの端
末間に唯一の通信路が存在するツリー状のネツトワーク
が形成される。

第４図は、上記した第１のブリツジ６（6A〜6C）の構
造を示す。図において、7Aは幹線LAN5に接続された送受
信回路、7Bは支線LAN2に接続された送受信回路、８は内
部バス11Aまたは11Bを介して上記送受信回路7Aと7Bに接
続されたマイクロ・プロセツサ（フレーム中継手段）で
ある。送受信回路7Aは、幹線LAN5の入力側5aから受信し
たフレームを出力側5bに中継すると共に、上記受信フレ
ームのコピーをバス11Aを介してマイクロ・プロセツサ
８のバツフアメモリ９に送り込む。マイクロ・プロセツ
サ８は、この受信フレームの宛先アドレスに基づいてル
ーテイング・テーブル10を参照し、該受信フレームの宛
先端末が支線LAN2側に存在すると判定した場合は、これ
を送受信回路7Bに送る。上記受信フレームが支線LAN2側
にないと判断した場合、マイクロ・プロセツサ８は該受
信フレームを廃棄する。送受信回路7Bが支線LAN2から受
信したフレームも、上記と同様に処理され、マイクロ・
プロセツサ８により幹線LAN5側に選択的に中継される。

前述したように、本発明では、幹線LAN5と複数の第１
のブリツジ６とからなるサブシステムを１つの論理的ブ
リツジとして機能させ、これがスパニング・ツリーの根
元となるようにしている。このため、ルートブリツジと
なる第１のブリツジ６は、Helloメツセージを支線LAN2
側にのみ送信すれば良く、幹線LAN5側には送信する必要
がない。第４図において、13はHelloメツセージを定期
的に送出するための時間経過をカウントするタイマ、14
はブリツジ６に割当てられたブリツジID（第２の例では
ID＝０）を記憶しているメモリ、15は上記タイマ13がタ
イムアウトになつた時点で、上記ブリツジIDを含む所定
フオーマツトのHelloメツセージを送出するHelloメツセ
ージ作成ユニツトである。第１のブリツジ６では、Hell
oメツセージ作成ユニツト15の出力は、内部バス11Cを介
して支線LAN2側の送受信回路7Bに結合してあり、タイマ
13がタイムアウトしたとき、Helloメツセージが支線LAN
2に送出されるようになつている。

第２のブリツジ３は、第４図と基本的には同一の構成
である。但し、メツセージ作成ユニツト15の出力が、そ
れぞれ支線LAN2に接続されている２つの送受信回路7Aと
7Bの両方に送出されるようになつている。また、ルート
ブリツジから周期的に送出されたHelloメツセージが正
常に受信されているか否かを判断するためのHelloメツ
セージ受信タイマ13′を備えている。

第５図にHelloメツセージ30のフオーマツトを示す。H
elloメツセージ30は、Helloメツセージの先頭を示すヘ
ツダ31と、後述するTCフラグ32と、Helloメツセージの
送出元となるブリツジのIDを示すルートID33と、Hello
メツセージが通過する各ブリツジ（中継ブリツジ）にお
いて書き換えられ、該中継ブリツジからルートブリツジ
までの経路コストを示すルートパスコスト34と、Hello
メツセージが最後に通過したブリツジのIDを示す最終ブ
リツジID35と、Helloメツセージの終端を示すトレーラ3
6とからなる。

第６図は、第１のブリツジ６におけるHelloメツセー
ジの送信処理ルーチンのフローチヤートを示す。このル
ーチンは、ブリツジの立ち上げ時に起動され、最初のス
テツプ102でHelloメツセージ送信タイマ13をセツトし、
送信タイマ13がタイムアウトになつた時点でHelloメツ
セージを送出し（ステツプ102〜104）、Helloメツセー
ジ送信の都度、送信タイマ13をセツトするステツプ102
に戻ることにより、定期的にHelloメツセージが出力さ
れるようになつている。ブリツジ６では、Helloメツセ
ージの送出（ステツプ104）は、支線LAN2の出力ポー
ト、すなわち、送受信回路7B側に対してのみ行われる。

第２のブリツジ３も、ブリツジの立ち上げ時に、上記
第６図と同様のルーチンが起動され、それぞれHelloメ
ツセージの送出動作を行う。この場合、Helloメツセー
ジは、全ての出力ポート（送受信回路）に送出される。
しかしながら、後述するように、第２の各ブリツジ３
は、自分より優先度の高い（番号の小さい）ルートＩを
もつHelloメツセージを受信したとき、Helloメツセージ
送信タイマを停止するようになっているため、最終的に
Helloメツセージの送出動作を繰り返すのは第１のブリ
ツジ６だけである。第２のブリツジ３は、自分より優先
度の高いHelloメツセージを受信したことにより、自分
がルートブリツジでないこと、すなわち、第２のブリツ
ジ３であることを知る。

第７図は、第２のブリツジ３が、隣のLANからフレー
ムを受信したときの動作を示すフローチヤートである。

隣接LANからフレーム受信すると（ステツプ110）、そ
れがHelloメツセージか否かを判定する（ステツプ11
2）。Helloメツセージであれば、第８図に示すスパニン
グ・ツリープロセス130に進む。受信フレームがHelloメ
ツセージでない場合は、そのブリツジがデイジグネーテ
ツドブリツジがバツクアツプブリツジかを示すバツクア
ツプフラグをチエツクする（ステツプ114）。もし、こ
のフラグがオンでなければ（デイジグネーテツドブリツ
ジの場合）、ステツプ116で、ルーテイング・テーブル
の参照及び更新（ルーテイング処理）を行い、もう一方
のLAN側に中継すべきフレームであれば、フレームの中
継を行う（ステツプ118〜120）。受信フレームが中継す
べきものでなければ、これを廃棄する（ステツプ12
2）。バツクアツプフラグがオンの場合（バツクアツプ
ブリツジの場合）、受信フレームが後述するTCNメツセ
ージであれば、それをもう一方のLANに中継し（ステツ
プ120）、そうでなければ、受信メツセージを廃棄する
（ステツプ122）。

第８図は、スパニング・ツリー・プロセスの内容を示
すフローチヤートである。

受信フレームがHelloメツセージの場合、第２図の各
ブリツジ３は、受信したHelloメツセージ中のルートID3
3と自分のブリツジIDとを比較し（ステツプ132）、も
し、前者が後者より小さくない場合は、Helloメツセー
ジを廃棄する（ステツプ150）。Helloメツセージ中のル
ートIDが自分のブリツジIDよりも小さい場合は、自分が
ルートブリツジではないと判断し、Helloメツセージの
送信タイマ13をオフにする（ステツプ134）。また、こ
のとき、Helloメツセージ受信タイマ13′をオンにす
る。

次に、ステツプ136で、受信したHelloメツセージ中の
TCフラグ32の状態をチエツクする。TCフラグ32は、一旦
形成されたスパニング・ツリーに異常が生じたとき、ル
ートブリツジがスパニング・ツリーの再構成のために送
出する特別なHelloメツセージであることを表示するた
めのものである。TCフラグ32がオン状態であれば、ブリ
ツジは、スパニング・ツリー形成のための制御情報とル
ーテイング・テーブルの内容を初期化する（ステツプ13
8）。

各ブリツジは、Helloメツセージ受信の都度、ステツ
プ146で、制御情報を更新しており、各ブリツジで記憶
する制御情報の１つに、受信したHelloメツセージ中の
最も小さいルートIDがある。ステツプ140では、記憶し
ているルートID（旧ルートID）と、受信メツセージ中に
含まれるルートID（新ルートID）とを比較し、前者より
後者が大きければ、Helloメツセージを廃棄する（ステ
ツプ150）。新ルートIDが旧ルートIDより小さいか、等
しい場合は、Helloメツセージ中に含まれるルートパス
コスト34と、最終ブリツジID35とを用いて、以下のよう
にして、自分がデイジグネーテツドブリツジになるか、
バツクアツプブリツジになるかを判定する（ステツプ14
2）。

Helloメツセージ中のルートパスコスト34は、ルート
ブリツジから上記Helloメツセージを最後に中継したブ
リツジまでの経路コストを示しており、ルートブリツジ
がHelloメツセージを送出した時点では、ルートパスコ
スト34の値は零となつている。各ブリツジは、自ブリツ
ジにおけるメツセージの通過コストの値を予め記憶して
おり、Helloメツセージを中継する前に、これをメツセ
ージ中のルートパスコスト34の値に加算する。また、上
記更新されたルートパスコスト34の値は、自ブリツジか
らルートブリツジまでのルートパスコストとして、ブリ
ツジ内に記憶される。受信したHelloメツセージ内に書
きこまれたルートパスコスト34が自分の持つているルー
トパスコストより小さいとき、該ブリツジは今Helloメ
ツセージが通過してきたLANについてバツクアツプブリ
ツジとなる。受信したHelloメツセージ内に書きこまれ
たルートパスコスト34が自分の持つているルートパスコ
ストより大きいとき、該ブリツジは今Helloメツセージ
が通過してきたLANについてデイジグネーテツドブリツ
ジとなる。受信したHelloメツセージ内に書きこまれた
ルートパスコスト34が自分の持つているルートパスコス
トと等しいとき、Helloメツセージ内の最終ブリツジID3
5と自分のブリツジIDを比較し、大きければバツクアツ
プブリツジ、小さければデイジグネーテツドブリツジと
なる。以上述べてきた動作は各LANにおいてルートブリ
ツジまでの経路コストが最小のブリツジ、最小値が複数
存在する場合はその中でブリツジIDが最小のブリツジが
デイジグネーテツドブリツジになることを表している。

ステツプ146では、上述したルートID、ルートパスコ
スト、バツクアツプフラグなどの制御情報が更新され
る。各ブリツジは、自分がバツクアツプブリツジになつ
た場合は、受信したHelloメツセージを廃棄し（ステツ
プ148〜150）、そうでない限り、すなわち、自分がデイ
ジグネーテツドブリツジである間は、受信したHelloメ
ツセージを隣接LANに中継する（ステツプ152）。

第２の各ブリツジ３が持つ受信タイマ13′は、ルート
ブリツジ６が定期的に送出するHelloメツセージを正常
に受信できている限り、タイムアウトすることはない。
しかしながら、ルートの一部に障害が発生してHelloメ
ツセージが来なくなると、受信タイマ13′がタイムアウ
トになる。

受信タイマ13′がタイムアウトしたブリツジでは、第
９図に示すルーチンが起動され、ネツトワークのトポロ
ジーに変化があつたことをルートブリツジに通知するた
めのTCNメツセージを、全ポートから出力する（ステツ
プ160）。

第10図は、第１のブリツジ６が支線LAN側から受信し
たフレームを処理するルーチンのフローチヤートを示
す。フレームを受信すると（ステツプ170）、それがHel
loメツセージか否かを判定し（ステツプ172）、Helloメ
ツセージの場合には、メツセージを廃棄する（ステツプ
174）。Helloメツセージでない場合は、それがTCNメツ
セージか否かを判定し（ステツプ176）、もしTCNメツセ
ージであれば、TCNフラグを“1"にしたHelloメツセージ
30を作成し、これを支線LAN側に送出する（ステツプ17
8）。上記受信メツセージがTCNメツセージでない場合、
すなわち、通常の通信メツセージの場合には、ルーテイ
ング・テーブルの参照あるいはルーテイング・テーブル
へのデータ追加等のルーテイング処理を行い（ステツプ
180）、上記通信メツセージが幹線LANに中継すべきもの
であれば（ステツプ182）、該当する送受信回路7Bに上
記通信メツセージを廃棄する（ステツプ184）。

尚、幹線LAN側からの受信フレームについては、上記
ステツプ172,176のメツセージ種類の判定は不要であ
り、ステツプ180〜186に相当する処理だけを行えば良
い。なぜなら、本発明によれば、幹線LAN5にはHelloメ
ツセージとTCNメツセージが流れる可能性はないからで
ある。

第11図は、本発明を適用できるネツトワーク・システ
ムの他の例を示す。このネツトワーク・システムでは、
２つの幹線LAN5と5Bと第３のブリツジ26により結合さ
れ、各幹線LANに第１のブリツジ６（6A〜6C）を介し
て、複数の支線LAN2A〜2Cが接続されている。このネツ
トワークにおいても、破線で囲まれた幹線LAN5A,5Bと、
第１のブリツジ6A〜6Cと、第３のブリツジ26とからなる
サブシステムが１つの論理的なブリツジと見なせるた
め、第12図のように、スパニング・ツリーを形成するこ
とができる。

尚、上述した実施例では、第１のブリツジに同一の値
をもつブリツジIDを与えたが、第１の各ブリツジを、He
lloメツセージを支線LAN側にのみ送出するように構成し
ておけば、上記第１の各ブリツジは他の第２のブリツジ
のIDよりも高い優先度の範囲内で、互いに異なるブリツ
ジIDを与えられても良い。

〔発明の効果〕

以上の説明から明らかなごとく、本発明では、支線LA
Nに比較して高速、大容量の幹線LANに接続される第１の
ブリツジに、最も高い優先度を持つブリツジIDを割り当
てることにより、スパニング・ツリーが構成されたと
き、幹線LANがツリーの根元に位置し、トラフイツクの
集中を効果的に処理できるようにしている。また、ルー
トブリツジとなる第１の各ブリツジが、トポロジーの変
化に起因するスパニング・ツリー再構成のためのHello
メツセージを、支線LAN側にのみ送出するようにしてい
るため、スパニング・ツリー再構成動作をネツトワーク
の一部の領域に局所化できる。スパニング・ツリーの再
構成時には、各種の制御情報とルーテイング・テーブル
の内容が初期化されるため、ルーテイング機能が一時的
に低下し、不要なトラフイツクが増加する。本発明によ
れば、上記ルーテイング機能の低下は、ネツトワーク中
の特定の領域に局所化されるため、システム全体として
のトラフイツクの増加を抑制できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を適用する複数のLANからなるネツトワ
ーク・システムの一例を示す図、第２図は上記第１図の
ネツトワークにおける幹線LAN5を１つの論理的ブリツジ
と見なした場合のネツトワーク構成を示す図、第３図は
本発明の適用により第１図のネツトワークが形成するス
パニング・ツリーの形態を示す図、第４図は幹線LANに
接続された第１のブリツジの構造図、第５図はHelloメ
ツセージのフオーマツト図、第６図は各ブリツジにおけ
るHelloメツセージ送出動作を示すフローチヤート、第
７図は支線LAN間を結合する第２のブリツジにおけるフ
レーム受信時の動作を示すフローチヤート、第８図は第
７図におけるスパニング・ツリー・プロセス130の詳細
を示すフローチヤート、第９図は各ブリツジにおいてHe
lloメツセージ受信タイマがタイムアウトした時の動作
を示すフローチヤート、第10図はルートブリツジにおけ
る支線LANからの受信フレームの処理動作を示すフロー
チヤート、第11図は本発明を適用できるネツトワーク・
システムの他の例を示す図、第12図は上記第11図のネツ
トワークが形成するスパニング・ツリーの形態を示す図
である。１……論理的ブリツジ、２……支線LAN、３……第２の
ブリツジ、４……端末装置、５……幹線LAN、６……第
１のブリツジ、７……送受信回路、８……マイクロ・プ
ロセツサ、９……バツフアメモリ、10……ルーテイング
・テーブル、11……内部バス、12……信号線、13……タ
イマ、14……ブリツジIDメモリ、15……Helloメツセー
ジ作成ユニツト、26……第３のブリツジ、30……Hello
メツセージ、31〜36……Helloメツセージの各要素、100
〜104……Helloメツセージ送出動作の個々の処理、110
〜130……第２のブリツジにおけるフレーム受信時の個
々の処理、132〜152……スパニング・ツリー・プロセス
130の詳細処理、160……各ブリツジにおいてHelloメツ
セージ受信タイマがタイムアウトした時の処理、170〜1
86……ルートブリツジにおける支線LANからのフレーム
受信時の個々の処理。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者寺田松昭神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者高岸庸之神奈川県秦野市堀山下１番地株式会社日立製作所神奈川工場内 (56)参考文献特開昭63−305638（ＪＰ，Ａ) 特開昭62−53541（ＪＰ，Ａ) 特開昭62−190949（ＪＰ，Ａ) 特開昭60−264142（ＪＰ，Ａ) 特開昭59−253（ＪＰ，Ａ) 特表昭62−502303（ＪＰ，Ａ) 信学技報ＩＮ87−11 (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) H04L 11/20 B H04L 11/00 330 H04L 11/00 310

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】基幹LANに接続された複数の第１のブリッ
ジを介して、複数の第２のブリッジを介して接続された
複数の支線LANが、接続されたネットワークシステムの
制御方法であって、各々の第１のブリッジから当該第１のブリッジに接続さ
れた支線LANのみに、当該第１のブリッジと当該第１の
ブリッジに接続された支線LANと当該支線LANに接続され
る他の支線LANとからなる前記ネットワークシステムの
部分木のスパニング・ツリーが正常であるかを判定する
ための第１のメッセージを定期的に送り、所定時間内に前記いずれかの第２のブリッジにおいて前
記第１のメッセージを受信しなかったことに応じて、当
該第２のブリッジに接続された全てのLANに、当該第２
のブリッジを含む前記ネットワークシステムの部分木の
スパニング・ツリーに異常が発生したことを通知するた
めの第２のメッセージを送り、いずれかの第１のブリッジが前記第２のメッセージを受
信したことに応じて、当該第１のブリッジに接続された
支線LANのみに、当該第１のブリッジと当該ブリッジに
接続された支線LANと当該支線LANに接続される他の支線
LANとからなる前記ネットワークシステムの部分木に対
してスパニング・ツリーを再構成するための第３のメッ
セージを送ることを特徴とするネットワークシステムの
制御方法。