JP3003977B2 - 入出力通信サブシステム及び方法 - Google Patents
入出力通信サブシステム及び方法Info
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はデータ転送機構に関し、
特に、多重チャネルで、ユーザ・トランスペアレント
で、不平衡で、動的に変更可能なコンピュータ入出力チ
ャネルに関する。
特に、多重チャネルで、ユーザ・トランスペアレント
で、不平衡で、動的に変更可能なコンピュータ入出力チ
ャネルに関する。
【０００２】
【従来の技術】ＩＢＭ Ｓ／３９０などのメインフレー
ム・コンピュータ・システムは、集合的にチャネル・サ
ブシステムとして知られる入出力オペレーションによ
り、入出力装置及び主記憶装置との間でデータを交換す
る。入出力装置及びそれらの制御ユニットがチャネル・
サブシステムに接続される。チャネル・サブシステムは
ハードウェアとソフトウェアとの組合わせであり、後者
は入出力装置の制御ユニットと主記憶装置との間の情報
の流れを指示し、コンピュータ中央処理ユニット（ＣＰ
Ｕ）を入出力装置との通信のためのタスクから解放す
る。入出力処理は従って、ＣＰＵにおける通常のデータ
処理と並行して発生する。入出力処理には、パス管理、
パスの使用可能性のテスト、使用可能なチャネル・パス
の選択、及び入出力装置による入出力オペレーションの
実行の開始及び終了が含まれる。制御ユニットは、特定
の入出力装置の特性をチャネル・サブシステムにより使
用される標準の形式に変換する機構である。
ム・コンピュータ・システムは、集合的にチャネル・サ
ブシステムとして知られる入出力オペレーションによ
り、入出力装置及び主記憶装置との間でデータを交換す
る。入出力装置及びそれらの制御ユニットがチャネル・
サブシステムに接続される。チャネル・サブシステムは
ハードウェアとソフトウェアとの組合わせであり、後者
は入出力装置の制御ユニットと主記憶装置との間の情報
の流れを指示し、コンピュータ中央処理ユニット（ＣＰ
Ｕ）を入出力装置との通信のためのタスクから解放す
る。入出力処理は従って、ＣＰＵにおける通常のデータ
処理と並行して発生する。入出力処理には、パス管理、
パスの使用可能性のテスト、使用可能なチャネル・パス
の選択、及び入出力装置による入出力オペレーションの
実行の開始及び終了が含まれる。制御ユニットは、特定
の入出力装置の特性をチャネル・サブシステムにより使
用される標準の形式に変換する機構である。
【０００３】従来の入出力オペレーションによれば、サ
ブチャネルがチャネル・サブシステムによりアクセスさ
れる各入出力装置に専用に提供された。こうしたサブチ
ャネルは物理的な伝送パスではなく論理的であり、関連
入出力装置の特定の要求に関連して定義される。こうし
たサブチャネルの数は、コンピュータ・システムにより
認識されるアドレス・サイズによってのみ制限される。
従って、従来の入出力オペレーションによれば、入出力
装置が物理伝送媒体上で導出される論理サブチャネル
（チャネル・パスと呼ばれる）によりチャネル・サブシ
ステムに接続され、入出力オペレーションが要求される
時に活動化される。論理サブチャネルは伝送機構として
定義され、サイズ化されたデータ・パケット長を０キロ
バイト乃至３２キロバイトの範囲で、４キロバイト・ス
テップで変化する。入出力制御ユニットは、１つまたは
複数のこうした論理サブチャネルによりチャネル・サブ
システムに接続され、入出力装置が１つまたは複数の制
御ユニットによりサービスされる。ほとんどの入出力装
置はデータをある特定のレートで転送するように設計さ
れ、この装置レート以上の論理サブチャネルによりサー
ビスされなければならない。物理伝送媒体は半２重モー
ドまたは全２重モードにより動作されるが、論理サブチ
ャネルは単純化のため、入力と出力の両方をサポートす
るように双方向伝送として定義されてきた。従来技術
は、双方向伝送に対して等価で平衡化され、対称である
論理伝送サブチャネルにだけ対応した。装置が設置の間
に固有のサブチャネルを割当てられ、そのサブチャネル
上の通信がそのタイプの入出力装置に対して定義される
通信プロトコルに従う。従来の全てのサブチャネルは特
定の入出力宛先に対応して予め定義され、平衡化され、
システムが入出力を要求する時にだけ活動化される。前
記プロトコルを使用する大量のコンピュータ入出力プロ
グラミングが存在する。
ブチャネルがチャネル・サブシステムによりアクセスさ
れる各入出力装置に専用に提供された。こうしたサブチ
ャネルは物理的な伝送パスではなく論理的であり、関連
入出力装置の特定の要求に関連して定義される。こうし
たサブチャネルの数は、コンピュータ・システムにより
認識されるアドレス・サイズによってのみ制限される。
従って、従来の入出力オペレーションによれば、入出力
装置が物理伝送媒体上で導出される論理サブチャネル
（チャネル・パスと呼ばれる）によりチャネル・サブシ
ステムに接続され、入出力オペレーションが要求される
時に活動化される。論理サブチャネルは伝送機構として
定義され、サイズ化されたデータ・パケット長を０キロ
バイト乃至３２キロバイトの範囲で、４キロバイト・ス
テップで変化する。入出力制御ユニットは、１つまたは
複数のこうした論理サブチャネルによりチャネル・サブ
システムに接続され、入出力装置が１つまたは複数の制
御ユニットによりサービスされる。ほとんどの入出力装
置はデータをある特定のレートで転送するように設計さ
れ、この装置レート以上の論理サブチャネルによりサー
ビスされなければならない。物理伝送媒体は半２重モー
ドまたは全２重モードにより動作されるが、論理サブチ
ャネルは単純化のため、入力と出力の両方をサポートす
るように双方向伝送として定義されてきた。従来技術
は、双方向伝送に対して等価で平衡化され、対称である
論理伝送サブチャネルにだけ対応した。装置が設置の間
に固有のサブチャネルを割当てられ、そのサブチャネル
上の通信がそのタイプの入出力装置に対して定義される
通信プロトコルに従う。従来の全てのサブチャネルは特
定の入出力宛先に対応して予め定義され、平衡化され、
システムが入出力を要求する時にだけ活動化される。前
記プロトコルを使用する大量のコンピュータ入出力プロ
グラミングが存在する。
【０００４】こうしたシステム内の論理サブチャネル数
は、チャネル・パス数とは独立であり、同一の入出力装
置が単一の論理サブチャネルにより表される多数の異な
るチャネル・パスによりアクセスされる。論理サブチャ
ネルはデータが読み書きされる主記憶アドレス、転送さ
れるデータ数、宛先の識別及び接続される入出力装置の
ステータス情報のための記憶域を保持する。ステータス
情報はプログラムされたプロセスによりアクセスされ
る。従来、論理サブチャネルは、複数ビットが異なる銅
導体上で並列に転送される複数導体ケーブル上で導出さ
れる（バイト・マルチプレクス・モード）。こうしたケ
ーブルは長さ（３０ｍ乃至５０ｍ）及び帯域幅（１．５
Ｍｂ／ｓ乃至４．５Ｍｂ／ｓ）が制限され、多くの既存
の入出力プログラミングがこれらの制限に適応化され
る。この旧タイプの伝送媒体は並列入出力インタフェー
スとして知られ、"IBM System/360 and System/370 I/O
Interface Channel to Control Unit OEMI "Original
Equipment Manufacture Interface"（IBM System Libra
ry document GA22-6974）で詳しく述べられている。
は、チャネル・パス数とは独立であり、同一の入出力装
置が単一の論理サブチャネルにより表される多数の異な
るチャネル・パスによりアクセスされる。論理サブチャ
ネルはデータが読み書きされる主記憶アドレス、転送さ
れるデータ数、宛先の識別及び接続される入出力装置の
ステータス情報のための記憶域を保持する。ステータス
情報はプログラムされたプロセスによりアクセスされ
る。従来、論理サブチャネルは、複数ビットが異なる銅
導体上で並列に転送される複数導体ケーブル上で導出さ
れる（バイト・マルチプレクス・モード）。こうしたケ
ーブルは長さ（３０ｍ乃至５０ｍ）及び帯域幅（１．５
Ｍｂ／ｓ乃至４．５Ｍｂ／ｓ）が制限され、多くの既存
の入出力プログラミングがこれらの制限に適応化され
る。この旧タイプの伝送媒体は並列入出力インタフェー
スとして知られ、"IBM System/360 and System/370 I/O
Interface Channel to Control Unit OEMI "Original
Equipment Manufacture Interface"（IBM System Libra
ry document GA22-6974）で詳しく述べられている。
【０００５】最近、新しい光ファイバ媒体がメインフレ
ームと入出力装置との相互接続のために使用可能となっ
た。これはチャネル・サブシステムに対応するシリアル
入出力インタフェースであり、少なくとも２０Ｍバイト
／秒の帯域幅を有し、ＲＣＥ（Remote Channel Extende
r）リピータにより数十キロメートル（５０ｋｍ乃至６
０ｋｍ）延長される。このタイプのシリアル・インタフ
ェース・チャネル・パスの１つが、ＥＳＣＯＮ（Enterp
rise System Connectivity）チャネルとして知られ、"I
BM Enterprise Systems Architecture/390 ESCON I/O I
nterface"（IBMSystem Library Document SA22-7202）
で詳しく述べられている。ＥＳＣＯＮシリアル入出力イ
ンタフェースはシリアル・ビット・パケットのバースト
（バースト・モード）を使用し、高容量帯域幅、媒体に
より賄われる長距離に固有の遅延待ち時間、システム保
全性（媒体の両終端における論理割当てのマッチングの
保証）、及びこれらの物理パラメータの変化から生じる
同期問題のために、標準入出力サブチャネル・システム
に対して問題を提示する。
ームと入出力装置との相互接続のために使用可能となっ
た。これはチャネル・サブシステムに対応するシリアル
入出力インタフェースであり、少なくとも２０Ｍバイト
／秒の帯域幅を有し、ＲＣＥ（Remote Channel Extende
r）リピータにより数十キロメートル（５０ｋｍ乃至６
０ｋｍ）延長される。このタイプのシリアル・インタフ
ェース・チャネル・パスの１つが、ＥＳＣＯＮ（Enterp
rise System Connectivity）チャネルとして知られ、"I
BM Enterprise Systems Architecture/390 ESCON I/O I
nterface"（IBMSystem Library Document SA22-7202）
で詳しく述べられている。ＥＳＣＯＮシリアル入出力イ
ンタフェースはシリアル・ビット・パケットのバースト
（バースト・モード）を使用し、高容量帯域幅、媒体に
より賄われる長距離に固有の遅延待ち時間、システム保
全性（媒体の両終端における論理割当てのマッチングの
保証）、及びこれらの物理パラメータの変化から生じる
同期問題のために、標準入出力サブチャネル・システム
に対して問題を提示する。
【０００６】チャネル・サブシステムにおける１つの基
本的問題は、サブチャネルの定義及び活動化における非
柔軟性である。ＳＮＡ（Systems Network Architectur
e）及びＡＰＰＮ（Advanced Peer-to-Peer Networks）
などの最近のアプリケーションでは、バイト・マルチプ
レクス・モードだけが使用可能であった時に設計された
既存のユーザ・アプリケーションには意識されずに、バ
イト・マルチプレクス・モードとバースト・モードの両
方の伝送パスに適応するように、大きな柔軟性が望まれ
る。更に異なるチャネル・パス上において実現されうる
異なる論理サブチャネル上での伝送のために、長いデー
タ・ストリームをセグメントに分割する可能性が、特に
チャネル・パス故障時において順序化（sequencing）問
題を追加する。更にＳＮＡ及びＡＰＰＮなどの高度シス
テムでは、入出力サブチャネルのパラメータのある程度
の動的制御が有用であり、時に必要である。例えばユー
ザが、使用可能なレシーバ・バッファ・サイズまたは最
大伝送リンク容量などを折衝する必要がありうる。最後
に、多くの最近の装置及びシステムは、双方向において
同一容量を有する平衡伝送チャネルを要求しない。なぜ
なら、多くのマルチメディア・アプリケーションが、非
常に広帯域のマルチメディア信号の制御にあまり携わら
ないからである。
本的問題は、サブチャネルの定義及び活動化における非
柔軟性である。ＳＮＡ（Systems Network Architectur
e）及びＡＰＰＮ（Advanced Peer-to-Peer Networks）
などの最近のアプリケーションでは、バイト・マルチプ
レクス・モードだけが使用可能であった時に設計された
既存のユーザ・アプリケーションには意識されずに、バ
イト・マルチプレクス・モードとバースト・モードの両
方の伝送パスに適応するように、大きな柔軟性が望まれ
る。更に異なるチャネル・パス上において実現されうる
異なる論理サブチャネル上での伝送のために、長いデー
タ・ストリームをセグメントに分割する可能性が、特に
チャネル・パス故障時において順序化（sequencing）問
題を追加する。更にＳＮＡ及びＡＰＰＮなどの高度シス
テムでは、入出力サブチャネルのパラメータのある程度
の動的制御が有用であり、時に必要である。例えばユー
ザが、使用可能なレシーバ・バッファ・サイズまたは最
大伝送リンク容量などを折衝する必要がありうる。最後
に、多くの最近の装置及びシステムは、双方向において
同一容量を有する平衡伝送チャネルを要求しない。なぜ
なら、多くのマルチメディア・アプリケーションが、非
常に広帯域のマルチメディア信号の制御にあまり携わら
ないからである。
【０００７】より詳細には、従来は、プリンタ、磁気テ
ープ・ユニット、磁気ディスク・ユニット、端末及び他
のデータ処理システムのサブチャネルなどの単純な装置
を含む入出力装置を提供することが一般的であった。し
かしながら、今日、こうしたコンピュータは、ローカル
・エリア・ネットワークまたはワイド・エリア・ネット
ワークなどの長距離伝送システムにより接続される地理
的距離の装置と通信する。こうした相互接続システムは
単純な入出力装置とは異なる要求を有する。特に上述の
ように、マルチメディア配布などのサービスは、２つの
反対方向の伝送において、多大に不平衡な伝送能力を要
求する。更に使用可能な機構の所定の知識を、長距離入
出力チャネルの他端において有することが常に可能では
なく、また従来の入出力スーパバイザでは、必要なパラ
メータをサブチャネルの２つの終端間で通信する用意が
されていない。サブチャネルの２つの終端が相互接続の
ための適切な許諾を有することを保証する、ある形式の
システム・セキュリティも望まれる。最後に、チャネル
・パス故障に際しての再伝送のために、大きなデータ・
ブロックをセグメントに分割する可能性が、単純な単一
サブチャネル・システムにおいて存在しなかったセグメ
ント及びサブセグメントの順序化問題を生じうる。
ープ・ユニット、磁気ディスク・ユニット、端末及び他
のデータ処理システムのサブチャネルなどの単純な装置
を含む入出力装置を提供することが一般的であった。し
かしながら、今日、こうしたコンピュータは、ローカル
・エリア・ネットワークまたはワイド・エリア・ネット
ワークなどの長距離伝送システムにより接続される地理
的距離の装置と通信する。こうした相互接続システムは
単純な入出力装置とは異なる要求を有する。特に上述の
ように、マルチメディア配布などのサービスは、２つの
反対方向の伝送において、多大に不平衡な伝送能力を要
求する。更に使用可能な機構の所定の知識を、長距離入
出力チャネルの他端において有することが常に可能では
なく、また従来の入出力スーパバイザでは、必要なパラ
メータをサブチャネルの２つの終端間で通信する用意が
されていない。サブチャネルの２つの終端が相互接続の
ための適切な許諾を有することを保証する、ある形式の
システム・セキュリティも望まれる。最後に、チャネル
・パス故障に際しての再伝送のために、大きなデータ・
ブロックをセグメントに分割する可能性が、単純な単一
サブチャネル・システムにおいて存在しなかったセグメ
ント及びサブセグメントの順序化問題を生じうる。
【０００８】今日のチャネル接続コンピュータ構成は、
従来のチャネル環境とは根本的に異なる環境を提示す
る。従来はチャネル・システム設計の重要な態様におい
て、局所制御レベルを意味する地理的な近さを前提とす
ることができた。それに対して、今日のより活動的で多
様なチャネル環境は多数のシステム設計問題を生じる。
例えば距離がメートルの単位で表現される範囲に制限さ
れていた場合には、チャネル・セキュリティの保証が容
易であり、外的システムによるシステムへの侵入の機会
がほとんど存在しなかった。それに対して、今日のチャ
ネル距離はキロメートルの単位で測定される。チャネル
拡張技術により距離が世界中の接続へと拡大される。更
に、従来のシステムはセキュリティ・レベルを予め定義
された静的定義により提供した。動的定義の柔軟性もま
た、外的システムによる侵入に晒す機会を増すことにな
る。
従来のチャネル環境とは根本的に異なる環境を提示す
る。従来はチャネル・システム設計の重要な態様におい
て、局所制御レベルを意味する地理的な近さを前提とす
ることができた。それに対して、今日のより活動的で多
様なチャネル環境は多数のシステム設計問題を生じる。
例えば距離がメートルの単位で表現される範囲に制限さ
れていた場合には、チャネル・セキュリティの保証が容
易であり、外的システムによるシステムへの侵入の機会
がほとんど存在しなかった。それに対して、今日のチャ
ネル距離はキロメートルの単位で測定される。チャネル
拡張技術により距離が世界中の接続へと拡大される。更
に、従来のシステムはセキュリティ・レベルを予め定義
された静的定義により提供した。動的定義の柔軟性もま
た、外的システムによる侵入に晒す機会を増すことにな
る。
【０００９】従来のチャネル・システムにおける別の問
題は、サブチャネルのパートナのバッファリング容量の
暗黙の局所知識である。こうした従来のシステムでは、
サブチャネルのパートナに特有の所与の技法がパートナ
容量の値を仮定した。エラーの場合には、これらの仮定
が重大なシステムの非効率性を導出することになる。同
様に、静的に予め定義された伝送方向、すなわち半２重
或いはシンプレックス（単信）が、しばしば特定のデー
タ転送に対して不適切となる。動的に定義され変更可能
な伝送方向は、今日のより柔軟なデータ転送要求に、よ
り適する。最後にユーザ・アプリケーションは、通常、
特定の装置または装置タイプを考慮して設計され、高位
のユーザ・レベル・プロトコルがこの特定の装置または
装置タイプに適応化される。このことはユーザ・プロト
コルをチャネル・サブシステムに適合させる各ユーザ・
アプリケーションに対応したインタフェースの実現を要
求する。１つの方法論が単一のセットのシステム・イン
タフェースの提供により、これらの既存のインタフェー
スを置換しうる。
題は、サブチャネルのパートナのバッファリング容量の
暗黙の局所知識である。こうした従来のシステムでは、
サブチャネルのパートナに特有の所与の技法がパートナ
容量の値を仮定した。エラーの場合には、これらの仮定
が重大なシステムの非効率性を導出することになる。同
様に、静的に予め定義された伝送方向、すなわち半２重
或いはシンプレックス（単信）が、しばしば特定のデー
タ転送に対して不適切となる。動的に定義され変更可能
な伝送方向は、今日のより柔軟なデータ転送要求に、よ
り適する。最後にユーザ・アプリケーションは、通常、
特定の装置または装置タイプを考慮して設計され、高位
のユーザ・レベル・プロトコルがこの特定の装置または
装置タイプに適応化される。このことはユーザ・プロト
コルをチャネル・サブシステムに適合させる各ユーザ・
アプリケーションに対応したインタフェースの実現を要
求する。１つの方法論が単一のセットのシステム・イン
タフェースの提供により、これらの既存のインタフェー
スを置換しうる。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】従来のチャネル・イン
タフェースは、平衡化された帯域幅割当てインタフェー
スだけを提供する。こうした平衡化割当てインタフェー
スは、送信または書込み帯域幅が受信または読出し帯域
幅に等しいことを要求する。このアプローチは、本質的
に平衡化されたデータ・フローによる従来のトランザク
ションまたは低性能バッチ環境においては適切であり、
全く望ましいものであるが、今日のクライアント／サー
バ環境はその性質により、重度に不平衡化された帯域幅
インタフェースを強要する。同様に、ワイド・エリア・
ネットワーク（ＷＡＮ）上での新たな非同期転送モード
（ＡＴＭ）・サービスが、不平衡ネットワーク・インタ
フェースを提供する。
タフェースは、平衡化された帯域幅割当てインタフェー
スだけを提供する。こうした平衡化割当てインタフェー
スは、送信または書込み帯域幅が受信または読出し帯域
幅に等しいことを要求する。このアプローチは、本質的
に平衡化されたデータ・フローによる従来のトランザク
ションまたは低性能バッチ環境においては適切であり、
全く望ましいものであるが、今日のクライアント／サー
バ環境はその性質により、重度に不平衡化された帯域幅
インタフェースを強要する。同様に、ワイド・エリア・
ネットワーク（ＷＡＮ）上での新たな非同期転送モード
（ＡＴＭ）・サービスが、不平衡ネットワーク・インタ
フェースを提供する。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明の態様によれば、
バイト・マルチプレクス・モード及びバースト・モード
の両伝送パスにおいて、従来の入出力チャネルを使用す
るユーザ・アプリケーションと従来のチャネル・パス入
出力スーパバイザ・プロセスとの間で透過的インタフェ
ースを形成する、多重パス・チャネル（ＭＰＣ）・イン
タフェースが提供される。より詳細には、ユーザ・アプ
リケーションが自身の使用のために、コンピュータ・ホ
ストと遠隔機構との間の不平衡伝送能力を含みうる多重
パス・チャネル・グループ（ＭＰＣｓ）を定義すること
を可能にする新たな入出力インタフェースが提供され
る。更にデータ・エラーが検出されると、ユーザ・デー
タが使用可能な伝送サブチャネルを利用するためにブロ
ックされ、同一のまたは異なるサブチャネル上で再伝送
される。初期伝送における分散遅延（divergent dela
y）及びデータ・パケットのエラー訂正再伝送に際し、
データ・ストリームの適切な再構成を保証するために再
順序化機構が提供される。こうした再伝送は、使用可能
な小容量サブチャネルに適応するためにデータ・ブロッ
クを再セグメント化する必要がある時、特に問題とな
る。本発明によれば、こうした順序保全性がエラー訂正
再伝送のために再セグメント化されるデータ・ブロック
のサブ指標化（sub-indexing）により維持される。更に
本発明によれば、バッファ・サイズまたはデータ・リン
ク制限などの入出力信号を処理するために使用可能な機
構に関する情報を、入出力サブチャネルの他端に動的に
伝達するために、入出力サブチャネルの終端間の通常の
交換識別メッセージが、ユーザに適応化される。
バイト・マルチプレクス・モード及びバースト・モード
の両伝送パスにおいて、従来の入出力チャネルを使用す
るユーザ・アプリケーションと従来のチャネル・パス入
出力スーパバイザ・プロセスとの間で透過的インタフェ
ースを形成する、多重パス・チャネル（ＭＰＣ）・イン
タフェースが提供される。より詳細には、ユーザ・アプ
リケーションが自身の使用のために、コンピュータ・ホ
ストと遠隔機構との間の不平衡伝送能力を含みうる多重
パス・チャネル・グループ（ＭＰＣｓ）を定義すること
を可能にする新たな入出力インタフェースが提供され
る。更にデータ・エラーが検出されると、ユーザ・デー
タが使用可能な伝送サブチャネルを利用するためにブロ
ックされ、同一のまたは異なるサブチャネル上で再伝送
される。初期伝送における分散遅延（divergent dela
y）及びデータ・パケットのエラー訂正再伝送に際し、
データ・ストリームの適切な再構成を保証するために再
順序化機構が提供される。こうした再伝送は、使用可能
な小容量サブチャネルに適応するためにデータ・ブロッ
クを再セグメント化する必要がある時、特に問題とな
る。本発明によれば、こうした順序保全性がエラー訂正
再伝送のために再セグメント化されるデータ・ブロック
のサブ指標化（sub-indexing）により維持される。更に
本発明によれば、バッファ・サイズまたはデータ・リン
ク制限などの入出力信号を処理するために使用可能な機
構に関する情報を、入出力サブチャネルの他端に動的に
伝達するために、入出力サブチャネルの終端間の通常の
交換識別メッセージが、ユーザに適応化される。
【００１２】より詳細には、本発明によれば、チャネル
・パスの２つの終端間の情報の２重交換（duplex excha
nge）が、サブチャネル検査信号及び識別交換（ＸＩ
Ｄ）活動化信号だけの２重交換の使用により、最小化さ
れる。パス活動化及び検査が確立されると、データ転送
が終了まで単信で実行される。ＸＩＤ信号は複数の異な
るユーザ・システム（例えばＳＮＡ及びＡＰＰＮ）に対
応して使用され、不平衡伝送をサポートするために、多
重パス・チャネル・グループ識別用のフィールド及び各
サブチャネルの伝送方向用のフィールドを提供する。オ
プションのＸＩＤフィールドは、サブチャネルの遠隔側
により知られていない局所システムのパラメータに関す
る情報を伝送するために使用される。更に伝送パスの２
つの終端間におけるＸＩＤ交換は、単一交換から複数交
換へと拡張され、伝送パスの２つの終端が、バッファ・
サイズまたはリンク・サイズなどの端末依存の伝送パラ
メータ値を折衝することを可能にする。チャネル・パス
の利用を最適化するために、チャネル・パス上で容量が
使用可能になると、元のサブチャネル割当てに無関係
に、データが共通キューからデータ・サブチャネル上に
発せられる。このデータの"プリング（pulling）"は、
高容量バースト・モードＥＳＣＯＮチャネル・パスの最
適利用を保証し、プロセス・ディスパッチ機能に関連す
る待ち時間を低減する。
・パスの２つの終端間の情報の２重交換（duplex excha
nge）が、サブチャネル検査信号及び識別交換（ＸＩ
Ｄ）活動化信号だけの２重交換の使用により、最小化さ
れる。パス活動化及び検査が確立されると、データ転送
が終了まで単信で実行される。ＸＩＤ信号は複数の異な
るユーザ・システム（例えばＳＮＡ及びＡＰＰＮ）に対
応して使用され、不平衡伝送をサポートするために、多
重パス・チャネル・グループ識別用のフィールド及び各
サブチャネルの伝送方向用のフィールドを提供する。オ
プションのＸＩＤフィールドは、サブチャネルの遠隔側
により知られていない局所システムのパラメータに関す
る情報を伝送するために使用される。更に伝送パスの２
つの終端間におけるＸＩＤ交換は、単一交換から複数交
換へと拡張され、伝送パスの２つの終端が、バッファ・
サイズまたはリンク・サイズなどの端末依存の伝送パラ
メータ値を折衝することを可能にする。チャネル・パス
の利用を最適化するために、チャネル・パス上で容量が
使用可能になると、元のサブチャネル割当てに無関係
に、データが共通キューからデータ・サブチャネル上に
発せられる。このデータの"プリング（pulling）"は、
高容量バースト・モードＥＳＣＯＮチャネル・パスの最
適利用を保証し、プロセス・ディスパッチ機能に関連す
る待ち時間を低減する。
【００１３】
【実施例】図１を参照すると、ホスト・チャネルに接続
されるコンピュータ２１のコンピュータ入出力システム
のブロック図が示され、ここにはコンピュータ２１上で
実行されるユーザ・アプリケーション１０が含まれ、更
に入出力機能が要求される。コンピュータ２１はまた、
コンピュータ２１と遠隔装置またはシステム１７との間
の１つ以上のチャネル・パス２２、２３または２４を介
するデータの入出力を制御する多重パス・チャネル・イ
ンタフェース１２を含む。チャネル・パス２２乃至２４
は、アダプタ１４、１５、１６、１８、１９及び２０を
用いて、媒体２２乃至２４上における伝送のためにデー
タ信号を変換する。多重パス・チャネル・インタフェー
ス１２は、データをチャネル・パス２２乃至２４に適切
なプロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）にパッケー
ジ化することにより、ユーザ・アプリケーション１０か
ら媒体２２乃至２４へのユーザ・データ信号の接続を制
御する。装置またはシステム１７は、プリンタ、記憶シ
ステムまたは端末などの単純な入出力装置、或いはユー
ザ・アプリケーション１０が通信を希望する別のホスト
・コンピュータを含みうる。システム１７は更に、遠隔
的に配置され接続されるコンピュータまたは入出力装置
を有するローカル・エリアまたはワイド・エリア・デー
タ配布ネットワークへのゲートウェイを含みうる。
されるコンピュータ２１のコンピュータ入出力システム
のブロック図が示され、ここにはコンピュータ２１上で
実行されるユーザ・アプリケーション１０が含まれ、更
に入出力機能が要求される。コンピュータ２１はまた、
コンピュータ２１と遠隔装置またはシステム１７との間
の１つ以上のチャネル・パス２２、２３または２４を介
するデータの入出力を制御する多重パス・チャネル・イ
ンタフェース１２を含む。チャネル・パス２２乃至２４
は、アダプタ１４、１５、１６、１８、１９及び２０を
用いて、媒体２２乃至２４上における伝送のためにデー
タ信号を変換する。多重パス・チャネル・インタフェー
ス１２は、データをチャネル・パス２２乃至２４に適切
なプロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）にパッケー
ジ化することにより、ユーザ・アプリケーション１０か
ら媒体２２乃至２４へのユーザ・データ信号の接続を制
御する。装置またはシステム１７は、プリンタ、記憶シ
ステムまたは端末などの単純な入出力装置、或いはユー
ザ・アプリケーション１０が通信を希望する別のホスト
・コンピュータを含みうる。システム１７は更に、遠隔
的に配置され接続されるコンピュータまたは入出力装置
を有するローカル・エリアまたはワイド・エリア・デー
タ配布ネットワークへのゲートウェイを含みうる。
【００１４】より詳細には、チャネル・パス２２、２
３、．．．、２４は、データ・ブロックが伝送される標
準バイト・マルチプレクス複数導体ケーブル、バースト
・モード光ファイバまたは他の形態の伝送媒体を含みう
る。こうしたチャネル・パスの数は単一の半２重または
全２重パスから、コンピュータ２１から送信されるデー
タを伝送するために要求または所望される数まで様々で
ある。単純化のため、各チャネル・パス２２乃至２４
は、同時に１方向にだけ伝送する半２重モードで使用さ
れるものとする。伝送方向は反転されうるが、可能な高
い遅延待ち時間がこうした反転を最小化するように指令
する。パス２２乃至２４の全２重オペレーションを利用
するために必要な変更は明らかであると思われるため、
ここでは述べないことにする。
３、．．．、２４は、データ・ブロックが伝送される標
準バイト・マルチプレクス複数導体ケーブル、バースト
・モード光ファイバまたは他の形態の伝送媒体を含みう
る。こうしたチャネル・パスの数は単一の半２重または
全２重パスから、コンピュータ２１から送信されるデー
タを伝送するために要求または所望される数まで様々で
ある。単純化のため、各チャネル・パス２２乃至２４
は、同時に１方向にだけ伝送する半２重モードで使用さ
れるものとする。伝送方向は反転されうるが、可能な高
い遅延待ち時間がこうした反転を最小化するように指令
する。パス２２乃至２４の全２重オペレーションを利用
するために必要な変更は明らかであると思われるため、
ここでは述べないことにする。
【００１５】本発明によれば、多重パス・チャネル・イ
ンタフェース１２が、ユーザ・アプリケーション１０と
チャネル・パス２２乃至２４との間で接続され、従来の
ユーザ・アプリケーション１０と従来のチャネル・パス
２２乃至２４との間の透過相互接続を提供する。これは
最近のデータ転送環境において、従来の単純且つ局所化
されたシステムにおいて使用可能であったのと同一レベ
ルの機能を提供する。より詳細には、識別交換（ＸＩ
Ｄ）メッセージの新たなセットが定義され（図５乃至図
８に関連して述べられる）、これがユーザに基本システ
ム・インタフェース要求に合致する機能セットを提供
し、更にアプリケーション特有の要求を実現するオプシ
ョンのユーザ定義データ領域のセットを提供する。これ
らの幾つかが後述されるが、こうしたものにはシステム
・パラメータ折衝フィールド、及びユーザ提供システム
検査（セキュリティ）フィールド（例えば暗号化パスワ
ード）が含まれる。バッファリング・サイズ及び制御な
どのシステム・パラメータ、データ・フロー方向、及び
高レベル・ユーザ・プロトコル・サポートなどの交換
が、効率的且つ迅速な入出力データ交換を可能にする。
ンタフェース１２が、ユーザ・アプリケーション１０と
チャネル・パス２２乃至２４との間で接続され、従来の
ユーザ・アプリケーション１０と従来のチャネル・パス
２２乃至２４との間の透過相互接続を提供する。これは
最近のデータ転送環境において、従来の単純且つ局所化
されたシステムにおいて使用可能であったのと同一レベ
ルの機能を提供する。より詳細には、識別交換（ＸＩ
Ｄ）メッセージの新たなセットが定義され（図５乃至図
８に関連して述べられる）、これがユーザに基本システ
ム・インタフェース要求に合致する機能セットを提供
し、更にアプリケーション特有の要求を実現するオプシ
ョンのユーザ定義データ領域のセットを提供する。これ
らの幾つかが後述されるが、こうしたものにはシステム
・パラメータ折衝フィールド、及びユーザ提供システム
検査（セキュリティ）フィールド（例えば暗号化パスワ
ード）が含まれる。バッファリング・サイズ及び制御な
どのシステム・パラメータ、データ・フロー方向、及び
高レベル・ユーザ・プロトコル・サポートなどの交換
が、効率的且つ迅速な入出力データ交換を可能にする。
【００１６】図１の多重パス・チャネル・インタフェー
ス１２の詳細な説明に進む前に、従来技術により伝送パ
ス２２乃至２４上で伝送されるデータ及び制御信号のフ
ォーマットについて述べることにする。図２に、伝送パ
ス２２乃至２４上における典型的な伝送ブロックの図式
表現が示され、伝送ブロック・ヘッダ２５に続いて、１
つまたは複数のプロトコル・データ・ユニット（ＰＤ
Ｕ）２７、２９が含まれれ、各々は自身のヘッダ２６及
び２８をそれぞれ有する。ＰＤＵ１ ２７はＰＤＵヘッ
ダ２６を有し、ＰＤＵ２ ２９はＰＤＵヘッダ２８を有
する。ヘッダ２５、２６及び２７の詳細が、図２におい
てヘッダ２５の下方に破線で接続されるブロック内に示
される。伝送ブロック・ヘッダ２５は、セグメント番号
フィールド３０を含むように示され、ここには同一のユ
ーザ・アプリケーション１０から同一の宛先に伝送され
る複数のデータ・ブロック内におけるこのブロックの順
番を表す番号が含まれる。伝送ブロック・ヘッダ２５に
は更に複数の制御フィールド３１が含まれ、ここには遠
隔側における様々な制御アクション、特に伝送ブロック
が遠隔側のパケット網システム上で伝送されるように意
図される時に必要な情報が含まれる。制御フィールド３
１には更に、セグメント化されたユーザ・データ・ブロ
ックの最後のセグメントを記すフラグが含まれる。フィ
ールド３２は、元のブロックの受信の失敗の後に再伝送
が要求される時に、元のセグメント（例えば図２の完全
な伝送ブロック）が小ブロックに再ブロック化される時
の、このブロックの順序番号を含む。この順序番号は後
述のように、チャネル・パスの遠隔側における受信の後
に、再ブロック化されたセグメントの適切な順番を再捕
獲するために使用される。
ス１２の詳細な説明に進む前に、従来技術により伝送パ
ス２２乃至２４上で伝送されるデータ及び制御信号のフ
ォーマットについて述べることにする。図２に、伝送パ
ス２２乃至２４上における典型的な伝送ブロックの図式
表現が示され、伝送ブロック・ヘッダ２５に続いて、１
つまたは複数のプロトコル・データ・ユニット（ＰＤ
Ｕ）２７、２９が含まれれ、各々は自身のヘッダ２６及
び２８をそれぞれ有する。ＰＤＵ１ ２７はＰＤＵヘッ
ダ２６を有し、ＰＤＵ２ ２９はＰＤＵヘッダ２８を有
する。ヘッダ２５、２６及び２７の詳細が、図２におい
てヘッダ２５の下方に破線で接続されるブロック内に示
される。伝送ブロック・ヘッダ２５は、セグメント番号
フィールド３０を含むように示され、ここには同一のユ
ーザ・アプリケーション１０から同一の宛先に伝送され
る複数のデータ・ブロック内におけるこのブロックの順
番を表す番号が含まれる。伝送ブロック・ヘッダ２５に
は更に複数の制御フィールド３１が含まれ、ここには遠
隔側における様々な制御アクション、特に伝送ブロック
が遠隔側のパケット網システム上で伝送されるように意
図される時に必要な情報が含まれる。制御フィールド３
１には更に、セグメント化されたユーザ・データ・ブロ
ックの最後のセグメントを記すフラグが含まれる。フィ
ールド３２は、元のブロックの受信の失敗の後に再伝送
が要求される時に、元のセグメント（例えば図２の完全
な伝送ブロック）が小ブロックに再ブロック化される時
の、このブロックの順序番号を含む。この順序番号は後
述のように、チャネル・パスの遠隔側における受信の後
に、再ブロック化されたセグメントの適切な順番を再捕
獲するために使用される。
【００１７】各ＰＤＵ２７、２９、．．．、はＰＤＵヘ
ッダを有し、ここにはＰＤＵ長フィールド３３及びＰＤ
Ｕフラグ・フィールド３４が含まれる。ここでＰＤＵは
ユーザ・データまたはＭＰＣ制御情報のいずれかを含む
ことができる。フィールド３４内のフラグの１つは、次
の情報がユーザ・データであるかＭＰＣ制御情報である
かを示す。こうしたＭＰＣ制御信号の１つのタイプは識
別交換（ＸＩＤ）信号であり、これについては図５乃至
図８に関連して述べられる。フラグは必要に応じてデー
タのタイプを示すために、また伝送ブロック内の最後の
ＰＤＵを識別するために、フィールド３４においても使
用可能である。プロトコル識別（ＩＤ）フィールド３５
は、このデータＰＤＵの出所のユーザ・アプリケーショ
ンにより使用されるプロトコルを識別するために使用さ
れる。このプロトコル識別は、遠隔システムがユーザ・
データを適切なプロトコル処理により処理することを可
能にし、図１のユーザ・アプリケーション１０のプロト
コルに独立なサブチャネル制御プロセスを形成する。Ｐ
ＤＵヘッダ２６は更に順序番号フィールド３６を含み、
これは伝送ブロックに一緒にブロック化された複数のＰ
ＤＵの初期順序を確立する。こうした順序番号は解体さ
れた伝送ブロックの再構成のために必要になる。図８乃
至図１２に関連して述べられるように、制御ＰＤＵはオ
プション・フィールドを含むことができ、これはユーザ
・アプリケーションがユーザ・データをブロック化及び
キューに待機する際に使用する変数値を折衝するために
使用する。
ッダを有し、ここにはＰＤＵ長フィールド３３及びＰＤ
Ｕフラグ・フィールド３４が含まれる。ここでＰＤＵは
ユーザ・データまたはＭＰＣ制御情報のいずれかを含む
ことができる。フィールド３４内のフラグの１つは、次
の情報がユーザ・データであるかＭＰＣ制御情報である
かを示す。こうしたＭＰＣ制御信号の１つのタイプは識
別交換（ＸＩＤ）信号であり、これについては図５乃至
図８に関連して述べられる。フラグは必要に応じてデー
タのタイプを示すために、また伝送ブロック内の最後の
ＰＤＵを識別するために、フィールド３４においても使
用可能である。プロトコル識別（ＩＤ）フィールド３５
は、このデータＰＤＵの出所のユーザ・アプリケーショ
ンにより使用されるプロトコルを識別するために使用さ
れる。このプロトコル識別は、遠隔システムがユーザ・
データを適切なプロトコル処理により処理することを可
能にし、図１のユーザ・アプリケーション１０のプロト
コルに独立なサブチャネル制御プロセスを形成する。Ｐ
ＤＵヘッダ２６は更に順序番号フィールド３６を含み、
これは伝送ブロックに一緒にブロック化された複数のＰ
ＤＵの初期順序を確立する。こうした順序番号は解体さ
れた伝送ブロックの再構成のために必要になる。図８乃
至図１２に関連して述べられるように、制御ＰＤＵはオ
プション・フィールドを含むことができ、これはユーザ
・アプリケーションがユーザ・データをブロック化及び
キューに待機する際に使用する変数値を折衝するために
使用する。
【００１８】図３は、３つの主要コンポーネントを含む
図１の多重パス・チャネル・インタフェース１２の詳細
なブロック図を示す。ＭＰＣデータ・マネージャ４５は
図１のユーザ・アプリケーション１０とインタフェース
し、ユーザ・アプリケーション１０からのデータ及び制
御ストリームを、使用可能なチャネル・パス２２乃至２
４上における伝送に適切なブロックに変換するアウトバ
ウンド・データ・フォーマット化プロセス４６を含む。
データ・マネージャ４５はまた、伝送パス２２乃至２４
の遠隔側からデータを受信し、それらをユーザ・アプリ
ケーション１０に受渡すために記憶するインバウンド・
データ・キューを含む。多重パス・チャネル・インタフ
ェース伝送制御サブシステム４８は、データ・マネージ
ャ４６からの制御及びデータ信号を、複数の論理入出力
サブチャネル４９乃至５４とインタフェースし、これら
のサブチャネル上において入出力伝送が発生する。ここ
でプロセス４８の出力は単方向であり、その長さが０キ
ロバイト乃至６４キロバイトの間で変化する固定サイズ
の伝送ブロックの伝送に適する論理サブチャネルであ
る。従来の通信スーパバイザ１３（図１）は、既知のプ
ロシジャに従い、これらの論理サブチャネルを物理チャ
ネル・パス２２乃至２４上における多重化物理伝送容量
に変換する。しかしながら、図３に示される論理サブチ
ャネル４９乃至５４は平衡化される必要はなく、またよ
り多くのまたは少ない入力チャネルが、異なる数の出力
チャネルに接続されてもよい。
図１の多重パス・チャネル・インタフェース１２の詳細
なブロック図を示す。ＭＰＣデータ・マネージャ４５は
図１のユーザ・アプリケーション１０とインタフェース
し、ユーザ・アプリケーション１０からのデータ及び制
御ストリームを、使用可能なチャネル・パス２２乃至２
４上における伝送に適切なブロックに変換するアウトバ
ウンド・データ・フォーマット化プロセス４６を含む。
データ・マネージャ４５はまた、伝送パス２２乃至２４
の遠隔側からデータを受信し、それらをユーザ・アプリ
ケーション１０に受渡すために記憶するインバウンド・
データ・キューを含む。多重パス・チャネル・インタフ
ェース伝送制御サブシステム４８は、データ・マネージ
ャ４６からの制御及びデータ信号を、複数の論理入出力
サブチャネル４９乃至５４とインタフェースし、これら
のサブチャネル上において入出力伝送が発生する。ここ
でプロセス４８の出力は単方向であり、その長さが０キ
ロバイト乃至６４キロバイトの間で変化する固定サイズ
の伝送ブロックの伝送に適する論理サブチャネルであ
る。従来の通信スーパバイザ１３（図１）は、既知のプ
ロシジャに従い、これらの論理サブチャネルを物理チャ
ネル・パス２２乃至２４上における多重化物理伝送容量
に変換する。しかしながら、図３に示される論理サブチ
ャネル４９乃至５４は平衡化される必要はなく、またよ
り多くのまたは少ない入力チャネルが、異なる数の出力
チャネルに接続されてもよい。
【００１９】一連のＭＰＣ制御プロセス４０が、データ
・マネージャ４５及び伝送制御プロセス４８を制御す
る。プロセス４０には装置またはシステム割当て及び割
当て解除プロセス４１が含まれ、これはユーザ・アプリ
ケーション１０からの制御信号により、平衡または不平
衡多重パス・チャネルをユーザ・アプリケーションに割
当てる。上述のように、これらの多重パス・チャネルは
単に、要求される伝送能力がチャネル・パス２２乃至２
４（図１）において使用可能であることを確認する。図
３のパス活動化及び非活動化プロセス４２は、割当てら
れた伝送グループをユーザ・アプリケーションに論理的
に接続する信号の交換を実際に制御する。プロセス４３
は受信された伝送データ・ブロックにおけるエラーを検
出し、通常は損失セグメント番号を表記することにより
損失セグメントを検出する。エラー制御プロセス４３は
また、遠隔装置またはシステムからのエラー・メッセー
ジに応答する。こうしたメッセージは、遠隔装置または
システムにおける損失または汚染データ・セグメントを
示す。データ再伝送プロセス４４は、図９に関連して後
述されるように、エラー制御プロセス４３に応答して、
損失または汚染データ・ブロックを再伝送する。
・マネージャ４５及び伝送制御プロセス４８を制御す
る。プロセス４０には装置またはシステム割当て及び割
当て解除プロセス４１が含まれ、これはユーザ・アプリ
ケーション１０からの制御信号により、平衡または不平
衡多重パス・チャネルをユーザ・アプリケーションに割
当てる。上述のように、これらの多重パス・チャネルは
単に、要求される伝送能力がチャネル・パス２２乃至２
４（図１）において使用可能であることを確認する。図
３のパス活動化及び非活動化プロセス４２は、割当てら
れた伝送グループをユーザ・アプリケーションに論理的
に接続する信号の交換を実際に制御する。プロセス４３
は受信された伝送データ・ブロックにおけるエラーを検
出し、通常は損失セグメント番号を表記することにより
損失セグメントを検出する。エラー制御プロセス４３は
また、遠隔装置またはシステムからのエラー・メッセー
ジに応答する。こうしたメッセージは、遠隔装置または
システムにおける損失または汚染データ・セグメントを
示す。データ再伝送プロセス４４は、図９に関連して後
述されるように、エラー制御プロセス４３に応答して、
損失または汚染データ・ブロックを再伝送する。
【００２０】図３のプロセスは特殊目的の回路要素によ
り、当業者には明らかなように実施可能であるが、これ
らのプロセスは好適には、汎用目的ホスト・コンピュー
タ２１上においてプログラムされたプロセスにより実施
される。これらのプロセスについては、図７乃至図９の
流れ図に関連して詳細に述べられる。これらのプロセス
の実際のプログラミングは、これらの流れ図及び以降の
説明から、通信プログラミングに携わる当業者により実
現されよう。
り、当業者には明らかなように実施可能であるが、これ
らのプロセスは好適には、汎用目的ホスト・コンピュー
タ２１上においてプログラムされたプロセスにより実施
される。これらのプロセスについては、図７乃至図９の
流れ図に関連して詳細に述べられる。これらのプロセス
の実際のプログラミングは、これらの流れ図及び以降の
説明から、通信プログラミングに携わる当業者により実
現されよう。
【００２１】図４は、図１のユーザ・アプリケーション
１０の要求（多重パス・チャネルの割当て）に応答し
て、図３の多重パス・チャネル・インタフェースにより
割当てられる典型的な平衡及び不平衡多重パス・チャネ
ルの図式表現を示す。ユーザ・アプリケーションは、サ
ブチャネルを特定のユーザ・アプリケーションに割振る
または割当てる機能を実施するメッセージにより、ＭＰ
Ｃ１２と通信する。こうした割当ては単に論理予約であ
り、異なるＣＣＷ（チャネル活動化）信号が提供される
まで、活動化されない。チャネル割当てメッセージは、
ユーザが任意のサイズ及び任意の伝送方向のサブチャネ
ルの組合わせにより、伝送グループを指定することを可
能にする。従って、ユーザ・アプリケーションは、不平
衡多重パス・チャネル・グループを指定することが可能
であり、これらはマルチメディア配布などの不平衡アプ
リケーションに適応するために、読出しサブチャネルの
サイズが書込みサブチャネルのサイズとは異なる。こう
した不平衡伝送グループの１つが図４に示される。
１０の要求（多重パス・チャネルの割当て）に応答し
て、図３の多重パス・チャネル・インタフェースにより
割当てられる典型的な平衡及び不平衡多重パス・チャネ
ルの図式表現を示す。ユーザ・アプリケーションは、サ
ブチャネルを特定のユーザ・アプリケーションに割振る
または割当てる機能を実施するメッセージにより、ＭＰ
Ｃ１２と通信する。こうした割当ては単に論理予約であ
り、異なるＣＣＷ（チャネル活動化）信号が提供される
まで、活動化されない。チャネル割当てメッセージは、
ユーザが任意のサイズ及び任意の伝送方向のサブチャネ
ルの組合わせにより、伝送グループを指定することを可
能にする。従って、ユーザ・アプリケーションは、不平
衡多重パス・チャネル・グループを指定することが可能
であり、これらはマルチメディア配布などの不平衡アプ
リケーションに適応するために、読出しサブチャネルの
サイズが書込みサブチャネルのサイズとは異なる。こう
した不平衡伝送グループの１つが図４に示される。
【００２２】比較のために、従来の平衡チャネル・グル
ープＴＧ１ ６２が図４に示され、書込みサブチャネル
６３と読出しサブチャネル６４とを含み、両方ともチャ
ネル・パス７０を介してサービスされる。チャネル・パ
ス７０はもちろん、ＯＥＭＩ多重化バイト・モード複数
導体ケーブル伝送媒体、ＥＳＣＯＮバースト・モード光
ファイバ・ケーブル、または他の伝送媒体を含みうる。
図４では、局所ユーザ・アプリケーション６０が、伝送
パス７０及び７１の相手側の遠隔ユーザ・アプリケーシ
ョン８１と通信するものとする。また、遠隔多重パス・
チャネル・インタフェース７２は、局所ＭＰＣ６１が局
所ユーザ６０にサービスするのと同様に、遠隔ユーザ８
１にサービスするものとする。図４は従って完全に対称
である。
ープＴＧ１ ６２が図４に示され、書込みサブチャネル
６３と読出しサブチャネル６４とを含み、両方ともチャ
ネル・パス７０を介してサービスされる。チャネル・パ
ス７０はもちろん、ＯＥＭＩ多重化バイト・モード複数
導体ケーブル伝送媒体、ＥＳＣＯＮバースト・モード光
ファイバ・ケーブル、または他の伝送媒体を含みうる。
図４では、局所ユーザ・アプリケーション６０が、伝送
パス７０及び７１の相手側の遠隔ユーザ・アプリケーシ
ョン８１と通信するものとする。また、遠隔多重パス・
チャネル・インタフェース７２は、局所ＭＰＣ６１が局
所ユーザ６０にサービスするのと同様に、遠隔ユーザ８
１にサービスするものとする。図４は従って完全に対称
である。
【００２３】局所ＭＰＣ６１における書込みサブチャネ
ル６３、６６、６７及び６８は、遠隔ＭＰＣ７２におけ
るそれぞれ読出しチャネル７３、７５、７６及び７７で
あり、局所ＭＰＣ６１における読出しサブチャネル６４
及び６９は、ＭＰＣ７２におけるそれぞれ書込みチャネ
ル７４及び７８である。すなわち、各論理サブチャネル
は単方向である。更にＭＰＣ６１における多重パス・チ
ャネル・グループ６２及び６５は、ＭＰＣ７２における
それぞれ多重パス・チャネル・グループ７９及び８０に
厳密に対応する。図４のサブチャネルの割当て及び活動
化は、局所ユーザ・アプリケーション６０と遠隔ユーザ
・アプリケーション８１の両方において開始され、正に
両方のユーザ・アプリケーション６０及び８１において
同時に開始される。伝送グループの２つの終端が同時に
それらの間で伝送グループを割当てまたは活動化しよう
と試みる時に生じうる曖昧性を解決する技術が、図８に
関連して述べられる。チャネル・パス故障に対応してデ
ータを複数に再ブロック化する際に、データ・ブロック
の順序を適切に維持する技術が、図９に関連して述べら
れる。
ル６３、６６、６７及び６８は、遠隔ＭＰＣ７２におけ
るそれぞれ読出しチャネル７３、７５、７６及び７７で
あり、局所ＭＰＣ６１における読出しサブチャネル６４
及び６９は、ＭＰＣ７２におけるそれぞれ書込みチャネ
ル７４及び７８である。すなわち、各論理サブチャネル
は単方向である。更にＭＰＣ６１における多重パス・チ
ャネル・グループ６２及び６５は、ＭＰＣ７２における
それぞれ多重パス・チャネル・グループ７９及び８０に
厳密に対応する。図４のサブチャネルの割当て及び活動
化は、局所ユーザ・アプリケーション６０と遠隔ユーザ
・アプリケーション８１の両方において開始され、正に
両方のユーザ・アプリケーション６０及び８１において
同時に開始される。伝送グループの２つの終端が同時に
それらの間で伝送グループを割当てまたは活動化しよう
と試みる時に生じうる曖昧性を解決する技術が、図８に
関連して述べられる。チャネル・パス故障に対応してデ
ータを複数に再ブロック化する際に、データ・ブロック
の順序を適切に維持する技術が、図９に関連して述べら
れる。
【００２４】図４のユーザ・アプリケーション６０など
のユーザ・アプリケーションが、メッセージにより、同
図のインタフェース６１などの多重パス・チャネル・イ
ンタフェースと通信する。こうしたメッセージは、多重
パス・チャネル・グループの割当て、活動化または非活
動化、更にはデータの送信或いはデータ送信の完了をＭ
ＰＣに指令する。これらの信号に応答して、ＭＰＣ６１
（またはＭＰＣ７２）は論理多重パス・チャネル・グル
ープを生成し、データの実際の伝送のためにこれらのグ
ループを活動化し、ユーザにデータの送信を開始するよ
うに、或いはデータの受信を開始するように通知する。
多重パス・チャネル・グループがもはや必要でなくなる
と、グループは非活動化され、また多重パス・チャネル
・グループがもはや有効でなくなると、グループは非活
動化される。ＭＰＣ６１と７２との間の通信は識別交換
（ＸＩＤ）信号により実施され、これは伝達パスを許可
または禁止するために必要な信号を、遠隔パートナに伝
達する。より詳細には、１つまたは複数のＸＩＤ制御信
号ブロックが、多重パス・チャネル・グループの各サブ
チャネル上に発せられ、そのサブチャネルの活動化に作
用する。グループの全てのサブチャネルが両方の側にお
いて成功裡に活動化されると、ユーザはデータの伝送を
開始するように合図される。本発明によれば、これらの
サブチャネル活動化信号は、不平衡伝送グループを活動
化するための手段、及び遠隔パートナに現在使用可能な
バッファ・サイズ及びデータ・リンク・サイズを通知す
るための手段を含み、それにより現在使用可能な機構を
利用するためにまたはそれに従うように、伝送グループ
割当ての動的な変更を可能にする。図５及び図６は、こ
れらの結果を達成するために、図４のＭＰＣ６１及び７
２により使用される典型的なＸＩＤメッセージを示す。
他の目的のための他のＸＩＤフォーマットについても、
以降の説明から当業者には明らかであろう。本発明の主
な利点の１つは、ユーザがＸＩＤフォーマットを、図１
のＭＰＣインタフェース１２の全体要求に従う上で、ユ
ーザの特定目的を達成するように適応化できることであ
る。
のユーザ・アプリケーションが、メッセージにより、同
図のインタフェース６１などの多重パス・チャネル・イ
ンタフェースと通信する。こうしたメッセージは、多重
パス・チャネル・グループの割当て、活動化または非活
動化、更にはデータの送信或いはデータ送信の完了をＭ
ＰＣに指令する。これらの信号に応答して、ＭＰＣ６１
（またはＭＰＣ７２）は論理多重パス・チャネル・グル
ープを生成し、データの実際の伝送のためにこれらのグ
ループを活動化し、ユーザにデータの送信を開始するよ
うに、或いはデータの受信を開始するように通知する。
多重パス・チャネル・グループがもはや必要でなくなる
と、グループは非活動化され、また多重パス・チャネル
・グループがもはや有効でなくなると、グループは非活
動化される。ＭＰＣ６１と７２との間の通信は識別交換
（ＸＩＤ）信号により実施され、これは伝達パスを許可
または禁止するために必要な信号を、遠隔パートナに伝
達する。より詳細には、１つまたは複数のＸＩＤ制御信
号ブロックが、多重パス・チャネル・グループの各サブ
チャネル上に発せられ、そのサブチャネルの活動化に作
用する。グループの全てのサブチャネルが両方の側にお
いて成功裡に活動化されると、ユーザはデータの伝送を
開始するように合図される。本発明によれば、これらの
サブチャネル活動化信号は、不平衡伝送グループを活動
化するための手段、及び遠隔パートナに現在使用可能な
バッファ・サイズ及びデータ・リンク・サイズを通知す
るための手段を含み、それにより現在使用可能な機構を
利用するためにまたはそれに従うように、伝送グループ
割当ての動的な変更を可能にする。図５及び図６は、こ
れらの結果を達成するために、図４のＭＰＣ６１及び７
２により使用される典型的なＸＩＤメッセージを示す。
他の目的のための他のＸＩＤフォーマットについても、
以降の説明から当業者には明らかであろう。本発明の主
な利点の１つは、ユーザがＸＩＤフォーマットを、図１
のＭＰＣインタフェース１２の全体要求に従う上で、ユ
ーザの特定目的を達成するように適応化できることであ
る。
【００２５】図５は、図４に示されるような多重パス・
チャネル・グループの特定のサブチャネルを活動化する
ためのＸＩＤメッセージの図式表現を示す。図５のＸＩ
Ｄメッセージは、局所ステーションのタイプ、宛先アド
レス及びＸＩＤメッセージの長さを識別するヘッダ・フ
ィールド９０を含む。フィールド９１は活動化される多
重パス・チャネル・グループの識別を含み、フィールド
９２は多重パス・チャネル・グループのステータス（活
動化または非活動化）を含む。フィールド９３は、例え
ばＳＮＡプロトコルなどの特定のユーザ・プロトコルの
識別を含む。フィールド９３はもちろん、異なるユーザ
・プロトコル（例えばＤＥＣＮｅｔまたはＴＣＰ／ＩＰ
など）の識別を含むこともでき、この場合には、異なる
情報が含まれ、ＸＩＤメッセージの異なる処理が呼出さ
れたりする。プロトコル識別フィールド９３は、同一の
ＸＩＤ信号構造が異なるプロトコルと共に使用されるこ
とを可能にし、本発明の多重パス・チャネル・インタフ
ェースを総合的にユーザ・プロトコルに独立なものにす
る。
チャネル・グループの特定のサブチャネルを活動化する
ためのＸＩＤメッセージの図式表現を示す。図５のＸＩ
Ｄメッセージは、局所ステーションのタイプ、宛先アド
レス及びＸＩＤメッセージの長さを識別するヘッダ・フ
ィールド９０を含む。フィールド９１は活動化される多
重パス・チャネル・グループの識別を含み、フィールド
９２は多重パス・チャネル・グループのステータス（活
動化または非活動化）を含む。フィールド９３は、例え
ばＳＮＡプロトコルなどの特定のユーザ・プロトコルの
識別を含む。フィールド９３はもちろん、異なるユーザ
・プロトコル（例えばＤＥＣＮｅｔまたはＴＣＰ／ＩＰ
など）の識別を含むこともでき、この場合には、異なる
情報が含まれ、ＸＩＤメッセージの異なる処理が呼出さ
れたりする。プロトコル識別フィールド９３は、同一の
ＸＩＤ信号構造が異なるプロトコルと共に使用されるこ
とを可能にし、本発明の多重パス・チャネル・インタフ
ェースを総合的にユーザ・プロトコルに独立なものにす
る。
【００２６】図５のＸＩＤメッセージのフィールド９４
は、伝送グループの両終端部におけるオペレーションの
相関付けを支援をするためのＸＩＤステータス（ＯＫま
たはＮＧ）を含み、これについては図８に関連して述べ
られる。出所アドレス・フィールド９５は、遠隔受信Ｍ
ＰＣインタフェースへの送信側を識別し、ＸＩＤオプシ
ョン・フィールド９６は、このメッセージを多重パス・
チャネル・グループのチャネル活動化信号として識別す
る。フィールド９７は、このチャネルを送信側から見た
読出しまたは書込みチャネルとして識別し、不平衡伝送
グループを生成する基礎を提供する。すなわち、図５に
類似のＸＩＤ信号が伝送グループの各サブチャネル上で
伝送されるので、送信側ＭＰＣは単にフィールド９７に
不平衡読出しまたは書込みオプションを指定することに
より、不平衡グループを指定することができる。
は、伝送グループの両終端部におけるオペレーションの
相関付けを支援をするためのＸＩＤステータス（ＯＫま
たはＮＧ）を含み、これについては図８に関連して述べ
られる。出所アドレス・フィールド９５は、遠隔受信Ｍ
ＰＣインタフェースへの送信側を識別し、ＸＩＤオプシ
ョン・フィールド９６は、このメッセージを多重パス・
チャネル・グループのチャネル活動化信号として識別す
る。フィールド９７は、このチャネルを送信側から見た
読出しまたは書込みチャネルとして識別し、不平衡伝送
グループを生成する基礎を提供する。すなわち、図５に
類似のＸＩＤ信号が伝送グループの各サブチャネル上で
伝送されるので、送信側ＭＰＣは単にフィールド９７に
不平衡読出しまたは書込みオプションを指定することに
より、不平衡グループを指定することができる。
【００２７】図５のＸＩＤ活動化メッセージは、図６に
示される拡張フィールドにより、特定のアプリケーショ
ンがこうした拡張を要求すれば、任意選択的に拡張され
る。図６に表される場合では、送信側ステーションが必
ずしも受信側バッファのサイズを知る必要がないものと
する。従って、２つのステーションはデータ・ブロック
の受信に使用可能な最大バッファ・サイズを、図６のフ
ィールド９８に指定する必要がある。同様にフィールド
９７は、遠隔ステーションに連続プロトコル・データ・
ユニット（ＰＤＵ）を処理するために、機構が局所的に
使用可能であることを通知するために使用される。バッ
ファ・サイズ及び連続処理能力は、チャネル・グループ
上でのデータ伝送のサイズ及び周波数を決定する上で重
要なパラメータであり、ユーザ・データを適切にブロッ
ク化及び伝送するために、図３の多重パス・チャネル・
インタフェースの中でも、とりわけ伝送制御プロセス４
８により使用される、
示される拡張フィールドにより、特定のアプリケーショ
ンがこうした拡張を要求すれば、任意選択的に拡張され
る。図６に表される場合では、送信側ステーションが必
ずしも受信側バッファのサイズを知る必要がないものと
する。従って、２つのステーションはデータ・ブロック
の受信に使用可能な最大バッファ・サイズを、図６のフ
ィールド９８に指定する必要がある。同様にフィールド
９７は、遠隔ステーションに連続プロトコル・データ・
ユニット（ＰＤＵ）を処理するために、機構が局所的に
使用可能であることを通知するために使用される。バッ
ファ・サイズ及び連続処理能力は、チャネル・グループ
上でのデータ伝送のサイズ及び周波数を決定する上で重
要なパラメータであり、ユーザ・データを適切にブロッ
ク化及び伝送するために、図３の多重パス・チャネル・
インタフェースの中でも、とりわけ伝送制御プロセス４
８により使用される、
【００２８】本発明によれば、伝送グループが活動化さ
れる時に、図５及び図６のＸＩＤメッセージが、不平衡
伝送グループ及び特定の通信パラメータの動的折衝を可
能にすることが理解される。更に異なるユーザ・プロト
コルに対応して異なるＸＩＤメッセージをフォーマット
する能力が、本発明の多重パス・チャネル・インタフェ
ースの全体オペレーションを、ユーザ・アプリケーショ
ンのプロトコルに独立なものにする。このプロトコル独
立性は、非常に広範なユーザが同一のＭＰＣインタフェ
ースを利用することを可能にする。本発明によるＸＩＤ
交換の詳細な流れ図に進む以前に、全体処理について述
べることにする。
れる時に、図５及び図６のＸＩＤメッセージが、不平衡
伝送グループ及び特定の通信パラメータの動的折衝を可
能にすることが理解される。更に異なるユーザ・プロト
コルに対応して異なるＸＩＤメッセージをフォーマット
する能力が、本発明の多重パス・チャネル・インタフェ
ースの全体オペレーションを、ユーザ・アプリケーショ
ンのプロトコルに独立なものにする。このプロトコル独
立性は、非常に広範なユーザが同一のＭＰＣインタフェ
ースを利用することを可能にする。本発明によるＸＩＤ
交換の詳細な流れ図に進む以前に、全体処理について述
べることにする。
【００２９】多重パス・チャネル・グループを割当て及
び活動化するプロセスが、図１のユーザ・アプリケーシ
ョン１０からの要求に応答して開始される。このプロセ
スは局所ＭＰＣインタフェースにおいて実行されるが、
最初に局所通信機構を要求を満足する論理伝送グループ
に対して割当てようとする。各論理サブチャネルがその
使用可能性を検査される。物理伝送パスが次に確立さ
れ、局所ＭＰＣインタフェースと遠隔ＭＰＣインタフェ
ース間における第１フェーズ識別交換（ＸＩＤ−１）メ
ッセージの伝送を可能にする。ＸＩＤ−１メッセージ
は、図５及び図６に関連して述べられたフォーマットを
有し、要求される伝送パスに関する必須情報及びオプシ
ョン情報を伝達する。このＸＩＤ−１メッセージは繰返
され、要求される多重パス・チャネル・グループの各サ
ブチャネル上を伝送される。その間、伝送媒体の遠隔終
端側では、同様のユーザ・アプリケーションが遠隔ＭＰ
Ｃインタフェースから同様の多重パス・チャネル・グル
ープを要求するが、遠隔ユーザ・アプリケーションの特
定の要求に従う。これらの要求は局所ユーザ・アプリケ
ーションの要求とは異なりうるので、使用されるパラメ
ータを折衝する特定の機構が要求される。第２フェーズ
のＸＩＤ交換（ＸＩＤ−２）がこれらの違いを解決する
ために使用される。しかしながら、従来のプロトコルは
複数のＸＩＤ交換について知る必要はなく、複数の交換
が成功裡に完了した時に単にデータ伝送を開始するよう
に通知される。
び活動化するプロセスが、図１のユーザ・アプリケーシ
ョン１０からの要求に応答して開始される。このプロセ
スは局所ＭＰＣインタフェースにおいて実行されるが、
最初に局所通信機構を要求を満足する論理伝送グループ
に対して割当てようとする。各論理サブチャネルがその
使用可能性を検査される。物理伝送パスが次に確立さ
れ、局所ＭＰＣインタフェースと遠隔ＭＰＣインタフェ
ース間における第１フェーズ識別交換（ＸＩＤ−１）メ
ッセージの伝送を可能にする。ＸＩＤ−１メッセージ
は、図５及び図６に関連して述べられたフォーマットを
有し、要求される伝送パスに関する必須情報及びオプシ
ョン情報を伝達する。このＸＩＤ−１メッセージは繰返
され、要求される多重パス・チャネル・グループの各サ
ブチャネル上を伝送される。その間、伝送媒体の遠隔終
端側では、同様のユーザ・アプリケーションが遠隔ＭＰ
Ｃインタフェースから同様の多重パス・チャネル・グル
ープを要求するが、遠隔ユーザ・アプリケーションの特
定の要求に従う。これらの要求は局所ユーザ・アプリケ
ーションの要求とは異なりうるので、使用されるパラメ
ータを折衝する特定の機構が要求される。第２フェーズ
のＸＩＤ交換（ＸＩＤ−２）がこれらの違いを解決する
ために使用される。しかしながら、従来のプロトコルは
複数のＸＩＤ交換について知る必要はなく、複数の交換
が成功裡に完了した時に単にデータ伝送を開始するよう
に通知される。
【００３０】遠隔ＭＰＣインタフェースにおいて、伝送
グループの各サブチャネル上で受信されたＸＩＤ−１メ
ッセージが互いに比較され、それらが同一であるかどう
かが判断される。遠隔ＭＰＣインタフェースはまた、Ｘ
ＩＤ−１メッセージが伝送グループの各サブチャネル上
において受信されたことを確認する。遠隔ＭＰＣインタ
フェースはまた、要求サブチャネルのサイズ及び方向を
検査し、これらの機構がＭＰＣインタフェースにおいて
使用可能かどうかを判断する。その間、局所ステーショ
ンは遠隔ＭＰＣから受信されたＸＩＤ−１メッセージ関
して同一のことを実行する。局所ＭＰＣインタフェース
及び遠隔ＭＰＣインタフェースの両者が、受信ＸＩＤ−
１メッセージ内のシステム保全性フィールド及びシステ
ム・セキュリティ・フィールドを検査する。最後に、要
求内のデータ処理パラメータの違いが、ユーザ・アプリ
ケーションにより規定される規則により解決される。し
かしながら、通常はバッファ・サイズ及びデータ・リン
ク・サイズは、常に最低の要求値に決定される。受信Ｘ
ＩＤ−１メッセージのフィールドが検査され調整される
と、局所ＭＰＣインタフェース及び遠隔ＭＰＣインタフ
ェースの両方が仮のＸＩＤ−２メッセージを構成し、可
変オプション・パラメータの値を確定する。各ＸＩＤ−
１メッセージに対応して局所的に生成され、ＸＩＤ−１
メッセージ内に含まれるランダム数が、第２フェーズ
（ＸＩＤ−２）のメッセージ交換を実際に開始するＭＰ
Ｃインタフェースを決定するために使用される。他のＭ
ＰＣインタフェースは、ＸＩＤ−２メッセージが他のＭ
ＰＣインタフェースから受信され、比較が可能になるま
で構成されたＸＩＤ−２メッセージを保管する。
グループの各サブチャネル上で受信されたＸＩＤ−１メ
ッセージが互いに比較され、それらが同一であるかどう
かが判断される。遠隔ＭＰＣインタフェースはまた、Ｘ
ＩＤ−１メッセージが伝送グループの各サブチャネル上
において受信されたことを確認する。遠隔ＭＰＣインタ
フェースはまた、要求サブチャネルのサイズ及び方向を
検査し、これらの機構がＭＰＣインタフェースにおいて
使用可能かどうかを判断する。その間、局所ステーショ
ンは遠隔ＭＰＣから受信されたＸＩＤ−１メッセージ関
して同一のことを実行する。局所ＭＰＣインタフェース
及び遠隔ＭＰＣインタフェースの両者が、受信ＸＩＤ−
１メッセージ内のシステム保全性フィールド及びシステ
ム・セキュリティ・フィールドを検査する。最後に、要
求内のデータ処理パラメータの違いが、ユーザ・アプリ
ケーションにより規定される規則により解決される。し
かしながら、通常はバッファ・サイズ及びデータ・リン
ク・サイズは、常に最低の要求値に決定される。受信Ｘ
ＩＤ−１メッセージのフィールドが検査され調整される
と、局所ＭＰＣインタフェース及び遠隔ＭＰＣインタフ
ェースの両方が仮のＸＩＤ−２メッセージを構成し、可
変オプション・パラメータの値を確定する。各ＸＩＤ−
１メッセージに対応して局所的に生成され、ＸＩＤ−１
メッセージ内に含まれるランダム数が、第２フェーズ
（ＸＩＤ−２）のメッセージ交換を実際に開始するＭＰ
Ｃインタフェースを決定するために使用される。他のＭ
ＰＣインタフェースは、ＸＩＤ−２メッセージが他のＭ
ＰＣインタフェースから受信され、比較が可能になるま
で構成されたＸＩＤ−２メッセージを保管する。
【００３１】受信ＭＰＣインタフェースにおいてＸＩＤ
−２メッセージが受信され、成功裡に検査されると、２
つのＸＩＤ−２メッセージが比較され、それらが同じで
あるかどうかが判断される。同じ場合、保管されたＸＩ
Ｄ−２メッセージが遠隔ＭＰＣインタフェースに伝送さ
れ、そこにおいて検査及び比較される。最後に、全ての
検査及び比較が成功であると、２つのユーザ・アプリケ
ーションは識別交換プロセスの成功終了を通知され、デ
ータ伝送が開始される。検査がプロセスのある時点で失
敗すると、要求された伝送グループが取り下げられ、遠
隔ＭＰＣインタフェースが同様な処理を実行するように
通知される。ＸＩＤ−２メッセージの比較が失敗する
と、局所的に生成されたＸＩＤ−２メッセージが確認の
ために使用される。このプロセスは図７及び図８に関連
して詳述される。
−２メッセージが受信され、成功裡に検査されると、２
つのＸＩＤ−２メッセージが比較され、それらが同じで
あるかどうかが判断される。同じ場合、保管されたＸＩ
Ｄ−２メッセージが遠隔ＭＰＣインタフェースに伝送さ
れ、そこにおいて検査及び比較される。最後に、全ての
検査及び比較が成功であると、２つのユーザ・アプリケ
ーションは識別交換プロセスの成功終了を通知され、デ
ータ伝送が開始される。検査がプロセスのある時点で失
敗すると、要求された伝送グループが取り下げられ、遠
隔ＭＰＣインタフェースが同様な処理を実行するように
通知される。ＸＩＤ−２メッセージの比較が失敗する
と、局所的に生成されたＸＩＤ−２メッセージが確認の
ために使用される。このプロセスは図７及び図８に関連
して詳述される。
【００３２】図７は、図５及び図６に示されるのと同様
のＸＩＤメッセージの使用による多重パス・チャネル・
グループの活動化の流れ図を示す。図７のプロセスはも
ちろん、要求される多重パス・チャネル・グループの各
サブチャネルに対して、同時に実行されなければならな
い。開始ブロック１１０から開始し、ブロック１１１
で、ユーザ・アプリケーションからの要求に従い、パス
が割当てられる。こうした要求は、図４の多重パス・チ
ャネル・グループＭＰＣ１ ６２及びＭＰＣ２６５にそ
れぞれ対応する平衡または不平衡多重パス・チャネル・
グループに対するものである。複数の多重パス・チャネ
ル・グループが割当てのために要求され、要求に従う数
だけ活動化されてもよい。こうした割当ては、単に要求
されたサイズ及び方向のサブチャネルの使用可能性を選
択及び保証するだけで、多重パス・チャネルを実際には
設定しない。従って、ブロック１１２では、要求パスの
有効性がチェックされる。最後にブロック１１３で、シ
ステム保全性が検査される。上述のように、図５のフィ
ールド９３などのプロトコル識別フィールドは、通信が
遠隔側において許可されているかどうかを判断するため
の、すなわち特定の遠隔装置またはシステムに要求され
る多重パス・チャネル・グループが、所定のアクセス規
則の下で許可されることを保証するためにチェックされ
る、システム識別などのセキュリティ情報を含む。ブロ
ック１１４では、要求トランスポート・パスが実際に活
動化される。すなわち伝送のためにイネーブルされる。
もちろん、従来のように多重パス・チャネル・グループ
をシステム宣言により静的に割当て、ユーザ要求におい
て、単にこれらの予め確立されたチャネル・グループを
活動化することも可能である。
のＸＩＤメッセージの使用による多重パス・チャネル・
グループの活動化の流れ図を示す。図７のプロセスはも
ちろん、要求される多重パス・チャネル・グループの各
サブチャネルに対して、同時に実行されなければならな
い。開始ブロック１１０から開始し、ブロック１１１
で、ユーザ・アプリケーションからの要求に従い、パス
が割当てられる。こうした要求は、図４の多重パス・チ
ャネル・グループＭＰＣ１ ６２及びＭＰＣ２６５にそ
れぞれ対応する平衡または不平衡多重パス・チャネル・
グループに対するものである。複数の多重パス・チャネ
ル・グループが割当てのために要求され、要求に従う数
だけ活動化されてもよい。こうした割当ては、単に要求
されたサイズ及び方向のサブチャネルの使用可能性を選
択及び保証するだけで、多重パス・チャネルを実際には
設定しない。従って、ブロック１１２では、要求パスの
有効性がチェックされる。最後にブロック１１３で、シ
ステム保全性が検査される。上述のように、図５のフィ
ールド９３などのプロトコル識別フィールドは、通信が
遠隔側において許可されているかどうかを判断するため
の、すなわち特定の遠隔装置またはシステムに要求され
る多重パス・チャネル・グループが、所定のアクセス規
則の下で許可されることを保証するためにチェックされ
る、システム識別などのセキュリティ情報を含む。ブロ
ック１１４では、要求トランスポート・パスが実際に活
動化される。すなわち伝送のためにイネーブルされる。
もちろん、従来のように多重パス・チャネル・グループ
をシステム宣言により静的に割当て、ユーザ要求におい
て、単にこれらの予め確立されたチャネル・グループを
活動化することも可能である。
【００３３】伝送グループのサブチャネルが物理的にイ
ネーブルされると、ユーザ・データの伝送に備え、１つ
または複数の識別交換（ＸＩＤ）メッセージが各サブチ
ャネルの２つの終端間で交換される。図５及び図６に関
連して述べられたように、この交換の一部は、ユーザ・
プロトコルの決定及びバッファ・サイズまたはリンク・
サイズなどの所望の伝送パラメータの折衝を目的とす
る。この交換のより詳細が、図８の流れ図に関連して取
り上げられる。しかしながら、ここで重要な点は、この
交換が要求される多重パス・チャネル・グループの各サ
ブチャネル上で同時に発生し、要求される伝送パラメー
タの使用可能性及び識別と同様に、伝送サブチャネルの
両終端の使用可能性及び識別を保証することである。判
断ブロック１１６では、ＸＩＤ交換が成功裡に完了した
かどうかを判断する。否定の場合、ブロック１１７で、
ユーザ・アプリケーションに要求チャネル・グループが
データ伝送のために活動化されないことを通知する。ブ
ロック１１８では、ブロック１１４でＸＩＤ交換のため
に確立されたトランスポート・パスを割当て解除し、プ
ロセスがブロック１１９で終了する。この割当て解除
は、他端における割当て解除を保証するために、伝送機
構の遠隔側への割当て解除メッセージを要求する。ま
た、図７の流れ図により表される活動化プロセスは、伝
送グループのいずれの終端においても開始され、伝送グ
ループの両終端において、同時に開始される点が重要で
ある。
ネーブルされると、ユーザ・データの伝送に備え、１つ
または複数の識別交換（ＸＩＤ）メッセージが各サブチ
ャネルの２つの終端間で交換される。図５及び図６に関
連して述べられたように、この交換の一部は、ユーザ・
プロトコルの決定及びバッファ・サイズまたはリンク・
サイズなどの所望の伝送パラメータの折衝を目的とす
る。この交換のより詳細が、図８の流れ図に関連して取
り上げられる。しかしながら、ここで重要な点は、この
交換が要求される多重パス・チャネル・グループの各サ
ブチャネル上で同時に発生し、要求される伝送パラメー
タの使用可能性及び識別と同様に、伝送サブチャネルの
両終端の使用可能性及び識別を保証することである。判
断ブロック１１６では、ＸＩＤ交換が成功裡に完了した
かどうかを判断する。否定の場合、ブロック１１７で、
ユーザ・アプリケーションに要求チャネル・グループが
データ伝送のために活動化されないことを通知する。ブ
ロック１１８では、ブロック１１４でＸＩＤ交換のため
に確立されたトランスポート・パスを割当て解除し、プ
ロセスがブロック１１９で終了する。この割当て解除
は、他端における割当て解除を保証するために、伝送機
構の遠隔側への割当て解除メッセージを要求する。ま
た、図７の流れ図により表される活動化プロセスは、伝
送グループのいずれの終端においても開始され、伝送グ
ループの両終端において、同時に開始される点が重要で
ある。
【００３４】ブロック１１６によりＸＩＤ交換が成功裡
に終了したと判断されると、ブロック１２０で、図３の
ＭＰＣインタフェースのトランスポート制御プロセス４
８が、伝送グループの遠隔側との間で折衝された要求ブ
ロック化サイズ及びブロック化プロトコルを反映して初
期化される。ブロック１２１が次に、要求されるデータ
・フォーマット化４６と同様、要求または折衝されたデ
ータ・キュー４７のサイズを反映するように、ＭＰＣデ
ータ・マネージャ４５（図３）を開始する。ブロック１
２２では、特定の伝送サブチャネルに対して要求される
伝送方向を割当て、ブロック１２３では、このサブチャ
ネルの伝送ブロック・サイズを選択する。ここでブロッ
ク１２２及び１２３は、活動化時に、伝送方向とサブチ
ャネル容量との両方を動的に割当てることを意味する。
これは、伝送方向とサブチャネル・サイズの両者が静的
に決定され、ユーザ要求時に単に活動化される従来技術
とは大きく異なる点である。ＭＰＣインタフェース・プ
ロセスの初期化が、ＸＩＤ交換の成功完了に応答して、
遠隔ＭＰＣインタフェースにおいても同時に発生する点
が重要である。
に終了したと判断されると、ブロック１２０で、図３の
ＭＰＣインタフェースのトランスポート制御プロセス４
８が、伝送グループの遠隔側との間で折衝された要求ブ
ロック化サイズ及びブロック化プロトコルを反映して初
期化される。ブロック１２１が次に、要求されるデータ
・フォーマット化４６と同様、要求または折衝されたデ
ータ・キュー４７のサイズを反映するように、ＭＰＣデ
ータ・マネージャ４５（図３）を開始する。ブロック１
２２では、特定の伝送サブチャネルに対して要求される
伝送方向を割当て、ブロック１２３では、このサブチャ
ネルの伝送ブロック・サイズを選択する。ここでブロッ
ク１２２及び１２３は、活動化時に、伝送方向とサブチ
ャネル容量との両方を動的に割当てることを意味する。
これは、伝送方向とサブチャネル・サイズの両者が静的
に決定され、ユーザ要求時に単に活動化される従来技術
とは大きく異なる点である。ＭＰＣインタフェース・プ
ロセスの初期化が、ＸＩＤ交換の成功完了に応答して、
遠隔ＭＰＣインタフェースにおいても同時に発生する点
が重要である。
【００３５】全てのサブチャネル変数が選択され、実現
されると、ブロック１２４でユーザ・アプリケーション
に対して、要求された多重パス・チャネル・グループの
使用可能性を通知する。ブロック１２５でユーザ・アプ
リケーションは、割当てられ活動化されたチャネル・グ
ループ上で、実際にデータを遠隔ロケーションに転送す
る。図７のプロセスは次にブロック１１９で終了する。
ここでは明示的に示されていないが、データ伝送が完了
する時、或いは伝送障害が発生する時にも、多重パス・
チャネル・グループを非活動化または割当て解除するた
めに、図７と非常に類似のプロセスが使用される。
されると、ブロック１２４でユーザ・アプリケーション
に対して、要求された多重パス・チャネル・グループの
使用可能性を通知する。ブロック１２５でユーザ・アプ
リケーションは、割当てられ活動化されたチャネル・グ
ループ上で、実際にデータを遠隔ロケーションに転送す
る。図７のプロセスは次にブロック１１９で終了する。
ここでは明示的に示されていないが、データ伝送が完了
する時、或いは伝送障害が発生する時にも、多重パス・
チャネル・グループを非活動化または割当て解除するた
めに、図７と非常に類似のプロセスが使用される。
【００３６】図８を参照すると、図７のブロック１１５
において発生するＸＩＤメッセージ交換プロセスの詳細
な流れ図が示される。図８において、開始ブロック１３
０から始まり、ブロック１３１で、多重パス・チャネル
・グループに対するユーザ要求が受信される。ここでこ
の要求は、チャネル・グループの両終端における多重パ
ス・チャネル・インタフェース（図３）において、同時
に受信されることに注意されたい。この同時発行は最も
困難な場合であり、図８の流れ図では、伝送グループの
両終端のＭＰＣが多重パス・チャネル・グループの活動
化を同時に要求するものとする。ブロック１３２で、Ｘ
ＩＤ−１メッセージ・フォーマットが生成される。便宜
上、ＸＩＤメッセージ・フォーマットは図５及び図６に
示されるものとする。当業者には明らかなように、別の
ユーザ・アプリケーションに対応して、他のＸＩＤメッ
セージ・フォーマットも使用可能である。
において発生するＸＩＤメッセージ交換プロセスの詳細
な流れ図が示される。図８において、開始ブロック１３
０から始まり、ブロック１３１で、多重パス・チャネル
・グループに対するユーザ要求が受信される。ここでこ
の要求は、チャネル・グループの両終端における多重パ
ス・チャネル・インタフェース（図３）において、同時
に受信されることに注意されたい。この同時発行は最も
困難な場合であり、図８の流れ図では、伝送グループの
両終端のＭＰＣが多重パス・チャネル・グループの活動
化を同時に要求するものとする。ブロック１３２で、Ｘ
ＩＤ−１メッセージ・フォーマットが生成される。便宜
上、ＸＩＤメッセージ・フォーマットは図５及び図６に
示されるものとする。当業者には明らかなように、別の
ユーザ・アプリケーションに対応して、他のＸＩＤメッ
セージ・フォーマットも使用可能である。
【００３７】より詳細には、ブロック１３２において、
フィールド９７のデータ・フロー方向と同様に、フィー
ルド９８の送信サイズが設定される。必要に応じ、適切
なシステム保全情報が、図５のフィールド９０及び９
１、並びに図２のヘッダのフィールド３１及び３５に提
供される。多重パス・チャネル・グループの２つの終端
のＭＰＣにおけるＸＩＤ−１メッセージの同時発行から
生じうる曖昧性を解決するために、図２のヘッダの順序
番号フィールド３０に曖昧性解決信号が導入される。曖
昧性解決信号は図示の実施例においては、ランダムに生
成される数である。このランダム数は遠隔ＭＰＣインタ
フェースにおいて、第２フェーズの活動化プロセスを制
御するＸＩＤ−１メッセージを選択するために使用され
る。こうした曖昧性を解決する別の方法では、各多重パ
ス・チャネル・グループの２つの終端において使用可能
な端末対のランキングを示す予め定義されたテーブルを
使用する。
フィールド９７のデータ・フロー方向と同様に、フィー
ルド９８の送信サイズが設定される。必要に応じ、適切
なシステム保全情報が、図５のフィールド９０及び９
１、並びに図２のヘッダのフィールド３１及び３５に提
供される。多重パス・チャネル・グループの２つの終端
のＭＰＣにおけるＸＩＤ−１メッセージの同時発行から
生じうる曖昧性を解決するために、図２のヘッダの順序
番号フィールド３０に曖昧性解決信号が導入される。曖
昧性解決信号は図示の実施例においては、ランダムに生
成される数である。このランダム数は遠隔ＭＰＣインタ
フェースにおいて、第２フェーズの活動化プロセスを制
御するＸＩＤ−１メッセージを選択するために使用され
る。こうした曖昧性を解決する別の方法では、各多重パ
ス・チャネル・グループの２つの終端において使用可能
な端末対のランキングを示す予め定義されたテーブルを
使用する。
【００３８】ブロック１３２におけるＸＩＤ−１メッセ
ージの生成に続き、ブロック１３３で、ＸＩＤメッセー
ジが遠隔ＭＰＣインタフェースに向けて、割当てられた
多重パス・チャネル・グループ内の各サブチャネル上に
送信される。ブロック１３４で、このＸＩＤ−１メッセ
ージが遠隔ＭＰＣインタフェースにおいて受信され、ブ
ロック１３６で、ＸＩＤ−１メッセージ内のパラメータ
が検査される。すなわち、システム保全性を保証するた
めにシステム保全性信号が使用され、サブチャネルの使
用可能性を保証するために、このサブチャネルの伝送方
向及びサイズが使用され、こうした機構が使用可能かど
うかを判断するために、バッファ・パラメータが使用さ
れる。次にブロック１３６で、局所ＭＰＣインタフェー
スへ返送するために、第２フェーズＸＩＤ−２メッセー
ジのフォーマットが生成される。ＸＩＤ−２メッセージ
のフォーマット及びフィールド内容は、これらの機構の
実際の使用可能性を反映するように変更される可変バッ
ファ・サイズ・パラメータを除き、ＸＩＤ−１メッセー
ジの場合と同一である。判断ブロック１３７では、遠隔
ＭＰＣインタフェースから受信されたＸＩＤ−１メッセ
ージ内のデータが有効かどうかを判断する。ブロック１
３５の検査が全て成功の場合、ブロック１３９で、フェ
ーズ２ ＸＩＤ−２メッセージがフィールド９４（図
５）において"ＯＫ"と記される。ブロック１３５で検査
が何らかの点で失敗すると、第２フェーズＸＩＤ−２メ
ッセージがフィールド９４において、"ＮＧ（no goo
d）"と記される。受信ＸＩＤ−１メッセージが有効であ
ろうと無効であろうと、判断ブロック１４０に移行し、
受信ＸＩＤ−１ヘッダのセグメント番号フィールド３０
（図２）内のランダム数が、局所的に発行されたＸＩＤ
−１メッセージに対応して生成されたランダム数と比較
される。受信ランダム数が局所的に生成されたランダム
数の値よりも大きい場合、ブロック１４１に移行し、遠
隔ＭＰＣインタフェースは第２フェーズＸＩＤ−２メッ
セージが遠隔ＭＰＣインタフェースから受信されるのを
待機する。この応答が受信されると判断ブロック１４２
で、元のＸＩＤ−１メッセージがブロック１３５で検査
された時と同様に、受信フェーズ２ＸＩＤ−２メッセー
ジが検査される。
ージの生成に続き、ブロック１３３で、ＸＩＤメッセー
ジが遠隔ＭＰＣインタフェースに向けて、割当てられた
多重パス・チャネル・グループ内の各サブチャネル上に
送信される。ブロック１３４で、このＸＩＤ−１メッセ
ージが遠隔ＭＰＣインタフェースにおいて受信され、ブ
ロック１３６で、ＸＩＤ−１メッセージ内のパラメータ
が検査される。すなわち、システム保全性を保証するた
めにシステム保全性信号が使用され、サブチャネルの使
用可能性を保証するために、このサブチャネルの伝送方
向及びサイズが使用され、こうした機構が使用可能かど
うかを判断するために、バッファ・パラメータが使用さ
れる。次にブロック１３６で、局所ＭＰＣインタフェー
スへ返送するために、第２フェーズＸＩＤ−２メッセー
ジのフォーマットが生成される。ＸＩＤ−２メッセージ
のフォーマット及びフィールド内容は、これらの機構の
実際の使用可能性を反映するように変更される可変バッ
ファ・サイズ・パラメータを除き、ＸＩＤ−１メッセー
ジの場合と同一である。判断ブロック１３７では、遠隔
ＭＰＣインタフェースから受信されたＸＩＤ−１メッセ
ージ内のデータが有効かどうかを判断する。ブロック１
３５の検査が全て成功の場合、ブロック１３９で、フェ
ーズ２ ＸＩＤ−２メッセージがフィールド９４（図
５）において"ＯＫ"と記される。ブロック１３５で検査
が何らかの点で失敗すると、第２フェーズＸＩＤ−２メ
ッセージがフィールド９４において、"ＮＧ（no goo
d）"と記される。受信ＸＩＤ−１メッセージが有効であ
ろうと無効であろうと、判断ブロック１４０に移行し、
受信ＸＩＤ−１ヘッダのセグメント番号フィールド３０
（図２）内のランダム数が、局所的に発行されたＸＩＤ
−１メッセージに対応して生成されたランダム数と比較
される。受信ランダム数が局所的に生成されたランダム
数の値よりも大きい場合、ブロック１４１に移行し、遠
隔ＭＰＣインタフェースは第２フェーズＸＩＤ−２メッ
セージが遠隔ＭＰＣインタフェースから受信されるのを
待機する。この応答が受信されると判断ブロック１４２
で、元のＸＩＤ−１メッセージがブロック１３５で検査
された時と同様に、受信フェーズ２ＸＩＤ−２メッセー
ジが検査される。
【００３９】受信ＸＩＤ−２メッセージが局所的に生成
されたＸＩＤ−２メッセージと同一であると、局所的に
生成されたＸＩＤ−２信号がブロック１４３で"ＯＫ"と
記され、ブロック１４４で遠隔ＭＰＣインタフェースに
送信され、確認プロセスが終了する。ランダム数が局所
的に生成されたＸＩＤ−１メッセージよりも小さいか、
或いは受信ＸＩＤ−２メッセージの検査が判断ブロック
１４２で失敗すると、ブロック１４８に移行し、ＸＩＤ
−２メッセージが"ＮＧ"と記され、ブロック１４４に移
行して、ＸＩＤ−２メッセージを遠隔ＭＰＣインタフェ
ースに送信する。次に判断ブロック１４５で、局所生成
及び遠隔生成の両方のＸＩＤ−２メッセージがＯＫであ
るかどうかが判断される。ＯＫの場合、ブロック１４６
でユーザにユーザ・データの伝送を開始するように通知
する。ＯＫでない場合には、ブロック１４８で、図７に
関連して述べられた失敗プロシジャを活動化する。両方
の事象において、次に終了ブロック１４７に移行し、図
８のＸＩＤ交換プロセスを終了し、図７のプロセスに復
帰する。
されたＸＩＤ−２メッセージと同一であると、局所的に
生成されたＸＩＤ−２信号がブロック１４３で"ＯＫ"と
記され、ブロック１４４で遠隔ＭＰＣインタフェースに
送信され、確認プロセスが終了する。ランダム数が局所
的に生成されたＸＩＤ−１メッセージよりも小さいか、
或いは受信ＸＩＤ−２メッセージの検査が判断ブロック
１４２で失敗すると、ブロック１４８に移行し、ＸＩＤ
−２メッセージが"ＮＧ"と記され、ブロック１４４に移
行して、ＸＩＤ−２メッセージを遠隔ＭＰＣインタフェ
ースに送信する。次に判断ブロック１４５で、局所生成
及び遠隔生成の両方のＸＩＤ−２メッセージがＯＫであ
るかどうかが判断される。ＯＫの場合、ブロック１４６
でユーザにユーザ・データの伝送を開始するように通知
する。ＯＫでない場合には、ブロック１４８で、図７に
関連して述べられた失敗プロシジャを活動化する。両方
の事象において、次に終了ブロック１４７に移行し、図
８のＸＩＤ交換プロセスを終了し、図７のプロセスに復
帰する。
【００４０】図８に関連してＸＩＤメッセージの２回の
交換だけが述べられたが、この伝送グループにおいてパ
ラメータが折衝される必要がない場合には、１回の交換
だけで足りることが明らかである。同様にデータ伝送の
開始以前に、２つ以上の相互依存パラメータが折衝され
る必要がある場合には、これらの折衝を実施するために
３回以上のＸＩＤ交換を使用することが可能である。Ｘ
ＩＤ交換プロセスのこうした拡張は当業者には明らかで
あり、ここでは説明を省略する。
交換だけが述べられたが、この伝送グループにおいてパ
ラメータが折衝される必要がない場合には、１回の交換
だけで足りることが明らかである。同様にデータ伝送の
開始以前に、２つ以上の相互依存パラメータが折衝され
る必要がある場合には、これらの折衝を実施するために
３回以上のＸＩＤ交換を使用することが可能である。Ｘ
ＩＤ交換プロセスのこうした拡張は当業者には明らかで
あり、ここでは説明を省略する。
【００４１】図９を参照すると、本発明によるデータ・
セグメントのサブ指標化のための流れ図が示される。ブ
ロック１５０で開始し、ブロック１５１で、局所データ
・ブロックが図１のインタフェース１２（図３に詳細が
示される）などの局所ＭＰＣインタフェースにおいて、
キューに待機される。ここで局所ＭＰＣインタフェース
６１（図４）と遠隔ＭＰＣインタフェース７２との間
で、既にＸＩＤメッセージ交換が、伝送グループＭＰＣ
２（６５−８０）の全てのサブチャネル６６乃至６９に
対して、成功裡に実行されたものとする。図９の流れ図
のために、書込みサブチャネルＣ及びＤ（図４の６６−
７５及び６７−７６）は４キロバイトの容量を有し、従
って、最大４キロバイト長のデータ・セグメントだけを
取るものとする。一方、書込みチャネルＥ（図４の６８
−７７）は１６キロバイトの容量を有し、従って、最大
１６キロバイト長のデータ・セグメントを取るものとす
る。図９において、破線の左側のブロックは局所ＭＰＣ
インタフェース６１（図４）において実施され、破線の
右側のブロックは遠隔ＭＰＣインタフェース７２におい
て実施されるものとする。これらの機能はもちろん反対
方向の伝送においては、対称的に実施される。
セグメントのサブ指標化のための流れ図が示される。ブ
ロック１５０で開始し、ブロック１５１で、局所データ
・ブロックが図１のインタフェース１２（図３に詳細が
示される）などの局所ＭＰＣインタフェースにおいて、
キューに待機される。ここで局所ＭＰＣインタフェース
６１（図４）と遠隔ＭＰＣインタフェース７２との間
で、既にＸＩＤメッセージ交換が、伝送グループＭＰＣ
２（６５−８０）の全てのサブチャネル６６乃至６９に
対して、成功裡に実行されたものとする。図９の流れ図
のために、書込みサブチャネルＣ及びＤ（図４の６６−
７５及び６７−７６）は４キロバイトの容量を有し、従
って、最大４キロバイト長のデータ・セグメントだけを
取るものとする。一方、書込みチャネルＥ（図４の６８
−７７）は１６キロバイトの容量を有し、従って、最大
１６キロバイト長のデータ・セグメントを取るものとす
る。図９において、破線の左側のブロックは局所ＭＰＣ
インタフェース６１（図４）において実施され、破線の
右側のブロックは遠隔ＭＰＣインタフェース７２におい
て実施されるものとする。これらの機能はもちろん反対
方向の伝送においては、対称的に実施される。
【００４２】図９を参照すると、ブロック１５２は、パ
スＥ上において伝送されるデータの１６キロバイト・セ
グメントをフォーマットし、ブロック１５３及び１５４
の各々は、それぞれパスＤ及びＣ上において伝送される
データの４キロバイト・セグメントをフォーマットす
る。図９において、パスＣ及びＤ上を伝送される４キロ
バイト・セグメントが、それぞれブロック１５５及び１
５６の遠隔ＭＰＣにおいて成功裡に受信されるものとす
る。しかしながら、パスＥ上を伝送される１６キロバイ
ト・セグメントは、（例えば図４のチャネル・パス７０
の障害により）幾分失われ、遠隔ＭＰＣインタフェース
におけるブロック１５７により検出されるものとする。
ブロック１５７において、パスＥ上を伝送されるセグメ
ントが失われて検出されると、ブロック１５８が遠隔Ｍ
ＰＣインタフェースにおいて、パスＥを割当て解除す
る。パスＥにおける障害の発生のために、このパスをサ
ービスから除去することがこの多重パス・チャネル・グ
ループにとってだけでなく、以前に定義された全てのチ
ャネル・グループにとっても重要である。
スＥ上において伝送されるデータの１６キロバイト・セ
グメントをフォーマットし、ブロック１５３及び１５４
の各々は、それぞれパスＤ及びＣ上において伝送される
データの４キロバイト・セグメントをフォーマットす
る。図９において、パスＣ及びＤ上を伝送される４キロ
バイト・セグメントが、それぞれブロック１５５及び１
５６の遠隔ＭＰＣにおいて成功裡に受信されるものとす
る。しかしながら、パスＥ上を伝送される１６キロバイ
ト・セグメントは、（例えば図４のチャネル・パス７０
の障害により）幾分失われ、遠隔ＭＰＣインタフェース
におけるブロック１５７により検出されるものとする。
ブロック１５７において、パスＥ上を伝送されるセグメ
ントが失われて検出されると、ブロック１５８が遠隔Ｍ
ＰＣインタフェースにおいて、パスＥを割当て解除す
る。パスＥにおける障害の発生のために、このパスをサ
ービスから除去することがこの多重パス・チャネル・グ
ループにとってだけでなく、以前に定義された全てのチ
ャネル・グループにとっても重要である。
【００４３】チャネルＢとして図４に表されるチャネル
（図４の７４−６４）は、従来の故障検出システムに従
いパス障害を示し、パスＥを識別するエラー・ステータ
スを提供する。局所ＭＰＣインタフェースにおけるブロ
ック１７３で、この故障メッセージに応答して、パスＥ
が割当て解除される。また故障メッセージに応答して、
再送ブロック１６１が起動され、失われたデータ・セグ
メントが遠隔ＭＰＣインタフェースに再送される。しか
しながら、１６キロバイト・サブチャネルＥが伝送グル
ープＭＰＣ２においてもはや使用可能でなくなると、１
６キロバイト・データ・セグメントはパスＣ及びＤとし
て識別される使用可能な２つの４キロバイト・サブチャ
ネル上で伝送されるように、４キロバイト・データ・セ
グメントに分割されなければならない。本発明によれ
ば、４つの４キロバイト・サブセグメントが、ブロック
１６２、１６３、１６４及び１６５において、元の１６
キロバイト・セグメントから形成される。これらの４キ
ロバイト・サブセグメントの各々は、伝送ブロックのヘ
ッダ２５のフィールド３２（図２）に、セグメント番号
を追加される。
（図４の７４−６４）は、従来の故障検出システムに従
いパス障害を示し、パスＥを識別するエラー・ステータ
スを提供する。局所ＭＰＣインタフェースにおけるブロ
ック１７３で、この故障メッセージに応答して、パスＥ
が割当て解除される。また故障メッセージに応答して、
再送ブロック１６１が起動され、失われたデータ・セグ
メントが遠隔ＭＰＣインタフェースに再送される。しか
しながら、１６キロバイト・サブチャネルＥが伝送グル
ープＭＰＣ２においてもはや使用可能でなくなると、１
６キロバイト・データ・セグメントはパスＣ及びＤとし
て識別される使用可能な２つの４キロバイト・サブチャ
ネル上で伝送されるように、４キロバイト・データ・セ
グメントに分割されなければならない。本発明によれ
ば、４つの４キロバイト・サブセグメントが、ブロック
１６２、１６３、１６４及び１６５において、元の１６
キロバイト・セグメントから形成される。これらの４キ
ロバイト・サブセグメントの各々は、伝送ブロックのヘ
ッダ２５のフィールド３２（図２）に、セグメント番号
を追加される。
【００４４】ブロック１５２、１５３及び１５４におい
て形成された３つのデータ・セグメントは、これらのデ
ータ・セグメントを運ぶデータ伝送ブロックのヘッダ２
５のフィールド３０に、順序番号を含むことに注意され
たい。フィールド３０内のこれらの順序番号の目的は、
サブチャネルが導出される可変物理チャネル・パスの遅
延の特異性により、これらのデータ・セグメントが遠隔
ＭＰＣインタフェースに他の順序で転送された場合に、
遠隔ＭＰＣインタフェースがこれらのデータ・セグメン
トを適切な順序で再構成することを可能にする。ブロッ
ク１６２乃至１６５の再送ブロックのセグメント番号
は、再セグメント化され再送されるデータ・セグメント
に対して同一の機能をサービスする。すなわち、ブロッ
ク１６２乃至１６５で生成された４つのサブセグメント
が、遠隔ＭＰＣインタフェースに元の送信順序とは異な
るある順序で到来すると、セグメント番号により遠隔Ｍ
ＰＣインタフェースはサブセグメントを適切な順序で再
構成し、最終的なユーザに引渡す。従って、元のセグメ
ントの適切な順序化を保証するために、元の順序番号が
順序番号フィールド３０（図２）に保持されなければな
らない。
て形成された３つのデータ・セグメントは、これらのデ
ータ・セグメントを運ぶデータ伝送ブロックのヘッダ２
５のフィールド３０に、順序番号を含むことに注意され
たい。フィールド３０内のこれらの順序番号の目的は、
サブチャネルが導出される可変物理チャネル・パスの遅
延の特異性により、これらのデータ・セグメントが遠隔
ＭＰＣインタフェースに他の順序で転送された場合に、
遠隔ＭＰＣインタフェースがこれらのデータ・セグメン
トを適切な順序で再構成することを可能にする。ブロッ
ク１６２乃至１６５の再送ブロックのセグメント番号
は、再セグメント化され再送されるデータ・セグメント
に対して同一の機能をサービスする。すなわち、ブロッ
ク１６２乃至１６５で生成された４つのサブセグメント
が、遠隔ＭＰＣインタフェースに元の送信順序とは異な
るある順序で到来すると、セグメント番号により遠隔Ｍ
ＰＣインタフェースはサブセグメントを適切な順序で再
構成し、最終的なユーザに引渡す。従って、元のセグメ
ントの適切な順序化を保証するために、元の順序番号が
順序番号フィールド３０（図２）に保持されなければな
らない。
【００４５】セグメント化データ伝送においてデータ・
セグメントを適切に順序化するために使用される順序番
号は、時にセグメント・インデックスと呼ばれ、そのプ
ロセスはセグメント指標化（segment indexing）と呼ば
れる。従って、上述の第２レベルの指標化は、再送され
る再セグメント化データ・セグメントのサブ指標化（su
b-indexing）と呼ばれる。再送される再セグメント化デ
ータ・サブセグメントが、遠隔ＭＰＣインタフェースに
おいて、ブロック１６６乃至１６９により全て成功裡に
受信されると、元の３つのセグメントを再構成するため
に順序番号がブロック１７０で使用される。同時にブロ
ック１５２で形成され、ブロック１６２乃至１６５で再
セグメント化された１６キロバイト・セグメントの再セ
グメント化再伝送サブセグメントの順序番号が、ブロッ
ク１７０において、これらのサブセグメントから新たな
１６キロバイト・セグメント、すなわち元のデータ・ブ
ロックを再構成するために使用される。再構成されたデ
ータ・ブロックは、次にブロック１７１で、遠隔ユーザ
・アプリケーションに引渡され、図９の処理がブロック
１７２で終了する。
セグメントを適切に順序化するために使用される順序番
号は、時にセグメント・インデックスと呼ばれ、そのプ
ロセスはセグメント指標化（segment indexing）と呼ば
れる。従って、上述の第２レベルの指標化は、再送され
る再セグメント化データ・セグメントのサブ指標化（su
b-indexing）と呼ばれる。再送される再セグメント化デ
ータ・サブセグメントが、遠隔ＭＰＣインタフェースに
おいて、ブロック１６６乃至１６９により全て成功裡に
受信されると、元の３つのセグメントを再構成するため
に順序番号がブロック１７０で使用される。同時にブロ
ック１５２で形成され、ブロック１６２乃至１６５で再
セグメント化された１６キロバイト・セグメントの再セ
グメント化再伝送サブセグメントの順序番号が、ブロッ
ク１７０において、これらのサブセグメントから新たな
１６キロバイト・セグメント、すなわち元のデータ・ブ
ロックを再構成するために使用される。再構成されたデ
ータ・ブロックは、次にブロック１７１で、遠隔ユーザ
・アプリケーションに引渡され、図９の処理がブロック
１７２で終了する。
【００４６】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００４７】（１）汎用目的デジタル・コンピュータ・
システムのための入出力通信サブシステムであって、所
定の通信プロトコルに従い、データ・ブロックを制限さ
れた伝送容量のサブチャネルのグループをサポートでき
る通信チャネルを介して、遠隔データ・ユーティリゼー
ション・システムに伝達する、前記コンピュータ・シス
テムにおいて動作する少なくとも１つのユーザ・アプリ
ケーションと、前記データ・ブロックの伝送以前に、各
前記サブチャネル・グループを動的に割当て活動化する
手段であって、前記通信チャネルの２つの終端間で、各
前記サブチャネルの伝送のサイズ及び方向を指定するフ
ィールド、前記ユーザ・アプリケーションのプロトコ
ル、及び局所データ処理機構の最大容量を指定するメッ
セージ拡張フィールドを含む識別交換メッセージを伝送
する手段と、前記指定するフィールドの内容に応答し
て、前記指定サイズ及び方向を有する前記サブチャネル
を活動化する手段と、前記拡張フィールドの内容に応答
して、前記ユーザ・アプリケーションからのデータ・ブ
ロックを前記最大容量に従うセグメントにセグメント化
する手段とを含む、前記割当て及び活動化手段とを含
む、入出力通信サブシステム。 （２）前記通信チャネルの前記２つの終端間で、前記通
信チャネルにおける伝送パラメータの合意値を折衝する
ために、１つ以上の追加の識別交換メッセージを伝送す
る手段を含む、前記（１）記載の入出力通信サブシステ
ム。 （３）前記サブチャネルの任意の１つが故障した時、前
記サブチャネルを割当て解除する手段を含む、前記
（１）記載の入出力通信サブシステム。 （４）前記拡張フィールドの内容を比較し、前記コンピ
ュータ・システム及び前記ユーティリゼーション・シス
テムの能力が前記拡張フィールドの内容に従うかどうか
を判断する手段と、前記コンピュータ・システムまたは
前記ユーティリゼーション・システムのいずれかが前記
拡張フィールドの内容に従うことができない場合に、前
記サブチャネルの割当て及び活動化のための前記手段を
不能にする手段とを含む、前記（１）記載の入出力通信
サブシステム。 （５）前記メッセージ内において選択的に前記所定の通
信プロトコルを識別する手段を含む、前記（１）記載の
入出力通信サブシステム。 （６）前記メッセージ内において前記サブチャネルのセ
キュリティをテストする手段を含む、前記（１）記載の
入出力通信サブシステム。 （７）汎用目的デジタル・コンピュータ・システムにお
ける入出力通信方法であって、所定の通信プロトコルに
従い、データ・ブロックを制限された伝送容量のサブチ
ャネルのグループをサポートできる通信チャネルを介し
て、遠隔データ・ユーティリゼーション・システムに伝
達するために、前記コンピュータ・システムにおいて少
なくとも１つのユーザ・アプリケーションを実行するス
テップと、前記データ・ブロックの伝送以前に、各前記
サブチャネル・グループを動的に割当て活動化するステ
ップであって、前記通信チャネルの２つの終端間で、各
前記サブチャネルの伝送のサイズ及び方向を指定するフ
ィールド、前記ユーザ・アプリケーションのプロトコ
ル、及び局所データ処理機構の最大容量を指定するメッ
セージ拡張フィールドを含む識別交換メッセージを伝送
するステップと、前記フィールドの内容に応答して、前
記指定サイズ及び方向を有する前記サブチャネルを活動
化するステップと、前記拡張フィールドの内容に応答し
て、前記ユーザ・アプリケーションからのデータ・ブロ
ックを前記最大容量に従うセグメントにセグメント化す
るステップとを含む、前記割当て及び活動化ステップと
を含む、前記入出力通信方法。 （８）前記通信チャネルの前記２つの終端間で、前記通
信チャネルにおける伝送パラメータの合意値を折衝する
ために、１つ以上の追加の識別交換メッセージを伝送す
るステップを含む、前記（７）記載の方法。 （９）前記サブチャネルの任意の１つが故障した時、前
記サブチャネルを割当て解除するステップを含む、前記
（７）記載の方法。 （１０）前記拡張フィールドの内容を比較し、前記コン
ピュータ・システム及び前記ユーティリゼーション・シ
ステムの能力が前記拡張フィールドの内容に従うかどう
かを判断するステップと、前記コンピュータ・システム
または前記ユーティリゼーション・システムのいずれか
が前記拡張フィールドの内容に従うことができない場合
に、前記サブチャネルの前記割当て及び活動化ステップ
を不能にする手段とを含む、前記（７）記載の方法。 （１１）前記メッセージの一部において選択的に前記所
定の通信プロトコルを識別するステップを含む、前記
（７）記載の方法。 （１２）前記メッセージの１つ以上のフィールドを使用
し、前記サブチャネルのセキュリティをテストするステ
ップを含む、前記（７）記載の方法。
システムのための入出力通信サブシステムであって、所
定の通信プロトコルに従い、データ・ブロックを制限さ
れた伝送容量のサブチャネルのグループをサポートでき
る通信チャネルを介して、遠隔データ・ユーティリゼー
ション・システムに伝達する、前記コンピュータ・シス
テムにおいて動作する少なくとも１つのユーザ・アプリ
ケーションと、前記データ・ブロックの伝送以前に、各
前記サブチャネル・グループを動的に割当て活動化する
手段であって、前記通信チャネルの２つの終端間で、各
前記サブチャネルの伝送のサイズ及び方向を指定するフ
ィールド、前記ユーザ・アプリケーションのプロトコ
ル、及び局所データ処理機構の最大容量を指定するメッ
セージ拡張フィールドを含む識別交換メッセージを伝送
する手段と、前記指定するフィールドの内容に応答し
て、前記指定サイズ及び方向を有する前記サブチャネル
を活動化する手段と、前記拡張フィールドの内容に応答
して、前記ユーザ・アプリケーションからのデータ・ブ
ロックを前記最大容量に従うセグメントにセグメント化
する手段とを含む、前記割当て及び活動化手段とを含
む、入出力通信サブシステム。 （２）前記通信チャネルの前記２つの終端間で、前記通
信チャネルにおける伝送パラメータの合意値を折衝する
ために、１つ以上の追加の識別交換メッセージを伝送す
る手段を含む、前記（１）記載の入出力通信サブシステ
ム。 （３）前記サブチャネルの任意の１つが故障した時、前
記サブチャネルを割当て解除する手段を含む、前記
（１）記載の入出力通信サブシステム。 （４）前記拡張フィールドの内容を比較し、前記コンピ
ュータ・システム及び前記ユーティリゼーション・シス
テムの能力が前記拡張フィールドの内容に従うかどうか
を判断する手段と、前記コンピュータ・システムまたは
前記ユーティリゼーション・システムのいずれかが前記
拡張フィールドの内容に従うことができない場合に、前
記サブチャネルの割当て及び活動化のための前記手段を
不能にする手段とを含む、前記（１）記載の入出力通信
サブシステム。 （５）前記メッセージ内において選択的に前記所定の通
信プロトコルを識別する手段を含む、前記（１）記載の
入出力通信サブシステム。 （６）前記メッセージ内において前記サブチャネルのセ
キュリティをテストする手段を含む、前記（１）記載の
入出力通信サブシステム。 （７）汎用目的デジタル・コンピュータ・システムにお
ける入出力通信方法であって、所定の通信プロトコルに
従い、データ・ブロックを制限された伝送容量のサブチ
ャネルのグループをサポートできる通信チャネルを介し
て、遠隔データ・ユーティリゼーション・システムに伝
達するために、前記コンピュータ・システムにおいて少
なくとも１つのユーザ・アプリケーションを実行するス
テップと、前記データ・ブロックの伝送以前に、各前記
サブチャネル・グループを動的に割当て活動化するステ
ップであって、前記通信チャネルの２つの終端間で、各
前記サブチャネルの伝送のサイズ及び方向を指定するフ
ィールド、前記ユーザ・アプリケーションのプロトコ
ル、及び局所データ処理機構の最大容量を指定するメッ
セージ拡張フィールドを含む識別交換メッセージを伝送
するステップと、前記フィールドの内容に応答して、前
記指定サイズ及び方向を有する前記サブチャネルを活動
化するステップと、前記拡張フィールドの内容に応答し
て、前記ユーザ・アプリケーションからのデータ・ブロ
ックを前記最大容量に従うセグメントにセグメント化す
るステップとを含む、前記割当て及び活動化ステップと
を含む、前記入出力通信方法。 （８）前記通信チャネルの前記２つの終端間で、前記通
信チャネルにおける伝送パラメータの合意値を折衝する
ために、１つ以上の追加の識別交換メッセージを伝送す
るステップを含む、前記（７）記載の方法。 （９）前記サブチャネルの任意の１つが故障した時、前
記サブチャネルを割当て解除するステップを含む、前記
（７）記載の方法。 （１０）前記拡張フィールドの内容を比較し、前記コン
ピュータ・システム及び前記ユーティリゼーション・シ
ステムの能力が前記拡張フィールドの内容に従うかどう
かを判断するステップと、前記コンピュータ・システム
または前記ユーティリゼーション・システムのいずれか
が前記拡張フィールドの内容に従うことができない場合
に、前記サブチャネルの前記割当て及び活動化ステップ
を不能にする手段とを含む、前記（７）記載の方法。 （１１）前記メッセージの一部において選択的に前記所
定の通信プロトコルを識別するステップを含む、前記
（７）記載の方法。 （１２）前記メッセージの１つ以上のフィールドを使用
し、前記サブチャネルのセキュリティをテストするステ
ップを含む、前記（７）記載の方法。
【００４８】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
バイト・マルチプレクス・モード及びバースト・モード
の両伝送パスにおいて、従来の入出力チャネルを使用す
るユーザ・アプリケーションと従来のチャネル・パス入
出力スーパバイザ・プロセスとの間で透過的インタフェ
ースを形成する、多重パス・チャネル・インタフェース
が提供される。
バイト・マルチプレクス・モード及びバースト・モード
の両伝送パスにおいて、従来の入出力チャネルを使用す
るユーザ・アプリケーションと従来のチャネル・パス入
出力スーパバイザ・プロセスとの間で透過的インタフェ
ースを形成する、多重パス・チャネル・インタフェース
が提供される。
【図１】本発明の多重パス・チャネル・インタフェース
が使用されるコンピュータ入出力システムの一般的なブ
ロック図である。
が使用されるコンピュータ入出力システムの一般的なブ
ロック図である。
【図２】本発明による図１のシステムにおける入出力デ
ータ及び制御信号の通信において使用される伝送ブロッ
クの構造を表す図である。
ータ及び制御信号の通信において使用される伝送ブロッ
クの構造を表す図である。
【図３】図１の多重パス・チャネル・インタフェースの
アーキテクチャを示す詳細なブロック図である。
アーキテクチャを示す詳細なブロック図である。
【図４】本発明の多重パス・チャネル・インタフェース
により生成され利用される多重パス・チャネル構成の典
型的な例を示す図である。
により生成され利用される多重パス・チャネル構成の典
型的な例を示す図である。
【図５】本発明の多重パス・チャネル・インタフェース
において、ＳＮＡパケット・ネットワークにおけるＶＴ
ＡＭなどの制御装置との通信のために使用されうる典型
的な識別交換（ＸＩＤ）制御信号のフォーマットを示す
図である。
において、ＳＮＡパケット・ネットワークにおけるＶＴ
ＡＭなどの制御装置との通信のために使用されうる典型
的な識別交換（ＸＩＤ）制御信号のフォーマットを示す
図である。
【図６】入出力転送の受信側における最大使用可能読出
しバッファ・サイズを示す、図５に示されるＸＩＤ制御
信号フォーマットの選択的拡張を示す図である。
しバッファ・サイズを示す、図５に示されるＸＩＤ制御
信号フォーマットの選択的拡張を示す図である。
【図７】本発明による図３のマルチ・チャネル・インタ
フェースにより使用されるサブチャネル活動化プロセス
の詳細な流れ図である。
フェースにより使用されるサブチャネル活動化プロセス
の詳細な流れ図である。
【図８】図９の活動化プロセスにおいて使用される識別
交換（ＸＩＤ）信号の交換プロセスの詳細な流れ図であ
る。
交換（ＸＩＤ）信号の交換プロセスの詳細な流れ図であ
る。
【図９】セグメントの元の伝送が生じた時のチャネルの
容量よりも低い容量を有するサブチャネル上で、データ
・セグメントの再伝送が実施されなければならない時に
使用される、本発明による図３の多重パス・チャネル・
インタフェースのセグメント・サブ指標化プロセスの詳
細な流れ図である。
容量よりも低い容量を有するサブチャネル上で、データ
・セグメントの再伝送が実施されなければならない時に
使用される、本発明による図３の多重パス・チャネル・
インタフェースのセグメント・サブ指標化プロセスの詳
細な流れ図である。
１０ ユーザ・アプリケーション １２ 多重パス・チャネル・インタフェース １３ 通信スーパバイザ １４、１５、１６、１８、１９、２０ アダプタ １７ 遠隔装置またはシステム ２１ コンピュータ ２２、２３、２４ チャネル・パス ２５ 伝送ブロック・ヘッダ ２６、２８ ＰＤＵヘッダ ２７ プロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）１ ２９ プロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）２ ３０ セグメント番号フィールド ３１ 制御フィールド ３２、９２、９４、９７、９８ フィールド ３３ ＰＤＵ長フィールド ３４ ＰＤＵフラグ・フィールド ３５ プロトコル識別（ＩＤ）フィールド ３６ 順序番号フィールド ４０ ＭＰＣ制御プロセス ４１ 装置またはシステム割当て及び割当て解除プロセ
ス ４２ パス活動化及び非活動化プロセス ４３ エラー制御プロセス ４５ ＭＰＣデータ・マネージャ ４６ アウトバウンド・データ・フォーマット化プロセ
ス ４８ 多重パス・チャネル・インタフェース伝送制御サ
ブシステム ４９、５０、５１、５２、５３、５４ 論理入出力サブ
チャネル ６１ 局所ＭＰＣインタフェース ６２ 平衡チャネル・グループ ６３、６６、６７、６８ 書込みサブチャネル ７２ 遠隔ＭＰＣインタフェース ７３、７５、７６、７７ 読出しチャネル ９０ ヘッダ・フィールド ９３ プロトコル識別フィールド ９５ 出所アドレス・フィールド ９６ ＸＩＤオプション・フィールド
ス ４２ パス活動化及び非活動化プロセス ４３ エラー制御プロセス ４５ ＭＰＣデータ・マネージャ ４６ アウトバウンド・データ・フォーマット化プロセ
ス ４８ 多重パス・チャネル・インタフェース伝送制御サ
ブシステム ４９、５０、５１、５２、５３、５４ 論理入出力サブ
チャネル ６１ 局所ＭＰＣインタフェース ６２ 平衡チャネル・グループ ６３、６６、６７、６８ 書込みサブチャネル ７２ 遠隔ＭＰＣインタフェース ７３、７５、７６、７７ 読出しチャネル ９０ ヘッダ・フィールド ９３ プロトコル識別フィールド ９５ 出所アドレス・フィールド ９６ ＸＩＤオプション・フィールド
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 リン・ダグラス・ロング アメリカ合衆国27516、ノース・カロラ イナ州チャペル・ヒル、ミーチャム・ロ ード 2911 (72)発明者 ルイス・フランク・メンディット アメリカ合衆国27612、ノース・カロラ イナ州ローリー、タングルウッド・ドラ イブ 4701 (72)発明者 アーサー・ジェームズ・スタッグ アメリカ合衆国12714、ノース・カロラ イナ州ローリー、ウォーターマン・ドラ イブ 12613 (72)発明者 レイモンド・エドワード・ワード アメリカ合衆国27713、ノース・カロラ イナ州ダラム、ブルーストーン・ロード 812 (56)参考文献 特開 平４−251360（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−88455（ＪＰ，Ａ) 特開 昭58−158732（ＪＰ，Ａ) 特開 昭57−212534（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 13/12 G06F 13/00
Claims (12)
- 【請求項１】汎用目的デジタル・コンピュータ・システ
ムのための入出力通信サブシステムであって、所定の通
信プロトコルに従い、データ・ブロックを制限された伝
送容量のサブ チャネルのグループをサポートできる通信チャネルを介
して、遠隔データ・ユーティリゼーション・システムに
伝達する、前記コンピュータ・システムにおいて動作す
る少なくとも１つのユーザ・アプリケーションと、 前記データ・ブロックの伝送以前に、各前記サブチャネ
ル・グループを動的に割当て活動化する手段であって、 前記通信チャネルの２つの終端間で、各前記サブチャネ
ルの伝送のサイズ及び方向を指定するフィールド、前記
ユーザ・アプリケーションのプロトコル、及び局所デー
タ処理機構の最大容量を指定するメッセージ拡張フィー
ルドを含む識別交換メッセージを伝送する手段と、 前記指定するフィールドの内容に応答して、前記指定サ
イズ及び方向を有する前記サブチャネルを活動化する手
段と、 前記拡張フィールドの内容に応答して、前記ユーザ・ア
プリケーションからのデータ・ブロックを前記最大容量
に従うセグメントにセグメント化する手段とを含む、前
記割当て及び活動化手段とを含む、入出力通信サブシス
テム。 - 【請求項２】前記通信チャネルの前記２つの終端間で、
前記通信チャネルにおける伝送パラメータの合意値を折
衝するために、１つ以上の追加の識別交換メッセージを
伝送する手段を含む、 請求項１記載の入出力通信サブシステム。 - 【請求項３】前記サブチャネルの任意の１つが故障した
時、前記サブチャネルを割当て解除する手段を含む、 請求項１記載の入出力通信サブシステム。 - 【請求項４】前記拡張フィールドの内容を比較し、前記
コンピュータ・システム及び前記ユーティリゼーション
・システムの能力が前記拡張フィールドの内容に従うか
どうかを判断する手段と、 前記コンピュータ・システムまたは前記ユーティリゼー
ション・システムのいずれかが前記拡張フィールドの内
容に従うことができない場合に、前記サブチャネルの割
当て及び活動化のための前記手段を不能にする手段とを
含む、請求項１記載の入出力通信サブシステム。 - 【請求項５】前記メッセージ内において選択的に前記所
定の通信プロトコルを識別する手段を含む、 請求項１記載の入出力通信サブシステム。 - 【請求項６】前記メッセージ内において前記サブチャネ
ルのセキュリティをテストする手段を含む、 請求項１記載の入出力通信サブシステム。 - 【請求項７】汎用目的デジタル・コンピュータ・システ
ムにおける入出力通信方法であって、 所定の通信プロトコルに従い、データ・ブロックを制限
された伝送容量のサブチャネルのグループをサポートで
きる通信チャネルを介して、遠隔データ・ユーティリゼ
ーション・システムに伝達するために、前記コンピュー
タ・システムにおいて少なくとも１つのユーザ・アプリ
ケーションを実行するステップと、 前記データ・ブロックの伝送以前に、各前記サブチャネ
ル・グループを動的に割当て活動化するステップであっ
て、 前記通信チャネルの２つの終端間で、各前記サブチャネ
ルの伝送のサイズ及び方向を指定するフィールド、前記
ユーザ・アプリケーションのプロトコル、及び局所デー
タ処理機構の最大容量を指定するメッセージ拡張フィー
ルドを含む識別交換メッセージを伝送するステップと、 前記フィールドの内容に応答して、前記指定サイズ及び
方向を有する前記サブチャネルを活動化するステップ
と、 前記拡張フィールドの内容に応答して、前記ユーザ・ア
プリケーションからのデータ・ブロックを前記最大容量
に従うセグメントにセグメント化するステップとを含
む、前記割当て及び活動化ステップとを含む、前記入出
力通信方法。 - 【請求項８】前記通信チャネルの前記２つの終端間で、
前記通信チャネルにおける伝送パラメータの合意値を折
衝するために、１つ以上の追加の識別交換メッセージを
伝送するステップを含む、請求項７記載の方法。 - 【請求項９】前記サブチャネルの任意の１つが故障した
時、前記サブチャネルを割当て解除するステップを含
む、請求項７記載の方法。 - 【請求項１０】前記拡張フィールドの内容を比較し、前
記コンピュータ・システム及び前記ユーティリゼーショ
ン・システムの能力が前記拡張フィールドの内容に従う
かどうかを判断するステップと、 前記コンピュータ・システムまたは前記ユーティリゼー
ション・システムのいずれかが前記拡張フィールドの内
容に従うことができない場合に、前記サブチャネルの前
記割当て及び活動化ステップを不能にする手段とを含
む、請求項７記載の方法。 - 【請求項１１】前記メッセージの一部において選択的に
前記所定の通信プロトコルを識別するステップを含む、
請求項７記載の方法。 - 【請求項１２】前記メッセージの１つ以上のフィールド
を使用し、前記サブチャネルのセキュリティをテストす
るステップを含む、請求項７記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US252020 | 1994-06-01 | ||
| US08/252,020 US5546549A (en) | 1994-06-01 | 1994-06-01 | Multi-path channel (MPC) interface with user transparent, unbalanced, dynamically alterable computer input/output channels |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07325775A JPH07325775A (ja) | 1995-12-12 |
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Family
ID=22954292
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP7060677A Expired - Fee Related JP3003977B2 (ja) | 1994-06-01 | 1995-03-20 | 入出力通信サブシステム及び方法 |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| US (2) | US5546549A (ja) |
| EP (1) | EP0685952A1 (ja) |
| JP (1) | JP3003977B2 (ja) |
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