JPH01321747A - コンピユータ・ネツトワークにおけるノード再同期方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明はコンピータ・ネットワークに係り、特に２つの
物理半二重セツションから成る論理全二重セッシ目ンの
回復を再同期する方法に係る。

Ｂ、序論 本発明はＳＮＡに関係するので、まず参考のために、本
出願人が発行しているＳＮＡ関係のマニュアルを紹介し
ておく。

（１）　　Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃｈ
ｉｔｅｃｔｕｒｅ。

Ｃｏｎｃｅｐｔｓ　ａｎｄ　Ｐｒｏｄｕｃｔｓ　　（資
料番号ＧＣ３０−３０７２−３）、１９８６年１０月 （２）　　Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃｈ
ｉｔｅｃｔｕｒｅ。

Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ　Ｏｖｅｒｖｉｅｗ　　（資料番号
ＧＣ−３０−’３０７３−２）、１９８６年９月 （３）　　Ｓｙｓｔｅｗｓ　Ｎｅｔｔ＋＋ｏｒｋ　Ａｒ
ｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ。

Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒ’ｓ　
Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　Ｍａｎｕａｌｆｏｒ　ＬＵ　Ｔｙ
ｐｅ６．２　（資料番号ＧＣ３０−３０８４−２）、１
９８５年１１月 （４）　　Ｓ　Ｎ　Ａ　Ｆｏｒｍａｔ　ａｎｄ　Ｐｒｏ
ｔｏｃｏｌＲｅｆｅｒｅｎｃｅ　Ｍａｎｕａｌ：Ａｒｃ
ｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　Ｌｏｇｉｃ　ＦｏｒＴｙｐｅ　２
．１　Ｎｏｄｅｓ　　（資料番号５Ｃ３０−３４２２−
０）、１９８６年１２月 （５）　　Ｓｙｔｅｍｓ　Ｎｅｔｔｇｏｒｋ　Ａｒｃｈ
ｉｔｅｃｔｕｒｅＲｅｆｅｒｅｎｃｅ　Ｓｕｍｍａｒｙ
　（資料番号ＧＡ−２７−３１３６−６）　、１９８５
年５月 （６）　　　５ｙｎｃｈｒｏｎｏｕｎｓ　Ｄａｔａ　Ｌ
ｉｎｋ　ＣｏｔｒｏｌＣｏｎｃｅｐｔｓ　（資料番号Ｇ
Ａ２７−３０９３−３）。

１９８６年６月 （７）　　　Ｉ　Ｂ　Ｍ　　Ｓｙｓｔｅｍ　３６　　Ａ
ｄｖａｎｃｅｄ　Ｐｅｅｒｔｏ　Ｐｅｅｒ　Ｎｅｔｔｉ
ｏｒｋｉｎｇ　（Ａ　Ｐ　Ｐ　Ｎ）　　Ｇｕｉｄｅ　（
資料番号５Ｃ２１−９４７１−０）、１９８６年１０月
一般に、ネットワークは、物理媒体或いは電磁波チャン
ネルで形成される通信リンクと、「ノード」即ち接続点
においてこのような通信リンクに接続される装置とを含
んでいる。コンピータ・ネットワークは、幾つかのノー
ドにコンピータを含んでおり、この点で、すべてのノー
ドが謂ゆるダム・ターミナルだけを含むネットワークと
は区別される。

ネットワークにおける通信を制御するノードは、リンク
及びノードの物理特性、論理特性及び状態（これらをト
ポロジ情報という）、ネットワーク誤り状態、並びにノ
ードで使用可能な資源に関する情報を必要とする。現在
では、これらの情報は総称的に「ネットワーク状態情報
」と呼ばれている。

ＳＮＡネットワークでは、ノードに含まれる装置の特性
に応じて、ノードを４つのタイプ（２゜０．２．１．４
及び５）に分けている。そのうちタイプ２．１ノードに
関しては、ＡＰＰＮと呼ばれる新しいタイプが定義され
、その中にはノード・タイプＮＮ及びＥＮが含まれてい
る。タイプＡＰＰＮノードは、拡張分散ネットワーク機
能（人ｄｖａｎｃｅｄ　Ｐｅｅｒ−ｔｏ−Ｐｅｅｒ　Ｎ
ｅｔｗｏｒｋｉｎｇ）　　を利用して通信を行えるノー
ドとして定義されている。

タイプＡＰＰＮノードによる通信は、後述する新しいデ
ータ・リンク及びセツション通信形式での。

ノード能力情報及び他のネットワーク状態情報の伝送を
含む。タイプＮＮ−ド（エンド・ノードとも云う）は、
ネットワークの論理的な終端に位置しており、他のノー
ドと通信することはない。

タイプＮＮノード（ネットワーク・ノードとも云う）は
、他のノードと通信できる。

エンド・ノートは、一般に、プリンタ、デイスプレィ等
のエンド・ユース装置を含むか、又はネットワーク構成
要素としてのアクセスはできない装置をサポートするだ
けのコンピータを含む。ネットワーク・ノードは、デー
タを処理するだけでなく、他のノードにある資源をアク
セスするための通信サービスも提供するコンピータを含
む。

このようなネットワークにおいては、情報は種々の形式
で伝送される。ここでは、データ・リンク通信及びセツ
ションの２つを取り上げる。一般に、データ・リンク通
信は、セツションに比べてより直接的であり（直接リン
クされたノード間の通信のみ）、また伝送可能な情報の
量及びタイプも少ない。データ・リンク通信及びセツシ
ョンの詳細については、前掲のマニュアル（６）及び（
２）をそれぞれ参照されたい。他のノードとのセツショ
ンは「制御点」と呼ばれるノード構成要素により活動化
される。制御点は、各ノードの他の構成要素や、他のノ
ードの制御点が必要とする制御サービス及び情報を提供
する。ＡＰＰＮノードは制御点を１つだけ有する。

ここで特に興味があるのは、ネットワーク制御点間にお
けるＸＩＤタイプのデータ・リンク通信及びセツション
である（前掲のマニュアル（１）及び（５）参照）。Ｘ
ＩＤ通信は、他のノートの特性を調べるために行われる
。活動化の間、ＡＰＰＮノードはＸＩＤ通信を利用して
、他のＡＰＰＮノードに関係する新たに定義された活動
を選択的に行わせる。このような活動は、付加的なデー
タ・リンク・タイプの交換、応答ノードの能力の確認、
及び応答ノードに関して新たに定義されたタイプの１対
の互いに反対方向の半二重セツションを確立するための
交換、を含む。これらのセツションは総称的にタイプＡ
ＰＰＮ論理ｃｐ−ｃｐセツション（又は単にＣＰ−ＣＰ
セツション）と呼ばれており、これを用いることにより
、ノードは必要に応じて付加的なネットワーク状態情報
を互いに交換することができる。上述の２つのセツショ
ンはそれぞれ半二重であるが、後述する理由により、そ
れらは単向モートでのみ使用される。

論理ユニット（ＬＵ）は、エンド・ユーザとネットワー
クの間の情報の流れを管理する。エンド・ユーザ間の通
信は、関連するＬＵを介して間接的に行われるだけであ
る。ＳＮＡでは、ＬＵタイプ１−２．３．４．６．１及
び６．２を定義しており、そのうちタイプ１，４．６．
１及び６．２はプログラム間の通信をサポートする。各
ＬＵタイプに関連して、対応するタイプの通信プロトコ
ルがある。

Ｃ６従来技術 データを処理し伝送するコンピータ・ネットワークは云
うまでもなく周知である。代表的なコンピータ・ネット
ワークにおいては、それぞれのオペレーティング・シス
テム及びアプリケーション／トランザクション・ソフト
ウェアの制御のもとに走行しているコンピータが通信制
御装置及び通信媒体を介して対話し、データの交換や、
プリンタ、デイスプレィ等のエンド・ユース装置の動作
の制御を行う。また、複数の活動ノードでの分散制御が
可能なコンピータ・ネットワークも周知である。

上述のようなネットワークは、ノード間及びノード資源
間で規則的な情報の流れを可能ならしめるアーキテクチ
ャ或いは一組の基本プロトコルに従って制御されるのが
普通である。このようなアーキテクチャの例が、Ｓ　、
　Ｗｅａｋｅｒ”ＣｏｍｐｕｔｅｒＮｅｔｗｏｒｋ　Ａ
ｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ”Ｃｏｍｐｕｔｅｒ、　１９７
９年９月及びＰ　、　Ｅ　、　Ｇｒｅｅｎ“Ａｎ　Ｉｎ
ｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ　Ｔ。

Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅｓ　ａｎｄ
　Ｐｒｏｔｏｃｏｌｓ”、ＩＢＭＳｙｓｔｅｍｓ　Ｊｏ
ｕｒｎａｌ、　Ｖｏｌ、　１８、Ｎ０８２．１９７９、
に記載されている。ＳＮＡ、ＤＮＡ等の種々のアーキテ
クチャは階層構造になっており、物理通信媒体のアクセ
スに関する活動は最下位の層にあり、ネットワークのエ
ンド・ユーザとの交換を行う活動は最上位の層にあり、
その他の活動は中間の層にある。ＳＮＡの層構造は、下
から順に、物理制御層、データ・リンク制御層、パス制
御層、伝送制御層、データ流れ制御層、提示す−ビス層
、及びトランザクション・サービス層になっている。

各層の機能の詳細については、前掲のマニュアル（２）
を参照されたい。Ｉｓ○の提案によるＯ８■も７層構造
であるが、その内容はＳＮＡとは若干具なっている。Ｏ
８Ｉの７層は、物理層、データ・リンク層、ネットワー
ク層、トランスポート層、セツション暦、プレゼンテー
ション層、及びアプリケーション層である。これらは、
ＨｌＺｉｍｍｅｒｍａｎ“○Ｓ　Ｉ　Ｒｅｆｅｒｅｎｃ
ｅ　Ｍｏｄｅｌ−Ｔｈｅ　Ｍｏｄｌ　ｏｆＡｒｃｈｉｔ
ｅｃｔｕｒｅ　Ｆｏｒ　０ｐｅｎ　ＳｙｓｔｅｍｓＩｎ
ｔｅｒｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ”、Ｉ　Ｅ　Ｅ　Ｅ　Ｔｒ
ａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏ
ｎｓｌ、１９８０年４月、に記載されている。

Ｄ９発明が解決しようとする課題 上述のようなコンピータ・ネットワークにおいては、２
つの物理半二重セツションから成る論理全二重セツショ
ンを利用してノード間通信を行うことができるが、何れ
かのセツションで故障や中断が生じた場合、適切な回復
手順を用いないと、いつまで経っても正常な通信を行え
ないという事態（ピンポン効果）が起こり得る。また回
復手順自体も、簡単で且つ既存のアーキテクチャ（ＳＮ
Ａ等）に影響を与えないものが望まれる。

従って本発明の目的は、このような課題を解決する回復
手順を提供することにある。

Ｅ６課題を解決するための手段 本発明は、２つの物理半二重セツションから成る論理全
二重セツションを維持できる少なくとも２つのノードを
含むコンピータ・ネットワークに適用される。各半二重
セツションは一方のノードの送信セツション及び他方の
ノードの受信セツションを表わす。何れかのノードでセ
ツションの故障が見つかった場合、両方のノードで互い
に同調して回復手順を始められるように、他方のノード
からのセツションも非活動化される。新メツセージを旧
メツセージから区別するために固有メツセージが隣接ノ
ード間で交換される。ノードは、新メツセージが各セツ
ション上に存在していると再同期される。

Ｆ、実施例 本発明は如何なるコンピータ・ネットワークにも適用で
きるが、以下では前掲のマニュアル（７）に記載されて
いるＩＢＭシステム／３６の拡張分敗ネットワーク機能
（Ａ　Ｐ　Ｐ　Ｎ）を例にとって説明する。

第１図はＡＰＰＮのネットワーク２を示したもので、複
数のネットワーク・ノード（ＮＮ）４．６．８．１０及
びエンド・ノード（ＥＮ）１２．１４を含んでいる。本
実施例では、ＮＮはＩＢＭシステム／３６の如きコンピ
ータであり、ＥＮはパーソナル・コンピータや端末の如
きエンド・ユーザ装置である。代表的なセツションは、
ＥＮＩ２及び１４のところのユーザ間或いはアプリケー
ション間の通信を可能にする。セツションが利用するパ
ス乃至経路は、物理的に接続可能であれば如何なるパス
でもよいが、パスの途中で同じノードを２回以上通過す
ることは許されない。第１図の場合、ＥＨ１１及び１４
間の可能なパスは、１２−４−６−８−１４．１２−４
−１０−８−１４．１２−４−６−１０−８−１４、又
は１２−４−１０−６−８−１４である。

２つの隣接ノード間における２つの物理半二重セツショ
ンの接続例を第２図に示す。これらの物理半二重セツシ
ョンは１つの論理全二重セツションを構成する。例とし
て選んだ２つの隣接ノードはＮ　Ｎ　４及び６であり、
それらの間に論理全二重セツションを構成する物理半二
重セツション１６及び１８が接続されている。

物理半二重セツション１６は、ＮＮ４　（Ａ）の送信ノ
ション及びＮＮ６　（Ｂ）の受信セツションを含み、物
理半二重セツション１８はＮＮ４　（Ａ）の受信セツシ
ョン及びＮＮ６　（Ｂ）の送信セツションを含む。

Ａ及びＢの如き各ＮＮはＡＰＰＮ制御点を含んでいる。

ＡＰＰＮ制御点の機能は、経路指定及びディレクトリ管
理であり、それに伴うネットワークの同報通信も行う。

デイレクトり機能の場合、ネットワークの他のノードに
ある資源を要求するノードからディレクトリ探索が回報
通信される。

経路指定機能の場合、ネットワークにおける物理資源の
状況変化（リンクの故障又は回復、ネットワークへの新
しいリンクの付加等）が、当該物理資源を所有している
ネットワーク・ノードから同報通信される。例えば成る
リンクが動作不能になり、そのことがすへてのネットワ
ーク・ノードに同報通信されると、各ノードは新しい経
路指定の計算から当該リンクを除く。

回報通信を含む殆どすべてのネットワーク制御トラフィ
ック・メツセージは、各隣接ネットワーク・ノード対の
制御点間に存在する単一ホップ・セツションを介して流
れる。制御トラフィックのためのこれらのセツションは
「制御点セツション」と呼ばれる。

これらのセツションの管理（開始及び終了、並びにセツ
ション障害時に必要な再同期、再始動及び回復）もＡＰ
ＰＮ制御点の重要な機能である。

第２図に示すように、１対のネットワーク・ノートを接
続する各リンクには制御点セツションが必要であり、ま
たパフォーマンスを上げるために、各リンクに対してこ
のようなセツションが２つ、すなわち相手ノードヘデー
タを伝送するためのセツション、及び相手ノードからメ
ツセージを受取るためのセツションが設けられる。

セツションは半二重のＬＵ６．２セツシヨンである。半
二重であるから各方向へ交互に送ることも可能であるが
、その場合、伝送方向切換えのためにプロトコルに従っ
てメツセージを交換する必要があり、その分遅れがでる
。各セツションが一方向にのみメツセージを送るように
しておくと、このような問題はなくなり、またメツセー
ジの送信及び受信を互いに独立して行えるので、制御点
の論理が幾分簡単になる。

リンクに２つの片方向セツションを設けるということは
、実質的に、単一の全二重セツションの能力を大雑把に
ではあるがシミュレートしていると云える。以下では、
システム／３６のＡＰＰＮ制御点におけるこのシミュレ
ーションの考え方をもっと押し進める。

ＡＰＰＮ制御点の構造を第３図に示す。制御点のボック
ス２０の内部に示されている各構成要素はＩＢＭシステ
ム／３６の独立したタスクであり。

ライン２２及び２４に２つの物理半二重セツションを与
えるべく互いに非同期的に行動する。２つの物理半二重
セツションは１つの論理全二重セツション２６を構成す
る。タスク及び機能は次の通りである。

１、ディレクトリ構成要素３２は、資源探索のための同
報通信及び応答の受信を含むすべてのディレクトリ・サ
ービスを提供する。

２、トポロジ構成要素３４は、最適経路の計算並びにネ
ットワークにおける物理資源の状況変化を示すメツセー
ジの同報通信及び受信を含むすべて経路選択サービスを
提供する。

３、送信モジュール３６は、当該制御点から隣接ノード
の制御点へ送られる出力メツセージを処理する。出力メ
ツセージを送信する時は、送信モジュール３６は、２つ
の制御点セツションのうち出力ドラフィック用のセツシ
ョンを用いる。送信モジュール３６からのメツセージは
ＡＰＰＣ２８へ送られ、そこからＣ／ＳＮＡ　（複合シ
ステム・ネットワーク体系）３０を介してリンクへ出る
。

Ｃ／５ＮＡ３０は、ＰＵ２．１タイプ・ノードに関連す
るリンク制御その他の下位レベルの通信機能を遂行する
。

制御点２０は、ＬＵ６．２制御点セツションへのアクセ
スに、殆んどの点で通常のユーザ・プログラムが使用す
るインタフェースと同一であるＡＰＰＣ２８インターフ
ェースを利用するので、全体としてはＬＵ６．２アプリ
ケーシヨンとみなすことができる。ＡＰＰＣ２８はＬＵ
６．２の機能を含む構成要素である。

４、目標モジュール３８は、隣接ノードが開始する各会
話（カンパセーション）について別々に呼出されるトラ
ンザクション・プログラムである。

従ってこれらのトランザクション・プログラムは入力デ
ータを処理して適当な受信制御点構成要素へ送る（例え
ば、探索応答はブイレフ１−リ３２へ送り、リンク状況
変化はトポロジ３４へ送る）。

これには、入力用の第２の物理ＬＵ６．２セツションが
使用される。

５、制御点マネジャ４０は、制御点構成要素を調整し、
またノードの資源（例えば、リンクの状況、制御点物理
セツション及びノード自身）に関しＡＰＰＣ２８を介し
てＣ／５ＮＡ３０との制御点インタフェイスを提供する
。更に、２つの物理半二重セツション２２及び２４が１
つのシュレートされた全二重セツション２６を構成する
ので、このシミュレートされた全二重セツション２６（
論理制御点セツションと呼ばれる）の状態を管理するこ
とも制御点マネジャ４０の仕事である。

単向通信路又は二重通信路で生じた誤りからの回復を再
同期する問題は、Ａ　、　Ｅ　、　Ｂａｒａｔｚ及びＡ
。

Ｓｅｇａｌｌ、”Ｒｅ１ｉａｂｌｅ　Ｌｉｎｋ　Ｉｎ１
ｔｉａｌｉｚａｔｉｏｎＰｒｏｃｅｄｕｒｅｓ”ＩＢＭ
　ＲＣ＃９９２９．１９８３年３月１５日、によりデー
タ・リンク制御の基本レベルで解決された。

本発明は、１対の半二重セツションから成る全二重セツ
ションのために、より上位のレベルでの再同期の問題を
、メモリ要求なしに、特にシーケンス番号を用いること
なく、既存のＳＮＡ　ＬＵ６．２インタフエースへの影
響を最小限にして、且つ少数の流れで、解決するもので
ある。

上記の文献は同様な問題を基本リンク制御レベルで解決
しているが、流れの数が多く、またメモリ要求もある。

本発明はこのリンク・レベルの解決策を、ＬＵ６．２を
正しく実現させるための条件としている。

ＡＰＰＮ制御点２０の再同期要求について述べる。シス
テム／３６のＡＰＰＮ制御点の構造は、制御点セツショ
ンを中断させるような誤りが生じてもネットワーク制御
（ディレクトリ及び経路選択）アルゴリズムの正確さが
維持されるように、シミュレートされた二重セツション
について成る種の完全性が要求される。この性質により
、制御点プロセスの再同期が可能になり、また物理資源
の状況が許す限り、再始動及び回復プロセスを実行する
ことができる。

論理セツションについて要求される性質は次の通りであ
る。

１、各ノードにおける各制御点構成要素は、論理セツシ
ョン（全二重セツション）の故障発生を知らねばならな
い。

２、セツション再始動のためには、各ノードにおける各
構成要素は、新しいメツセージ・シーケンスをすべての
旧メツセージ（中断した旧セツションに関連するメツセ
ージ）から正しく区別しなければならない。

３、論理セツションは（これ以上の誤りが生じなければ
）限られた時間内に再設定されねばならない。

再同期は、ノード間再同期（ｌＷ接する２つのノードの
制御点間、の再同期）及びノード内再同期（巣−のノー
ド内の制御点構成要素間の再同期）に分けることができ
る。本発明に関係するのは前者のノード間再同期である
。

ノード間再同期 上述の２番目の性質、すなわち新メツセージ及び旧メツ
セージの区別は、隣接ノードの制御点間において、２つ
の物理セツションの各々を介して固有メツセージを交換
することにより実現される。

固有メツセージはその一意性により、自身を新しいシー
ケンスの最初のメツセージとして識別する。

送信モジュール３６（第３図）は、出刃物理セツション
を介してケイパビリティ要求（以下、ＲＥＱと略称）を
送ることにより、この固有メツセージの交換を開始する
。隣接ノードは、ＲＥＱを受信すると、同じセツション
を介してケイパビリティ応答（以下、Ｒ８Ｐと略称）を
返す。（一般的には、各物理セツションにおけるメツセ
ージの流れは片方向であるが、ＲＥＱ及びＲ８Ｐは例外
である。） 固有メツセージに関して「ケイパビリティ」という用語
を使っているのは、それらがノードの機能や重要な特性
についての情報の交換にも使用されるからである。しか
し、本発明に関する限り、固有メツセージの内容は問題
ではない。重要なのは、それらがセツション上を流れる
他のすべてのメツセージから区別できるだけの一意性を
もっていること、及びそれらが新しいセツションを介し
て伝送される最初のメツセージ対であること、である。

ノード間再同期を難しくするものにピンポン効果と呼ば
れるものがある。これは、２つの制御点物理セツション
のうちの一方だけが故障した場合に生じる。固有ケイパ
ビリティ・メツセージを用いて両セツションにおける新
しいメツセージ・ストリームの開始を区別しているので
、固有メツセージの伝送（及び中断した物理セツション
の再始動）で十分であるように見えるかも知れない。し
かし、それだけでは、前述の３番目の性質（限られた時
間内での再始動）は保証されない。この問題を理解する
ためには、論理セツションと物理セツションの関係をも
う少し詳しく検討する必要がある。

論理セツションは、それを構成する２つの物理セツショ
ンが共にアップ状態にあれば、制御点マネジャ４０（第
３図）によりアップ状態にあると宣言される。ここで「
アップ状態」とは、制御点構成要素が当該セツションを
介して制御トラフィック・メツセージを送受信できる状
態のことである。

出刃物理セツションは、それを介するＲＥＱの送信及び
それに対するＲ５Ｐの受信が行われた時アップ状態にあ
ると宣言される。大刃物理セツションは、それを介する
ＲＥＱの受信及びそれに対するＲ３Ｐの送信（必ずしも
配送されなくてもよい）が行われた時アップ状態にある
と宣言される。

従って、１つの物理セツション又は論理セツションの状
態に関して、一方のノードはアップ状態ではないと認識
し、それと同時に他方のノードがアップ状態であると認
識することが起こり得る。この認識の不一致が再同期を
困難にする根本原因であると思われる。

終了することのないシーケンスが如何にして生成される
かを第４図に示す。第４図中の実線はＡの出力セツショ
ン及びＢの入力セツションを示し、破線はＢの出力セツ
ション及びＡの入力セツションを示す。時点（１）にお
いては、Ｂは出力セツションを介するＲＥＱの送信及び
Ｒ３Ｐの受信、並びに、入力セツションを介するＲＥＱ
の受信及びＲ８Ｐの送信を終えているので、Ａとの間の
論理セツションはアップ状態であると認識するが、Ａは
、ＢからのＲ３Ｐをまだ受信していないので、アップ状
態ではないと認識する。

実線で示したセツションに中断が生じると、両方の経端
でセツション停止通知（ＳＯＮ）メツセージが生成され
る。ＢはこのＳＯＮを、時点（１）でアップ状態になっ
た最初の論理セツションの終りとして認識し、従ってそ
の出力セツションを介してＲＥＱを送信する。このＲＥ
Ｑは、Ｂから見れば、引き続いて設けられる２番目のセ
ツションの開始を示すものであるが、Ａは、ＳＯＮを受
取った時には、最初のセツションがアップ状態であった
とは認識していないので、すなわち最初のセツションが
終了したことは勿論のこと開始したことすら知らないの
で、このようなＲＥＱが来るとは予期していない。実際
Ａは時点（２）において、最初のセツションがアップ状
態になったと認識する。と云うのは、Ａから見れば、実
線及び破線で示されているセツションがこの時点で両方
共初めてアップ、状態になったからである。しかしＢは
、時点（２）においては２番目の論理セツションがまだ
アップ状態になっていないと認識しており、かくしてＡ
とＢの間の認識の不一致が時点（１）と（２）では逆転
している。

２番目の論理セツションの開始メツセージを示すＲＥＱ
が時点（３）でＡに到着した時、Ａは最初の論理セツシ
ョンが終了したものと解釈し、従って２番目の論理セツ
ションの開始作業を完了させるために、その出力セツシ
ョン（実線）を介して突合せＲＥＱを送信する。しかし
、この時２つのノードは位相外れの状態にあり、Ｂは時
点（４）において２番目の論理セツションがアップ状態
であると認識し、そして時点（５）でＡからのＲＥＱを
受信した時には、それを３番目の論理セツションの開始
と解釈する。従って、Ｂは３番目の論理セツションの開
始作業を完了させるために、その出力セツション（破線
）を介して突合せＲＥＱを送信する。かくして、位相外
れ状態がいつまでも繰返されることになる。

この繰返しは、一方のセツションを介して送られるＲ８
Ｐが他方のセツションを介して送られるＲＥＱよりも早
く到着することによる。２つのセツションの流れは互い
に独立しているので、この可能性は否定できない。ＩＢ
Ｍシステム／３６では、新しいＲＥＱの度に新しい目標
モジュールが確立され、所定の初期設定処理を経た後で
制御点に渡されるので、上述の繰返しが生じる可能性が
ある。

セツションのアップ状態に関する認識がＡとＢとで交互
に替るので、上述のような現象をピンポン効果と呼ぶよ
うになった。

次にピンポン効果を回避するプロトコルについて述べる
。これまでの説明からも明らかなように、ピンポン効果
は、２つの物理セツションのうちの一方だけがダウンし
た場合に生じる。ピンポン効果を回避するための１つの
考え方として、正常な方のセラ。ジョンをダウン状態へ
リセットしくこれにより両方の物理セツション及び論理
全二重セツションがダウン状態になったと認識される）
１両方のノードで互いに同調して回復手順を開始させる
というものがある。任意の物理セツションをダウン状態
ヘリセットするためには、ＳＮＡコマンドの１つである
ＵＮＢＩＮＤ（セツション解除）を使用できる。

システム３６ＡＰＰＮにおいて、限られた時間内での再
始動（前述の性質３）を含むノード間制御点セツション
再同期を実行する正しいプロトコルは次の通りである。

１．２つの物理半二重セツションが各ノードで独立して
アップになる： 始動時又は回復時に両方のセツションがアップになる前
に一方のノードがセツション停止通知を受取ると、その
ノードは、送信セツションの場合は単に再試行し、受信
セツションの場合は相手が再試行するのを待つ。

２、何れかのノードが論理的にアップになる（両方のセ
ツションをアップと認識する）：論理的にアップになっ
たノードが１つのＬＵ６゜２セツシヨンを介して停止通
知を受取ると、そのノードは他方のセツションを解除（
ＵＮＢ　ＩＮＤ）する。

前述の繰返しを阻止するこのプロトコルは、リンクのＦ
ＩＦＯ特性に依存しており、これにより。

セツション解除の対象にならなかったセツションが再び
アップになる前に、両方のノードでセツション解除操作
を完了することができる。もしそうでなければ（例えば
、２つのセツションがそれぞれ異なったリンクに存在す
ることができれば）、一方のセツションが解除されてい
る間に他方のセツションがアップにならないようにする
ために、プロトコルを拡張する必要がある。拡張は次の
通りである： （ａ）ＵＮＢＩＮＤにより送信セツションの解除が要求
された場合、制御点は、入力ＲＥＱに応答して受信セツ
ションを介してＲ８Ｐを送信する前に、ＵＮＢＩＮＤ応
答又は停止通知を待つ。

（ｂ）ＵＮＢ　ＩＮＤにより受信セツションの解除が要
求された場合、制御点は、送信セツションを介してＲＥ
Ｑを送信する前に、ＵＮＢＩＮＤ応答又は停止通知を待
つ。

拡張を含む上述のプロトコルが本発明の要旨である。

第５〜１０図のフローチャートでは下記の用語を用いて
いる。

・ＬＳ（論理セツション。方向が互いに反対である１対
の半二重ＬＵ６．２セツションから成るシミュレートさ
れた全二重セツション）・ＳＳ　（送信セツション。ネ
ットワーク・ノード（ＮＮ）からの送信を行うセツショ
ン）・Ｒ８（受信セツション。ＮＮへの受信を行うセツ
ション） ・ＲＥＱ　（ケイパビリティ要求。ＮＮがＳＳの開始を
要求するために当該ＳＳを介して送信するメツセージ） ・Ｒ５Ｐ（ケイパビリティ応答。ＲＥＱに対する隣接Ｎ
Ｎからの応答。応答すべきＲＥＱと同じセツションを流
れる） ・ＳＯＮ　（セツション停止通知。セツションが働かな
いことをノードに知らせる） 第５図は制御点（ｃｐ）の流れを示したものである。ま
ず４４で、隣接ノードへの適当なリンク（複数でもよい
）が活動化される。例えば、第２図に示したノード４．
６間のセツション１６及び１８は１つ又は２つのリンク
を流れるように設定できる。次に４６において、論理セ
ツション（ＬＳ）、送信セツション（ＳＳ）及び受信セ
ツション（Ｒ５）がすべてダウン状態に設定され、ＵＮ
ＢＩＮＤ保留条件がオフにセットされる。次に４８のと
ころに示すように、ＣＰ間送信セツションを（ＳＳ）活
動、化するために、ケイパビリティ要求（ＲＥＱ）が隣
接ノード間で送られる。４８のステップは第８図又は第
１０図から入ることもあるが、これについては後で説明
する。４８が終ると第６図へ進み、次のセツション事象
を待つ。

第６図の５２で待たれているセツション事象は４種類あ
る。第１の事象は、５４のところに示したように、送信
セツション（ＳＳ）でのケイパビリティ応答（Ｒ５Ｐ）
の受信である（詳細は第７図）。第２の事象は、５６の
ところに示したように、ＵＮＢ　Ｉ　ＮＤ又はセツショ
ン停止通知（ＳＯＮ）の受信である（詳細は第８図）。

第３の事象は、５８のところに示したように、受信セツ
ション（Ｒ８）でのケイパビリティ要求（ＲＥＱ）の受
信である（詳細は第９図）。第４の事象は、６０のとこ
ろに示したように、ＵＮＢ　ＩＮＤ応答の受信である（
詳細は第１０図）。

第１の事象５４の詳細を示す第７図において、まず６４
で、所与のネットワーク・ノードからの送信セツション
（ＳＳ）がアップ状態に設定される。次の６６で、受信
セツション（Ｒ８）がアップかどうかを調べ、アップで
なければ第６図の５２へ戻って、次のセツション事象を
待つ。もしアップであれば、６８のところに示したよう
に、ＳＳ及びＲ３が両方共アップのため、論理セツショ
ン（ＬＳ）をアップとみなす。かくして、ノード間の論
理セツションを介するデータの送受信が可能になる。

第２の事象５６の詳細を示す第８図において、まず７２
で、隣接ノードからＵＮＢ　Ｉ　ＮＤを受信したかどう
かを調べる。受信していれば７６へ進んで、ＵＮＢ　Ｉ
　ＮＤ応答を隣接ノードへ送り、当該セツションが非活
動であることを示す。

ＵＮＢ　ＩＮＤを受信していないか、又はＵＮＢＩＮＤ
応答の送信が終ると７８へ進み、論理セツション（ＬＳ
）がアップかどうかを調べる。アップでなければ８０へ
進んで、ＵＮＢ　ＩＮＤ又はＳＯＮが送信セツション（
ＳＳ）及び受信セツション（Ｒ３）の何れで受信された
かを調べる。Ｒ８であれば、８２のところに示したよう
に、ＲＳをダウンに設定し、その後第６図の５２へ戻っ
て次のセツション事象を待つ、ＳＳであれば、８４のと
ころに示したように、ＳＳをダウンに設定し、その後ケ
イパビリティ要求（ＲＥＱ）を送信するために第５図の
４８へ戻る。

７８で論理セツション（ＬＳ）がアップであれば８６へ
進んで、ＬＳをダウンに設定し、ＵＮＢＩＮＤ保留をオ
ンに設定する。次に８８で、ＵＮＢＩＮＤ又はＳＯＮが
送信セツション（ＳＳ）及び受信セツション（Ｒ８）の
何れで受信されたかを調べる。Ｒ８であれば９０へ進ん
でＵＮＢＩＮＤをＳＳで送信し、ＳＳをダウンに設定す
る。次に８２へ進んで、Ｒ８をダウンに設定した後、第
６図の５２へ戻って、次のセツション事象を待つ。

ＳＳであれば９２へ進んで、ＵＮＢ　ＩＮＤをＲ５で送
信し、Ｒ５をダウンに設定する。その後、８４でＳＳを
ダウンに設定し、第５図の４８へ戻って、ケイパビリテ
ィ要求（ＲＥＱ）を送信する。

第３の事象５８を詳細に示す第９図において、まず９６
で、ＵＮＢ　ＩＮＤ保留がオンかどうかを調へる。オン
であれば、９８へ進んで受信したＲＥＱを保管した後、
第６図の５２へ戻って次のセツション事象を待つ。オフ
であれば、１００へ進んでＲＳＰを送り、Ｒ５がアップ
であることを示す。次の１０２では、送信セツション（
ＳＳ）の状態を調べる。ＳＳがダウンであれば、第６図
の５２へ戻って次のセツション事象を待つ。ＳＳがアッ
プであれば、１０４へ進んでＬＳをアップに設定する（
ＲＳもアップのため）。かくして、ノード間で論理セツ
ションを介してデータの送受信を行うことができる。１
０４の後は第６図の５２へ戻って、次のセツション事象
を待つ。

第４の事象６０の詳細を示す第１０図において、まず１
０８でＵＮＢＩＮＤ保留をオフに設定する。

次の１１０で、ＵＮＢ　ＩＮＤ応答をどのセツションで
受信したかを調べる。Ｒ８であれば、第５図の４８へ戻
って、ケイパビリティ要求（ＲＥＱ）を送信する。ＳＳ
であれば、１１２へ進んで、ＲＥＱを受信して保管した
かどうかを調べる。保管していなければ第５図の４８へ
戻り、保管していれば、１１４へ進んでＲＳＰを送信し
、Ｒ８をアップに設定した後、第５図の４８へ戻る。

Ｇ０発明の効果 本発明に従えば、セツション故障が生じても、簡単な手
順で、ピンポン効果を起こすことなく限られた時間内に
ノードを再同期することができる。

【図面の簡単な説明】 第１図はＡＰＰＮネットワークの一例を示す図。 第２図は２つの隣接ネットワーク・ノード間の論理全二
重セツションを示す図。 第３図はネットワーク・ノードの制御点を示すブロック
図。 第４図は２つの隣接ネットワーク・ノード間のピンポン
効果を示す図。 第５図乃至第１０図は制御点の流れを示すフローチャー
ト。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名） 第１図 第２図 ｆＭｓ図　　　　　　　　　２６ ＋１１８＝アツプ　　　　　　＋／、＋　３＝ニアツブ
４図 ル制御点、事象。 第９図 ゛第１０図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ２つの物理半二重セッションから成る論理全二重セッシ
   ョンを維持することができる少なくとも２つのノードを
   含むコンピュータ・ネットワークにおいて、 一方の物理半二重セッションが中断した時に他方の物理
   半二重セッションを非活動化し、 新メッセージであることを示す固有メッセージをノード
   間で交換することによりノードを再同期することを特徴
   とするコンピータ・ネットワークにおけるノード再同期
   方法。