JPH021654A - ネットワークシステムの制御方法 - Google Patents
ネットワークシステムの制御方法Info
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- JPH021654A JPH021654A JP63289981A JP28998188A JPH021654A JP H021654 A JPH021654 A JP H021654A JP 63289981 A JP63289981 A JP 63289981A JP 28998188 A JP28998188 A JP 28998188A JP H021654 A JPH021654 A JP H021654A
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- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 claims abstract description 16
- 238000004891 communication Methods 0.000 claims abstract description 14
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 13
- 230000005856 abnormality Effects 0.000 claims description 3
- 230000015572 biosynthetic process Effects 0.000 claims description 2
- 101100048435 Caenorhabditis elegans unc-18 gene Proteins 0.000 description 7
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 6
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 3
- 230000006870 function Effects 0.000 description 3
- FFBHFFJDDLITSX-UHFFFAOYSA-N benzyl N-[2-hydroxy-4-(3-oxomorpholin-4-yl)phenyl]carbamate Chemical compound OC1=C(NC(=O)OCC2=CC=CC=C2)C=CC(=C1)N1CCOCC1=O FFBHFFJDDLITSX-UHFFFAOYSA-N 0.000 description 1
- 230000006866 deterioration Effects 0.000 description 1
- 125000001475 halogen functional group Chemical class 0.000 description 1
- MJIHNNLFOKEZEW-UHFFFAOYSA-N lansoprazole Chemical compound CC1=C(OCC(F)(F)F)C=CN=C1CS(=O)C1=NC2=CC=CC=C2N1 MJIHNNLFOKEZEW-UHFFFAOYSA-N 0.000 description 1
Landscapes
- Small-Scale Networks (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明はネットワーク・システムに関し、更に詳しくは
、複数のL A N (Local Area Net
work)からなるハイアラキカル・ルーテイングを用
いたネットワーク・システムに関する。
、複数のL A N (Local Area Net
work)からなるハイアラキカル・ルーテイングを用
いたネットワーク・システムに関する。
複数のLANを相互接続したネットワークシステムにお
けるルーティング(経路選択)方式の1つに、IEEE
802.1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傘1.アン アルゴリズム フォー デイストリビ
ューテッド コンピユーチージョン オブ ア スパニ
ング ツリーイン アン エクステンデッド ラン、(
1985年)[IEEC802,85*l、An Al
goriyhm for DistributadCo
mputation of a Spanning ’
I’ree in an ExtendedLAN (
1985)]の記載によると、これはLAN同士を相互
接続するブリッジに、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ィング・テーブルを持たせて中
継制御を行うルーティング方式である。
けるルーティング(経路選択)方式の1つに、IEEE
802.1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傘1.アン アルゴリズム フォー デイストリビ
ューテッド コンピユーチージョン オブ ア スパニ
ング ツリーイン アン エクステンデッド ラン、(
1985年)[IEEC802,85*l、An Al
goriyhm for DistributadCo
mputation of a Spanning ’
I’ree in an ExtendedLAN (
1985)]の記載によると、これはLAN同士を相互
接続するブリッジに、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ィング・テーブルを持たせて中
継制御を行うルーティング方式である。
上記各ブリッジのルーティング・テーブルは、当該ブリ
ッ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とを接続するブリッジが、
第1のLANから、ソース・アドレス(SA)=“OO
O1”のフレームを受信したとすると、このブリッジは
、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“OOOL ”を第
1のLANと対応づけてルーティング・テーブル上に登
録しておく。
ッ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とを接続するブリッジが、
第1のLANから、ソース・アドレス(SA)=“OO
O1”のフレームを受信したとすると、このブリッジは
、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“OOOL ”を第
1のLANと対応づけてルーティング・テーブル上に登
録しておく。
その後、第2のLANからディスティネーション・アド
レス(DA)=“o o o i ”のフレームを受信
したとき、上記ブリッジは2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。各ブリッジは、フレーム受信の都度
、その発信元のアドレスがルーティング・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
人力した側のLANとの関係をルーティング・テーブル
に登録するため、ルーティング・テーブルの内容は次第
に充実していく。
レス(DA)=“o o o i ”のフレームを受信
したとき、上記ブリッジは2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。各ブリッジは、フレーム受信の都度
、その発信元のアドレスがルーティング・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
人力した側のLANとの関係をルーティング・テーブル
に登録するため、ルーティング・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、ネットワーク中のLANの接続形態が木構造である
こと、換言すれば、ネットワークの1部で、幾つかのL
AN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、ネッ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の相互接続形態を本構造にして構成すると、障害
時のバックアップ経路がない、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。
は、ネットワーク中のLANの接続形態が木構造である
こと、換言すれば、ネットワークの1部で、幾つかのL
AN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、ネッ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の相互接続形態を本構造にして構成すると、障害
時のバックアップ経路がない、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rLANによる木」をスバニンク・
ツリーという。
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rLANによる木」をスバニンク・
ツリーという。
スバニング・ツリー・アルゴリズムは、He1l。
メツセージと呼ばれる特定の制御メツセージを、ブリッ
ジ間で受は渡しをすることにより実行される。初期設定
時、各ブリッジは、他の全てのブリッジ宛にII e
11 oメツセージの回報送信を行う。各ブリッジは、
ネットワーク内でユニークなブリッジIDを持っており
、上記He1loメツセージのルートIDフィールドに
は、このメツセージの送信元となっているブリッジのI
Dが書かれている。
ジ間で受は渡しをすることにより実行される。初期設定
時、各ブリッジは、他の全てのブリッジ宛にII e
11 oメツセージの回報送信を行う。各ブリッジは、
ネットワーク内でユニークなブリッジIDを持っており
、上記He1loメツセージのルートIDフィールドに
は、このメツセージの送信元となっているブリッジのI
Dが書かれている。
このHa l loメツセージのなかのル−トよりと自
分のブリッジIDを比較し、自分より若いIDが書きこ
まれていればHe1lo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を持ったブリッジ
のみがHe1loメツセージを送信するようになる。こ
のブリッジがスパニング・ツリーの根元(ルートブリッ
ジ)となる。この他のブリッジは、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ッジ(アクティブ
・ブリッジ)と、フレーム中継を行わない(バックアッ
プ・ブリッジ)に分けられ、スパニング・ツリーが構築
される。
分のブリッジIDを比較し、自分より若いIDが書きこ
まれていればHe1lo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を持ったブリッジ
のみがHe1loメツセージを送信するようになる。こ
のブリッジがスパニング・ツリーの根元(ルートブリッ
ジ)となる。この他のブリッジは、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ッジ(アクティブ
・ブリッジ)と、フレーム中継を行わない(バックアッ
プ・ブリッジ)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、上記)1elloメツセージの回報
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。上記ルートブリッジは、アクティブ・ブリ
ッジの1つである。本明細書では、ルートブリッジ以外
のアクティブ・ブリッジをデイジグネーテツドブリッジ
と呼ぶことにする。
が発生した場合も、上記)1elloメツセージの回報
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。上記ルートブリッジは、アクティブ・ブリ
ッジの1つである。本明細書では、ルートブリッジ以外
のアクティブ・ブリッジをデイジグネーテツドブリッジ
と呼ぶことにする。
然るに、従来技術によれば、高速で大容景の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
ットワーク・システムについての配慮がなく、次のよう
な問題があった。
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
ットワーク・システムについての配慮がなく、次のよう
な問題があった。
すなわち、ハイアラキカル・ルーテイング方式のネット
ワークでは、バックアップ・ブリッ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ットが、スパニング・ツリー上のル
ートブリッジを経由せざるを得す、結果的にルートブリ
ッジ付近でトラフィックの集中が起こりやすい。このト
ラフィックの集中は、支線LANよりも高速で大容斌の
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
たネットワーク構成について考慮されていないため、支
線LAN間を接続するブリッジがスパニング・ツリーの
根元となってしまう可能性があった。この場合、ルート
ブリッジが集中したトラフィックを処理し切れず、幅幀
状態に陥るおそれがある。
ワークでは、バックアップ・ブリッ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ットが、スパニング・ツリー上のル
ートブリッジを経由せざるを得す、結果的にルートブリ
ッジ付近でトラフィックの集中が起こりやすい。このト
ラフィックの集中は、支線LANよりも高速で大容斌の
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
たネットワーク構成について考慮されていないため、支
線LAN間を接続するブリッジがスパニング・ツリーの
根元となってしまう可能性があった。この場合、ルート
ブリッジが集中したトラフィックを処理し切れず、幅幀
状態に陥るおそれがある。
本発明の目的は、ルートブリッジでの通信の輻峻を回避
できるハイアラキカル・ルーテイング方式のネットワー
クを提供することにある。
できるハイアラキカル・ルーテイング方式のネットワー
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
おける通信の幅轢を回避できる。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とからなるネットワークを提供す
ることにある。
おける通信の幅轢を回避できる。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とからなるネットワークを提供す
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
式のネットワークにおける。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。
式のネットワークにおける。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。
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aLANとからなるネットワー
クにおいて、幹線LANと、この幹線LANに接続され
ている複数のブリッジ(以下、第1のブリッジという)
とからなるサブシステムを論理的に1つのブリッジとみ
なし、この論理的ブリッジがスパニング・ツリーの根元
となるようにしたことを特徴とする。
Nと少なくとも1つの幹aLANとからなるネットワー
クにおいて、幹線LANと、この幹線LANに接続され
ている複数のブリッジ(以下、第1のブリッジという)
とからなるサブシステムを論理的に1つのブリッジとみ
なし、この論理的ブリッジがスパニング・ツリーの根元
となるようにしたことを特徴とする。
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
トブリッジ付近に集中するトラフィックを支障なく処理
できる。
パニング・ツリーの根元に位置させることにより、ルー
トブリッジ付近に集中するトラフィックを支障なく処理
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の各ブリッジに、ネットワーク中で最も優
先度の高い値(例えば最小値)の同一のブリッジIDを
付与すれば良い。スバニング・ツリーの形成プロセスに
おいて、それぞれのブリッジがHe1loメツセージを
送信するが、11elloメツセージ中に含まれる送信
元のブリッジID(ルートID)の優先度判定により、
最終的には上記第1の各ブリッジがルートブリッジとな
り、He1loメツセージの送信動作を繰り返すことに
なる。したがって、幹線LANに接続された第1の各ブ
リッジは、He1loメツセージを支線LANの接続ボ
ート側にのみ送出するようにしておけば良く、幹線LA
N接続ボートへのHe1loメツセージの送出の必要は
ない、また、ネットワーク・システムの立ち上げ時に、
支線■、AN側からHe1loメツセージを受信した場
合、第1の各ブリッジはこれらのHe1lo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。
めには、第1の各ブリッジに、ネットワーク中で最も優
先度の高い値(例えば最小値)の同一のブリッジIDを
付与すれば良い。スバニング・ツリーの形成プロセスに
おいて、それぞれのブリッジがHe1loメツセージを
送信するが、11elloメツセージ中に含まれる送信
元のブリッジID(ルートID)の優先度判定により、
最終的には上記第1の各ブリッジがルートブリッジとな
り、He1loメツセージの送信動作を繰り返すことに
なる。したがって、幹線LANに接続された第1の各ブ
リッジは、He1loメツセージを支線LANの接続ボ
ート側にのみ送出するようにしておけば良く、幹線LA
N接続ボートへのHe1loメツセージの送出の必要は
ない、また、ネットワーク・システムの立ち上げ時に、
支線■、AN側からHe1loメツセージを受信した場
合、第1の各ブリッジはこれらのHe1lo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。
ルートブリッジにおけるHe1.loメツセージの送出
を支線LAN接続ボート側に限定すると、第1のブリッ
ジに与えるブリッジIDは必ずしも同一値である必要は
ない。すなわち支線L A N間を接続する第2のブリ
ッジのブリッジIDよりも高い優先度である限り、これ
らの第1のブリッジは互いにユニークなブリッジIDが
与えられても良い。
を支線LAN接続ボート側に限定すると、第1のブリッ
ジに与えるブリッジIDは必ずしも同一値である必要は
ない。すなわち支線L A N間を接続する第2のブリ
ッジのブリッジIDよりも高い優先度である限り、これ
らの第1のブリッジは互いにユニークなブリッジ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つの幹線しAN5と、
複数の支線LAN2A〜2Fとからなるネットワーク・
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、ブリッジ6A〜6C(これら
を第1のブリッジという)により結合され、支線LAN
2A〜2F間はブリッジ3AD〜3EF (これを第2
のブリッジという)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。
複数の支線LAN2A〜2Fとからなるネットワーク・
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、ブリッジ6A〜6C(これら
を第1のブリッジという)により結合され、支線LAN
2A〜2F間はブリッジ3AD〜3EF (これを第2
のブリッジという)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、上記ネットワークにおいて、第1の各ブリ
ッジ6A〜6Cに同一のIDを与えることにより、これ
らの第1のブリッジ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つの論理的なブリッジ1となるように
する。また、上記第1のブリッジ6に与えるIDを、ネ
ッ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
ブリッジ1が、第3図に示すように、スバニング・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。
ッジ6A〜6Cに同一のIDを与えることにより、これ
らの第1のブリッジ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つの論理的なブリッジ1となるように
する。また、上記第1のブリッジ6に与えるIDを、ネ
ッ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
ブリッジ1が、第3図に示すように、スバニング・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のブリッジは、フレームの中継動作とするデイジグ
ネーテツドブリッジ(3AD、38E。
ネーテツドブリッジ(3AD、38E。
38F)と、フレームの中継動作を行わないX印で示し
たバックアップブリッジ(38C,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
ー状のネタ1−ワークが形成される。
たバックアップブリッジ(38C,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
ー状のネタ1−ワークが形成される。
第4図は、上記した第1のブリッジ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IIBを介して上記
送受信回路7Aと7Bに接続されたマイクロ・プロセッ
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IIAを介してマイクロ・プロセッサ8のバッファメ
モリ9に送り込む。マイクロ・プロセッサ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ィング・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・プロセッサ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・プロセッサ8により幹線■、ANS側に選択的に中
継される。
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IIBを介して上記
送受信回路7Aと7Bに接続されたマイクロ・プロセッ
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IIAを介してマイクロ・プロセッサ8のバッファメ
モリ9に送り込む。マイクロ・プロセッサ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ィング・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・プロセッサ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・プロセッサ8により幹線■、ANS側に選択的に中
継される。
前述したように、本発明では、幹fiLAN5と複数の
第1のブリッジ6とからなるサブシステムを1つの論理
的ブリッジとして機能させ、これがスパニング・ツリー
の根元となるようにしている。
第1のブリッジ6とからなるサブシステムを1つの論理
的ブリッジとして機能させ、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、ルートブリッジとなる第1のブリッジ6は、
He11.o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He1lo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
ブリッジ6に割当てられたブリッジID(第2の例では
ID=O)を記憶しているメモリ、15は上記タイマ1
3がタイムアウトになった時点で、上記ブリッジIDを
含む所定フォーマットのHe1loメツセージを送出す
るHe1loメツセ一ジ作成ユニットである。第1のブ
リッジ6では、He1loメツセ一ジ作成ユニット15
の出力は、内部バス11・Cを介して支線LANZ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、He1loメツセージが支線LAN2に
送出されるようになっている。
He11.o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He1lo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
ブリッジ6に割当てられたブリッジID(第2の例では
ID=O)を記憶しているメモリ、15は上記タイマ1
3がタイムアウトになった時点で、上記ブリッジIDを
含む所定フォーマットのHe1loメツセージを送出す
るHe1loメツセ一ジ作成ユニットである。第1のブ
リッジ6では、He1loメツセ一ジ作成ユニット15
の出力は、内部バス11・Cを介して支線LANZ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、He1loメツセージが支線LAN2に
送出されるようになっている。
第2のブリッジ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ット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っている。また
、ルートブリッジから周期的に送出されたHe1lo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He1l。
ある。但し、メツセージ作成ユニット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っている。また
、ルートブリッジから周期的に送出されたHe1lo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He1l。
メツセージ受信タイマ13′を備えている。
第5図にHe1loメツセージ30のフォーマットを示
す、 He1loメツセージ30は、 He1loメツ
セージの先頭を示すヘッダ31と、後述するTCフラグ
32と、Halloメツセージの送出元となるブリッジ
のIDを示すルートID33と、He1loメツセージ
が通過する各ブリッジ(中継ブリッジ)において書き換
えられ、該中継ブリッジからルートブリッジまでの経路
コストを示すルートパスコスト34と、He1loメツ
セージが最後に通過したブリッジのIDを示す最終ブリ
ッジID35と、)!elloメツセージの終端を示す
トレーラ36とからなる。
す、 He1loメツセージ30は、 He1loメツ
セージの先頭を示すヘッダ31と、後述するTCフラグ
32と、Halloメツセージの送出元となるブリッジ
のIDを示すルートID33と、He1loメツセージ
が通過する各ブリッジ(中継ブリッジ)において書き換
えられ、該中継ブリッジからルートブリッジまでの経路
コストを示すルートパスコスト34と、He1loメツ
セージが最後に通過したブリッジのIDを示す最終ブリ
ッジID35と、)!elloメツセージの終端を示す
トレーラ36とからなる。
第6図は、第1のブリッジ6におけるHe1loメツセ
ージの送信処理ルーチンのフローチへノートを示す。こ
のルーチンは、ブリッジの立ち上げ時に起動され、最初
のステップ102でHe1loメツセージ送信タイマ1
3をセットし、送信タイマに3がタイムアウトになった
時点でHe1loメツセージを送出しくステップ102
〜l 04) 、 l1elloメツセージ送信の都度
、送信タイマ13をセットするステップ102に戻るこ
とにより、定期的に11elloメツセージが出力され
るようになっている。
ージの送信処理ルーチンのフローチへノートを示す。こ
のルーチンは、ブリッジの立ち上げ時に起動され、最初
のステップ102でHe1loメツセージ送信タイマ1
3をセットし、送信タイマに3がタイムアウトになった
時点でHe1loメツセージを送出しくステップ102
〜l 04) 、 l1elloメツセージ送信の都度
、送信タイマ13をセットするステップ102に戻るこ
とにより、定期的に11elloメツセージが出力され
るようになっている。
ブリッジ6では、 He1loメツセージの送出(ステ
ップ104)は、支線■、AN2の出力ボート、すなわ
ち、送受信回路7B側に対してのみ行われる。
ップ104)は、支線■、AN2の出力ボート、すなわ
ち、送受信回路7B側に対してのみ行われる。
第2のブリッジ3も、ブリッジの立ち上げ時に、上記第
6図と同様のルーチンが起動され、それぞれ1lell
oメツセージの送出動作を行う。この場合。
6図と同様のルーチンが起動され、それぞれ1lell
oメツセージの送出動作を行う。この場合。
1lelloメツセージは、全ての出力ボート(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の各ブリッジ3は、自分より優先度の高い(番号の
小さい)ルートIDをもつ1lelloメツセージを受
信しなとき、tlello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He1loメツセ
ージの送出動作を繰り返すのは第1のブリッジ6だけで
ある。第2のブリッジ3は、自分より優先度の高いHe
1loメツセージを受信したことにより、自分がル−ト
ブリッジでないこと、すなわち、第2のブリッジ3であ
ることを知る。
回路)に送出される。しかしながら、後述するように、
第2の各ブリッジ3は、自分より優先度の高い(番号の
小さい)ルートIDをもつ1lelloメツセージを受
信しなとき、tlello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He1loメツセ
ージの送出動作を繰り返すのは第1のブリッジ6だけで
ある。第2のブリッジ3は、自分より優先度の高いHe
1loメツセージを受信したことにより、自分がル−ト
ブリッジでないこと、すなわち、第2のブリッジ3であ
ることを知る。
第7図は、第2のブリッジ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ャートである。
ムを受信したときの動作を示すフローチャートである。
隣接LANからフレーム受信すると(ステップ110)
、それがHe1loメツセージか否かを判定する(ステ
ップ112)。)Iello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He1loメツセージでない場合は、その
ブリッジがデイジグネーテツドブリッジかバックアップ
ブリッジかを示すバックアップフラグをチェックする(
ステップ114)。
、それがHe1loメツセージか否かを判定する(ステ
ップ112)。)Iello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He1loメツセージでない場合は、その
ブリッジがデイジグネーテツドブリッジかバックアップ
ブリッジかを示すバックアップフラグをチェックする(
ステップ114)。
もし、このフラグがオンでなければ(デイジグネーテッ
トブリッジの場合)、ステップ116で、ルーティング
・テーブルの参照及び更新(ルーティング処理)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(ステップ118〜120)。受
信フレームが中れ 継すべきものでなければ、こ貢を廃棄する(ステップ1
22)、バックアップフラグがオンの場合(バックアッ
プブリッジの場合)、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に中継しく
ステップ120)、そうでなければ、受信メツセージを
廃棄する(ステップ122)。
トブリッジの場合)、ステップ116で、ルーティング
・テーブルの参照及び更新(ルーティング処理)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(ステップ118〜120)。受
信フレームが中れ 継すべきものでなければ、こ貢を廃棄する(ステップ1
22)、バックアップフラグがオンの場合(バックアッ
プブリッジの場合)、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に中継しく
ステップ120)、そうでなければ、受信メツセージを
廃棄する(ステップ122)。
第8図は、スパニング・ツリー・プロセスの内容を示す
フローチャートである。
フローチャートである。
受信フレームがHe1loメツセージの場合、第2の各
ブリッジ3は、受信したHe1loメツセージ中のルー
トID33と自分のブリッジIDとを比較しくステップ
132)、もし、前者が後者より小さくない場合は、)
lelloメツセージを廃棄する(ステップ150)。
ブリッジ3は、受信したHe1loメツセージ中のルー
トID33と自分のブリッジIDとを比較しくステップ
132)、もし、前者が後者より小さくない場合は、)
lelloメツセージを廃棄する(ステップ150)。
He1loメツセージ中のルートIDが自分のブリッジ
IDよりも小さい場合は、自分がルートブリッジではな
いと判断し、 He1l。
IDよりも小さい場合は、自分がルートブリッジではな
いと判断し、 He1l。
メツセージの送信タイマ13をオフにする(ステップ1
34)。また、このとき、)lelloメツセージ受信
タイマ13′をオンにする。
34)。また、このとき、)lelloメツセージ受信
タイマ13′をオンにする。
次に、ステップ136で、受信した)telloメツセ
ージ中のTCフラグ32の状態をチェックする。
ージ中のTCフラグ32の状態をチェックする。
TCフラグ32は、−旦形成されたスパニング・ツリー
に異常が生じたとき、ルートブリッジがスバニング・ツ
リーの再構成のために送出する特別なI(elloll
上−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。
に異常が生じたとき、ルートブリッジがスバニング・ツ
リーの再構成のために送出する特別なI(elloll
上−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。
ブリッジは、スパニング・ツリー形成のための制御情報
とルーティング・テーブルの内容を初期化する(ステッ
プ138)。
とルーティング・テーブルの内容を初期化する(ステッ
プ138)。
各ブリッジは、l1elloメツセージ受信の都度。
ステップ146で、制御情報を更新しており、各ブリッ
ジで記憶する制御情報の1つに、受信した11ello
メツセージ中の最も小さいルートよりがある。ステップ
140では、記憶しているルートID(旧ルートより)
と、受信メツセージ中に含まれるルートより(新ルート
TD)とを比較し、前者より後者が大きければ、)le
lloメツセージを廃棄する(ステップ150)、新ル
ートIDが旧ルートよりより小さいか、等しい場合は、
He1l。
ジで記憶する制御情報の1つに、受信した11ello
メツセージ中の最も小さいルートよりがある。ステップ
140では、記憶しているルートID(旧ルートより)
と、受信メツセージ中に含まれるルートより(新ルート
TD)とを比較し、前者より後者が大きければ、)le
lloメツセージを廃棄する(ステップ150)、新ル
ートIDが旧ルートよりより小さいか、等しい場合は、
He1l。
メツセージ中に含まれるルートパスコスト34と、最終
ブリッジ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ッジになるか、バックアップ
ブリッジになるかを判定する(ステップ142)。
ブリッジ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ッジになるか、バックアップ
ブリッジになるかを判定する(ステップ142)。
)1elloメツセージ中のルートパスコスト34は、
ルートブリッジから上記II e 11 oメツセージ
を最後に中継したブリッジまでの経路コストを示してお
り、ルートブリッジがHe1loメツセージを送出した
時点では、ルートパスコスト34の値は零となっている
。各ブリッジは、自ブリッ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、He1lo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。
ルートブリッジから上記II e 11 oメツセージ
を最後に中継したブリッジまでの経路コストを示してお
り、ルートブリッジがHe1loメツセージを送出した
時点では、ルートパスコスト34の値は零となっている
。各ブリッジは、自ブリッ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、He1lo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
ブリッジからル−トブリッジまでのル−トパスコストと
して、ブリッジ内に記憶される。受信した)Iello
メツセージ内に書きこまれたルートパスコスト34が自
分の持っているルートパスコストより小さいとき、該ブ
リッジは今He1loメツセージが通過してきたLAN
についてバックアップブリッジとなる。受信したHe1
loメツセージ内に書きこまれたルートパスコスト34
が自分の持っているルートパスコストより大きいとき、
該ブリッジは今ttello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ッジとなる。受
信したHe1loメツセージ内に書きこまれたルートパ
スコスト34が自分の持っているルートパスコストと等
しいとき、He1loメツセージ内の最終ブリッジID
35と自分のブリッジIDを比較し、大きければバック
アップブリッジ、小さければデイジグネーテットブリッ
ジとなる。以上述べてきた動作は各LANにおいてルー
トブリッジまでの経路コストが最小のブリッジ、最小値
が複数存在する場合はその中でブリッジIDが最小のブ
リッジがデイジグネーテツドブリッジになることを表し
ている。
ブリッジからル−トブリッジまでのル−トパスコストと
して、ブリッジ内に記憶される。受信した)Iello
メツセージ内に書きこまれたルートパスコスト34が自
分の持っているルートパスコストより小さいとき、該ブ
リッジは今He1loメツセージが通過してきたLAN
についてバックアップブリッジとなる。受信したHe1
loメツセージ内に書きこまれたルートパスコスト34
が自分の持っているルートパスコストより大きいとき、
該ブリッジは今ttello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ッジとなる。受
信したHe1loメツセージ内に書きこまれたルートパ
スコスト34が自分の持っているルートパスコストと等
しいとき、He1loメツセージ内の最終ブリッジID
35と自分のブリッジIDを比較し、大きければバック
アップブリッジ、小さければデイジグネーテットブリッ
ジとなる。以上述べてきた動作は各LANにおいてルー
トブリッジまでの経路コストが最小のブリッジ、最小値
が複数存在する場合はその中でブリッジIDが最小のブ
リッジがデイジグネーテツドブリッジになることを表し
ている。
ステップ146では、上述したルートID、ルートバス
コストト、バックアップフラグなどの制御情報が更新さ
れる。各ブリッジは、自分がバックアップブリッジにな
った場合は、受も1したH(!110メツセージを廃棄
しくステップ148〜150)、そうでない限り、すな
わち、自分がデイジグネーテットブリッジである間は、
受信したH t!l ]、oメツセージを隣接L A
Nに中継する(ステップ[52)。
コストト、バックアップフラグなどの制御情報が更新さ
れる。各ブリッジは、自分がバックアップブリッジにな
った場合は、受も1したH(!110メツセージを廃棄
しくステップ148〜150)、そうでない限り、すな
わち、自分がデイジグネーテットブリッジである間は、
受信したH t!l ]、oメツセージを隣接L A
Nに中継する(ステップ[52)。
第2の各ブリッジ;3が持つ受信タイマ13′は、ルー
トブリッジ6が定期的に送出するHe1lo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H
e 11 oメツセージが来なくなると、受信タイマ]
3′がタイムアウトになる。
トブリッジ6が定期的に送出するHe1lo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H
e 11 oメツセージが来なくなると、受信タイマ]
3′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ッジでは、第
9図に示すルーチンが起動され、ネットワークのトポロ
ジーに変化があったことをルートブリッジに通知するた
めのTCNメツセージを、全ポートから出力する(ステ
ップ160)。
9図に示すルーチンが起動され、ネットワークのトポロ
ジーに変化があったことをルートブリッジに通知するた
めのTCNメツセージを、全ポートから出力する(ステ
ップ160)。
第10図は、第1のブリッジ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ャートを示
す。フレームを受信すると(ステップ170)、それが
Ha l 1.oメツセージか否かを判定しくステップ
I 72 ) 、 He1loメツセージの場合には、
メツセージを廃棄する(ステップ174)。
したフレームを処理するルーチンのフローチャートを示
す。フレームを受信すると(ステップ170)、それが
Ha l 1.oメツセージか否かを判定しくステップ
I 72 ) 、 He1loメツセージの場合には、
メツセージを廃棄する(ステップ174)。
11ello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くステップ176)、もしTC
Nメツセージであれば、TCフラグを111”にしたH
e1loメツセージ30を作成し、これを支線LAN側
に送出する(ステップ178)。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、ルーティング・テーブルの参照あ
るいはルーティング・テーブルへのデータ追加等のルー
ティング処理を行い(ステップ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(ステッ
プ182)、該当する送受信回路7Bに上記通信メツセ
ージを送出する(ステップ186)、ルーティング・テ
ーブル参照の結果、中継不要の場合は、上記通信メツセ
ージを廃棄する(ステップ184)。
ツセージか否かを判定しくステップ176)、もしTC
Nメツセージであれば、TCフラグを111”にしたH
e1loメツセージ30を作成し、これを支線LAN側
に送出する(ステップ178)。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、ルーティング・テーブルの参照あ
るいはルーティング・テーブルへのデータ追加等のルー
ティング処理を行い(ステップ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(ステッ
プ182)、該当する送受信回路7Bに上記通信メツセ
ージを送出する(ステップ186)、ルーティング・テ
ーブル参照の結果、中継不要の場合は、上記通信メツセ
ージを廃棄する(ステップ184)。
尚、幹線LAN側からの受信フレームについては、上記
ステップ172,176のメツセージ種類の判定は不要
であり、ステップ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He1lo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。
ステップ172,176のメツセージ種類の判定は不要
であり、ステップ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He1lo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ットワーク・システ
ムの他の例を示す。このネットワーク・システムでは、
2つの幹線LAN5と5Bと第3のブリッジ26により
結合され、各幹線LANに第1のブリッジ6(6A〜6
C)を介して、複数の支N1ALAN2A〜2Cが接続
されている。このネジ1〜ワークにおいても、破線で囲
まれた幹線LAN5A、5Bと、第1のブリッジ6A〜
6Cと、第3のブリッジ26とからなるサブシステムが
1つの論理的なブリッジと見なせるため、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。
ムの他の例を示す。このネットワーク・システムでは、
2つの幹線LAN5と5Bと第3のブリッジ26により
結合され、各幹線LANに第1のブリッジ6(6A〜6
C)を介して、複数の支N1ALAN2A〜2Cが接続
されている。このネジ1〜ワークにおいても、破線で囲
まれた幹線LAN5A、5Bと、第1のブリッジ6A〜
6Cと、第3のブリッジ26とからなるサブシステムが
1つの論理的なブリッジと見なせるため、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のブリッジに同一の値を
もつブリッジIDを与えたが、第1の各ブリッジを、H
e1lo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の各ブリッジは他の第2の
ブリッジのIDよりも高い優先度の範囲内で、互いに異
なるブリッジIDを与えられても良い。
もつブリッジIDを与えたが、第1の各ブリッジを、H
e1lo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の各ブリッジは他の第2の
ブリッジのIDよりも高い優先度の範囲内で、互いに異
なるブリッジIDを与えられても良い。
以」二の説明から明らかなごとく、本発明では、支線L
ANに比較して高速、大容斌の幹線L A Nに接続さ
れる第1のブリッジに、最も高い優先度を持つブリッジ
IDを割り当てることにより、スバニング・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
ラフィックの集中を効果的に処理できるようにしている
。また、ルートブリッジとなる第1の各ブリッジが、ト
ポロジーの変化に起因するスバニング・ツリー再構成の
ための1lello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
成動作をネッ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
ーティング・テーブルの内容が初期化されるため、ルー
ティング機能が一時的に低下し、不要なトラフィックが
増加する。本発明によれば、上記ルーティング機能の低
下は、ネットワーク中の特定に領域に局所化されるため
、システム全体としてのトラフィックの増加を抑制でき
る。
ANに比較して高速、大容斌の幹線L A Nに接続さ
れる第1のブリッジに、最も高い優先度を持つブリッジ
IDを割り当てることにより、スバニング・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
ラフィックの集中を効果的に処理できるようにしている
。また、ルートブリッジとなる第1の各ブリッジが、ト
ポロジーの変化に起因するスバニング・ツリー再構成の
ための1lello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
成動作をネッ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
ーティング・テーブルの内容が初期化されるため、ルー
ティング機能が一時的に低下し、不要なトラフィックが
増加する。本発明によれば、上記ルーティング機能の低
下は、ネットワーク中の特定に領域に局所化されるため
、システム全体としてのトラフィックの増加を抑制でき
る。
第1図は本発明を適用する複数のLANからなるネット
ワーク・システムの一例を示す図、第2図は上記第1図
のネットワークにおける幹線LAN5を1つの論理的ブ
リッジと見なした場合のネッ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図のネットワークが形成
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のブリッジの構造図、第5図は
He1loメツセージのフォーマット図、第6図は各ブ
リッジにおけるHe1loメツセ一ジ送出動作を示すフ
ローチャート、第7図は支線LAN間を結合する第2の
ブリッジにおけるフレーム受信時の動作を示すフローチ
ャート、第8図は第7図におけるスバニング・ツリー・
プロセス130の詳細を示すフローチャート、第9図は
各ブリッジにおいてHe1.1.o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ャート、
第10図はルートブリッジにおける支WLANからの受
信フレームの処理動作を示すフローチャート、第11図
は本発明を適用できるネットワーク・システムの他の例
を示す図、第12図は上記第11図のネットワークが形
成するスパニング・ツリーの形態を示す図である。 1・・・論理的ブリッジ、2・・・支線LAN、3・・
・第2のブリッジ、4・・・端末装置、5・・・幹線L
AN、6・・・第1のブリッジ、7・・・送受信回路、
8・・・マイクロ・プロセッサ、9・・・バッファメモ
リ、10・・・ルーティング・テーブル、11・・・内
部バス、12・・・信号線、13・・・タイマ、14・
・・ブリッジIDメモリ、15・・・l1e1.loメ
ツセージ作成ユニット、26・・・第3のブリッジ、3
0・・・)lell、oメツセージ。 31〜36 ・=HeJ、1oHe1loメツセージ0
0〜104・・・He1loメツセ一ジ送出動作の個々
の処理、110〜130・・第2のブリッジにおけるフ
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1:3oの詳細処理、160
・・・各ブリッジにおいてtl e 1.I oメツセ
ージ受信タイマがタイムアウトした時の処理、J、 7
0〜186・・・ルートブリッジにおける支線LANか
らのフレーム受信時の個々の処理。
ワーク・システムの一例を示す図、第2図は上記第1図
のネットワークにおける幹線LAN5を1つの論理的ブ
リッジと見なした場合のネッ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図のネットワークが形成
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のブリッジの構造図、第5図は
He1loメツセージのフォーマット図、第6図は各ブ
リッジにおけるHe1loメツセ一ジ送出動作を示すフ
ローチャート、第7図は支線LAN間を結合する第2の
ブリッジにおけるフレーム受信時の動作を示すフローチ
ャート、第8図は第7図におけるスバニング・ツリー・
プロセス130の詳細を示すフローチャート、第9図は
各ブリッジにおいてHe1.1.o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ャート、
第10図はルートブリッジにおける支WLANからの受
信フレームの処理動作を示すフローチャート、第11図
は本発明を適用できるネットワーク・システムの他の例
を示す図、第12図は上記第11図のネットワークが形
成するスパニング・ツリーの形態を示す図である。 1・・・論理的ブリッジ、2・・・支線LAN、3・・
・第2のブリッジ、4・・・端末装置、5・・・幹線L
AN、6・・・第1のブリッジ、7・・・送受信回路、
8・・・マイクロ・プロセッサ、9・・・バッファメモ
リ、10・・・ルーティング・テーブル、11・・・内
部バス、12・・・信号線、13・・・タイマ、14・
・・ブリッジIDメモリ、15・・・l1e1.loメ
ツセージ作成ユニット、26・・・第3のブリッジ、3
0・・・)lell、oメツセージ。 31〜36 ・=HeJ、1oHe1loメツセージ0
0〜104・・・He1loメツセ一ジ送出動作の個々
の処理、110〜130・・第2のブリッジにおけるフ
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1:3oの詳細処理、160
・・・各ブリッジにおいてtl e 1.I oメツセ
ージ受信タイマがタイムアウトした時の処理、J、 7
0〜186・・・ルートブリッジにおける支線LANか
らのフレーム受信時の個々の処理。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1、端末装置間の通信メッセージを伝送するための複数
のローカルエリアネットワーク(LAN)と、上記複数
のLAN間を接続するためのそれぞれ固有のIDを持つ
ブリッジ手段とからなり、稼働状態において、上記複数
のブリッジ手段の少なくとも1つを通信メッセージの中
継を行わないバックアップモードで動作させることによ
り、最も高い優先度のブリッジIDをもつブリッジ手段
を根元とする木構造が形成されるハイアラキカル・ルー
テイング・ネットワーク・システムにおいて、 上記複数のLANは、比較的高いデータ伝送能力をもつ
1つの幹線LANと、比較的低いデータ伝送能力をもつ
複数の支線LANとを含み、上記幹線LANと支線LA
Nとを接続するための複数の第1のブリッジ手段は、支
線LAN同士を接続するための第2のブリッジ手段より
高い優先度のブリッジIDが与えられ、 上記各第1のブリッジ手段は、上記木構造を形成又は再
構成のための制御メッセージを幹線LANに送出するこ
となく、それに接続された支線LAN側に周期的に送出
するように動作し、これによつて、幹線LANを根元と
する木構造が形成されることを特徴とする、ハイアラキ
カル・ルーテイングを用いる複数LANからなるネット
ワークシステム。 2、特許請求の範囲第1項記載のネットワークシステム
において、上記各第1のブリッジ手段が同一の値を持つ
ブリッジIDを与えられていることを特徴とする特許請
求の範囲第1項記載のハイアラキカル・ルーテイングを
用いる複数LANからなるネットワークシステム。 3、特許請求の範囲第1項記載のネットワークシステム
において、上記各第2のブリッジ手段が、上記制御メッ
セージが周期的に受信されているか否かをチェックする
ためのタイマ手段を有し、1つの制御メッセージを受信
してから所定時間内に次の制御メッセージが受信されな
かつた場合に、ネットワークの異常を知らせる通知メッ
セージを隣接するLANに送出するように動作し、 上記バックアップモードで動作中の第2のブリッジ手段
は、上記通知メッセージを受信したときは、これを隣接
するLANに中継するように動作し、 上記第1のブリッジ手段は、上記通知メッセージを受信
した時、ネットワーク再構成を指示する制御メッセージ
を支線LANに送出することを特徴とする特許請求の範
囲第1項記載のハイアラキカル・ルーテイングを用いる
複数LANからなるネットワークシステム。4、特許請
求の範囲第2項記載のネットワークシステムにおいて、
上記各第2のブリッジ手段が、上記制御メッセージが周
期的に受信されているか否かをチェックするためのタイ
マ手段を有し、1つの制御メッセージを受信してから所
定時間内に次の制御メッセージが受信されなかつた場合
に、ネットワークの異常を知らせる通知メッセージを隣
接するLANに送出するように動作し、 上記バックアップモードで動作中の第2のブリッジ手段
は、上記通知メッセージを受信したときは、これを隣接
するLANに中継するように動作し、 上記第1のブリッジ手段は、上記通知メッセージを受信
した時、ネットワーク再構成を指示する制御メッセージ
を支線LANに送出することを特徴とする特許請求の範
囲第2項記載のハイアラキカル・ルーテイングを用いる
複数のLANからなるネットワークシステム。 5、1個の幹線LANと、複数個の支線LANと、上記
幹線LANと支線LANとを接続する第1のブリッジと
、上記支線LANどうしを接続する第2のブリッジと、
上記支線LANに接続される端末とからなるLAN相互
接続システムにおいて、ルーテイング方式にハイアラキ
カル・ルーテイングを用いた場合に、上記LAN相互接
続システム内で最小のブリッジIDを上記第1のブリッ
ジ全てに与え、上記幹線LANと上記第1のブリッジよ
りなるサブシステムを論理的に1つのブリッジと見なす
ようにしたことを特徴とするネットワークシステムの論
理的木構造設定制御方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63289981A JP2781571B2 (ja) | 1987-11-18 | 1988-11-18 | ネットワークシステムの制御方法 |
Applications Claiming Priority (3)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP28931987 | 1987-11-18 | ||
JP62-289319 | 1987-11-18 | ||
JP63289981A JP2781571B2 (ja) | 1987-11-18 | 1988-11-18 | ネットワークシステムの制御方法 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH021654A true JPH021654A (ja) | 1990-01-05 |
JP2781571B2 JP2781571B2 (ja) | 1998-07-30 |
Family
ID=26557556
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63289981A Expired - Lifetime JP2781571B2 (ja) | 1987-11-18 | 1988-11-18 | ネットワークシステムの制御方法 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP2781571B2 (ja) |
Cited By (6)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH06501826A (ja) * | 1991-01-09 | 1994-02-24 | ディジタル イクイプメント コーポレイション | 広域ネットワークにおいてトラフィックを透過的にブリッジするための方法及び装置 |
JP2007158800A (ja) * | 2005-12-06 | 2007-06-21 | Mitsubishi Electric Corp | 通信システムおよび通信方法 |
JP2007274357A (ja) * | 2006-03-31 | 2007-10-18 | Fujitsu Ltd | ブリッジ装置、ブリッジ装置における制御方法、及び制御プログラム |
JP2007269340A (ja) * | 2006-03-30 | 2007-10-18 | Yoshino Kogyosho Co Ltd | 注出栓 |
JP2011211454A (ja) * | 2010-03-30 | 2011-10-20 | Hitachi Ltd | スパニングツリーの再構成方法および通信装置 |
JP2021002816A (ja) * | 2019-06-24 | 2021-01-07 | 古河電気工業株式会社 | 通信システム、通信システムの制御方法、および、通信装置 |
-
1988
- 1988-11-18 JP JP63289981A patent/JP2781571B2/ja not_active Expired - Lifetime
Cited By (6)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH06501826A (ja) * | 1991-01-09 | 1994-02-24 | ディジタル イクイプメント コーポレイション | 広域ネットワークにおいてトラフィックを透過的にブリッジするための方法及び装置 |
JP2007158800A (ja) * | 2005-12-06 | 2007-06-21 | Mitsubishi Electric Corp | 通信システムおよび通信方法 |
JP2007269340A (ja) * | 2006-03-30 | 2007-10-18 | Yoshino Kogyosho Co Ltd | 注出栓 |
JP2007274357A (ja) * | 2006-03-31 | 2007-10-18 | Fujitsu Ltd | ブリッジ装置、ブリッジ装置における制御方法、及び制御プログラム |
JP2011211454A (ja) * | 2010-03-30 | 2011-10-20 | Hitachi Ltd | スパニングツリーの再構成方法および通信装置 |
JP2021002816A (ja) * | 2019-06-24 | 2021-01-07 | 古河電気工業株式会社 | 通信システム、通信システムの制御方法、および、通信装置 |
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JP2781571B2 (ja) | 1998-07-30 |
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