JPH021654A - ネットワークシステムの制御方法 - 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】 〔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。

〔従来の技術〕

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

〔発明が解決しようとする課題〕

然るに、従来技術によれば、高速で大容景の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。

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。

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。

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。

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。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するために、本発明は、複数の支線ＬＡ
Ｎと少なくとも１つの幹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。

〔作用〕

本発明によれば、データ伝送能力の高い幹線ＬＡＮをス
パニング・ツリーの根元に位置させることにより、ルー
トブリ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。

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。

［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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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）。

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）。

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。

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）。

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。

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。

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。

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。

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）。

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。

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）。

）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。

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。

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）。

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。

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）。

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）。

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）。

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。

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。

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。

〔発明の効果〕

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。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を適用する複数のＬＡＮからなるネット
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。

Claims (1)

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。