JPH02231664A - 通信セツシヨン回復方法 - 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 本発明はデータ通信に関し、詳し《は、ホスト処理装置
のすべて、または一部が故障している間に、適用業務が
１つまたはそれ以上の遠隔メードでセッションを続けて
いる時に、故障したホスト処理装置が実施している機能
が他のホスト処理装置で回復されるという非破壊ないし
は非崩壊（ｎｏｎ−ｄｉｓｒｕｐｔｉｖｅ）回復機構を
提供する方法に関する。本発明に関しては、ホスト処理
装置内の適用業務と遠隔ノードとの間の論理結合をセツ
シーンと呼ぶ。

Ｂ．従来の技術及びその課題 現在利用可能なシステムでは、ホスト処理装置が実行す
る適用業務と、１個または複数の遠隔ノ−ド（別のホス
ト処理装置上の適用業務でもあり得る）との間における
セッションは、適用業務、その適用業務が実行されてい
るホスト処理装置、またはそれらの間の通信経路などの
接続部における要素が故障したときには、一般に破壊さ
れる。故障の結果、セッションは中断するので再設定し
なければならない。一般に遠隔ノードは故障に気付き、
回復処理にしばしば関与する。

Ｃ．課題を解決するための手段 本発明は、各々が１つまたは複数の遠隔装置に接続でき
る複数の通信制御装置に、交換ネットワークを介して接
続された複数のホスト・システムまたはコンピュータを
含む、コンピュータ通信システムで利用するための制御
方法を提供するものである。ホスト・システムは、交換
ネットワーク、通信制御装置、及び故障し易い相互接続
コンダクタまたは経路を介して、物理的接続部を通じて
遠隔装置と１回または複数回のセッションを行なう。

ホスト・システムは、定期的に相互の接続部に関する状
態情報（脊効／故障）を提供し、故障している接続部に
対応する通信制御装置に対する代替経路を、交換ネット
ワークを介して設定して、故障している接続部の検出時
に、代替接続部を、選択的に再設定しようとし、さらに
、新しい接続を示す固有のコマンドを通信制御装置に発
行する。

制御装置は、接続部を介したサービスが要求されると同
時に最初の期間をセットし、サービスが許可されると最
初の期間をリセットする。最初の期間がサービスが許可
される前に溝了する場合には、制御装置は、最初のタイ
マをセット及びリセットし、事前に選択された数により
２番目のタイマがうまくセットされたなら、さらに試行
（　０　−　ｎ回）を繰り返す。２番目のタイマの満了
後に、その接続部に割当てられたセッシロンが非活動化
する。

制御装置が２番目のタイマの溝了以前に固有のコマンド
を受け取ると、故障した接続部に対応するセッションが
、固有のコマンドを受信する際に通過した代替接続部に
移行され、そのセッシロンの通信が再開される。

Ｄ．実施例 第１図は、本明細書に開示する発明を採用することので
きる典型的データ通信ネットワークのブロック図である
。ネットワークは、ＩＢＭシステム・ネットワーク体系
（ＳＮＡ）に従って、さらに詳しくは、ＩＢＭ低エント
リ・ネットワーキングに従って構築し構成することがで
きる。経済性に関して、下記の説明に、そのアーキテク
チャに関連する特定の構造（物理的構造と論理的構造）
、機能、及びコマンドを記述する。ネットワーク体系の
より詳細な説明については、下記のＩＢＭ出版物を参照
されたい。

「システム・ネットワーク体系の概念と製品（Ｓｙｓｔ
ｅｍｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　
Ｃｏｎｃｅｐｔｓ　ａｎｄＰｒｏｄｕｃｔｓ）　Ｊ　（
ＧＣ３０−３０７２）、１９８６年、ＩＢＭ社刊。

「システム・ネットワーク体系　一　技術的概要（Ｓｙ
ｓｔｅｍｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒ
ｅ　−　ＴｅｃｈｎｉｃａｌＯｖｅｒｖｉｅｗ）　Ｊ　
（ＧＣ３０−３０７３）、１９８６年、ＩＢＭ社刊。

「システム・ネットワーク体系フォーマット及びプロト
コル・リファレンス：Ｔ２．．１ノード向け体系論理（
Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔ
ｕｒｅＦｏｒｍａｔ　ａｎｄ　Ｐｒｏｔｏｃｏｌ　Ｒｅ
ｆｅｒｅｎｃｅ：　ＡｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒａｌＬｏｇ
ｉｃ　ｆｏｒ　Ｔ２．Ｉ　Ｎｏｄｅｓ）　Ｊ　（ＳＣ３
０−３４２２）、１９８８年、ＩＢＭ社刊。

「システム・ネットワーク体系：フォーマット（Ｓｙｓ
ｔｅｍｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ
：　Ｆｏｒｍａｔｓ）Ｊ（ＧＡ２７，３１３６）、１９
８７年、ＩＢＭ社刊。

「制御装置ＯＥＭ情報に対するＩＢＭシステム／３６０
及びシステム／３７０人出力インタフェース・チャネル
（ＩＢＭ　Ｓｙｓｔｅｍ／３６０　ａｎｄ　Ｓｙｓｔｅ
ｍ／３７０Ｉ／Ｏ　Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ　Ｃｈａｎｎｅ
ｌ　ｔｏ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　ＵｎｉｔＯｒｉｇｉｎａｌ
　Ｅｑｕｉｐｍｅｎｔ　Ｍａｎｕｆａｃｔｕｒｅｒｓ’
　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ）Ｊ（ＧＡ２２−６９７４）
、１９８４年、ＩＢＭ社刊。

「ネットワーク制御プログラム、エミュレーシｅン・プ
ログラム：リファレンス概要及びデータ領域（Ｎｅｔｗ
ｏｒｋ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｐｒｏｇｒａｍｓ　Ｅｍｕｌ
ａｔｉｏｎＰｒｏｇｒａｍ：　Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　Ｓ
ｕｍｍａｒｙ　ａｎｄ　Ｄａｔａ　Ａｒｅａｓ）　Ｊ（
ＬＹ３０−５６０３）、１９８８年、ＩＢＭ社刊。

Ａ．Ｅ．Ｂａｒａｔｚ，Ｊ．Ｐ．Ｇｒａｙ，Ｐ．Ｅ．Ｇ
ｒｅｅｎ，Ｊｒ．Ｊ．Ｍ．　Ｊａｆｆｅ及びＤ．Ｐ．　
Ｐｏｚｅｆｓｋｙ共著、「小型システムのＳＮＡネット
ワーク（ＳＮＡ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ　ｏｆＳｍａｌｌ　
　Ｓｙｓｔｅｍｓ）Ｊ　　％　　ＩＥＥＥ　Ｊｏｕｒｎ
ａｌ　　ｏｎ　　ＳｅｌｅｃｔｅｄＡｒｅａｓ　　ｉｎ
　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ，　　Ｖｏ　　ｌ．　
　ＳＡＣ−３、Ｎｏ．３、１９８５年５月。

第１図では、複数のホスト処理装置１０１、１０２、．
．．、Ｉｏｎが、プログラム式制御装置１３１を含む従
来の交換ネットワーク１００を介して接続されている。

各ホスト処理装置は、接続部１４１、１４２、．．．、
１４ｎを介してネットワーク１００に物理的に接続され
ている。このような各接続部には、固有の一致があり、
各ホスト処理装置はホスト処理装置が保持している各接
続部に関する状態（有効／無効）を、共通制御装置１３
０に定期的に提示しなくてはならない。共通制御装置１
３０の機能についてはあとで説明する。ホスト処理装置
１０１〜Ｉｏｎと、交換ネットワーク１００との間で使
用される特定型式の接続部は、本発明にとって重要では
なく、利用可能な多種多様な接続部から選択することが
できる。

複数の制御装置１２０、１２１、．．．、１２ｍが、交
換ネットワーク１００を介して、ホスト処理装置１０１
〜ＬＯｎに相互接続されている。

各制御装置１２０〜１２ｍには、１個か複数個の遠隔ノ
ードＴが接続されている。遠隔ノードＴは、端末、パー
ソナル・コンビ二一夕、集合制御装置、通信制御装置、
またはホスト処理装置などの装置である。このような遠
隔ノードの構成と特性は、本発明では重要ではなく、各
設置ごとに異なる。

交換ネットワーク１００は、本技術分野で周知の制御装
置１３１とマトリックス・スイッチを含み、交換ネット
ワーク１００の動作は選択されたスイッチの型式によっ
て決定される。

ホスト処理装置１０１〜Ｉｏｎは、ＳＮＡ体系で定義さ
れる型式Ｔ５またはＴ２．１のいずれかのノードである
。各ホスト処理装置は１個か複数個のエンド・ユーザ・
アブリケーシジン・プログラム（ＬＵ）と制御プログラ
ムを含む。小型パーソナル・コンピュータから大型メイ
ン・フレームにいたる各ノードは、また典型的にはシス
テム・サービス制御ポイント（ＳＳＣＰ）または他の型
式の制御ポイント（ＣＰ）を含み、また物理的装置（Ｐ
Ｕ）を含んでもよい。各ホスト処理装置は、ネットワー
ク１００に直接、あるいは制御装置１２０〜１２ｍを介
してネットワーク１００に接続された端末装置またはそ
の他の遠隔ノードのために、多くの機能を果たす。

ホスト処理装置１０１〜Ｉｏｎは、また共通の共通制御
機構１３０に接続されている。この機構は、ホスト処理
装置の活動を監視し、それらのどれかが故障した時に、
他のホスト処理装置に通知するために使用される。この
「ハートビート」共通制御機構１３０は、ホスト処理装
置１０１〜１０ｎのうちの１個か複数個、または別の装
置に物理的に常駐する。制御機構を実現する方法例を以
下に示す。

１．各ホスト処理装置から、ハートビート共通制御機構
１３０を遂行できるその他のすべてのホスト処理装置へ
のチャネル間（ＣＴＣ）。

２．各ホスト処理装置から、直接アクセス可能で．、か
つそれらの１個に割り当てられたハートピート共通制御
機構１３０によって監視される共用ＤＡＳＤ． ３．各ホスト処理装置から、ネットワーク１００または
個別の回路１３０を介した他のすべてのホスト処理装置
へのセッシ■冫。

４．すべてのホスト処理装置によって共用され、ハート
ビート制御機構が各ホスト処理装置の活動を監視するＤ
ＡＳＤと同様に使用されるメモリ。

５．すべてのホスト処理装置に接続され、各処理装置に
信号を送る個別のボックスであり、代りに各処理装置は
、それが故障していないことを示す信号を制御機構に返
送する、前記のボックス。

前記の例１〜５は、この機構を実現する方法についての
多くの周知の技術を示すことを意図するもので、完全な
内容であることを意図するものではない。

各制御装置１２０〜１２ｍは、典型的にはＩＢＭ３７４
５などの通信制御装置、ＩＢＭ３１７４などの制御装置
またはその他の類似の装置である。

制御装置は、ＳＮＡに定義するように、型式Ｔ５、Ｔ４
、Ｔ２．ＯまたはＴ２．１のノードである。

このような各制御装置は、１個または複数個の遠隔ノー
ドＴを接続でき、またそれ自体が端末を接続した遠隔ノ
ードであってもよい。

交換システム１００の例はＩＢＭ３８１４交換管理シス
テムであり、ホスト処理装置に常駐する実施権を持つプ
ログラム、多重システム構成マネジャ（ＭＳＣＭ）を使
用する． 第１図に示す装置のすべては現在利用可能で、現存のプ
ログラムの他に、第２図及び第３図に示す流れ図内の追
加プログラミングを必要とする。

これらの流れ図には、説明とともに、熟練したプログラ
マが、異なるアーキテクチャに従って構成された装置内
で使用するのに適したプログラムを、作成できるように
する情報を含む。

第２図は、制御装置１２０　〜１２ｍ（第１図）がいく
つかの理由の１つにより、ホスト処理装置１０１〜Ｉｏ
ｎ（第１図）と通信しようとし、■ＢＭ　　ＳＮＡ手順
に従ってすべての部分の間でセッシロンが設定されてい
る、と想定している場合の論理の流れ図である。次の４
例は、包含すべきであるということではなく、単に図示
しただけである。

１．ホスト処理装置が要求した作業単位を完了している
。

２．遠隔ノードからの要求を受け入れ、ホスト処理装置
のサービスを要求している。

３．ホスト処理装置自体であり、他のホスト処理装置と
の接触を望んでいる。

４．それとホスト処理装置との間に活動が生じないとき
に、「遊休時間切れ」と呼ばれる予め決めた長さの休止
期間を内部的に検出している。

第２図のブロック２１１は、制御装置（第１図のＣＵ１
２０〜１２ｍ）が、ホスト処理装置に割込みあるいはア
テンシロンを送信し、処理装置からのメッセージを待つ
、という機能の論理開始を示す。ＣＵはブロック２１２
のホスト処理装置に割込みを送信し、ブロック２１３で
「第１回試行」タイマを開始する。次にＣＵはブロック
２１４と２１５から成るループを開始する．ＣＵはブロ
ック２１４内でホスト処理装置からのメッセージがある
か否かを調べる．メッセージがあれば、ＣＵはブロック
２２４内でそれが「識別を交換Ｊ　　（ＸＩＤ）である
か否かを調べる。ＸＩＤは、接続部を設定しようとして
いる時の２個のノード間にパラメータを渡す。ＸＩＤ３
は、ＳＮＡ型式２．１ノードを含むＤＣＬとともに使用
する。システム定義を最少化するために、ＸＩＤは、接
続部に関ｔＺＤｃＬ固有のパラメータと高位のＳＮＡＰ
Ｉに関する情報を伝達する。これらのパラメータは、固
育のステーシ厘ン（ノード）識別子のような内容、バッ
フ１・サイズ、最大バッフア数、時間切れ及び遅延など
のデータを含む。本発明の一部として、非活動化ＸＩＤ
は、接続部が接続の中断なしに設定されたのちに、ノー
ドが任意選択によりパラメータの変更を交渉できるよう
に拡張されている。拡張非活動ＸＩＤはユニークな機能
で、現在ＳＮＡには見当らない。本発明に先立ち、接続
部がまず設定され、接続を中断して再設定を行なうこと
なしには変更できなかった時に、これらのパラメータは
協定されたう ブロック２２４では、メッセージがＸＩＤではない場合
に、ＣＵがホストからの正規のデータとしてメッセージ
を処理し、ブロック２２５で最初または２番目の試行タ
イマをリセットする。次に、機能はブロック２２６で終
了し、さらに別の作業を待つ。これは、メッセージ処理
で制御装置によってとられる通常の経路である。

ブロック２１４では、ホスト処理装置からのメッセージ
がない場合は、制御装置が、最初の試行タイマがブロッ
ク２１５で満了となっているか否かを調べる。タイマが
満了となっていない場合は、機能ハブロック２１４にル
ープ・バックし、再度メッセージをチェックする。

ブロック２１５でタイマが満了するならば、ホスト処理
装置または交換ネットワークが２１２で設定した最初の
割込みを失った場合は、ブロック２１６で制御装置はホ
スト処理装置に別の割込みを送る。実際に使用される数
は異なってもよいが、第２図に示す２個は、たいていの
場合に十分である。３個以上が要求される場合には、図
示されているシーケンスを拡張することができる。次に
、ＣＵはブロック２１６で「第２回試行」タイマを始動
し、ブロック２１８と２１９との間でのルービングを開
始する。

ブロック２１８で、ＣＵはホスト処理装置からのメッセ
ージをチェックする。メッセージを発見した場合には、
ＣＵはブロック２２４へ進み、前に述べたようにＸＩＤ
をチェックする。ブロック２１８で、メッセージがない
場合は、ＣＵは、ブロック２１９で第２回試行タイマが
満了となっているか否かを調べる。タイマが溝了してい
ない場合には、ブロック２１８へ折り返して、ホスト処
理装置からのメッセージを再度チェックする。

ブロック２１９で、第２回試行タイマが満了する場合は
、そのホスト処理装置（１０１、１０２、＊＊−、また
は１０ｎ）に対する接続（１４１，１４２、．．．、ま
たは１４ｎ）は、プロック２２９で「すでに無効」とし
てマークされる。

そのホスト処理装置からのすべてのセッシｌンはブロッ
ク２３９で終了し、ＣＵ機能はブロック２４９で完了す
る。ホスト処理装置は，適用業務を実行でき、再度遠隔
ノードとセッシ一ンを設定できるようになる前に、再活
動化しなければならない。

ＣＵからの２回だけの割込み試行の制限が、あらゆる場
合での上限値であるとは考えていないことに留意された
い。さらに多くの試行が必要である場合もある。本発明
によって、ＣＵ（群）が以前には存在しなかったエラー
回復レベルを企てることができ、さらに多くの試行回数
を選択してシステムが動作する特定の環境に適合するこ
とができる。

ブロック２２４で、メッセージがホスト処理装置からの
ＸＩＤである場合には、ブロック２３４で、それが「非
活動化ＸＩＤＪであるか否かを判断するためにチェック
する。非活動化ＸＩＤでない場合には、ＸＩＤメッセー
ジがホスト処理装置によって新しい接続を設定するため
の試行であるとして処理される。現存の接続部は、ブロ
ック２３５で「故障」としてマークされ、それを使用し
ているすべてのセッションはブロック２３６で終了する
。次に、ＸＩＤメッセージがブロック２３７で新しい接
続部の設定時に試行として処理され、機能はブロック２
３４で終了する。

ブロック２３４で処理するメッセージが非活動化ＸＩＤ
である場合は、それがブロック２４４で「拡張非活動化
ＸＩＤＪであるか否かを調べる。

拡張非活動化ＸＩＤでない場合は、ブロック２４５で、
そのＸＩＤに含まれるホスト識別子及びパラメータ・セ
ットを、最初に接続部を設定した時に使用したホスト識
別子及びパラメータ・セットと比較する。両者が一致す
る場合は、ＣＵがタイマをリセットし、ブロック２４７
で接続部を活動させたままにして、セッションを中断し
ない。処理はブロック２４８で完了する。

ブロック２４５で、ＸＩＤにおけるホスト識別子または
パラメータが異なっている場合は、プロック２２９で接
続部をマークして、そのホスト処理装置からの全セッシ
ジンはブロック２３９で終了する。ＣＵ機能はブロック
２４９で完了する。前に説明したように、ホスト処理装
置は、適用業務を実行して遠隔ノードと再度セッシロン
を設定できるようになる前に、再活動化しなくてはなら
ない。

ブロック２４４で、ＸＩＤが拡張非活動化ＸＩＤである
場合は、ブロック２５４で、制御装置は、新しいセッシ
ロン・オーナーのアイデンティティを受け入れる。オー
ナーは、同じホスト処理装置か新しいホスト処理装置の
どちらでもよい。この時、制御装置はどのセッシ『ンも
終了させない。

ブロック２４６では、制御装置が、拡張非活動化ＸＩＤ
に関連するパラメータが最初に接続部を設定したときに
合意したものと間じてあるかどうかを調べる。パラメー
タが同じである場合は、ブロック２４７でＣＵは「活動
中」として接続部をマークし、２４８で処理を完了する
。

ブロック２４６でパラメータが異なることが判明した場
合は、ブロック２５６で制御装置は、それらを受け入れ
、さらに変更の取決めを行なう。

ブロック２５７で、制御装置及びホスト処理装置が、新
しいパラメータ・セットについて同意できる場合は、ブ
ロック２４７で接続部が活動中としてマークされ、ブロ
ック２４８で処理が完了する。

ブロック２５７で新しいパラメータ・セットについて同
意が得られなかった場合は、ブロック２２９で接続部は
失敗としてマークされ、ブロック２３９でその接続部を
使用しているすべてのセッションが中断され、ブロック
２４９でプロセスが終了する。

第３図は、故障中のホスト処理装置（第１図における１
０１〜１０ｎ）の共通制御機構１３０による検出、及び
回復プロセッサまでの適用業務のためのセッシｄンのそ
の後の動きを示す。

ブロック３１１は、機能の論理開始を示す。ブロック３
１２で、ホスト処理装置と交換ネットワークとの間に接
続部を設定する。ブロック３１２で、さらにホスト処理
装置と制御機構（第１図の１３Ｏ）との間に接続部を設
定する。ブロック３１３で、「ハートビート」タイマ持
続期間を決定して、それに接続されたすべてのホスト処
理装置のその後の妥当性を判断するために使用する。前
に決定した間隔で、共通制御機構１３０（第１図）が、
そのホスト処理装置のすべてが活動中であるか否かをチ
ェックする。ブロック３１４ですべてのホスト・プロセ
ッサが活動中であると判断された場合は、共通制御機構
１３０が次の時間間隔を待って、満了し、それが責任を
もつすべてのホスト処理装置の状態を再度チェックする
。ブロック３１４で共通制御機構１３０が、ホスト処理
装置がリンクの故障を検出した、またはホスト処理装置
自体が故障した、と判断した場合は、ブロック３２４で
セッションのテイクオーバを開始する。共通制御機構１
３０は、制御装置（第１図における１２１〜１２ｍ）へ
の接続を、１個かそれ以上の他のホスト処理装置に変更
することを、交換ネットワーク制御装置１３１に通知し
、それらのホスト処理装置に回復機能の開始を通知する
か、あるいは各回復ホスト処理装置に、交換ネットワー
ク１００が動的交換可能な型式である場合は、影響を受
ける制御装Ｗ．　（　１　２　１〜１２ｍ）に対し、そ
の回復シーケンスをただちに開始することを通知する。

ブロック３２６で、各回復ホスト処理装置は、共通制御
機ＩＪ！　１　３　０が指示するように、現在実行中の
適用業務のあるセッシロンを持つ各制御装置（１２１　
〜１２ｍ）に、拡張非活動化ＸＩＤを送る。

ブロック３２６で生成された拡張非活動化ＸＩＤを受け
取ると、影響された各制御装置（１２１〜１２ｍ）が第
２図で説明した処理を開始する。ブロック３２６で処理
が完了すると、影響されたすべてのセッシｄンが、中断
せずに１個か複数個の回復プロセッサに移行されるか、
または、セッションが他のホスト処理装置にうまく移行
できないために終了する（第２図、ブロック２５７）。

本発明によって、セッシロン及びデータの保全性が、広
範囲の各種構成及び能力を有する複数のホスト処理装置
を含む環境に維持され、同時に、再設定すべきセフシジ
ンの数が大幅に減るために、通信処理量を増加させるよ
うにＣＵによる処理を設計できるようになる。

本機能がブロック３２７に分岐したときに、処理は完了
する。

Ｅ，発明の効果 以上説明したように、本発明によれば、通信セッシーン
を中断することなく回復することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、制御機構により相互接続された複合システム
における複数のホスト処理装置のブロック図である。こ
れらのホスト処理装置は、交換ネットワークを介して１
個か複数個の制御装置にメッシュ接続され、最終的には
１個か複数個の端末ま検出し、回復を開始するために別
のホスト処理装置を待っている場合の流れ図である。 第３図は、ホスト処理装置に対する接続不良の検出、及
び、回復プロセッサに、故障中のホスト処理装置内に適
』業務が常駐しているセッションの切替えを示している
流れ図である。回復ポスト処理装置を選び、故障中のホ
スト処理装置と制御装置との間の以前の接続に使用され
たパラメータのいくつかを取り決めることができる。 １００・・・・交換ネットワーク、１０１〜Ｉｏｎ・・
・・ホスト処理装置、１２０〜１２ｍ・・・・制御装置
、工３０・団共通制御機構、工３１・・・・制御装置。 出願人　　インターナシ鱈ナル・ビジネス・マシーンズ
書コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　一（外１名）

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）個々のホスト・システムに保持された接続部の状
   態に関する情報を交換するためのホスト通信システムに
   よって互いに接続され、さらに、個々のホスト・システ
   ムによって供給される信号の切替えで制御されるネット
   ワークを切り替えることによって、複数の通信制御装置
   に、それぞれ選択的に接続された複数のホスト・システ
   ムを含むコンピュータ通信システムにおいて、各ホスト
   ・システムと各通信制御装置に接続された遠隔装置との
   間で通信セッションの非破壊再配置を行なうための通信
   セッション回復方法であって、 ホスト・システムと、１個か複数個の通信セッションが
   開かれている遠隔装置との間の各活動接続のための各前
   記制御装置で、第１及び第２の期間を設定するステップ
   と、 接続部を利用したサービスが必要とされる前記第１期間
   を設定し、接続部が有効状態にあることを監視し、第１
   期間が満了する前に、接続部が有効状態を想定する場合
   には、前記第１期間を再設定するステップと、 前記第１期間の少なくとも１サイクルが満了すると、前
   記第２期間を開始し、続いて第２期間が満了すると、そ
   の接続部に関連する保留中のセッションを非活動化する
   ステップと、 前記ホスト・システムの各々で、予め選択したホスト・
   システムで予め選択された接続部の状態を監視し、少な
   くとも１つの予め決定した状況を検出すると、交換ネッ
   トワークを介して関連する通信制御装置との代替接続を
   設定するステップと、接続された通信制御装置に、代替
   接続部を介して代替接続の設定を示す固有のコマンドを
   生成し発信するステップと、 通信制御装置で、前記固有コマンドを受け取り、設定し
   た代替接続部を介して前の接続部に割り当てられたセッ
   ションを再割当てし、固有コマンドが前記第２期間の満
   了前に受け取られたならば、前記第１及び第２期間を再
   設定するステップを含む方法。
2. （２）前記制御装置が、第２期間の開始前に第１期間を
   複数サイクル満了できるようにする、特許請求の範囲第
   （１）項に記載の方法。