JPH0244944A - 情報量削減方法 - Google Patents
情報量削減方法Info
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- JPH0244944A JPH0244944A JP1158483A JP15848389A JPH0244944A JP H0244944 A JPH0244944 A JP H0244944A JP 1158483 A JP1158483 A JP 1158483A JP 15848389 A JP15848389 A JP 15848389A JP H0244944 A JPH0244944 A JP H0244944A
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Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L41/00—Arrangements for maintenance, administration or management of data switching networks, e.g. of packet switching networks
- H04L41/12—Discovery or management of network topologies
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
- H04L45/02—Topology update or discovery
- H04L45/021—Ensuring consistency of routing table updates, e.g. by using epoch numbers
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】
A、産業上の利用分野
この発明は通信ネットワークに関し、より具体的には、
通信ネットワークの種々のノードにおいて共通のネット
ワーク・トポロジ・データベースを維持するのに用いる
トポロジ・データベース更新メツセージ中に含まれる情
報量を削減しようとするものである。
通信ネットワークの種々のノードにおいて共通のネット
ワーク・トポロジ・データベースを維持するのに用いる
トポロジ・データベース更新メツセージ中に含まれる情
報量を削減しようとするものである。
B、従来の技術
以下の説明においては、通信ネットワークは一般に通信
リンクを通じて相互接続されたネットワーク・ノードお
よびエンド・ノードの集合として定義できる。ネットワ
ーク・ノードはネットワーク中の所定の機能たとえばネ
ットワーク・ノード自体と隣接ノードとの間のメツセー
ジの宛先指定、ネットワーク・ノードとエンド・ノード
との間で転送すべきメツセージのルートの選択および接
続エンド・ノードへのディレクトリ・サービスの提供な
どを実行するデータ処理システムとして特徴付けられる
。ノード間のリンクは通常のケーブル・コネクションの
ような永続的な通信リンクでもよいし、必要なときに確
立されるリンクたとえばダイヤリングによる電話コネク
ションでもよい。エンド・ノードの例としてはデイスプ
レィ端末、インテリジェント・ワークステーション、プ
リンタ等があり、これらはネットワーク中の他のノード
への宛先指定、ルート選択、ディレクトリ・サービス提
供しない。ネットワーク・ノード、エンド・ノードおよ
びノード間リンクはネットワーク資源と呼ばれる。ネッ
トワーク中の種々のノードおよびリンクの物理的構成お
よび特徴はネットワークのトポロジと呼ばれる。
リンクを通じて相互接続されたネットワーク・ノードお
よびエンド・ノードの集合として定義できる。ネットワ
ーク・ノードはネットワーク中の所定の機能たとえばネ
ットワーク・ノード自体と隣接ノードとの間のメツセー
ジの宛先指定、ネットワーク・ノードとエンド・ノード
との間で転送すべきメツセージのルートの選択および接
続エンド・ノードへのディレクトリ・サービスの提供な
どを実行するデータ処理システムとして特徴付けられる
。ノード間のリンクは通常のケーブル・コネクションの
ような永続的な通信リンクでもよいし、必要なときに確
立されるリンクたとえばダイヤリングによる電話コネク
ションでもよい。エンド・ノードの例としてはデイスプ
レィ端末、インテリジェント・ワークステーション、プ
リンタ等があり、これらはネットワーク中の他のノード
への宛先指定、ルート選択、ディレクトリ・サービス提
供しない。ネットワーク・ノード、エンド・ノードおよ
びノード間リンクはネットワーク資源と呼ばれる。ネッ
トワーク中の種々のノードおよびリンクの物理的構成お
よび特徴はネットワークのトポロジと呼ばれる。
ネットワーク中の任意の2つのノードの間でメツセージ
が伝送可能となるのに先立って、人間のオペレータまた
はコネクションの確立を行うデータ処理装置はネットワ
ークのトポロジに関し、正確で最新のファイルすなわち
データベースを有していなければならない。このような
データベースがないと、コネクションを確立しようとし
ても必ず失敗してしまう。なぜならオペレータや装置は
知らず知らずのうちに不存在のノードや停止中のリンク
をコネクション・バス中に含めてしまうからである。
が伝送可能となるのに先立って、人間のオペレータまた
はコネクションの確立を行うデータ処理装置はネットワ
ークのトポロジに関し、正確で最新のファイルすなわち
データベースを有していなければならない。このような
データベースがないと、コネクションを確立しようとし
ても必ず失敗してしまう。なぜならオペレータや装置は
知らず知らずのうちに不存在のノードや停止中のリンク
をコネクション・バス中に含めてしまうからである。
完全な現在のトポロジ・データベースを維持することは
、初期の通信ネットワークでは主たる問題点ではなかっ
た。所期のネットワークは比較的単純であり、ノード間
の通信は単一のプロセッサまたは比較的少数のプロセッ
サによって管理されていだからである。
、初期の通信ネットワークでは主たる問題点ではなかっ
た。所期のネットワークは比較的単純であり、ノード間
の通信は単一のプロセッサまたは比較的少数のプロセッ
サによって管理されていだからである。
通信の制御が大部分中央集中化していたので、システム
・オペレータが全ネットワークについての現行のトポロ
ジ・データベースを維持するのも可能であった。単一の
システム・オペレータはトポロジ・データベースに資源
を加えることも、現行資源の状態を変更することも、−
時的な故障やネットワークからの永久的物理的な除去に
よりもはやネットワークで利用できなくなった資源を削
除することもできた。−旦単一のシステム・オペレータ
が現行トポロジ・データベースを構築すると、このデー
タベースのコピーを、通信制御機能を有する、システム
中のプロセッサに転送することができた。
・オペレータが全ネットワークについての現行のトポロ
ジ・データベースを維持するのも可能であった。単一の
システム・オペレータはトポロジ・データベースに資源
を加えることも、現行資源の状態を変更することも、−
時的な故障やネットワークからの永久的物理的な除去に
よりもはやネットワークで利用できなくなった資源を削
除することもできた。−旦単一のシステム・オペレータ
が現行トポロジ・データベースを構築すると、このデー
タベースのコピーを、通信制御機能を有する、システム
中のプロセッサに転送することができた。
通信ネットワークは大規模になり、より複雑になってい
る。通信制御機能はネットワーク中に分散している、よ
り多数のプロセッサによって現在達成されている。
る。通信制御機能はネットワーク中に分散している、よ
り多数のプロセッサによって現在達成されている。
分散通信制御機能の複雑なネットワークに用いる現行ト
ポロジ・データベースを単一のシステム・オペレータが
維持するのが現実的であるとはもはや考えられない。そ
のようなネットワーク中にはより多くの資源があるし、
オペレータが維持すべき資源の状態の変更も増大してい
るからである。
ポロジ・データベースを単一のシステム・オペレータが
維持するのが現実的であるとはもはや考えられない。そ
のようなネットワーク中にはより多くの資源があるし、
オペレータが維持すべき資源の状態の変更も増大してい
るからである。
変更の量および複雑さゆえにトポロジ・データベースを
維持する際に人間が失敗をおかす機会も増えることにな
る。
維持する際に人間が失敗をおかす機会も増えることにな
る。
またトポロジ・データベース維持の作業を種々のノード
のいくつかのシステム・オペレータに分散するのも現実
的ではない。なぜならそのようにすると継続的で注意深
い調製を、遠く離れて時間帯も著しるしく異なっている
オペレータからの入力に対し行われなければならないか
らである。全ネットワークの現行トポロジ・データベー
ス維持作業を離間オペレータ間に分散すると、システム
・オペレータの1人によるエラーが他のオペレータのエ
ラーを引き起こす可能性が常となり、著しく不正確なト
ポロジ・データベースを招来することになる。
のいくつかのシステム・オペレータに分散するのも現実
的ではない。なぜならそのようにすると継続的で注意深
い調製を、遠く離れて時間帯も著しるしく異なっている
オペレータからの入力に対し行われなければならないか
らである。全ネットワークの現行トポロジ・データベー
ス維持作業を離間オペレータ間に分散すると、システム
・オペレータの1人によるエラーが他のオペレータのエ
ラーを引き起こす可能性が常となり、著しく不正確なト
ポロジ・データベースを招来することになる。
ネットワーク装置自体が人間の仲介なしにトポヘー
一
ロジ・データベース維持作業を引き継ぐという試みもあ
る程度可能性があった。通信制御機構を実行する各プロ
セッサがネットワークの状態の変更をトポロジ・データ
ベース変更メツセージを用いて他のプロセッサに通知す
るのである。
る程度可能性があった。通信制御機構を実行する各プロ
セッサがネットワークの状態の変更をトポロジ・データ
ベース変更メツセージを用いて他のプロセッサに通知す
るのである。
各ネットワーク・ノードにおける一般的な現行ネットワ
ーク・トポロジ・データベース維持処理はつぎのとおり
である。資源がネットワークに加えられたり、ネットワ
ークから削除されたり、資源の特性が変化したりすると
、その資源を「所有」しているネットワーク・ノードが
トポロジ・データベース更新メツセージを生成する。こ
のメツセージはその資源の新しい状態についての情報を
含んでいる。このネットワーク・ノードは自己に直接接
続されているネットワークの各々にトポロジ・データベ
ース更新メツセージをブロードキャストする。トポロジ
・データベース更新メツセージを受は取った各ノードは
メツセージの内容を用いてネットワーク・トポロジ・デ
ータベースのローカル・コピーを更新し、そののち、オ
リジナルのノードをのぞく自己に直接接続されているネ
ットワーク・ノードにトポロジ・データベース更新メツ
セージを再ブロードキャストする。トポロジ・データベ
ース更新メツセージ中には、すでに−度メッセージを受
は取っているノードにメツセージが再ブロードキャスト
されないようにする情報が含まれている。
ーク・トポロジ・データベース維持処理はつぎのとおり
である。資源がネットワークに加えられたり、ネットワ
ークから削除されたり、資源の特性が変化したりすると
、その資源を「所有」しているネットワーク・ノードが
トポロジ・データベース更新メツセージを生成する。こ
のメツセージはその資源の新しい状態についての情報を
含んでいる。このネットワーク・ノードは自己に直接接
続されているネットワークの各々にトポロジ・データベ
ース更新メツセージをブロードキャストする。トポロジ
・データベース更新メツセージを受は取った各ノードは
メツセージの内容を用いてネットワーク・トポロジ・デ
ータベースのローカル・コピーを更新し、そののち、オ
リジナルのノードをのぞく自己に直接接続されているネ
ットワーク・ノードにトポロジ・データベース更新メツ
セージを再ブロードキャストする。トポロジ・データベ
ース更新メツセージ中には、すでに−度メッセージを受
は取っているノードにメツセージが再ブロードキャスト
されないようにする情報が含まれている。
2つのノードが初めて接続され、あるいは休止後に再接
続されると、現在のプラクテイスでは各ノードがトポロ
ジ・データベース更新メツセージを、ネットワーク・ト
ポロジ・データベースの自己のローカル・コピー中の全
資源に関する情報を含む他のノードに送出する。休止が
比較的簡単なものであれば、資源の変更はほとんどまた
はまったく起こらない。そのため、トポロジ・データベ
ース更新メツセージ中の情報のほとんどが受信ノードに
ストアされている情報と重複してしまう。
続されると、現在のプラクテイスでは各ノードがトポロ
ジ・データベース更新メツセージを、ネットワーク・ト
ポロジ・データベースの自己のローカル・コピー中の全
資源に関する情報を含む他のノードに送出する。休止が
比較的簡単なものであれば、資源の変更はほとんどまた
はまったく起こらない。そのため、トポロジ・データベ
ース更新メツセージ中の情報のほとんどが受信ノードに
ストアされている情報と重複してしまう。
ネットワークを通じて伝送されるすべてのトポロジ・デ
ータベース更新メツセージはオーバヘッドとなり、ユー
ザ・データの伝送能力を削減することになる。このよう
な点から、トポロジ・データベース更新メツセージの数
を減らしたり、トポロジ・データベース更新メツセージ
中の情報量を削減することがネットワーク資源の有効利
用上不可欠となる。
ータベース更新メツセージはオーバヘッドとなり、ユー
ザ・データの伝送能力を削減することになる。このよう
な点から、トポロジ・データベース更新メツセージの数
を減らしたり、トポロジ・データベース更新メツセージ
中の情報量を削減することがネットワーク資源の有効利
用上不可欠となる。
C1発明の要旨
この発明の目的は、トポロジ・データベース更新メツセ
ージの形で隣接ノードに送られるべき情報の量を削減す
ることを目的としている。なおこの情報は初期時点また
はノード再結合時に隣接ノードがネットワーク・トポロ
ジ・データベースのコピーの更新を行えるようにするも
のである。
ージの形で隣接ノードに送られるべき情報の量を削減す
ることを目的としている。なおこの情報は初期時点また
はノード再結合時に隣接ノードがネットワーク・トポロ
ジ・データベースのコピーの更新を行えるようにするも
のである。
この発明では、送出ノードが自らが生成するトポロジ・
データベース更新メツセージの各々に固有の連続番号を
付与する。送出ノードは各隣接ノードに先に送付された
直近のトポロジ・データベース更新メツセージのレコー
ドを維持し、またそのトポロジ・データベース中に定義
された個々の資源に対して、その資源を含む直近のトポ
ロジ・データベース更新メツセージの連続番号を維持す
る。
データベース更新メツセージの各々に固有の連続番号を
付与する。送出ノードは各隣接ノードに先に送付された
直近のトポロジ・データベース更新メツセージのレコー
ドを維持し、またそのトポロジ・データベース中に定義
された個々の資源に対して、その資源を含む直近のトポ
ロジ・データベース更新メツセージの連続番号を維持す
る。
初期の、または更新によるノード対ノードのコネクショ
ン時にトポロジ・データベース更新メツセージを隣接ノ
ードに送らなければならないときに、送出ノードはトポ
ロジ・データベース更新メツセージ中に、そのノードに
先に送られた直近のトポロジ・データベース更新メツセ
ージの連続番号より大きな連続番号をストアしている資
源しか含ませない。
ン時にトポロジ・データベース更新メツセージを隣接ノ
ードに送らなければならないときに、送出ノードはトポ
ロジ・データベース更新メツセージ中に、そのノードに
先に送られた直近のトポロジ・データベース更新メツセ
ージの連続番号より大きな連続番号をストアしている資
源しか含ませない。
上述の連続番号をフロー削減連続番号(FRSN)と呼
び、トポロジ・データベースの維持に用いる資源連続番
号と区別する。以下の説明で用語「連続番号」を単独で
用いるならば、フロー削減連続番号を指すことに留意さ
れたい。
び、トポロジ・データベースの維持に用いる資源連続番
号と区別する。以下の説明で用語「連続番号」を単独で
用いるならば、フロー削減連続番号を指すことに留意さ
れたい。
D、実施例
第1図は8個のネットワーク・ノードNNI〜NN8を
有する代表的な通信ネットワークを示す。
有する代表的な通信ネットワークを示す。
ノードの各々は通信リンクたとえばリンクA−Lによっ
て少なくとも他の1つのノードに結合されている。先に
述べたように、各通信リンクは永久的なコネクションで
もよく選択的に利用可能となるコネクションであっても
よい。ネットワーク・ノードNN2、NN7およびNN
8は図示のとおりエンド・ノードENI〜EN9に結合
されている。実際上、他のネットワーク・ノードもエン
ド・ノードに結合できる。ネットワーク・ノードNN1
〜NN8はデータ処理システムであり、それぞれ自己の
エンド・ノードおよび他のネットワーク・ノードに所定
の通信サービスを提供する。ネットワーク・ノードによ
り提供される通信サービスには、他のものに加え、ノー
ド間の通信ルートの選択、ディレクトリ・サービスおよ
びネットワーク・トポロジ・データベースの維持が含ま
れる。ネットワーク・ノードはノード間に最適なルート
を決定するためにこのデータベースが必要である。以下
では、ネットワーク・ノードがそのノード中のネットワ
ーク・トポロジ・データベースのコピーを維持するのに
実行するそれらの機能についてのみ説明することにする
。
て少なくとも他の1つのノードに結合されている。先に
述べたように、各通信リンクは永久的なコネクションで
もよく選択的に利用可能となるコネクションであっても
よい。ネットワーク・ノードNN2、NN7およびNN
8は図示のとおりエンド・ノードENI〜EN9に結合
されている。実際上、他のネットワーク・ノードもエン
ド・ノードに結合できる。ネットワーク・ノードNN1
〜NN8はデータ処理システムであり、それぞれ自己の
エンド・ノードおよび他のネットワーク・ノードに所定
の通信サービスを提供する。ネットワーク・ノードによ
り提供される通信サービスには、他のものに加え、ノー
ド間の通信ルートの選択、ディレクトリ・サービスおよ
びネットワーク・トポロジ・データベースの維持が含ま
れる。ネットワーク・ノードはノード間に最適なルート
を決定するためにこのデータベースが必要である。以下
では、ネットワーク・ノードがそのノード中のネットワ
ーク・トポロジ・データベースのコピーを維持するのに
実行するそれらの機能についてのみ説明することにする
。
各ネットワーク・ノードはネットワーク・トポロジ・デ
ータベースの自己のコピーを維持する。
ータベースの自己のコピーを維持する。
このトポロジ・データベースは多数のレコードからなり
、各レコードは第2図に示すフォーマットを有している
。各レコードは資源識別子フィールド10、資源特性フ
ィールド12、資源連続番号フィールド14、フロー削
減連続番号フィールド16、時間フィールド18および
「所有者」フィールド20を有している。資源連続番号
は、1の資源について現行情報のみがネットワーク中を
伝送されていることを確実にするために用いられる。
、各レコードは第2図に示すフォーマットを有している
。各レコードは資源識別子フィールド10、資源特性フ
ィールド12、資源連続番号フィールド14、フロー削
減連続番号フィールド16、時間フィールド18および
「所有者」フィールド20を有している。資源連続番号
は、1の資源について現行情報のみがネットワーク中を
伝送されていることを確実にするために用いられる。
時間フィールドは古い資源エントリをネットワーク・ト
ポロジ・データベースから削除できるようにするもので
ある。資源連続番号および時間フィールドの詳細につい
ては米国特許出願62272号を参照されたい。「所有
者」フィールドは当該資源がローカル・ネットワーク・
ノードに所有され、または離間ネットワーク・ノードに
属することを否定するものである。フロー削減連続番号
については以下で詳述する。
ポロジ・データベースから削除できるようにするもので
ある。資源連続番号および時間フィールドの詳細につい
ては米国特許出願62272号を参照されたい。「所有
者」フィールドは当該資源がローカル・ネットワーク・
ノードに所有され、または離間ネットワーク・ノードに
属することを否定するものである。フロー削減連続番号
については以下で詳述する。
表1は第1図のネットワークのネットワーク・トポロジ
・データベースの例を示す。このデータベースの完全な
コピーはネットワーク・ノードのすべてにおいて維持さ
れている。表1から、データベースがネットワーク・ノ
ードの各々およびネットワーク・ノードの各々に関連す
るリンクの各々を含むことがわかる。ネットワークにお
けるリンクの各々は2つの異なる方向において定義され
る。
・データベースの例を示す。このデータベースの完全な
コピーはネットワーク・ノードのすべてにおいて維持さ
れている。表1から、データベースがネットワーク・ノ
ードの各々およびネットワーク・ノードの各々に関連す
るリンクの各々を含むことがわかる。ネットワークにお
けるリンクの各々は2つの異なる方向において定義され
る。
たとえばリンクAに対する1つのレコードはノードNN
IからNN2へのリンクとして定義する。
IからNN2へのリンクとして定義する。
リンクAに対する他のレコードはネットワーク・ノード
NN2からNNIへのリンクとして定義する。二重の定
義は、ルートの設定に際して用いるリンク方向に依存し
て、リンクが異なるノードによって「所有」されること
に応じたものである。
NN2からNNIへのリンクとして定義する。二重の定
義は、ルートの設定に際して用いるリンク方向に依存し
て、リンクが異なるノードによって「所有」されること
に応じたものである。
大t
D
+
ト
0コ
=
国
≦
ロ
ロ
!
のの
Z
く
く
の Φ
z
=
k
国
2コ
2S″V
Z :)
\
べ
各ネットワーク・ノードは、当該ネットワーク・ノード
が所有しているネットワーク資源およびエンド・ノード
に接続されているローカル・リンクの双方を特定するロ
ーカル・トポロジ・データベースをも維持している。ロ
ーカル・リンクはネットワーク・トポロジの一部とは考
えない。表2はネットワーク・ノード2に対するローカ
ル・トポロジ・データベースの例である。表2が、当該
ネットワーク・ノードがら他のネットワーク・ノードま
たはエンド・ノードへしか伸びない通信リンクの各々を
定義していることがわかる。
が所有しているネットワーク資源およびエンド・ノード
に接続されているローカル・リンクの双方を特定するロ
ーカル・トポロジ・データベースをも維持している。ロ
ーカル・リンクはネットワーク・トポロジの一部とは考
えない。表2はネットワーク・ノード2に対するローカ
ル・トポロジ・データベースの例である。表2が、当該
ネットワーク・ノードがら他のネットワーク・ノードま
たはエンド・ノードへしか伸びない通信リンクの各々を
定義していることがわかる。
ローカル・トポロジ・データベースは少なくともネット
ワーク資源に関するかぎり、実際にはネットワーク・ト
ポロジ・データベースの部分集合である。各レコードは
「所有者」フィールドを含み、このフィールドにより、
資源がネットワーク・トポロジに属するか、ネットワー
ク・トポロジおよびローカル・トポロジの双方に属する
が、またはローカル・トポロジのみに属するかの定義が
なされる。
ワーク資源に関するかぎり、実際にはネットワーク・ト
ポロジ・データベースの部分集合である。各レコードは
「所有者」フィールドを含み、このフィールドにより、
資源がネットワーク・トポロジに属するか、ネットワー
ク・トポロジおよびローカル・トポロジの双方に属する
が、またはローカル・トポロジのみに属するかの定義が
なされる。
表2.ローカル・トポロジ・データベース(NN2)ノ
ード NN2 リンク A NN2−NNI D NN2−NN5 HNN2−NN5 M NN2−ENI N NN2−EN2 0 NN2−EN3 トポロジ・データベースで定義される資源特性は、通信
目的での資源の利用を取扱う特定である。
ード NN2 リンク A NN2−NNI D NN2−NN5 HNN2−NN5 M NN2−ENI N NN2−EN2 0 NN2−EN3 トポロジ・データベースで定義される資源特性は、通信
目的での資源の利用を取扱う特定である。
表8はネットワーク・ノードの一組の代表的な特性であ
る。各特性に付与されているネームはほとんどそれ自体
で明らかであり、また、単に説明の便宜上表示しただけ
であり、発明の理解に不可欠というものでないから、特
性についての詳細な説明はしない。各特性は静的か動的
かにより、また2値か多値かにより定義されるという点
に留意されたい。静的資源はネットワーク操作の間不変
なものである。他方、動的資源はネットワーク操作の間
に変化できる。特性が2値というのは、特定が存在する
ことも存在しないこともあることを意味する。たとえば
2値の1はネットワーク・ノードに対する中間的な宛先
指定機能に割り当てられるであろう。ただしそのノード
がその機能を実行可能な場合のみである。そうでなけれ
ば2値の0が割り当てられる。ノードの特性が3以上の
値を採り得る場合、値の型は多値と呼ばれる。
る。各特性に付与されているネームはほとんどそれ自体
で明らかであり、また、単に説明の便宜上表示しただけ
であり、発明の理解に不可欠というものでないから、特
性についての詳細な説明はしない。各特性は静的か動的
かにより、また2値か多値かにより定義されるという点
に留意されたい。静的資源はネットワーク操作の間不変
なものである。他方、動的資源はネットワーク操作の間
に変化できる。特性が2値というのは、特定が存在する
ことも存在しないこともあることを意味する。たとえば
2値の1はネットワーク・ノードに対する中間的な宛先
指定機能に割り当てられるであろう。ただしそのノード
がその機能を実行可能な場合のみである。そうでなけれ
ば2値の0が割り当てられる。ノードの特性が3以上の
値を採り得る場合、値の型は多値と呼ばれる。
中央ディレクトリ機能
動 2
中間宛先指定機能
静 2
渋滞
動 2
静止
動 2
ルート付加レジスタンス
動 多
表4はトポロジ・データベースで維持されるリンク特性
を示す。リンク特性は、通信コストを最小化し、かつ他
の通信上の要請たとえば所定の通信に対する固有のレベ
ルの気密性の要請を満たしながら離間ノードの間で通信
を確立するのに用いられる。
を示す。リンク特性は、通信コストを最小化し、かつ他
の通信上の要請たとえば所定の通信に対する固有のレベ
ルの気密性の要請を満たしながら離間ノードの間で通信
を確立するのに用いられる。
バイトあたりのコスト
コネクト時間あたりの
コスト
機密レベル
モデム・クラス
実動容量
伝送遅延
静止
動作
この発明を実施するにあたり、フロー削減速続番号FR
5Nにより拡張的な使用が行われる。FFtSNは、各
トポロジ・データベース更新メツセージを生成するノー
ドによりそのメツセージに割り当てられる連続番号であ
る。FR5N値は新たなトポロジ・データベース更新メ
ツセージごとに以下述べる「循環番号スペース」の範囲
で増分される。循環番号スペースは最大値を有する。計
数値が最大値を超えると、計数値は最小値に戻る。
5Nにより拡張的な使用が行われる。FFtSNは、各
トポロジ・データベース更新メツセージを生成するノー
ドによりそのメツセージに割り当てられる連続番号であ
る。FR5N値は新たなトポロジ・データベース更新メ
ツセージごとに以下述べる「循環番号スペース」の範囲
で増分される。循環番号スペースは最大値を有する。計
数値が最大値を超えると、計数値は最小値に戻る。
この発明の好ましい実施例では、ゼロから(282−1
)の範囲の符号のない整数である。各ノードは自己のP
R,SNを独立して維持する。
)の範囲の符号のない整数である。各ノードは自己のP
R,SNを独立して維持する。
ノードがそのFR5Nを増分するとき、ノードはF R
S’Nを1だけ増加させる。増分によりオーバフローが
起こればFRS’Nはゼロ以外の値にリセットされる。
S’Nを1だけ増加させる。増分によりオーバフローが
起こればFRS’Nはゼロ以外の値にリセットされる。
ゼロのFR8N値は後に詳述する特別の目的のために用
いられる。
いられる。
多くの場合、2個のFR8Nの相対値が比較されなけれ
ばならない。標準的なアルゴリズムを用いて循環番号ス
ペース中の2つの値が比較される。
ばならない。標準的なアルゴリズムを用いて循環番号ス
ペース中の2つの値が比較される。
このアルゴリズムでは、
S>、RかつS−R<(1/2)X232またはS<R
かつR−5>(1/2)X232ならば、番号Sが番号
Rより大とする。
かつR−5>(1/2)X232ならば、番号Sが番号
Rより大とする。
表5は各ネットワーク・ノードのトポロジ・データベー
ス中にストアされている種々のFR5N野チャートであ
る。
ス中にストアされている種々のFR5N野チャートであ
る。
ベ − D
# I 家
鐸 さ N
ネットワーク・ノードはノード間に妨害物がない場合で
あってもトポロジ・データベース更新メツセージを隣接
ノードにいくつかの理由で送付する。ネットワーク・ノ
ードにストアされているトポロジ・データベースに資源
が加えられたり、そのデータベースから資源が削除され
たりすると、あるいは資源の特性が変化すると、ノード
はトポロジ・データベース更新メツセージを準備してす
べての隣接ノードに伝送する。ただし隣接ノードのうち
先行するトポロジ・データベース更新メツセージの形で
資源情報を受は取っているものは除く。第3図は通常の
ネットワーク操作時実行される処理の流れを示す。トポ
ロジ・データベース更新メツセージが隣接ノードに送出
されるべきという決定がなされると、送出ノードは直近
に送られたトポロジ・データベース更新メツセージにつ
いてFR5Ne検索する(ステップ22)。送出ノード
は資源レコードを検索(ステップ24)、隣接ノードに
送ろうとしでいる次のトポロジ・データベース更新メツ
セージを書き込む。
あってもトポロジ・データベース更新メツセージを隣接
ノードにいくつかの理由で送付する。ネットワーク・ノ
ードにストアされているトポロジ・データベースに資源
が加えられたり、そのデータベースから資源が削除され
たりすると、あるいは資源の特性が変化すると、ノード
はトポロジ・データベース更新メツセージを準備してす
べての隣接ノードに伝送する。ただし隣接ノードのうち
先行するトポロジ・データベース更新メツセージの形で
資源情報を受は取っているものは除く。第3図は通常の
ネットワーク操作時実行される処理の流れを示す。トポ
ロジ・データベース更新メツセージが隣接ノードに送出
されるべきという決定がなされると、送出ノードは直近
に送られたトポロジ・データベース更新メツセージにつ
いてFR5Ne検索する(ステップ22)。送出ノード
は資源レコードを検索(ステップ24)、隣接ノードに
送ろうとしでいる次のトポロジ・データベース更新メツ
セージを書き込む。
つぎにトポロジ・データベース更新メツセージが隣接ノ
ードに送られる(ステップ82)。後述する理由により
、メツセージはC0RFR5N (現行トポロジ・デー
タベース更新メツセージに対するFRSN)およびGS
ENT (同一ノードに先に送られた直近のトポロジ・
データベース更新メツセージに対するFRSN )を含
む。
ードに送られる(ステップ82)。後述する理由により
、メツセージはC0RFR5N (現行トポロジ・デー
タベース更新メツセージに対するFRSN)およびGS
ENT (同一ノードに先に送られた直近のトポロジ・
データベース更新メツセージに対するFRSN )を含
む。
送出ノードはストアされているGSENT値を現行ノー
ドのFRSNに等しく設定することにより隣接ノードに
対するANCBを更新する。この処理はステップ34で
実行される。送出ノードはまた資源レコードのフロー削
減連続番号フィールド中に現行FR5Nをレコードする
ことによってトポロジ・データベース更新メツセージ中
に含まれる個々の資源レコードを更新する。資源レコー
ドの更新はステップ36で実行される。
ドのFRSNに等しく設定することにより隣接ノードに
対するANCBを更新する。この処理はステップ34で
実行される。送出ノードはまた資源レコードのフロー削
減連続番号フィールド中に現行FR5Nをレコードする
ことによってトポロジ・データベース更新メツセージ中
に含まれる個々の資源レコードを更新する。資源レコー
ドの更新はステップ36で実行される。
第4図はネットワーク・ノード・トポロジ・データベー
スの更新におけるFRSNの使用を説明する。図は時間
に沿って示してあり、先行する動作が上に後続の動作が
下に示しである。左側の線は時間軸を示す。時間軸上の
数値は以下の説明で用いられる。
スの更新におけるFRSNの使用を説明する。図は時間
に沿って示してあり、先行する動作が上に後続の動作が
下に示しである。左側の線は時間軸を示す。時間軸上の
数値は以下の説明で用いられる。
説明の便宜上単純な3つのノードからなるネットワーク
を考える。中央ノード(ノードB)がノードAおよびC
に結合されている。ここでは、ノードBで実行される操
作をある程度詳細に説明する。
を考える。中央ノード(ノードB)がノードAおよびC
に結合されている。ここでは、ノードBで実行される操
作をある程度詳細に説明する。
ノードBにストアされているFRSN値の変更も説明す
る。
る。
時刻TOにおいて、ノードBのレコードは、ノードAに
最後に送られたトポロジ・データベース更新メツセージ
がFR5N31;’2有し、他方ノードCの最後のトポ
ロジ・データベース更新メツセージがFR5N32であ
ることを示している。ノードBのレコードはまた任意の
ノードに最後に送られたトポロジ・データベース更新メ
ツセージがFRSN33e有することを示している。ノ
ードBに維持されているトポロジ・データベースには、
資源R1に対する資源レコードが値30のFR5Nフィ
ールドを含んでいる。資源R2およびR3に対する資源
レコード用のFR5Nフィールドはそれぞれ値29およ
び25を有する。資源レコード中のFR5N値はいずれ
のノードに送出されるトポロジ・データベース更新メツ
セージのFR5N値よりも小さいことに留意されたい。
最後に送られたトポロジ・データベース更新メツセージ
がFR5N31;’2有し、他方ノードCの最後のトポ
ロジ・データベース更新メツセージがFR5N32であ
ることを示している。ノードBのレコードはまた任意の
ノードに最後に送られたトポロジ・データベース更新メ
ツセージがFRSN33e有することを示している。ノ
ードBに維持されているトポロジ・データベースには、
資源R1に対する資源レコードが値30のFR5Nフィ
ールドを含んでいる。資源R2およびR3に対する資源
レコード用のFR5Nフィールドはそれぞれ値29およ
び25を有する。資源レコード中のFR5N値はいずれ
のノードに送出されるトポロジ・データベース更新メツ
セージのFR5N値よりも小さいことに留意されたい。
これは、資源R1〜R3が最近のトポロジ・データベー
ス更新メツセージに含まれていなかったことを示す。
ス更新メツセージに含まれていなかったことを示す。
時刻Toにおいて、ノードAに維持されている隣接ノー
ド制御ブロックの内容はノードBから最樟に受は取った
トポロジ・データベース更新メツセージがFR8N31
を有することを示している。
ド制御ブロックの内容はノードBから最樟に受は取った
トポロジ・データベース更新メツセージがFR8N31
を有することを示している。
同様にノードCに維持されている隣接ノード制御ブロッ
クはノードBから最後に受は取ったトポロジ・データベ
ース更新メツセージが32のFR5Nを有することを示
している。
クはノードBから最後に受は取ったトポロジ・データベ
ース更新メツセージが32のFR5Nを有することを示
している。
時刻T1において、資源R1の特性または利用可能性に
変化が生じ、ノードBがノードAおよびCの双方にトポ
ロジ・データベース更新メツセージを送出する必要が生
じたとしよう。第3図を参照して説明した処理によって
、ノードBはトポロジ・データベース更新メツセージを
生成し、ノードAに送出する。メツセージは資源情報、
ノードBによってトポロジ・データベース更新メツセー
ジに割り当てられた現行ノードFFtSN値(34)、
およびノードBによりノードAに直近に送付されたトポ
ロジ・データベース更新メツセージのFR8N値(81
)を含んでいる。後者の値はGSENTと呼ばれる。
変化が生じ、ノードBがノードAおよびCの双方にトポ
ロジ・データベース更新メツセージを送出する必要が生
じたとしよう。第3図を参照して説明した処理によって
、ノードBはトポロジ・データベース更新メツセージを
生成し、ノードAに送出する。メツセージは資源情報、
ノードBによってトポロジ・データベース更新メツセー
ジに割り当てられた現行ノードFFtSN値(34)、
およびノードBによりノードAに直近に送付されたトポ
ロジ・データベース更新メツセージのFR8N値(81
)を含んでいる。後者の値はGSENTと呼ばれる。
時刻T1においてノードBによりノードCへ送られたト
ポロジ・データベース更新メツセージは資源R1に関す
る情報、現行ノードBのFR8N。
ポロジ・データベース更新メツセージは資源R1に関す
る情報、現行ノードBのFR8N。
およびノードCにより最後にノードBに送られたトポロ
ジ・データベース更新メツセージのFR5N(GSEN
T)を含んでいる。
ジ・データベース更新メツセージのFR5N(GSEN
T)を含んでいる。
トポロジ・データベース更新メツセージを送出する際に
、ノードBはそのローカル・レコードを更新し、伝送さ
れたトポロジ・データベース更新メツセージのFR5N
!を反映させる。ノードBのトポロジ・データベース中
の資源R1に対する資源レコードは、ノードAおよびC
に送られたトポロジ・データベース更新メツセージのF
rtSNに更新される。時刻T1において、ノードAお
よびCの双方はそれらが維持しているノードBに対する
隣接ノード制御ブロックを更新して、時刻T1に受は取
ったトポロジ・データベース更新メツセージのFR5N
値を含むようにする。
、ノードBはそのローカル・レコードを更新し、伝送さ
れたトポロジ・データベース更新メツセージのFR5N
!を反映させる。ノードBのトポロジ・データベース中
の資源R1に対する資源レコードは、ノードAおよびC
に送られたトポロジ・データベース更新メツセージのF
rtSNに更新される。時刻T1において、ノードAお
よびCの双方はそれらが維持しているノードBに対する
隣接ノード制御ブロックを更新して、時刻T1に受は取
ったトポロジ・データベース更新メツセージのFR5N
値を含むようにする。
時刻T2において、休止が発生しノードAおよびBの間
のコネクションがなくなったとしよう。
のコネクションがなくなったとしよう。
休止の間ノードBはノードCに結合し続けるとする。時
刻T8において、資源R2の収態が変化してノードBが
トポロジ・データベース更新メツセージをノードCに送
出しなければならなくなる。ノードBは、このトポロジ
・データベース更新メツセージを送出する際ノードCに
直近に送られたFR5Nおよび任意のノードに直近に送
られたFR8Nのレコードを更新しなければならない。
刻T8において、資源R2の収態が変化してノードBが
トポロジ・データベース更新メツセージをノードCに送
出しなければならなくなる。ノードBは、このトポロジ
・データベース更新メツセージを送出する際ノードCに
直近に送られたFR5Nおよび任意のノードに直近に送
られたFR8Nのレコードを更新しなければならない。
なお、任意のノードはたまたまこの場合にはノードCで
ある。資源R2に対する資源レコード用のFR5Nフィ
ールドは、時刻T8において、ノードCに送出されたト
ポロジ・データベース更新メツセージに割り当てられた
FR5N値に更新される。
ある。資源R2に対する資源レコード用のFR5Nフィ
ールドは、時刻T8において、ノードCに送出されたト
ポロジ・データベース更新メツセージに割り当てられた
FR5N値に更新される。
ノードAおよびBは時刻T3において連結されていない
から、ノードBがトポロジ・データベース更新メツセー
ジをノードAに遅れないことは明らかである。
から、ノードBがトポロジ・データベース更新メツセー
ジをノードAに遅れないことは明らかである。
時刻T4において、ノードAおよびBは図示のように再
結合される。再結合処理の一部として、ノードAに対す
るコントロール・ポイント対コントロール・ポイント(
CP−CP)のセツションと呼ばれるものを設定し、ノ
ードAのコントロール・ポイント能力に関する情報を要
求する。この処理の一部としてノードAはノードBから
直近に受は取ったトポロジ・データベース更新メツセー
ジのFR5N値をノードBに通知する。ノードBはノー
ドAから受は取ったFR5N値を用いてその資源のうち
のいずれが、ノードAに戻すべきトポロジ・データベー
ス更新メツセージ中に含まれるべきかを決定する。ノー
ドBはノードAから受は取ったFR5N値をネットワー
ク・トポロジ・データベースの自己のコピー中に特定さ
れる資源の各々に対するFR5Nフィールドと比較する
。
結合される。再結合処理の一部として、ノードAに対す
るコントロール・ポイント対コントロール・ポイント(
CP−CP)のセツションと呼ばれるものを設定し、ノ
ードAのコントロール・ポイント能力に関する情報を要
求する。この処理の一部としてノードAはノードBから
直近に受は取ったトポロジ・データベース更新メツセー
ジのFR5N値をノードBに通知する。ノードBはノー
ドAから受は取ったFR5N値を用いてその資源のうち
のいずれが、ノードAに戻すべきトポロジ・データベー
ス更新メツセージ中に含まれるべきかを決定する。ノー
ドBはノードAから受は取ったFR5N値をネットワー
ク・トポロジ・データベースの自己のコピー中に特定さ
れる資源の各々に対するFR5Nフィールドと比較する
。
資源レコード中のFR5Nフィールドが、ノードAから
受は取つったFR,SNより大きい値を有すると、その
資源はノードAに返されるべきトポロジ・データベース
更新メツセージ中に含まれる。
受は取つったFR,SNより大きい値を有すると、その
資源はノードAに返されるべきトポロジ・データベース
更新メツセージ中に含まれる。
この例では、ノードBから送られノードAに受は取られ
た直近のトポロジ・データベース更新メツセージのFR
5Nを上まわるを値をFR5Nフィールドに有するのは
資源R2のみである。時刻T6において、トポロジ・デ
ータベース更新メツセージはノードAに送られ、また資
源R2に関する情報、ノードBに対する現行1? RS
N値およびノードBによりノードAに送られた直近の
トポロジ・データベース更新メツセージのFR5N値も
同様である。ノードBのレコードは更新され、このトポ
ロジ・データベース更新メツセージに割り当てられたF
R5N値を反映する。資源R2に対する資源レコードの
みが更新される。なぜならノードAに送られたトポロジ
・データベース更新メツセージには資源R1もR3も含
まれていないからである。ノードAもまた自らのレコー
ドをトポロジ・データベース更新メツセージに含まれる
現行FR5N値に更新する。
た直近のトポロジ・データベース更新メツセージのFR
5Nを上まわるを値をFR5Nフィールドに有するのは
資源R2のみである。時刻T6において、トポロジ・デ
ータベース更新メツセージはノードAに送られ、また資
源R2に関する情報、ノードBに対する現行1? RS
N値およびノードBによりノードAに送られた直近の
トポロジ・データベース更新メツセージのFR5N値も
同様である。ノードBのレコードは更新され、このトポ
ロジ・データベース更新メツセージに割り当てられたF
R5N値を反映する。資源R2に対する資源レコードの
みが更新される。なぜならノードAに送られたトポロジ
・データベース更新メツセージには資源R1もR3も含
まれていないからである。ノードAもまた自らのレコー
ドをトポロジ・データベース更新メツセージに含まれる
現行FR5N値に更新する。
第5図は単一ノードが隣接ノードに接続されるとともに
その単一ノードで実行される処理を示すものである。第
5図において、ノードは任意にノードXおよびYと日手
不。
その単一ノードで実行される処理を示すものである。第
5図において、ノードは任意にノードXおよびYと日手
不。
cp−cpセツションが確立されたとき、ローカル・ノ
ード(ノードY)がノードXのCP(コントロール・ポ
イント)能力に対してノードXにリクエストを送出する
(ステップ38)。つぎにノードYはノードXのコント
ロール・ポイント能力を含むメツセージの受領のために
時期する(ステップ40)。メツセージはノードXによ
りノードYから受は取られた連続的トポロジ・データベ
ース更新メツセージのうちの最大のもののFR5Nをも
含んでいる。連続トポロジ・データベース更新メツセー
ジは、割り当てられたFR5N値が1番しか違わないメ
ツセージである。ステップ42において、ノードYはノ
ードXに対する隣接ノード制御フロック中のGSBNT
値を、先のステップでノードXから受は取ったFR5N
値を用いて更新する。
ード(ノードY)がノードXのCP(コントロール・ポ
イント)能力に対してノードXにリクエストを送出する
(ステップ38)。つぎにノードYはノードXのコント
ロール・ポイント能力を含むメツセージの受領のために
時期する(ステップ40)。メツセージはノードXによ
りノードYから受は取られた連続的トポロジ・データベ
ース更新メツセージのうちの最大のもののFR5Nをも
含んでいる。連続トポロジ・データベース更新メツセー
ジは、割り当てられたFR5N値が1番しか違わないメ
ツセージである。ステップ42において、ノードYはノ
ードXに対する隣接ノード制御フロック中のGSBNT
値を、先のステップでノードXから受は取ったFR5N
値を用いて更新する。
ノードYは更新されたGSBNT値より大きな値のFR
8Nを有する、自己トポロジ・データベース・エントリ
をすべて選択する。これはステップ44に行われる。G
SBNT値がゼロであれば、ノードYはノードXへのト
ポロジ・データベース更新メツセージ中のすべての資源
を自己のトポロジ・データベースに含ませるリクエスト
と解釈する。これはノードXがネットワークにおいて新
しいものであれば起こる。トポロジ・データベース更新
メツセージ中に含まれるべき資源が選択されると、トポ
ロジ・データベース更新メツセージがステップ46にお
いて生成される。現行ノードFRSN値はステップ4−
8で増分され、トポロジ・データベース更新メツセージ
が資源情報、ノードYに対する現行ノードFR5N値お
よびノードXに送られた直近のトポロジ・データベース
更新メツセージのFR5N値とともに送出される(ステ
ップ50)。ノードYはつぎに今送出したトポロジ・デ
ータベース更新メツセージ中に含まれる各資源に対する
資源レコードを更新する(ステップ52)。
8Nを有する、自己トポロジ・データベース・エントリ
をすべて選択する。これはステップ44に行われる。G
SBNT値がゼロであれば、ノードYはノードXへのト
ポロジ・データベース更新メツセージ中のすべての資源
を自己のトポロジ・データベースに含ませるリクエスト
と解釈する。これはノードXがネットワークにおいて新
しいものであれば起こる。トポロジ・データベース更新
メツセージ中に含まれるべき資源が選択されると、トポ
ロジ・データベース更新メツセージがステップ46にお
いて生成される。現行ノードFRSN値はステップ4−
8で増分され、トポロジ・データベース更新メツセージ
が資源情報、ノードYに対する現行ノードFR5N値お
よびノードXに送られた直近のトポロジ・データベース
更新メツセージのFR5N値とともに送出される(ステ
ップ50)。ノードYはつぎに今送出したトポロジ・デ
ータベース更新メツセージ中に含まれる各資源に対する
資源レコードを更新する(ステップ52)。
トポロジ・データベース更新メツセージは2以上の資源
を含んでいる。ただし、単一のトポロジ・データベース
更新メツセージ中のすべての資源を含ませるのは不可能
であろう。複数のトポロジ・データベース更新メツセー
ジが必要なことが多いから、より多くの資源が、ノード
Xに送出されるべきつぎのトポロジ・データベース更新
メツセージに含まれるべきかどうかのチエツクが行われ
る。
を含んでいる。ただし、単一のトポロジ・データベース
更新メツセージ中のすべての資源を含ませるのは不可能
であろう。複数のトポロジ・データベース更新メツセー
ジが必要なことが多いから、より多くの資源が、ノード
Xに送出されるべきつぎのトポロジ・データベース更新
メツセージに含まれるべきかどうかのチエツクが行われ
る。
もしそうであれば付加的なトポロジ・データベース更新
メツセージがステップ46.48.50および52を用
いて生成される。資源が残っていなければ、処理が終了
する。
メツセージがステップ46.48.50および52を用
いて生成される。資源が残っていなければ、処理が終了
する。
第6図は所定のノードにおいて隣接ノードから受げ取っ
たトポロジ・データベース更新メツセージを処理するた
めのステップを示す。トポロジ・データベース更新メツ
セージが処理のために受は取られると(ステップ56)
、即座にトポロジ・データベース更新メツセージ中のG
SBNT変数がGRCVD、すなわちノードXから受は
取った直近のトポロジ・データベース更新メツセージに
対してノードYにおいてストアされているFR5N値よ
り大きいかどうかをチエツクされる。有効なトポロジ・
データベース更新メツセージは同一のノードに先に送付
された1〜ポロジ・データベース更新メツセージのFR
5N値よりも小さなFR5N値を有することはできない
。したがって、ステップ58でそのような事態を示せば
、エラー状態にちがいない。ノードYはステップ60で
トポロジ・データベース更新メツセージを廃棄してステ
ップ62でノードXおよびYの間のCP−CPセツショ
ンを終了させる。cp−cpセツションが終了するとネ
ットワークにおいて、エラーが起こらないという前提の
もとノードXおよびYの再結合を繰り返す。
たトポロジ・データベース更新メツセージを処理するた
めのステップを示す。トポロジ・データベース更新メツ
セージが処理のために受は取られると(ステップ56)
、即座にトポロジ・データベース更新メツセージ中のG
SBNT変数がGRCVD、すなわちノードXから受は
取った直近のトポロジ・データベース更新メツセージに
対してノードYにおいてストアされているFR5N値よ
り大きいかどうかをチエツクされる。有効なトポロジ・
データベース更新メツセージは同一のノードに先に送付
された1〜ポロジ・データベース更新メツセージのFR
5N値よりも小さなFR5N値を有することはできない
。したがって、ステップ58でそのような事態を示せば
、エラー状態にちがいない。ノードYはステップ60で
トポロジ・データベース更新メツセージを廃棄してステ
ップ62でノードXおよびYの間のCP−CPセツショ
ンを終了させる。cp−cpセツションが終了するとネ
ットワークにおいて、エラーが起こらないという前提の
もとノードXおよびYの再結合を繰り返す。
受は取ったトポロジ・データベース更新メツセージがノ
ードYの隣接ノード制御ブロックにストアされているF
R5N値より大きなF RS N値を含んでいると、そ
のトポロジ・データベース更新メツセージの内容を使用
して(ステップ64)ノードYに保持されているトポロ
ジ・データベース・コピーを更新する。この時点で、ノ
ードYはTDUを隣りのノードに再ブロードキャストす
る。
ードYの隣接ノード制御ブロックにストアされているF
R5N値より大きなF RS N値を含んでいると、そ
のトポロジ・データベース更新メツセージの内容を使用
して(ステップ64)ノードYに保持されているトポロ
ジ・データベース・コピーを更新する。この時点で、ノ
ードYはTDUを隣りのノードに再ブロードキャストす
る。
トポロジ・データベース更新メツセージを送出するノー
ドはそれらメツセージを適切な順序で送出するけれど、
トポロジ・データベース更新メツセージは受信ノードで
順序を外れて処理されることもありうる。したがってチ
エツクを行って受信トポロジ・データベース更新メツセ
ージが順序にしたがって処理されたか、順序から外れて
処理されたかを決定しなくてはならない。トポロジ・デ
ータベース更新メツセージ中のGSENT変数はノード
Xに対して隣接ノード制御ブロック中にストアされてい
るGRCVD変数と比較される(ステップ66)。2つ
の変数が等しければ、これは、Xにより送られた最後の
トポロジ・データベース更新メツセージが、ノードYに
よって受は取られた最後のトポロジ・データベース更新
メツセージと同一のFR5N値を有することを意味し、
この場合、現行トポロジ・データベース更新メツセージ
は適切な順序で処理されている。隣接ノード制御ブロッ
ク中のGRCVD変数はステップ68において更新され
る。この更新はとのGRCVD変数を、トポロジ・デー
タベース更新メツセージ中の受信現行ノードFR5N値
と等しくすることにより行われる。他のXからトポロジ
・データベース更新メツセージは順序を外れて処理され
ているかもしれないので、ノードYは各隣接ノードに対
する処理ずみトポロジ・データベース更新メツセージの
順序外(00S)リンスを維持しなげればならない。こ
のリストの各エントリは2つの変数を含む。第1の変数
はトポロジ・データベース更新メツセージとともに送ら
れた現行ノードFR5N(CURFR5N)である。第
2の変数はそのトポロジ・データベース更新メツセージ
に先行するトポロジ・データベース更新メツセージのF
R2HすなわちGSBNTである。OOSリストのエ
ントリはGSENT値につき小さい値のものが先にくる
態様でソートされている。順序にしたがって処理された
トポロジ・データベース更新メツセージはOOSリスト
中の「ギャップを埋める」ことができるので、ステップ
70において、新しく更新されたGRCVD変数がOO
Sリストの第1変数に対するGSENT変数と等しいか
どうかチエツクされる。等しくなるのは、いま処理され
たトポロジ・データベース更新メツセージがOOSリス
トのトポロジ・データベース更新メツセージより先に受
は取られたが処理は後になった場合である。ステップ7
0において結果が肯定的になるとすると、隣接ノード制
御フロックにストアされているGRCVD変数がOOS
エントリにストアされている現行FR5N変数に等しく
される(ステップ72)。なぜなら、いま受は取ったト
ポロジ・データベース更新メツセージは処理ずみトポロ
ジ・データベース更新メツセージの順序にしたがって有
効にギャップを埋めるからである。そしてエントリはO
OSリストから削除され(ステップ74)、OoSのす
べてのリストが検出されたかどうかのチエツクがなされ
る(ステップ84)。ステップ84の答えが否定的であ
れば、処理はステップ70に戻る。ステップ84−の答
えが肯定的であるか、またはステップ7oの答えが否定
的であればノードXからの他のトポロジ・データベース
更新メツセージがノードXにおいて処理のため待行列に
人っているがどぅがのチエツクが行われる(ステップ7
6)。他のトポロジ・データベース更新メツセージが処
理しのこされていると、ステップ56で始まるすべての
処理が繰り返される。処理しのこされているメツセージ
がなければ、ステップ78においてOosリストのすべ
てのリストが削減されたがどっががチエツクされる。す
べてのトポロジ・データベース更新メツセージが処理さ
れたのちOOSリストに何らかのエントリが残っていれ
ば、ノードYにおいて受は取ったノードXからのトポロ
ジ・データベース更新メツセージ中に、受は取り不能な
「永久的」ギャップがあることになる。これはエラー状
態であり、CP−CPセツションをステップ80で終了
させてしまう。cp−cpセツションが終了すると2つ
のノードは結合を再確立しようとし、すべての処理が繰
り返される。もちろん、うまく受は取られて処理された
トポロジ・データベース更新メツセージ更新メツセージ
は、結合の再初期化時に、再び繰り返されるということ
はない。
ドはそれらメツセージを適切な順序で送出するけれど、
トポロジ・データベース更新メツセージは受信ノードで
順序を外れて処理されることもありうる。したがってチ
エツクを行って受信トポロジ・データベース更新メツセ
ージが順序にしたがって処理されたか、順序から外れて
処理されたかを決定しなくてはならない。トポロジ・デ
ータベース更新メツセージ中のGSENT変数はノード
Xに対して隣接ノード制御ブロック中にストアされてい
るGRCVD変数と比較される(ステップ66)。2つ
の変数が等しければ、これは、Xにより送られた最後の
トポロジ・データベース更新メツセージが、ノードYに
よって受は取られた最後のトポロジ・データベース更新
メツセージと同一のFR5N値を有することを意味し、
この場合、現行トポロジ・データベース更新メツセージ
は適切な順序で処理されている。隣接ノード制御ブロッ
ク中のGRCVD変数はステップ68において更新され
る。この更新はとのGRCVD変数を、トポロジ・デー
タベース更新メツセージ中の受信現行ノードFR5N値
と等しくすることにより行われる。他のXからトポロジ
・データベース更新メツセージは順序を外れて処理され
ているかもしれないので、ノードYは各隣接ノードに対
する処理ずみトポロジ・データベース更新メツセージの
順序外(00S)リンスを維持しなげればならない。こ
のリストの各エントリは2つの変数を含む。第1の変数
はトポロジ・データベース更新メツセージとともに送ら
れた現行ノードFR5N(CURFR5N)である。第
2の変数はそのトポロジ・データベース更新メツセージ
に先行するトポロジ・データベース更新メツセージのF
R2HすなわちGSBNTである。OOSリストのエ
ントリはGSENT値につき小さい値のものが先にくる
態様でソートされている。順序にしたがって処理された
トポロジ・データベース更新メツセージはOOSリスト
中の「ギャップを埋める」ことができるので、ステップ
70において、新しく更新されたGRCVD変数がOO
Sリストの第1変数に対するGSENT変数と等しいか
どうかチエツクされる。等しくなるのは、いま処理され
たトポロジ・データベース更新メツセージがOOSリス
トのトポロジ・データベース更新メツセージより先に受
は取られたが処理は後になった場合である。ステップ7
0において結果が肯定的になるとすると、隣接ノード制
御フロックにストアされているGRCVD変数がOOS
エントリにストアされている現行FR5N変数に等しく
される(ステップ72)。なぜなら、いま受は取ったト
ポロジ・データベース更新メツセージは処理ずみトポロ
ジ・データベース更新メツセージの順序にしたがって有
効にギャップを埋めるからである。そしてエントリはO
OSリストから削除され(ステップ74)、OoSのす
べてのリストが検出されたかどうかのチエツクがなされ
る(ステップ84)。ステップ84の答えが否定的であ
れば、処理はステップ70に戻る。ステップ84−の答
えが肯定的であるか、またはステップ7oの答えが否定
的であればノードXからの他のトポロジ・データベース
更新メツセージがノードXにおいて処理のため待行列に
人っているがどぅがのチエツクが行われる(ステップ7
6)。他のトポロジ・データベース更新メツセージが処
理しのこされていると、ステップ56で始まるすべての
処理が繰り返される。処理しのこされているメツセージ
がなければ、ステップ78においてOosリストのすべ
てのリストが削減されたがどっががチエツクされる。す
べてのトポロジ・データベース更新メツセージが処理さ
れたのちOOSリストに何らかのエントリが残っていれ
ば、ノードYにおいて受は取ったノードXからのトポロ
ジ・データベース更新メツセージ中に、受は取り不能な
「永久的」ギャップがあることになる。これはエラー状
態であり、CP−CPセツションをステップ80で終了
させてしまう。cp−cpセツションが終了すると2つ
のノードは結合を再確立しようとし、すべての処理が繰
り返される。もちろん、うまく受は取られて処理された
トポロジ・データベース更新メツセージ更新メツセージ
は、結合の再初期化時に、再び繰り返されるということ
はない。
ステップ66においてトポロジ・データベース更新メツ
セージ中のGSENT変数が隣接ノード制御ブロック中
にストアされているGRCVDと等しくない場合には、
トポロジ・データベース更新メツセージが順序を外れて
処理されている。ただしGSENT変数は処理のこの時
点においてGRCVD変数より小さいものとなることは
ない。
セージ中のGSENT変数が隣接ノード制御ブロック中
にストアされているGRCVDと等しくない場合には、
トポロジ・データベース更新メツセージが順序を外れて
処理されている。ただしGSENT変数は処理のこの時
点においてGRCVD変数より小さいものとなることは
ない。
なぜなら、ステップ58においてエラー状態のフラグが
立ち、トポロジ・データベース更新メツセージが捨てら
れるからである。ステップ66において答えが否定的で
あればエントリはトポロジ・データベース更新メツセー
ジからのGSENT値および現行FR5N値でOOSリ
ストに書き込まれる(ステップ82)。ステップ82が
終了すると、他のトポロジ・データベース更新メツセー
ジが処理し残されているがどうがチエツクされる。
立ち、トポロジ・データベース更新メツセージが捨てら
れるからである。ステップ66において答えが否定的で
あればエントリはトポロジ・データベース更新メツセー
ジからのGSENT値および現行FR5N値でOOSリ
ストに書き込まれる(ステップ82)。ステップ82が
終了すると、他のトポロジ・データベース更新メツセー
ジが処理し残されているがどうがチエツクされる。
E0発明の効果
この発明によれば送出ノードが、送出したトポロジ・デ
ータベース更新メツセージにつき隣接ノードごとに連続
番号を付与し、この連続番号に基づいて、あるいはさら
に資源情報と組み合わせ必要な情報のみを隣接ノードに
送るようにしている。
ータベース更新メツセージにつき隣接ノードごとに連続
番号を付与し、この連続番号に基づいて、あるいはさら
に資源情報と組み合わせ必要な情報のみを隣接ノードに
送るようにしている。
したがってトポロジ・データベース用のコミュニケーシ
ョンの削減が図れる。
ョンの削減が図れる。
第1図はこの発明が適用されるネットワーク例を示すブ
ロック図、第2図はこの発明の一実施例で用いる資源レ
コードのフォーマットを示す図、第3図は上述実施例に
おけるトポロジ・データベース更新メツセージの生成を
説明するフローチャート、第4図は上述実施例のフロー
削減連続番号FR5Nの使用例を示す図、第5図および
第6図は上述実施例の細部の動作を説明するフローチャ
ートである。
ロック図、第2図はこの発明の一実施例で用いる資源レ
コードのフォーマットを示す図、第3図は上述実施例に
おけるトポロジ・データベース更新メツセージの生成を
説明するフローチャート、第4図は上述実施例のフロー
削減連続番号FR5Nの使用例を示す図、第5図および
第6図は上述実施例の細部の動作を説明するフローチャ
ートである。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 各ネットワーク・ノードが、固有のネットワーク資源を
それぞれ定義するレコードを含むトポロジ・データベー
スを保持し、各トポロジ・データベースを維持するため
に隣接ネットワーク・ノードとの間でトポロジ・データ
ベース更新メッセージの交換を行い、かつこれらトポロ
ジ・データベース更新メッセージが送出ネットワーク・
ノードのトポロジ・データベース中に定義されている少
なくとも1つのネットワーク資源に関する情報を含むネ
ットワーク管理方法において、 送出ネットワーク・ノードが生成する各トポロジ・デー
タベース更新メッセージに、固有の連続番号を付与する
ステップと、 トポロジ・データベース中に定義された各ネットワーク
資源ごとに、各隣接ノードに対し送られる最も最近に送
られたトポロジ・データベース更新メッセージの連続番
号のレコードを維持するステップとを有し、 隣接ネットワーク・ノードに送られる任意のトポロジ・
データベース更新メッセージ中に、最も最近に当該ネッ
トワーク・ノードに送られたトポロジ・データベース更
新メッセージの連続番号より大きな連続番号の資源のみ
を含ませるようにし、各ネットワーク・ノードにストア
されている上記トポロジ・データベースを更新するため
に隣接ネットワーク・ノードに送るべき情報量を削減し
たネットワーク管理方法。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US07/210,251 US5101348A (en) | 1988-06-23 | 1988-06-23 | Method of reducing the amount of information included in topology database update messages in a data communications network |
US210251 | 1988-06-23 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH0244944A true JPH0244944A (ja) | 1990-02-14 |
JPH0775354B2 JPH0775354B2 (ja) | 1995-08-09 |
Family
ID=22782171
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP1158483A Expired - Fee Related JPH0775354B2 (ja) | 1988-06-23 | 1989-06-22 | 情報量削減方法 |
Country Status (4)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US5101348A (ja) |
EP (1) | EP0348331B1 (ja) |
JP (1) | JPH0775354B2 (ja) |
DE (1) | DE68918765T2 (ja) |
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