JPH0331296B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

以下の順序で発明を説明する。 Ａ 産業上の利用分野 Ｂ 開示の概要 Ｃ 従来技術 Ｄ 発明が解決しようとする問題点 Ｅ 問題点を解決するための手段 Ｆ 実施例 F₁ 実施例の概要 F₂ ネツトワーク環境（第１図） F₃ 問題点（第２図） F₄ 解決手段 F₅ 名前検査情報の形式（第３図および第４図） F₆ 名前検査情報の取扱い（第５図ないし第７
図） F₇ “ブリツジ”タイプのデータグラムの取扱
い（第５図ないし第７図） F₈ ノードのタイムアウト設定（第１表） F₉ むすび Ｇ 発明の効果 Ａ 産業上の利用分野 本発明は、１以上のブリツジ（またはゲートウ
エイ）によつてリンクされた複数の通信媒体（ま
たはチヤネル）を有するデータ通信ネツトワーク
における情報伝送の技術に関する。 Ｂ 開示の概要 本発明は１以上のブリツジ（またはゲートウエ
イ）によつてリンクされた複数の通信媒体（また
はチヤネル）を有するデータ通信ネツトワークに
おいて、名前検査情報（後述）を所定の複数の形
式で伝送することにより、名前検査プロセス（後
述）を１つの通信媒体内にとどめず複数の通信媒
体にまで効率よく拡張できるようにしたものであ
る。 Ｃ 従来技術 1984年５月３日付の米国特許出願第604684号
（以下、米国特許出願(a)という）には、集中的に
保持されるデイレクトリ機構による名前パラメー
タから物理的なアドレスパラメータへの中間的な
変換を必要とせずに、ネツトワークの個々のノー
ドの処理エンテイテイが名前連関を生成できるよ
うにしたシステムが開示されている。米国特許出
願(a)は、また、名前パラメータとアドレスパラメ
ータとの間の中間的な変換を必要とせずに、名前
を持つたエンテイテイ間でセツシヨンを確立する
ための方法も開示している。 1984年７月20日付の米国特許出願第631566号
（以下、米国特許出願(b)という）は、こうしたネ
ツトワークにおいて非一意的な名前を確立するた
めの方法、およびネツトワークの任意のエンテイ
テイからその名前で識別される遠隔の選択された
エンテイテイのグループへ情報を伝送するための
パラメータを制御するものとしてこの非一意的な
名前を使用する方法を開示している。 以下で使用する“名前指定（型）”という用語
はネツトワークにおいて情報が特定の場所（すな
わちアドレス）ではなく論理的な名前で伝送され
るということを示唆するものである。そのような
名前はネツトワーク内のいろいろなエンテイテイ
に関連している。これらのエンテイテイは物理的
な対象（コンピユータ、そのＩ／Ｏ接続機構）、
オペレータ、ネツトワークアクセスアダプタ等）
や無形的な対象（プログラム、データセツト等）
を含む。 そうした環境では、ネツトワークのいろいろな
ノード（ノードは、ここでは、通信チヤネルまた
は通信媒体の接続点として定義される）に所在す
るデータ処理機構（または局ともいう）は、物理
的なアドレス場所に対する全ての名前に関係する
デイレクトリテーブルを含む共有された処理局に
よる関連情報の中間的な変換を必要とすることな
く、(イ)個々のノードを介して用意されるエンテイ
テイに対する一意的な名前連関および非一意的な
名前連関を確立するため、および(ロ)個々に用意さ
れたエンテイテイ間でセツシヨン（すなわち論理
的な接続）を確立するため、分散モードで動作す
ることができる。そうした“関連情報”は前記米
国特許出願(a)に開示されるように名前検査要求／
応答メツセージおよび呼出し名前検査要求／応答
メツセージと呼ばれる。これらの関連情報を個々
に用いて起点ノードのところの処理システムに、
(イ)採用する名前がネツトワーク内の他のところで
使用される名前と競合するものであるかどうか、
および(ロ)セツシヨンで呼び出される対象がそのネ
ツトワーク内で名前により到達可能であつて他の
エンテイテイと明瞭（すなわち一意的に）に区別
できるかどうか、を判断させる。こうしたメツセ
ージは起点ノードからネツトワーク媒体またはネ
ツトワークチヤネルへ送出されて、個別的にリン
クされた全てのノードのところの処理装置によつ
て検査される。各ノードはメツセージ中にある名
前が各自の名前テーブルにある名前のいずれかと
一致するかどうかを見て、一致する場合は応答メ
ツセージを返す。名前テーブルにある名前はその
ノードにローカルに接続されたエンテイテイに対
して採用されている名前である。起点の装置は返
つてきた応答メツセージを用いて、関連する名前
採用プロセスおよびセツシヨン確立プロセスに関
り採るべき行動を判断する（完了または打切り）。 本発明はネツトワーク内でブリツジまたはゲー
トウエイの境界を越えてこうした名前検査メツセ
ージおよびその応答メツセージの処理を制御する
方法である。 もしこのような制御がないとすれば、起点の装
置で、境界を越える推移を制限するホツプカウン
トパラメータを定めなければならないであろうし
（これは、順次的にリンクされた媒体またはチヤ
ネルで形成されるループを介して関連情報が余分
に循環することのないようにするためである）、
ネツトワークの全てのノードでネツトワークトポ
ロジーに関連する情報を大量に記憶しなければな
らないであろう。 前記米国特許出願(b)に示される好適なローカル
ネツトワーク環境においては、どのノードのとこ
ろの装置（局ともいう）も“データグラム”タイ
プのメツセージを用いて、そのメツセージ中に含
まれる名前で識別される選択されたエンテイテイ
グループ（すなわち選択された複数のエンテイテ
イ）へ情報を限定的に送ることができる。このよ
うなデータグラムメツセージは一般的な同報通信
メツセージとは異なり、指定されたエンテイテイ
グループのメンバーを受けもつノードのところだ
けに向けられるものである。本発明は、単一の媒
体またはチヤネルに接続された装置で形成される
サブネツトワークをリンクするブリツジおよびゲ
ートウエイを越えてセツシヨン確立プロセスおよ
び名前採用プロセスの処理を制御するためのそう
したデータグラムタイプのメツセージの特別な用
法に関する。こうしたサブネツトワークのことを
ここでは“基本”という用語を用いて“基本ネツ
トワーク”ともいう。また、２以上の基本ネツト
ワークをリンクして形成されるネツトワークを
“複合ネツトワーク”ともいう。 Ｄ 発明が解決しようとする問題点 ネツトワークにおいて分散的に生成された名前
の使用に関する管理には１つの問題がある。それ
は、基本ネツトワークを併合して複合ネツトワー
クにする場合、併合により複合ネツトワークの規
模が大きくなればなるほどその併合前に採用され
た名前連関が多義的になつていくことである。併
合の際に全ての名前連関を取り消して再生成すれ
ば名前連関を一義的にすることも可能ではある
が、何千ものエンテイテイおよび名前連関を有す
るネツトワークでは、このような方法は実用的で
はない。 さらに、基本ネツトワークの併合により３以上
の媒体またはチヤネルが直列的にリンクされて冗
長な循環ループを形成することにもなりかねない
ので、これも問題である。伝送される情報の通る
ことのできるブリツジまたはゲートウエイの数を
制限するホツプカウントパラメータを、起点でそ
の情報に付加して伝送するようにすれば、ループ
における名前指定型の情報の冗長的な循環を回避
することも可能であるが、そうなるとネツトワー
クの全体のトポロジーに関する情報を記憶できる
ような手段をネツトワークの各ノードのところの
装置に具備しなければならず（これはその装置に
とつてはかなりの負担である）、しかもそうした
情報はネツトワークの物理的な構成を変更する場
合そのたびに同時に変更しなければならないもの
であるのでこれらが通信の大きな負担となる。 したがつて本発明の目的は、複数の基本ネツト
ワークを併合して動的に形成される複合ネツトワ
ークにおいて生ずる上記の問題点を解決する効率
のよいメツセージ伝送方法を提供することであ
る。 Ｅ 問題点を解決するための手段 本発明のメツセージ伝送方法はこの目的を達成
するために、基本ネツトワーク内の局が所定の第
１の形式でメツセージをその基本ネツトワーク内
だけに伝送し（ただしその基本ネツトワークに直
接リンクされた各ブリツジはこれを無視する）、
これに対し応答がないときに、その局は同じメツ
セージを所定の第２の形式でその基本ネツトワー
クに直接リンクされた各ブリツジに伝送し、これ
は受け取つた各ブリツジは同じメツセージを条件
的に所定の第３の形式で前記基本ネツトワークと
反対の側にあるそれぞれの基本ネツトワークに伝
送して各ブリツジは応答を受信したときにもとの
局にその応答を返すということを特徴としてい
る。 Ｆ 実施例 以下、幾つかの項に分けて実施例を説明するが
その前に、実施例に関係するプロセスおよびそれ
に用いられるメツセージについて説明する。実施
例に関係するプロセスには名前採用プロセスとセ
ツシヨン確立プロセスがある。名前採用プロセス
では、名前検査要求メツセージ（特にこれを採用
名前検査要求メツセージという場合もある）およ
びこれに対する応答メツセージが通信され、セツ
シヨン確立プロセスでは、呼出し名前検査要求メ
ツセージおよびこれに対する応答メツセージが通
信される。名前採用プロセスは採用しようとする
名前の検査を行うものであり、セツシヨン確立プ
ロセスはそのセツシヨンの呼出し名前（被呼側の
名前）の検査を行うものである。両プロセスとも
名前（一方は採用名前、他方は呼出し名前）の検
査を行うものであるから、名前検査要求メツセー
ジおよびこれに対する応答メツセージならびに呼
出し名前検査要求メツセージおよびこれに対する
応答メツセージのことを、総称して名前検査情報
という。同様に名前採用プロセスおよびセツシヨ
ン確立プロセスを総称して名前検査プロセスとい
う。また、名前検査要求メツセージおよび呼出し
名前検査要求メツセージのことを、要求のための
メツセージという意味で、総称して検査要求メツ
セージもしくは要求メツセージまたは単に要求と
いう。さらにこれらに対する応答メツセージを単
に応答という場合もある。 本発明はこの名前検査プロセスを、基本ネツト
ワーク内にとどめず、複合ネツトワークにまで効
率よく拡張することを意図したものであり、その
ために名前検査情報に２つの形式を用いる。第１
の形式がいわゆる前記の要求／応答メツセージで
ある。第２の形式はこれらのメツセージを封止し
たデータグラムである。したがつて第１の形式の
メツセージを封止したこのデータグラムも、ここ
では名前検査情報である。 なお実施例の説明のF₃で解決すべき問題点を
再記しておく。 F₁ 実施例の概要 実施例は、変更可能な複合ネツトワークにお
ける論理的な名前指定型の情報の使用に関する
有効な方法を提供するものである。この方法は
名前指定型の各々の情報を幾つかの分離した通
信プロセスに分けるというものである。第１の
プロセスでは、通信すべき情報は起点ノードが
近接してリンクされている基本ネツトワークを
介して同報通信される。同じ基本ネツトワーク
のノードのところのブリツジがこの情報を無視
できるように（すなわち、この情報が他のネツ
トワーク媒体へ渡らないように）この情報は指
定された第１の形式で伝送される。この同報通
信に対し応答がない場合は、この情報は第２の
形成で伝送されて…好適には“ブリツジ”とい
う名前のグループへ向けられる１つのデータグ
ラムである…そのブリツジのグループから他の
ネツトワーク媒体へ第１の形式で再び同報通信
される。この再同報通信に対し応答がない場合
は、個々のブリツジはこのプロセスを継続する
他のブリツジへネツトワークを介して別のデー
タグラムを送ることができる。継続の範囲すな
わちホツプカウントは、要求メツセージを発生
したノードに“基本的”にリンクされているブ
リツジの各々で決定される。 実施例によれば、名前連関を採用しようとす
る、または名前で指定される１つのエンテイテ
イとのセツシヨンを確立しようとするノード
は、それが直接にリンクされているところの基
本ネツトワークに名前検査要求メツセージまた
は呼出し名前検査要求メツセージをそれぞれ同
報通信する。その後、ノードはそれに対する応
答メツセージが返つてくるかどうか各々の媒体
またはチヤネルを監視する。ブリツジはこの要
求メツセージを約束通り無視する。起点ノード
による監視時間は、基本ネツトワークの長さに
関連する時間の所定の“基本タイムアウト”に
制限されている。この時間内にメツセージが応
答されない場合は、起点ノードは所定のタイム
アウト間隔ごとに、この同報通信および監視オ
ペレーシヨンを所定の再試行限度まで何回でも
繰り返すことができる。全ての試行に対し応答
が１つもない場合は、起点側でその同じ情報を
“ブリツジ”という名前のところへ向けられる
データグラムの中に封止して、このデータグラ
ムを、同じ媒体またはチヤネルに直接リンクさ
れた全てのブリツジ（すなわちその基本ネツト
ワークの全てのブリツジ）へ送る。これらのブ
リツジを介してリンクされた他の基本ネツトワ
ークにおける遅延される処理およびそこから戻
つてくる応答のことを考慮して、起点側は第２
の所定の時間をタイムアウトする。 このデータグラムに応答して、各ブリツジノ
ード（ブリツジが存在するノードのこと）のと
ころの処理機構はそのデータグラムの情報をも
との名前検査要求メツセージまたは呼出し名前
検査要求メツセージの形式に再構成し、そのブ
リツジノードを通つて橋渡しされているさらに
遠くの媒体またはチヤネルを介して、もとの形
式で構成されたその情報を再び同報通信する。
そのブリツジのところの処理機構は、橋渡しさ
れた個々の媒体またはチヤネルにリンクされた
ノードから返つてくる応答メツセージのことを
考慮して、所定の時間をタイムアウトする。１
つの応答メツセージが受信された場合は、その
ノードに直接接続されている媒体を介してその
応答メツセージが起点ノードに返される。その
ブリツジが２以上の応答メツセージを受信した
場合は、ブリツジの処理機構は最初の応答メツ
セージを通し他の応答メツセージを抑止するこ
とができる；その後は競合の調整に関し起点ノ
ードに対してトランスペアレントな行動を採
る。再同報通信およびタイムアウトオペレーシ
ヨンはそのブリツジのところで所定の再試行限
度まで繰り返すことができる。応答メツセージ
が１つも返つてこない場合は、ブリツジは或る
再試行限度までその前の行動を繰り返すことが
できる；すなわち、名前検査要求メツセージま
たは呼出し名前検査要求メツセージを再送し、
応答メツセージを認識し、その最初の応答メツ
セージを起点ノードへ送ることができる。第１
の形式（もとの形式）で情報を送信しかつ全て
の再試行の後１つも応答メツセージを受信しな
いブリツジは、そのホツプカウントを減分し、
その値がゼロでないなら、減分されたその値を
含むデータグラムをさらに遠くの媒体またはチ
ヤネルに送る。 これまでのプロセスにおいて、ブリツジは応
答メツセージの処理に関し能動的または受動的
な役割りを演じることができる。受動モードで
は、全ての応答メツセージは２地点間通信（ア
ドレス指定）で起点へ直接的に進められるが、
能動モードでは、進められるのは最初の応答メ
ツセージだけであり、ブリツジは競合状態また
は多義的なネツトワークの状態を表わす付加的
な応答情報の処理を行う。 以上に説明したプロセスの特徴は、基本ネツ
トワークにおける起点ノードにリンクされたブ
リツジが“ブリツジ”タイプのデータグラム
（“ブリツジ”という名前のところに向けられる
データグラム）の転送範囲（ホツプカウントの
制限）を判断することである。いかなるネツト
ワークにおいてもブリツジノードの数は一般に
は通信ノードの合計の数よりもずつと少ないの
で、各起点ノードがホツプカウントを設定する
場合に比べて、そうした判断に関するプロセス
の処理量および必要な記憶容量は大幅に減ぜら
れる。 さらに他の特徴は、ネツトワークのユーザ
（ノードのところで走行するソフトウエア、お
よびノードのところで対話を行つているオペレ
ータを含む）は名前検査情報のための行先の経
路を指定する必要が全くないということであ
る。したがつてこれにより通信のプロセスがさ
らに簡単になる。 F₂ ネツトワーク環境 第１図に示すように基本ネツトワークＡない
しＤはブリツジ１５ないし１８によつて複合ネ
ツトワーク１０としてリンクされる。以下の説
明において、参照番号１２は媒体（またはチヤ
ネル）、１３はノード（またはタツプ）、１４は
データ処理エンテイテイであるが、特にネツト
ワークを特定していうときはたとえば１２Ａ，
１３Ａ、および１４Ａのように、基本ネツトワ
ークＡないしＤのどれであるかを示すためＡな
いしＤの文字を付すことにする。基本ネツトワ
ークは媒体１２Ａないし１２Ｄをそれぞれ有す
る。媒体１２Ａないし１２Ｄはノード１３Ａな
いし１３Ｄをそれぞれ有し、そのようなノード
は個々の通信およびデータ処理機構１４Ａない
し１４Ｄを有する。参照番号１５ないし１８の
ところに示すブリツジは媒体１２Ａないし１２
Ｄをリンクして複雑な形態を構成する。ブリツ
ジ１５ないし１８はノード１３Ａないし１３Ｄ
とは物理的に分離したノードを介して各自の媒
体と接続できる。または、ブリツジは物理的に
データ処理機構１４Ａないし１４Ｄのどこかの
中に常駐し各自のノードを共有することも可能
である。各基本ネツトワークは個々の媒体のノ
ード１３を介するデータ処理機構（または局と
もいう）１４を複数受け持つことがある。 後述する名前指定型の情報を処理する適応性
を有すること以外は、ブリツジはよく知られた
タイプのものである。そうしたブリツジは、た
とえば、米国特許第4287592号または第4365331
号に示されている。一般的にいえば、ブリツジ
は１つの媒体のうちの２つの媒体または２つの
チヤネル（時分割または周波数分割によるも
の）に接続され、関連する媒体またはチヤネル
間で、信号を有する情報を双方向的に通すよう
に動作する。ブリツジはプログラムされたマイ
クロプロセツサおよび記憶ユニツトを具備する
ことができる。これにより、リンクされた媒体
またはチヤネル間で伝送される情報信号に対し
て高度なバツフアリングオペレーシヨンおよび
形式変換オペレーシヨンを遂行することができ
る。第１図に例示する構成では、ブリツジ１５
は媒体１２Ａおよび１２Ｂをリンクし、ブリツ
ジ１６は媒体１２Ａおよび１２Ｃをリンクし、
ブリツジ１７は媒体１２Ｂおよび１２Ｃをリン
クし、ブリツジ１８は媒体１２Ｃおよび１２Ｄ
をリンクする。 データ処理機構（または局）１４Ａないし１
４Ｄは前記米国特許出願(a)に示すように、個々
のエンテイテイ（オペレータ、プログラム、デ
ータセツト等の個々のノードのところに提供さ
れているもの）に対して論理的な名前（別名）
を採用するため個々のノードを介して動作す
る。これらの名前は個々のエンテイテイの物理
的な場所との直接の関連は全くないので、論理
的に特徴付けられる。名前を採用するプロシー
ジヤはネツトワークを介して伝送される情報で
特徴付けられるもので、論理的な名前からアド
レスパラメータへの変換を行う中間的な処理を
全く必要としない。 後述するブリツジ間の処理を無視すれば、上
記の伝送情報は、一般的には、或る名前を採用
しようとしかつ他のデータ処理機構の応答メツ
セージを監視するデータ処理機構からの同報通
信される名前検査要求メツセージを含む。デー
タ処理機構１４Ａないし１４Ｄはその各々で採
用される名前連関を定める名前テーブルをそれ
ぞれが保持する。データ処理機構はそれぞれ他
のデータ処理機構とは独立的に動作して新しい
名前連関の採用のための通信プロセスを開始す
ることができる。これを開始するデータ処理機
構は名前検査要求メツセージを同報通信する。
前述のようにこの名前検査要求メツセージはそ
のデータ処理機構が採用を提案する名前を含
む。他のデータ処理機構はこのメツセージを監
視し、このメツセージ中の名前と各自の名前テ
ーブルにある名前とを比較し、名前テーブルに
一致する名前があれば応答メツセージを返し、
一致する名前がないときはその名前検査要求メ
ツセージを無視する。 名前検査要求メツセージを発したデータ処理
機構が１以上の応答メツセージを受信し、か
つ、採用しようとしているその名前がネツトワ
ークにおける一意的な基準に基づくものである
ときは（前記米国特許出願(b)に詳しく説明され
る）、起点のデータ処理機構は名前の競合を認
識してその名前を不採用とし名前採用プロセス
を終了する。応答メツセージが１つも受信され
ない場合は、その名前を採用することができる
（それが起点のデータ処理機構の名前テーブル
に入れられる）。以上が名前採用プロセスであ
る。 セツシヨン確立プロセスもこれと同様なオペ
レーシヨンを有する。たとえば或るノードのと
ころのデータ処理機構で走行する或るプログラ
ムＰが特定の名前で知られているデータセツト
へのアクセスを必要とする場合、そのノードで
プログラムＰを実行しているデータ処理機構は
名前で所望のデータセツトへ向けられる呼出し
名前検査要求メツセージを同報通信する。この
呼出し名前検査要求メツセージは起呼エンテイ
テイおよび被呼エンテイテイの両方の論理的な
名前を含む（この例でいえばプログラムＰと必
要なデータセツトの名前である）。呼出し名前
検査要求メツセージを受信したデータ処理機構
は各自の名前テーブルを検査して、呼び出され
た名前に一致するエントリがみつかつたときに
のみ応答メツセージを返す。起点ノードで応答
メツセージが１つも受信されないならば、起点
ノードはセツシヨン確立プロセスを打ち切る。
起点ノードが１つの応答メツセージを受信した
ときは、セツシヨンが確立されるまで、他の伝
送情報の通信を要するそのプロセスを続行する
（前記米国特許出願(a)に詳しく説明される）。こ
のようにしてプログラムＰを受け持つノードは
データセツトを名前で検索することができる；
すなわちデータセツトのネツトワークにおける
物理的な場所に関する情報は全く必要なしに検
索できる（したがつてプログラムＰおよび要求
されたデータセツトを受け持つノードのデータ
処理機構で走行する全てのプログラムの処理に
対してトランスペアレントである）。 F₃ 問題点 ここで本発明が解決しようとする問題点を、
具体的な例を用いて再び説明しておく。第１図
に例示する複合ネツトワークにおいて、セツシ
ヨン呼出しの対象であるデータセツトに割り当
てられた名前が幾つかの基本ネツトワークで競
合して使用されるという場合を想定する。これ
は、たとえば、分離されていた基本ネツトワー
クが併合されて複合ネツトワークが形成されか
つ併合された基本ネツトワークの幾つかが上記
のデータセツトの名前を使用するノードをそれ
ぞれ有するという場合に起こり得る状況であ
る。このような状況およびこれにより生ずる問
題を第２図を参照して説明する。 キーボード／デイスプレイ端末５１を操作す
るオペレータ“ビル（BILL；人の名前）”およ
びデータ処理機構５２とところで走行するソフ
トウエア（アプリケーシヨンプログラム等）は
１つのデータセツト“ABCD EFGHI（データ
セツトの所望の名前：すなわち、ユーザにとつ
て都合の良い適切な名前をつけることができ
る）”のアクセスを要求する場合がある。第２
図に示すように、データ処理機構５２がネツト
ワークＡにリンクされ、ビルのアプリケーシヨ
ンで要求されたデータセツト５３がデータ処理
機構５５（これもネツトワークＡにリンクされ
ている）の受け持つデイスクフアイル５４に記
憶されていると仮定する。さらに“ABCD
EFGHI”という同じ名前を持つた他の無関係
なデータセツトがネツトワークＢおよびネツト
ワークＤで記憶されていると仮定する（ネツト
ワークＢのデイスクフアイル６１にはデータ処
理機構６２を介してアクセス可能なデータセツ
ト６０が記憶され、ネツトワークＤのデイスク
フアイル７１にはデータ処理機構７２を介して
アクセス可能なデータセツト７０が記憶されて
いるものとする）。 ビルのアプリケーシヨンプログラムが
“ABCD EFGHI”を呼び出す場合、データ処
理機構５２が自身の名前テーブルを検査して要
求されたデータセツトはローカルに接続されて
いないと判断し、媒体１２Ａを介して起呼エン
テイテイとして“ビル”および被呼エンテイテ
イとして“ABCD EFGHI”を示す呼出し名前
検査要求メツセージを同報通信すると仮定す
る。呼出し名前検査要求メツセージがブリツジ
を介して何の制限もなく伝送することができか
つ全ての媒体１２Ａないし１２Ｄのノードで監
視できるものとすると、幾つかの問題が生ず
る。まず第１に、データ処理機構５２に競合す
るであろうデータ処理機構５５，６２、および
７２から応答メツセージが返つてくることであ
る。第２に、媒体１２Ａ、ブリツジ１６、媒体
１２Ｃ、ブリツジ１７、媒体１２Ｂ、およびブ
リツジ１５によつて形成されるループを介し
て、さらには、媒体１２Ａ、ブリツジ１５、媒
体１２Ｂ、ブリツジ１７、媒体１２Ｃ、および
ブリツジ１６によつて形成されるループを介し
て呼出し名前検査要求メツセージが繰り返し循
環することである。 呼出し名前検査要求メツセージおよび名前検
査要求メツセージの越えることのできるブリツ
ジの数を各々のデータ処理機構が制限すること
ができ（たとえば、ホツプカウントの値を１に
指定することによつて）、かつ、名前の採用の
競合が起こらないようにネツトワークが構成さ
れるならば、上記のような状況は生じないであ
ろう。しかしながらこの解決方法は別の問題を
生ずる。起点となるデータ処理機構にホツプカ
ウントの値を指定することを要請すれば、この
ことにより全てのデータ処理機構に対して、ネ
ツトワークトポロジーに関連する情報を保持し
なければならないという負担をかけることにな
る。例示するような複雑なネツトワークは、多
数のデータ処理機構を受け持ち、しかも新しい
基本ネツトワークが追加されるのに応じて動的
に変化し得るので、各データ処理機構で適切な
トポロジーの情報を保持するのは非常に面倒な
ことであろう。一方、名前の採用の競合が起こ
らないようにネツトワークを構成するには、ネ
ツトワークを変更するたびに全ての名前連関を
再生成しなければならない。いずれにせよ上記
のような解決方法は実用的ではない。 F₄ 解決手段 実施例は、起点から遠く離れた媒体およびブ
リツジを介して累進的にフアンアウトする一連
の独立したオペレーシヨンで名前検査メツセー
ジおよび呼出し名前検査メツセージを伝送する
ようにデータ処理機構を構成することにより上
記問題に対する簡単な解決策を提供するもので
ある。フアンアウトプロセスは起点ノードに対
してはトランスペアレントである。このプロセ
スはブリツジのところの処理機構に関連情報の
ためのホツプカウントの範囲を判断する負担を
課するものであるが、ネツトワークはデータ処
理機構よりもブリツジの方がはるかに数が少な
いので、全てのノードに個々のホツプカウント
の範囲が判断させる場合に比べて、ブリツジで
ないノードに課せられる負担は大幅に減り、関
連するネツトワークトラフイツクの量も極端に
少なくなる。 上記のフアンアウトプロセスを制御する手法
は名前検査要求メツセージおよび呼出し名前検
査要求メツセージを異なる第１の形式および第
２の形式で伝送するステツプを含む。これらの
形式およびその取扱いのプロセスについては後
で詳しく説明する。簡単にいうと、第１の形式
では、情報は１つの基本ネツトワークの媒体の
範囲を有する同報通信メツセージ（ブリツジを
越えることはできない）として構成され、第２
の形式では、情報は基本的な媒体に直接リンク
されたブリツジ（ただし、そういうブリツジは
複数でもよい）だけに独占的に向けられる“デ
ータグラム”に封止される（前記米国特許出願
(b)に詳しく示される）。 名前検査要求メツセージはまた呼出し名前検
査要求メツセージを第１の形式で発するとき、
その起点ノードのところのデータ処理機構はそ
のメツセージの“基本的”な範囲内のノードか
ら応答メツセージが返つてくることを考慮して
第１の所定の時間をタイムウアトする。応答メ
ツセージが１つも受信されない場合は、この通
信およびタイムウアトプロシージヤは所定の再
試行限度まで何回でも繰り返すことができる。 これらの要求メツセージは同報通信モードで
伝送されるので、一般的には、上記のようなタ
イプの繰返しが望ましい。関連する信号の送信
または受信におけるエラーは、情報に対する受
信プロセツサの誤つた解釈および誤つた処理を
生じさせることがあるからである（たとえばメ
ツセージタイプの情報または検査すべき名前の
伝送でエラーが生ずると、可能性のある名前を
有するノードがそのメツセージを無視する場合
がある）。 １以上の応答メツセージが受信された場合
は、起点のデータ処理機構の採る行動は関連す
る名前検査プロセス（名前採用プロセスまたは
セツシヨン確立プロセス）に依存する。名前採
用プロセスが名前採用プロセスの場合であつて
かつ提案された名前が一意的な基準に基づく使
用を意図するものであるときは、応答メツセー
ジの受信は競合を表わすのでその名前は採用さ
れない。名前検査プロセスがセツシヨン確立プ
ロセスの場合は、応答メツセージは直接にリン
クされた基本ネツトワーク内で被呼エンテイテ
イが存在することの確認を表わすのでそのプロ
セスは他の情報を伝送して同じ基本ネツトワー
クを介して続行される。 名前検査要求メツセージまたは呼出し名前検
査要求メツセージの同報通信（第１の形式）を
発したデータ処理機構が１つも応答メツセージ
を受信しなかつたときは（第１の形式の同報通
信が所定の再試行限度まで繰り返される場合は
全ての再試行の後）、その同じ情報を第２の形
式でその基本ネツトワークの媒体を介して送出
する。第２の形式では、この情報は“ブリツ
ジ”という名前のところへ向けられるデータグ
ラムの中に封止され、基本ネツトワークを介し
て起点にリンクされた各ブリツジのところの特
別の解釈的処理部に与えられる。そのような処
理部で、各ブリツジはもとの名前検査要求メツ
セージまたは呼出し名前検査要求メツセージを
構成する情報をデータグラムから抽出しその情
報をもとの形式（第１の形式）で再び同報通信
する。ブリツジの処理機構は、橋渡しされた媒
体にリンクされた他の基本ネツトワークのノー
ドから返つてくる応答メツセージを考慮して所
定の時間をタイムアウトする。 名前検査要求メツセージまたは呼出し名前検
査要求メツセージを再同報通信したブリツジが
１以上の応答メツセージを受信した場合は、そ
のブリツジは起点ノードにリンクされた媒体ま
たはチヤネルを介してその最初の応答メツセー
ジを起点ノードに進める。２以上の応答メツセ
ージを受信しかつ、それがネツトワークの競合
を表す場合は、ブリツジの処理機構は競合の性
質を判断し、起点ノードから離れた橋離しされ
た方の媒体を介して応答メツセージを発したノ
ードへ競合が発生したことを知らせる情報を送
出する。 応答メツセージが１つも受信されないとき
は、ブリツジの採る行動は起点ノードからのホ
ツプカウント距離（共通の媒体を介して起点ノ
ードに直接リンクされたブリツジのホツプカウ
ント距離はゼロであり、ブリツジが余分の媒体
を介してリンクされる場合は中間の余分の媒体
の数に応じてそのホツプカウント距離は大きく
なる）に依存する。 上記の再同報通信の応答メツセージを１つも
受信しないホツプカウント距離がゼロのブリツ
ジはネツトワークトポロジーに関するローカル
テーブル（以下、トポロジーテーブルという）
を調べて、そのブリツジにリンクされた媒体が
遠くのブリツジ（起点ノードから“遠く離れ
た”ブリツジ）に接続されない場合は、そのブ
リツジは名前検査情報の処理を終了する。ホツ
プカウント距離ゼロのブリツジが応答を１つも
受信せず、かつ、ループを形成することなく
（起点ノードからのホツプカウント距離がゼロ
の別のブリツジを通ることなく）遠くのブリツ
ジに接続される場合は、ループを形成すること
なく連続的にそのブリツジと接続できるさらに
遠くのブリツジの数に関するホツプカウント値
を含む第２のデータグラムを送出する。 この第２のデータグラムを受信した各ブリツ
ジは、そのホツプカウント値を減分して、先行
するブリツジの遂行したプロセスを繰り返す
（すなわち、名前検査要求メツセージまたは呼
出し名前検査要求メツセージを再同報通信し、
その応答のためのタイムアウトを開始し応答が
あればその最初のものを中継し、応答がなけれ
ば、そのホツプカウント値に応じて次のレベル
のブリツジへとプロセス拡張するか：ホツプカ
ウント値が０でないとき：、またはプロセスを
終結する：ホツプカウント値が０のとき：）。 どのレベルのブリツジでも、拡張されたプロ
セスで応答がなされなかつた場合そのプロセス
を終了するには起点ノードにそれ以上情報を返
さないことが要求される。起点ノードではそこ
で管理されるタイムアウトオペレーシヨンがあ
るので、起点ノードはそのような応答が返つて
こないことを効果的に推論する。このタイムア
ウトは、ネツトワークにおいてブリツジでない
ノードが最初に活動化されるときに、ブリツジ
でないノードとブリツジノード（ブリツジのと
ころのノード）との間の相互の働きによつて決
定される“プロセスタイムアウト”パラメータ
に従つて確立される。次にこの“プロセスタイ
ムアウト”の設定について説明する。 新たに活動化されるブリツジでないノードは
名前採用プロセスまたはセツシヨン確立プロセ
スのために自身を付勢する前に、“ブリツジ”
という名前のところへ指定されるタイムアウト
初期設定の要求を含む最初のデータグラムを送
る（プロトコルによつて）ことが要請される。
ブリツジのところの処理機構は、トポロジーテ
ーブルを検査し起点ノードが初期設定されてい
ない状態にあることを認識することによつて
（F₈“ノードのタイムアウト設定”参照）、名前
検査要求メツセージまたは呼出し名前検査要求
メツセージを封止したデータグラムと、初期設
定要求を含むデータグラムとを弁別する。この
初期設定要求を含むデータグラムを受信した各
ブリツジ（すなわち要求元ノードからのホツプ
カウント距離がゼロである各ブリツジ）のトポ
ロジーテーブルは、そのブリツジのネツトワー
ク（そのブリツジが橋渡しするネツトワークは
２つである）のトポロジーに関する情報を記憶
する。これはネツトワークが初期設定されると
きまたは再構成されるときに記憶される。初期
設定要求に応答して、ブリツジの処理機構は自
身のトポロジーテーブルを調べて遅延フアクタ
を抽出する。この遅延フアクタは応答メツセー
ジの中に入れられて、初期設定の要求を出した
要求元ノードに返送される。 この遅延フアクタは、要求元へ戻る経路でル
ープを形成する遠くのブリツジを通ることなく
そのブリツジを介してアクセス可能な最も速い
ノードと要求元との間に信号伝搬および情報処
理において考えられる最悪のケースの遅延より
も少し長めに設定される。初期設定の要求を出
したノードのデータ処理機構は戻つてきた複数
の遅延フアクタを調べてその“タイムアウト”
機能として最大の値を有する遅延フアクタを選
択する。後続の名前採用プロセスおよびセツシ
ヨン確立プロセスでは各データ処理機構はこの
タイムアウト機能を用いて応答を受信するため
の制限時間をセツトする。どのブリツジも応答
を受信することなく各自の名前検査情報の処理
を完了し、かつ、これによつてオペレーシヨン
の処理が終了すれば、起点ノードで設定され、
応答がないものとして効果的に取り扱われるタ
イムアウトの範囲内にこの終了が入ることにな
る。以上が、ブリツジノードとブリツジでない
ノードの共働によつてブリツジでないノードの
ところで設定される“プロセスタイムアウト”
機能の説明である。 各ノードは、さらに、“基本タイムアウト”
機能も初期設定し、そのノードの属する基本ネ
ツトワークに関する自身の名前検査プロセスお
よび呼出し名前検査プロセスを時間調整する。
この基本タイムアウトはその基本ネツトワーク
内で通常予想される最大の伝搬遅延および処理
遅延に関係する。名前検査要求メツセージまた
は呼出し名前検査要求メツセージを発し、か
つ、その基本タイムアウトで測定される時間内
に１つも応答を受信しなかつたノードは、通信
が応答されないということを効果的に推論し、
後続の適切な行動に従つて処理を進めることが
できる（通信の再試行、ブリツジデータグラム
の伝送等）。 F₅ 名前検査情報の形式 名前検査要求メツセージ、呼出し名前検査要
求メツセージおよび“ブリツジ”タイプのデー
タグラムメツセージの形式を第３図および第４
図を参照して説明する。第３図に示すように名
前検査要求メツセージおよび呼出し名前検査要
求メツセージは制御フイールド１００ないし１
０５を有する。１００は宛先フイールド(B)、１
０１は起点フイールド（OA）、１０２はタイ
プフイールド（N1／N2）、１０３はホツプカ
ウントフイールド（HC）、１０４は名前フイ
ールド（Ｎ）、１０５はその他の情報のフイー
ルドである。タイプフイールド１０２の値で名
前検査と呼出し名前検査とを区別する（ここで
はN1が名前検査、N2が呼出し名前検査であ
る）。宛先フイールド１００の値は、名前検査
および呼出し名前検査の両タイプとも、同報通
信を示すものである（タイプフイールドの値
N1およびN2が同報通信処理を示唆するように
採られるなら、宛先フイールドの値は気にしな
くてもよい）。従来の同報通信タイプのメツセ
ージに対しては通常は応答メツセージは返され
ないが、上記の２つのタイプの同報通信は条件
的な応答メツセージを必要とするので（名前フ
イールド１０４にある名前が受信ノードの名前
テーブルにある名前と一致したとき）、この同
報通信は特別の取扱いをしなければならない。
起点フイールド１０１にあるアドレスは通信を
開始するノードのアドレス（起点アドレス）で
ある。このアドレスは応答メツセージでは宛先
アドレスとして使用される。名前フイールド１
０４は、名前検査要求メツセージの場合は、採
用のため提案された名前を有し、呼出し名前検
査要求メツセージの場合は、セツシヨン呼出し
の対象となるエンテイテイの名前を有する。 残りの情報、すなわち、フイールド１０５は
通信のタイプによつて異なり、呼出し名前検査
要求メツセージの場合、フイールド１０５は起
呼側の名前（そのセツシヨンを呼び出したエン
テイテイの名前）を含む。名前検査および呼出
し名前検査の両タイプとも、フイールド１０５
は、応答する側がその通信および短縮コード式
の一致した名前を識別できるような番号（シー
ケンス番号）を含む。現行の通信システムはど
んなものでも、各ノードは時間的に重なり合う
タイムアウトでこの性質を有する通信情報を多
数発することができるものとされている；した
がつて、個々の通信およびその名前を識別でき
ることは重要であり、短縮コードでこれができ
れば明らかに効果的である。 第４図に示すように“ブリツジ”タイプのデ
ータグラムの情報は制御フイールド１２０ない
し１２５を有する。これらの制御フイールドが
受信ノードにおける処理を指示する。制御フイ
ールド１２０ないし１２５の各フイールドの機
能は前述の制御フイールド１００ないし１０５
の各フイールドの機能とそれぞれ同様である。
したがつてタイプフイールド（N3）１２２で
データグラムタイプの情報と他のタイプの情報
を区別する。宛先フイールド１２０は“同報通
信”であることを示すものであるが、このデー
タグラムに付随するフイールド１２５のその他
の情報は、“非一意的”なデータグラムの名前
と一致する名前を含む名前テーブルを有するノ
ードのところだけで処理される。ここでは、こ
の“非一意的”なデータグラムの名前は、“ブ
リツジ”またはブリツジノードに関連する同様
な意味を有する名前である。起点アドレスはデ
ータグラム情報を発するノードのアドレスであ
る。“ブリツジ”タイプのデータグラムのその
他の情報（フイールド１２５）はブリツジでな
いノードから送られる初期設定要求を含むか、
または以前に応答されなかつた名前検査要求メ
ツセージもしくは呼出し名前検査要求メツセー
ジの内容を含む。 ホツプカウントフイールド１０３および１２
３でセツトされる値はその通信の性質および発
信源によつて異なる。名前検査要求メツセージ
または呼出し名前検査要求メツセージがブリツ
ジでないノードから発せられるものであるとき
は、ホツプカウントフイールドは無視されるも
のとされる（すなわちその値はゼロにセツトさ
れる）。名前検査要求メツセージまたは呼出し
名前検査要求メツセージがブリツジノードから
発せられるものであるときも、ホツプカウント
フイールドは常にゼロにセツトされる。データ
グラムがブリツジでないノードから発せられる
ものであるときも、ホツプカウントフイールド
はゼロにセツトされる。データグラムがブリツ
ジノードから発せられるものであるときは、ホ
ツプカウントの値は、ネツトワークの処理経路
におけるそのブリツジノードの位置によつて異
なる。ブリツジノードがその処理経路における
最初のブリツジであるときは、ホツプカウント
値はそのブリツジにより選択されるものとな
る。データグラムが最初のブリツジ以外のブリ
ツジノードから発せられるものであるときは、
ホツプカウント値はその同じ情報を処理した先
行するブリツジの数によつて異なる（すなわ
ち、ホツプカウント値は最初のブリツジおよび
後続の各ブリツジによつて減分される）。 F₆ 名前検査情報の取扱い 好適な環境を有するシステムにおいては、各
ノードは、汎用のデータ処理オペレーシヨンお
よびローカルエリアネツトワークに関する信号
処理オペレーシヨンを遂行するために、データ
処理機構（たとえばIBMパーソナルコンピユ
ータおよび支援マイクロプロセツサ）を含む。
ローカルエリアネツトワークは、たとえば、米
国特許第4365331号に示されるようなタイプの
ネツトワークである。データ処理機構は上記の
オペレーシヨンを遂行するため、よく知られた
監視プログラムおよびアプリケーシヨンプログ
ラムの指示の下で動作する。タスクまたはプロ
セスが本発明の意図するところである名前に関
係したプロセスを必要とするような段階に達す
ると（ローカルに提供されたエンテイテイのた
めの名前採用プロセス、またはローカルに提供
されたエンテイテイと論理的な名前だけで知ら
れる他のエンテイテイとの間でのセツシヨン確
立プロセスに達すると）、ノードのデータ処理
機構は名前検査プロセスを遂行する。第５図な
いし第７図を参照して以下これを説明する。 第５図は一般的な名前検査プロセスの説明図
である。第６図は、第５図のうち、名前検査情
報を発するノードの行うタイムアウトの処理お
よび応答メツセージの処理に関連する部分を示
す図である。第７図は拡張された名前検査プロ
セスに使用されるデータグラムの処理に関する
説明図である。 データ処理および信号通信に関して複数の独
立した段階を命ずることのできるこのプロセス
は、対象となるエンテイテイの名前（すなわ
ち、採用のために提案された名前、またはセツ
シヨン呼出しの対象を表わす名前）がネツトワ
ークにおいて競合するのか、または、一義的に
使用されるのかどうかを検査するのに使用され
る。この検査は、別な表現をすれば、採用のた
めに提案された名前が他のエンテイテイに割り
当てられているかどうか、または、セツシヨン
呼出しの対象が名前検査情報の名前で接続でき
るかどうかの検査である。第５図のステツプ
140で現タスクが名前の使用を要求するもので
あると判断されると、データ処理機構はステツ
プ141でローカルの名前テーブルを検査する。
検査すべき名前が或るエントリと一致すればそ
のプロセスはローカルに完了する（ステツプ
142）。 名前検査プロセスが名前採用プロセスの場
合、ステツプ141における一致という判断はそ
のノードにローカルに提供された別のエンテイ
テイが先にその名前を使用していることを意味
するので、プロセスは名前採用プロセスを要求
するプログラム（これは、名前の使用が１つの
エンテイテイとの排他的な関連を必要とする場
合は、名前採用プロセスを打ち切る）に“使用
中”状況を知らせて終結する。名前検査プロセ
スがセツシヨン確立プロセスの場合、ステツプ
141における一致という判断は起呼エンテイテ
イおよび被呼エンテイテイの両エンテイテイが
そのノードでローカルに（すなわちネツトワー
クを介する信号の通信なしに）アクセス可能で
あることを意味するので、プロセスは終結に向
かつてローカルに遂行される（すなわち、本発
明とは関係のない他のローカルな条件に応じ
て、セツシヨンが確立されるか、またはプロセ
スが打ち切られる）。 ステツプ141で、検査されている名前が名前
テーブルのエントリと一致しないときは、直接
アクセス可能な基本ネツトワークを介して名前
検査要求メツセージまたは呼出し名前検査要求
メツセージを同報通信するためのオペレーシヨ
ンが始まる。前述の基本タイムアウトおよびプ
ロセスタイムアウトがステツプ143で開始され、
再試行カウントがステツプ144で更新される；
この例でいうと、最初の試行を表わす初期値に
セツトされる。次の行動はプロセスのタイプに
よつて異なる（ステツプ145）。名前採用プロセ
スの場合、第３図に示すような名前検査要求メ
ツセージが用意され、ネツトワークが使用可能
になつたときに（このネツトワークアクセスプ
ロトコルには様々なものが考えられる）、その
ノードに直接リンクされた基本ネツトワークを
構成するアクセス可能な媒体を介して対応する
信号が同報通信される（ステツプ146）。プロセ
スがセツシヨン確立プロセスの場合は、呼出し
名前検査要求メツセージが用意されて、その基
本ネツトワークの媒体を介して対応する信号が
同報通信される（ステツプ147）。 ステツプ146またはステツプ147の後は、デー
タ処理機構は他の機能を遂行することができる
よう解放されるが、ネツトワークを介して到達
する情報の処理および名前検査要求メツセージ
または呼出し名前検査要求メツセージに対する
応答メツセージを待つため、割込みでアクセス
可能な状態にある。ステツプ149で基本タイム
アウトが満了すると、起点のデータ処理機構は
次の行動を再試行カウントの状態に応じて条件
付ける（ステツプ150）。実用的には、最後の名
前検査情報の信号に対する応答がないときにの
み再試行の行動を採るようにすることが好まし
いであろう。先行する情報が応答されたとして
も、限度の範囲内で基本ネツトワークの通信を
条件的に再試行するという本実施例との一貫性
は維持される。 再試行限度に達しなかつた場合は、基本タイ
ムアウトは再び開始され（ステツプ151）、回帰
経路１５２および１５３を介してステツプ144
ないし149が繰り返される。関連する要求メツ
セージに対して応答があれば、プロセスは第６
図に示すようなやり方で終結する。再試行限度
に達しても要求メツセージの同報通信に対して
応答がなかつたときは、ステツプ154でデータ
グラムが用意されて、名前検査プロセスをその
基本ネツトワークのブリツジを越えるものに拡
張するため対応する信号が複数のブリツジに送
られる。データグラムの処理の詳細は後で第７
図を参照して説明する。 第５図の右側に示すのは、ステツプ146また
はステツプ147の同報通信の信号に応答して、
基本ネツトワーク内のノードが遂行するオペレ
ーシヨンである。ステツプ170で、これらの信
号を受信しバツフアすると、そのノードのデー
タ処理機構は名前検査情報と本発明とは関係の
ない他のものと区別する（ステツプ171）。名前
検査情報を受信したときは、その名前と各自の
名前テーブルのエントリとを比較する（ステツ
プ172）。一致がない場合は、その情報は無視さ
れ、一致がある場合は、そのノードは応答メツ
セージの信号を伝送する（ステツプ173）。応答
メツセージの信号は名前の検査を要求したノー
ドへ特定して送られる（この伝送は要求の起点
フイールド１０１に含まれていた起点アドレス
を用いて行われる）。 名前検査要求メツセージおよび呼出し名前検
査要求メツセージに対する応答メツセージの要
求元における処理は第６図に示す。基本タイム
アウトおよびプロセスタイムアウトを開始し関
連する名前検査要求メツセージまたは呼出し名
前検査要求メツセージを送つた後は、起点のデ
ータ処理機構は他のオペレーシヨンを遂行する
ことができるよう解放される（第６図ステツプ
181）。こうした他のオペレーシヨンを遂行して
いる間でも、データ処理機構は割込みにより、
スケジユールされていない事象（伝送された要
求または要求に対する応答の受信に関係するタ
イムアウトの満了のように本実施例に関連する
事象を含む）にいつでも参入できる。 入力された情報で割込みが発生したときは、
その情報のタイプがステツプ183で識別される。
その情報が係属中の名前検査要求メツセージま
たは呼出し名前要求メツセージに対する応答メ
ツセージであるときは、もとの要求およびその
応答の両方に含まれているシーケンス情報によ
つて、その応答で関連プロセスが想起されて
（ステツプ184）対応する状況の報告が行われ
る。 関連プロセスが名前採用に関与する場合は、
報告される状況はステツプ185で、その応答メ
ツセージにおいて識別される別のネツトワーク
ノードのところで対象とする名前が現に使用さ
れていることを示し（“使用中”状況）、その名
前の採用は取り下げられる。関連プロセスがセ
ツシヨン確立に関与する場合は、報告される
“応答”状況はステツプ186で、被呼エンテイテ
イが存在することおよびその場所を示す（セツ
シヨン確立を完了するための他の通信は２地点
間で遂行することができる）。名前検査プロセ
ス以外の通信に関係する応答メツセージの処理
は本実施例には関係がないので第６図では図示
されていない。 実施例に関係するタイムアウトの１つが満了
することによつて前述の割込みが生じた場合
は、その割込みプロセスで採られる行動はタイ
ムアウトの種類によつて異なる。基本タイムア
ウトが応答メツセージなしに満了し、かつ、再
試行カウントが限度に達していないときは（第
５図ステツプ149および150）、データ処理機構
は再び基本タイムアウトを開始して（第５図ス
テツプ151）、要求の伝送および応答の監視のプ
ロセスを繰り返す（第５図ステツプ144ないし
148、および第６図ステツプ183ないし186）。基
本タイムアウトが満了し、かつ、再試行限度に
達した場合は、データ処理機構は関連する名前
検査情報を含む“ブリツジ”タイプのデータグ
ラムを伝送するため、ステツプ154（第５図）の
プロセスを開始する。これにより、名前検査プ
ロセスは、要求元の基本ネツトワークにリンク
されたブリツジを越えるものに拡張される。こ
の拡張についての詳細は後で第７図を参照して
説明する。 応答メツセージなしにプロセスタイムアウト
が満了したことにより割込みが生じた場合は、
データ処理機構はそのプロセスを終結する（第
６図ステツプ190）；もとの要求が名前検査要求
メツセージなら提案された名前を採用し、もと
の要求が呼出し名前検査要求メツセージならセ
ツシヨン確立プロセスを打ち切る。これまでに
説明した以外の割込みは本実施例とは関係がな
いので説明は省略する。 F₇ “ブリツジ”タイプのデータグラムの取扱
い ブリツジノードおよびブリツジでないノード
におけるブリツジタイプのデータグラムの処理
を第７図を参照して説明する。ブリツジでない
ノードがそうしたデータグラムを発するのは２
つの場合がある。１つは初期設定の要求を行う
場合、もう１つは名前検査プロセスを、関連す
る基本ネツトワークとインターフエースするブ
リツジを越えるものに拡張する場合である。ブ
リツジノードは他のブリツジノードと通信する
ためブリツジタイプのデータグラムを発する。
これは、ブリツジでない要求元から遠く離れた
ネツトワークに名前検査情報を送るため、また
は他の情報（たとえば、ネツトワークトポロジ
ーの変更に関する情報）を交換するために発せ
られるものである。 ブリツジでないノードからの初期設定要求
は、“始動”時間（ここでは、個々のノードが
ネツトワークへ最初に活動的に接続されたと
き、または関連システム障害を修正するために
ノードが外された後で再び接続が行われたと
き、を意味する）で個々のデータ処理機構によ
つて発動される。そうした要求のための情報は
処理機構のシステムメモリにおいてプリセツト
されておりシステムによつて検索され（第７図
ステツプ200）、ブリツジタイプのデータグラム
の中に封止される（ステツプ201；第４図の説
明参照）。ステツプ202で、データグラムは関連
する基本ネツトワークを介して同報通信され
る。前に説明したように、このデータグラムは
“ブリツジ”という名前を持つているのでブリ
ツジのところの処理機構だけがこうした要求に
応答し、遅延フアクタの情報を含む応答メツセ
ージを返す。それについては、F₈“ノードのタ
イムアウト設定”のところで説明する。前述の
ように、要求元によつてプロセスタイムアウト
として最大の遅延フアクタが選択される。 名前検査情報をブリツジでないノードからブ
リツジノードに送るためのブリツジタイプのデ
ータグラムはステツプ204ないしステツプ206に
示すようにして形成される。検査要求メツセー
ジを発するノードのところのデータ処理機構
が、関連する情報に対する応答を受信すること
なく基本タイムアウトの満了を検知すると（ス
テツプ204）、それは関連情報を検索して（ステ
ツプ205）データグラムを形成する（ステツプ
206）。対応する信号は直接アクセス可能な媒体
に送出されてその情報がその媒体のリンクされ
ている全てのブリツジへ伝送される（ステツプ
207）。データグラムを受信したブリツジはその
中に封止されているもとの名前検査情報を伝送
する。これについては後でもう一度説明する。
伝送された名前検査情報に対して１以上の応答
メツセージを受信するブリツジは、ネツトワー
クを介してその最初の応答メツセージを起点の
データ処理機構に送る。各ブリツジは両サイド
の媒体（データグラムの起点に直接リンクされ
た方の媒体を含む）を監視し各ブリツジが協働
することによつて、データグラムに対する応答
が起点ノードに２つ以上返ることのないように
する（そのノードが基本的にリンクされている
ブリツジの全てから）。 データグラムを発した、ブリツジでないノー
ドのデータ処理機構は、最後に、その通信に関
係する条件で割込みをかけられる（ステツプ
208）。その条件とは、最終的に応答が返つてく
ること（ステツプ209へ）、または、そのノード
のプロセスタイムアウトが終了すること（ステ
ツプ210へ）である。これが発生すると、関連
する名前検査プロセスは終結する。そのプロセ
スが一意的な名前採用のためのものであつて、
かつ、データグラムが最終的に応答された場合
は、関連するプロセスのプログラムに“使用
中”状況が報告される。そのプロセスがセツシ
ヨン確立のためのものであつて、かつデータグ
ラムが最終的に応答された場合は、“応答有効”
状況を示しかつ最初に応答したノードを識別す
る情報が関連するプログラムに報告される。応
答なしにプロセスタイムアウトが満了し、か
つ、そのプロセスが名前採用に関連するもので
ある場合は、関連するプログラムは“良好”状
況が報告されてその名前が採用される（そのノ
ードの名前テーブルに採用された名前が入る）。
呼出し名前検査要求メツセージを含むデータグ
ラムの場合に応答なしにプロセスタイムアウト
が終了したときは、連絡しないエンテイテイの
名前はネツトワーク内で認識できないものであ
る、ということを示す“不成功”状況が関連す
るプログラムに報告される。 以上はブリツジでないノードに関する説明で
ある。ブリツジノードがデータグラムを受信し
たときは（ステツプ220）、そのブリツジノード
のデータ処理機構は“ブリツジ”タイプのデー
タグラムとその他のデータグラムとを区別する
ためタイプフイールドをステツプ221で調べる。
“ブリツジ”タイプでないデータグラムは本実
施例には関係がない。“ブリツジ”タイプのデ
ータグラムを認識すれば、そのブリツジのデー
タ処理機構はそのデータグラムの発信源である
起点を調べる（ステツプ222）。この検査を行う
のは、他のブリツジノードから来る“ブリツ
ジ”データグラムとブリツジでないノードから
来る“ブリツジ”データグラムとでは要求され
る処理がそれぞれ異なるからである。データグ
ラムの起点がブリツジでないノードの場合は、
そのデータグラムの情報の形式をステツプ223
で調べて、それが初期設定要求であるのか、名
前検査プロセスの拡張を意図したデータグラム
であるのかを識別する。データグラムが初期設
定のための要求を含むものである場合は、その
ブリツジのデータ処理機構は自身のトポロジー
テーブルを調べて（第１表の説明のところで言
及する）、関連する遅延フアクタを要求元に返
す（ステツプ224）。 ブリツジでないノードから発せられたデータ
グラムが名前検査情報（要求メツセージ）を含
むものである場合は、そのブリツジのデータ処
理機構は自身の関連するトポロジーテーブルか
らホツプカウントフアクタを抽出して（ステツ
プ225）、そのブリツジによつて橋渡しされる他
のネツトワーク経路へその要求メツセージを伝
送するためのプロセスを開始する。抽出された
ホツプカウントフアクタの値は、要求メツセー
ジが他のブリツジによつて橋渡しされるネツト
ワークを通つて要求元のノードから最も遠くに
ある媒体まで届くように拡張されたものである
が、この値は、起点ノードに戻るループ経路を
形成する他のブリツジを通つてその要求メツセ
ージが循環することのないように制限されてい
る。先行するブリツジから要求メツセージを含
むデータグラムを受信したブリツジは、そのデ
ータグラムに含まれるホツプカウント値に応じ
て、これと同じ拡張されたプロセスを開始す
る。 要求メツセージを橋渡しされた方の媒体へ送
出するためにブリツジによつて遂行されるプロ
セスは以下のステツプ226ないしステツプ241で
ある。ステツプ225でセツトされたホツプカウ
ント値、または先行するブリツジから受信され
たデータグラムに含まれるホツプカウント値を
ステツプ226で減分する。ステツプ227で、その
ブリツジの内部以外の経路に関するプロセスタ
イムアウトおよび基本タイムアウトを開始す
る。ステツプ228で、受信したデータグラムに
含まれる要求メツセージを同報通信する。ステ
ツプ229で、再試行カウントを増分する。ステ
ツプ227でセツトされた基本タイムアウトは、
そのブリツジの内部経路以外の基本的経路に関
して予想される最大の処理遅延および応答遅延
に関係する。プロセスタイムアウトは、そのブ
リツジの内部経路以外の経路（後続の複数のブ
リツジおよび媒体を含む）の最大のホツプカウ
ント範囲を上回る予想される最大の遅延に関係
する（注：基本タイムアウト機能およびプロセ
スタイムアウト機能は、ブリツジでないノード
もブリツジノードも有するものであるが、これ
までの説明からわかるように名前検査プロセス
の拡張を意図して設けたプロセスタイムアウト
についていえば、ブリツジでないノードのプロ
セスタイムアウトの計時する時間はブリツジノ
ードのプロセスタイムアウトの計時する時間よ
り当然長い）。 この拡張プロセスでステツプ230ないしステ
ツプ223またはステツプ234ないしステツプ241
が遂行される。 ブリツジノードで応答メツセージが受信され
ると（ステツプ230）、応答カウントが増分され
る（ステツプ231）。最初に受信された応答はス
テツプ232で、関連するデータグラムの受信経
路に沿つて、先行するブリツジまたは要求を発
したノード（いずれもその反応を処理するノー
ドから直接アクセスすることができる）に返さ
れる。１タイムアウト期間中に２以上の応答メ
ツセージが受信された場合は、ステツプ233で
競合信号がそれらの発信源に同報通信される。
これは、そのデータグラムの発信源が存在する
基本ネツトワークでない方の基本ネツトワーク
におけるブリツジから受信された応答だけに当
てはまるものである、しかしながら、名前検査
情報の封止されたデータグラムを発するブリツ
ジでないノードを受け持つ基本ネツトワークに
おける各ブリツジは、その基本ネツトワーク内
の他のブリツジから起点ノードに直接リンクさ
れた媒体へ伝送される応答メツセージを識別
し、さらにその応答に対して応答カウントを増
分するよう適応すべきである。こうすれば、た
とえ応答メツセージが複数のブリツジで受信さ
れたとしてもブリツジを通つてリレーされるの
はデータグラムに対する最初の応答メツセージ
だけであろうから、基本ネツトワークにおける
信号のトラフイツクは少なくでなるあろう。し
かも、基本ネツトワークが越える拡張された経
路に名前使用の競合を示す信号を送るという役
割は各ブリツジが受け持つのでそのような信号
の伝送に関する処理は簡単になるであろう。他
のブリツジもちろん他のブリツジが基本的経路
に早く応答を伝送したときにその経路から受信
される応答がたとえ１つだけだつたとしても、
信号の処理は簡単になる。 応答なく基本タイムアウトが満了したが（ス
テツプ234）再試行カウントが限度に達してい
ないときは、基本タイムアウトが再び始まつて
（ステツプ235）、ステツプ228およびステツプ
229が繰り返される。ステツプ236で再試行カウ
ントが限度に達していれば、ステツプ226で減
分されたホツプカウントの値に基づいて次の行
動が条件付けられる（ステツプ237）。すなわ
ち、ホツプカウント値がゼロでないときは、そ
のブリツジは減分されたそのホツプカウント値
を含むデータグラム（さもなければ、ステツプ
220で受信したデータグラム）を構成し、要求
元から離れた方の経路（要求元の属する基本ネ
ツトワークでない方の基本ネツトワーク）にそ
のデータグラムを伝送する（ステツプ238）。こ
の伝送の後のステツプは、応答を受信するステ
ツプ230かまたはプロセスタイムアウトを満了
するステツプ240である。プロセスタイムアウ
トが満了するか、または、ステツプ237で調べ
たホツプカウント値がゼロであるときは、その
ブリツジにおけるデータグラム通信プロセスの
処理は終結する（ステツプ241）。終結すれば
（全処理期間後、応答なし）、そのブリツジのネ
ツトワークに関する行動はそれ以上はない。 F₈ ノードのタイムアウト設定 ブリツジでないノードからの初期設定要求に
応答するため、各ブリツジは第１表（後出）に
提案するような形式のトポロジーを保持する。
このトポロジーテーブルはそのブリツジの両サ
イド（サイド１およびサイド２）の基本ネツト
ワークに関するトポロジーを表わすものであ
る。そのブリツジがネツトワークに最初に導入
されたときに、たとえば専門家がそのブリツジ
のデータ処理機構に情報を入力することによつ
て、トポロジーテーブルのエントリが設定され
る。 テーブルの左端に示す各項目はそのブリツジ
の各サイドに直接リンクされたノードに関連す
るパラメータを表わすものである。各ノードア
ドレスに対して少なくとも１つのエントリが存
在する。第１表では、アドレスA_iおよびA_jだ
けを代表的に示してある。“ノードのタイプ”
はそのノードがブリツジノード（タイプＢ）で
あるかブリツジでないノード（タイプNB）で
あるかを示すものである。共同的に活動化する
複数の要求を有するノードの各々に対してそれ
ぞれ２列以上のエントリを設けてもよい。ブリ
ツジノードに関するエントリを用いて、そのブ
リツジはそこに基本的にリンクされた他のブリ
ツジを越える拡張されたトポロジーのホツプカ
ウントフアクタを確かめることができる。 ブリツジノードの遅延フアクタは何でもよい
（第１表では“Ｘ”で示した）。ブリツジでない
ノードの遅延フアクタは一定である。一定な遅
延フアクタの値は、そのブリツジの反対のサイ
ドを越えて拡張されるネツトワークトポロジー
に関係する。したがつて、サイド１によつてア
クセスされるノードの遅延フアクタを“D1”、
サイド２によつてアクセスされるノードの遅延
フアクタを“D2”とすると、D1はサイド２で
調べられたトポロジーに関係し、D2はサイド
１で調べられたトポロジーに関係する。次の
“タイマの値”は、各エントリで指定されたノ
ードに関するデータグラム処理用のタイムアウ
トをセツトするために、各ノードで使用される
値である。次の“ホツプカウント”は、関連す
るブリツジでないノードから受信した名前検査
用のデータグラムに関するホツプカウント機能
を初期設定（第７図ステツプ225）するために
使用する値である。次の“シーケンス番号”お
よびフレームの識別子”のところは、現に処理
されている名前検査用のデータグラム中の情報
に基づいてセツトされるもので、ブリツジはこ
れらを用いて、応答とその要求元とを関連付け
ることができる。次の“始動状況（Ｉ／Ｕ）”
は始動したノード(I)と始動していないノード
（Ｕ）とを識別するためのもので、ブリツジは
これを用いて、始動されていないノードから誤
つて発せられたデータグラムの要求を検査して
名前を拒否することができる。

【表】 F₉ むすび 以上が名前検査プロセスの効率のよい拡張を
意図した実施例の説明である。このような拡張
は、ブリツジのところの処理機構によつて、多
義的にならずしかも起点ノードのところの処理
機構の負担を最小に保ちながら処理される。前
述のように拡張された名前検査情報に対する応
答は、最初のもの以外はそうした応答を検知し
た最初のブリツジでトラツプされるので、ネツ
トワークのトラフイツクの負荷が減りブリツジ
でないノードの処理機構に課せられる処理の負
担も少なくなる。 以上に説明した実施例は本発明の意図する範
囲内で変更が可能である。 たとえば、名前検査情報の拡張される経路に
おける最初のブリツジでホツプカウント値を設
定することによつて達成される機能は、各ブリ
ツジに、受信したデータグラムが現にタイムア
ウト中のものであるのか、それとも既に一度受
信したものがまた回つてきたのかを識別させる
ようにして実現ることもできる。こうすれば、
幾つかのブリツジを越えて伝送されてきた名前
検査情報がループ経路を作るブリツジに入つて
きたときに、そのブリツジはそれがそれ以前に
反対方向で伝送されたデータグラムと競合する
ものであるということを検知して、再度受信し
たそのデータグラムを抑止する（無視する）こ
とができる。 ブリツジタイプのデータグラムで達成される
拡張された名前検査情報の通信の効果は、２地
点間通信で実現することもできる。この手法は
効率は多少落ちるかもしれないが、信頼性が向
上するという利点がある。この手法ではデータ
グラムを送る代わりに、名前検査プロセスを開
始したノードはそのノードの基本ネツトワーク
にリンクされた各ブリツジとのセツシヨンを
個々に確立し、各ブリツジを越えて処理すべき
情報をセツシヨン通信で伝送することができる
（前記米国特許出願(a)に記載される）。そうして
各ブリツジはさらに遠くのブリツジとの通信を
これと同様にして遂行することができる。さら
に、前述のタイムアウト設定のプロセスも、基
本ネツトワークの各ブリツジノードおよび１つ
のブリツジでないノードとの間の個々のセツシ
ヨン通信によつて遂行することができる。 Ｇ 発明の効果 以上説明したように、本発明によれば名前検査
情報を従来に比べて効率よく伝送することが可能
となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を利用することのできる代表的
な複合ネツトワークの構成を示す図、第２図は本
発明の解決すべき問題を説明するための図、第３
図は名前検査要求メツセージおよび呼出し名前検
査要求メツセージの形式を示す図、第４図は“ブ
リツジ”タイプのデータグラムの形式を示す図、
第５図ないし第７図は名前検査情報およびデータ
グラム情報を処理するオペレーシヨンを示す流れ
図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 通信媒体を介して複数の局をリンクするネツ
   トワークが１以上のブリツジによつて複数個リン
   クされた複合ネツトワークにおいて、下記の(a)な
   いし(h)のステツプより成るメツセージ伝送方法。 (a) 前記局の１つで、第１のメツセージを発し、
   該局に直接的に接続された第１の通信媒体を介
   して前記第１のメツセージを伝送するステツ
   プ； 該第１のメツセージは論理的な名前を含み、
   該第１のメツセージ中の情報が前記ブリツジを
   越えて前記第１の通信媒体以外の通信媒体に伝
   送されることのないように処理を制限する所定
   の第１の形式を有する。 (b) 前記ステツプ(a)の局が前記第１のメツセージ
   に対する応答が返つてくるかどうか前記第１の
   通信媒体を監視するステツプ。 (c) 前記ステツプ(a)の局が前記第１のメツセージ
   に対する応答を受信しないときに、前記第１の
   通信媒体を介して第２のメツセージを伝送する
   ステツプ； 該第２のメツセージは前記第１のメツセージ
   に対応するものであつて、前記第１の通信媒体
   に直接的に接続されたブリツジだけが前記第２
   のメツセージに応答してその中の情報を処理す
   るように前記第１の形式とは異なる第２の形式
   を有する。 (d) 前記ステツプ(a)の局が前記第２のメツセージ
   に対する応答が返つてくるかどうか前記第１の
   通信媒体を監視するステツプ。 (e) 前記第２のメツセージを受信した各ブリツジ
   が前記第２のメツセージに対応するものであつ
   て且つ第３の形式を有する第３のメツセージを
   それぞれ条件的に生成するステツプ。 (f) 各ブリツジによつて前記第１の通信媒体にリ
   ンクされた各々の他の通信媒体へ前記第３のメ
   ツセージを各ブリツジが伝送するステツプ。 (g) 各ブリツジが各々伝送された前記第３のメツ
   セージに対する応答が返つてくるかどうか前記
   各々の他の通信媒体を監視するステツプ。 (h) 前記第３のメツセージに対する応答を前記第
   ２のメツセージに対する応答として前記第１の
   通信媒体を介して前記ステツプ(a)の局に送るス
   テツプ。