JPH03503588A - 通信回路網の状態に関する情報収集・表示装置 - 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】 ”−ｏ　　＊２ 発明の背景 〔発明の分野〕 本発明は通信回路網の状態を監視する装置に関し、より特定的には回路網に関す るステータス情報を図形で操作員に提示する装置に関する。

〔関連技術の説明〕

大規模通信回路網は、通信リンクによって相互接続された多くのスイッチングノ ードからなる。これらのスイッチングノードは、呼出し経路指定、リンク制御及 びデータ圧縮のような複雑な通信タスクを遂行する０回路網内の種々のスイッチ は、ノードが利用者によって構成された態様に依存して異なる集合のこれらの通 信タスクを遂行する。更にノードを相互接続するリンクは、衛星ライン或は地上 ラインのようにそれぞれが独特な特色を有する種々の型のリンクである。

これらのスイッチ及びリンクは、ある距離だけ地理的に離間していることが多い 、スイッチが変化したり、新しい機器が付加されたり、或はスイッチが削除され たりすると、回路網の構成は操作員から極めて離れた場所において重大に変化す る恐れがある。

更に分散したスイッチングノードは、機能モジュールの故障、或は通信プロトコ ルの実時間内の障害のように、システムの操作員に通信しなければならない警報 状態に悩まされる。同様に、リンクは地理的に離間した場所から実時間内に付加 、削除及び変化し得る。

回路網の診断或は障害追跡タスクを遂行する操作員は、回路網に関連する現ステ ータス情報に効率的にアクセスする必要がある。

即ち、回路網のトポロジ、警報状態、及び回路網内の種々のノード及びリンクの 構成は臨界的情報である。

大規模通信回路網からのステータス情報をタイムリな技法で収集するタスク、及 びその情報を使用可能な形で操作員に提示するタスクは極めて複雑となり得る。

好ましくは、この監視タスクは回路網内で進行中の通信タスクに可能な限り干渉 すべきではなく、回路網内の単一の監視ステーシランに向う監視用情報で通信チ ャネルが過負荷にならないようにすべきである。更に、監視装置は、監視ｍ能を 支援するために回路網内を走る通信タスクに大規模な変化を生じさせることなく 実現することが好ましい。

〔発明の概要〕

本発明は、回路網内の通信チャネルを過負荷にせずに通信回路網のステータスに 関する情報を収集し表示する装置を提供する。

更に、この情報は新規且つ有用な形で操作員に表示される。最後に、本装置は回 路網内を走る通信タスクの設計に最小の衝撃しか与えずに実現される。

本発明が動作する回路網は、複数の分散したスイッチングノード及びこれらのス イッチングノードを接続する複数のリンクを含む、各スイッチングノードは回路 網を通して転送される呼出し及びデータを取扱う通信機能を遂行する。更に、各 スイッチングノードは、そのノードの警報状態をリストしたノード警報表を含む ノード事象ログを保持し、ノード上を走るタスク及びハードウェアの構成を識別 するノード構成データベースを保持する。

本発明による監視装置は、操作員入力インタフェースを含むモニタノードを具備 する。モニタノードは分散した複数のスイッチングノード内の第１のスイッチン グノードに結合される。モニタノードは、回路網のトポロジを表わすトポロジデ ータを維持し且つデータを更新するために第１のスイッチングノードとの第１の プロトコルをサポートする第１のアプリケーションを含む、更にモニタノードは 、回路網内のノード事象ログは挿入された警報状態のリストを維持し且つリスト を更新するために分散した複数のスイッチングノードとの第２のプロトコルをサ ポートする第２のアプリケーションをも含む、第３のアプリケーションは、スイ ッチングノードの構成を表わすモニタデータベースが回路網内のノード構成デー タベースに挿入されるとモニタデータベースを維持するためにモニタノード内を 走る。この第３のアプリケーションも、ノード構成データベースへの更新のため に、モニタデータベースを更新すべく分散した複数のスイッチングノードとの第 ３のプロトコルをサポートする。

モニタノードは、回路網内の対象ノードまたは他の物体を識別する操作員入力に 応答し且つモニタデータベース、警報状態のリスト及びトポロジデータに結合さ れている表示アプリケーションをも含む０表示アプリケーションは表示モニタ上 に複数のウィンドウを表示して対象ノード、回路網トポロジ及び警報状態に関す る構成データを操作員に提示する。

モニタノードが結合されている第１のスイッチングノード上では、アプリケーシ ョンがノード上で遂行される通信機能に応答してトポロジデータを生成し、モニ タノード内の第１のアプリケーションとの第１のプロトコルに応答してトポロジ データを第１のアプリケ−シランへ送る。

第１のスイッチングノードを含む回路網内に分散された各スイッチングノード上 では、ノード事象ログに結合され且つ第２のアプリケ−シランとの第２のプロト コルに応答するアプリケーションが、ノード事象ログに入った警報状態を表わす データをパンケージ化して第２のアプリケーションへ送る。更に、第１のスイッ チングノードを含む回路網内に分散されている各スイッチングノード上では、ノ ード構成データベースに結合され且つ第３のアプリケーションとの第３のプロト コルに応答するアプリケーションが、ノード構成データベースからのデータをパ ッケージ化し回路網を通して第３のアプリケーションへ送る。

本発明の別の面によれば、モニタノードは、回路網内のノード事象ログに入った 事象記録のリストを維持し且つ分散したスイッチングノードとの第４のプロトコ ルをサポートする第４のアプリケーションを含む０分散した複数の各スイッチン グノード上では、そのノード上のノード事象ログに結合され且つ第４のアプリケ −シランとの第４のプロトコルに応答するアプリケーションが、ノード事象ログ に入った事象報告を表わすデータをパフケージ化して第４のアプリケーションへ 送る。

本発明の付加的な特色は、添附図面に基く以下の説明及び請求の範囲の精査から 決定することができる。

図面の簡単な説明 第１図は本発明によるシステムの概要を示すブロック線図であり、 第２図は本発明によるモニタノードの表示上のマルチウィンドウの図であり、 第３図は本発明によるモニタノードのブロック線図であり、第４図は本発明によ るスイッチングノードのブロック線図であり、 第５図は本発明により複数のモニタノードを含むシステムのブロック線図であり 、 第６図はモニタノードとスイッチングノードとの間に分散されている事象ログア プリケーションのためのシステムの概要であり、第７図は折返しの前後のスイッ チングノード上の事象ログのスナップショットであり、 第８図は通報バッファと、スイッチングノード上の事象アプリケーション上で発 生するバッファ内のデータの圧縮とを示し、第９図は事象アプリケーション内の セラシラン開通通報の通報構造を示し、 第１０図は事象アプリケーションの確認通報構造を示し、第１１図は事象アブリ ケーシッンの次のパケット通報構造を示し、 第１２図は事象アブリケーシッンのセソシッン閉鎖通報構造を示し、 第１３図は事象アプリケーションの事象パケット通報構造を示し、 第１４図はモニタノード上を走る事象アプリケーションの一部の事象遷移図であ り、 第１５図はスイッチングノード上を走る事象アブリケーシッンの一部の状態遷移 図であり、 第１６図はスイッチングノード上及びモニタノード上の事象記録を記憶するため の書式を示し、 第１７図はモニタノード上及び複数のスイッチングノード上の警報表アブリケー シッンのためのデータ流れ図であり、第１８図はモニタノード上の警報表アプリ ケーションと分散してスイッチングノード上の対応アプリケーションとの間のセ ンシラン初期化プロトコルを示し、 第１９図はモニタノード上の警報表アプリケーションと分散したスイッチングノ ード上の対応アプリケーションとの間の正常セック５ンプロトコルを示し、 第２０図はモニタノード上の警報表アブリケーシヲンとスイッチングノード上の 対応アプリケーションとの間のリセントプロトコルを示し、 第２１図はデータベースアプリケーションのためのデータ流れ図であり、 第２２図はデータベースアプリケーションのためのモードノード上のデータ構造 を示し、 第２３図はデータベースアプリケーションのための分散したスイッチングノード 上のデータ構造を示し、第２４図及び第２５図はモニタノード上を走るＤＢＡと スイッチングノード上を走るＤＢＡＰＲとの間の正常動作のための通報第２６図 及び第２７図はモニタノード上を走るＤＢＡとスイッチングノード上を走るＤＢ ＡＰＲとの間の失通報のための通報交換プロトコルを示し、 第２８図及び第２９図はモニタノード上を走るＤＢＡとスイッチングノード上を 走るＤＢＡＰＲとの間の通報同期乱れのための通報交換プロトコルを示し、 第３０図はモニタノード上を走るＤＢＡとスイッチングノード上を走るＤＢＡＰ Ｒとの間の異常障害のための通報交換プロトコルを示す。

〔実施例〕

以下に添附図面を参照して本発明の好ましい実施例を詳述する。

即ち、先ず第１図乃至第５図を参照してシステムレベルを説明し、このシステム レベルの説明の後に好ましい実施例内を走る、本発明に関連する分散したアプリ ケーションを説明する。

■　シスームの 第１図は本発明が操作する通信システムを示す、詳述すれば、通信システムは、 カリフォルニア州レフトウッドシティ、ペップスコツト４００のネットワーク・ イクイップメント・チクノロシース社から供給されている集積ディジタル回路網 交換器（Ｉ　ＤＮＸ）のような分散して複数のスイッチングノード１．２．３． ４を含む、これらのスイッチングノードはリンク５．６．７によって互に相互接 続され、リンク８．９．１０を介して回路網内の他のスイッチングノードに接続 されている。

スイッチングノード１はリンク１２を介してモニタノード１１の接続されている 。モニタノード１１に結合されているのは、回路網内のスイッチングノードを走 る構成プログラムにアクセスするために使用され、且つリンク１４を介してスイ ッチングノード１と通信する操作員インタフェース１３である。モニタノードは 、回路網内の分散した複数のスイッチングノード及びリンクに関するステータス 情報を表示する。ノード１１上に表示された情報を利用して操作員は、インタフ ェース１３を通して構成プログラムを操作し回路網全体の診断機能、障害追跡、 及び構成タスクを遂行する。

■　　　　ス　　　ン　゛ モニタノードは、第２図に示すような複数のウィンドウを含む例えばサン・マイ クロシステムズ社のワークステーションが設けられているモニタのような表示装 置を含む１表示の第１のウィンドウ２０は回路網のトポロジを操作員に提示する 。第２図に示すように、回路網は北米大陸内の合衆国にまたがって地理的に広が っている複数の分散したスイッチングノード２１を含む、ウィンドウ２０は合衆 国の地図と、スイッチングノードの位置の標識と、それらの間のリンクを表わす 線とを表示する。更に、ウィンドウ２０は特定ノードのための強調表示機能をも 含み、２２に示すようにそのノードで発生した警報状態を表示する。好ましい実 施例においては、ノードはカラーを使用して強調表示され、また解釈を容易なら しめるために凡例２９が設けられている。凡例２９は回路網成分を図形的に示す 記号を識別する情報をも含む。

表示の第２のウィンドウ２３は対象ノード、即ちノードＸの構成を示す。利用者 インタフェースを通して操作員は、ウィンドウ表示システムに広く用いられてい る例えばマウス及びカーソルを使用して対象ノードを指定することができる。マ ウスは、ウィンドウ２０内の回路網トポロジ地図上の主体ノードまでカーソルを 移動させるために使用される。マウス上のスイッチを設定することによって選択 されたノード構成をウィンドウ２３内へ移して、表示させることができる。ノー ド構成はノードの機能要素ＣＲＤ１、ＣＲＤ２．−・−を示す図形表示を含む、 更にマウス及びウィンドウィングアルゴリズムを使用して回路網内のカード及び リンクに関する文章情報をリストすることができる。

表示上の第３のウィンドウ２７は回路網全体で発生している警報状態のリストを 提示する。

表示上の第４のウィンドウ２８は、操作員インタフェース３１をスイッチ構成ツ ール、スイッチ診断等に役立て得るように、対対話形使用者インタフェースウィ ンドウとして使用される。スクリーン上のこの＠Ｉ域は、モニタノードの構成プ ログラムのためにも使用される。

表示上の第５のウィンドウ２９はアイコンによって操作員にメニューサービスを 提供する。

付加的な文章ウィンドウ３０は、種々のモニタアプリケーシツンのステータスの ようなモニタシステム通報を表示する。

この表示型式は回路網内のステータス及び警報状態に関する情報を使用可能な形 で提供する。

■、モニ　ノー′の　１ 第３図は本発明によるモニタノード上で走るアプリケーションのブロック線図で ある。前述のように、モニタノードは第２図に基いて説明した表示をサポートす る表示プロセッサ３３を含む。

情報は、警報表アプリケーション３４、トボロジデータアブリケーシッン３５及 びデータベースアプリケーション３６から表示プロセッサ３３へ供給される。モ ニタノードはその他に、回路網内の分散したスイッチノードからの事象記録のロ グを維持する事象ログアプリケーション３７も含む、これは、表示プロセッサ３ ３が直接使用するのではなく、報告生成のために使用される。

モニタノードは、表示プロセッサ３３のノード構成ウィンドウ２３内に表示する ために対象ノードを識別する前述のキーボード及びマウスのような１或は複数の 利用者入力インタフェースデバイス３８を含む。

モニタノードはハイレベルデータリンク制御手順（ＨＤ　Ｌ　Ｃ）リンク３９を 通して回路網内のスイッチングノードに接続されている。従ってＨＤＬＣボート サーバアプリケージぢン４０が含まれており、このアプリケーションを通して警 報表アブリケーシツン、トポロジデータアプリケーション、データベースアプリ ケーション及び事象ログアプリケーションが分散したスイッチングノードへ送ら れる。更に要求に応答して、分散したスイッチングノードからＨＤＬＣボート４ ０を通してデータが受信される。

事象ログアプリケーション３７、警報表アプリケーション３４、トボロジデータ アブリケーシッン３５及びデータベースアプリケーション３６は分散したタスク であり、各タスクの一部はモニタノード上を走り、残りのタスクは回路網のスイ ッチングノード上を走る。これらのタスクの詳細に関しては後述する。

■、スイ・チングノードの 第４図は、回路網内のモニタノードに結合されているスイッチングノード上を走 るタスクを示す、即ちこのスイッチングノードは、通信を受信し通報をモニタノ ードへ供給するＨＤＬＣリンク３９に結合されたＨＤＬＣボート４５を含む、ま た第４図に示すように、スイッチングノードは回路網４７を通る通信を管理する ために４６で概示した通信機能も遂行する。事象ログ４８は、通信タスク４６に 応答してスイッチングノードによって維持される。

更にローカルノードの構成を示す構成データベース４９もスイッチングノード上 に維持されている。最後に、呼出し経路及び類僚操作の際に通信タスク４６によ って使用される回路網のトポロジを示すデータベースを保持するために、トボロ ジアブリケーシッン５０がスイッチングノード上を走る。

更に、警報表インタフェース５１、事象ログインタフェース５２及びデータベー ス５３が第４図に示すスイッチングノード上を走る。結合されたプロセッサエグ ゼキエータＡＰＥと呼ぶこれらの各インタフェース５１．５２．５３は、事象ロ グ４８或は構成データベース４９からの情報を前処理してパッケージ化し、モニ タノードからの要求に応答してモニタノードへこの情報を送る。

またこれらの各インタフェース５１．５２．５３は単一のモニタノードに奉仕す る。第４図に示す実施例においては、これらのインタフェースはモニタぬ１に奉 仕する。もし回路網に第２のモニタが付加されれば、第２のモニタ用の第２の警 報表インタフェース、第２のモニタ用の第２の事象ログインタフェース、及び第 ２のモニタ用の第２のデータベースインタフェースが必要である。

トボロジアプリケーシッン５０は、そのスイッチングノードに結合されたモニタ ノードから受信した要求に直接応答してトポロジデータを供給する。この情報は 回路網全体のために維持されているから、ＨＤＬＣリンク３９を介してモニタノ ードが結合されているノードは、モニタノードヘトポロジデータを送らなければ ならない唯一のノードである。

好ましい実施例における情報ログは、そのノード用の情報記録及び警報表を維持 する。この警報要用のインタフェースは、後述するように警報の保全性を保証す るために、事象ログ用のインタフェースから分離されている。

第５図は２つのモニタを含む回路網の概要図である０本発明によるモニタタスク は回路網内の通信タスクを殆んど妨害しないから、本発明は単一の回路網に複数 のモニタの結合を可能ならしめる９例えば第１のモニタ６５は回路網内の第１の スイッチングノード６６に結合されている。スイッチングノード６６はスインチ ングツ−ドロ７及び６８に結合され、またノード６７及び６Ｂを通して回路網内 の他のスイッチングノードに結合されている。第２のモニタ６９はスイッチング ノード７０に結合されている。スイッチングノード７０はスイッチングノード７ １及び回路網内の他のノードに結合されている。前述のように、それぞれのモニ タ１及び２によって奉仕されている回路網内の各ノードは、各モニタ毎に警報表 インタフェース５１、各モニタ毎に事象ログインタフェース、及び各モニタ毎に データベースインタフェースを有していよう、スイッチングノード６６はトポロ ジデータをモニタ１に送り、スイッチングノード７０はトポロジデータをモニタ ２へ送ることになろう。

■　モニ　シスーム 好ましい実施例においては、モニタシステムの表示プロセスサーバ３３及び利用 者入力インタフェース３８は回路網の現状態及びトポロジの表示を管理し、メニ ューサービスを提供し、そして操作員が使用するための構成モジュールを提供す る０回路網の現状態は、分散したスイッチングノード内で発生する警報の警報表 アブリケーシッン３４から、回路網の全域で作動しているノードの回路網トボロ ジアプリケーシッン３５から、及びスイッチングノード構成に対する変化のデー タベースアプリケーション３６からの通知によって決定される。また構成モジュ ールは、回路網にノードが付加されたり或は回路網からノードが削除されたこと を表わし、且つ表示されるウィンドウを変更するための情報を表示プロセッサ３ ３へ供給する。

全てのノードが最大の大きさに構成されているような大規模な回路網においては 、モニタノードのためのデータ空間要求は真人であろう０合理的で実際的な大き さを維持するために、表示プロセッサ３３は操作員によって像が要求された場合 に限ってカードレベル及びそれ以下でカード構成情報を構成する。

モニタノードはオラクル（ＯＲＡ　ＣＬ　Ｅ）として知られている市販のデータ ベースに基づく基本データ管理システムを含む、オラクルを使用するモニタ上の 各アプリケーションは広範に異なる表、行及び列上での読み出し、挿入及び更新 機能を必要とする。

モニタ上のデータベース管理システムへのインタフェースは、アプリケーション が発行するＳＱＬステートメントに応答する関数呼び出しである。データベース は、データベースアプリケ−シラン３６からの全てのノード構成データ、事象ロ グアプリケーション３７からの事象記録を文章記述と共に含む、標準ＳＱＬウィ ンドウは、利用者がデータベースの任意問合せを行うことができるモニタノード を通してモニタノードの操作員に提供される。

ウォッチドッグタスクは、データベース内にリストされた事象の数を周期的に計 数して利用者とのセラシランを開始し、事象及び誤りを記憶システム内の自由空 間に所定期間保存し、消去することを利用者に要求する。

モニタノードとスイッチングノードとの間のインタフェースは、モニタノードと スイッチングノード内のタスクとの間に通報の送信を可能ならしめる。前述のよ うに、このインタフェースは、インタフェースを管理するためにタスクがモニタ ノード及びその結合されたスイッチングノード上を走るＨＤＬＣリンクである。

リンクのモニタ側においては、モニタ上を走るアプリケーションからの通報はＨ ＤＬＣリンク上に書き込まれる。またリンクから受信したパケットは、モニタノ ード上の適切なアプリケーションに分配される。リンク３９のスイッチングノー ド側ではタスクは入通報を回路網とモニタとから受信する。このタスクは全ての モニタアプリケーションに対して“ゴーストライク”として作用する。入パケッ トは全回路網通報を含む、モニタシステムに奉仕する分散されたタスクは、それ らが走っているノードの識別名を、回路網に透過的に送られる通報内に単に挿入 するだけである。このモニタノードに結合されているスイッチングノード上のタ スクは、モニタノードからの通報を見出しはそのままで転送する。

モニタノードは、ブロック線図には示してないが、核及びシステム初期化アプリ ケーションを含む、核は、そのノード上を走る複数のアプリケーションに対して タスク間通信、メモリ管理、デバッキング及び追跡、及びタスク管理機能を提供 する。核はその基本移送機構としてユニックスＩＰＣ利用者データダラムプロト コル（ＵＤＰ）を使用する。核は、モニタ上を走るアプリケーションからの通報 をＨＤＬＣリンクを通して結合されたスイッチングノードへ、そして回路網内へ 供給すべきか否かを決定する。

モニタシステム事象アプリケーションは回路網内の全てのノードから事象を検索 する。このアプリケーションは２つの部分、即ちモニタ上を走る事象ログアブリ ケーシヲン、及び分散したスイッチングノード上を走る事象ログインタフェース からなる。モニタノードは回路網を通してスイッチングノードから事象情報を受 け、オラクルデータベースへの情報を記録（ログ）する、スイッチングノード上 を走る事象ログインタフェースは、スイッチングノード上の事象ログ管理者から 事象情報を検索し、この情報をモ警報表アブリケーシヲンは、モニタノード上を 走るアプリケーション及びスイッチングノード上を走るインタフェースアプリケ ーションからなる。このアプリケーションは回路網内の分散したスイッチングノ ードが変化するとそれらから警報表を検索するので、表示システム及び爾後にモ ニタ上を走る他のアプリケーションは回路網のステータスの変化を追跡すること が可能である。警報表アプリケーシロン（ＡＴＡ）は、モニタノードへの単一の 警報情報源である。この情報は事象列から入手することもできるが、このように して抜き出されるのではない、また、警報表アプリケーションは、ウィンドウに 供給される臨界性、時間及びノードによって分類された回路網内の活警報の表示 を含む情報を管理する。

回路網トポロジアプリケーション（ＮＴＡ）は、モニタノードでは既知の回路網 トポロジの現状態に関する情報を、残余のモニタノードアプリケーションに対し て提供する単一の情報源である。

ＮＴＡは、モニタノードが結合されているノード上を走る回路網管理タスクから 回路網トポロジマツプを検索する。この情報は規則的なポーリングによって検索 される。

データベースアプリケ−シラン（Ｄ　Ｂ　Ａ）は回路網全体に分散しているスイ ッチングノードから構成データベースを検索し、それらをモニタノードのデータ ベースシステムにモニタノード書式で記憶させる。構成データベースは、スイッ チングノードのデータベースが変化し、モニタノードがそのデータベースのどの 部分が変化したのかを決定できなければ、アップロードされる。このアプリケー ションはモニタノードと複数のスイッチングノードとの間に分散されている。ア プリケーションの２つの部分は、データベースの信鯨できる順序引渡しを行うプ ロトコルと通信する。

またスイッチングノードにおいてデータベースが更新されると、これらの変化は モニタノードに送られる。

図形構成ツールは、表示プロセッサのためにノード、回路網及びビニ−の定義及 び配置を可能ならしめる。基本的な回路網対象はノードである。あるノードに関 する情報の表示が構成される前に、利用者はそのノードをモニタノードのオラク ルデータベース内へ挿入しなければならない、このノードがデータベース内に配 置された後に、それは表示プロセッサに対して使用可能となる。

表示システム内を走る図形構成アプリケーションは、もし必要ならば表示の目的 でノード及び副回路網に集群させるために、操作員によって作用される０回路網 及びノードはビュー内に配置される。あるビューの中で利用者はノードを任意の 位置に配置することが可能であり、それによって容易に解読できるビューを作る ことができる。

それぞれのモニタノードアプリケ−シランのスイッチングノード側の若干のアー キテクチャ特性を共用する。第１は、モニタノードとの順序付けられた、信軌で きるデータ交換を保証するプロトコルを、それらの全てが使用することである。

全てのアプリケーションのためのこのプロトコルはウィンドウサイズが１の肯定 応答プロトコルである。これはこのプロトコルを簡単な指令応答シーケンスなら しめ、モニタノードに奉仕する所与の時点における回路網内のトラフィック量の 制御を行わせる。最大の関心事は、モニタノードに結合されているスイッチング ノードに到着する通報の数である。このプロトコルは大量のモニタ情報がそのノ ードに過ロードされるのを防ぐ。

スイッチングノード側のアプリケーションの第２のアーキテクチャ特性は、その インタフェースが対話するスイッチングノードの通信機能に奉仕するタスクと同 一のスイッチングノード内の中央処理ユニット上を各アプリケーションが走るこ とである。これはインタフェースの設計を簡易化し、インタフェースとインタフ ェースが対話するタスクとの間で通報が失われ得ないことを保証し、且つモデル 内バス上のトラフインクを減少させる。

第３に、その上をインタフェースが走るＣＰＵは、もし可能ならば、ノードのマ スクプロセッサではなく双対プロセッサである。

これは、インタフェースが使用できるデータのためのメモリの量を最適化し、ま たノード内の呼出し処理タスクに及ぼす監視タスクの衝撃を最小にする。

モニタアプリケーションの第４のアーキテクチャ特性は、各インタフェースが単 一のモニタアプリケーションに奉仕し、単一のモニタタスクと対話することを要 求する。これはインタフェースの設計を簡略化する。前述のように、もし２つの モニタノードが同じスイッチングモードを管理するれば、各モニタノードはそれ 自信のインタフェースの集合をそのスイッチングノード上にをすることになろう 。

回路網トポロジアプリケーション（ＮＴＡ）　、データベースアプリケーション （ＤＢＡ）　、警報表アプリケーション（ＡＴＡ）及び事象アプリケーション（ ＥＶＡ）の詳細な実施例を以下に説明する。

Ｖｌ　　　　　　　ｌ　　−：　　ンａ毀肚上−庄蓋 事象アプリケーションは、第６図に示す回路網内のスイッチングノードで発生す る事象を収集する責を負う分散したアプリケーションである。このアプリケーシ ョンは２つの手部分、即ちモニタ側の一方の半部（Ｅ　Ｖ　Ａ）とノード回路網 の側の他方の半部（ＥＶＡＰＥ）とからなる、モニタ部分は回路網部分から事象 を受け、必要に応じてそれらをモニタシステムを通して分配する。

事象アプリケーシヨンのモニタ側は事象アプリケーションタスクＥＶＡ　１０４ を含む、ＥＶＡは回路網トボロジアブリケーシッンＮＴＡ　１０５及１．Ｉ’モ ニタデータベースシステムＤＢ、５１０６と通信する。

事象アプリケーションの回路網側においては、事象ＡＰＥタスクＢＶＡＰＥ１０ ２が各ノード内を走り、ロール事象ログ管理者ＥＬＭＩ　０３と対話する。

モニタ上のＥＶＡ　１０４は、事象の信鯨できる引渡しを保証するために、回路 網内の各ＥＶＡＰＥ１０２とのセラシランを維持する。またこのセラシランのア イディアはＥＶＡ１０４にＥＶＡＰＥの流れ制御をも可能ならしめ、従ってモニ タノードが回′／ａｉＩ４からの通報で溢れるのを防ぐ。

更にＥＶＡＰＥは、伝送効率を増加させることができ、回路網トラフィックを減 少させ、ＥＬＭ１０３から到着する事象通報をＥＶＡ１０４に転送する前にパフ ケージ化することによつてローカルバッファ空間の使用を効率的にする。

シスームの 第６図は実現されるシステムの概要を示す、同図は論理モジュールと、それらの 間を渡る通報を示す、転送サービス１０１はタスク間、ここではＥＶＡｌ　０４ とＥＶＡＰＥｌ　０２との間を通る透過通報を取扱う、これらは転送サービス１ ０１に気付かない。

１−１１人Ｌｌ ン　　　　　　　ＬＭ 事象アプリケーションの設計は、ＥＬＭＩ　Ｏ３の１つの機能特色に基く、この アプリケーションは、折返しが発生したことを検出する付加機能を有し且つこの 折返しをそれに従属するタスク（ＥＶＡＰＥｌ　０２）　へ通信する。

第７図に示すように、ここでは折返しとは意味論的に事象ログの中のｎ個の事象 の年代順シーケンスの切れ目のことであり、例えばｎ事象の中の事象Ｉが成功裏 に検索されたものとすれば、ＥＶＡＰＥ１０２が事象１及び２を読み出すために 複数のＣＰＵサイクルに亘って待機している間にＥＬＭ１０３が事象１及び２に 重ね書きしてしまうであろう、従ってＥＶＡＰＥ１０２が再び走る時にＥＬＭ１ ０３から入手するであろう次の事象は、ＥＶＡＰＥ１０２が実際に欲している事 象２ではなく、既に読み出された事象１を伴うシーケンス内には最早存在しない 事象である。折返しが発生したのである。

ＥＬＭ１０３は未知数の事象の損失をもたらすこの折返しを、事象ログ通報のフ ラグフィールドでＥＶＡＰＥ１０２に通知しなければならない、ＥＶＡＰＥ１０ ２自体はこのような折返しを検出することはできない。

折返しが発生した時、モニタデータベースにマークすることを除いて、他の動作 は行われない、折返しによって失われた事象は検索不能である。

３．２　　ＥＶ　　ＰＥバー　　−シ ＥＶＡＰＥ　１０２タスクは、回路網内の全てのスイッチングノード上のローカ ルＥＬＭ１０３と通信する。

ＥＶＡＰＥ１０２は事象ログからの読み出し要求を、モニタ上の対等事象アプリ ケーションタスクＥＶＡ１０４から受ける。そこでＥＶＡＰＥ１０２は事象パフ ケージ内に含まれた若干数の事象で返答することになろう。

ＥＶＡ　１０４とＥＶＡＰＥ１０２との間のプロトコルの詳細は４．２節におい て説明する。

ＥＶＡＰＥはいわゆる据置きモードでＥＬＭと通信する。ｍち事象はＥＬＭ１０ ３から非同期でＥｖＡＰＥ１０２へ送られる。

ＥＶＡＰＥ１０２は、最大の大きさく９００バイト）の通信タスクから１つのパ ケット内に正確に適合するようなある数の事象に到達するまで、または他のある 状態が発生する（４．２節参照）までは一時に単一の事象を要求する。

この数は２８物理事象記録とすることが決定されており（２８゜３２バイｌ−− ８９６バイト）、各事象の大きさく１〜３物理記録）に依存して、動的に調整可 能な数の論理事象に変換する。

ノードメモリは最小５１２バイトのチャンクに割当られているので、ログから検 索される全ての事象を送るのではなく事象の束を送ることによって、モニタノー ドを溢れさせることなく処理能力が増加し、また内部バッファが最良に使用され ることになる。

前述のように、ＥＬＭから事象ログ通報（Ｅｖｅｎｔ　Ｌｏｇ　Ｍａｇ）を受け るとＥＶＡＰＡはそれをアンバックする。即ち基本的には事象情報（８２バイト ）を検索し、事象トークンが全て使用されていなければ、初期要求への応答とし てＥＶＡ１０４へ送るべき通報をアセンブルするために使用するバッファの中に よりコンパクトな形で記憶する。“完全にロードされた”事象は圧縮することが できず、事象ログ通報で到来した通りに記憶される。

ＥＶＡＰＥが事象を圧縮する方法を第８図に示す。

第８図は２トークンを有する事象を保持する事象ログ通報を示す、従って、ＥＶ ＡＰＥｌ　０２通報バッファ内には２トークンのみが記憶され、この事象には使 用されない他の６ト一クン分の空間（６”　６バイトー３６バイト）が節約され る。　　（Ｅ　ｘ　−ｐａｎｄ　−これはクリアではない）。

３．３　　ＥＶＡＰＥ　　− ＥＶＡＰＥがその事象パケットをアセンブルし終り、ＥＶＡから要求されると、 ＥＶＡＰＥはそれをモニタ上のＥＶＡに送る。

ＥＶＡＰＢがＥＶＡから次の送信許可を入手するまでに待機しなければならない 時間（ここではラウンドトリップ遅延と呼ぶ）中、ＢＶＡＰＥは次のパケットを 生成するために事前緩衝を開始する。

このようにすると事象を少し早く収集することができるがＥＶＡＰＥが数事象を 見逃す恐れがある。

勿論ＥＶＡＰＥ１０２がどの程度事前緩衝できるかの限界は存在する。ノードメ モリ割当ての制約の故に、及び平均的には多分それ程多くの事象は存在しないの で、ＥＶＡＰＥは次のパケットのアセンブルを試みるだけである。

ラウンドトリップ遅延中に次の事象パケットをアセンブルするためにここで必要 とする緩衝空間はＩＫバイトである。ＥＶＡＰＥに恒久的に割当てられているメ モリは、ＥＶＡＰＥが送られて来たばかりの、しかＺ７未だ肯定応答していない パケットを記憶しなければならないために、２にバイトである（　４．２．２参 照）。

ＥＶＡＰＥ−ＥＬＭ　　　Ｉｆｆ　　　コ／Ｌｚ（７）ＥＶＡＰＥは、Ｆ、ＬＭ 及びモニタ上のＥＶＡからセツション開通通報を受けているＥＶＡとのセツショ ンを開始する。ＥＶＡ−ＥＶＡＰＥセッシッンが確立された後ＥＶＡＰＥは、Ｅ ＶＡから受けたフィルタ要求通報をＥＬＭへ送ることによってＥＬＭとの通信を 開始する（ＥＶＡ−ＥＶＡＰＥセフシロン開通に関しては４、２．１節参照）。

フィルタ要求通報は据置きモードを表わし、ＥＬＭが再びポーリングされるまで 一時に単一の事象を送るようにＥＬＭに告げる。

ＥＬＭは、もしフィルタ要求通報が全て順番に受信されていれば、またもしフィ ルタ指令ブロックＰＣＢを構成するためにＥＬＭが使用できる充分なメモリが存 在したならば、事象ログ通報内の最後のフィルタ要求通報への応答として第１の 一致事象を返す。

もし一致事象が存在しなければ、無事象通報を返す、もしフィルのメモリを失っ ていれば、サービス不能通報が返される。

フィルタ要求通報の順番引渡しを保証するために、ＥＶＡＰＥはそれらをＥＶＡ から受信するとそれらを緩衝し、必要ならばそれを順序付ける。これは、ＥＶＡ ＰＥがセツション開通通報内のパラメタを通してどれ程多くのフィルタ要求通報 が予期されるかを知るので（第９図参照）、行うことができるのである。

ＥＶＡＰＥは１事象毎に返される次の事象通報を通してＥＬＭから更なる事象を 要求する。

最後のポーリング以後に事象が記録されなかった場合には、ＥＬＭは無事象通報 を返す。

ＥＬＭから返された事象は全て順番になっている。但し事象ログが２つの次の事 象通報間で折返された時はこの限りではなく、この場合はＥＬＭは事象ログ通報 のフラグフィールドによって通知する。

ＥＶＡＰＥはＥＬＭとのその関係のためにタイマを保持しなげればならない。こ のタイマはＥＶＡＰＥが通報に対する応答をＥＬＭから受信しない場合にはタイ ムアウトしなければならない。

これは多分、ＥＬＭが最早性きていないことを表わす。ＥＶＡＰＥは、応答を受 信するかまたはＥＶＡにその状態を告げる（事象パケット通報のフラグフィール ド内のＥＬＭクラッシュフラグ）まで、２回までその通報を送ることを再試行す る。

ＥＬＭの死は潜在的に事象に損失に結びつく、何故ならばそれらが発生したとし てもそれらを記録できないからである。明らかに事象ログバッファがクリアされ ることはない。

ＥＬＭが復活した場合、勿論ＥＬＭは何者をも再呼出ししないので、ＥＶＡＰＥ はＥＬＭとの新セツションを確立しなければならない（無ＰＣＢ）、Ｆ、ＶＡＰ Ｅはそのセツションパラメタ（フィルタ要求通報）にＥＶＡＰＥの通告に対する ＥＶＡからの応答として受信する。何故ならば新ＥＶＡＰＥ−ＥＬＭセッシッン はＥＶＡ−ＥＶＡＰＥセソシッンの再初期化を暗示するからである。

障害を起したＥＬＭを検出するためにＥＶＡＰＥが使用するタイムアウトは、Ｅ ＶＡ−ＥＶＡＰＥプロトコルに使用されるタイムアウトよりも小さく選択される 。

玉一旦呈人 ＥＶＡの モニタ事象アプリケーションタスク（ＥＶＡ）はモニタ上を走り、ノード回路網 内の各ＥＶＡＰＥとのセツションを維持する。

ＥＶＡは、ＥＶＡＰＥが事象を送る度に各ノードからそれらを収集する。ＥＶＡ は全ての事象をモニタデータベースＤＢＳ内に記録する。基本的には、事象の型 及び副型は間合ヒ及び報告生成の目的のために意味ある情報に変換しなければな らない、ＥＶＡは事象記録をＤＢＳ内にそれらの生の形で記憶するだけである。

事象意味論は別のアプリケーションによって説明する（７節のＥＶＡ−ＤＢゼイ ンフェース参照）。

ＥＶＡは、モニタ回路網トボロジアプリケーシッンＮＴＡ１０５が回路網内に新 ノードが付加されたこと、または１つのノードが消滅したか否かを知っているの で、このアプリケーションとインタフェースしなければならないであろう、ＮＴ Ａ１０５はＥＶＡに何れかの状態を通告する。

あるノードがモニタによって管理されている区分内に入ると（リセット或は新ノ ードの場合の何れかの後に）、ＮＴＡ１０５はノードアツブ通報をＥＶＡへ送る 。同様にＥＶＡは、あるノードがクラッシュした場合にはノードダウン通報を、 またあるノードがその区分から外されるとノード削除通報を受ける。

最初の場合にはＥＶＡは新モード上を走るＥＶＡＰＥとのセツションを開かなけ ればなさない、これに先立って、ＥＶＡはそのノードに創成通報を送ることによ ってＥＶＡＰＥタスクを遠隔的に創成する。後の２者の場合には、そのノードは 最早到達不能であるかまたは何等の関心もないから、ＥＶＡはＥＶＡＰＥのポー リングを停止できる。

、２　　ＥＶＡ−ＥＶＡＰＥプロコル ＥＶＡは回路網内のノード上の各ＥＶＡＰＥとのセツションを維持する。各セツ ションは、セツション開通通報を介してＥＶＡによって初期化される。ＥＶＡＰ Ｅがセツションを開始することはでき７よい。

ＥＶＡは、ＥＶＡＰＥがＥＬＭとの通信を開始するために必要とするフィルタ要 求通報を供給する。これによってモニタ側に、どのノードからどの事象を記憶し たいのかを制御する柔軟性を与えることができる（ハードコーデソド）。

４、２．１　　セ・ジョンの　 ＥＶＡは、セツション開通通報のシーケンスを用いて全てのセツションを開き、 全てのＥＶＡＰＥからの応答パケットを待機する。これは、例えば３２ノ一ド回 路網においては、もしリンクが許容すれば、３２事象パケツトが殆んど同時にモ ニタノードに到着する可能性がある。しかしＥＶＡは一時に１パケツトだけしか 受入れられない。

オープンセツション通報は、パラメタとして後続するフィルタ要求通報の数（フ ィルタ数）を、また未使用フィールドとしてＥＶＡから要求された時にＥＶＡＰ Ｅが送ることを許される事象パケットの数（許可パケット）を有している。この 数は１である。

セツション開通通報の構造に関しては第９図を参照されたい。

セフシラン開通通報当り１事象パケツト（許可パケット＝１）のＥＶＡＰＥから の応答は本質的に順序付けられた引渡しを規定し、従って容易に実現される。２ 或はそれ以上の未決パケ７）はウィンドウ機構を要求することになろうが、より 大きいウィンドウサイズを許可する柔軟性を遠隔のノードに提供して性能を高め よう、これは変形実施例において望ましいことであるかも知れない。

セツション開通通報を受信した後、ＥＶＡＰＥは確認通報を送ることによって確 認する。確認通報の構造は第１０図に示しである。確認通報は、送られた最後の 事象パケットのシーケンス番号を保持する（一貫性検査のため）フィールド（パ ケットシーケンス番号）を有する。セツション開通通報への応答としては、確認 通報のパケットシーケンス番号はＯとなろう。

ＥＶＡは、ＥＶＡＰＥから確認通報を受けない時にはフィルタ要求通報を送るこ とを試みない。その代りにＥＶＡはタイムアウトし、通常の再伝送及び後述のタ イムアウト方式に従ってセツション開通通報を再送する。ｉ認通報を入手すると 、ＥＶＡは引続きセツション開通通報内は指定されているフィルタ要求通報の番 号を送る。

これは、フィルタ要求通報が失われた場合もカバーする。もしＥＶＡＰＥが応答 しなければＥＶＡはタイムアウトし、それから回復する。

ＥＶＡＰＥは、別の確認通報（パケットシーケンス番号０）を送ることによって 全てのフィルタ要求通報の受信を確認する。ＥＶＡが１つを受信しない場合には 、ＥＶＡは全再伝送方式に従って再び作動する。

セツション開通相は、ＥＶＡがこの確認通報を受信した時に完了する。ＥＶＡが 、次のパケット通報を介して第１のパケットを要求することによって直ちにパケ ット転送相に入る。

パー　−′ ＥＶＡは、第１１図に示す次のパケット通報を介してＥＶＡＰＥからパケットを 要求する。

次のパケット通報はパラメタとして、予期されるパケットのシーケンス番号を保 持するパケットシーケンス番号を有する。

本　もしパケットシーケンス番号が予期される次のパケットのシーケンス番号で あれば、シーケンス内の次のパケットが要求され、先に受信したパケットシーケ ンス番号１のパケットが肯定応答される。

本　もしパケットシーケンス番号が受信した最後のパケットのシーケンス番号で あれば、送られた最後のパケットの再伝送が命令される。

ＥＶＡＰＥは、ＥＶＡからの次のパケット通報を待機している間も、２．２節で 説明したように事象に関してＥＬＭをポーリングし続は次のパケットをアセンブ ルしている０次のパケット通報が到着した時そのパケットシーケンス番号がこの パケットのシーケンス番号と一致すればＥＶＡＰＥは応答として直ちにこのパケ ットを送ることができる。

もし次のバケット番号が再伝送された通報であり、ＥＶＡＰＲは最後に送ったパ ケットを再び送る（このパケットは肯定応答されるまで将にこの目的のために記 憶されているのである）。

以上の如く、ＥＶＡＰＥは恒久的に２つの事象パケット、即ち最後に送ったパケ ット及び次に送るパケットを保持している。これは２にバイトのバッファ空間を 使用する。

事象パケット通報がＥＶＡＰＥからＥＶＡへ送られる際の書式を第１３図に示す 。

ＥＶＡは、リンク上で失われた事象パケットを検出するためにＥＶＡＰＥとの関 係においてタイマを保持しなければならない（パケット時間）０問題は、各ＢＶ Ａ−ＥＶＡＰＥセッシッンとは異なり且つ回路網トポロジ及び経路指定表に依存 するこのタイマの値をどのように決定するかである。しかし、パケットが失われ ることは殆んどないから、パケット時間は経路長には関係なく全てのセツション に同一の値を使用できるように寛大に選択することができる。

３２ノ一ド回路網においては、１分のパケット時間が平均経路状態における遅延 を過大にすることなく最長経路状態を取扱うのに充分な長さであろう。

１久主−再伝道１式 パケット時間中にＥＶＡがＥＶＡＰＥから次のパケット通報に対する応答を受信 しない場合には、ＥＶＡはパケットシーケンス番号をインクリメントさせること なく２回まで次のパケット通報を再伝送する（計３回の試行）。

このようにしても事象パケット通報を受信しなければＥＶＡは、ＥＶＡＰＥが将 にクラッシュしたか、ノードがリセットされたか、或はモニタを回路網に接続す るＨＤＬＣリンクが消滅したかの何れかであると推測しなければならない、何れ にしても、ＥＶＡはある理由のためにＥＶＡＰＢとの連結性を損ったのである。

回復機構は何れの場合に対しても同一である。

ＥＶＡはＥＶＡＰＥとはそのセツションを閉じる０次でＥＶＡはＮＴＡ　１０５ からノードダウン通報或はノード削除通報を受けて、いるか否かを検査する。も し受けていれば、ＥＶＡはＮＴＡ１０５からそのノードに関するノードアップ通 報を入手するまでＥＶＡＰＥとの新しいセツションを開かない、もし受けていな ければ、ＥＶＡはセツション開通通報を送ることによって今閉じたばかりのセツ ションの再開を直ちに試みる。

以上に説明した方式は、次のパケット通報に対する応答が得られない場合にのみ 有効なのではない０通報に対する応答が得られないためにＥＶＡがタイムアウト すれば、同じ回復機構が適用される。

ＥＶＡは、潜在的に事象が失われたためにＥＶＡＰＥとの連結性が損われた時に は、ＤＢＳをマークしなければならない。

もしＥＶＡ自身がクラッシュすれば、ＥＶＡはＥＶＡＰＥとの全てのセツション を、あたかも最初に行う時のように、初期化する。それに応じてＤＢＳをマーク しなければならない。

４．２．　　　セージ　ンの　゛ 先行節においては、ＥＶＡがＥＶＡＰＥに到達し得なくなる、即ちパケット時間 が３回のシーケンスを終了した時、或はＥＶＡがＮＴＡ　１０５からノードダウ ン通報またはノード削除通報を受けた時にＥＶＡＰＥとのセツションを閉じると 説明した。

ＥＶＡは、ＥＶＡＰＥがＥＬＭからそれ以上の応答を入手していないことを表わ すＥＬＭクラッシュフラグがセットされた事象パケット通報を受けてもセツショ ンを閉じる。ＥＶＡＰＥは、この通報を送る前にそれ自身の回復方式を実行する 。

セツションの閉鎖は、モニタによって制御されている回路網の区分からあるノー ドが削除され、且つＥＶＡが未だにＥＶＡＰＥとの連結性を有している時には、 ある通報を送るだけである。この場合、ＥＶＡは大掃除の目的でセツション閉鎖 通報をＥＶＡＰＥに送る。セツション閉鎖通報はパラメタとして、受信した最後 の事象パケット通報のシーケンス番号を有する（第１２図参照）。

ＵＫＰＥ　　　　　−モー゛ル 第１５図はＥＶＡＰＥ状態図である。ＥＶＡＰＥを限状態空間は３つの状態を有 し、“閉鎖”１５０１が初期状態である。この状態図は遷移状態を決定する入力 通報を示す、読み易くするために、通報がステートマシン（即ち通報待ち行列） の何処から“入り”、何処から６出る”かは説明しない。また付加的な遷移状態 及び動作も図には含まれていない。

（１）　　Ｅ　Ｖ　Ａ　Ｐ　Ｅが始動する時、ＥＶＡＰＥはその初期の状態であ る“閉鎖”１５０１にあり、ＥＶＡからのセツション開通通報を待っている。Ｅ ＶＡＰＥはＥＶＡに確認通報を送ることによって受信を確認し、“開通”状［１ ５０２ヘスイツチする。

（２）　　“開通”状態においては、ＥＶＡＰＥはＥＶＡから複数のフィルタ要 求通報を予期する。この数は上記セツション開通通報内にパラメタとして指定さ れている。ＥＶＡＰＥは無秩序に到達し得る全ての入フィルタ要求通報を記憶す る。ＥＶＡＰＥはそれらをＥＬＭへ送る前に順序付ける。あるＥＶＡからの途中 でフィルタ要求通報が失われると、ＥＶＡＰＥはその到着を待つ、ＥｖＡＰＥは 全てのフィルタ要求通報を入手するまで、それらをＥＬＭへ転送しない（６節の ＥＶＡプロトコルマシン参照）、ＥＶＡは“開通”状態１５０２に留まる。

（３）　　全てのフィルタ要求通報をＥＬＭに転送した後、ＥＶＡＰＥは応答の 戻りを入手する。もしこれがサービス不能通報であれば、ＥＬＭがフィルタ指令 ブロック（ＰＣＢ）を割当てるためのメモリを瞬時に見出すことは殆んど不可能 であろう。従ってＥＶＡＰＥはあと２回までフィルタ要求通報を送ることを試み る。ＥＶＡＰＥの状態は３回目のサービス不能通報を受けるまで（（５）項参照 ）“開通”１５０２に留まる。

（４）　　もしＥＶＡＰＥが“開通”状ｆｉ１５０２でセツション開通通報を受 ければ、ＥＶＡへ確認通報を送ることによって確認する。

ＥＶＡＰＥは“開通′状［１５０２に留まる。

注：このセツション開通通報は多分具なるＥＶＡから発信されたものであろう。

（５１Ｅ　Ｖ　Ａ　Ｐ　Ｅが３回目のサービス不能通報を入手すると、ＥＶＡＰ Ｅは断念してＥＶＡへ拒絶通報を送る。ＥＶＡＰＥはその状態を“開通”１５０ １に変化させる。

＋６）　　（３１項と同様に、ＥＶＡＰＥは全てのフィルタ要求を転送した後、 ＥＬＭから応答を待機した。この時間ＥＬＭは事象ログ通報または無事象通報の 何れかで応答した。何れの場合もＥＶＡＰＥはＥＶＡへ確認通報を送ることによ って確認し、開通相を完了する。同時にＥＶＡＰＥはＥＬＭへ次の事象通報を送 ってＥＬＭからの更なる事象を要求する。ＥＶＡＰＥは“次”の状Ｌｉ　１５０ ３ヘスイツチする。

（７）　　もし“次３の状態１５０３においてＥｖＡＰＥがＥＬＭから事象ログ 通報または無事象通報を受信すれば、ＥＶＡＰＥは次の事象通報を介してＥＬＭ をポーリングし続ける。ＥＶＡＰＥはそのバッファが一杯である場合に限ってポ ーリングを停止する。

ＥＶＡＰＥは使用されていないバッファが生ずると直ちにポーリングを再開する 。これはＥＶＡＰＥが先に送った事象パケット通報を肯定応答するＥＶＡからの 次のパケット通報を受けると行われる。ＥＶＡＰＥは現状態を保つ。

パケット通報を入手すると、ＥＶＡが予期するパケットシーケンス番号を有し次 のパケット通報で指示されている事象パケット通報で応答する。これは再伝送で も、または新事象パケット通報でもあり得る。

次のパケット通報において予期されるパケットシーケンス番号は、最後に送られ た事象パケット通報内のパケットシーケンス番号と同一であり、ＥＶＡＰＥはこ の最後のパケットを再伝送する。

ＥＶＡＰＥはその現内部パケットシーケンス数（初期値は１）をインクリメント させない。

もし予期されたパケットシーケンス番号が、ＥＶＡＰＥが送るべき次のパケット シーケンス番号（現パケットシーケンス数）に一致すれば、ＥＶＡＰＥはこのパ ケットシーケンス番号を存する事象パケット通報を送る。ＥＶＡＰＥはそのパケ ットシーケンス数（モジュロ２）をインクリメントさせ、最後に送った、そして 今肯定応答された事象パケット通報を収容しているバッファ開放する。即ちＥＶ ＡＰＥは次の事象パケット通報をアセンブルするためのメモリを有することにな る。

もしＥＶＡＰＥが次のパケット通報を入手した時に如何なる事象をも有していな ければ、ＥＶＡＰＥは応答しない、同一のパケットシーケンス番号に関して間合 せる３回目の次のパケット通報を受信した後にのみＥＶＡＰＥは、事象が０であ ることを表わし且つ要求されたパケットシーケンス番号を有する事象パケット通 報を送る。この方式は、報告すべき事象が存在しない場合、ＥＶＡＰＥとＥＶＡ との間で交換される通報を最小ならしめる。ＥＶＡは３回の試行後に（ＥＶＡＰ Ｅに到達し得ないものとして）そのセツションをリセットするので、ＥＶＡＰＥ は３回目には応答しなければならない。

（９１Ｅ　Ｖ　Ａ　Ｐ　Ｅが“次”状態にある時にセツション開通通報を受信す ると、確認通報を送ることによって応答してその状態を“開通”に変える。この セツション開通通報は多分、ＥＶＡＰＥが今まで対話していたＥＶＡとは異なる モニタ上のＥＶＡから発信されたものであろう、これは、システムを完全に遮断 することなくモニタのプラグが抜かれた時に発生し得る。別のモニタ（或は同一 モニタでさえも）が再び接続された時、このノードが切離されていない限りＥＶ ＡＰＥは未だ走っている。従ってＥＶＡＰＥは“次”状態１５０３においてセツ ション開通通報を受入れなければならない。

ＱＩ　　Ｅ　Ｖ　Ａ　Ｐ　Ｅ　ハ”開通”状Ｍｌ　５０２マタｉ；！”次”状８ １５０３においてセツション閉鎖通報を入手するかも知れず、これによっいるノ ードは、モニタが管理する回路網区分から削除されたのである。従ってＥＶＡは ＥＶＡＰＥとのそのセツションを閉じる。

注：これはＥＶＡＰＥが最早ＥＬＭをポーリングしないこと、及びそのバッファ を解放することを意味する。従ってＥＶＡＰＥは如何なるＣＰＵまたはＲＡＭも 使用せず、そのノードは最早モニタに管理されることはない。同じ結果は、ＥＶ ＡＰＥに長いタイマを持たせることによっても達成される。このタイマが終了す る時までにＥＶＡＰＥがＥＶＡから入手するものが無ければ、そのノードが区分 から除かれたものとしてセツションを閉じる。ＥＶＡＰＥは前述のような大掃除 を行う。

ＱＤ　　Ｅ　Ｖ　Ａ　Ｐ　Ｅは次の事象通報に対するＥＬＭからの応答を入手し ない場合には、更に２回まで再試行する。それでも何も戻って来なければ、ＥＬ Ｍには最早到達し得ない（即ちクラッシュした）ものと見做す、そこでＥＶＡＰ ＥはＥＬＭクラッシュフラグをセットした事象パケット通報によって次のパケッ ト通報に応答してＥＶＡに通告する。

（１２）　　ＥＶＡＰＥが“次”状態においてＥＬＭからサービス不能通報を受 ければ、これはＥＬＭがＰＣＢを失った（多分クラッシュ後）ことを意味する。

従ってＥＶＡＰＥは次の事象通報を介してＥＬＭをポーリングを停止し、ＥＬＭ クラッシュフラグをセットした事象パケット通報で次のパケット通報に応答する 。ＥＶＡＰＦ、はその状態を“閉鎖″１５０１に変える。

０３　　Ｅ　Ｖ　Ｅ　Ｐ　Ｅはリセットされたばかりであり、その初期“閉鎖” 状ｆｉ１５０１にあるＥＶＡＰＥが次のパケット通報を入手する時、ＥＶＡは未 だにこのリセットを告知されていない。従ってＥＶＡＰＥは拒絶通報を送ってそ れを告げる。

注：　ＥＶＡＰＥは、１閉鎖”　’１５０１にある時には、次のバケフト通報を 完全に無視することもできる。３回目の次のパケット通報に応答しなければＥＶ Ａは何とかしてセンジョンを再開しよう。しかし拒絶通報はこれを直ちに実行さ せる。

以下の諸通報は以下の諸状態においては無視することができ（即ち、ＥＶＡＰＥ は動作を起さず、それらをドロツプする）、従って状態図ではそれぞれの場所に 示してない。

ａ）“斤　１５０　　においては ＊ＥＬＭからの事象ログ通報（ＥＶＡＰＥのクラッシュ後にのみ可能ン 車ＥＬＭからの無事象通報（ＥＶＡＰＥのクラッシュ後のみ可能） 本ＥＬＭからのサービス不能通報（ＥＬＭのクラッシュ後に可能） ＊ＥＶＡからのフィルタ要求通報（異なるＥＶＡ／モニタからのみ到来可能） ｂ）“　′１５０２においては ＊ＥＶＡからの次のパケット通報（異なるＥＶＡ／モニタからのみ到来可能） Ｃ）“５１５０３に゛い　は 本フィルタ要求通報（異なるＥＶＡ／モニタからのみ到来可能）。

ＥＶＡ　　　　　　　　　モ　−゛ル 第１４図はＥＶＡプロトコルステートマシンを示す、実際にはＥＶＡは多重有限 ステートマシンであり、これらのノード上の全ＥＶＡＴＥとのセツションを保持 しなければならないので、モニタによって管理される全てのノードのための１つ のオートマトンとなり得る０図にはこれらのステートマシンの中の特定のＥＶＡ −ＥＶＡＰＥセフシ９ンを表わす１つのみを示しである。有限状態空間は３つの 状態を有し、゛閉鎖”が初期状態である。入力通報はＥＶＡＰＥまたはＮＴＡ　 １０５の何れかから到来する。出力通報は全て、それぞれの遷移に対する動作と してＥＶＡＰＥへ送られる。

（１）　　特定のセツションはその初期“閉鎖′状［１４０１にある。

ＥＶＡはＮＴＡ　１０５からこのセツションの発生に関連するノードを告げるノ ードアンプ通報を受ける。ＥＶＡはそのノード上を走るＥＶＡＰＨのためにセン シラン制御ブロックＳＣＢを割当て、センシゴン開通ｉ１報Ｇ送ってそのＥＶＡ ＰＥとのセツションを開＜、ＥＶＡはセツションの状態を“開通”１４０２に変 える。

！２）ＥＶＡは１つのＥＶＡＰＥとのセツションを閉じたばかりであり、そのセ ツションに対して“閉鎖”状態１４０１にある。

もしそのＥＶＡＰＥが走っていのノードが未だにアンプであれば（例えば閉鎖の 理由がＥＬＭに到達し得なかった）、ＥＶＡはオーブンセンシぢン通報を送るこ とによってセツションを再開し、センジョンを再び“開通°状態１４０２に置く 。

＋３）　　Ｅ　Ｖ　Ａ　−Ｅ　Ｖ　Ａ　Ｐ　Ｅ　セフシａ　７は１開通２状１１ １４０２にる。ＥＶＡはセツション開通通報の受信を確認するためにＥＶＡＰＥ からの確認通報を待つ、確認通報を入手すると、ＥＶＡはセッシ５ン開通通報内 に指定されているフィルタ要求通報の番号をＥＶＡＰＥに送る（（η項も参照） 。

（４）最後のフィルタ要求通報を送った後、ＥＶＡは全てのフィルタ要求通報が 到着したことを表わす確認通報、または拒絶通報がＥＶＡＰＥから送られて来る のを待機する（（Ｂ）項及び（５）項をそれぞれ参照のこと）。

ＥＶＡがタイムアウト終了までに確認通報を受信しなければ、ＥＶＡは１或はそ れ以上のフィルタ要求通報が失われたものと見做す、従って、ＥＶＡは更に２回 までフィルタ要求通報を再伝送する（（６）項も参照）。

ｆ５１ＥＶＡは“開通”状６１４０２ニおいてＥＶＡＰＥから拒絶通報を入手す る。これは、供給されたフィルタ要求に対してＥＬＭが否定的に応答したことを 意味する（ＥＶＡＰＥ状Ｌｉ囚（５）参照）。ＥＶＡはセツションの状態を“閉 鎖”１４０１へ変化させることによってセツションを閉じる。

（６）　　もしＥＶＡが、そのフィルタ要求通報を確認する応答を待機するシー ケンス中に３回タイムアウトすれば、ＥＶＡはそのセンシランに関して“閉鎖“ 状態１４０１ヘスイツチする。

（７）　　もしＥＶＡが、そのタイムアウトパケット時間の前に確認通報を受信 しなければ、このセツションの状態を１閉鎖″１４０１に変え、そこから回復す る。

［８１ＥＶＡが結局、到達した全てのフィルタ要求通報への応答としてＥＶＡＰ Ｅから確認通報を受信しフィルタＯＫの場合には、ント通報を要求する最初の次 のパケット通報をＥＶＡＰＥへ送る。

これがパケット転送相を開かせる。ＥＶＡはセツションを“次”状ｆｌｌ　４０ ３に置く。

（９）ｍ次′状［１４０３においてＥＶＡが予期されるパケットシーケンス番号 を有する事象パケット通報を受信すると、ＥＶＡはその内部パケットシーケンス 数をインクリメントさせ（モジュロ２）、パケットシーケンス数に等しいパケッ トシーケンス番号を有する別の次のパケット通報を送ることによって後続する事 象パケット通報をＥＶＡＰＥに請求する。ＥＶＡはそのタイマパケット時間をリ セットし、“次”状６１４０３に留まる。

（ＩＩＥＶＡが事象パケット通報を待機中にタイムアウトすると、そのパケット が失われたものと見做してそれを再伝送するように請求する。ＥＶＡはタイマを リセットし、現状態を保つ、ＥＶＡはパケットシーケンス数をインクリメントさ せない（（１４１項も参照）。

事象パケット通報は失われていないが極度に遅れた時にはＥＶＡタイマが終了す る恐れがあるかも知れない、これらの場合には、前述の再伝送が２回行われたこ とになる。従ってＥＶＡは、既に受信されたあるパケットシーケンス番号を有す る事象パケット通報を破棄する。

ＣＤ　　Ｅ　Ｖ　Ａ　ハ”開通２状［１４０２マｆ、：、ハ”次”状６１４０３ においてＮＴＡからノードダウン通報（ＥＶＡＰＥが走っているノードのための ）を受信する。ＥＶＡばその現状態を６閉Ｍ″１４０１とすることによってセツ ションを閉じる。

（２）　ＥＶＡは、あるノードがモニタによって管理されている回路網から外さ れるとＮＴＡ　１０５からノード削除通報（ＥＶＡＰＥが走るノードのための） を入手する。従ってＥＶＡはセフシラン閉鎖通報をＥＶＡＰＥへ送ることによっ て大掃除を行う、ＥｖＡはその状態を“閉［”１４０１に変える。

α簿　もしＥＬＭクラッシュフラグがセントされていない事象パケット通報をＥ ＶＡが受ければ、ＥＶＡは“閉ｔｉｔ″状態１４０１ヘスイッチすることによっ てＥＶＡＰＥとのセツションを閉じる。

ＥＶＡＰＥは事象パケット通報を送って“閉鎖１状６１５０１へ状態を変化させ る。

（２）　もし、ＥＶＡが事象パケット通報を待機しているシーケンス中にタイマ パケット時間が３回終了すれば、ＥＶＡはその状態を１閉鎖”１４０１に変える ことによってＥＶＡＰＥとのセツションを内部的に閉じる。

タイマを３回終了せしめた極度に遅れた事象パケット通報は、ＥＶＡが“閉鎖” 状９１４０１にあることによって廃棄される。

０ω　ＥＶＡＰＥはＥＶＡに事象パケット通報を送った後にリセットされている 。ＥＶＡは事象パケット通報を受信すると、次のパケット通報を介して更なるパ ケットを要求する。ＥＶＡＰＥは、リセット後“閉鎖”状１１１Ｓｉｌ　５０１ にあるから、この要求に対して拒絶通報によって応答する。拒絶通報を受信する とＥＶＡは（も）“閉鎖”１４０１へ移る。

以下に挙げる通報は、セツションの状態に依存してＥＶＡによってドロップされ 得る。

１・“”　　　に゛し） 本ＮＴＡ　１０５からのノードダウン通報（無動作、セツションは既に閉じてい る） ＊ＮＴＡ１０５からのノード削除通報（無動作、セツションは既に閉じている） ＊ＥＶＡＰＥからの事象パケット通報（ＥＶＡクラッシュ或は閉じたばかりのセ ツションからの遅れたパケット後にのみ可能）＊ＥＶＡＰＥからの拒絶通報（Ｅ ＶＡクラソシエ後にのみ可能）＊ＥＶＡＰＥからの確認通報（多分ＥＶＡは開通 相においてり本ＮＴＡ　１０５からのノードアップ通報（セツションは既に開か れているのであるから起りそうにないが、害を与えることはないであろう） ＊ＥＶＡＰＥからの事象パケット通報（不可能）３．１゛　　　　　に゛い　し ＊ＮＴＡ　１０５からのノードアンプ通報（セツションは既に開かれているので あるから起りそうにないが、害を与えることばないであろう） ＊ＥＶＡＰＥからの確認通報（不可能）ＥＶＡ−ＤＢＳ ＥＶＡは、ＥＶＡＰＥから受信する全ての事象をモニタデータベースＤＢＳ内に 記録するために、関数呼出しによってＤＢＳとインタフェースする。

基本的にはＥＶＡは、事象パケット通報の中で到来する事象ログ記録の構造をＤ ＢＳ内の事象記録の構造に変換する。これは極めて率直なプロセスである。これ は第１６図に示されている。

、　　開始時に、ＥＶＡはノード番号をマツプする表をＤＢＳだけの独自のノー ド識別名に復帰させる関数を呼出す、１つのノードは幾つかの回路網用に構成で きるから、そのノード番号はＤＢＳの観点からは独自ではない。独自のノード識 別名は、ＥＶＡによって全てのＤＢＳ事象記録内に満たされなければならない。

そのノード上のＥＶＡＰＥは各事象のタイムスタンプを絶対時間（エポック時間 ）に変換しなければならない、これは、任意の２つのノードの時間基準が潜在的 に異なるために必要なのである。

従ってモニタ上では２つの異なるノードからの２つの事象タイムスタンプを絶対 時間に変換しなければ比較することができない。

事象が有するトークンは、間合せ或は報告の目的のために意味ある情報に変換さ れる。これは、ＥＶＡ内の関数呼出しを介して、或は事象をモニタＤＢＳ内へ記 憶する前にまたは検索時に別のプロセスによって、行うことができる。

事象文章列はＤＢＳ内に記憶する時に大量のディスク空間を占めるので、多分こ の変換は事象を検索する時に行うべきであろう。

ＳＱＬステートメントを受入れ、それらをＤＢＳへ転送し、そして生の事象情報 を利用者に対して表示する前に復帰される該情報に変換関数を走らせるアプリケ ージジンプロセスは、利用者によって呼出すことができる。

ＤＢＳ内へ挿入される１つのノードからの事象のシーケンス内の折返しは切れ目 の記録であり、これは基本的には“事象ログ切れ目”の事象型フィールドを有し 且つノード識別名及びタイムスタンプのためのフィールドが満たされている正常 な事象記録である。

同様にして、ノードのＥＬＭへの連結性の欠如は、事象の潜在的な損失としてデ ータベース内へ挿入される。連結性が失われている時間中は事象が失われたか否 かは不確実であるので、“未知状態°のような異なる事象の型が使用されよう。

■、　　　アブ軍　−ジョン １−」Ｌ権 警報表アプリケーションＡＴＡの目的は、回路網内の活警報を収集し、分配する ことである。

ＡＴＡは、Ｉ　ＤＮＸ事象ログ管理者ＥＬＭタスクによって創成され管理されて いるＩ　ＤＮＸ警報ログから警報を収集する。警報表ＡＰＥ　（ＡＴＡＰＥ）は 各Ｉ　ＤＮＸノード内で創成され、警報ログ変化を監視し、これらの変換を間合 せに応答してモニタＡＴＡタスクへ送る。モニタ回路網トポロジアプリケーショ ンＮＴＡは、監視しているノードの状態に関してＡＴＡに通知する。

警報は、モニタメニュー及び図形インタフェースコンソールアプリケーションＭ ＡＧＩＣと、モニタ回路網警報モニタ事象アプリケーションとに分配される。Ｍ ＡＧＩＣはこの情報を使用して警報状態を表わすカラーダイナミックスを回路網 の成分の図形表示に割当てる。ＮＡＭは、スクロール可能なサンツールズ文章す ブウィンドウ内に警報情報を表示する。ＡＴＡは警報情報をオラクルデータベー ス内へは記憶しない。

この方式に対する合理的な変形が、同じようにＩ　ＤＮＸ事象ログから事象を収 集するモニタ事象アプリケーションＥＶＡから警報情報を受信していたことに注 目されたい。（ＩＤＮＸ警報ログは事象ログから誘導される。）この方法はＡＴ ＡＰＥを排除するがＥＶＡ及び附属ＥＶＡＰＨに大きい負担を負わせる。Ｉ　Ｄ ＮＸと現警報状態のモニタビューとの間の多くの困難な同期問題を考慮してこの 方法は破棄された。同期の問題点は以下のようであった。

１、不可避の“事象ログ折返し”問題からの回復は、失われた情報を回復するた めに警報表を収集する機構を必要とした。

２、ＡＴＡのＥＶＡへの依存性が、回路網のトラフィックを減少させる目的で事 象収集にフィルタを通用するＥＶＡの自由度を制限した。

３、ＥＬＭは、操作員によって手動でクリアされる警報を報告するように変形し なければならなかった。

４、　モニタは、“警報の抹消”を認識しなければならなかった。

これは、警報表を保持するＥＬＭ論理と共に冗長である。

１−五皿髪且止様 第１７図は、ＡＴＡ　１７０とそれが通信する他のプロセスとの間の論理的関係 、及びＩ　ＤＮＸ事象ログアプリケーシツジョンＭ１７２とＡＴＡが警報を分配 するアプリケーションとの間のデータ流を示す。

モニタ上でＡＴＡは、オラクルデータベース管理サービスＤＢＳ１７３、回路網 トポロジアプリケーションＮＴＡ　１７４、回路網警報モニタＮＡＭＩ　７５、 及びＭＡＧＩＣと名付けたメニュー及び図形インタフェース１７６と通信する。

回路網内に分散しているＩ　ＤＮＸノードにおいては、警報表ＡＴＡＰＥ　１７ ７のために結合されているプロセッサエグゼキユータは、モニタノード上のＡＴ Ａとのプロトコルをサポートする。更に、各Ｉ　ＤＮＸ上の対象管理者０Ｍ１７ ８はＡＴＡ　１７０及びＡＴＡＰＥ１７７からの通報によってそれぞれＡＴＡＰ Ｅを創成し、削除することを要求される。

ＡＴＡ／ＡＴＡＰＥの外部インタフェースはこの節で説明する。

ＡＴＡ及びＡＴＡＰＨの内部設計に関しては３節で説明する。

２．１　　ＡＴＡ　　びＡＴＡＰＥのＯＭへのイン　フェースＩ　ＤＮＸ対象管 理者ＯＭはＩ　ＤＮＸタスクを創成し、削除する責を負う、従ってＯＭはＡＴＡ ＰＥを創成し、削除するように要求される。ＡＴＡは、あるＩ　ＤＮＸノードが 監視されていることをＮＴＡから通知されると、そのノード上のＯＭに創成通報 を送る。この通報には応答は存在せず、従ってＡＴＡはこのタスクが開始された ものと見做す、もしＡＴＡＰＥとのセンシラン開通プロトコルに失敗すれば、Ａ ＴＡはＡＰＲタスクを再び創成することを試みる。

ＡＴＡはＯＭの“双対プロセッサ選択インスタンス２へ創成通報を送るので、Ａ ＴＡＰＥはＩ　ＤＮＸ双対プロセッサ上に（もし一方が使用可能であれば）創成 されよう、この企図は、Ｉ　ＤＮＸマスタＣＰＵに及ぼす衝撃を最小にするため である。

ＡＴＡは、あるＩ　ＤＮＸノードが最早監視されていないことをＮＴＡから通知 されると、そのノード上のそのＡＴＡＰＥを削除する。ＡＴＡは、ＡＰＲが走っ ているのはどのＣＰＵであるのかを知らないから、またＡＴＡＰＥを創成したＯ ＭにＯＭ削除通報を送らなければならないから、削除通報をＯＭに送るようにＡ ＴＡＰＥに要求する。削除通報に対する応答は存在せず、ＡＴＡ　ＰＥはＯＭが 通報を受信するまで走り続け、タスクを強制排除して削除する。もしＡＴＡＰＥ 削除に失敗すれば（例えば、ＡＰＥへのＡＴＡの通報が失われて）　、ＡＴＡは ＡＰＲを削除することを再び試みる。

ＡＴＡＰＥタスクは、ＡＴＡＰＥが異常に終るかまたはＡＴＡＰＥが走っている ＣＰＵがリセットされれば、ＡＴＡによって再創成されよう、これは、内部参照 仕様に記載されたＡＴＡ−ＡＴＡＰＥ回ｆｉプロトコルの一部である。

Ｉ　ＤＮＸ回路網当９複数のモニタワークスチーシランは、任意のＩ　ＤＮＸノ ードに１つのモニタだけが接続されるという制限を伴うてサポートされ得る。モ ニタＡＰＲの設計及び実現を簡易化するために各モニタは、監視中の各ノード上 にそれ自身の独自のＡＰＲタスクの集合を創成する。全てのＩ　ＤＮＸタスクは 、総称タスク識別名、及び独自のタスクインスタンスによって指定される。これ らの値は番目ＯＭ創成通報及び削除通報内に指定される。

モニタＡＰＲインスタンスは、そのモニタが接続されているＩＤＮＸノードの番 目ノード番号から誘導され、これは、各ＡＰＲタスクが独自のインスタンスと共 に創成され、且つ単一のモニタと通信することを保証する。

ＥＬＭへのＡＴＡ　Ｐ　Ｅ　　ン　　エースＡＴＡＰＥはＥＬＭ警報ログから警 報情報を収集する。ＡＴＡがＡＴＡＰＥとの“センシラン”を開く場合、ＡＴＡ ＰＥはＥＬＭの警報ログをローカル警報表内に、及びＡＴＡへ送る（１つの或は 複数の）通報内にコピーする０次でＡＴＡＰＥは変化（クリアされた、変更され た、または新警報）を検出するために、警報ログに対して警報ログ要約”情報を 間合せる。変化が検出されると、ＡＴＡＰＥは警報ログを再び読み、これらの変 化をその警報表及びＡＴＡの両者に通知する。

ＡＴＡＰＥは“事象ログ警報表”通報を使用してＥＬＭ警報ログを読む、ＡＴＡ ＰＥはこの通報をＥＬＭに送って表内に１つのオフセットを記入し、ＥＬＭはそ のオフセットから始まる８つの警報を含む通報を返す。

ＥＬＭは警報ログに対応付けられた゛要約゛情報を保持する。

この要約情報は“事象ログ警報要約”通報を使用して間合せられる。ＥＬＭは活 警報の総計と合計警報とを含む要約情報を通報内ヘコピーし、それを返却するこ とによって応答する。ＡＴＡＰＥは２つの総計値と、その最後の要約問合せから 検索した合計とを比較する。もし要約が変化していればＡＴＡＰＥは新しい警報 表を読み、変化していなければあるビットを待って再び要約を間合せる。ＡＴＡ ＰＥは、警報ログがＡＴＡによって削除されるまで要約情報の間合せと、警報ロ グのコピーの更新とを続行する。

もしＡＴＡＰ　ＥがマスタＣＰＵ上に創成されれば、マスタＣＰＵはマスタＥＬ Ｍタスクと通信する。もしＡＴＡＰＥが双対プロセッサ上に創成されれば、それ はシャドウＥＬＭタスクと通信する。これら２つのタスク間のインタフェースは 本質的に同一である。

、　　ＭＡＧＩＧへのＡＴＡ　　ン　　ニーλＡＴＡはＡＴＡＰＥタスクから収 集した警報情報をＭＡＧＩＧへ分配する。ＭＡＧＩＣは、もし特定回路網成分が 複数の警報をトリガしていればその成分上で最も臨界的な警報だけが通知される ことを予期している。一旦警報がＭＡＧＩＣに報告されると、ＭＡＧ　Ｉ　Ｃは 全ての警報のクリアを含むその成分上の警報状態の何等かの変化を通知されるも のと予期している。新しい回路網成分が存在することをＤＢＡプロセスによって 通知されると、ＭＡＧＩＣはその成分上の警報情報に関してＡＴＡに間合せる。

警報情報がＡＴＡＰＥタスクから収集されるとＡＴＡはこの情報を若干数の“Ｇ ｌステータス通報”でＭＡＧＩＣへ分配する。

この通報は、回路網成分のデバイス識別名をアスキー書式（例えばｈ＋Ｌｘｃｙ ｙ、ｍｓ　）で、及びその現警報状態を含む、複数のデバイス識別名／警報記録 は、余地がある限りじ最大５ＣＬＰ通報サイズ”まで）単一の通報内に配置され る。ＭＡＧＩＣに報告される警報レベル値は以下の通りである。

１、＝６　　クリアされた警報 ２、→　情報警報 ３、＝Ｏそれ程重大ではない警報 ４、＝０　　重大な警報 ５、＝６　　臨界的警報。

ＡＴＡがＭＡＧＩ　Ｃに警報を報告するまで、ＭＡＧＩＣは回路網内には警報が 存在しないものと見做し、従って回路網の初期警報状態は“クリアされた”警報 状態である。ＡＴＡプログラムは、（再）始動すると、ＭＡＧＩ　Ｃが全ての警 報状態を“クリアされた°警報状態に初期化するのを保証するＭＡＧＩ　Ｃアブ リケーシッン（もしＭＡＧＩＣが走っていれば）とのハンドシェークを遂行する 。これによってプログラムは全ての回路網デバイスの警報状態のビューを再同期 させる。ハンドシェークは、デバイス識別名が“全部”にセットされ且つ警報レ ベルが“クリアされた警報２にセントされたＡＴＡからの”Ｇｌステータス通報 ０と、それに続（全ての警報用回路網成分の現警報状態を送るようにＡＴＡに要 求するＭＡＧＩＧからの“ＣＩ全部再送通報１とからなる。ＡＴＡがＡＴＡＰＥ から警報を収集すると、この情報はＭＡＧＩＣへ送られる。

ＭＡＧＩ　Ｃは（再）始動すると、ＡＴＡに“ＣＩ再送明細通報′を送って全て の警報用回路網成分の現警報状態を要求する。

ＭＡＧＩ　Ｃは“Ｇｌ再送明細通報″を用いてＡＴＡからの特定警報情報を間合 せる。この通報は、ＭＡＧ　Ｉ　Ｃが現警報状態を欲している回路網成分デバイ ス識別名のリストを含む、ＡＴＡは若干数の“Ｇｌステータス通報”で応答する 。

ＡＴＡはＭＡＧＩ　Ｃアプリケーションからの“ＧＩ再送明細通報”を検査する 。もし通報内の何れかの情報が検出できる程劣化すれば、ＡＴＡは誤り通報をモ ニタシステム通報ウィンドウへ記録する。

ＡＴＡはＩ　ＤＮＸグイグループとボートデバイスとの間を弁別する責を負う、 ＥＬＭから収集された警報記録はこの区別を行わない、ＡＴＡは、もし警報がボ ート警報であれば、デバイス識別名を形Ｎ。Ｃア、Ｐ□に変更する。もし警報が ダイグループ警報であれば、形Ｎ。Ｃｙ、、。が使用される。

ＮＡＭへのＡＴＡイン　　エース ＡＴＡはＡＴＡＰＥタスクから収集した警報情報をＮＡＭに分配する。ＮＡＭは 全ての活警報、全ての変更された活警報（例えば警報が再トリガされた時、数フ ィールドのようなある警報記録情報が変更される）、及び全てのクリアされた活 警報を通知されることを予期する。ＮＡＭは、ＡＴＡＰＥタスクから受けた警報 内に含まれる殆んどの情報をサンッールズ文章すブウィンドウ内に表示する。

警報情報はＡＴＡＰＥタスクから収集され、ＡＴＡはこの情報を若干数の“ＮＡ Ｍ更新通報°でＮＡＭへ分配する。この通報は、ＥＬＭ警報ログから検索された 警報記録構造、及び警報に対して遂行する関数を含む、複数の警報記録／関数集 合は余地がある限りじ最大５ＣＬＰ通報の大きさ’）Ｊ＊−の通報内に配置され る。

ＮＡＭへ渡される関数は以下の通りである。

ＮＡＭ付加　時　文章サブウィンドウへ警報を付加ＮＡＭ変更　→　文章サブウ ィンドウ内に既に表示されている警報を変更 ＮＡＭ削除　時　文章サブウィンドウから警報を削除。

ＡＴＡが警報をＮＡＭへ報告するまで、ＮＡＭは回路網内には警報が存在しない ものと見做し、従って回路網の初期警報状態は“無”警報状態である。ＡＴＡプ ログラムは、（再）始動すると、ＮＡＭが文章サブウィンドウ内に現在表示され ている全ての警報をクリアするのを保証するＮＡＭアプリケーション（もしＮＡ Ｍが走っていれば）とのハンドシェークを遂行する。これによって、プログラム は回路網の警報状態のビューを再同期させる。ハンドシェークは、ＡＴＡからの “ＡＴＡリセット通報”と、それに続＜ＡＴＡが収集した全ての現在活動中の警 報を送るようにＡＴＡに要求するＮＡＭからの“ＮＡＭリセット通報”とからな る。ＡＴＡがＡＴＡＰＥから警報を収集すると、この情報はＮＡＭに送られる。

ＮＡＭば、（再）始動すると、ＡＴＡに１ＮＡＭリセット遣報９を送ってＡＴＡ が収集した全ての現在活動中の警報を要求する。

ＡＴＡはＩＤＮＸダイグループとボートデバイスとの間を弁別する責を負う、Ｅ ＬＭから収集された警報記録はこの区別を行わない。ＡＴＡは、もし警報がダイ グループ警報であれば、ＥＬＭ回路網アドレスフィールドのビット３０をセット することによって警報記録構造内のデバイス識別名を変更する。

ＡＴＡは、あるノードがモニタ域から削除された時、ＮＡＭに通知する責を負う 、これば、削除されたノードの番号を含む“ＮＡＭノード削除通報°をＮＡＭに 送ることによって行われる。

２．５ＮＴＡへのＡＴＡイン　フェースモニタ回路網トポロシアプリケージ５ン （ＮＴＡ）は、モニタにより監視されているＴ　ＤＮＸノードのステータスが変 化した時それをＡＴＡに通知する。これは、あるノードが回路網に付加されたこ と、あるノードが回路網から削除されたこと、及び回路網内のあるノードへの連 結性の欠如または取得を含む。

ＡＴＡは、（再）始動すると、ＮＴＡに（もしそれがアップであれば）“ＡＴＡ リセント通報”を送る。ＮＴＡは“ＮＴＡ回路網内ノード通報′で応答し、モニ タが結合されているＩ　ＤＮＸノード（“隣のノード”と呼ぶ）のノード番号、 及びモニタとの連結性を有し現在監視されているノードのリストをＡＴＡに通知 する。ＡＴＡは、このリスト内に含まれる各ノード上にＡＴＡ　Ｐ　Ｅタスクを 創成する。

ＡＴＡがＮＴＡとのハンドシェークを（再）始動した後、ＮＴＡは回路網内の何 れかのノードのステータスの変化を３つの通報の中の１つを用いてＡＴＡに通知 する。各通報は単一のノード番号を指定する。これらの通報を以下に示す。

ＮＡＴノードアップ通報　時　新ノードがモニタ域に付加された場合、または“ ダウンした′ノー ドとの連結性が再び取得された場 合、 ＮＡＴノードダウン通報　峙　ノードがダウンした、即ちそのノードとの連結性 が破れた場合、 ＮＡＴノード削除通報　　→　ノードがモニタ域から削除された場合。

ＡＴＡはこの情報を使用して、どのノードにＡＴＡＰＥタスクを創成するか、及 びＡＴＡが現在セツションを有しているＡＴＡＰＥタスクと通信を試みる何等か の目的が存在するか否かを決定する。ノードダウン通報を受信するとＡＴＡは、 そのノード上のＡＴＡＰＲとのセツションを中断する。ノードアップ通報を受信 するとＡＴＡは、新しいＡＴＡＰＥを刻成してそれとのセツションを確立するか 、または中断されていた既に活動しているセツションを再開する。ノード削除通 報を受信するとＡＴＡは、そのノード上のＡＴＡＰＥを削除する。

ＮＴＡは、隣のノードへのＨＤＬＣリンクが使用不能になったこと、或は爾後に 使用可能になったことをＡＴＡに通知する。ＨＤＬＣリンクが使用不能になると 、ＮＴＡは“ＮＴＡ−ＨＤＬＣリンクダウン３通報を送り、ＡＴＡはそのＡＴＡ ＰＥとの全てのセツションを中断する。

ＨＤＬＣリンクが再び使用可能になると、ＮＴＡは“ＮＴＡ・ＨＤＬＣリンクア ンプ通報を送る。この通報は“ＮＴＡ回路網内ノード遣報”と同一の書式を有し ている。もし隣のノード番号が変化しなければ、ＡＴＡは、その通報内にリスト されているノード上のＡＴＡＰＥタスクとのセツションを再開する。もし隣のノ ード番号が変化すればＡＴＡは、創成した全てのＡＴＡＰＥタスクを削除し、新 しい隣のノード番号から誘導した新タスクインスタンス番号を用いて、通報内に リストされているノード上にＡＴＡＰＥタスクを再創成する。

ＮＴＡアプリケーションは、（再）始動すると、“ＮＴＡ回路網内ノード通報” と同一の書式を有する”ＮＴＡリセット通報”をＡＴＡに送る。もし隣のノード 番号が変化しなければＡＴＡは、先に警報が収集されなかった何れかのノード上 のＡＴＡＰＥタスクとのセツションを再開する。もし隣のノード番号が変化すれ ぼＡＴＡは、創成した全てのＡＴＡＰＥタスクを削除し、新しい隣のノード番号 から誘導した新タスクインスタンス番号を用いて通報内にリストされているノー ド上にＡＴＡＰＥタスクを再創成する。

またＡＴＡは、“ＮＴＡリセント通報”を受信すると、現在モニタ域内に限定さ れているＩ　ＤＮＸノードのノード番号を含むオラクルデータベース内のノード 表を読み出す、これは、ＮＴＡアブリケーシッンが不活動であった間にどのノー ドも域から削除されなかったことを確認するために行われるのである。もしＡＴ Ａがオラクルノード表内に存在しない何れかのノード上のＡＴＡＰＥとのセツシ ョンを有していれば、そのＡＴＡＰＥは削除される。

ＡＴＡはＮＴＡアプリケーションから受信した全ての通報を検査する。もし通報 内の何れかの情報が検出できる程劣化していれば、ＡＴＡは核関数報告“不良通 報（）″を使用して送信者にその通報を返却する。またＡＴＡはＮＴＡに“ＡＴ Ａリセ−／　）通報”を送って情報の潜在的損失から回復しようと試みる。また 誤り通報をモニタシステム通報ウィンドウへ送る。

−一　ベースイン　　エース オラクルデータベースは、“ＮＴＡリセット通報°を受信した時、ノード表から ノード番号を検索するために使用される。ＳＱＬ問合せの書式は： ’ＳＦ！ＬＥＣＴ　Ｎ０ＤＥ−Ｎ０ＤＥＮ）ＩＢＲＦＲＯ？！　　Ｎ０ＤＥ、　 　ＮＥＴ−ＮＯＤＥ　　賀）ＩＥＲＥＮＥＴ−ＮＯＤＢ、　Ｎ０ＤＥＩＩＩ−Ｎ ＯＤＥ、　Ｎ０ＤＥＴＤゝである。

盈−ヱｍロｆＪＬ逢 警報表アブリケーシッンには２つの論理成分が存在する。第１（モニタ内に在留 ）はＡＴＡである。第２は、モニタ回路網内の各ＩＤＮＸノード内に在留するＡ ＴＡＰＥである。

ＡＴＡは、警報をＭＡＧＩＣとＮ　Ａ、　Ｍとの分配する。ＡＴＡＰＥは、ＩＤ ＮＸ事象ログ管理者ＥＬＭがら警報表情報を収集し、それをＡＴＡへ送る。

３　　　ＡＴＡＰＥへの　　Ａ　ン　°　〕人ＡＴＡは、（再）始動すると、モ ニタ域内に限定されでいる各Ｉ　ＤＮＸノード上のＡＴＡＰＥタスクとのセツシ ョンを創成して開始し、それらの警報表を検索する０次で、セツション接続誤り がなければ、ＡＴＡＰＥは周期的ステータス通報（遊休或は警報変化）をＡＴＡ へ送る。

ＡＴＡとＡＴＡＰＥとの間で交換される通報の書式は付録、Ａに定義されている 。

３、　　セージ　ン もしＡＴＡがある時点に１以上のＡＴＡＰＥを創成すれば（例えば“ＮＡＴ回路 網内ノード通報”を介して複数の新ノード番号が送られて来れば）　、ＡＴＡは 短い累積遅延によって各ＡＴＡＰＥセツションを時差開通させる。これは個々の ＡＴＡＰＥセツション活動をずらせるために使用される唯一の機構である。セツ ションは、第１８図に示す交換を使用して開かれる。

″ＡＴＡ開通通報”通報を受信するとＡＴＡＰＥはＥＬＭ警報ログをローカル警 報表内にコピーし、若干数の“ＡＴＡ警報通報”通報をＡＴＡのために構成する 。これらの通報は　“ＡＴＡ次の通報”に応答して一時に１警報通報ずっＡＴＡ に送られる。各警報通報は可能な限り多くのじ最大５ＣＬＰ通報サイズ”まで） 警報記録を含む、警報通報は、通報の受信を肯定応答する“ＡＴＡ次の通報”が ＡＴＡによって受信されるまでＡＴＡＰＨによって緩衝される０通報番号（モジ ュロ２５６）はＡＴＡＰＥがらの“ＡＴＡ警報通報”の肯定或は否安応答に使用 される。ＡＴＡから否定応答を受信すると、ＡＴＡＰＥは最後の”ＡＴＡ警報通 報”を再伝送する。

このセツション初期化交換における最後の“ＡＴＡ次の通報”は警報表ステータ ス通報に関する未決要求として使用される。これに関しては次節において説明す る。

ＡＴＡＰＥは、警報記録タイムスタンプをＩ　ＤＮＸの内部時間書式からエポッ クＳＳＥ書式以来のモニタの秒に変換する責を負う、ＩＤＮＸは、モニタＮＴＡ アプリケーションによって間接的に初期化されるＳＳＥクロックを維持する。

３、１．２　　　　セ・シラン 正常セラシロンプロトコルは、最小回路網トラフインクとＩＤＮＸノードからの 警報のタイムリな収集との間の平衡を達成するように設計されている。これは第 １９図に示されている。

正常シナリオは、“ＡＴＡ次の通報”を受信した後に、且つ送るべき警報表皮化 が存在しなければ、ＡＴＡＰＥに遊休タイマを始動させるように要求する。タイ マが終了し、且つ警報表無変化が累積していれば、ＡＴＡＰＥは“ＡＴＡ遊休通 報”をＡＴＡへ送る。これは無番号通報であり、ＡＴＡからの応答を要求してい ない、これは車にＡＴＡＰＥが未だに応答することをＡＴＡに通知するだけであ る。（ＡＴＡはＡＴＡＰＥとの通信が中断されたような場合から回復するための 非活動タイマを維持する。これに関しては次節で説明する。） ＡＴＡＰＨの遊休タイマがデクレメントされている間、ＡＴＡＰＥは規則的な間 隔でＥＬＭの警報ログの変化を検査し続ける。

変化が検出されると、これらの変化はＡＰＲのローカル警報表内ヘコピーされ、 次でこれらの変化をＡＴＡへ伝えるために″ＡＴＡ警報通報”が構成される。Ａ ＴＡＰＥは可能な限り多くのび最大５ＣＬＰ通報サイズ”により制限される）変 化した警報記録を“ＡＴＡ警報通報”内に収める。“ＡＴＡ警報通報”に対する ＡＴＡからの応答は、通報シーケンス数が１だけインクリメントされた“ＡＴＡ 次の通報”である。

セツション初期化中に、始めに警報ログがＡＴＡへ送られていれば、変化（新し い警報、変更された警報、及びクリアされた警＠）だけがＡＴＡに伝えられる。

ＡＴＡＰＥはその警報表内に、次の“ＡＴＡ！＠通報”の集合を構成する時にど の警報記録をＡＴＡへ送る必要があるかを表わす内部アカウンティングを維持す る。

”ＡＴＡ警報通報”の書式は、活警報記録が“ＡＴＡ警報エントリ”構造定義を 使用して送られることを規定する。クリアされた警報は圧縮された形で送られる 。ＡＴＡはそれ自身、ＥＬＭ警報ログの内部コピーを維持しているから、これは どの警報ログ記録がクリアされたかを送るに等しい、クリアされた警報記録の内 容は送られない。

ＡＴＡＰＥとＥＬＭとのインタフェースと、ＡＴＡＰＥとＡＴＡとのインタフェ ース間の同期は、ＥＬＭの警報ログの任意のコピーが一貫しないかも知れない現 実的な可能性が存在する事実を感知可能である。これは、ＡＴＡＰＥが警報ログ を読み出している間にＥＬＭがそれを更新できることに起因する（表金部を読み 出すためにはＥＬＭと数回の交換が必要である）、依って、ＡＴＡＰＲは、警報 ログの読み出しを開始した時点から警報ログの読み出しを終了する時点まで警報 要約が変化しなかったことを確認する。もし警報要約情報が変化していれば、Ａ ＴＡＰＥは再び警報ログを読み出し、警報ログが安定するまでそれを続行する。

ＡＴＡへ応答を送る前のＡＴＡＰＥによる警報の再読み出しの回数には限度があ る（ＡＴＡとのそのインタフェースのタイムアウト、或はＡＴＡへの警報更新の 不必要な遅延を回避するため）、この限度に達すると、ＡＴＡＰＥは警報ログが 未だに流動状態にあるかも知れなくとも、それが−貫している（例えば“重複し た゛警報記録は存在しない０重複警報は、警報記録がより臨界的な警報によって 強制排除され、次でＡＴＡＰＥが警報ログを読み出している間に表内へ再挿入さ れる場合に発生する）ものと確認する。

３、１．３　　セツションの−口′　びセーション３、１．３．１　　　われた ゛　の口′ＡＴＡは幹線のダウン、異常な回路網の遅延、或はＩ　ＤＮＸ及びノ ードの障害によって失われた通報を回復する責を負う、この目的のために、ＡＴ ＡはＡＴＡＰＥへ通報を送る時には非活動タイマを始動させる。このタイマは、 この型の回復はまれであると考えられることから、比較的長い終了期間を有して いる。タイマが終了すると、ＡＴＡはその最後の通報を再伝送し、その非活動タ イマを再始動させる。ＡＴＡは、セツションが回復不能であると結論付ける前に ３回回復を試みる。

回復の試みに失敗するとＡＴＡはＡＴＡＰＥにそれ自体を削除することを通知し 、ＡＴＡＰＥタスクを再創成してＡＴＡＰＥとのセツションを再開する。この手 順は、ＡＴＡＰＥが応答するまで、またはＮＴＡがＡＴＡにそのノードがダウン したこと或はそのノードがモニタ回路網から削除されたことを通知するまで繰り 返される。

３、１．３．２　　アブ當　−ジョンの盲ＪセードＡＴＡは再始動すると、ＡＴ ＡＰＥタスクとのセツションを創成して開通させる。もしＡＴＡの先行動作によ って既にＡＴＡＰＥが存在していれば、ＡＴＡＰＥはＡＴＡとのそのセツション を再初期化し、その警報表の全コピーをＡＴＡへ送る。

もしＡＴＡＰＥタスクが異常に終了しＯＭによって再始動されれば、新ＡＴＡＰ Ｅは先ずＡＴＡがらの“ＡＴＡ開通通報′以外の通報を受信することが可能であ る。この場合ＡＴＡＰＥは“ＡＴＡリセット通報”をＡＴＡへ送る。これにより ＡＴＡは″ＡＴＡ開通通報”応答を用いてセツションを再初期化する。Ａ、　Ｔ 　Ａは新警報表をＡＴＡＰＥから受信すると、その表を表の内部（古い）コピー と記録毎に比較する。差が注目されＭＡＧｉ　Ｃ及びＮＡＭアプリケーションへ 適切に送られる。この交換を第２０図に示す。

ＡＴＡＰＥは、ＡＴＡとのそのインタフェース上に極めて長い非活動タイマを維 持する。タイマは正常な幹線が機能不全中のＡる。このタイマの目的は、もし適 当に長い間隔の後にＡＴＡに語るべきものが存在しなければＡＴＡＰＥタスクが 自身を削除することである。これは、ＡＴＡからＡＴＡＰＥへの″ＡＴＡ削除通 報”が回路網によってドロップされる可能性を提供する。またこれは、モニタを 回路網から長期間に亘って切離す（例えば利用者が週末にモニタの使用を止める ）ことも可能ならしめる。

またＡＴＡＰＥはＥＬＭとのそのインタフェース上にも非活動タイマを維持する 。もしＥＬＭが要約情報に関する間合せに応答しなければ、この間合せはある回 数再送される。これは、シャドウＥＬＭがマスタＥＬＭとの初期化を完了する前 にＡＴＡＰＥが要約情報を要求するかも知れないために行われるのである。ＡＴ ＡＰＥが警報ログを読み出し中にもしＥＬＭが応答しなければ、ＡＴＡＰＥタス クはそれ自身を異常に終了させる。ＡＴＡは前節で説明したようにＡＴＡＰＥを 再始動させよう。

３、１．３．３　　セ・ジョンの ＡＴＡは、ＮＴＡから“ＮＴＡノード削除通報”を受信するとＡＴＡＰＥを削除 する。ＡＴＡは“ＡＴＡ削除通報をＡＴＡ　Ｐ　Ｅへ送る。ＡＴＡＰＥはそれが 走っているＣＰＵ上のＯＭへ“タスク削除”通報を送り、正常セッシッン処理を 続行する。それによってＯＭはタスクを強制排除して削除する。

３．２　　ＡＴＡプロゲーム 本節は、先行節において説明した機能性を遂行するためにＡＴＡにおいて創成さ れる主要データ構造及び方法を説明する。ＡＴＡプログラムは、モニタ環境にお いて供給されるのと同様に、ＩＤＮＸ状核層上を走るように書かれた。アプリケ ーションによって要求される全てのシステムレベルサービスはこの核層を通して 入手される。プログラム内に埋め込まれたスタティックメモリは存在せず、全て のデータ空間は核層への゛メモリ要求（）”を介して入手される。

３．２．１　　ＡＴＡ　　　−−’告 データ構造は付録Ｂに定義されている。

ＡＴＡアプリケーション内の主要データ構造は、大域データ領域、ノード表（Ｎ Ｔ）　、セラシラン制御表（ＳＣＴ）及びその付属セ、ジョン制御ブロック（Ｓ ＣＢ）、及び回路網警報表（ＳＡＴ）である。

３．２．１．１　　　　””　−＠ 入城データ構造は、本アプリケーションのための主データ構造である。このデー タ構造は、アプリケーションスタックスペース上に割当てられたローカルルーチ ンデータ変数用を除き、本アプリケーションによって管理されている全ての他の データを指し示す（直接的に及び間接的に）ポインタを含む。

タイマブロックポインタ（タイマポインタ）は、ＡＴＡアプリケーションのため に維持されている核レベルタイマを指し示す。

このタイマはＡＴＡＰＥセッシッン活動を管理するために使用される。対応付け られたタイマ変数（セフシランタイマ）も大域データ領域内に定義されている。

核タイマは本アプリケーションが開始された時に始動し、本アプリケーションの 寿命中の規則的な間隔の省略時によって終了する。タイマがリセットされる度に 、それがオフとなる時間がセツションタイマ変数内に記憶される。

このタイマの使用の説明は、ＡＴＡＰＥセツション制御ブロックの説明まで掘置 く。

大域データ領域内の他の変数は、セラシランタイマ値、ＡＴＡＰＥセツションに 対して遂行される再試行の数、ＮＡＭ及びＭＡＧＩＣアプリケーションの状態、 及びモニタ及びその隣接ノードのノード番号のような、本アプリケーションが必 要とする情報のためのものであり、また本アプリケーションの作用域内の大域で ある。

プログラムは、アプリケーションが活動でない時にそれらに通報を送ることを試 みることによってもたらされる誤りを回避するために、警報を分配するアプリケ ーションの状態を追跡し続ける。

ＡＴＡは（再）始動すると“核タスク発見（）″サービスを使用してＮＡＭ及び ＭＡＧ　Ｉ　Ｃの状態を決定する。もしタスクがアンプであれば始動時ハンドシ ェークが遂行され、論理（ＮＡＭアップまたはＭＡＧ　Ｉ　Ｃアンプ）が“真” にセントされる。戻りハンドシェークを受信するとＡＴＡは、核に“通知送れ通 報”を送ることによって、アプリケーションが終了したか否かを通知するように 核に要求する。核はアプリケーションが終了するとこの通報を返却する。ＭＡＧ ＩＣ及びＮＡＭアプリケーションへ警報情報へ送る前にＡＴＡは、大域データ領 域内のそれぞれの状Ｂ論かを訓べろ。

」−゛ ノード表（ＮＴ）は主として、索引を存するＩ　ＤＮＸノード番号をセフシラン 制御表内へ対応付ける。これは、特定のＡＴＡ　ＰＥタスクを有する七ソシ３ン を管理するために適切なセツション制御ブロックを検索するのに使用される。

ノード表は各ノードの状態も記憶するが、これは部分的に実行されるだけであり 、プログラムの機能性内の雑部分にしか役立たない。

ユ」」バＬ二り乙乙ｐ７ｉ′　　　　セージ　ン　′　口・セツション制御表は セツション制御ブロックの固定長アレイである。セツション制御ブロックは特定 のＡＴＡＰＥセツションのための制御用データ構造である。

ＡＴＡＰＥセツションは状Ｍ駆動され、ＳＣＢ変数“セツション状態”はあるＡ ＴＡＰＨの現状態を定義する。ＮＴＡがら“ノードダウン”通報を受信したこと によってＡＴＡがＡＴＡＰＥセツションを中断すると、現状態はＳＣＢ変数（セ ツションベンディング状態）内にバックアップされ、“セツション状態”がセッ トされて中断したセツション状態を指示する。発生し得るセツション状態は以下 の通りである。

“空白セツション”　　　ＡＴＡＰＥタスクが削除され、短時間後に再創成すべ き場合に誤り回復中に使用される状態、 “休眠セツション”　　ＡＴＡＰＥタスクの創成とセツション初期化との間の状 態、 “開通時セフジョン”　ＡＴＡが“開通通報”に応答して、ＡＴＡＰＥを待機中 の状態、 “活セツション”　　　ＡＴＡが警報通報及び遊休通報をＡＴＡＰＥから受信を 予期している状態、 “中断セツション”　　セツションが中断され、ＡＴＡＰＥのノードへの再連結 性がベンディングである状態。

セツションを制御するために使用されるＳＣＢ内には、ＡＴＡＰＥが存在してい るノードの番号、誤り回復に使用される再試行カウンタ、及び順番が乱れた通報 を検出するために使用される現セツション通報カウンタのような、多くの変数が 存在する。

ＳＣＢタイマ変数は、ＡＴＡがＡＴＡＰＥセツションを管理中に遂行する種々の セツション始動及び誤り回復活動を駆動するために使用される。特定の活動（゛ ＡＴＡ開通通報′の送出のような）が発生するようにスケジュールされると、Ａ ＴＡはＳＣＢタイマ変数をセントする。次でＡＴＡば、セツションタイマが終了 することになっている時点を決定するために大域データ領域内の総合セツション タイマを検査する。もしＡＴＡＰＥのタイムアウト値前にセツションタイマが終 了する予定であれば、ＡＴＡは何もしない。ＡＴＡＰＥのタイムアウト値後にタ イマが終了する予定であれば、ＡＴＡはより早い時点に終了するようにセツショ ンタイマをリセットする。大域セツションタイマが終了すると、ＡＴＡは各ＡＴ ＡＰ　Ｅタイマ値を走査してどのＡＴＡＰＥセツションがある活動の遂行を要求 しているかを決定する。

ＡＴＡＰＥタイマからの入警報通報と、ＭＡＧＩ　Ｃタスク及びＮＡＭＡスクへ の出警報通報を緩衝するために、ＳＣＢ内には３つのリンクされたリストが定義 されている。ＡＴＡは、警報情報がＭＡＧＩＣ及びＮＡＭに分配される前に、警 報表のスナップショット全体を処理しなければならない、そのようにしない場合 の危険性は、ＥＬＭがその警報ログを管理するために使用するアーキテクチャ及 びアルゴリズムに関係付けられる。このような態様による緩衝を行わないために 生ずる徴候は、ＮＡＭ及びＭＡＧ　ＩＣの両者へ冗長で誤った警報情報がもたら されることを含む。

ＳＣＢ変数“警報表長２は、Ｉ　ＤＮＸ回路網にまたがって可変の大きさの警報 表を収容するために使用される。警報ログは固定の大きさを有してはいるが、よ り大きく複雑な回路網の要求に合致させるために、警報ログのサイズが増大する ことが予測される。

これが行われると、異なるマシン上のＡＴＡＰＲタスクのために異なる大きさの 警報ログを監視することが可能であろう、従ってＡＴＡＰＥはセツション初期化 中に“ＡＴＡ開通通報′ハンドシェークの一部として警報ログのサイズをＡＴＡ へ報告する。このサイズは、警報ログのＡＴＡのコピー（ＮＡＴ、これに関して は以下に説明する）の長さ、及びＡＴＡが警報ログの単一のスナップショットで （ＳＣＢ変数′最大警報通報”）ＡＴＡＰＥから受信することを予期する警報通 報の最大数を決定する。

任意ＡＴＡＰＥのための回路網警報表はＳＣＢ変数“ＮＡＴＡインタ”によて指 し示される。この表は次節で説明する。

ムロ 回路網警報表（ＮＡＴ）は、ＥＬＭ警報ログ内に維持されている関連警報情報の 像を含む、ＡＴＡＰＥ当り１つのＮＡＴが存在する。

表内の各記録は、活動対非活動警報及びＥＬＭの警報ログの最初の像をＡＴＡＰ Ｅから受信したか否かを弁別するために使用さるれ状態変数、警報のレベル（非 活動警報、或は活警報の臨界度）、“ＡＴＡ警報警報エントリ式書式報記録、及 びＮＡＴＡ造を通つて迂回する警報記録の一連のリンクされたリストを維持する ために使用される２つのポインタを含む。

ＡＴＡは、作成中及び実行中の両方の便宜のために、活警報のリストではなく警 報ログの像を維持する。ＮＡＴへの更新は、ＡＴＡＰＥの“ＡＴＡ＠報通報”記 録内に設けられた警報表索引を使用して直接的に達成される。

ＳＡ前前記円内リンクされたリストポインタは、任意の回路網デバイスのための 全ての警報を一緒にリンクさせるために使用される。何れかのリスト内の最初の 警報記録は、そのデバイスのための最も臨界的な警報を表わす、ＮＡＴへの更新 は、警報情報の訂正のみならずその特定デバイスのための表内の他の警報に対す るリンクリストポインタの訂正をも必要とする。リスト及びそれらを維持するた めに要求される論理によって誘導される複雑さが、ＭＡＧＴ　Ｃへの警報の分配 を促進する。要約すれば、警報は、もしそれがリンクされたリストの頂部にあれ ば、或はもしそれが以前に活動していてクリアされたものであれば、ＭＡＧＩＣ に報告される。

ＡＴＡは、１つの活警報記録がより臨界的に警報のために警報表から追い出され た時点を！！識しなければならない。この警報は、あるデバイスのためのもので あるかも知れないし、またはそうではないかも知れない、殆んどの場合、ＡＴＡ は、１つの警報が削除（またはクリア）されると、及び新しい警報が付加される とこれを中断させ、結果をＭＡＧＩＣ及びＮＡＭに適切に報告しなければならな い。

３．３　　ＡＴＡＰＥプロゲーム 本節では、前節までに説明した機能性を遂行するためにＡＴＡＰＥ内で創成され る主要データ構造及びルーチンを説明する。

且Ｉ　　ＡＴＡＰＥ　　Ｊｊ上ヨシ１１遣 ＡＴＡＰＥアプリケーション内の主要データ構造は、大域データ領域、センシラ ン制御ブロックＳＣＢ，ＥＬＭ制御ブロックＥＣＢ、及び警報表ＡＴである。

主主上ニー太ｌｆ二ｌ且堰 大域データ構造はＡＴＡＰＨのための一次データ構造である。

本構造は、タスクのスタックに割当てられているローカルルーチンデータ変数を 除き、アプリケーションによって管理されている全ての他のデータを直接的に、 または間接的に指し示すポインタを含む。

タイマブロック変数（タイマポインタ）はＡＴＡＰＥタスクのための核によって 管理されるタイマのブロックを指し示す．ＡＴＡＰＥは４つのタイマを保持する ．即ち、１セツシヨンウオツチドツグＡＴＡ−ＡＴＡＰＥセソシッン上で長いタ イムアウトとして使 用される．このタイマが終了す ると、ＡＴＡＰＥはＡＴＡから の応答を請求するためにＡＴＡ に警報通報（警報に変化が無け れば空白）を送る．もし再び終 了すれば、ＡＴＡＰＥは自身を 削除する。

“セツション遊休”　　　　　　セツションインタフェースのタイムアウトを回 避するために応 答をＡＴＡに送らなければなら ない時点を決定するために使用 されるやこのタイマが終了する と遊休または警報変化の何れか の通報が送出される。

’ＥＬＭウォッチドッグＥＬＭとの非応答状況を決定するために使用される。

“Ｅ　Ｌ　？ｉ１１ポーリング規則的なレートで警報要約問合せを駆動するため に使用される。

ＳＣＢ，ＥＣＢ，及びＡＴデータ構造は後項で説明する。

変数“警報ベンディングはＥＬＭインタフェース論理とＡＴＡインタフェース論 理との間のフラグであり、変化した警報がＡＴＡに関してベンディングであるこ とを表わす．変数“変化した警報数”は、変化した警報記録の数を表わす。

セマフォー＠ＡＴロック済”はＥＬＭインタフェース論理によヮて使用され、− 貫したコピーが得られるまで警報表内の変化の送出を禁止する，ＡＴＡインタフ ェース論理は警報変化が発生した（警報ベンディング）ことを検出すると、警報 通報を送ることを試みる。もし“ＡＴロック済”セマフォーがセントされていれ ば、空の警報通報が構成される。

３、　３．　１．　２　　セーシッン　′ブロークセフシラン制御ブロックは、 ＡＴＡ−ＡＴＡＰＥセッシッンインタフェースを管理するために必要な全ての変 数を含む。

セツションインタフェースは状態駆動である０発生し得る状態は以下の通りであ る。

“休眠セツション”　　ＡＴＡＰＥが始動した後で、ＡＴＡから“ＡＴＡ開通通 報”を受信する前の状態、６開通時セツション″　ＡＴＡＰＥが″ＡＴＡ開遣通 報”を受信した後で、ＡＴＡから最初のＡＴＡ次 の通報”を受信する前の状態、 “遊休セツション°　　送るべき警報変化が存在しない状態、“警報中セツショ ン”　送るべき警報変化が存在するか、また番よ“セツションウォッチドッグタ イマが 終了し且つ無警報通報が送られたかの何れかの状態．何れの場合もＡＴＡからの 応答が予期される。

セツション制御ブロック内の他の変数は、前述の機能性を達成するために必要と する通報の順序付は及び通報の緩衝を制御する９１１上ニ一旦上且ｌ」ブユユＬ ＥＬＭ制御ブロックＥＣＢはＥＬＭタスクへのインタフェースを制御する．この インタフェースは状態駆動であり、２つの状態（要約ポーリング及び警報読み出 し）はＡＴＡＰＥが要約をポーリングする（警報変化を待つ）のか、或は警報表 を読み出して記録をそのローカル制御表内に記録するのかを定義する。

変数“合計警報数”及び“活警報数”はＥ　Ｌ　Ｍから受信した最後の警報要約 情報を反映し、警報表への変化を検出するために次の集合の要約情報と比較され る，ＥＬＭの要約情報のこの副集合は、ＥＬＭの警報ログ内の新しい警報、変化 した警報、及びクリアされた警報の全てを検出するのに充分である。

ポインタ変数“ポインタ要求要約通報°は検出ログを読み出すために使用される 通報バッファを遍跡する，ＡＴＡＰＥが送る同じ通報はＥＬＭによって返却され 、全警報ログが書き込まれるまでＡＴＡＰ　已によって再送される。

変数“警報要求ブロック゛及び“再試行カウンタ”はＥＬＭとの交換における誤 りを検出し、回復するために使用される。

変数“ＥＬＭ　　ＴＩＤ”はＡＴＡＰＥが通信しているＥＬＭ（マスタ、または 幾つかの考え得るシャドウＥＬＭの１つ）を識別する。

１１上土−警報表 警報表（ＡＴ）は、ＥＬＭの警報ログ内に収容されている関連警報情報の像を含 む．また、最後のスナップシぢットを取ってセツションインタフェースに待機し て以降警報記録が変化したか否かを表わすフラグを各警報記録内に含む。

■．モニ　ー−　ベースアブ１　−乙り乙Δ役肚上−１皿 ＤＢＡは、Ｉ　ＤＮＸ構成データベース、及び回路網内の実時間幹線情報に関す る正確な情報を維持する責を負う，ＤＢＡは、ＡＰＲ（結合されたプロセッサエ グゼキエータ）から物理データベースブロックを受信し、この情報をＤＢＭＳ　 （オラクル）要求に変換する．即ち物理ブロックに論理的意味を与える。

第２Ｌ図は本アプリケーションのブロック線図及びデータベースがＩ　ＤＮＸノ ードからモニタノードヘアンブロードする際のデータ流である．モニタノードは 、データベースアプリケージ５ンＤＢＡ２　１　０　０を含み、ＤＢＡはモジュ ール２１０１及びデータベースをオラクル２１０２に基いて変換する．更に、回 路網トボロジアプリケーシッンＮＴＡ２１０３がモニタノード上にある。

回路網内に分散している各Ｉ　ＤＮＸスイッチングノード上には、データベース アプリケーション結合プロセッサエグゼキユータＤＢＡＰＥ２　１　０　４、Ｉ 　ＤＮＸノードデータベースＤＢＣ２１０５、及び実時間幹線情報を生成するＩ 　ＤＮＸ通信タスク２１０６が存在する。

Ｉ　ＤＮＸデータベースは、複数の１２８バイトブロンクと、これらのプロニッ ク内に含まれるデータのための検査合計を含む．第２１図に示すように走るアプ リケージシンの動作を以下に説明する。

ｌ−元二久ｑ皇遵 ＤＢＡは、モニタが結合されているＩＤＮＸノード上を通報がオーバランするの を防ぐように、データベースをアップロードし、データベースへの変化を受入れ なければならない。ＤＢＩよ回路網内のノードを直列に、または並列に扱うこと ができる。実際のプロトコル及び通報は後述する。このプロトコルによれば帯域 幅の、及びＩ　ＤＮＸ資源の、効率的使用が可能となる。

ＤＢＡは、監視されているノードがモニタから切離され、再びこれらのノードに 到達可能になった時に、回路網トポロジアプリケーション（ＮＴＡ）から通告さ れなければならなし）。こ氾よモニタとＩ　ＤＮＸとの間のリンクの障害を含み 、ＤＢＡは先ず障害を通知され、次でリンクが復旧したことを通知されなければ ならない。

ＤＢＡは、ＤＢＡにまたがるクラッシュにおいてさえ、モニタクラッシュにおい て、及びＴ　ＤＮＸノードクラッシュにおし）てさえ連続性を維持しなければな らない。

主−１二叉坐亥且 物理データベースからＤＢＭＳ書式への変換は２段階プロセスである第１段階は 物理ブロックから論理エントリへの変換、第２の段階は論理エントリからＤＢＭ Ｓ表エントリへの変換である。

データを変換するために、ＤＢＡは変化を検出するための基準としてノードの物 理データベースのコピーを常時保持していなければならない。

ここでのキーは、数ブロックだけが変化した場合に変換の努力を制限できるよう にすることである。段階２における変換プロセスは、何処でこれが遂行できるか である。

実際の変換プロセスは、データベースの物理レイアウトを定義するためにＩ　Ｄ ＮＸ構造を使用する。ノードからの入データブロックは局所的に保持されている データベースのコピーと比較され、変化したバイトの位置がＩ　ＤＮＸ構造ヘマ フプされる。これはどの論理変化がなされたのかを示し、冬型の論理変化を取扱 う特別な符号が呼出されてＤＢＭＳ　　ＳＱＬデータへの変換が行われる。

若干の論理記録フィールド内の若干の値が、他のフィールドに依存して異なる意 味を有する（例えば、カード記録のステータスフィールドはカード型フィールド に依存する）ので、物理から論理へのマフピングは非トリビアルである。

のモニ　　ス　　の　ン　　エース 回路網トポロジアプリケーション（ＮＴＡ）は、ノードアンプ及びノードダウン 事象をＤＢＡに通知する責を負う、ＤＢＡは、ノードアンプ事象を受信すると、 目標ノード上にＤＢＡＰＲを創成してそのノードのデータベースの初期コピーを 入手するか、またはＤＢＡＰＲを用いてそのノードのデータベースに何等かの変 化があったか否かを検査する。もし変化を検出すればＤＢＡは、ノードデータベ ースが変化したこと及びアップロードが行われるであろうことを表わす通報をＮ ＴＡに送る。（多分行われないであろうが）データベースをアップロードした後 、ＤＢＡは初期化が完了したことを表わす通報をＮＴＡに送る０機能的には、こ れはモニタ上のデータベースが完全に更新され、そのノードのために有効状態に あることを意味する。その後に限ってＮＴＡは他のモニタに、そのノードが１ア ツプ”であることを通知する。

ノードデータベースへの変更がＤＢＡによって記録されると、ＤＢＡは利用者イ ンタフェースを新しくしておくために、変化したデータを表わす通報をＭＡＧＩ Ｃ（利用者への図形インタフェース）へ送らなければならない、ＤＢＡはＤＢＭ Ｓへの変化を行うとそれらの変化を追跡し続け、終了すると対象を付加、削除及 び変更するためにＭＡ（１，ＩＣの定義された通報でＭＡＧＩＣへ通知する。

ＤＢ−”−’ ＤＢＡは第２２図に概要を示すノード構造のリンクされたリスト内のノードデー タを追跡する。ＮＴＡから到達する通報は新ノード２２０１を付加し、新データ 構造２２０２はリストに割当てられ付加される。もし後刻ＮＴＡがノード削除通 報２２０３を送付すれば、そのデータ２２０４はリストから削除され、割当てが 解除される。従ってアプリケーションが取扱い得るノードの数は使用可能なメモ リの量によってのみ制限され、）＼−ドワイヤード限界は存在しない、ノード構 造は検査合計２２０５、データベースブロック２２０６、ベンゾインクフロック ２２０７、ＭＤＢＡ２２０８及びオラクルデータ２２０９からなる。データブロ ックはノードデータベース内の全てのデータベースブロック及び実時間データ（ ブロック書式の）を含む、検査合計はこれらの各ブロック毎の検査合計である。

ベンディングブロック域はブロック番号のリスト、ブロックデータ及び受信はし たが未だに検査されていないブロックの検査合計である。検査されるためには、 次のブロック群、或は°全でＯＫ″通報がＡＰＥから到達しなければならない、 ブロックが検査されると、それらはデータベースブロック域へ転送され、検査合 計が更新される。オラクルのための雑域は、オラクル検査合計及び表索引を保持 するために使用される（効率化のために）、ＤＢＡのための雑域は、ノード番号 、ノードアツブ／ダウン状態、送られた最後のＩＴＣ通報を指し示すポインタ、 タイマ、カウント、及び“肯定応答°失敗を保持する。

ＡＰＲは、データのアップロードを終了すると、全でＯＫ”通報を送る。これは ＤＢＡをトリガしてデータをＤＢＭＳに変換（ブロック２１０１）させ始める。

この変換が完了し、ＤＢＭＳ２１０２が成功裏に更新されると、ノードデータは そのノードの最後の既知安定状態としてディスクへ保管される。即ち、大変化は ＲＡＭ内で行われ、それが完了すると、ノードのＲＡＭ像がディスク像（これは ＤＢＭＳ内の情報を反映している）と比較されて変換のための差が見出される。

ディスク像はシステムクラッシュからの回復にも使用される。オラクル検査合計 は、ディスクファイルが変化しないにも拘わらずＤＢＭＳが変化（クラッシュま たは再初期化により）することがないように保護する。もしこのようなことが発 生すると、ディスクファイル内に保持されているオラクル検査合計はオラクル内 に保持されている検査合計に一致しなくなり、ローカルデータからのＤＢＭＳの 完全再ロードがトデータヘー　スＡ　Ｐ　Ｒ（Ｄ　Ｂ　Ａ　Ｐ　Ｅ）はＩ　ＤＮ Ｘ世界におけルモニタデータベースアプリケーション代理である。ＤＢＡＰＥは 、Ｉ　ＤＮＸデータベースのための責を負うＩＤＮＸ　　ＤＢＣタスクと同一の ＣＰＵ上の走る。このＣＰＵは、もし一方が使用可能であれば双対プロセッサＣ ＰＵであるが、もし他方が存在しなければマスクＣＰＵであり、従ってＤＢＡＰ Ｒは１双対プロセツサ優先”モードで走る。

ＡＰＲは第２３図にブロック２３０１で示す３つの主要データ構造を有する。１ つは、モータＤＢＡに送った全ての最新肯定応答検査合計の集合２３０２である ０次は、モータＤＢＡにアンプロードする必要があるブロック（ダーティフラグ ２３０３）のリストである。最後は、幹線ステータスの変化の結果として幹線タ スク２３０７から受信した実時間データの集合２３０４である。

この実時間データはデータベースのサイズのブロックにパッケージされ、検査合 計２３０６が計算され、以後これらのブロックは゛特別”物理データベースブロ ックとして取扱われる。

７、−°−タベース　　　　び ＡＰＲが始動すると全ての実時間情報の集合が初期化され、アンプロードされる ブロック（１ダーデイ”ブロック）のリストがクリアされる０次でＡＰＲは、何 等かの実時間を集めて、モニタＤＢＡから通報を受信するまで待機する。

ＡＰＲは、ＤＢＣ自体と形式対話せずにＤＢＣデータブロック及び検査合計をメ モリから直接読み出し、実時間データブロックはそれ自身の内部データ構造から 読み出す、初期化のための要求が到着すると、データブロックは全てアンプロー ドのためにマークされ、パンケージされてＤＢＡへ送られる。変化のための要求 が到着すると、ＤＢＡ検査合計がＤＢＣ検査合計（及び実時間検査合計）と比較 され、検査合計が異なるデータブロックはアンプロードのためにマークされ、次 でアンプロードする（このセツションから、または未完の先行セツションから） ためにマークされた全てのブロックがパッケージされ、ＤＢＡに送られる。

８、−一　ベース Ｉ　ＤＮＸデータベース或は実時間情報に変化が発生すると、ＡＰＲはＤＢＡに 対する変化通報を開始することができる。２０秒置きにＡＰＲは検査合計を比較 し、何等かの変化があったブロックを“ダーティ”　（ライン２３０５）として マークする。実時間情報の変化はＩＤＮＸ１ｌ信タスク２３０７によってＡＰＲ に直接送られる。もし何等かの変化が見出されると、ブロックはＤＢＡに送られ 得るしかし、これは回路網が通報で溢れるのを防ぐために、未決通報転送が進行 中でない場合に限って発生し得る。一時に１つの未決通報のみが許容される。も し応答が受信されなければ、ＤＢＡとの接触が再確立されるまで更なる通報は送 ることができない。

９／　　　　　　　　　ロ　　ユ）Ｌｔ通報及びプロトコルは、回路網上の通報 トラフィック、及びＩＤＮＸ内で使用される時間と資源を最小ならしめるように 設計されている。

ＤＢＡからＤＢＡＰＲへは３つの通報が存在する。各通報は（多分）ＡＰＥから のデータパケットの流れをトリガする。ＩＤＮＸデータベースの変化の場合には 、この転送はＡＰＲによって開始させることができるが、ＤＢＡへの通報の溢れ を防ぐために常に肯定応答プロトコルを伴う、ＤＢＡＰＲからＤＢＡへ戻る３つ の通報も存在する。全ての通報はＩＴＣ見出しで開始される。

以下に示すパケット書式は、データベース当り２５５より多い１２８バイトブロ ツクを可能ならしめる。ブロック番号は’５ｔｒｕｃｔ’内ではな（’ｃｈａｒ ’内に含まれる。解放７データベースは既にほぼ２５０ブロツクを有しており、 実時間データは付加的な２ブロツクを使用するので、この予防措置は合理的であ ると考えられる。

ＡＰＲインタフェース： ３つの型の通報即ち何かが変化した、何も変化しない（それ以上変化なし）、及 びＤＢＣが障害を起した（情報に関してのみ）の通報がＡＰＲからアプリケーシ ョンへ送られる。

“変化゛通報は、アプリケーションからの間合せに応答して送られるか、または Ｉ　ＤＮＸデータベース内に変化が検出されるとＡＰＲによって開始される。こ れは、通報交換番号（もしＡＰＲが開始すれば０）、変化したブロックの合計数 、この通報内のブロックの数、ブロック番号、それらの検査合計、及びそれらの データを含む。

ＤＢＡ−Ｃｈａｎｇｅｓ−Ｍｓｇ −５ｔｒｕｃｔ　ＩｔｃＨｅａｄｅｒ　Ｉ（ｄｒ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　　ｃｈａ ｒ　　ｅｘｃｈａｎｇｅｎｕ−−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　５ｈｏｒｔ　Ｃｕｒ　Ｈｕ ｍ　Ｃｈａｒ＋ｇｅ　Ｂｌｋｓ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　　ｃｈａｒ　　ＮｕｍＢｌ ｏｋｓ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　５ｈｏｒｔ　Ｂｌｏｃｋ　Ｌｉ５ｔ　Ｔｂｌ（ＭＡ Ｘ−ＩＩＢ−ＢＬＯＣＫＳ−ＰＥＩ？−ＭＳＧ　）−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　５ｈｏ ｒｔ　Ｂｌｏｃｋ　Ｃｓｕ＋ｓ　Ｔｂ１（？ｌＡＸ−ＤＢ−ＢＬＯＣＸＳ−ＰＥ Ｒ−ＭＳＧ　）−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　ｃｈａｒ　ＤＢ−Ｄａｔａ　（ＭＡＸ−Ｄ Ｂ−ＢＬＯＣＫＳ−ＰＥＲ−ＭＳＧ　）（ＤＢ−ＢＬＫＳＩＺＥ） ゛無変化′通報は、データベース内に変化が存在しないか、或は変化を送った後 に更なる変化が存在せずデータが一貫していることを最後の通報が指示している 場合にのみアプリケーションからの間合せに応答して送られる。この通報は通報 交換番号及び現大域データベース検査合計を含む。

ＤＢＡ−Ｎｏ−Ｃｈａｎｇｅ−Ｍｓｇ −５ｔｒｕｃｔ　　Ｉｔｃ　　Ｒｅａｄｅｒ　　Ｆｌｄｒ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　 ｃｈａｒ　ｅｘｃ、ｈａｎｇｅｎｕｍ−ｔｎｔ　　ＣｕｒＤＢＧｌｓｂＣｓｕｓ ’ＤＢＣ障害°通報は、間合せに応答して、またはＤＢＣ障害が検出されればＡ ＰＥによって送られる。これは通報交換番号のみを含む。

ＤＢＡ−ＤＢＣ−Ｆａｉｌｅｄ−Ｍｓｇ−５ｔｒｕｃｔ　１ｔｃｔｌｅａｄｅｒ 　Ｈｄｒ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　ｃｈａｒ　ｅｘｃｈａｎｇｅｎｕｓ＋ＤＢＡイン タフェース； ３つの型の通報、即ち受信したデータパケットの肯定応答、全Ｉ　ＤＮＸデータ ベースをアップロードする要求、及びデータベースの変化に関する要求がアプリ ケーションからＡＰＲへ送られる。

°肯定応答°通報はＡＰＲからのデータパケット（“変化°通報）に応答して送 られる。これはアプリケーションが予期する通報交換番号、ブロックの数、ブロ ック番号、及び肯定応答しているＡＰＲ通報のブロック検査合計を含む。

ＤＢＡ−＾ｃｋ−ＯＲ−八Ｈ−Ｍｓｇ へ　５ｔｒｕｃｔ　ＩｔｃＨｅａｄｅｒ　Ｈｄｒ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　ｃｈａｒ 　ｅｘｃｈａｎｇｅｎｕｍ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　ｃｈａｒ　Ｎｕｎ　Ｂｌｏｃｋ ｓ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　５ｈｏｒｔ　Ｂｌｏｃｋｓ　Ｌｉ５ｔ　Ｔｂｌ（ＭＡＸ −ＤＢ−ＢＬＯＣＫＳ−ＰＩ！ＩＩ−ＭＳＧ　）−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　５ｈｏｒ ｔ　Ｂｌｏｃｋｓ　Ｃｓｕｍ　Ｔｂｌ（ＭＡＸ−ＤＢ−ＢＬＯＩＪＳ−ＰＥＲ− ＭＳＧ　）全で送れ°通報は、アプリケーションがＩ　ＤＮＸデータベースのコ ピーを有していない（’ｈａｖｅｄａｔａ’が偽）場合にＡＰＲに送られる。こ れはＡＰＲに全てのデータベースブロックをアップロードすることを要求する。

この通報はアプリケーションが予期する通報交換番号のみを含む。

ＤＢＡ−５ｅｎｄ−Ａｌ　ｌ−Ｍｓｇ −５ｔｒｕｃｔ　ＩｔｃＨｅａｄｅｒ　Ｈｄｒ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　ｃｈａｒ　 ｅｘｃｈａｎｇｅｎｕｍ゛変化送れ′通報は、アプ変化−ションがＩＤＮＸデー タベースのコピーを有しく　’ｈａｖｅｄａｔａ’が真）、何等かの変化を更新 することを欲する場合にＡＰＲに送られる。ＡＰＥは変化したブロックだけをア ップロードすることを要求される。この通報は、アプリケーションが予期する通 報交換番号、大域データベース検査合計、及びアプリケーションのブロック検査 合計値を含む。

ＤＢＡ−５ｅｎｄ−Ｃｈａｎｇｅｓ−Ｍｓｇ−ｓｔｒｕｃｔ　ＩｔｃＨｅａｄｅ ｒ　Ｈｄｒ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　　ｃｈａｒ　　ｅｔｃｈａｎｇｅｎｕａ−ｉｎ ｔ　　ＣｕｒＤＢＧ１ｏｂＣｓｕ＋ｍ−ｕｎｓｉｇｎｅｄ　５ｈｏｒｔ　Ｂｌｏ ｃｋ　Ｃｓｕｍ　Ｔｂｌ　（ＣＢ−ＮＵＭＢＬＫＳ）ＮＴＡインタフェース： ３つの型の通報、即ちアプリケーションがリセットされどのノードが回路網内に あるかを知る必要がある時のリセット通報、ＡＰＥがあるノードのためのデータ のアップロード及び変換を終了した時のデータベース有効通報、及びＡＰＥがあ るノードのデータベースが変化したことを検出しアップロードする必要がある時 のデータベースが変化して（変化している）通報がアプリケーションからＮＴＡ へ送られる。

“ｎｔａ　’通報は全てのＮＴＡ通報のために使用される。この通報は“有効” 或は°変化した°通報のためのＩ　ＤＮＸを保持する°デーダフィールドのみか らなる。このフィールドは“リセット′通報に関しては未定義である。

Ｉ　ｄｅｆｉｎｅ　ＤＢＡ−ＮＴＡ−ＤＢＡ−ＲＥＳＥＴ−ＭＳＧ（ＤＢＡ−夏 ＮＣ３−Ｍ５ＧＳ−ＢＥＧＩＮ＋０）ＩＩ　　ｄｅｆｉｎｅ　　ＤＢＡ−ＮＴＡ −ＤＢ−ＶＡＬＩＤ＋ＭＳＧ（ＤＢＡ−ＩＮＣＳ−ＭＳＧＳ−ＢＥにＩＮ＋１） ｔ　ｄｅｆｉｎｅ　　ＤＢＡ−ＮＴＡ−ＤＢ−ＣＩＡＮＧＩＥＤ−ＭＳＧ（ＤＢ Ａ４ＮＣ５−ＭＳＧＳ−ＢＥＧ［＋２）ＤＢＡ−ＮＴＡ−Ｍｓｇ −５ｔｒｕｃｔ　　ＩｔｃＨｅａｄｅｒ　Ｈｄｒこれらの通報はＮＴＡから予期 される。

ＮＴＡ−ＡＬＬ−ＮＯＤＢ−ＵＰ−ＦＩＳＧは、特定ノードがアップであり、到 達可能であることをｄｂａに知らせる。

ＮＴＡ−ＮＯＤＨ−ＤＯＷＮ−ＭＳＧは、特定ノードがダウンして到達不能であ ることをｄｂａに知らせる。

ＮＴＡ−ＮＯＤＢ−ＤＥＬＥＴＥ［１−ＭＳＧは、特定ノードがモニタ域から削 除されたことをｄｂａに知らせる。

ＮＴＡ−ＨＤＬＣ−ＬＩＮＫ−ＤＯＷＮは、ＨＤＬＣリンクがダウンしたことを ｄｂａに知らせる。

ＮＴＡ−ＡＬＬ−ＬＩＮＫ−１ｌＰ−ＭＳＧは、ＨＤＬＣリンクがアップである ことをＤＢＡに知らせる。

ＮＴＡ−ＡＬＬ−ＮＯＤＨ−ＩＮ−ＮＥＴ−ＭＳＧは、モニタ域内のアンプであ る全てのノードに関する情報を与える。

ＮＴＡ−ＲＥＳ［！Ｔ−ＭＳＧは、ＮＴＡがリセットされたことをｄｂａに知ら せる。

１０゛　　　　ロ　コル ＤＢＡとそのＡＰＲとの間を渡る通報はデータダラムレベルにおける発生するか ら、通報が順番に到着することを保証するために、或は結局は通報が到着すると しても、特別なプロトコルを使用しなければならない、ＤＢＡ−ＤＢＡＰＲプロ トコルは、ＤＢＡからの“肯定応答°通報、或はＤＢＡＰＲからの応答の何れか によって通報を゛肯定応答゛することによって通報引渡し問題を扱う、別の問題 は、通報が回路網内で遅延し得ることである。先行通報が後に送られた通報の後 に到着して多分失効させられるか、或は時代遅れとなる可能性がある。

ノードの正確な現状態をデータベースに常に反映させるために、ＤＢＡとそのＡ ＰＥとの間で使用される通報渡しプロトコルは、通報のために保留する。交換番 号は、この通報が受信された時に、それ以外の場合には通報交換内の誤りに出会 った時に限って、インクリメントされる。

第２４図に示すように、ＤＢＡは受信が予期される交換番号を憶えている。ＡＰ Ｒは、送られたものをまねするだけである。これはＡＰＲ或はＤＢＡがクラッシ ュの場合に同期を簡易化する。

ＡＰＲが通報を開始するものとするとすれば、ＡＰＲは使用する交換番号を知ら ないから、交換番号を０にセフ）する（第２５図）のはこのためである。

例えば、もし通報を転送中であって現交換番号が２２であり、ＤＢＡからＡＰＲ への゛肯定応答′通報が回路網内において遅延すれば、ＤＢＡはタイムアウトし て°肯定応答゛が再送される可能性がある。この場合新°肯定応答゛のための交 換番号は２３にインクリメントされる。もし両通報がＡＰＲによって受信されれ ば、返答は各通報に対して送られる。ＤＢＡは交換番号２３に対する返答だけを 受入れ、交換番号２２に対する返答は破棄される（第２６図〜第３０図参照）。

１１１ユ上ユと 正常操作中、ＤＢＡは“変化送れ°通報を検査合計の完全リストと共にＡＰＲへ 送る。ＡＰＲはそれらの検査合計をＤＢＣｔ＊査合計及び実時間検査合計と比較 し、変化したブロックのアップローディングを開始する。各アップロード通報は ６つまでのデータベースブロック、それらの番号、及びそれらの検査合計を含む 。

変化を受信すると、ＤＢＡは受信したブロック番号及び検査合計を戻すことによ って通報を゛肯定応答゛する。データはベンディング域内に保持される。ＡＰＲ はこの′肯定応答゛を入手し、肯定応答通報内の検査合計を使用してその検査合 計域を更新する。

これは、既知検査合計のその知識とＤＢＡに知らせたものとが同一であることを 保証する。“肯定応答°を受信するとＡＰＲは変化したブロックの次のバンチを 自由に送れるようになる。この次の通報はＤＢＡによって受信され、ベンディン グ域内に保持されているブロックは有効と見做されて主データベースブロック域 内ヘロードされる。新ブロックはベンディング域内に配置され、上述のように“ 肯定応答゛される。これはＡＰＥから“全てＯＫ”通報を受信するまで続けられ る。ベンディングデータは主域内ヘロードされ、変換ルーチンが呼出される。あ るノードの完全アップロードのための現数は、通報当り６ブロツクで２５２デー タベース及び実時間ブロック、即ち４２通報である。

通信が困難である（パケットが大量に失われたか或は遅れた）場合にはＤＢＡは 、そのノードが未だにアップであることをＮＴＡが示している限り、そのノード に通報を送ることを試み続ける。

３回の再試行毎に、ＤＢＡはＡＰＲの再試動を試みる。もしモニタとの接触が４ ０分以上に亘って失われれば、ＡＰＲは自身を殺す。

■−ヨタたユオ− 正常動作中、幾つかの異常状態が存在する可能性がある０本節ではプロトコルが 如何にこれらの状態を処理するかを説明する。

１２．１　　モニ　クーフシュ　たはＤＢＡクー−シュＤＢＡは、各アップロー ドが成功した後にディスクへのノードデータを保管する。クラッシュの後、その データはディスクから最後の既知の安定構成に復元される０次でＤＢＡは全”Ｃ の到達可能なＡＰＥに゛変化送れ”通報を送り、変化したブロックだけがアップ ロードされる。もしＮＴＡが何等かの新たに構成されたノードをＤＢＡに知らせ れば、ＤＢＡはこれらのノードに全て送れ°通報を送ってそれらの全データベー スをアップロードさせる。

ＤＢＡは現在ダウンしているノードに到達しようとは試みない。

１２．２’ン　　−　たはノー′　　゛この場合ＮＴＡは、リンク及びノードの 両者或は何れか一方のダウン、次でアップ状態をＤＢＡに通知する。ＮＴＡから アップ状態を受信するとＤＢＡは全てのノードまたは問題のノードに適切な゛変 化送れ°通報を送る。

２．３１ＯＮＸノー゛クー−シュ　たはＤＢＡＰＥクー・シュこれはモニタに対 して実質的に透過的な事象である。もしノード或はＡＰＲがクラッシュすればデ ータの損失は発生せず、最悪の問題はＤＢＡがそれらへの要求をタイムアウトす るまでＡＰＲが何等の変化通報も開始しないことであろう。

１２、　４　　ＤＢＣ−−シュ ＡＰＲはＤＢＣに直接軸らないから、これはモニタに対して透過事象である。

回路網トポロジアプリケーションＮＴＡは、ノード回路網のトポロジに関する情 報を維持する責を負うモニタ上を走るタスクである。ＮＴＡはローカルノード上 の回路網管理者タスクと通信してトポロジマツプデータを検索する。ノード上に 特別なインタフェース（ＡＰＥ）は必要としない、トポロジに変化を生じるとＮ ＴＡはその内部トポロジマツプを更新し、他のタスクに変化を通知する。

２、　　ポロジ 各ノード内の回路網管理者は回路網トポロジのマツプを維持する。このマツプ“ 最大ノード１ד最大リング（２５０”３２）のアレイである。ノード番号毎に 、各行は無で終端する隣りのノードのリストを含む隣りのノードが存在しないノ ードは回路網内ではなく、即ち“ダウン”である、各ノードへのリンクに対応付 けられているのはリンク費用及びリンク属性（衛星対地上等）である。

トポロジマツプの各行に対応付けられているのはバージョン番号であり、これは 行が変化する度にインクリメントされる。全てのバージョン番号の検査合計は、 トポロジマツプの現構成を表わすために維持される。

モニタ上では、ＮＴＡは現トポロジマツプの自身のバージ町ンを維持する。ＮＴ Ａタスクの始動時にはマツプは全て無に、行バージッンは０に（１経路存在せず ”）に初期化される０周期的に（例えば３０秒置きに）ＮＴＡはノード回路網管 理者或はその隣のノードをポーリングして合計検査合計が変化したか否かを見る 。

もし変化していれば（そしてＮＴＡ始動時に）ＮＴＡを回路網管理者にその行バ ージッン及び変化した各検査合計に関して間合せ、ＮＴＡは変化して行を間合せ てそのトポロジマツプを更新する。

ＮＴＡは、モニタとローカルノードとの間のリンクがダウンしているこはとを検 出しなければならない（例えばノードのポーリングを試みた時の誤りの戻り、或 は回路網インタフェースタスからの通報）、これが発生した時、ＮＴＡはその現 マツプを再初期化（全ノード“ダウン”）し、他のタスクに更新を送る（後述） 。

２、　　ノー゛工　　） 回路網管理者は、合計検査合計、行バージョン、及び行データを間合せるために 通報の型を取扱う必要がある。

の　　　１　−シ　　ン　　の゛　量 新しいノードが回路網内でアンプするとＮＴＡは先ずモニタデータベース内を調 査してそのノードがこのモニタ域内にあるか否かを見る。もし否であれば、ＮＴ Ａは他のタスクの何れをも通知しない、もしノードが構成されていれば更なる調 査を行い新ノード上を走るソフトウェアバージョンがモニタと両立できるか否か を決定する。もし両立できれば、ＮＴＡは“ノードフッ１ゝ通報（ＮＴＡノード アフプ通報）でデータベースアプリケ−シランＤＢＡに通知する。ＤＢＡがノー ドのデータベースの現コピーを有している場合にはＤＢＡはＮＴＡに通報を送る 。それによりＮＴＡは事象アブリケーシヲンＥＶＡ、警報表アプリケーションＡ ＴＡ、及びＭＡＧＩＣへ“ノードアップ９通報を送る。

これらが始動する時（即ちＮＴＡからリセット通報を受信すると）　、ＥＶＡ、 ＤＢＡ、ＡＴＡ及びＭＡＧＩＣは全ノートカダウンしているものと見做し、ＮＴ Ａへリセット通報を送ることによって、アンプしているノードの完全セットを要 求する。ＮＴＡが再始動する時には他のタスクへリセット通報を送ってそれらに 完全セントを要求していることを通知しなければならない。

ノードがダウンすると、ＮＴＡは他の各アプリケーションへ“ノードダウン”通 報（“ＮＴＡノードダウン通報”）を送る。

パ−ル　壬 ノードが構成ツールによってモニタ域に付加されるか或はモニタ域から削除され ると、ノードは域データベースを更新してＮＴＡへ通報を送る。これによりＮＴ Ａはデータベースを再読み出しさせられ、どのノードが域に付加されるか或は域 から削除されるかを決定する。

もしノードが付加されるのであれば、ＮＴＡはそのトポロジマツプを調査してそ のノードが現在回路網内にあって且つ両立可能なソフトウェアバージョンを有し ているか否かを決定する。もし諾ならば、トポロジ内の“ノードアップ”変化に 関するものと同一の手順を遂行する。もし否であれば他に何もしない。

もしノードが削除されるのであれば、ＮＴＡはそのトポロジマツプを調査してそ のノードが現在回路網内にあって両立可能なソフトウェアバージョンを有してい るか否かを決定する。もし諾ならばＮＴＡは他のアプリケーションタスクへ“ノ ード削除２適報（”ＮＴＡノード削除通報″）を送る（これは若干のタスクによ って“ノードダウン９と同一に取扱われるかも知れない）、もし否であれば他に 何もしない。

モニ　−−ベー ＮＴＡは、それ自身が使用する（例えば回路網内で何が変化したかを決定する） ために内部トポロジマツプを維持する。ＮＴＡはモニタデータベース内の表の創 成または更新を行わない、もし他のアプリケーションか全トポロジマツプに関し て知る必要があれば、その情報を転送するために通報を定義することができる。

入−植並 本発明の好ましい実施例の以上の説明は例示のためになされたものである。この 説明は本発明を完全に網羅しているものでも、或は本発明を説明通りの形に限定 するものでもない。明らかに、当業者ならば多（の変更及び変化が明白であろう 。これらの実施例は本発明の原理及びその実際の応用を解読するために選択され 、説明してものであって、他の当業者は計画した特定の用途に適する種々の具体 化及び種々の変更を行う上で本発明の理解できたであろう。本発明の範囲は以下 の請求の範囲及びそれらの等価によって限定されるものである。

肘−−ＪＬ−一へ ＡＴＡとＡＴＡＰＥとの間の通報の書式％式％（） この警報エントリ書式はＩ　Ｄ　Ｎ　Ｘ　ＲｅＬ　７．５コード、　Ｉｎ　Ｒｅ ｌ　７．７からコピーした。書式を改訂しｌＮＣ５とＩ　ＤＮＸ通報書式との間 の結合は破った。

付−一」Ｌ−一旦 ＡＴＡ内の主要データ構造 ３７　Ｃ，Ｐ、Ｒ，’ｓ　１．９６　（ａ）　（２）　（ｉｉ）回路網警報表記 録 特定のＡＰＲのＳＣＢの警報表内の警報記録の数はＡＰＥのノード上のＥＬＭの 警報ログの大きさによって決定される。（この大きさはＡＰＲセツション初期初 期定時られる。）ＮＡＴ警報記録はＥＬＭ警報警報ら直接コピーされる。

ＮＡＴ内に表わされる全デバイスのための連係された警報のリストが存在する。

これは警報の分配を容易ならしめる。

ノード表記録 この表は２つの目的を有する。これはＡＰＥセツション制御ブロックを参照し、 回路網内のノードの現ステータスを追跡する。ステータス情報は一限にＮＴＡア プリケーションから受信した通報から誘導される。“リセツビを受信すると回路 網内に限定されているノードの現集合がｌＮＣ５データベースから読み出される 。

ｏｒ＋５ｉｔｎＰｄ　ｒ、ｈａｒ　　５ｅｓｓｎＰｅｎｄＳｔｓ：　ｌベンデイ ングセッシηンステ付　　　録　　　Ｃ ３７Ｃ，Ｆ、Ｒ，’ａ　１．９６　（ａ）　（２）　（ｉｉ）セツション制御ブ ロック（ｓｃｂ）・−・・・・・ＡＴＡＰＥ＜−＞ＡＴＡプロトコルＥＬＭ［ｌ ブロック（ｅｃｂ）−−−−−−ＡＴＡＰＥ＜＝＞ＥＬＭプロトコルローカル警 報警報 大域記憶製袋レイアウト： Ｇｌｏｂａｌ　Ｐは核に登録されたデータポインタである。

ｇＰはショートハンド基準として、Ｇｌｏｂａｌ　Ｐと等価であると定義される 。

警報ベンディング論理はＡＴＡＰＥ＜＝＞ＥＬＭインタフェースとＡＴＡＰＥ＜ ＝＞ＡＴＡインタフェースとの間のスイッチである。これはＥＬＭから新警報を 受けるとセットされる。これは全ての未決警報がＡＴＡへ送られるとリセットさ れる。

１１　　ｉｆ　　ＵＮＩＴＴＥＳＴ 浄書（内容に変更なし） 第５図 第２図 システムの概要・ＥＶＡ 第６図 折返し前後の事象ログ　スナップショット事象通報バッファ及び事象の圧縮 図８図 事象ログ記録　　　　　　　　データベース事象記録ＥｖＡ　−”　ＥｖＡＰＥ セツション開通通報構造 第９図 ＥｖＡＰＥ　−＝　ＥｖＡ 次のパケット通報構造 第１１図 ＥｖＡ−ＱＥｖＡＰＥ セツション閉鎖通報構造 第１２図 ＥｖＡＰＥ　−”　ＥｖＡ ＥＶＡＰＥ状態伝送図 第１５図 モニタ　　　　　　　　　　　　　　ＩＤＮＸ第１７図 セツション初期化 Ｎム　　　　　　　　　　　　　　　　ＡＴＡＰＥ正常セツション　プロトコル 第１９図 ＡＴＡ次の通報（ｎ）□ ＡＴＡリセット通報 ＡＴＡ次の通報（１）−一−−−−−−−−−◆ＡＴＡ警報通報（１） ＡＴＡＰＥリセット　シナリオ 第２０図 モニタ　ノード　：ＩＤＮＸ 第２１図 第ｎ図 第２４図 第２６図 第２７図 第２８図 第２９図 第３０図 手続補正書（方式） ％式％ ２、発明の名称　　　通信回路網状態及びトポロジモニタ３、補正をする者 事件との関係　　出願人 ５、補正命令の日付　　平成３年４月１６日６、補正の対象　　　　図面の翻訳 文（Ｆｉｇ、１〜３０）国際調査報告

Claims (17)

【特許請求の範囲】
1. １．複数の分散したスイッチングノード及びこれらのスイッチングノードを接続 する複数のリンクを含み、各スイッチングノードが通信機能を遂行し、そのノー ドに関する警報状態のノードリストを維持し、そしてそのノードに関する構成を 識別するノード構成データベースを維持するようになっている通信回路網のステ ータスに関する情報を収集して表示する装置であって： 複数の分散したスイッチングノードの第１のスイッチングノードに結合され、 操作員入力インタフェース、 回路網のトポロジを表わすトポロジデータを維持し且つ第１のスイッチングノー ドとの第１のプロトコルをサポートする第１の手段、 回路網内のノード事象ログ内に挿入された警報状態のモニタリストを維持し且つ 複数の分散したスイッチングノードとの第２のプロトコルをサポートする第２の 手段、回路網内のノード構成データベース内に押入されるとスイッチングノード の構成を表わすモニタデータベースを維持し且つ複数の分散したスイッチングノ ードとの第３のプロトコルをサポートする第３の手段、及び 回路網内の対象ノードを識別する操作員入力に応答し且つモニタデータベース、 警報状態のモニタリスト及びトポロジデータに結合されていて対象ノードに関す る構成データ、回路網トポロジ及び警報状態を操作員に表示する表示手段を備え たモニタノード； 第１のスイッチングノード上にあって、ノード上で遂行される通信機能に応答し てトポロジデータを生成し、また第１のプロトコルに応答してトポロジデータを 第１の手段へ送る手段； 回路網内の複数の分散した各スイッチングノード上にあってそのノード上のノー ド事象ログに結合され、第２のプロトコルに応答して、ノード事象ログ内に挿入 された警報状態を表わすデータをパッケージ化して回路網を通して第２の手段へ 送る手段；及び 回路網内の複数の分散した各スイッチングノード上にあってそのノード上のノー ド構成データベースに結合され、第３のプロトコルに応答して、ノード構成デー タベースからのデータをパッケージ化して回路網を通して第３の手段へ送る手段 を具備する装置。
2. ２．表示手段が表示モニタ、及び表示モニタ上に複数の表示ウインドウを生成す る図形処理手段を備え、複数の表示ウインドウ上の第１のウインドウが回路網を 図形的に表示し、複数の表示ウインドウの第２のウインドウが対象ノードに関す る構成データを図形的に表示し、複数の表示ウインドウの第３のウインドウが警 報状態のリストを図形的に表示する請求項１記載の装置。
3. ３．図形処理手段が、第２の手段によって維持されている警報状態のリスト内の 少なくとも１つの警報状態に応答して第１のウインドウ内に表示されている回路 網トポロジを強調表示させる手段をも含む請求項２記載の装置。
4. ４．回路網内の複数の分散した各スイッチングノード上にあってノード構成デー タベースからのデータをパッケージ化して第３の手段へ送る手段が： ノード構成データベースヘの変化を検出する手段；及び第３のプロトコルに応答 して、検出した変化の少なくとも一部分を含む通報を生威してこの通報を回路網 を通して第３の手段へ送る手段 を含む請求項１記載の装置。
5. ５．ノード構成データベースが複数のデータのブロック、及び各ブロックに対応 付けられたブロック検査合成を含み、ノード構成データベースヘの変化を検出す る手段が；第３のプロトコルに応答して、ノード構成データベース内の全てのブ ロックに関する合計検査合計を生成する手段；及び現在生成した合計検査合計と 以前に生成した合計検査合計とを比較してデータベースヘの変化を検出する手段 を含む請求項４記載の装置。
6. ６．回路網内の複数の分散した各スイッチングノード上にあってそのノードリス ト内に挿入された警報状態を表わすデータをパッケージ化して第２の手段へ送る 手段が：ノードの事象ログ内に挿入された警報状態を検出する手段；及び 第２のプロトコルに応答して、警報状態の少なくとも一部分を含む通報を生成し てこの通報を回路網を通して第２の手段へ送る手段 を含む請求項１記載の装置。
7. ７．ノードリストが警報表、及び警報表に対応付けられ該表内の複数の警報状態 を表わす数値表示器を含み、警報状態を検出する手段が 現数値表示器と先行数値表示器とを比較して警報表への変化を検出する手段 を含む請求項６記載の装置。
8. ８．複数の各スイッチングノードはそのノードに関する事象記録をリストしたノ ード事象ログを維持し、装置が更に：モニタノード上にあって、回路網内のノー ド事象ログ内に押入された事象記録のリストを維持し且つ複数の分散したスイッ チングノードとの第４のプロトコルをサポートする第４の手段；及び 回路網内の複数の分散した各スイッチングノード上にあってそのノード上のノー ド事象ログに結合され、第４のプロトコルに応答して、ノード事象ログ内に挿入 された事象報告を表わすデータをパッケージ化して回路網を通して第４の手段へ 送る手段 をも具備する請求項１記載の装置。
9. ９．複数の分散した各スイッチングノード上にあって、ノード事象ログ内に挿入 された事象記録を表わすデータをバッケージ化して第４の手段へ送る手段が： そのノードの事象ログ内に押入された事象記録を検出する手段；及び 第４のプロトコルに応答して、事象記録の少なくとも一部分を含む通報を生成し てこの通報を回路網を通して第４の手段へ送る手段 を含む請求項８記載の装置。
10. １０．第１のプロトコルが、１のウィンドウサイズとの肯定応答プロトコルであ る請求項１記載の装置。
11. １１．第２のプロトコルが、１のウィンドウサイズとの肯定応答プロトコルであ る請求項１記載の装置。
12. １２．第３のプロトコルが、１のウィンドウサイズとの肯定応答プロトコルであ る請求項１記載の装置。
13. １３．複数のスイッチングノードが、複数の処理装置の中にまたは間に分散され ているノードにおいて遂行され且つノード事象ログを維持するタスクを有する複 数の処理装置を備え、装置が更にそのノード上の警報状態のノードリストに結合 され第２のプロトコルに応答してノード事象ログ内に挿入された警報状態を表わ すデータをパッケージ化して１つの処理装置上を走る回路網を通して第２の手段 へ送る手段をも具備する請求項１記載の装置。
14. １４．通信機能が、１つの処理装置以外のマスタ処理装置上を走る請求項１３記 載の装置。
15. １５．複数のスイッチングノードが、複数の処理装置の中にまたは間に分散され ているノード上を走り且つノード構成データベースを維持するタスクを有する複 数の処理装置を備え、装置が更にそのノード上のノード構成データベースに結合 され第３のプロトコルに応答してノード構成データベースからのデータをパッケ ージ化して１つの処理装置上を走る回路網を通して第３の手段へ送る手段をも具 備する請求項１記載の装置。
16. １６．通信機能が、１つの処理装置以外のマスタ処理装置上を走る請求項１５記 載の装置。
17. １７．回路網トポロジを限定する複数の分散したスイッチングノード及びこれら のスイッチングノードを接続する複数のリンクを含み、各スイッチングノードが 通信機能を遂行し、そのノードに関する警報状態を含むノード事象ログを維持し 、そしてそのノードに関する構成を識別するノード構成データベースを維持する ようになっている通信回路網のステータスに関する情報を収集して表示する装置 であって：複数の分散したスイッチングノードの第１のスイッチングノードに結 合され、回路網ノード及びリンクを通して回路網トポロジ、回路網内の警報状態 及び選択されたノードの構成に関する情報を収集して操作員に表示する第１のモ ニタ手段；及び 複数の分散したスイッチングノードの第２のスイッチングノードに結合され、回 路網ノード及びリンクを通して回路網トポロジ、回路網内の警報状態及び選択さ れたノードの構成に関する情報を収集して操作員に表示する第２のモニタ手段を 具備する装置。