JPH0372739A - 通信システムおよびそのデータ通信制御方法 - Google Patents
通信システムおよびそのデータ通信制御方法Info
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- JPH0372739A JPH0372739A JP2119829A JP11982990A JPH0372739A JP H0372739 A JPH0372739 A JP H0372739A JP 2119829 A JP2119829 A JP 2119829A JP 11982990 A JP11982990 A JP 11982990A JP H0372739 A JPH0372739 A JP H0372739A
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Classifications
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- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
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-
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Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
め要約のデータは記録されません。
Description
データ単位でデータ転送する基幹LANと、複数の支線
LANとをノード装置で接続した構成の通信システムお
よびルーティング情報学習方式%式% [従来の技術〕 支線LANを収容する基幹LANにおいて、従来のルー
ティング方式としては1例えば特開昭63−19613
2号公報記載の方式が知られている。上記従来方式によ
れば、支線LANに接続されたステーション間の通信は
、各ステーションが宛先ステーションが接続される支線
LAN−IDや基幹LANのノードアドレス等のルーテ
ィング情報を知る必要なく、送信元ステーションアドレ
スと宛先ステーションアドレスを送信データに付加して
フレームを送信する。もし、宛先ステーションが送信元
ステーションと同一のLANにあれば、宛先ステーショ
ンが直接このデータを受信できる。また、宛先ステーシ
ョンが基幹LANを介して他の支線LANに接続されて
いる場合は、あたかも送受信ステーションが同−LAN
内にあるように透過的に通信できる。このルーティング
制御は、基本的にはIEEE802.1d MACB
ridgesに規定する学習ブリッジのアルゴリズムに
従い、LANを構成する各ノードが以下のように行う。
リーテーブルを保持しており、支線LANからフレーム
を受信した時、受信フレームの宛先ステーションアドレ
スをエントリーテーブルから検索し、もし、宛先ステー
ションが自ノードが接続する支線LANにある場合は受
信フレームを廃棄し、また、宛先ステーションが自ノー
ドが接続する支線LANにない場合、あるいは見つから
ない場合は、受信フレームを基幹LANに同報送信する
。一方、他の各ノード、基幹LANから上記フレームを
受信した時、受信フレームの宛先ステーションアドレス
をエントリーテーブルから検索し、もし、宛先ステーシ
ョンが自ノードが収容する支線LANにある場合は受信
フレームを自ノードが収容する支線LANに中継し、宛
先ステーションがこのフレームを受信する。また、エン
トリーが見つからない場合も、上記基幹LANからの受
信フレームは支線LANに中継される。宛先ステーショ
ンが他ノードが収容する支線LANにあると判断した場
合は、各ノードは受信フレームを廃棄する。
トリーテーブルは、ステーションアドレスをキーとして
、そのアドレスを持つステーションが支線LAN側にあ
るか基幹LAN側にあるかを識別できる情報を持つもの
である。各ノードが保有する上記エントリーテーブルは
、支線LANを流れるフレーム、または基幹LANを流
れるフレームの送信元ステーションアドレスから、該ス
テーションが支線LAN側、あるいは基幹LAN側にあ
るかを知り、学習することができる。
支線LAN間の中継処理については配慮されておらず、
送り先の支線LANがつながる基幹LANの当該伝送路
へのデータ転送ができない。
ノード間中継について配慮されておらず、該当支線LA
Nへのデータ転送ができない。
う基幹LANにおけるルーティング情報学習については
配慮されておらず、以下の点で問題となる。すなわち、
上記基幹LANの各ノードは、支線LANから受信した
データ(フレーム)を複数の固定長データ単位(セル)
に分割して基幹LANに中継する。しかしながら、ステ
ーション位置情報は、分割された複数のデータ単位のう
ちの成る一つだけに、含まれているため、基幹LANの
他のノードは学習すべきデータが分からない。
からなる基幹LANのルーティング情報の学習について
は配慮されておらず、以下の点で2〇− 問題となる。すなわち、支線LANフレームを受信する
ノードは、基幹LANに対して同報送信した場合、全伝
送路に同じデータを送出することになる。一方、他のノ
ードにおけるルーティング情報の学習は、全伝送路につ
いて行なうようになっているため、この場合、同じ情報
による学習が伝送路の数だけ起こることになり、無駄な
学習処理が増える。
ットワークのルーティング情報の学習については配慮さ
れておらず、以下の点で問題となる。すなわち、支線L
ANから受信したデータを基幹LANに中継するノード
は、ループを一巡したデータを再び受信することになる
。従って、支線LANからデータを受信したときと、基
幹LANからデータを受信したときと、2度に学習する
ことになり、無駄な学習処理が増える。
ェイからなり、固定長データ単位でデータ伝送を行なう
基幹ネットワークと他のネットワ−クとを接続するブリ
ッジ装置を提供することにある。
クと他の複数のネットワークとを接続するのブリッジ装
置を提供することにある。
のネットワークシステムにおける各ノードあるいはブリ
ッジのルーティング情報学習方法を提供することにある
。
ステムにお刑る改良されたデータ転送制御方法を提供す
ることにある。
は、複数の支線LANと、基幹LANを構成する複数の
物理、または論理ハイウェイと、基幹LANに接続され
る少なくとも一つのノードとから成り、前記ノードは、
前記支線LANの一つに接続されているブリッジと、前
記基幹LANと前記ブリッジを接続するスイッチとから
威り、前記ブリッジは、前記支線LANから受信した第
1のデータブロックを前記基幹LANに転送するための
固定長の第2のデータブロックヘセグメンティングする
セグメンティング手段と、前記第1のデータブロックの
中に含まれる宛先ステーションアドレスをキーとしてル
ーティング情報テーブルを検索する検索手段と、前記基
幹LANから受信した前記第2のデータブロックを前記
第1のデータブロックヘアセンブリングするアセンブリ
ング手段とを有し、前記スイッチが、前記第2のデータ
ブロックを前記基幹LANへ転送するために、前記ブリ
ッジを少なくとも一つの前記物理または論理ハイウェイ
に選択的に接続する事を特徴とする。
LANから宛先ステーションアドレスと送信元ステーシ
ョンアドレスを持つ可変長の第1のデータブロックを受
信して、これを上記基幹LANへ転送するためのエラー
チェック情報と学習表示を持つ固定長の第2のデータブ
ロックへ変換23− する機能を有し、更に、受信したデータブロックから得
られる上記送信元ステーションアドレスを含むルーティ
ング情報を上記ルーティング情報テーブルに登録する登
録手段とを持つ。
も一つのステーションが接続されている複数の支線LA
Nが、ブリッジを介して、複数の物理または論理ハイウ
ェイで構成される基幹LANへ接続されている通信シス
テムにおいて、前記支線LANのひとつから受信した、
宛先ステーションアドレスと送信元ステーションアドレ
スを持つ可変長の第1のデータブロックを上記基幹LA
Nへ転送するために情報部とエラーチェック情報と学習
表示を持つ固定長の第2のデータブロックへ変換する第
1の変換ステップと、前記基幹LANから転送された前
記第2のデータブロックを前記第1のデータブロックへ
変換する第2の変換ステップと、上記第2のデータブロ
ックを転送する目的で上記スイッチにより接続すべき上
記ハイウェイの少なくとも一つを決定するためにルーテ
ィ24− ング情報テーブルを前記宛先ステーションアドレスを用
いて検索する検索ステップと、上記送信元ステーション
アドレスを含むルーティング情報を上記ルーティング情
報テーブルに登録するステップとから成ることを特徴と
する。
線LANが、基幹ネットワークの複数のノードに接続さ
れ、該基幹ネットワークはN本の論理伝送路あるいは物
理伝送路からなり、各該ノードは自局が接続する該支線
LANから受信した第1のデータブロックを1つあるい
は′Mi数の固定長の第2のデータブロック単位に分割
して宛先ノードに転送する通信システムにおいて、該基
幹ネットワークへの転送は、該支線LANから受信した
該第1のデータブロックが有する宛先ステーションアド
レスを基にルーティング情報を記憶する記憶手段を検索
し、宛先ノードアドレスを得た場合は、ステーション位
置情報を含む該第2のデータブロックに学習指示情報を
付加し、全該第2のデータブロックを該当伝送路に送出
し、宛先ノードアドレスが不明の場合は、該ステーショ
ン位置情報を含む該第2のデータブロックに学習指示情
報を付加して、該伝送路に送出し、該ステーション位置
情報を含まない該第2のデータブロックをN本の該伝送
路に送出し、全該ノードは、前記学習指示情報を付加し
た該第2のデータブロックを、前記基幹ネットワークの
いずれの伝送路からも受信し、該ステーション位置情報
を該記憶手段に登録することを特徴とするルーティング
情報学習方式が提供される。
ドレスと、ステーションを収容する支線LANを接続す
るノードアドレスとの組みを用いることができる。
を接続する支線LANを接続する宛先ノードアドレスが
自ノードアドレスと一致すれば廃棄とし、宛先ノードア
ドレスが自ノードアドレスと一致しなければ中継とし、
宛先ノードアドレスが見つからなければ同報中継とする
。
する支線LANが、基幹ネットワークの複数のノードに
接続され、基幹ネットワークはN本の論理伝送路あるい
は物理伝送路からなり、各ノードは自局が接続する支線
LANから受信した第1のデータブロックを1つあるい
は複数の固定長の第2のデータブロック単位に分割して
宛先ノードに転送する通信システムにおいて、基幹ネッ
トワークへの転送は、支線LANから受信した第1のデ
ータブロックが有する宛先ステーションアドレスを基に
ルーティング情報を記憶する記憶手段を検索し、第■の
データブロックが基幹ネットワークに対して、廃棄の場
合は、ステーション位置情報を含む第2のデータブロッ
クのみを学習指示情報を付加しである伝送路に送出する
ことを特徴とするルーティング情報学習方式を提供する
。
LANがループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの
複数のノードに接続された通信システムにおいて、 27− 各ノードは、自局が接続する支線LANからデータを受
信した場合には、受信データから送信元ステーション位
置を記憶手段に登録し、基幹ネットワークからデータを
受信した場合には、データが自ノードが送信したデータ
であれば、送信元ステーション位置を登録せず、データ
が他ノードが送出したデータであれば、送信元ステーシ
ョン位置を登録することを特徴とするルーティング情報
学習方式を提供する。
タを受信し、受信データが廃棄の場合は、受信データか
ら送信元ステーション位置を記憶手段に登録し、受信デ
ータが中継の場合は、受信データからは信元ステーショ
ン位置を登録せず、基幹ネットワークを一巡する中継デ
ータから送信元ステーション位置を該記憶手段に登録す
るようにしても良い。
ANがループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの複
数のノードに接続された通信シス28− テムにおいて、 ノードは、自局が接続する支線LANからデータを受信
し、受信データから送信元ステーション位置を記憶手段
に登録し、登録が初めてであれば送信元ステーション位
置を基幹ネットワークに転送するようにしても良い。
ANが、基幹ネットワークの複数のノードに接続された
通信システムにおいて。
タブロックを基幹ネットワークに対して、廃棄する場合
は、受信データブロックが有する送信元ステーション位
置のみ、基幹ネットワークに送出し、全ノードは該基幹
ネットワークから該ステーション位置を受信し記憶手段
に登録することを特徴とするルーティング情報学習方式
を提供する。
スと、送信元ステーションアドレスと、情報部とからな
る。
ーションを接続構成する支線LANが、基幹ネットワー
クの複数のノードに接続され、基幹ネットワークはルー
プ状のN本の論理伝送路あるいは物理伝送路からなり、
固定長単位でデータ転送を行う通信システムにおいて、 各ノードは自局が接続する支線LANから受信した第1
のデータブロックが基幹ネットワークに対して、中継す
る場合は、第1のデータブロックを1つあるいは複数の
固定長の第2のデータブロック単位に分割して宛先ノー
ドに転送し、廃棄する場合は、分割した該第2のデータ
ブロックのうち、送信元ステーション位置情報を含む1
つの第2のデータブロックのみを、基幹ネットワークの
1本の伝送路に送出し、 1つあるいは複数の第2のデータブロックを受信した宛
先ノードは、第2のデータブロックから第1のデータブ
ロックに組立て、当該ノードが接続する支線LANに転
送し、基幹ネットワークの全ノードは送注元ステーショ
ン位置情報を含む該第2のデータブロックを、基幹ネッ
トワークのいずれの伝送路からも受信し記憶手段に登録
するようにしたものである。
アドレスとステーションを収容する支線LANを接続す
るノードアドレスとの組からなるようにしてもよい。
LANから受信した第1のデータブロックが有する送信
元ステーションアドレスを基に記憶手段を検索し、 宛先ノードアドレスを得た場合は、ステーション位置情
報を含む第2のデータブロックに学習指示情報を付加し
、全第2のデータブロックを該当伝送路に送出し、 宛先ノードアドレスが不明の場合は、ステーション位置
情報を含む第2のデータブロックに学習指示情報を付加
し、ある1本の該伝送路に送出し、ステーション位置情
報を含む第2のデータブロックに学習指示情報を付加せ
ず、他のN本−1の該31− 伝送路に送出し、ステーション位置情報を含まない該第
2のデータブロックをN本の伝送路に送出し、 廃棄の場合は、ステーション位置情報を含む該第2のデ
ータブロックに学習指示情報を付加し、ある1本の該伝
送路に送出するようにしてもよい。
ックを、基幹ネットワークのいずれの伝送路からも受信
するようにしてもよい。
ードに内蔵させても良い。この場合、ステーション位置
情報は、例えばステーションアドレス、ノードアドレス
、ボートアドレスを含む組アートレス情報から成るよう
にしても良い。
なる固定長データ単位に転送する基幹LANを介して、
複数の支線LAN同志でデータ転送をできるようにした
ものである。以下では、この固定長データ単位のことを
短データとも呼ぶ。
これに接続されるノード装置とからなり、固定長データ
単位に転送する基幹LANシステムにおいて、各ノード
は支線LANに対応する複数のボートを有し、各ボート
は、基幹LANの複数の物理または論理伝送路と支1I
ALAN間でデータ転送を行うブリッジ機能を有するよ
うにした。
タには学習表示を付与して送信し、受は側ノードまたは
ボートはこの学習表示された短データから学習するよう
にした。
信元ステーションアドレスと自ノードアドレスと自ボー
トアドレスとの組みをエントリテーブルのエントリーに
登録し、また、該データの宛先ステーションアドレスを
キーとして、エントリーを検索することにより宛先ノー
ド/ボートアドレスを得、廃棄/中継判断を行う。判断
結果は、次の3通りがある。
LANに収容されている。従って、該データを廃棄する
。
収容されている。従って、全短データに宛先ノード/ボ
ートアドレスと送信元(2)ノード/ボートアドレスを
付加し、さらに、送信元ステーションアドレスを含む短
データには学習指示を表示して基幹LANの宛先ノード
/ボートの受信部がつながる伝送路に送出する。
が望ましい。すなわち、受信ボートアドレスと受信伝送
路番号とを同じにしておくことにより、送信側は宛先ボ
ートアドレスと同一番号の伝送路にデータを送出し、受
信側は自ポートがつながる伝送路からのみ受信すればよ
い。
ず、宛先不明である。従って、全短データに、同報アド
レスとした宛先ノード/ボートアドレススと、送信元(
2)ノード/ボートアドレスを付加し、さらに、送信元
ステーションアドレスを含む短データには学習指示を表
示して基幹LANの全伝送路に送出する。
短データを受信し、宛先ノード/ボートアドレスと、自
ノード/ボートアドレスとの一致判断を行い、一致した
場合(同報を含む)は短データを取り込み、支線LAN
用データに組立てた後、自ノードの支線LANに転送す
る。この際には、宛先ステーションアドレスをキーとし
て、エントリーを検索する必要はない。
、これより送信元ステーション情報、あるいは3つ組ア
ドレス情報とも呼ぶところの(送信元ステーションアド
レス、送信元ノードアドレス/ボートアドレス)を抽出
してエントリに登録することにより行う。
プを一巡する該短データからは支線LANからの受信時
に学習済みであるのでここでは学習しない。即ち、宛先
ノード/ボートアドレスと35− 自ノード/ポートアドレスとが一致する短データからは
学習しない。
された短データを取り込み、送信元ステーション情報を
自ノード内の全ポートへ送り、各ボートは送信元ステー
ション情報をそれぞれが持つエントリに登録する。
置を含む短データには学習表示し、がっ、学習表示した
短データは、1本の伝送路にだけ送出するようにする。
元ステーションアドレスを含む短データは、任意のただ
一本の伝送路だけにすれば十分である(例えば自ポート
の対応の伝送路とする)。
。廃棄の場合であっても、送信元ステーションの位置情
報を含む短データのみは基幹LA36 Nに転送することによって、中継の場合と同様に、全ポ
ートが該ステーション位置をエントリーに登録すること
ができる。以後、各ボートは、このエントリーを用いて
中継/廃棄判断が可能となり、宛先不明による同報送信
が減少する。
図である。基幹LAN0は、ループ状の物理伝送路13
とそれに接続される複数のノード10から成る。基幹L
AN0の外部にある支線LAN25は、ノード10を介
して基幹LAN0と接続する。支線LAN25には、一
般に複数のステーション(端末とも呼ぶ)251を接続
する。
ション251は48ビツトのMACアドレスを持つ。ま
た支線LAN25は、相互に異なるMAC方式のLAN
であっても良い。管理装置211は、ファイル装置をも
つ一般のワークステーションを用いることができる。管
理装置211を接続したノードをマスタノード、それ以
外のノードをスレーブノードと呼ぶ。管理装置211と
マスタノード間は、例えばイーサネット212のような
LANで接続する。管理装置211は、オペレータコマ
ンド機能、すなわち、オペレータが入力するコマンドに
より、基幹LAN0のコンフィギャレーションを変更し
たり、ノード内の統計情報を収集したりする機能をもつ
。また、状態モニタ機能、すなわち、基幹LAN0の動
作状態を監視し、障害を検出した場合、オペレータに対
するアラーム発生、ファイル装置に対するロギングなど
を行う機能を持つ。
10Aとから成る。伝送制御部100と各ボート部10
Aとは、阿、RC,R,TC,Tの各線を介してボート
ごとに接続される。更に、L線が各ポート部10Aへ共
通に接続されている。
送制御部100において、1001は光/電気変換部、
1002は物理伝送路13からの入力データを例えば1
55MbpsXN(Nは、例えば4)の論理ハイウェイ
1+ J+に、■(以下、単にハイウェイと呼ぶ)に分
離する分離部、1003は固定長パケット(セルと呼ぶ
)の受信、送信あるいは中継を行うスイッチ部、100
4はN本のハイウェイを多重化する多M部、1005は
電気/光変換部である。分離部1002及び多重部10
04は、いわゆるCCITT標準の5ONETフレーム
をN多重/分離(例えばN=4)L、また、分離部10
02では5ONETフレームからS OHとVC−4を
分離し、セル境界信号及びセルのデータをハイウェイ上
に送り出す。更に、1000はマイクロプロセッサ、1
00Aは、RAM、ROMなどのメモリである。マイク
ロプロセッサ1000からは、メ39− モリ100A及び伝送制御部100内のその他の部(1
001〜1005)及びイーサネットインタフェース2
13があればそこへもアクセス可能である。更に、マイ
クロプロセッサ1000から、スイッチ部1003を介
して、制御情報を授受することにより、異なるノード1
0のマイクロプロセッサ1000間で、プロセッサ間通
信が可能である。更に各ボート部10Aのノードi/f
lo15へ、H線を介してアクセス可能である。
のみ存在する。
MACBridgesで規定されているr学習ブリ
ッジ」の機能を持つ。
3より受けたセルを支線LANフレームに組立てる受信
制御部、1007はリアセンプルバッファ、1008は
送信制御部、1009は支線LANフレームをセルに分
割し、スイッチ部0 1003にセル単位に送信するためのセルバッファ、1
016はFDB (FilteringDataBas
e)部、1012は支線LAN制御部である。FDB部
1012は、更に、FDB制御部1010とエントリー
テーブル1011からなる。更に、1013はマイクロ
プロセッサ、1014は、RAM、ROMなどのメモリ
である。更に、1015は、ノードI/Fであり、これ
により、ボート部10Aのマイクロプロセッサ1o13
と伝送制御部100のマイクロプロセッサ1000が通
信できる。
10123、受信バッファ制御部10122、シリアル
i/flo124及び10125、受信バッファ101
21から威る。
MDのAm79C83(FORMAC)で、受信バッフ
ァ制御部10122は、AMDのAm79C82(DP
C)及びAm79C81(RBC)で、シリアルインタ
フェース10124と10125は、AMDのAm 7
984 (E NDEC)及びA m 7985 (E
D S )及び、住友電工の光モジュールDM74−
742−XFで、受信バッファはRAMで実現できる。
が基幹LAN側から支線LAN側へ中継(送信)した支
線LANフレーム950が、FDDIリングを周回して
該ボート10Aに戻ってきた時に、FDD Iリング上
から消去するための回路であり、例えば、ANS I
資料PROPO8AL ONFRAME 5
TRIPPING FORBRIDGES IN
FDDI (HenryYang、に、に、Rama
krishmanand B111 Hawe、J
une16゜1989)で説明のある「中継フレーム消
去方式」に基づき、中継フレームカウンタ制御による消
去回路、あるいは、CAMにより、実現することができ
る。
及び支線LANフレーム構戊構成要基幹LAN0の各ハ
イウェイ上には、第5図に示すセル963が複数個周回
している。セル963は、ヘッダ部分とセル内容部96
1及びIC5962から威る。ヘッダ部分は、更に、A
CF955、宛先ノード/ボー1〜アドレス956、送
信元ノード/ボートアドレス957、HC5958、基
幹MACヘッダ959から成る。
LANフレーム950は、例えば、FC964、宛先端
末アドレス951、送信元端末アドレス952、端末の
情報を載せる支線LAN情報部953、及びFC895
4から成る。
示す。
ダ959の詳細をそれぞれ示す。ACF955は、ビジ
ー(B)、学習表示(L)、セル種別(S)のフィール
ドからなる。基幹MACヘッダ959は、セル位置(P
3 SN)、セル内容部の有効長(LSN) 、管理用セル
表示(SMT) 、シーケンス番号(SEQ)からなる
。PSNの値により、セルをFirst、Next、L
a5t、Singleセルと区別して呼ぶ。また、宛先
ノード/ボートアドレス956、送信元ノード/ボート
アドレス957、HC8958、IC8962の具体的
な構成の一例を第27図に示す。
スを分離しているが、ノードアドレスとボートアドレス
全体を一つのノードアドレスとして扱うことも可能なこ
とは、容易に類推できる。
Aは、−個になる。
示すように、支線LANフレーム950の内、FC89
54を除いた部分(その長さをLfバイトとする)であ
る。また、FC8954を含めて転送するもう1つの実
施例もあるが、いずれにせよ、以下では基幹LAN0内
をセル96344 で転送する部分を転送支線LANフレームと呼ぶ。
できる。Lfの大きさにより、次の条件で、セルに分割
(セルを生成)し、支線LANフレームの一部分又は全
部を、セル内容部にコピーする。
ngleセルを生成する。
にFirstセル、次に0個以上のNextセル、最後
にLa5tセルを生成する。
継機能ヘッダ960がセル内容部961の先頭部分に存
在する。第5図から(B−1)から(B−4)は、それ
ぞれFirst/Next/La5t/Singleセ
ルの形式を示す。また、第6図(C)には中継機能ヘッ
ダの形式を示す。
先端末アドレスおよび送信元端末アドレスは、Firs
tセルまたはセルのsingleセル内容部に格納され
る。また、La5tセル及びSingleセルではLS
Nで表示した長さ分しかセル内容部に情報が格納されず
、0バイト以上のあきが存在する。中継機能へラダ96
0については、後述する。
イクロプロセッサ1000が動作を開始し、ROM及び
RAMから成るメモリ100A上のプログラム制御によ
りO/E部1001、分離部1002、スイッチ部10
03、多重部1004、E10部1005、イーサネッ
トインタフェース部213等の初期化を行い、該ノード
が物理伝送路13を介して他ノードと通信できるように
なる。また、管理装置211とマイクロプロセッサ10
00が通信できるようになる。同様にポート部10Aも
、マイクロプロセッサ1013、メモリ1014により
、支線LAN制御部1012、ノードi/f 1015
、受信制御部1006、リアセンプルバッファ1007
、FDB部1016、送信制御部1008、セルバッフ
ァ1009の初期化を行い、支線LAN25と伝送制御
部100との間のデータ転送ができるようになる。なお
、支線LAN制御部工012の初期化により支AlLA
N25の端末251が送信した支線LANフレーム95
0を全て受信バッファ10121に受信できる。この結
果、基幹LANネットワーク0を介して、支線LAN2
5同士の間で通信するための準備が完了する。
ータはROMに予め格納されていても良いし、あるいは
、管理装置211から、マスタノードのマイクロプロセ
ッサ1000経由、プログラム/初期化データをメモリ
100Aにダウンラインロードしても良い。引き続き、
マスタノードのマイクロプロセッサ1000が各スレー
ブノードに対し、前述のプロセッサ間通信機能を使って
プログラム/初期化データをスレーブノードのメモリ1
00Aにダウンラインロードしても良い。
7− て、メモリ1000から各ポート10Aのメモリ101
4ヘプログラム/初期化データをロードしても良い。
経由メモリ1000へ、更に前述のプロセッサ間通信を
使ってマスタノードのメモリ1000へ、更にイーサネ
ットインタフェース213を経由して管理装置へ統計情
報等をアップラインロードできる事は容易に類推できる
。
AN25は全て同じNAC方式のLAN、例えばFDD
Iである実施例を述べるが、ことなるMAC方式のLA
N同志の実施例は後で述べる。
グラムのフローチャートである。以下、8− 数字の前のプレフィックスSは、フローチャートのエレ
メントを参照している。送信制御部1008の詳細を第
10図を参照しながら説明する。
への支線LANフレーム950の受信を監視するため、
SIOで受信バッファ制御部10122をreadL、
支線LANフレーム受信ステータスを判定する。受信な
しならS10を繰り返す。受信布なら、次に該支mLA
Nフレームの受信時エラーを調べるため、受信バッファ
制御部10122の受信エラーステータスを330で判
定する。エラー有なら該支線LANフレームを受信バッ
ファ10121から除くために、S80で受信バッファ
制御部10122に対し。
に至る。エラーなしなら、835で、受信バッファ制御
部10122から該支線LANフレーム長をreadL
、更に、該支線LANフレームがLLCフレームか否か
を調べるため、S40でFC964をチェックしフレー
ム種別を判定する。
体を受信バッファ10121からメモリ1014ヘコピ
ーしたのち、S80に至る。メモリ1014にコピーさ
れた該SMTフレームは、別のプログラムによりマイク
ロプロセッサ1013で処理しても良いし、あるいは、
更にノードi / f 1015経由メモリ100Aに
転送し、マイクロプロセッサ1000で処理しても良い
。
バッファ1009へ転送支線LANフレームを転送(上
り転送)するために、850で転送支線LANフレーム
の長さを計算し、長さREG1008Aにセットし、更
に、S53で、中継機能ヘッダREG 1008Eに第
29図に示す設定値をセットし、更に855で送信起動
RE、01008Bもセットする。これ以降、FDB部
1部上016送信制御部1008、セルバッファ100
9は、学習ブリッジで言うところのフィルタリング、ラ
ーニング、フォワーディングを行うが、これらについて
は後述する。その後、上り転送が完了したか調べるため
、上り転送完了ステータス1008Cを860で判定す
る。未完なら、560を繰り返す。完了なら、該支線L
ANフレームの一部が受信バッファ10121に残って
いる可能性があるので、S70で残長REG1008D
をreadし、S35でreadした該支線LANフレ
ーム長も考慮してバッファ解放長を計算し、S75で受
信バッファ制御部10122に対しバッファ解放長をセ
ットし、バッファ解放コマンドをwriteL、次の支
線LANフレームの受信判定をSIOでできるようにす
る。
9図、第5図を用いて、送信制御部1008、セルバッ
ファ1009、FDB部1部上016びスイッチ部10
03の動作について説明する。
転送制御部10081が受信バッファ制御部10122
とDMA転送制御を行う。更に同51− 時に、ライトポインタ制御部10087に転送通知を出
し、ライトポインタ制御部10087がセルバッファ1
009にwriteアドレス及び制御信号を出力する。
ファ10121からセルバッファ1009へ、例えば4
バイト単位に分割され、繰返し転送される。この時、受
信バッファ10121では、受信バッファ制御部101
22により、転送した分のバッファエリアが解放される
。
がセルバッファ1009へ転送されるタイミングで、宛
先端末アドレス951をキーアドレスRE010082
に取り込ませた後、e線にFDB制御部1010へのフ
ィルタリング要求を出す。
2に送信元端末アドレス952を取り込ませ、更に、自
ノード/ポートアドレスREG10089の値も取り込
ませ、3つ組アドレス情報、つまり、(端末アドレス、
ノードアドレス、ボートアドレス)を完成させたのち、
FDB制御部1010ヘラーニン52− グ要求を出す。
。
B制御部1010から成り、エントリテーブル1011
には例えばAMD社製のAm95C85等のCAMを使
うことにより実現できる。第8図は、端末アドレス、ノ
ードアドレス、ポートアドレスの3つアドレスの組から
エントリーを記憶するためのテーブルで、エントリーテ
ーブル1011の内容を論理的に表したものである。こ
のテーブルは、アドレステーブル、ルーティングテーブ
ル、又はルーティング情報テーブルとも呼ぶ。
ニング要求、及び学習セル多重部10034からのラー
ニング要求を調停するとともに、エントリーテーブル1
011へ、サーチ/未使用エントリサーチ/エントリ登
録、等のコマンドを送り、更に、エントリーテーブル1
011からのサーチ結果(Found、Not Fo
und)に従って、フィルタリング要求元へ、結果を返
す機能をもつFDB調停部10111と、■エントリー
テーブル1011へのサーチ/エントリ登録の時、端末
アドレス、又は、3つアドレス(端末アドレス、ノード
アドレス、ボートアドレス)からなるアドレス情報を格
納しておくライトREG10112と、 ■エントリーテーブル1011のサーチ結果(ノードア
ドレス、ボートアドレス)を格納するリードREG10
113と、 ■多重化部100341からの組アドレス情報1003
46を格納する組アドレスREGIO114と、■セレ
クタとからなる。
制御部10081からのフィルタリング要求(■)、及
びラーニング要求(■)、受信制御部1006ないの学
習判断10066からのラーニング要求(■)、学習セ
ル多重部100341の多重化部100341からのラ
ーニング要求(■)の中から次の優先順位にしたがって
エントリーテーブルの操作を許可するための調停回路を
もつ。優先順位は、フィルタリング要求(■)が一番高
く、以下、■、■、■の順である。これにより、ポート
部10A(ブリッジ)の支線LANフレームのフィルタ
リング及びフォワーディング性能を向上できる。
い、セレクタを介して、今回、エントリーテーブル10
11の操作を行うに必要なキー情報をキーアドレスRE
G10082又は、組アドレスREG10114.又は
アドレス情報REG10067からライトREG101
12に取り込むと共に、エントリーテーブル1011へ
は、フィルタリング要求に対しては、サーチコマンドを
、ラーニング要求に対しては、サーチ/未使用エントリ
55− サーチ/エントリ登録コマンドを送る。この結果、(a
)フィルタリング要求時ニライトREG10112の値
(端末アドレス)を検索キーとして、エントリーテーブ
ルの端末アドレスフィールドをサーチさせ、 ■Found :エントリーテーブル1011の中に検
索キーと一致する組アドレスが見つかったなら、エント
リーテーブル1011からは、リードREG10113
に、組アドレス中のノードアドレス及びボートアドレス
の値が、更に、FDBill停部10111にFoun
dが返される。
の中に検索キーと一致する組アドレスが見つからなかっ
たなら、エントリーテーブル1011からは、FDB調
停部10111にNotFoundが返されるので、F
DB調停部10111は、リードREG10113をリ
セットして、その値をall”0”にする。
111は、要求元へ、完了を通知する。
ライトREG10112の組アドレス情報の中の送信元
端末アドレスを検索キーとして、端末アドレスフィール
ドをサーチさせ、一致する組アドレスが見つかった(F
ound)時は、該エントリのノードアドレス及びボー
トアドレスフィールドに、ライトREG10112の組
アドレス情報の中の送信元ノードアドレスと送信元ボー
トアドレスの値をセット(上書き)させる。
せ、該エントリにライトREG10112の組アドレス
情報の値を登録させる。なお、端末アドレスをエントリ
ーテーブルへ登録する時、その最上位ビット(I/Gビ
ット)の値は常にOにする。
戻って、上り方向中継でのFDB部1016へのフィル
タリング要求以降の送信制御部1008、セルバッファ
1009の動作を説明する。
末アドレス951に一致する組アドレスがなかった場合
であり、システム立ち上げ後の初期状態でエントリーテ
ーブルに何も学習されていないとき、あるいは宛先端末
アドレス951が同報(I10ビット=1)アドレスの
時、等が該当する。該転送支線L A Nフレーム95
0は基幹LAN側へセル963により同報送信する必要
がある。
/ポートアドレスREG10084にa11’O’
(Not Found)が返される。
レスRE010089の値と宛先ノード/ボートアドレ
スRE010084の値を比較した結果、不一致かつ宛
先ノード/ポートアドレスREG10084の値がal
l’0’なので、送信転送制御部10081およびセル
ヘッダ生成部へ同報フォワーディングを通知する。尚、
自ノード/ポートアドレスREG10089は、マイク
ロプロセッサ1013が初期設定しておくが、その値に
、all’o’は設定しないものとする。
たように転送支線LANフレーム950を受信バッファ
10121からセルバッファ1009へ例えば4バイト
単位に繰返し転送すると同時に、第5図、第6(A)、
(B)及び第7図(A)、(B)の説明で述べた仕様に
従い、セル963を生成するタイミング、セル位置(P
S N)情報、及びセル情報部の有効長(L S N
)をセルヘッダ生成部10086に通知する機能を備え
る。上記制御は、例えば比較回路、減算回路、その他の
回路要素で構成される。
にしておこなう。すなわち、長さREG1008Aに指
定された長さに、中継機能ヘッダの長さを加えた全長(
Lt)がセル内容部の長さ(Lc)以下なら、PSN=
Single、LSN=Lt−,59 を通知する。さもなくば、最初のセルに対しては、PS
N=Fi r s t、LSN=意味なし、を通知し、
送信転送制御部10081内部でLt4−Lt−Lcな
る減算を行う。次のセルは、新たなLtが、Lcより大
なら、PSN=Next、LSN=意味なし、意味なし
、を通知し、送信転送制御部10081内部でL t
4− L t −L cなる減算を再び行い、Lcとの
比較を同様に行い、前記の処理を行う、と言ったことを
繰り返す。最後には。
081は、PSN=Las’t、LSN=Ltを通知す
る。更に、送信転送制御部10081は、セルヘッダ生
成部10086ないのHCSジェネレータ100863
、ICSジェネレータ100866に、セルを生成する
タイミング毎にリセット指示を通知する。尚、Sing
le又はLa5tセルのセル内容部961に発生するO
バイ1以上の空きのエリアは、例えば、all ”O
I+に、又は、all”1”に、又は、任意のパターン
にするように、送信転0 送#御部10081が、ライトポインタ制御部1008
7に通知しても良い。
をセルヘッダを生成し、ライトポインタ制御部1008
7が指定するセルバッファ10091の位置にセルヘッ
ダを格納する。
Fr1stまたはSingleのときは、1を、それ以
外のときは0を生成する。SEL 100862は、前
述した中継/廃棄判断部10085からの同報/個別フ
ォヮーディング通知に従い、宛先ノード/ボートアドレ
スへの設定値を自ノード/ボートアドレスREG100
89からの値にする(個別フォワーディングの時)か、
または、送信セル同報アドレスレジスタ100865か
らの値にする(同報フォワーディングの時)か、選択す
る。
イクロプロセッサ1013から初期設定しておく。この
初期設定値の実施例として、 第28図の宛先ノード/ボートアドレス956の値は、
実施例(a)ではall’l’の一斉同報アドレスであ
り、全てのポートIOAに該セルを受信させることを意
図している。他の実施例(b)では最上位ビット=1、
残りは、a且”1′″を除く任意の071パターンから
なるグループIDであるグループ同報アドレスであり、
特定のポート10Aグループに該セルを受信させること
を意図する。これらの実施例のシステム応用例は後述す
る。
B62からの宛先ノード/ポートアドレス値及び自ノー
ド/ポートアドレスREG10089からの送信元ノー
ド/ポートアドレス値を入力し、エラーチェックコード
(HC5)を生成する。その後、I(CSジェネレータ
は、送信転送制御部からのリセット指示で、リセットさ
れる。
NAND回路、他から成り、次の実施例のいずれかのア
ルゴリズムを適用して、シーケンス番号(SEQ)を生
成する。なお、(a)では、転送支線LANフレーム単
位にSEQの値は0からスタートするが、(b) 、
(C)では、レーム全てに渡って、とおしで、SEQの
値を付与する。
ている。
値に+1した値をSEQに使う。
おき、任意のセル生成時、その前に生成したセルのSE
Qの値に+1した値をSEQに使う。
おき、First又はN e x を又はLa5tセル
の生成時、その前に生成したFi rs を又はN e
x を又はLa5tセルのSEQの値に+1した値を
SEQに使う。
ァ10121からの転送データを入力し、また基幹MA
Cヘッダ、および中継機能ヘッダの値を入力する。送信
転送制御部10081からの転送データ入力通知及びセ
ル生成通知により、基幹NACヘッダ、中継機能ヘッダ
(FirstまたはSingleセルのときのみ)を含
むセル内容部961にたいし、エラーチェックコード(
IC5)を生成する。その後、ICSジェネレータ10
0866は、送信転送制御部10081からのリセット
指示で、リセットされる。ICSジェネレータ1008
66は、上記動作をセル生成通知ごとに繰り返す。
EG100867に一担スドアされた後、セルバッファ
1009内の対応するセルのセルヘッダに書き込まれる
が、中継機能ヘッダ960が書き込まれるのは、PSN
=First又はSingleのときのみである。
950の一部分は、ライトポインタ制御部10087の
アドレス指定に従い、セルバッファ1009内にセル9
63の形式で格納される。セルバッファは複数個のセル
(例えば4個)を格納できる。リードポインタ制御部1
0088はライトポインタ制御部10087からのライ
トポインタ値と自ライトポインタ値を比較することによ
り、セルバッファ1009のNot 8mPt3’
(セルが1個以上存在する)を知り、スイッチ部100
3ヘセル送信要求を通知する。なお、リードポインタ制
御部10088、ライトポインタ制御部1’0087は
、パワーオンリセラ1〜等で初期化され、セルバッファ
1009はemp t yとなる。
をくり返し、長さREG1008Aで設定された分の転
送支線LANフレームの上り転送及びそれに伴うセル生
成が完了すると、上り転送完了ステータス1008Cに
値(二同報送信)を設定し、=65 更に残長RE G 10080に値(=O)を設定する
。
ス951に一致する組アドレスがある場合であるが、F
DB部1016からは、完了通知と共に宛先ノード/ポ
ートアドレス RE010084に、宛先端末アドレスに一致した3つ
組のノードアドレス、ボートアドレスが返される。4.
4.1ケース1と同様、自ノード/ボートアドレスとの
比較結果、次のケース、一致する場合、不一致の場合に
分かれる。
された端末は、該ポート部10Aが接続している支線L
AN25上に存在する場合であり、該転送支線LANフ
レーム950は、廃棄すべきフレームである。中継/廃
棄判断部10085からは、送信転送制御部10081
へ廃棄を通知する。
1016へラーニング要求を出した後、上り転送を中断
し、上り転送完了ステータス1008Cに値(=廃棄)
を設定し、更に、送信起動時に設定された長さREGI
O○8Aの値と転送中断までに転送した転送支線LAN
フレーム長の差分を残長REG1008Dに設定する。
ャンセルを通知し、セルバッファ1009に作成中のセ
ルを消去させ、更にセルヘッダ生成部10086に対し
、生成キャンセルを通知し、SEQジェネレータ100
864の更新を抑止する。この生成キャンセル通知は、
Firstセル又はSingleセルの生成完了前に行
うので、廃棄されるべき転送支線LANフレームの一部
又は全部がセルとしてスイッチ部1003に送られるこ
とはない。
ート部10Aに接続している支線LAN25上に存在す
る場合であり、該転送支線LANフレーム950は、基
幹LAN側へ中継(フォワーディング)すべきフレーム
である。
1で述べたと同様の判定を行う。すなわち、フィルタリ
ング要求の結果が設定されている宛先ノード/ボートア
ドレスREG10084の値が自ノードlポートアドレ
スREG10089の値と異なり、かつ、宛先ノード/
ポートアドレスREG10084の値がa 11 ”
0”でない場合に、個別フォワーディングを送信転送制
御部10081及びセルヘッダ生成部10086へ通知
する。
の点が異なるだけで他は同じである。
ード/ボートアドレスREG10084の値を設定する
。
向のハードウェア動作をセルバッファについて述べる。
例えばFDDIの100Mbps)と、基幹LAN0の
ハイウェイの通信速度(例えば155Mbps)との速
度差を吸収するためと、支線LAN制御部1012から
のデータ転送処理と、FDB部1016に対するフィル
タリング及びラーニング処理と、スイッチ部1003へ
のセル転送処理との並行処理を可能とするために備えで
ある。つまり、セルバッファ1009のセル格納段数は
、複数、例えば、3段以上あれば良い。
ように動作する。例えば第1段目の内容、すなわちセル
がスイッチ1003への転送中で、第2段目のセルがフ
ィルタリング終了し、その結果が中継であったので、ス
イッチ部1003への転送を待ち、更に、第3段目のセ
ルがフィルタリング中(ヘッダ生成中を含む)であった
とすると、更に、第4段目の内容には、次のデータを転
送しつつフィルタリングの準備をしておくことが出来る
。
理ができるので、たとえ前段のセルの、スイッチ100
3への転送が長時間またされることがあっても、後段に
空きがあるかぎり、この空き領域を利用することによっ
て、連続的に、支線LANフレームをフィルタリング出
来、フィルタリング性能が向上する。つまり、支mLA
Nフレームの廃棄が続くかぎり、当該位置にセルを上書
きするので、空きは無くならない。なお、上述のセルバ
ッファ1009の制御は、リードポインタ制御部100
88とライトポインタ制御部10087がFIFOマナ
ーで行う。
多重部10034、及びハイウェイ1+j+L1対応の
ハイウェイ処理部10030i+j+ktlから戊る。
方式に基づき、複数のハイウェイアクセスが可能なよう
に拡張した方式である。以下、ノード10内のポート部
10Aを識別するため、ノード内の複数ポート部全体を
ポート部X、l0A(X)、(ここで)(=i、、L
k、1)と略記する。また1個々のポート部を例えばポ
ート部110A(i)と略記する。ポート部xlOA(
x)と、ハイウェイ選択部10035とはTC。
のボート部も同様である。
受けたハイウェイ選択部10035は、リードポインタ
制御部10088へ送信許可を通知し、セルバッファ1
009から1セル分引き抜き、ポート部10A対応に設
けた解析BUFのなかのポート部j10A(j)用の解
析BUF1003gに格1 納し、該セルの宛先ノード/ポートアドレスの最上位ビ
ット(I/Gビット)値を判定する。値がもし+711
+、すなわち−斉同報又はグループ同報アドレスを示し
ているなら、該セルを全ハイウェイのセルバッファ10
036へ転送するが、もし転送先ハイウェイのセルバッ
ファ10036がフルなら該セルバッファ10036へ
の転送は該セルバッファ10036に空きができるまで
延期される。
わち最上位ビット=Oならば、該セルを宛先ボートアド
レス(宛先ノード/ポートアドレス956の下2ビット
)の値00.01.10.11に従い、それぞれハイウ
ェイit tj+ kt 1のセルバッファ10036
へ転送するが、もし該セルバッファがフルなら、転送は
該セルバッファに空きができるまで延期される事は、上
記の同報アドレスの場合と同じである。宛先ノード/ポ
ートアドレスの値にかかわらず、セルバッファ1003
6への転送が延期されると、解析バッファ10038は
使用中のままである。従って、ボート2− 部jloA(j)からの次のセル送信要求に対して、ハ
イウェイ選択部10035は、リードポインタ制御部1
0088への送信許可の通知を延期する。この結果、該
送信要求に伴う該セルはセルバッファ1009に留まる
。以上の動作をハイウェイ選択部は、セル送信要求を受
ける毎にくり返す。
部10033が検出した空きセル(ACFのB=0のセ
ル)に上書きし、使用中セル(ACF955のB=1の
セル)にして、多重部1004へ送られる。セルバッフ
ァがemptyの時は、送信選択部10033は、受信
判定部10032からセル除去要求がこない限り、受信
レジスタ10031からのセルをそのまま多重部100
4へ中継する。
して該ハイウェイjのセル境界信号及びセルデータ入力
により、該ハイウェイの1セル分のセルが受信レジスタ
10031に蓄積されると、受信レジスタ10031は
受信判定部10032にセル受信を通知する。
部10033が送信したセルを基幹LANループから除
去するため、受信レジスタ10031内のセルの送イ、
j元ノー1−/ポー1〜アドレス957と、自ノード/
ボートアドレスREG10037とを比較し、一致した
時のみ送信選択部10033にセル除去要求を通知する
。
マイクロプロセッサ1000により初期化しておく。セ
ル除去要求を受けた送信選択部10033では、定時間
後に受信レジスタ10031から転送されてくるセルの
A CF 955のBの値をOにし、空きセルにする。
0033、学習セル多重部10034に転送され、更に
該ハイウェイjに対応するポートjlOA(j)の受信
制御部1006にR線で転送されるが、同時に受信判定
部10032はHCS 958のエラーチェックを行な
い、セル境界信号及びHCSエラーの有/無をポート部
jlOA(j)の受信制御部1006にRC線で通知す
るとともに、学習セル多重部10034゜送信選択部1
0033へも同様の通知を行う。
イからのみR線、及びRC線を介してセル受信できる。
のみ受信可能である。一方、ボート部10Aからは宛先
ノード/ポートアドレス956のポートアドレス値に依
存して、任意のハイウェイにT線及びTC線を介してセ
ル送信できる。
で、ハイウェイ対応の学習判断部100345と多重化
部100341から威る。
、セルバッファ100342と、 FIFOバッファで
ある組アト75 レスバッファ100343とから成る。該ハイウェイの
受信レジスタ10031からのセルは、−旦セルバッフ
ァ100342に格納される。基幹MACヘッダ959
及びセル内容部961をエラーチェック範囲とするIC
5962のICSチェック回路を有する学習判定部10
0344は、受信判定部10032からセル境界信号と
ICSエラー無しの通知を受けたときにかぎり、セルバ
ッファ100342内のセルについて、 ■セルのACFのL=1 かつB=1;■宛先ノード/
ポートアドレス956の最上位ビット(■/Gビット)
=0(同報セル でない):■該セルのICSエラーチ
ェックを行い、ICSエラー無しを検出: の3条件を判定し、3条件とも満たされたときにかぎり
、第19図に示すように、該セルの送信元端末アドレス
952、送信元ノード/ポートアドレス957を抽出し
、3つ組アドレス情報100346の形式で、3つ組ア
ドレスバッファ100343に格納させる。この格納は
、組アドレスバッファ100343に空きがあるときの
み行う。
セルは、次の受信セルにより上書きされる。他のハイウ
ェイ対応の学習判断部100345も同様の動作を繰り
返す。
る代わりに、■を外し、■、■の2条件を判定するよう
にしてもよい。
アドレスバッファ100343から組アドレス情報10
0346を、例えばl+j+に+LLj+、−1−の順
で取り出し、L線にラーニング要求通知とともに送出す
る。この結果、すべてのポート部10AのFDB部10
16に、全ハイウェイからの組アドレス情報を共通に学
習させることができる。もし組アドレスバッファ100
343に組アドレス情報が無いときは、L線にはラーニ
ング要求を通知しない。学習判定部100344は、組
アドレスバッファ100343にたいし、書き込みポイ
ンタ制御、読みだしポインタ制御を行うことにより、組
アドレスバッファ100343のFIFO制御を行う。
ったが、Nの他の値のときも、同様に実施できることは
明らかである。
10Aに戻り、受信制御部1006、リアセンプルバッ
ファ1007の動作について説明する。
あり、R線を介して該ボートjlOA(j)が受信でき
るハイウェイj上の、全てのセルをスイッチ部1003
から受信する。R線の転送は、例えば16ビツト単位で
繰返し転送する。
びHCSエラーの有/無を受ける。
ルを受信する。一方、HCSエラーなしのときは、受信
判定部10064は、該受信セルのACFのB=1のと
きに限り、5HIFT10063内のセルのIC896
2,及び宛先ノード/ポートアドレス956を次に述べ
るようにチェックする。
持ち、IC8962を用いてエラーチェックを行ない、
ビットエラーを検出する。もし、ICSCSニラ−ら該
受信セルを無視し、次のセルを受信する。
アドレス956の値を判定し、■自ノード/ボートRE
G10065の値と一致した、 又は ■グループアドレスREG10068の値と一致し、か
つ、5HIFT 10063ないのセルの送信元ノード
/ポートアドレス957の値が、自ノード/ポートRE
G10065の値と等しくない、 又は ■該宛先ノード/ボートアドレス956の値が一斉同報
アドレス 9− (= all”1″)であった。
理部10061へ通知する。自ノード/ポートアドレス
REG10065及びグループアドレスREG1006
8の値は、マイクロプロセッサ1013で初期設定して
おく。グループアドレスREG10068は、上述の1
個に限らない。
定しておき、複数種類のグループアドレスに対応するセ
ルを受信できるようにしてもよい。
をチエイン管理部10061へ通知し、通知されたチエ
イン管理部10061は、該受信セルを無視する。
きは、更に、学習モードRE G 1006Cの値によ
り、第29図の条件にしたがって、学習判断10066
へ学習可/不可を通知する。学習モードRE G 10
06Gの値(0又は1)は、マイクロプロセッサ101
3により初期設定しておく。IC3工8〇− ラーありのときは、学習不可を学習判断に通知する。
067は5HIFT10063内のセルから、第19図
の説明で述べたように送信元端末アドレス952、送信
元ノード/ポートアドレス957を取り込み、組アドレ
ス情[100346を作成する。また、学習判断100
66は、 5HIFT10063内のセルのA CF 955のL
の値を判定し、L=1(学習要)であり、かつ受信判定
部10064から学習再通知を受けたなら、FDB制御
部1010に対し、下り方向ラーニング要求を通知する
。この結果、FDB制御部1010は、アドレス情報R
E G 10067内に蓄積された。送信元の組アドレ
ス情報(端末アドレス、ノードアドレス、ポートアドレ
ス)を学習する。
受けたチエイン管理部10061は、次に述べるように
基幹MACヘッダ959のPSNとSEQをチェックし
、エラーが無く、かつ転送支線LANフレームの組立て
が完了(Singleセル、またはLa5tセルを受信
)したなら、受信転送制御部10062へ受信完を通知
する。
ラーチェックを行なうためのチェック回路、5HIFT
10063からリアセンプルバッファ1007ヘデータ
を転送するため、又はチエイン管理部白身がリアセンプ
ルバッファ1007からデータをread/write
するためのアクセス制御回路、及びデータレジスタ、リ
アセンプルバッファ1007内の後述するデータ構造を
操作できるいわゆるシーケンス制御回路、その他から威
る。
トバツフアメモリであり、チエイン管理部10061及
び受信転送制御部10062、FDDIアクセス部が並
行してアクセス可能である。
7ヘデータ転送中は、自らのリアセンプルバッファ10
07へのアクセスは抑止する。またマイクロプロセッサ
1013からのリアセンプルバッファ1007へのアク
セスは、初期設定時のみである。
造を第23図〜第24図に示す。
チェック、及び転送支線LANフレームの組立てを送信
元のポート部10A対応に行なうためのテーブルであり
、管理エントリ912を1つのエントリとする配列であ
る。基幹LAN0の最大構成に合わせ(例えば第27図
のノード/ボートアドレス構成では29×22個の)管
理エントリ912を持つことにより、任意のノード10
の任意のボート部10Aからのセルを受信できる。
パケット911と呼ぶセルを格納する入れ物をチエイン
するための先頭バケットポインタ9121と、最終パケ
ットポインタ9122と、3 該送信元ボートから前回受信したセルのPSN。
Q9124とから成る。
のチエインポインタ9111と、セル格納部9112と
から成る。セル格納部9112には、セルのACFを格
納する場合としない場合があるが、以降の説明で差はな
い。
インタ、及び最終空きパケットポインタは、未使用のパ
ケット911をチエインするために使う。
したセル群、すなわち、1つの転送支線LANフレーム
から生成されたFirstセル1個、Nextセル0個
以上、La5tセル1個、又は、Singleセル1個
を格納しているパケット群を、任意の転送支線LANフ
レーム数分チエインすることによりできるパケット群を
、先頭フレームポインタ9143.最終フレームポイン
タ9144によりFIFOマナM −で管理する。
ウンタ9142は、リアセンプルバッファ1007から
FDDIアクセス部10123へ転送した転送支線LA
Nフレーム数、及びそれらフレームの総バイト数である
。
910に、あるいは空きパケット管理エントリ913に
、あるいは組立て完了フレーム管理エントリ914につ
ながっている。
よりチエインされたパケット群からなり、FIFOマナ
ーを実現するデータ構造をキューと呼ぶ(例えば、空き
パケットキュー)。キューに「つなぐ」とは、キューの
最後にパケットをチエインすることを、キューから「取
り出す」とは、キューの先頭のパケットをチエインから
はずすことを意味する。また、キューの終わりは、チエ
インポインタの値が0であることにより判定できる。
バッファ1007は次のように初期化する。
のパケット911を空きパケットキューにチエインする
。
及び最終フレームポインタ=○)、■ 各管理エントリ
912のパケットキューはe m p t yに、前回
P S N9123及び前回S E Q9124はそれ
ぞれsingleとOにする。
て説明する。
ートアドレス957の値(=t)をインデックスとして
、組立て管理テーブル910のt番目の管理エントリ9
12(これをENT (t)と記す)をreadし、そ
の前回P S N9123と前回S E Q9124を
得る。
(これを以降、それぞれ今回PSN、今回SEQと呼
ぶ)を得て、これらから第31図〜第34図に基づきエ
ラーチェックする。その後、チエイン管理部10061
は今回PSNの値をENT(t)の前回PSN9123
へ設定する。
ラーなしの受信セルについて行なうが、その方法は、4
.4.1の(2)で説明したSEQジェネレータの(a
)〜(c)の実施例対応にSEQエラー決定テーブルで
示す(第32図〜第34図)。チエイン管理部1006
1は、エラーチェック後、各決定テーブルの後処理に示
した処理を行なう。尚、第32図〜第34図はMOD1
28表示である。
バッファに転送しない。
し該受信セルのPSN=Next又はLa5tならば、
該管理エントリENT (t)のパケットキューにチエ
インされているFirst87− セルを内包するパケット911からはじめて、パケット
911のチエインポインタ値=O(チエインの終わり)
でない限りパケット911のチエインポインタ9111
をたどる事により、Nextセルを内包するパケット9
11を0個以上見つけ、これら全てのパケット911を
空きパケットキューにつなぐ。
ン管理部10061は、空きパケットキューからパケッ
ト911を1つ取り出し、セル格納部9112に該受信
セルを格納する。もし該受信セルがSingleセルな
ら組立て完了フレームキューへつなぐ。さもなくば、該
管理エントリENT(1)のパケットキューにつないだ
後、もし該受信セルがLa5tセルなら、該パケットキ
ューにチエインされているFirstセルを内包するパ
ケット911からLASTセルを内包するパケット91
1までの全てのパケット911をチエインの順序はその
ままに、組立て完了フレームキューへつなぐ。
tセル受信により、組立て完了フレーム88 キューにパケット911をつないだときはいつでも、チ
エイン管理部10061は受信転送制御部10062へ
受信先を通知する。
T(t)の前回PSN=Singleに、先頭パケット
ポインタ、最終パケットポインタをOに初期化する。
なう。 受信完了通知を受けた受信転送制御部1006
2は、受信フレームステータス1006Bに有を通知す
る。
ログラムチャートの一例である。リアセンプルバッフ7
1007に組立が完了した転送支線LANフレーム95
0が存在するかを5100で受信フレームステータス1
006Bで判定する。
線LANフレーム950ti−FDDIアクセス部10
123経由支線LAN25へ送信するために、5Lio
で送信起動REG1006Aをセットする。その後、支
線LAN25への転送が完了したか調べるため、下り転
送完了ステータス10069を5120で判定する。未
完なら、5120を繰り返す。完了なら5100に到り
、次の転送支線LANフレームの存在を判定できるよう
にする。
及び5120の繰り返しループにより、マイクロプロセ
ッサ1013がこれらの処理に専有されることはない。
のタイムスライス実行制御、及びマスチタスクスケジュ
ーリング機能をもつOSプログラムの下で上記第20図
、第21図のルーチン及びその他のプログラムを動作さ
せることにより容易に防止できる。
ファ内にある前記第22図〜第24図に示したデータ構
造を操作できる、いわゆるシーケンス制御回路、加算l
減算l比較回路のほか、リアセンプルバッファ1007
からFDDIアクセス部10123へのDMA転送制御
回路などからなる。
されると、送信起動RE G 1006Aからの起動信
号により、受信転送制御部10062は、FDDIアク
セス部10123へ支線LANフレームの送信要求を通
知する。支線LAN25上をトークンが周回し、該送信
要求を受けていたFDDIアクセス部10123がトー
クンをハントすると、FDDIアクセス部10123か
ら受信転送制御部10062へ送信レディの通知が戻り
、あとは両者の間でDMA転送制御が行われ、リアセン
プルバッファ1007からFDDIアクセス部1012
3を経由して支線LAN25へ支線LANフレームが送
信される。
た各セルのハツチングした部分、すなわち転送支線LA
Nフレームの部分だけを取り出し、91 FDDIアクセス部10123へ転送する。
数カウンタ9141と転送バイト数カウンタ9142を
Oクリアする。
立て完了先頭フレームポインタ9143がさすパケット
911から始めて、パケット911内のセルをアクセス
し、該セルのPSNおよびLSNの値に従い、FDDI
アクセス部10123へ転送開始すべき該セル内のアド
レス、及び長さを知り、転送バイト数カウンタ9142
に長さを加えると共に、正味のデータ(第7図でハツチ
ングで示した部分)をリアセンプルバッファ1007か
らFDDIアクセス部10123へ転送する。受信転送
制御部10062は、1パケツト内の転送が完了すると
、該パケットを組立完了フレームキューから取り出し、
空きパケットキューにつなぐ。もし該パケットのセルの
PSNがNextまたはFirstならば、パケット9
11のチエインポインタ9111をたどり、次のパケッ
ト911を得て、上記の転送処理を再び行う。もし、9
2− 92−8in又はLa5tならば、1つの転送支線LA
Nフレームの転送が終わったと認識し、転送フレーム数
カウンタ9141に↓加算する。
AC方式に従うので、トークン保持時間の許すかぎり支
線LANフレームを幾つでも送信できる。受信転送制御
部10062は、1つの転送支線LANフレームの転送
が終わる毎に組立て完了フレームキューを調べ、もし組
立てを完了した転送支線LANフレームがなければ、下
り転送完了ステータス10069に完了を通知し、処理
を終了した後、送信起動REG1006Aからの次の起
動信号を待つ。一方、次に送るべき組立て完了した転送
支線LANフレームがあれば、前述(4)同様の動作を
繰り返す。そのうち、トークン保持時間が切れると、F
DDIアクセス部10123はトークンをリリースし、
同時にFDDIアクセス部101.23は受信転送制御
部10062ヘト−クンリリースを通知する。この通知
を受けた受信転送制御部10062は、次に送るべき組
立て完了した転送支線LANフレームが組立完了フレー
ムキューにあっても、新たなりMA転送を行わず、代わ
りに、下り転送完了ステータス10069に完了を通知
する。トークン保持時間が切れる前に送るべき組立て完
了した転送支線LANフレームが無くなったときは、受
信転送制御部10062は、トークンリリース指示をF
DDIアクセス部10123に通知するとともに、下り
転送完了ステータス10069に完了を通知する。FD
DIアクセス部10123は、トークンをリリースする
。以上が送信起動RE G 1006Aがセットされて
から下り転送完了ステータス10069に完了を通知す
るまでの動作である。
で述べたように、フレーム消去部10126は、カウン
タ回路をもち、FDDIアクセス部10123がトーク
ンハント時にカウンタをOクリアし、下り方向に中継さ
れる支線LANフレームがFDDIアクセス部1012
3から支線ム数をカウントする(その最終値をHとする
)。
ンをハントするまでの間に、シリアルi / f101
24を介して受信した支線LANフレームのうち、最初
のH個だけフレーム消去部10126で消去する。
クロプロセッサ1013が初期設定するレジスタ値には
、次の制約条件を課す。
は同じにする。ノード間では異なる値にするが、値al
l”O”及び(IiIall”1〃はどのノードlOで
も使わない。
内で同一にし、その値は該ポートが受信するハイウェイ
l+J+に+1に対応して、0O501,10,11と
する。
j+ kn 1に対応して、00.01.10.11
とする。
基幹LANループにブリッジ接続96− していることを強調するため、伝送制御部100やハイ
ウェイは略しているが、前述の実施例の説明を何ら矛盾
するものではない。
.4の同報セル(宛先ノード/ポートアドレスの最上位
ビット=1)の宛先ノード/ポートアドレス値には、−
斉同報アドレス(al、1”l”)とグループ同報アド
レスの2さのケースがある。この応用例では、全てのボ
ート部10Aで一斉同報アドレスの初期設定を禁止する
。かわりに、グループAに含まれる複数のポート部10
A全てに同じグループ同報アドレス値(=Ga)を使用
させる。一方、別のグループBに含まれる複数のポート
部10Aの全てに同じグループ同報アドレス値(=G
a )を使用させる(但しGaf−Gb)。具体的には
、セルヘッダ生成部10086が参照できる送信セル同
報アドレスレジスタ100865に、値(グループAで
はGa。
期設定する。該レジスタは、セルヘツダ生成部1008
6が同報セル(宛先ノード/ボートアドレスの最上位ビ
ット=1)を生成する時に参照し、その値を該同報セル
の宛先ノード/ボートアドレス956に設定するもので
ある。
068にも同じ値(グループAではGa、グループBで
はGb)をマイクロプロセッサ1013により初期設定
しておく。こうすることにより、例えば端末αが送信し
た支線LANフレームが一斉同報フレームであったとき
、この支線LANフレームをセルに分割してポート部α
から基幹LANへ同報セルで送信するとき、宛先ノード
/ボートアドレスの値はGaであり、グループAに属す
るポート部10Aには受信され、配下の支線LAN25
へ中継されるが、グループBに属するポート部10Aに
は受信されないので配下の支線LANには中継されない
。フィルタリングで宛先端末アドレスNOT FOU
NDになった支線LANフレームについても同様である
。従って端末からの同報フレームによるトラヒック、ま
たはFDB部10161’ NOT FOUNDに
なった支線LANフレームから生じる同報トラヒックも
グループ間で分離することができ、システム運用上好都
合である。
同様に可能であることは容易にわかる。
支線LAN (例えばMAC方式AとMAC方弐B)を
接続しているボート10AをそれぞれグループA、グル
ープBに分け、さらに、各ボート10Aのマイクロプロ
セッサ1013は核ポートの支線LAN MAC方式
の種別(例えば方式Aまたは方式B)を判定できる手段
を設け、さらにマイクロプロセッサ1013は判定結果
に基づき、予め排他的に決めておいたグループアドレス
値(GaまたはGbのいずれか)を上記の送信セル同報
アドレスレジスタ100865とグループアドレスRE
010068に初期設定する。
LAN0の伝送路13を共用でき、しかも99 ポート部10Aでは同報セルによる互いに形式の異なる
支線LANフレームの受信がなくなり、誤動作しないメ
リットがある。
実施例は、ノード10内にポート部10Aとは別のボー
ト、例えばTDM回線接続を実装させ、基幹LAN0全
体をマルチメディア通信用のLANにするものである。
0 (同期セル)かっB=1を付加し、一方、スイッチ
部の受信判定部10032で、ACFのSフィールドを
判定する判定回路を設け、受信ボートに対しては、ボー
トのタイプが一致(例えばボート部10Aであれば5=
OO,TDMボートであれば5=10)したときのみ、
該ハイウェイを受信しているボート部へセル受信通知す
ることで容易に実現できる。なお、受信判定部1003
2にはマイクロプロセッサ1013 サ1000よりボートのタイプを初期設定でき、また上
記判定回路から参照できる種別設定回路を設け、上述の
ような受信ボートのタイプ値を初期設定しておく。
して学習セルを認識する前述の実施例にたいし、学習表
示りを廃止し、基幹MACAッダ959のPSNの値を
判定することで学習セルを認識する他の実施例が有る。
ルまたはSingleセル内に存在するので問題はない
。
た回路を、単にPSNの値を判定する判定回路に置き換
えるだけで実現できることは容易に類推できる。
内の学習情報が端末アドレス、ノードアドレス、ボート
アドレスからなる組アドレスであるとしたが、前述の実
施例同様、基幹MACAッダ959のPSN、またはA
CF955の学習表示Lを設け、1つのセルに収まる任
意の学習情報をPSNまたはLの値が特定の値(例えば
PSN=FirstまたはSingle、 または、
例えばL=1)を取るセルにのせることにより、ポート
部10AのきかんLANからの受信部で、及び学習セル
多重部10034に相当する抽出部で、任意の学習情報
を該特定セルから抽出でき、FDB部1部上016当す
るルーティング情報部に学習または蓄積できることは容
易に類推が付く。
ルの内容のエラーチェックができるHO2およびIC8
に相当するエラーチェックフィールドを持つこと、更に
、基幹LANへの送信部でエラーチェックコードを生成
する生成回路を、基幹L A Nの受信部で、エラーチ
ェックコードをチェック擦るチェック回路を持つことは
、前述の実施例同様である。
34及びL線および組アドレス REG10114を設けない実施例が有る。ポート部1
0Aでは、前述の実施例で述べたように下り方向(基幹
LANからの受信方向)の学習も行っているので、この
実施例でポート部10Aが誤動作することはない。
る基幹LANシステム全体で、 IEEE802.1に基づ<MACブリッジと等価なブ
リッジが実現できる。
、相互に通信及びルーティング情報の学習ができる。
、学習表示を持ち、かつエラーチェック情報も持つので
、他のノード(ポート)は受信したセルの中から学習す
べきセルを選択し、自分のテーブルにアドレス情報を登
録(学習)することができる。
ド部を備え、各ポートがブリッジ機能を有し、ノードが
全ハイウェイから共通にルーティング情報を得て全ポー
トに配るので、各ポートはいずれの伝送路からも学習す
ることができ、フィルタリング効率が向上する。
シーケンスの値に基づいて、ポートの受信部では、一連
の基幹LANセルから支線LANフレームの再組立(エ
ラーチェックも含む)ができる。
とにより、ルーティングが簡単になる。
するので、送信側のルーティング及び送受信処理が簡単
になる。
送信制御部1008は第2図(b)の宛−104− 先ノード/ポートアメレス956を同報アドレスとし、
スイッチ部1003はセル963をN本の全ハイウェイ
に送出する。ただし、学習表示すべきセル(ACFのL
=1)は、N本の全ハイウェイに送出するものの内、た
だ一つだけ2例えばハイウェイiに限定する。なぜなら
、前述した様に、学習セル多重部10034とL線を設
けることにより、各ポート部10Aでは該セルをFDB
部1部上016習できるからである。以下、L線のこと
を共通学習パスと呼ぶ。なお、上記以外の送出処理は4
節で説明したケース1と同様である。
AN0に対して廃棄する場合は、Firstセルのみを
学習用として用いるようにする。
ードアドレスをヌル(all ”O”)アドレスとし
、スイッチ部1003は、同様に学習ビットをFirs
tセルに付加して送出する。
、宛先が存在しないので、基幹LAN0に接続される全
ノード10は、この学習セルをFDB部1部上016学
習に使う以外にはリアセンプルバッファに受信すること
はない。
実施例と同様に学習セルを生成し、当該ハイウェイに送
出する。一方、学習処理は前述の実施と同様に、FDB
部1部上016通学習パスから入来する学習セルにより
学習する。
フレームからは送信元ステーションをFDBぶ1016
のエントリーに登録しなくとも学習できる。なぜなら、
ループ状の基幹LANの特徴を活かした次の理由からで
ある。すなわち、フレームが中継/廃棄されるにかかわ
らず、学習セルを基幹LANに送出する場合であれば、
必ず元のノードに戻ってくる。この時に、学習セルから
エントリーを登録すればよい。
支線LANから受信した時にエントリーを登録し、−巡
学習セル、すなわち、宛先ノードアドレスと自ノードア
ドレスとが一致する学習セルを受けたときには登録せず
、一致しない場合にのみ登録することもできる。
続される全ノードは送信元ステーション位置を学習する
ことができ、宛先不明による同報送信が減り、基幹LA
Nおよび支線LANのトラヒックが少なくなる。
ウェイに送出するので、同じエントリーを何度も登録す
ることはない。
プを一巡する学習セルからエントリーを登録できるので
、支線LANから受信したフレームからは登録する必要
が無い。従って、登録処理が削減でき、更に、ハードウ
ェアも簡単になる。
ームを受信したときには学習しない例を07− 説明したが、以下の方法でも良い。
信元端末をFDB部1部上016ントリーに登録するよ
うにし、基幹LANから学習セルを受信した時は、送信
元ノードアドレスが自ノードアドレスと一致すれば登録
をしないようにする。
を防ぐことができる。
。
方式を説明するための概略システム構成例を示す図、第
13図は支線LANのフレーム構成、基幹LANのフレ
ーム構成およびルーティング学習用の学習フレームの構
成を示す図、第14図は第12図の基幹LANIに接続
されるノードの具体的構成を示す図である。
なる基幹LAN、2〜4は基幹LANに接続されるノー
ド、21.31.41はノードが108 保持するエントリーテーブル、5〜7は基幹LANに接
続する支線LAN、51.52.61.71.72は支
線LAN5〜7に接続されるステーションである。
に接続されるステーション71が同支線LANに接続さ
れるステーション72ヘフレームを送信する場合につい
て説明する。なお、本実施例では説明の簡単のために、
ノード=ボートとした例について述べる。
中継されなくとも宛先ステーション72に到達する。こ
のフレームは第13図(A)に示す構成のように、宛先
ステーションアドレス、送信元ステーションアドレス、
情報部とからなる支線LANフレームである。この場合
、宛先ステーションアドレスd、送信元ステーションア
ドレスCである。
信する。ノード4は、保持するエン1〜す−テーブル4
1から宛先ステーションアドレスdをキーとして宛先ス
テーションを収容するノードアドレス(すなわち、宛先
ステーションを接続する支線LANを接続するノードア
ドレス)を検索する。しかし、このときはまだアドレス
dはエントリーテーブルに登録されていないので、宛先
ステーションがある位置が分からない。従って、ノード
4は基幹LANに接続されている全ノード宛に受信フレ
ームを送信する。すなわち、宛先ノードアドレスを同報
アドレスとし、送信元ノードアドレスを自ノードアドレ
スCとしたヘッダを受信フレームに付加して、基幹LA
Nフレームを第13図(C)に示す要に、例えば可変長
パケットの構成にした後基幹LAN1に送出する。基幹
LAN1に接続される他の全ノード2〜3は、宛先ノー
ドが同報であるこのフレームを受信し、基幹LAN用ヘ
ッダ部を取り除いた後、各自ノードが収容する支1%L
ANに中継する。また、この場合における各ノードのル
ティング情報の学習は以下のように行う。
信した支線LANフレームの送信元ステーションアドレ
スCと自ノードアドレスCの組みをエントリーテーブル
41に登録する。一方、基幹I、ANIに接続される他
の全ノード2〜3は、基幹LANIからフレームを受信
しこのフレームに含まれる送信元ステーションアドレス
Cと、送信元ノードアドレスCの組をそれぞれエントリ
ーテーブル21.31に登録する。
しない場合について説明する。
ステーション72が、同支線LANに接続されるステー
ション71に送信する場合、ステーション間の送受信は
前述と同様である。しかし、ノード4は支線LAN7か
ら支線LANフレームを受信し、宛先ステーションアド
レスCをキーにエントリーテーブル41を検索すれば、
Cは上述の処理で学習済みであり、それが自ノードが収
容するステーションであることが分かる。従って、11
1 該フレームを廃棄する。ここで、ノード4は、全ノード
に対してステーションアドレスdのステーションを収容
するノードアドレスがCであることを教えるために、第
13図(C)に示すように、ルーティング情報のみから
なる学習フレームを構威し、基幹LANIに送出すると
共に、自己のエントリーテーブル41番二登録する。学
習フレームは、宛先ノードアドレスがヌルアドレス、送
信元アドレスが自ノードアドレス(C)の基幹LAN用
ヘッダ部と、送信元ステーションアドレス(d)とから
なる。従って、ノード2〜3は前述と同様に基幹LAN
Iから送信元ステーションアドレスdとそれを収容する
ノードアドレスCを学習することができる。ただし、ノ
ード2〜3は、この学習フレームは宛先ノードアドレス
がヌルアドレスであり自ノード宛でないので廃棄し、支
線LANには転送しない。
(C)および(D)を用いて説明する。
− されたステーション51が、宛先ステーションアドレス
dのフレームを支線LAN5に送出する。
1から宛先ステーションdを検索し、宛先ノードアドレ
スCを得る。ここで、ステーションアドレスdは、上述
の廃棄時の学習フレームから既に学習している。そこで
、宛先ノードアドレスCと送信元ノードアドレスAを受
信フレームに付加して、基幹LANフレームを構威し、
基幹LANIに送出する。ノードアドレスCを持つノー
ド4は該フレームを受信し、支線LAN7に中継し、該
フレームはステーションアドレスdのステーション72
に到達する。一方、ノードアドレスBを持つノード3は
、宛先ノードアドレス不一致によって該フレームを廃棄
し、支線LAN6には中継しない。なお、上述のように
、各ノードはステーションアドレスaと、ノードアドレ
スAの組みをそれぞれエントリーテーブルに登録する。
)による同報送信を行う場合は以下である。
テーション51が宛先ステーションアドレスeのフレー
ムを送出する。このフレームを受けたノード2は宛先ス
テーションアドレスeはまだ学習されておらず、エント
リーテーブル21に見つからない。従って、この場合に
は、基幹LAN1に対してフレームを同報送信する。ノ
ード3.4はこのフレームを受信し、それぞれ支線LA
N6.7にフレームを中継する。従って、ノード3によ
って中継されたフレームのみが支線LAN6からステー
ション61に到達する。
実施例の構成を示す。同図において、80は支線LAN
と基幹LAN1i111のデータ中継を行うノード、8
1はルーティング情報登録/検素部、82はエントリー
テーブル、83は支線LAN制御部、84は送信制御部
、85は支線LANから受信したデータを格納する受信
バッファ、86は支線LANフレームに基幹LANヘッ
ダを付加し、基幹LANに送出する送信部、87はフレ
ームを取り込む受信部、88は受信制御部、89は支線
LANに送信するフレームを格納する送信バッファであ
る。
の中継処理について説明する。
全フレームを受信バッファ85に取り込む。支線LAN
制御部83は送信制御部84に送信を依頼する。受信制
御部84はルーティング情報登録/検索部81に検索を
指示し、ルーティング情報登録/検索部81は受信バッ
ファ85から、第13図(A)に示す支線LANフレー
ムの宛先アドレスを取り込み、第12図に示す構成のエ
ントリーテーブル82を検索し、宛先ノードアドレスを
送信制御部84に知らせ、送信制御部84が前述した通
り中継/廃棄判断を行う。もし、中継であれ送信制御部
84は宛先ノードアドレスを送信部86に送り、送信制
御部84は、受信バッファ85から所望のフレームを抜
き取り、支線LAN15 フレームを送信部86に転送する制御を行う。送信部8
6は、第13図(C)に示す基幹LANフレームを構威
し、基幹LAN1に送信する。また、廃棄の場合であれ
ば送信制御部84は、受信バッファ85内の該フレーム
を廃棄する。送信部86は第13図(B)に示す学習フ
レームを基幹LAN1に送信する。
ード宛てデータあれば、受信フレームの基幹LAN用ヘ
ッダ部を取り除いた支線LANフレームを送信バッファ
89に格納する。受信制御部88はこれを制御する。
また、同ノードにおける学習処理は以下である。
レスと送信元ステーションアドレスをエントリー情報登
録/学習部81に送り、エントリー情報登録/学習部8
1は、これをエントリーテーブル82に格納する。
ームの場合であっても、基幹LAN1に接続される全ノ
ードは送信元ステーション位置を学習することができ、
宛先不明による同報送信が減り、基幹LANおよび支線
LANのトラヒックが少なくなる。
ンアドレスの検索だけで十分であり、支線LAN方向の
検索が不要となり、検索処理の負荷が軽減する。
るノードアドレスとからなるエントリーを使用している
が、この目的は、支線LAN方向へのエントリー検索を
不要にすることにある。即ち、基幹LANに中継する送
信ノードが宛先ノードアドレスを付加するので、受信ノ
ードは、宛先ノードアドレスと自ノードアドレスとの一
致判断をするだけで良い。
方向にエントリーを検索し、中継/廃棄判断するのであ
れば、エントリーは、ステーション位置が支線LAN側
か、基幹LAN側かを表す情報だけで充分である。この
方式においてもやはり、廃棄フレーム受信時に他ノード
に上記ステーション位置を知らせる方式が適用でき、宛
先不明による同報送信が減ることになる。
タを受信すれば廃棄の場合であっても必ず送信元ステー
ション位置を基幹LANに送出する例を示したが、以下
の実施例でも実現できる。
LANからデータを受信し、この時、送信元ステーショ
ン位置をエントリーテーブルに登録する。もし、このス
テーションは初めての登録であれば、全ノードに教える
ために送信元ステーション位置を基幹り、 A Nに送
出する(イ)。また、もし、既に登録済みであれば、他
のノードもそれを知っている筈であり、この場合は、知
らせる必要がない。従って、送信元ステーション位置を
基幹LANに送出しない(ロ)。これにより、更に学習
処理の削減ができる。
がループを一巡しもとに戻って来る。このときも学習処
理を実行すると、同じ学習を二度行うことになり無駄で
ある。従って、次の実施例でこれを回避できる。
ら受信したデータが自ノードが送出したものであれば、
学習処理を実行しない(イ)。即ち、受信データのヘッ
ダの送信元ノードアドレスが自ノードアドレスと一致す
れば、登録処理を禁止することで実現できる。ただし、
他ノードが送出したものであれば、もちろんこれを登録
する(口)。
できる。
、送信元ステーション位置を基幹LANに送出しない方
式であれば、支線LANからデータを受信した際に必ず
学習する必要がある。
る。
は中継の場合を示している。第15図(A)において、
支線LANから受信したデータが廃棄であった場合は、
送信元ステーション位置をエントリーテーブルに登録す
る。このとき、送信元ステーション位置も基幹LANに
送出しない(イ)。
たデータが中継であった場合は、送信元ステーション位
置をエントリーテーブルに登録せず、受信データを基幹
LANに送出する。その後−巡して戻ったデータから送
信元ステーション位置をエントリーテーブルに登録する
C口)。
なる。また、−巡データによる学習禁止判断処理は必要
ない。
LAN側にあるかだけであられす方法をとった場合の実
施例を以下説明する。
ーテーブルを支線LAN側ステーション用と、基幹LA
N#ステーション用とに分けている。即ち、支線LAN
A相側ントリーテーブルに登録されているステーション
は支線LAN側に位置し、基幹LANA相側ントリーテ
ーブルに登録されているステーションは基幹LAN側に
位置すること示す。登録/検素方法は以下である。
・・・送信元ステーションアドレス(SA)を支線LA
NA相側ントリーテーブルに登録する。
棄判断処理・・・宛先ステーションアドレス(DA)を
支線LANA相側ントリーテーブルから検索し、見つか
れば廃棄である。見つからなければ、支線LAN側にな
いか、あるいは、まだ登録されていないかのいずれかで
あり、従って中継である。
・・・送信元ステーションアドレス(SA)を基幹LA
N側用上用エントリーテーブル録する。
棄判断処理・・・宛先ステーションアドレス(DA)を
基幹LAN側用上用エントリーテーブル検索し、見つか
れば廃棄、見つからなければ、中継である。
処理が実現できる。また、ルーティングにヘッダの必要
がなくなり、支線LAN−支線LAN間のルーティング
も実現できる。
間における、ルーティングについて説明した。更に、本
発明は、支線LAN−支線LANを接続する中継装置に
も適用できることは、当然である。
効果がある。
て、支線LAN間で1〜ランスペアレントなルーティン
グができる。
線LAN間でトランスペアレントなルーティングができ
る。
されるノードは、ルーティング情報を含む固定長データ
に学習指示を表示するので、他のノードはこれにより学
習することができる。
変長データ単位で転送するネットワークとを接続する中
継装置で、フィルタリング/学習を行いながら、同時に
データ転送形式の変換及び転送ができる。
ノードは、支線LANと接続する複数個のポート部を備
え、ノードが全伝送路から共通にルーティング情報を得
て全ポート部に配るので、各ポートはいずれの伝送路か
らも学習することができ、フィルタリング効率が向上す
る。
示す図であり、それぞれ、ノード、伝送制御部、および
ポート部を示す図、第4図〜第7図は支線LANフレー
ム構成および基幹LANのセル構成を説明するための図
、第8図は基幹LANに接続されるノード(ポート)が
保持するエントリーテーブルを示す図、第9図は第1図
のノード中のスイッチ部の詳細図、第10図は第3図の
ノード中の送信制御部の詳細図、第11図は第3図のノ
ード中の受送信制御部の詳細図、第16、第17図は、
本発明の1実施例を示すシステム全体構成を示す図、第
18図、第19図は第9図の学習セル多重部の詳細図、
第20図、第21図は、第2図のマイクロプロセッサが
実行するプログラムチャート、第22図〜第24図は、
第3図及び第10図の受信制御部が行うリアセンプル処
理の説明図。第25図は、第3図のFDB制御部の詳細
図、第26図〜第34図は、それぞれ、支線LANフレ
ーム構成、セル構成、セルヘッダの値、中継機能ヘッダ
般定値、学習条件、124 PSNエラー決定テーブル、SEQエラー決定テーブル
(3種)の1実施例を示す図、第35図は、第11図の
なかのセルヘッダ生成部の詳細図、第12図(A)〜(
D)は、本発明の他の実施例を示すシステム構成国、第
13図(A)〜(C)は、本実施例の支線LANのフレ
ーム構成、基幹LANのフレーム構成及びルーティング
学習用の学習フレームの構成を示す図、第14図は、第
12図の基幹LANに接続されるノードの具体的構成を
示す図、第15図(A)〜(D)は本発明の更に他の実
施例を説明するための図である。 第1図〜第11図、及び第16図〜第35図において: O・・・基幹LAN、10・・・ノード、100・・・
伝送制御部、IOA・・・ポート部、1000・・・マ
イクロプロセッサ、1001・・・光/電気変換部、1
002・・・分離部、1003・・・スイッチ部、10
030i〜l・・・ハイウェイ処理部、10031・・
・受信レジスタ、10032・・・受信判定部、100
33・・・送信選択部、10034・・・学習セル多重
部、100341・・・多重化部、100342・・・
セルバッファ、100343・・・3つ組アドレスバッ
ファ。 100344・・学習判定部、100345・・・学習
判断部、10034.6・・・3つ組アドレス情報、1
0035・・・ハイウェイ選択部、10036・・・セ
ルバッファ、10037・・・自ノード/ポートアドレ
スREG、10038・・・解析BUF、1004・多
重部、1005・・・電気/光変換部、100A・・・
メモリ、1006・・・受信制御部、10061・・・
チエイン管理部、10062・・・受信転送制御部。 10063・・・5HIFT、10064・・・受信判
定部、10065・・・白ノード/ボートREG。 10066・・・学習判断、10067・・・アドレス
情@REG、1006’8・・・グループアドレスRE
G。 10069・・・下り転送完了ステータス。 1006A・・送信起動REG、1006B・・・受信
フレームステータス、1006C・・学璽モードREG
、1007・・・リアセンプルバッファ、1008・・
・送信制御部、]、 OO81・・・送信転送制御00
83 (欠番)、10084=−宛先ノート/ポートア
ドレスREG、10085・・・中継/廃棄判tlRm
、10086・・・セルヘッダ生成部。 100861・・・L生成部、100862・・・セレ
クタ(SEL)、↓00863・・・HCSジェネレー
タ、100864・・・SEQジェネレータ。 100865・・・送信セル同報アドレスレジスタ。 100866・・・ICSジェネレータ。 100867・・・セルヘッダフィールドREG。 10087・・・ライトポインタ制御部、10088・
・・リードポインタ制御部、10089・・・自ノード
/ボートアドレスREG、1008A・・・長さREG
、1008B・・・送信起動REG。 10’08G・・・完了ステータス、1008E・・・
中継機能ヘッダREG、1009・・・セルバッファ、
1010・・・FDB制御部、10111・・・FDB
調停部、10112・・・ライトREG、10113・
・・リードREG、10114・・・3つ組アドレスR
EG、1011・・・エントリーテーブル、127− 1012・・・支線LAN制御部、10121・・・受
信バッファ、10122・・・受信バッファ制御部、1
0123・・・FDDIアクセス部、10124.10
125・・・シリアルi/f、10126・・・フレー
ム消去部、1013・・・マイクロプロセッサ、101
4・・・メモリ、1015・・・ノードi / f、1
016・・・FDB部。 13・・・物理伝送路、211・・・管理装置、212
・・・イーサネット、213・・・イーサネットインタ
フェース、25・・・支線LAN、251.252・・
・ステーションまたは端末。 950・・・支線LANフレーム、951・・・宛先端
末アドレス、952・・・送信元端末アドレス、953
・・・支mLAN情報部、954・・・フレームチェッ
クシーケンス(FC8)。 955・・・アクセスコン
トロールフィールド(ACF) 、956・・・宛先ノ
ード/ポートアドレス、957・・・送信元ノード/ボ
ートアドレス、958・・・ヘッダチェックシーケンス
(RC8)、959・・・基幹MACヘッダ、960・
・・中継機能ヘッダ、961・・・セル内容部、−12
8− 962・・・インフォーメーションチェックシーケンス
(IC8)、963・・・基幹LANセルまたはセル、
964・・・フレームコントロール(FC)。 P、q・・・ステーションアドレス、D、E・・・ノー
トアドレス、i、j、に、l・・・ハイウェイ番号。 RC・・・受信制御信号線、R・・・受信データ線、L
・・・共通学習パス、T・・・送信データ線、TC・・
・送信制御線、M・・・マイクロコンピュータ通信線。 第12図〜第15図において: 1・・・基幹LAN、2〜4・・ノード、21.31.
41・・・エントリーテブル、5〜7・・・支線LAN
、51.52.61.71.72・・・ステーション。 80・・・ノード、81・・・ルーティング情報登録/
検索部、82・・・エントリーテーブル、83・・・支
線LAN制御部、84・・・送信制御部、85・・受信
バッファ、86・・・送信部、87・・・受信部、88
・・・受信制御部、89・・・送信バッファ。A〜C・
・・ノードアドレス、a−e・・・ステーションアドレ
ス。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1、複数の支線LANと、基幹LANを構成する複数の
物理、または論理ハイウェイと、基幹LANに接続され
る少なくとも一つのノードとから成り、前記ノードは、
前記支線LANの一つに接続されているブリッジと、前
記基幹LANと前記ブリッジを接続するスイッチとから
成り、前記ブリッジは、前記支線LANから受信した第
1のデータブロックを前記基幹LANに転送するための
固定長の第2のデータブロックへセグメンティングする
セグメンティング手段と、前記第1のデータブロックの
中に含まれる宛先ステーションアドレスをキーとしてル
ーティング情報テーブルを検索する検索手段と、前記基
幹LANから受信した前記第2のデータブロックを前記
第1のデータブロックヘアセンブリングするアセンブリ
ング手段とを有し、前記スイッチが、前期第2のデータ
ブロックを前記基幹LANへ転送するために、前記ブリ
ッジを少なくとも一つの前記物理または論理ハイウェイ
に選択的に接続する事を特徴とする通信システム。 2、上記検索手段の検索結果に応じて前記第2のデータ
ブロックを同報転送するために、前記スイッチが前記ブ
リッジを全ての前記物理、または論理ハイウェイに接続
することを特徴とする請求項1記載の通信システム。 3、前記第2のデータブロックのそれぞれ が、学習表示とエラーチェックフィールドを持つことを
特徴とする請求項1記載の通信システム。 4、前記ノードが複数のブリッジを持つことを特徴とす
る請求項1記載の通信システム。5、前記スイッチが、
基幹LANから上記第2のデータブロックを受信するた
めに、複数の上記ハイウェイの中の予め決められた一つ
に上記ブリッジを接続することを特徴とする請求項1記
載の通信システム。 6、それぞれ少なくとも1つのステーションを収容して
いる複数の支線LANと一つの基幹LANとの間でデー
タを転送する通信システムにおいて、前記基幹LANが
、複数の物理または論理ハイウェイと、前記支線LAN
を接続するためのブリッジと、前記ブリッジを前記ハイ
ウェイに選択的に接続するためのスイッチとを備えた複
数ノードとからなり、前記ブリッジは、前記支線LAN
から、宛先ステーションアドレスと送信元ステーション
アドレスを持つ可変長の第1のデータブロックを受信し
て、これを上記基幹LANへ転送するためのエラーチェ
ック情報と学習表示を持つ固定長の第2のデータブロッ
クへ変換する第1の変換手段と、前記基幹LANから転
送された前記第2のデータブロックを受信して、これを
前記第1のデータブロックへ変換する第2の変換手段と
、上記第2のデータブロックを転送する目的で上記スイ
ッチにより接続すべき上記ハイウェイの少なくとも一つ
を決定するためにルーティング情報テーブルを前記宛先
ステーションアドレスを用いて検索する検索手段と、上
記送信元ステーションアドレスを含むルーティング情報
を上記ルーティング情報テーブルに登録する登録手段と
を持つことを特徴とする通信システム。 7、前記ブリッジが更に上記基幹LANから転送された
上記第2のデータブロックを上記エラーチェック情報を
用いてエラーチェックするためのチェック手段を持ち、
前記検索、登録手段が上記チェック手段によるチェック
結果及び上記学習表示に従ってルーチングのための学習
をすることを特徴とする請求項6記載の通信システム。 8、それぞれ少なくとも一つのステーションが接続され
ている複数の支線LANが、ブリッジを介して、複数の
物理または論理ハイウェイで構成される基幹LANへ接
続されている通信システムにおけるデータ転送制御方法
であって、前記支線LANのひとつから受信した、宛先
ステーションアドレスと送信元ステーションアドレスを
持つ可変長の第1のデータブロックを上記基幹LANへ
転送するために情報部とエラーチェック情報と学習表示
を持つ固定長の第2のデータブロックへ変換する第1の
変換ステップと、前記基幹LANから転送された前記第
2のデータブロックを前記第1のデータブロックへ変換
する第2の変換ステップと、上記第2のデータブロック
を転送する目的で上記スイッチにより接続すべき上記ハ
イウェイの少なくとも一つを決定するためにルーティン
グ情報テーブルを前記宛先ステーションアドレスを用い
て検索する検索ステップと、上記送信元ステーションア
ドレスを含むルーティング情報を上記ルーティング情報
テーブルに登録する登録ステップとから成ることを特徴
とするデータ転送制御方法。 9、前記基幹LANから転送された前記第2のデータブ
ロックを前記エラーチェック情報を用いてエラーチェッ
クするチェックステップを含むことを特徴とする請求項
8記載のデータ転送制御方法。 10、前記チェックステップの結果、及び上記学習表示
に従って前記第2のデータブロックからルーティング情
報を抽出し、ルーチングのための学習を行なうステップ
を含むことを特徴とする請求項8記載のデータ転送制御
方法。 11、それぞれ少なくとも1つのステーションを接続し
た複数の支線LANを、複数の物理、または論理ハイウ
ェイを持つループ状の基幹LANに接続するためのノー
ド装置であって、伝送制御部と、ブリッジ部とを有し、
前記伝送制御部が、前記基幹LANの任意の数の固定長
パケット(基幹LANセル)を他のノードの前記伝送制
御部へ転送するために論理ハイウェイを選択する手段を
有し、前記ブリッジ部が、前記伝送制御部と前記支線L
ANの一つを接続する手段と、前記支線LANから受信
した支線LANフレーム各々学習表示とエラーチックコ
ードをもつを少なくとも一つの前記基幹LANセルに変
換するための変換手段とを有することを特徴とするノー
ド装置。 12、前記変換手段が、前記学習表示として、前記基幹
LANセルが複数の分割セルのうちの先頭セルか、単一
のセルか、またはそれ以外のセルかを示す区分情報を生
成することを特徴とする請求項11記載のノード装置。 13、前記ノードが、ステーションアドレス、ノードア
ドレスのセットからなるルーティング情報を登録する登
録/検索手段が持ち、前記登録/検索手段は前記学習表
示に応じて前記ルーティング情報を登録することを特徴
とする請求項11記載のノード装置。 14、複数の前記ブリッジ部が前記伝送制御部へ接続さ
れた場合に、前記ルーティング情報が、更に、各ブリッ
ジ部を識別するためのブリッジアドレスを含むことを特
徴とする請求項11記載のノード装置。 15、複数の支線LAN上の複数のステーション間が基
幹LANを介してデータを転送する通信システムにおい
て、前記通信システムは、前記基幹LANを構成する複
数の物理、または論理ハイウェイと、前記支線LANの
一つに接続されているブリッジを有し、前記ブリッジは
、前記支線LANから受信した第1のデータブロックを
前記基幹LANに転送するために、固定長の第2のデー
タブロックへセグメンティングするセグメンティング手
段を持ち、他の前記ブリッジのひとつに上記第2のデー
タブロックを転送するために上記論理ハイウェイの少な
くとも一つに上記ブリッジを接続するスイッチを備える
ことを特徴とする通信システム。 16、前記ブリッジは、前記第2のデータブロックを同
報転送するために前記基幹LANの全ての上記物理又は
論理ハイウェイに接続されることを特徴とする請求項1
5記載の通信システム。 17、前記ブリッジは、前記第2のデータブロックを前
記基幹LANから受信するために、前記物理又は論理ハ
イウェイの唯一つに接続されることを特徴とする請求項
15記載の通信システム。 18、複数の支線LANと基幹LANとからなり、各支
線LANは、複数の物理または論理ハイウェイから構成
される前記基幹LANのノードのひとつに接続され、前
記各ノードにルーティング情報テーブルを有する通信シ
ステムにおいて、前記ノードが、前記支線LANから受
信した支線LANフレームを前記基幹LANに転送する
ために、少なくとも一つ以上の基幹LAN固定長セルへ
セグメンティングするセグメンティングステップと、上
記支線LANフレームに含まれる宛先ステーションアド
レスをキーとして上記ルーティング情報テーブルを検索
する検索ステップと、上記基幹LANへ上記基幹LAN
固定長セルを転送するために、上記検索ステップの結果
に従い、少なくとも一つの前記ハイウェイを選択するス
テップとを有することを特徴とする通信ノードにおける
ルーティング情報学習方式。 19、複数の支線LANがそれぞれ複数の物理または論
理ハイウェイから構成される基幹LANのノードのひと
つに接続され、上記ノードが、ルーティング情報を格納
しておくテーブルを有し、上記支線LANから受信した
第1のデータブロックを一つ又は複数の第2のデータブ
ロックへ変換して、宛先ノードへ転送するようにした通
信システムにおいて、上記各ノードが、上記第1のデー
タブロックに含まれる宛先ステーションアドレスをキー
として上記テーブルを検索する検索ステップと、ステー
ション位置情報を含んでいる第2のデータブロックへ学
習表示情報を付加する付加ステップと、上記学習表示情
報を付加された上記第2のデータブロックを対応する上
記ハイウェイの一つに転送する転送ステップと、上記学
習表示情報を付加された上記第2のデータブロックを全
ての上記ハイウェイから受信する受信ステップと、上記
学習表示情報を付加された上記第2のデータブロックに
含まれる上記ステーション位置情報を上記テーブルに登
録する登録ステップとから成る事を特徴とする、前記ノ
ードのルーティング情報学習方式。 20、複数の支線LANがそれぞれ複数の物理または論
理ハイウェイから構成される前記基幹LANのノードの
ひとつに接続され、上記ノードが、ルーティング情報を
格納しておくテーブルを有し、上記支線LANと上記基
幹LANのあいだでデータを転送する通信システムにお
いて、各ノードが、上記支線LANから受信したデータ
の中に含まれる宛先ステーションアドレスをキーとして
上記テーブルを検索する検索ステップと、上記検索ステ
ップの結果が廃棄ならば、上記支線LANから受信した
データの中に含まれている送信元ステーション位置を上
記テーブルへ登録する登録ステップと、上記検索ステッ
プの結果が中継ならば、上記基幹LANから受信したデ
ータの中に含まれている送信元ステーション位置を上記
テーブルへ登録する登録ステップとを実行することを特
徴とする、前記ノードにおけるルーティング情報学習方
式。 21、複数のステーションを接続構成する支線LANが
、基幹ネットワークの複数のノードに接続され、該基幹
ネットワークはN本の論理伝送路あるいは物理伝送路か
らなり、各該ノードは自局が接続する該支線LANから
受信した第1のデータブロックを1つあるいは複数の固
定長の第2のデータブロック単位に分割して宛先ノード
に転送する通信システムにおいて、 該基幹ネットワークへの転送は、該支線LANから受信
した該第1のデータブロックが有する宛先ステーション
アドレスを基にルーティング情報を記憶する記憶手段を
検索し、宛先ノードアドレスを得た場合は、ステーショ
ン位置情報を含む該第2のデータブロックに学習指示情
報を付加し、全該第2のデータブロックを該当伝送路に
送出し、宛先ノードアドレスが不明の場合は、該ステー
ション位置情報を含む該第2のデータブロックに学習指
示情報を付加して、該伝送路に送出し、該ステーション
位置情報を含まない該第2のデータブロックをN本の該
伝送路に送出し、全該ノードは、前記まで指示情報を付
加した該第2のデータブロックを、前記基幹ネットワー
クのいずれの伝送路からも受信し、該ステーション位置
情報を該記憶手段に登録することを特徴とするルーティ
ング情報学習方式。 22、宛先ノードアドレスが不明の場合に、前記ステー
ション位置情報を含む前記第2のデータブロックに学習
指示情報を付加して前記伝送路に送出する際に、前記学
習指示情報を付加した前記第2のデータブロックをある
1本の前記伝送路に送出し、前記学習指示情報を付加し
ない前記第2のデータブロックを他の(N−1)本の前
記伝送路に送出することを特徴とする請求項21に記載
のルーティング情報学習方式。 23、前記学習指示情報を付加した前記第2のデータブ
ロックを送出する先の前記伝送路は、 前記宛先不明の場合は、前記宛先ノードの受信部がつな
がる伝送路に送出することを特徴とする請求項21記載
のルーティング情報学習方式。 24、前記ステーション位置情報は、前記ステーション
アドレスと、該ステーションを収容する前記支線LAN
を接続するノードアドレスとの組からなることを特徴と
する請求項21記載のルーティング情報学習方式。 25、前記ルーティング情報の検索は、前記宛先ステー
ションを接続する前記支線LANを接続する宛先ノード
アドレスが自ノードアドレスと一致すれば廃棄とし、前
記宛先ノードアドレスが自ノードアドレスと一致しなけ
れば中断とし、前記宛先ノードアドレスが来つからなけ
れば同報中継とすることを特徴とする請求項21記載の
ルーティング情報学習方式。 26、複数のステーションを接続構成する支線LANが
、基幹ネットワークの複数のノードに接続され、該基幹
ネットワークはN本の論理伝送路あるいは物理伝送路か
らなり、各該ノードは自局が接続する該支線LANから
受信した第1のデータブロックを1つあるいは複数の固
定長の第2のデータブロック単位に分割して宛先ノード
に転送する通信システムにおいて、該基幹ネットワーク
への転送は、該支線LANから受信した該第1のデータ
ブロックが有する宛先ステーションアドレスを基にルー
ティング情報を記憶する記憶手段を検索し、該第1のデ
ータブロックが該基幹ネットワークに対して、廃棄の場
合は、該ステーション位置情報を含む該第2のデータブ
ロックに学習指示情報を付加し、ある1本の該伝送路に
送出することを特徴とするルーティング情報学習方式。 27、複数のステーションを接続構成する支線LANが
ループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの複数のノ
ードに接続された通信システムにおいて、 各該ノードは、自局が接続する該支線LANからデータ
を受信した場合には、該受信データから送信元ステーシ
ョン位置を記憶手段に登録し、該基幹ネットワークから
データを受信した場合には、該データが自ノードが送出
したデータであれば、送信元ステーション位置を登録せ
ず、該データが他ノードが送出したデータであれば、送
信元ステーション位置を登録することを特徴とするルー
ティング情報学習方式。 28、複数のステーションを接続構成する支線LANが
ループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの複数のノ
ードに接続された通信システムにおいて、 各該ノードは、自局が接続する該支線LANからデータ
を受信し、該受信データが廃棄の場合は、該受信データ
から送信元ステーション位置を記憶手段に登録し、該受
信データが中断の場合は、該受信データからは信元ステ
ーション位置を登録せず、該基幹ネットワークを一巡す
る中断データから送信元ステーション位置を該記憶手段
に登録することを特徴とするルーティング情報学習方式
。 29、複数のステーションを接続構成する支線LANが
ループ状の伝送路からなる基幹ネットワークの複数のノ
ードに接続された通信システムにおいて、 該ノードは、自局が接続する該支線LANからデータを
受信は、該受信データから送信元ステーション位置を記
憶手段に登録し、該登録が初めてであれば該送信元ステ
ーション位置を基幹ネットワークに転送することを特徴
とするルーティング情報学習方式。 30、複数のステーションを接続構成する支線LANが
、基幹ネットワークの複数のノードに接続された通信シ
ステムにおいて、 各該ノードは自局が接続する該支線LANから受信した
データブロックを該基幹ネットワークに対して、廃棄す
る場合は、該受信データブロックが有する送信元ステー
ション位置のみ、該基幹ネットワークに送出し、全該ノ
ードは該基幹ネットワークから該ステーション位置を受
信し記憶手段に登録することすることを特徴とするルー
ティング情報学習方式。 31、前記データブロックは、宛先ステーションアドレ
スと、送信元ステーションアドレスと、情報部とからな
ることを特徴とする請求項30記載のルーテイング情報
学習方式。
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