JPH0450780B2 - - Google Patents

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JPH0450780B2
JPH0450780B2 JP23471086A JP23471086A JPH0450780B2 JP H0450780 B2 JPH0450780 B2 JP H0450780B2 JP 23471086 A JP23471086 A JP 23471086A JP 23471086 A JP23471086 A JP 23471086A JP H0450780 B2 JPH0450780 B2 JP H0450780B2
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Uiriamu Buraisu Junia Furanku
Aren Ueingaaten Robaato
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    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F15/00—Digital computers in general; Data processing equipment in general
    • G06F15/16—Combinations of two or more digital computers each having at least an arithmetic unit, a program unit and a register, e.g. for a simultaneous processing of several programs
    • G06F15/161—Computing infrastructure, e.g. computer clusters, blade chassis or hardware partitioning
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F15/00—Digital computers in general; Data processing equipment in general
    • G06F15/16—Combinations of two or more digital computers each having at least an arithmetic unit, a program unit and a register, e.g. for a simultaneous processing of several programs
    • G06F15/163—Interprocessor communication
    • G06F15/173—Interprocessor communication using an interconnection network, e.g. matrix, shuffle, pyramid, star, snowflake
    • G06F15/17356—Indirect interconnection networks
    • G06F15/17368—Indirect interconnection networks non hierarchical topologies
    • G06F15/17381—Two dimensional, e.g. mesh, torus
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/02—Topology update or discovery
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/28—Routing or path finding of packets in data switching networks using route fault recovery
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/42—Centralised routing
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04Q—SELECTING
    • H04Q3/00—Selecting arrangements
    • H04Q3/64—Distributing or queueing
    • H04Q3/66—Traffic distributors
    • G—PHYSICS
    • G11—INFORMATION STORAGE
    • G11C—STATIC STORES
    • G11C29/00—Checking stores for correct operation ; Subsequent repair; Testing stores during standby or offline operation
    • G11C29/006—Checking stores for correct operation ; Subsequent repair; Testing stores during standby or offline operation at wafer scale level, i.e. wafer scale integration [WSI]

Description

【発明の詳細な説明】
Ａ 産業上の利用分野 本考案は、通信ネツトワークに関し、さらに詳
しくは、ネツトワークでメツセージのとるパス
（path）、またはルートが動的に計算される、す
なわち、ネツトワークの２つのユーザーの間で通
信セツシヨンが確立される度に、パスが新規に決
定されるネツトワークに関する。 Ｂ 従来技術およびその問題点 通信ネツトワークとは、コンピユータ、通信制
御装置、関連の周辺装置、および、ネツトワーク
の中の遠隔地の「エンド・ユーザー」による情報
通信の確立・維持を可能にするリンクの配置をい
う。ここで、エンド・ユーザーとは、端末装置
（以下、端末ともいう）を扱う人間、ホスト・コ
ンピユータ上で走るアプリケーシヨン・プログラ
ム、または、インテリジエント装置制御装置（す
なわち、ワークステーシヨン、パーソナル・コン
ピユータ、表示制御装置、等）の何れであつても
よい。第１図は、小さな通信ネツトワーク１０を
示している。そこでは、２つのIBM（登録商標）
システム370ホスト・コンピユータ１２，１４お
よび３つのIBM3725通信制御装置１６，１８，
２０が相互接続されており、図のように接続され
た５つの端末２２，２４，２６，２８，３０をサ
ポートしている。通信リンク３２，３４，３６，
３８，４０，４４は、コンピユータ１２，１４お
よび通信制御装置１６，１８，２０を、図のよう
に相互接続している。 第１図の例えば端末３０とホスト・コンピユー
タ１２の間の通信は、いくつかの異なるパスを通
すことが可能である。ネツトワークにおける通信
を視覚化するために、規則が採用されており、そ
れによれば、ネツトワーク内のコンピユータと通
信制御装置はまとめてノードと呼ばれ、ノード間
の接続はリンクと呼ばれる。エンド・ユーザー装
置は、デイスプレイであり、プリンタであれ、ま
とめて端末と呼ばれる。第２図は、第１図のネツ
トワーク１０の、ノード・リンク図であり、第２
図における同様の要素には、第１図と同じ参照番
号（ただしプライム符号付）をつけている。図に
は端末が示されていないが、これは、本発明の関
係する通信の確立・制御処理に、端末は直接関係
しないからである。 第１図の端末３０のエンド・ユーザーとホス
ト・コンピユータ１２のアプリケーシヨン・プロ
グラムとの間の会話（セツシヨンと呼ばれる）
は、ノード１２，１８、すなわち、第２図の１
２′，１８′間の通信を意味する。このようなセツ
シヨンでは、いくつかの異なるパスが可能であ
る。例えば、単純にリンク３４′を経由する通信
であつてもよいし、リンク３２′，４０′、ノード
１６′を含むパスであつてもよい。または、リン
ク３２′，３６′，３８′およびノード１６′，１
４′を含むパスであつてもよい。選択の幅は、ネ
ツトワークのサイズと複雑さに応じて増加する。 ネツトワークが完全に接続されている極めて限
られた環境を除き、（一方のエンド・ユーザーを
サポートする）基点ノードで入力された情報は、
１つ以上の中間ノードを経て、（他方のエンド・
ユーザーをサポートする）宛先ノードに到達す
る。１つのノードが別のノードに向けて送信する
情報は、ノードを相互接続するリンクを経なけれ
ばならない。あるネツトワークでは、特定の通信
セツシヨンの際に、２つのエンド・ユーザー間で
伝送される全情報が、同じパス（その場合、ルー
トと呼ばれる）を通過する。ルートを生成する機
構（以後、ルート機構と呼ぶ）は、特定のネツト
ワーク・アーキテクチヤに依存する。 ほとんどのネツトワーク・ルーテイング機構で
は、各（基点、中間または宛先）ノードのルーテ
イング・テーブルを用いて、メツセージを次のノ
ードに送る。ルーテイング機構は様々であるが、
いくつかは、ルーテイング・テーブルの索引（ル
ート識別子、もしくは、ソースまたは宛先ノード
の識別子の組合せの何れか一方）を用いて、どの
外向きリンク、したがつて次はどの隣接するネツ
トワーク・ノードにメツセージを送るかを指定す
る。当然、メツセージが宛先ノードに到着する
と、該メツセージが別の中間ノードに送られるこ
とはない。その代り、エンド・ユーザーによる処
理が行われる。 各ネツトワーク・ノードのルーテイング・テー
ブルは、静的または動的に確立することができ
る。静的な場合、ルーテイングの諸定義は、ネツ
トワーク操作が始動されたときに固定される。静
的機構は、本発明に関係しないので、議論を省
く。 動的ルーテイングでは、特定の通信セツシヨン
の際に使用可能な、ソース・ノードから宛先ノー
ドに至るエンド・ツー・エンドのルートを動的に
作成するルート作成技術が用いられている。この
エンド・ツー・エンドのルートは、該ルートを用
いる全セツシヨンが終了するまで、定義されたま
まで、かつアクテイブであり続ける。その後、該
ルートを取り除きネツトワーク資源、例えばルー
テイング・テーブル・エントリを解放して、他の
動的に生成されるルートに用いることが可能であ
る。 ネツトワーク内で動的ルートを生成するにはい
くつかの方法を用いることができる。１つの方法
は、ネツトワークの物理的ノードとリンク全部
の、連結性、状況、および動的にルートを築くた
めの物理的特性を含むアイデンテイテイを内容と
するトポロジー・データ・ベースを用いる。この
方法によれば、記憶された状況に基づいて適当な
ノードとリンクが選択されるとともに、ルートで
用いるノードとリンクのリストを内容とするメツ
セージ（以後、ルート・セツトアツプ・メツセー
ジと呼ぶ）が生成される。ルート・セツトアツ
プ・メツセージは、該リストの各ノードを通過
し、各ノードがそのルーテイング・テーブル中に
エントリを築けるようにする。その結果、該ルー
トに割り当てられたセツシヨンのための、次に続
くメツセージは、ルート・セツトアツプで識別さ
れた同じ物理的ノードを通過できる。順方向およ
び逆方向ポインタは、どちらもノードのルーテイ
ング・テーブルに置かれる。 通信ネツトワークにおけるルーテイングは、
（）IBM Systems Journal，Vol.22，No.４
（1983）の“SNA Routing：Past，Present，
and Possible Future”、（）IEEE
Transactions on Communications，Vol.COM
−29，No.４（1981）の“Routing and Flow
Control in TYMNET”、および（）IEEE
Transactions on Communications，Vol.COM
−28，No.５、（1980）の“The New Routing
Algorithm for the ARPANET”において議論
されている。 明らかに重要なことは、トポロジー・データ・
ベースが通信用に使用可能なノードとリンクに関
する現在の情報を持つことである。さもなけれ
ば、使用不能のノードまたはリンクを含むルート
を生成する試みがなされるかもしれず、そうする
と、使用可能なルートが現実に見つかるまでに、
ルート生成を数回試みなければならないという事
態も生じ得る。これは、ネツトワーク資源の不必
要な浪費を意味する。オペレータによるマニユア
ル入力の他に、隣接するノードによる状況変化の
同報通信（ブロードキヤスト）によつて、ネツト
ワークのノードおよびリンク（以後、ネツトワー
ク要素と呼ぶ）の初期状況、障害および再活動化
の報告がなされてきた。前記（），（）の論文
では、このような同報通信による更新方法が記さ
れている。同報通信による状況更新は、オペレー
タの介在を必要としないという利点をもつ。しか
しながら、これには、特に大きく、複雑なネツト
ワークにおいて、ネツトワークのオーバーヘツ
ド・トラフイツクが著しく増加するという問題が
ある。ある状態では、このオーバーヘツドを減ら
すために、ネツトワーク状況のむしろ完全ではな
い知識を受諾するのが好ましい。実際、そのよう
なネツトワークでは、システム中に広まる同報通
信メツセージ、さもなければネツトワーク中で永
久に反響するメツセージを「殺す」何らかの機構
を持つ必要がある。典型的な機構には、カツトオ
フ時間の統合が含まれる。なお、該カツトオフ時
間の後、メツセージはネツトワークから放棄され
るのである。しかしながら、このような制限機構
をもつてしても、状況更新メツセージは、ネツト
ワークのメツセージ処理能力全体の大きな部分を
占めるので、ユーザー・メツセージの使用できる
容量が少なくなつてしまう。 したがつて、明らかに、従来のトポロジー・デ
ータ・ベース更新のためのスキームに比べて、ネ
ツトワークのメツセージ処理能力に対する要求が
著しく減るような、動的ルーテイング環境におけ
る、トポロジー・データ・ベースの更新方法が必
要とされる。 Ｃ 問題点を解決するための手段 本発明は、メツセージ送受信ノードおよび前記
ノードを相互接続する通信リンクからなる複数の
ネツトワーク要素を含むデータ伝送ネツトワーク
において、ノード間の通信パスを確立するととも
に、ネツトワーク要素の可用性に関するデータを
集めるための方法であつて、 (a) 通信パスの確立を試みるノードのそれぞれに
関連する記憶要素において、潜在的に通信に使
用可能なネツトワーク要素に関するデータを記
憶し、 (b) 前記記憶されたデータを用いて、起点となる
ノードを前記ネツトワークの別のノードと相互
接続する選択された要素からなる通信パスを選
択し、 (c) 前記パスの確立を試み、 (d) 選択された要素がすべて通信に使用可能であ
れば、前記パスを確立し、 (e) 前記パスにおけるネツトワーク要素の不可用
性が前記パスの確立を試みる際または確立後に
前記パスに含まれるノードにおいて検出された
ことに応答して、該ノードにおいて該要素の不
可用性に関するデータを生成し、前記パスに含
まれるネツトワーク要素を介して前記起点ノー
ドに送つてその記憶要素に記憶し、後の通信パ
スの選択の際に用いる ことを特徴とする。 その結果、本発明は、障害の生じた要素の使用
に関係する特定の要素にだけ、該要素の状況を知
らせるので、複雑な通信ネツトワークの場合で
も、全体の状況メツセージ・トラフイツクを大幅
に減らすことができる。 Ｄ 実施例 概 要 本発明のフイードバツク機構は、トポロジー・
データ・ベースに対してネツトワークのノードと
リンクの状況を動的に知らせるのに用いることの
できる方法および装置を提供する。その結果、物
理的なルート要素の状況を知つて、効率よくルー
ト・セツトアツプ・メツセージを生成することが
できる。以下の記述は、例えばノードとしては
IBMシステム370コンピユータおよびIBM3725通
信制御装置、そして、ネツトワーク相互接続用に
は適当な通信リンクからなるIBM SNAネツトワ
ークに適用できる。しかしながら、原理とプロト
コルは、十分一般的に提示されているので、ルー
ト生成用の１以上のトポロジー・データ・ベー
ス、および、通信セツシヨン確立・維持用の各ノ
ードのローカル・ルーテイング・テーブルに依存
する動的ルーテイングを有するどんな通信ネツト
ワークにも適用できる。 好ましい実施例では、各トポロジー・データ・
ベースは、最初に、すべてのノードとリンク、お
よび、それらの隣接するノードとの替在的連結性
に関する情報を与えられる。この情報は、対話的
に、または一括（バツチ）定義によつて、従来の
入力ステートメントを経て入力される。リンクと
ノードのステートメントは、ライン（リンク）伝
送速度、ノード・バツフア・サイズ、要素データ
伝送機密保護（セキユリテイ）のような定められ
た特性を指定する。これらは、エンド・ユーザー
によつて、ルートを要求するのに用いられる。該
特性は、後で、操作、定義および状態の規則にお
いて、説明される。さらに、トポロジー・デー
タ・ベースの中の各ネツトワーク要素は、最初、
「仮活動的」つまり使用可能のマークをつけられ
る。この初期状況は、対応する要素の現実の状況
と無関係であるが、ルート選択技術による、ルー
ト・セツトアツプ試行のための要素の選択、およ
び本発明のフイードバツク機構を用いた、要素の
現実の活動的（オペレイテイブ）または非活動的
状況の動的な確認が可能になる。該情報は、ルー
ト要求を受けとつたときに、走査と比較に使える
よう、従来式に記憶される。 この情報は、(1)ルート、(2)リンク、(3)ノードの
ために入力される。したがつて、（バツチ式とは
反対の）対話式入力方法を仮定した場合、ルー
ト・ステートメントは、通信が許される２つのノ
ード間のルートを定義する情報の入力に用いられ
る。該ステートメントは、順序正しくそのルート
のリンクとノードを、そしてそのルートのための
識別子（ID）を、指定する。通信し得るノード
の対毎に、それらのノード間の区別できるルート
と同じ数のルート・ステートメントが入力され得
る。第３図は、第２図のノード１６′，１４′間の
潜在的なルートのためのトロポロジー・データ・
ベース・エントリを示す。この場合、５０，５
２，５４という３つのルートが存在し得る。第４
図は、ルート・ステートメント５８の形式を示
す。リンク・ネームおよびノード・ネーム６０
は、基点ノードから始まつて宛先ノードに至るま
で、メツセージがそのルートを通過する順番に配
置される。ステートメント・タイプ６２は、該ス
テートメントをルート・ステートメントであると
識別する。 第５図と第６図は、それぞれリンク・ステート
メント６４とノード・ステートメント６６を示
す。要素を識別するとともに、前述した特性のた
めのデータを含む。様々なフイールド６８，７０
が示されている。ステートメント・タイプ７２，
７４は、該ステートメントを、それぞれ、リン
ク・ステートメントまたはノード・ステートメン
トであると識別する。ルート、リンクおよびノー
ド・ステートメントを経て入力される情報は、ル
ート要求を受けとつたとき、走査と比較に使える
よう、従来式に記憶される。その結果、まず指定
されたエンド・ノード間で識別されたすべてのル
ートが探索され、次に、選択されたルートにおけ
る要素の特性を突き合わせて、指定された特性に
対して最良のものを発見する。このようにして、
最良のルートが選択される。 エンド・ユーザーが別のエンド・ユーザーとの
通信を望むと、基点ノードに常駐する制御プログ
ラムに対して、セツシヨンの要求がなされる。該
セツシヨン要求は、エンド・ユーザーをサポート
するソースおよび宛先ノードのネームと、サービ
ス・クラスのネームを含む。サービス・クラスと
は、ルートの前記特性のセツトを選択するため
の、慣用的な速記ある。好ましい実施例では、セ
ツシヨン要求の情報は、メツセージ（以後、ルー
ト要求メツセージと呼ぶ）の形で、ルートの選択
のために、最も近い使用可能なトポロジー・デー
タ・ベースに送られる。第７図は、ルート要求メ
ツセージ７６を示す。これは、該メツセージをル
ート要求であると識別する要求コード７８、基点
ノード・ネーム７９、宛先ノード・ネーム８０、
およびサービス・クラス・ネーム８２からなる。 ルート要求メツセージを受け取ると、トポロジ
ー・データ・ベースは、含まれる要素が指定され
たサービス・クラスで識別される特性に従う潜在
的なルートを選択する。全く同一の要素のセツト
を持つルートが、既に同じ特性で用いられている
場合、該セツシヨンは既に生成されているルート
に割り当てられる。ルートが生成されていなかつ
た場合、トポロジー・データ・ベースが走査さ
れ、要求される特性に対する現実の要素の特性の
突合せに基づいて、ソースおよび宛先ノード間の
最良のルートが選択される。このプロセスでは、
活動的だと仮定されている。または知られている
ノードとリンクだけが選択され得る。選択された
ルートは、該ルートの一意的な識別子（ルート
ID）とともに、該ルートを構成するノードとリ
ンクのリストを含むメツセージ（以後、ルート・
セツトアツプ・メツセージと呼ぶ）の形で、記述
される。第８図は、ルート・セツトアツプ・メツ
セージ８４を示す。要求コード８６は、該メツセ
ージがルート・セツトアツプ・メツセージである
と識別する。ルートID８７はルートを識別する。
ノード・ネームおよびリンク・ネーム８８は上記
第４図のルート・ステートメント５８の場合のよ
うに、メツセージが該ルートを伝わる順序で現れ
る。 ルート要素は、最初、活動的だと仮定される。
なぜなら、トポロジー・データ・ベースが活動化
されたとき、各ネツトワーク要素の状況は未知だ
からである。オペレータの入力、他のデータ・ベ
ースとの交換、または各ネツトワーク要素への問
いにより、トポロジー・データ・ベースで定義さ
れた各要素の状況を最初に獲得するのではなく、
本発明の好ましい実施例のようにして、セツシヨ
ンが要求される際に、状況を知るのである。 ルート・セツトアツプ・メツセージがネツトワ
ークを通過する際に、各活動ノードは、両方向の
通信用に、従来式でルーテイング・テーブル・エ
ントリを生成する。すなわち、ルート・セツトア
ツプ・メツセージが処理されるとき、ルーテイン
グ・テーブルにエントリが作られる。その内容
は、ルートID（基点および宛先のノード・ネーム
またはアドレスを含む）と、外向きリンク・アド
レスである。公知のように、このようにすること
により、以後、該メツセージに伴うルートIDを
経て、メツセージの迅速なルーテイングが可能に
なる。この情報を持つてメツセージが到着する
と、簡単にテーブルが走査され、メツセージの送
付に十分な外向きリンク・アドレスが生じる。 他の実施例では、ルートIDは縮小されて、各
ノードにおける単一のローカル・パス識別子
（LPID）となつている。LPIDは、ルート・セツ
トアツプ・メツセージが到着する際にそのルート
に割り当てられる。零から始まる順番に選ばれる
番号であつてもよい。LPIDは、テーブルに入力
されるとともに、前のノードに送り返され、その
ノードのルーテイング・テーブルに入力される。
本実施例の各ルーテイング・テーブルは、それの
割り当てるLPIDは、次のノードへの外向きリン
クと、そのルートの次のノードによつて割り当て
られるLPIDを有する。本実施例中のノードにメ
ツセージが到着すると、該ノード用のLPIDがヘ
ツダから引き出され、該セツシヨンのためのテー
ブル・エントリの配置に用いられる。続いて、テ
ーブルに配置されている次のノードのLPIDは、
入力されるLPIDと交換される。次に、該メツセ
ージは、割り当てられた外向きリンク等を経て、
次のノードに送られる。第９図は、LPID法を用
い、仮説的ルートのための単方向エントリ８８を
含むルーテイング・テーブル９０を示す。図示の
ように、１つのエントリについて、３つの要素、
すなわち、LPID９４、外向きリンクID９６、お
よび、次のノードのためのLPID９８がある。 ルート・セツトアツプ・メツセージから、ルー
テイング・テーブル・エントリに必要な情報が引
き出された後、該メツセージは次の要素等に送ら
れ、該ルートに必要なすべてのテーブル・エント
リが生成される。もし、エンド・ツー・エンド・
ルートにおけるすべてのノードとリンクがアクテ
イブならば、ルート・セツトアツプは成功であ
り、エンド・ツー・エンド・ルートが生成され
る。 通過される各ノードの各ルーテイング・テーブ
ル・エントリは、活動的のマークをつけられる。
もし、リンクまたはノード自身の一方が非活動的
であるために、ルート・セツトアツプ・メツセー
ジを次のノードへ送れないノードがあると、該非
活動的またはノードを識別するルート障害メツセ
ージが発生され、かつルート基点に戻され、さら
にトポロジー・データ・ベースに送られる。該ト
ポロジー・データ・ベースにおいて、該非活動的
状況はマークされる。そして、その要素は、状況
が変化するまで、続くルート・セツトアツプ・メ
ツセージでは用いられない。 ルート・セツトアツプにおいて識別された各ノ
ードを通つてルート障害メツセージが戻る際、該
ルートの状況は非活動的のマークをつけられるけ
れども、各ノードのルーテイング・テーブル・エ
ントリは不変である。これらのテーブル・エント
リは、障害の生じた要素が再活動化されたとき
に、エンド・ノード（そして、そのトポロジー・
データ・ベース）へのフイードバツク機構のため
に用いられる。ルート障害メツセージは、障害の
生じたルート・セツトアツプ・メツセージから、
セツト・アツプされたノード・ルーテイング・テ
ーブル・エントリを追うことによつて、伝送され
る。第１０図は、LPID準拠ネツトワークのため
のルート障害メツセージ１００を示す。これに
は、該メツセージがルート障害メツセージである
と識別する要求コード１０２、障害を検出するノ
ードのノードID１０４、障害発生要素ID１０６、
および次のLPID１０８が含まれている。 ルート障害を知らせたノード（「隣接ノード」）
によつて、非活動的要素がその後活動的になつた
ことが検出されると、ルート要素活動メツセージ
が生成されて、基点ノード、さらにトポロジー・
データ・ベースへ送られる。すると、トポロジ
ー・データ・ベースは、その要素の状況エントリ
を「活動的」にリセツトする。その結果、該要素
は、その後のルート・セツトアツプ試行のために
使用可能となる。ルート要素活動メツセージは、
要求コードによつてルート要素活動メツセージで
あると識別される点を除き、ルート障害メツセー
ジ１００（第１０図）と同じである。 １つ以上のルートが、非活動的要素の使用を試
みた場合、１セツト以上のルーテイング・テーブ
ル・エントリが隣接ノードで生成される。そし
て、生成されたエントリのセツトと同じ数だけ、
ルート要素活動メツセージが生成され、かつ、対
応する基点ノードに送り返され、該要素のための
トポロジー・データ・ベース・エントリを「活動
的」にリセツトする。 このような通知の流れは、ルート障害メツセー
ジの場合と同様の方法で、障害の生じたルート・
セツトアツプ・メツセージから、セツトアツプさ
れたノード・ルーテイング・テーブル・エントリ
を追うことによつて、ルート基点ノードに至る。 エンド・ツー・エンド・ルートの確立が成功
し、該ルートのリンクまたはノードで障害が生じ
た後も、同じ処理が用いられる。同じルート障害
メツセージが、この場合は両方のエンド・ノー
ド、つまり、起点ノードと宛先ノードに戻され、
各エンド・ノードのトポロジー・データ・ベース
に送られる。ルート障害メツセージは、障害の生
じた要素を識別する。そして、最初の、ルートを
セツト・アツプする障害の場合のように、該メツ
セージがエンド・ノードに戻る際、エンド・ノー
ドに至るルート・セグメントのルーテイング・テ
ーブル・エントリは不変である。前の場合のよう
に、障害の生じた要素が活動的になると、ノー
ド・ルーテイング・テーブル・エントリが、ルー
ト要素活動メツセージ（障害点を巡つて、各方向
に１つ）によつて、エンド・ノードへ戻るルート
を追うのに用いられる。該メツセージは、トポロ
ジー・データ・ベースに送られて、該ネツトワー
ク要素の活動的状況が示される。 どちらの場合でも、ルート要素活動メツセージ
がトポロジー・データ・ベースへ流れる際、ルー
テイング・テーブル・エントリは、該ルートに沿
うノードから除かれ、あたかも、エンド・ツー・
エンド・ルートが、該ルートを用いる全セツシヨ
ンの終了後に普通に抹消されつつあるかのよう
に、ルーテイング・テーブルのスペースを回復す
る。 以下でさらに詳細に述べるように、フイードバ
ツク機構は、ルートに沿う単一点、多重点どちら
の障害に直面しても機能する。 好ましい実施例のフイードバツク機構の基本要
素は、規則、定義、状態およびプロトコルのセツ
トにより記述可能であり、これらは、ここで述べ
る動的ルーテイングを有するどんな通信ネツトワ
ークにも適用可能である。プロトコルは、４つの
操作ケースについて述べる。 操作、定義、および状態の規則 １ トポロジー・データ・ベース １以上のトポロジー・データ・ベースが存在
し、その内容は、ネツトワークのノード、連結
性、および状況データであつて、これらは、通信
ネツトワークを通るエンド・ツー・エンド・ルー
トの選択に用いることができる。 各ルート要素（つまり、各ネツトワーク・ノー
ドと各リンク。ノードは、ソース、宛先、中間ノ
ードのホストまたは通信プロセツサの何れであつ
てもよい。リンクは、テレプロセシング・リン
ク、チヤネル・コネクシヨン、ローカル・テレプ
ロセシング・ループ、ローカル・エリア・ネツト
ワーク、フアイバ光学ライン、または、２つのホ
ストもしくは通信プロセツサ・ノードを接続でき
る他の任意の媒体であつてもよい。）について、
表のようなパラメータのセツトが存在する。
【表】 ワー
機密保 (仮活動的)
護
【表】 非活動的

リンク・
信頼性 未知／
アドレス
機密保 (仮活動的)
護
これらの特性は、よく知られているものであ
る。 様々な方法を用いて、トポロジー・データ・ベ
ースに、エントリと、要素の知識を作成すること
ができる。その中には、オペレータの入力、シス
テム生成プロセス、要素活動化における自動要素
識別等が含まれる。 ２ ルート選択アルゴリズム ルート（つまり、機密保護、最小遅れ、最大バ
ンド幅等）の選択に用いられるアルゴリズムは、
選択されたルートのリストおよび上記要素状況に
忠実であるならば、ネツトワークにおける本発明
の操作性に影響を与えない。 ３ ルート要求機構 ユーザーが、ネツトワークを通り、ソース・ノ
ードから宛先ノードに至るエンド・ツー・エン
ド・ルートを要求できるような機構が提供されて
いる。このような要求は、望まれる特性（機密保
護、最小遅れ等）に関する指示を伴つて、トポロ
ジー・データ・ベースへ送られる。該要求は、ト
ポロジー・データ・ベースにおけるルート選択プ
ロセスを初期設定し、ルート・セツトアツプ・メ
ツセージを生成する。 ４ ルート・セツトアツプ・メツセージ これは、ソース・ノードから宛先ノードに至る
エンド・ツー・エンド・ルートを生成するのに選
択されたノードとリンクのリストを内容とするメ
ツセージである。ルート・セツトアツプ・メツセ
ージは、ソースから宛先へ、該メツセージで指定
される順序でリンクとノードを交互に経て、ネツ
トワークを通過する。該メツセージが提案された
ルートを通過すると、通過した各ノードでルーテ
イング・テーブルが生成され、その中で、エント
リによつて、順方向および逆方向の隣接ノードと
の接続が指示される。ルート・セツトアツプに対
する回答は、ルート・セツトアツプ回答メツセー
ジまたはルート障害メツセージのどちらかであ
る。 ５ ルート・セツトアツプ回答メツセージ このメツセージは、ルート生成に成功した場合
に、宛先から発せられて、ソースへ帰る。 ６ ルート障害メツセージ このメツセージは、障害の生じたルート・セツ
トアツプ試行のため、および、既に生成に成功し
たルートにおける要素の障害のために、戻され
る。ルート・セツトアツプ試行の障害の場合に
は、ネツトワーク・ノードがルート・セツトアツ
プ・メツセージを隣りに送り続けられなくなつた
ときに、該ノードが、ルート障害メツセージを生
成する。第１０図に示されるこのメツセージは、
ソースに戻され、さらにトポロジー・データ・ベ
ースに送られる。このルート障害メツセージは、
どのノードが非活動的ネツトワーク資源を検出し
たかを指示する。トポロジー・データ・ベース
は、非活動的要素の状況を記録し、後になつてル
ート要素活動メツセージによつて該要素が活動的
になつたことを知らされるまで、他のルート・セ
ツトアツプ試行にはこの要素を再使用しない。確
立済ルート上の要素の障害の場合には、同じルー
ト障害メツセージが生成されるとともに、同じ目
的で、ただしこの場合は関係する両方のエンド・
ノードに対して、該メツセージが送られる。 ７ ルート要素活動メツセージ このメツセージは、非活動的要素の再活動化を
ノードが検出するときに、該ノードによつて生成
される。該ルート要素活動メツセージが生成され
て送られるのは、要素が非活動的から活動的に変
化する前に、ルート・セツトアツプ・メツセージ
が流れていた場合である。ルート要素活動メツセ
ージは、以前のルート・セツトアツプ・メツセー
ジからルーテイング・テーブル・エントリを用い
て、ネツトワークを通過し、起点ノードへ帰る。 ８ ルート抹消メツセージ このメツセージは、ルートがもはや必要とされ
ないことを知らせるために、該ルートで送られ
る。該メツセージは、特定のエンド・ツー・エン
ド・ルートに割り当てられた全セツシヨンが終了
すると、ルート・エンド・ポイント（ソースまた
は宛先ノード）により生成される。ルート抹消メ
ツセージがネツトワークを通過する際、そのパス
の各ノードは、該特定ルートに割り当てられたル
ーテイング・テーブル・エントリを解放するとと
もに、抹消されつつあるルートで、該メツセージ
を送る。ルート抹消メツセージは、トポロジー・
データ・ベースにおける要素の状況に何の影響も
与えない。なぜなら、このメツセージは、アクテ
イブなルートだけで発せられ、要素の状況は、現
在の活動状態から変化しないためである。 ９ 資源状態 各要素（ノード、リンク）は、３つの状態をと
り得る。すなわち、未知−仮活動的（UNK）、
活動的（OP）または非活動的である。要素がOP
またはUNK状態にある場合に、該要素はルート
選択の目的に利用できる。INOP状態にあるとき
は、UNKまたはOPのマークがつけられるまで、
該要素をルート選択に用いることはできない。 ａ 未知−仮活動的状態のセツテイング １ トポロジー・データ・ベースが活動化された
とき、または、新しい要素が既存のトポロジ
ー・データ・ベースに付加されたとき、全要素
はUNKだと考えられる。 ２ 同じINOPルート上にあるが、トポロジー・
データ・ベースに対してより近い別の要素に障
害が生じると、INOP状態の要素がUNKに変
化する。このようにして、第２の故障停止によ
つてルート要素活動の知らせがトポロジー・デ
ータ・ベースに到着できないために、要素が無
限にINOPに留まることのないよう、保証して
いる。 ｂ 活動的状態のセツテイング １ ルート・セツトアツプ・回答メツセージが受
信されると、要素はUNKからのOPに変化す
る。 ２ ルート・セツトアツプ要求の成功を妨げる要
素が活動的になると、要素はINOPからOPに
変化し、ルート要素活動メツセージが発生され
る。 ｃ 非活動的状態のセツテイング １ ルート・セツトアツプ試行の結果、ルート障
害が生じた場合、ルート・セツトアツプが前進
できず、非活動的だと識別された要求の状態
は、INOPに変化する。 ２ アクテイブ・ルートでのルート障害の通知
は、識別された障害要求の状態をINOPに変化
させる。 10 ノード・ルーテイング・テーブル 各ネツトワーク・ノードは、ネツトワークを通
るメツセージの経路指定に用いられるノード・ル
ーテイング・テーブルを含む。ノード・ルーテイ
ング・テーブルは、ルートが要求するとおりに、
ルート・セツトアツプ機構を用いて、動的に作成
される。各エントリは、エントリの状況または状
態の他に、各方向のメツセージの旅の「次の行
程」に関連する外向き待ち行列を指す順方向、お
よび逆方向のポインタからなる。ノードがそのル
ートのソースまたは宛先ノードである場合は、こ
れもテーブル・エントリ中に示される。 各ノード・ルーテイング・テーブル・エントリ
の取り得る状態は、OPまたはINOPの２つであ
る。OP状態がセツトされるのは、ルートが生成
されたときである。INOP状態がセツトされるの
は、次の条件に従うときである。 ａ ルート・セツトアツプ試行から、ルートに障
害通知が戻つてくる。 ｂ アクテイブ・ルートで、ルート障害通知が受
信される。 ルーテイング・テーブル中の状態エントリは、
オペレータによつて、情報目的（例えば、オペレ
ータの照合）用に使うことができる。また、該エ
ントリは、ノードによつて、ルート障害メツセー
ジを広めて戻らせる確立済ルート上の、メツセー
ジのカツト・オフに使うこともできる。このよう
にして、貴重なリンク時間が解放される。 11 プロトコル 本発明の好ましい実施例のフイードバツク機構
は、特定のプロトコルを統合し、トポロジー・デ
ータ・ベースに対して、ネツトワーク内の動的に
生成されるルート上の資源状況に関する適当な通
知を行うことを保証する。これらのプロトコル
を、クリテイカルなネツトワーク事象をカバーす
る以下の４つのケースを用いて記述する。 １ 障害の生じた要素（以前使われていたルート
の中の１つ）が再活動化されたときの、トポロ
ジー・データ・ベースへの通知。 ２ アクテイブ、または保留アクテイブ・ルート
上で、２つの要素に障害が生じる、二重障害の
ケース。 ３ ルート・セツトアツプ試行の際の、非活動的
要素の発見。 ４ ルート・セツトアツプ・メツセージが障害の
生じているリンクを過ぎた後だが、該障害の生
じているリンクを通つてルート・セツトアツプ
回答が戻つてしまう前の、保留アクテイブ・ル
ートにおける要素の障害。 ケース１：ルート障害および続く回復後の通知 第１１図に記されたネツトワーク１１０におお
いて、ノードＡとＥの間のセツシヨンのために、
ルートＡ−Ｌ１−Ｂ−Ｌ２−Ｃ−Ｌ３−Ｄ−Ｌ４
−Ｅが生成済みであると仮定する。ノードＡ，
Ｂ，Ｃ，Ｄ，Ｅにおいて、ルート・テーブル・エ
ントリの状態はOPである。このルートを構成す
るルート要素を選択するのに、ノードＡにおい
て、トポロジー・データ・ベース１１２が利用さ
れたこと、および、データ・ベース中の全ネツト
ワーク要素の状態はOPであることを仮定する。
リンクＬ２の障害を仮定し、かつ、ノードＢとＡ
での処理を考えるとき、操作規則は次のとおりに
なる。なお、ノードＣとＥでの処理も同様にな
る。 ａ Ｌ２の障害が、ノードＢとＣとの両方によつ
て検出される。 ｂ この例では、ノードＢがルート障害メツセー
ジを生成してノードＡへ送る。該メツセージは
さらにトポロジー・データ・ベースに送られ
る。 ｃ ルート障害通知がネツトワークを通過してノ
ードＡへ至る際、障害の生じた要素から遠ざか
る方向（つまり、ＢからＡへ）の各ノードにお
ける、該ルートのためのルーテイング・テーブ
ル・エントリは、INOPのマークをつけられる
けれども、ノード・ルーテイング・テーブル中
に残る。 ｄ ルート障害通知を受けて、Ａのトポロジー・
データ・ベースは、リンクＬ２にINOPのマー
クをつける。その結果、Ｌ２を通る別のルー
ト・セツトアツプ試行が初期設定されることは
なくなる。 ｅ リンクＬ２が活動的になると、ノードＢはそ
のルーテイング・テーブルを探索する。そし
て、INOPのマークがつけられ、かつ、以前Ｌ
２を外向きパスを利用していたエントリを見つ
ける。続いて、ノードＢは、そのようなエント
リのそれぞれに対応するルートのために、ルー
ト要素活動メツセージを生成する。この例で
は、ルート要素活動メツセージが、Ｌ２は今
OPであることを示すとともに、該ルートに沿
つてノードＡへ伝送される。該パスの各ノード
は、このルート要素活動メツセージを送ると、
そのノード・ルーテイング・テーブルから該ル
ートのエントリを抹消する。 ｆ ルート要素活動メツセージは、ノードＡに到
着すると、さらにノードＡをサポートするトポ
ロジー・データ・ベースに送られる。すると、
該トポロジー・データ・ベースは、Ｌ２の要素
状況を更新してOPとする。その結果、新たな
ルート・セツトアツプ試行のために、Ｌ２を用
いることが可能になる。 ノードＤを含んでノードＣからノードＥへ至
り、ノードＡのトポロジー・データ・ベースと異
なるならば、さらにノードＥをサポートするトポ
ロジー・データ・ベースに至る反対方向において
も、同様の処理が行われる。 ケース２：二重障害のケース 第１１図に記されているのと同じネツトワーク
を考えるものとする。ここでも、ＡからＥへＬ
１，Ｌ２，Ｌ３，Ｌ４を用いる各ノードを通るル
ートが生成済みであると仮定する。そして、ま
ず、リンクＬ３に障害が生じ、続いて、リンクＬ
２に障害が生じる場合を考える。すると、次のよ
うなことが起こる。 ａ ノードＣがＬ３の障害を検出する。ノードＣ
は、そのノード・ルーテイング・テーブルを走
査し、Ｌ３の外向きリンクを持つエントリを見
つけると、ルート障害通知を逆方向に（つま
り、ノードＢへ）送る。ノードＣ，ＢおよびＡ
の中のルーテイング・テーブル・エントリは、
ルーテイング・テーブル中に残るけれども、
INOPのマークをつけられる。ノードＡでは、
ルート障害メツセージがトポロジー・データ・
ベースに与えられる。そこでは、Ｌ３のための
要素エントリがINOPのマークをつけられる。
ノードＤがＬ３の障害を検出する、ノードＥの
方向の処理も、同様に行われる。 ｂ ノードＢは、Ｌ２の障害を検出し、そのノー
ド・ルーテイング・テーブルを走査する。続い
て、Ｌ２に障害が生じたと識別するルート障害
を、既に非活動的になつているルートを用いて
Ａへ送る。ノードＡは、この通知をトポロジ
ー・データ・ベースに送る。ノードＡ，Ｂのル
ーテイング・テーブル・エントリは、とちらも
INOP状態のままである。 ｃ トポロジー・データ・ベースが、異なる要素
の障害であるけれども、同じルートについての
この第２のルート障害通知を受け取ると、トポ
ロジー・データ・ベースを走査する。そして、
Ｌ３が別のルートに存在するので、Ｌ３が
INOPであるとわかる場合を除いて、最初に障
害の生じた要素Ｌ３にUNKのマークをつける
とともに、新たに障害の生じた要素Ｌ２に
INOPのマークをつける。ここで、Ｌ２または
Ｌ３が活動的になる時間の扱いをめぐつて、い
くつかの状態が起こり得る。各状態を、下に記
述する。 １ Ｌ３が非活動的であるまま、Ｌ２が活動的に
なると仮定する。Ｌ２が活動的になると、ノー
ドＢは、ケース１で記述した方法を用いて、ト
ポロジー・データ・ベースにAL２が今使用可
能であることを知らせる。ＢおよびＡのルーテ
イング・テーブル・エントリは抹消される。続
いて、トポロジー・データ・ベースは、Ｌ２に
OPのマークをつける。（セツシヨンが該ルート
の使用を望むと仮定すると、）ルート確立のた
めにルート・セツトアツプ要求を送ることは可
能であるけれども、Ｌ３のリンクで失敗するこ
とになる。部分的に作成されたルート・セグメ
ントは残り、Ｌ３が再び活動的になるのを待
つ。 ２ Ｌ３が活動的になるが、Ｌ２は活動的になら
ないと仮定する。この場合、Ｌ２が非活動的で
あり、基点ノードＡへ至るパスをブロツクする
ので、トポロジー・データ・ベースは通知を受
け取らない。しかしながら、これによつて問題
が生じることはない。なぜなら、トポロジー・
データ・ベースは、いずれにせよ、Ｌ２の障害
発生後、Ｌ３が活動的だ（つまり、UNK）と
仮定していたからである。 ３ Ｌ２が活動的になるのに続き、Ｌ３が活動的
になると仮定する。この場合は、上記項目２，
１と同様に扱われる。ただし、Ｌ３が活動的な
ので、ルート・セツトアツプが成功する点が異
なる。ノードＤ，Ｅの観点から見たこの二重障
害の処理は、方向が反対である点を除き、ノー
ドＢ，Ａの場合と同様である。障害に向かう方
向に流れるトラフイツクのために、ノードＤ，
Ｅのノード・ルーテイング・テーブル・エント
リは、INOPのマークをつけられる。 注意：両方向において、ルーテイング・テーブ
ル・エントリがINOPになると、該エントリはテ
ーブルから抹消される。この場合、該ノードは、
各サイドの障害により、ルート沿いのある地点で
独立してしまう。そして、ルーテイング・テーブ
ル・エントリは、後のルート要素活動通知のため
に必要とはされない。この場合、ノードＣは、そ
のルーテイング・テーブル・エントリを抹消し、
ノードＢ，Ｄだけが、ルート要素活動メツセージ
をルートの端末に伝送する。 ケース３： ルート・セツトアツプ試行の際の、
非活動的要素の発見 このケースは、ケース１の処理と同様である。
ただし、ルート障害通知が既存のルート上で発せ
られるのではなく、障害通知がルート・セツトア
ツプ障害通知の一部になる点が異なる。ケース１
のように、ルート・セツトアツプ試行を止めたト
ポロジー・データ・ベース中の要素は、INOPの
マークをつけられる。非活動的要素が活動的にな
ると、ケース１の項目ｅ，ｆで記述したのと同じ
処理が行われる。 ケース４： ルート・セツトアツプ・メツセージ
が、丁度障害の生じた要素を通過した後の、資
源の障害 このケースは、ケース１と同様である。ただ
し、障害通知が保留アクテイブ・ノード・ルーテ
イング・テーブル・エントリのためであり（なぜ
なら、ルート・セツトアツプ回答は未到着であ
る）、完全に活動化されたエントリのためではな
い点が異なる。障害を検出する隣接ノードのため
の処理は同じである。障害の生じた要素が活動的
になつたことの通知は、ケース１の項目ｅ，ｆに
述べたようにして発せられる。 上記プロトコルは、前に述べたように、事実上
どの動的ルーテイング・ネツトワークでも実現可
能であり、本発明の好ましい実施例の原則の効果
をもたらすことができる。さらに、希望に応じて
付加的な標準手段を加えることができる。例とし
て、メツセージ・コードの実現、ルーテイング・
テーブル・エントリの値のためのオペレータ状況
照合コマンド、等を挙げることができる。 ネツトワーク・ノードにおける充満ルーテイン
グ・テーブルの処理 ネツトワーク操作の際、１以上のネツトワー
ク・ノードのルーテイング・テーブルが容量一杯
まで充てんされ、その結果、状態が緩和されるま
で、それらのノードではもうルーテイング・エン
トリを作れなくなる可能性がある。そのような緩
和をもたらす普通の方法は、セツシヨンが終わる
こと、そしてもはや使用されないルートをネツト
ワークから抹消することである。自動的にトポロ
ジー・データ・ベースを介入させて、ある資源の
再活動化または回復を待つルート・セグメントを
抹消すること、もしくは、ネツトワーク・オペレ
ータを介して、トポロジー・データ・ベースに対
し、そのような介入の実行を要求することも望ま
しい。 したがつて、本発明の実施例には、トポロジ
ー・データ・ベースに対し、ネツトワーク・ノー
ドにおけるルーテイング・テーブルの「充満（フ
ル）」状態の発生を通知することが含まれる。ネ
ツトワーク・ノードは、充満ルーテイング・テー
ブル状態を示すメツセージを制御ノードに送る。
そして、該制御ノードは、該メツセージを該ノー
ドのトポロジー・データ・ベースに渡す。該トポ
ロジー・データ・ベースは、影響を受けたノード
を含む未決定のルート要求の取消し、または、ネ
ツトワーク・オペレータによりマニユアルで介入
してもらつて判断を下すことの要求、のどちらか
を行う。これは、トポロジー・データ・ベースの
初期セツテイングに依存する。前者の場合に、た
とえオペレータの判断が全く不要であつても、ネ
ツトワーク・オペレータに対して通知を与えて差
し支えない。 トポロジー・データ・ベース自身またはネツト
ワーク・オペレータが、ネツトワークから保留ル
ート要求を取り除く判断をすると、トポロジー・
データ・ベースは、適当なルート抹消要求を確立
済のルート・セグメントに沿つて送り、該ルー
ト・セグメントの中のノードのルーテイング・テ
ーブルから、該エントリを抹消する。 ネツトワークからのノードの除去 ネツトワーク・オペレータは、一時的または永
久に、リンクまたはノードをネツトワークから取
り除く決断をすることができる。そのようなリン
クまたはノード資源は、現在アクテイブであつて
もよいし、再活動化もしくは以前の障害からの回
復を待つている最中であつてもよい。したがつ
て、トポロジー・データ・ベースに対するオペレ
ータ・コマンドには、ネツトワークから資源の表
示を取り除くことが含まれ得る。 資源がアクテイブならば、その資源に依存する
ユーザー・セツシヨンは、中止されたり、あるい
は普通に終了することを許されたりする。その
後、該資源を含むルートは、トポロジー・デー
タ・ベースからのルート抹消要求によつて、普通
に抹消される。資源をネツトワークから取り除く
コマンドを受け取つた後、トポロジー・データ・
ベースは、新たなルート・セツトアツプ要求にお
いて該資源を用いることを中止する。 リンクまたはノード資源が、ネツトワークから
取り除かれるときに、再活動化または回復を待つ
ているならば、該資源に依存する保留ルート要求
は取り消される。資源をネツトワークから取り除
くコマンドを受け取つた後、トポロジー・デー
タ・ベースは、取り除かれる資源を含むすべての
保留ルート要求に対して、ルート抹消要求を発す
るとともに、該資源を用いる新たなルートの確立
を試みなくなる。 Ｅ 発明の効果 以上の説明に示されるように、本発明によれ
ば、ネツトワーク・トポロジー・データ・ベース
に対して、様々な通信ネツトワーク要素間の替在
的な通信の可用性を知らせるシステムであつて、
従来の方策に比べてネツトワーク・トラフイツク
を大幅に減らすものを提供することができる。ネ
ツトワークにおける状況メツセージの著しい増殖
が、本発明を適用することにより、大幅に減少す
る。そして、最小限だが十分にクラスのノードに
必要な可用性の情報が与えられ、効率よくセツシ
ヨン・ルートを生成することができる。ネツトワ
ーク資源の不必要な利用は、最小限に抑えられ
る。
【図面の簡単な説明】
第１図は、簡単なメツシユ・タイプの通信ネツ
トワークの説明図である。第２図は、第１図に示
すネツトワークの概要を表現する図である。第３
図は、トポロジー・データ・ベース・ルート・テ
ーブルの概要を表現する図である。第４図は、ル
ート・ステートメントの概要を表現する図であ
る。第５図は、リンク・ステートメントの概要を
表現する図である。第６図は、ノード・ステート
メントの概要を表現する図である。第７図は、ル
ート要求メツセージの概要を表現する図である。
第８図は、ルート・セツトアツプ・メツセージの
概要を表現する図である。第９図は、ルーテイン
グ・テーブルの概要を表現する図である。第１０
図は、本発明によるルート障害メツセージの概要
を表現する図である。第１１図は、トポロジー・
データ・ベースを伴うネツトワークの概要を表現
する図である。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １ メツセージ送受信ノードおよび前記ノードを
    相互接続する通信リンクからなる複数のネツトワ
    ーク要素を含むデータ伝送ネツトワークにおい
    て、ノード間の通信パスを確立するとともに、ネ
    ツトワーク要素の可用性に関するデータを集める
    ための方法であつて、 (a) 通信パスの確立を試みるノードのそれぞれに
    関連する記憶要素において、潜在的に通信に使
    用可能なネツトワーク要素に関するデータを記
    憶し、 (b) 前記記憶されたデータを用いて、起点となる
    ノードを前記ネツトワークの別のノードと相互
    接続する選択された要素からなる通信パスを選
    択し、 (c) 前記パスの確立を試み、 (d) 選択された要素がすべて通信に使用可能であ
    れば、前記パスを確立し、 (e) 前記パスにおけるネツトワーク要素の不可用
    性が前記パスの確立を試みる際または確立後に
    前記パスに含まれるノードにおいて検出された
    ことに応答して、該ノードにおいて該要素の不
    可用性に関するデータを生成し、前記パスに含
    まれるネツトワーク要素を介して前記起点ノー
    ドに送つてその記憶要素に記憶し、後の通信パ
    スの選択の際に用いる ことを特徴とするデータ伝送ネツトワークの通信
    パス確立・不可用性データ収集方法。
JP61234710A 1985-11-04 1986-10-03 データ伝送ネットワークの通信パス確立・不可用性データ収集方法 Granted JPS62109451A (ja)

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US795053 1985-11-04

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