JPH05502362A - パケットデータ通信システムにおけるシーケンス番号の追跡方法及び装置 - Google Patents

パケットデータ通信システムにおけるシーケンス番号の追跡方法及び装置

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JPH05502362A JP4506648A JP50664892A JPH05502362A JP H05502362 A JPH05502362 A JP H05502362A JP 4506648 A JP4506648 A JP 4506648A JP 50664892 A JP50664892 A JP 50664892A JP H05502362 A JPH05502362 A JP H05502362A
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トーマス　ロバート　イー
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スーザ　ロバート　ジェイ
ハーヴィー　ジョージ　エイ
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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】 発明の名称 バケットデータ通信システムにお１：Ｉるシーケンス番号の追跡方法及び装置発 明の背景 本発明は、バケットデータ通信システム、更に言えば、通信システムにおいて、 メンセージバケットを識別するために使用されるノーケンス番号の追跡方法に関 する。
データ通信ネットワークでは、通常、メソセージを小さなバケットに分割し、使 用する通信プロトコルに適合させる。ネッ）・ワークのデジタル処理ステー７３ ２間における典型的なメソセージトラフィックでは、平均的な大きさのメツセー ジか多数のバケットに分割され、このバケノ）・集合はその受信端において、適 切な順番で再構築されなければならない。更（−１その送信リンクで、いづわか のバケットか喪失されなかったか、あるいは、いづれかのバケットか重複しなか ったかどうかを、全てのバケノ１−に関１．て、その受信を調査しなけねばなら ない。このようなシステムてバケットを追跡するため、その送信端におけるある 時へ（こおいて、バケットに対してノーケンス番号か割り当てらねる。バケット に対するノーケンス番号の割当は、ホストコンピュータ若しくは送信端末、ある いはまた、ホスト下流のプロトコルプロセッサのいづれかによって行われるっ受 信端において、プロセッサは二ねらのシーケンス番号を絶えず追跡し、入力され て、：るバケノ）・をノーケンス番号によって互いに関連させる。この仕事は、 多数空間（例えは、３２ヒノ）・のノーケンス番号）において、ノーケンス番号 を絶えず追跡するものであるため、通信ネットワークにおいて、バケットか重複 し、若しくは喪失したと１５でも、個々のノーケンス番号に関する（実行か必要 と５ねる）操作は、正確に行われる。
このような状況にあって、ノーケンス番号を絶えず追跡するという問題を軒決す るために２つの異なる方法が存在していた。これら２つの方法は共に、本明細書 で述べるのと同様に、基本シーケンス番号（以下に述べるように、ｂ　ａ　ｓ　 ｅ　Ｓｅｑ＃）を保持するか、任意の装置でインクリメント（ｉｎｃｒｅｍｅｎ ｔ）される。第１の代替方法は、でたらめな順番で到達するシーケンス番号に関 して、その整列リストを保持する方法である。新しい番号か正しい順番で到達し たとき（つまり、ｂａｓｅＳｅｑ＃と整合したとき）は、常に、関連する作業か 実行される。この作業は非常に実効的である。しかしながら、ネットワークに対 する再指令、若［７くは従前のバケットの喪失により、でたらめな順番でシーケ ンス番号か到達した場合には、重複を検出し、また番号をリストに正しい順序で 挿入しなければならない。このために、大きな番号空間か用いられると、その作 業は非実効的なものどなってしまう。このように、この段階における局部の処理 量は、シーケンス番号の到達順序の影響を非常に受けやすい。通信ネットワーク における再指令か共通する場合にこれは非常に非実効的である。また、この方法 に特有のループにより、ハードウェア実行か困難なものとされる。
従来用いられた第２の方法は、ハソンングを用いて第１の代替方法に改善を加え 、線型走査の平均的な処理コストを一定値まで減少させようというものである。
不幸にも、最悪の場合には、未だに、整列かなされていない場合の最大量に比例 する。更に、最悪の場合、発生か頻繁であると、それを吸収するために利用でき るバッファリング（ｂｕｆｆｅｒｉｎｇ）も不十分となってしまい、この方法て ノ＼−トウエアを実行することも不適当なものとなる。このようなバッファリン グか重要であり、あるいは、バッファリングかオーバーフローしないことか保証 されなければならない場合には、最悪時における性能が本発明よりも劣るような 全ての方法に比へて、本明細書に記載された方法は優れている。
従来方法では、バケットデータ通信システムのシーケンス番号を追跡するために 、受信機による不必要な処理量力殖Ｉとされ、また、他ては必要とされないよう なバッファリング形態を有する付加的なハードウェアか必要であった。本発明は 、ハードウェアの負担、及び／又は、処理の負担を減少させ、更に、シーケンス 番号の高速且つ信頼性のあるブックキーピング（ｂｏｏｋｋｅｅｐｉｎｇ）を可 能とするこ発明の概要 本発明によれば、シーケンス番号を追跡するための改善さねた追跡方法か提供さ れる。この方法は、データ通信ネットワークにおいて、バケット番号を付けるた めに用いられる。この方法では、境界定めされたシーケンス番号の受入れウィン ドつか仮定され、このウィンドウ以下若しくは以上の番号は無視される（受は取 られない）。ビットマツプ形態のデータ構造か、ノーケンス番号の境界定めされ たウィンドつの範囲て確立され、各ビットは、シーケンス番号と、このノーケン ス番号によって索引か付されたビットマツプを表す。より好ましくは、ヒツトマ ツプの行の大きさは、プロセッサのデータバスの幅と関連するようにして選択さ れる。作り出されるヒツトマツプの１つは、受は取られたバケットに対するマツ プである。このマツプは、とのソーケンス番号か受け取られているかを追跡する ために使用され、これによって、重複したシーケンス番号か除去されることにな る。取り分け、ウィンドウだけに影響されるという理由か１ら、ノーケンス番号 自体を記録した場合よりも、より実効的にピントマツプを調査することかできる 。
重複したシーケンス番号を検出するのと同様に、この方法を用いて、メツセージ の完成を膚認する場合には、メツセージ終了マツプと呼ばわる他のヒツトマツプ か構築される。このビットマツプは、メソセージ終了フラグを持つバケット位置 を記録するために使用され、ある特定のメツセージに関して全ての／　＜チット か受け取られたかどうかを決定し、メツセージ終了トリガを発生することかでき る。
人力された個々のバケットからのシーケンス番号及びメツセージ終了フラグを用 いて、２つのビットマツプを更新する。各々のバケツｌ−か受け取られると、必 要な動作を決定するために、更新されたビットマツプか使用される。受は取られ たパケットマツプ行の全てのビットか設定されると、基本行ポインタか増加され 、受入れウィンドウか進められる。
受は取られたバケソｈマツプの現在の行において、対応するメソセージ終了ヒツ トか設定さねている最小のビット番号まで、全てのビットか設定されているかど うかに着目することによって、メツセージの完成か検出され且つ示される。各行 における最小のメツセージ終了ビットの値（列アドレス）であるような、他のデ ータ構造を保持することかできる。新しいバケットか受け取られる毎に、メンセ ージ終了ビットマツプの値を発見する代わりにこのデータ構造を使用することか てきる。
メソセージか完成したときに、メツで−ジ終了マツプのビットをメソセージか完 了したところまて０とすることによってデータ構造を更新するような、池の特徴 を付は加えることかできる。ブックキーピングの１つの方法は、メツセージ終了 マツプを構成するためにループを用いるものであり、受信機か処理能力を有する 場合、つまり、ローカルプロセッサである場合にこれは有用である。しかしなか ら、ハートワイヤトロシックの実行においては、同一の汎用方法か、ループの代 わりにテーブルルックアップを用いた実施例で達成される。この第２の実施例は 階層的な方法であり、ここでは付加的なデータ構造か用いられる。受信されデこ バケットの概要と、メソセージ終了の概要か付加される。これらは「より高い」 レベルのビットマツプである。どちらの実施例においても、計算負荷はその実行 における最小の負荷てあり、高性能に対してもスピードは適切である。
図面の簡単な説明 本発明の特徴と思われる新規な特性については、特許請求の範囲に述へられてい る。しかしながら、他の特徴及び利屯と同様に、本発明それ自体を、以下に述へ る実施例の詳細な記述を参照し、また添付図面と共に読むことによって、よりよ く理解てきるであろう。
第１図は、本発明で使用するバケットデータ通信システムのプロ・ツク図である 。
第２図は、第１図のシステムて使用可能なバケット形態の一実施例を示す図であ る。
第３図は、本発明の方法を実行するための装置例である第１図のシステムのノー トの１つをブロック形感で示した電気図である。
第４図は、本発明の方法で用いられるノーケンス番号受入れウィンドウの一例を 示す図である。
第５図は、本発明の方法の１つの実行で用いられるデータ構造を示す図てあ第６ 図は、本発明の一実施例によるシーケンス番号のブックキーピング方法を論理的 に示したフローチャートである。
第７図は、階層的（自由ループ）方法を用いた本発明の代替例によるシーケンス 番号のブックキーピング方法を、論理的に示したフローチャートである。
第８図は、第７図の方法で使用されるテーブルの初期化用手続きを掲載したソー スコードである。
実施例 第１図は、本発明の技術を利用できる通信ネットワーク１０の一形聾を示す。
このネットワークは、一般には、従来と同し構造であり、また従来と同し動作を 行なうか、本発明の概念を使用することかできるシステム形懇の一例として示し たものである。このシステムは、一対のノード１Ｌ１２間に通信ネットワーク１ ０を備える。ネットワークに接続されたノードは、おそらく何戸、何千と存在す るであろうと理解される。これらのノート１１及び１２は、システムによって送 信されるメツセージの発生地及び目的地として機能するようなホストコンピュー タ若しくは端末であり、大抵は、ネットワークプロトフルの実行及び、ネットワ ークに対する物理接続１３若しくは１４を行なうために、他の設備に対するアダ プターを有するだろう。幾つかの場合には、プロトコルをホストコンピュータ自 身で実行することもてきるか、この仕事はプロトコルプロセッサに任せることも できる。ネットワーク１０は、中間ノート１６を含めて、多数のリンクを含む。
これらのリンク１５の幾つかは、普通はトランク設備（ｔｒｕｎｋ　ｆａｃｉｌ ｉｔｉｅｓ）てあり、何戸、何千という別々のチャンネル若しくはメツセージを 同時に送信し、また時分割で送信することかできる。リンク１５は、従来のワイ ヤと同様に、マイクロ波若しくは衛星リン入光ファイバリンクを備えていてもよ い。ネットワーク１０は、局部的なものでもよいし、また何戸、何千マイルにも 広がるものてもよい。
第１図に示した通信ネットワーク１０ては、ノート１１からノート１２に送信さ れるメツセージに関して代替バスか存在するため、所定メツセージのパケットは 、発生地のノード１１から目的地のノード１２まて、リンク１５によって示され た別々の道によって送信されてもよい。ネットワークトラフィックは、ネットワ ークの種々のリンクを、その瞬間毎の混雑の具合に従って、利用可能なバンド幅 を持つバスによって発送される。この結果、多数のパケットを持つメツセージは 、種々のリンクによって発送されたパケットを有するため、バスにおける異なる 遅延により、それらのパケットはでたらめな順序で目的地に到達するであろう。
第２図を参照すれば明かなように、１つのメツセージは、他の発生地から他の目 的地に向けられた他の多くのメツセージと同しメツセージ流れ２１において、パ ケット２０の列として、ネットワークｌＯで（リンク１０の各々に沿って）実行 される。メツセージのパケット２０は、連続的且つ一群どしてリンクＩＳに送達 されてもよいか、通常は、池のメツセージのパケットの混合されて、種々の発生 地から種々の目的地に送達される。メツセージバケット２０は、実行されるプロ トコルや送信メカニズムに従って、種々の形態とすることかできるか５１個々の パケット２０は通常、ある１つの特定の通信に関して定義されたシーケンスの１ つとしてこのパケットを識別するメツセージＩＤ２２、バーチャルチャンネル（ ｖｉｒｔｕａｌ　ｃｈａｎｎｅｌ）若しくは、メツセージを定義するための他の カテゴリーを含むであろう。パケットは、送信端（例えば、ノード１１において ）のプロセッサによって選択されたシーケンス番号２３を含み、このシーケンス 番号によって、このパケットかメツセージ内のどの位置のパケットであるかが識 別される。例えば、この完全なメツセージか３２ピツＩ・である場合、また個々 のパケット２０か、そのデータフィールド２４で５１２ビツトを運搬する場合に は、例えば００〜６３という６４個のシーケンス番号か、メツセージ送信に必要 とされる６４個のパケット２０に配置される。典型的な実施例では、シーケンス 番号は３２ピツＩ・フィールドであるため、そのシーケンス番号は、０〜２３２ 　ｔというシーケンスまで増える。更に、パケット２０は、通常行われているよ うに、エラーチェック用のＣＲＣフィールド２５を含む。通常、データフィール ドは、このパケットがメツセージの最後のパケットであるときにたけ「１」に設 定されるようなＥＯＭ。
若しくはエンド・オブ・メツセージフラグを含む。ＥＯＭフラグは、メツセージ の最後の１つ以外は、全てのパケットに関して０とされる。
第３図を参照すれば明かなように、ノード１１若しくは１２の構成には、例えば 、送信及び受信ライン、若しくはリンク１３のチャンネル２８及び２９に接続さ れた送信機２７及び受信機２８が含まれる。送信及び受信バッファメモリ装置３ ０及び３１は、第２図に示されているようなデータ流れ２１を送信の前後に保持 しており、コントローラ３２は、これらのバッファにアクセスし、使用されるプ ロトコルに従ってそのメツセージパケット及びメツセージ流れを形成する。コン トローラ３２は、送信機及び受信機２７及び２６の動作、バッファ３０及び３１ の負荷も管理する。コントローラ３２は、マイクロプロセッサでもよく、あるい は、例えばハードワイヤドロシック（ｈａｒｄｗｉｒｅｄ　ｌｏｇｉｃ）てもよ い。メモリ３３は、もしそれかマイクロプロセッサ型であれば、プログラム及び データに関してコントローラによってアクセスされるであろうし、もしコントロ ーラかノ＼−トウエア皇てあれば、テーブルルックアップに関してデータを保持 することもてきる。本発明による方法て使用されるシーケンス番号２３は、ホス トコンピュータ端末１７によって、また、上流のプロトコルプロセッサのコント ローラによって、あるいはある中間点において、使用されるシステムタイプ及び 実行されるプロトコルタイプに基づいて割り当てられるであろう。よって、以下 に述へる本発明による方法は、受信設備において作動するものであり、これらの ノーケンス番号は、上流の送信設備によって割り当てられると仮定する。
本発明によれば、通信リンクの受信端においてシーケンス番号２３を絶えず追跡 するだめの２つの方法か存在する。これら２つの方法は共に、喪失され若しくは 再指令されｔ：フｌ／−ム、若しくはパケットを処理しなければならない輸送通 信プロトコル（ｔｒａｎｓｐｏｒｔ　ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　ｐｒｏｔｏ ｃｏｌ、ｓ）　、及び／又は、データリンクの性能向上のために使用することか できる。これらの方法は、ソフトウェア若しくはハードウェアのいずれによって も実行することか可能である。
解決すべき基本的な問題は、非常に多数の空間（例えば２２２より大きなもの） において、シーケンス番号を絶えず追跡することである。シーケンス番号２３に 対しては大きな数か使用されるため、パケットがネットワーク内で生きているこ とかできる時間内で重複して割り当てられることはない。本発明で述べる方法は 、パケットのシーケンス番号を絶えず追跡するため、発生地１７と目的地１８の 間の通信ネットワーク２０でパケットか重複し、若しくは喪失されたとしても、 そのようなことに係わらず、（例えば、パケット２０か送信された正しい順番で 、パケット２０を輸送ユーザ１７若しくは１８に送信するよう〉個々のシーケン ス番号に関連する仕事は正確に一回たけ実行される。関連する仕事か一度以上実 行されると、情報に誤りか生じ、システムの後の動作に誤りか生じることかある 。
イネーブル状態か存在する場合に、仕事か実行されなければ、やはりシステム動 作に誤りか生しる。
第１図のような通信ネットワーク環境では、３２ビットのシーケンス番号２３か 各パケット２０ど関連している。これらのパケットは、ネットワーク内て喪失さ れ、若しくは重複することかあるか、シーケンス番号を実効的に、つまり、）＼ −トウエア、ソフトウェア、及び／又は、計算資源に不必要な出費をすることな く、絶えず追跡することか要求される。０〜Ｐ２　１に及ぶ３２ビット数に関し て調査を行うための計算用コストは非常に負担となる。
シーケンス番号を絶えず追跡する方法として、本発明では２つの方法を開示した 。本発明によるこれら２つの方法は非常に関連しているか、それらの方法はいづ れも、非常に良好な平均値及び最悪時の性能を備えている。とちらも、ソフトウ ェア若しくはハードウェアのいづれによっても実行することか可能である。しか しながら、第１の方法では、ソフトウェアの実行に適したものとされており、ま た、シーケンス番号の到達速度における差異の除去、及びシーケンス番号の処理 のために、（例えば、受信バッファ３１の）バッファリングを使用すると仮定し ている。実際、現在行われているシーケンス番号追跡では、全ての場合において 、通常は上のように仮定されている。
第２の方法は、非常に良好なｉ＆悪処理時間を有するものにされている。この方 法は、階層的方法と呼ばれる。なぜなら、この階層的方法では、第１の方法に対 して最悪性能を減少させるよう、階層的なデータ構造を用いているためである。
これ以外にも何らかのスピード整合用バッファリング（ｓｐｅｅｄ隠ｔｃｈｉｎ ｇ　ｂｕｆｆｅｒｉＨ）が必要となる場合かあるが、このような場合にも、この 階層的方法は重要である。
スピード整合用バッファリングか非常に重要な例として、シーケンス番号追跡の 最適なＶＬＳ　Ｉ実行かある。
本発明の方法では、第４図に示されるように、所定時間において受け入れるシー ケンス番号の境界か設定される。このため、受入れウィンドウ４ｏが定義される 。シーケンス番号のブロック、若Ｉバは集合４Ｉは、ノーケンス番号空間のウィ ンドウ４０に示されており、個々のブロック、若しくは集合（以下、１行（ｒｏ ｗ）」　と呼ぶ）は、この実施例では、第２図の３２ピツＩ・のノーケンス番号 ２３に対応するビットを含んでいる。ウィンドウ４０て最も小さいシーケンス番 号（基本）は、ｒ基本ノーケンス番号」若しくは、ｂａｓｅＳｅｑ＃４３を示し ており、これは可変とされている。ｂａｓｅＳｅｑ＃４３以下の全てのシーケン ス番号は、既に受け入れられ、且つ処理されているシーケンス番号を示してし・ る。
このため、これらのノーケンス番号は、重複（ｄｕｐｌｉｃａｔｅｓ）と呼ばれ 、将来的には常に無視される。これらの番号状態を含むに、この方法のデータ構 造では十分でないため、ウィンドウ４０以」−のシーケンス番号もまた無視され なければならない。第１図に示すような通信ネットワークを用いる場合、ウィン ドつ４ｏ以上のこれらのノーケンス番号は、ベシミステノイクフロー制＠　（ｐ ｅｓｓｉｍｉｓｔｉｃ　ｆｌｏｗｃｏｎｔｒｏｌ）を用いることにより、通常の 動作では現れないようなものとすることかできる。例えば、ウィンドウ４０の大 きさによって決定さねブ：番号以降のバケット２０を、もうそれ以上、ノードｊ ３若しくは＋７か送信しないように、例えばフロー制画信号か発生される。又、 ノーケンス番号が現ねることはあるが、そのシーケンス番号かウィンドウ４０の 範囲内に存在するようになるまでは、送信機１７か再試行するであろうことを知 ることにより、それらのノー１ｒンス番号を安全に省略することができる。
以下に述△、るように、データ構造に対してとの位の量のメモリを割り当てらね るかにもよるか、例えばウィンドウ４０に対して、ノーケンス番号の許容値に関 する境界を設定する（例えば、１２８ノ一ケンス番号）ことにより、比較的多量 のてたらめな順序の実行を許容するような実際的且つ実効的な方法か提供される 。
第４図のウィンドつ４０の範囲に存在するノーケンス番号は、本発明の一実施例 の方法に従って、第５図に示されているデータ構造に関連して処理される。この 実施例ては、１２８１ＴＩｆｌのノーケンス番号、即ち、３２ピントか４行存在 するウィンドウを用いており、このウィン）・つに関して、ｒｅｃＰｋｔＮｉａ ｐど呼はれるビットマツプ４４が、円形バッフ　ｙ　（ｃｉｒｃｕｌａｒ　ｂｕ ｆｆｅｒ）の形で、３２ビー／　ｌ□輻、４列の深さで、メモリに定義されてい る（例えば、メモリ３３のバッファ３１）。
ｂａｓｅＲｏｗポインタ４５と呼ばれる値は、ｒｅｃＰｋｔＭａｐ４４における 今現在の行を指している。同一の大きさ及び形の対応するビットマツプ４６か定 義される。このビットマツプ４６は、メソセージ終了ピノ（・を記憶し、ｅｎｄ 。
ｆＭｓｇＭａｐと呼ばれている。ビットマツプ４６は、メツセージ終了トリガを 発生するために用いられる。
本明細書て記述した２つの方法は、第６図及び７図のフローチャートで示されて いる。これらの方法（第６図及び第７図）は共に、全てのビットマツプを０に初 期化した状態で開始される。ピッｊ・マツプの各行のビット位置は、ＯからＳ　 Ｉ　Ｚ　ｅＯｆ　Ｒｏｗ　ｌ　（即ち、この例では０〜３１）の数か割り振られ ている。
ｂａｓｅＳｅｑ＃の値は、使用されるであろう最初のノーケンス番号に設定され 、本明細書の目的からすれば、０に設定されることになる。シーケンス番号は、 幾つかの他のエンティティにより、ｂａｓｅｓｅｑ＃で始まるシーケンスとして 割り当てられると仮定されている。更に、これらのシーケンス番号は、重複によ ってでたらめな順番となってしまった以下の方法の１って用いられると仮定され ている。しかしながら、結局は、この方法は、全てのシーケンス番号に用いられ る。
ＳｉｚｅＯｆＲｏｗは、なんらかの便利な正の整数である。これらの方法では、 １〜２５６までの様々な値か用いられることになっているか１、二の数は、実行 マンーンのワードサイズの２乗とするのか最も便利であろう。第６図の第１の方 法のｎｕｍｏｆＲｏｗｓに関しても同様である。第７図の階層的方法に関しては 、ｎｕｍＯｆＲｏｗｓか２の累乗と仮定されている。
これらの方法は共に、完全な「メツセージｊに対してトリガを与えるのに必要と されるデータ構造及び処理も備えている。メソセージは通信輸送プロトフルにた びたび適用されるため、上て述へたように、基本的な通信レイヤ（つまり、「バ ケット」ンによって支持されるものよりも、より大きなｔｉｌｌ報のユニツト（ つまり、　「メツセージ」〉を通信することかできる。
本発明の方法て用いるメツセージは、１組の連続する一連の番号を備え、ＥＯＭ フラグによって池のノーケンス番号（他のメソセージ）から、境界を引かれた多 数のバケットである。個々のシーケンス番号は、そわにｒ３ｊｉ連したＥＯＭフ ラグを有しているが、メソセージの最後のバケットのＥＯＭフラグだけか「１」 に設定さね、先行する全てのフラグはＯに設定されている。例えば、メソセージ 終了ビット０００００１００００１０１は１．ピッ）・マツプ４６に現れるであ ろう３つのメソセージを示す。第１のメツセージは６つのノーケンス番号からな り、第２のメソセージは５つのシーケンス番号を備え、第３のそわはたった２つ のシーケンス番号を備える。メツセージは、受信端において、そわらのバケット かてたらめな順番で到着する結果、てたらめな順番で完成される。このため、そ れらのシーケンス番号は、ビットマツプ４４．４６中にてたらめな順番でエンタ ーされることになる。しかしながら、一般には、このシーケンス番号追跡方法に よって、ユーザに対しては、ノーケンス番号か増加するような順番として完全な メソセージたけか通知されることか望まれる。このため、メソセージ＃２か、メ ソセージ＃１の最後のバケソ）・の前に受け取られた場合には、ユーザには通知 されず、その代わり、＃１の最後のバケットか受け取られたときに、この場合に は２つのメツセージに関して５メツセ一ジ完成信号か与えられる。
メツセージ終了処理か、第６図及び第７図の方法に示されている。これらの図は 、この共通の機能か、これら２つの方法によって、容易に達成され得ることを示 している。メソセージ終了処理の出力は’ｍ　ｓｇ　ＣＯｍ　ｐ　Ｉ　ｅ　ｔｅ 　Ｊ　と呼ばれるヒソ１へてあり、このビットは、現在のシーケンス番号か、１ つの（若しくは、それ以上の）メソセージを完成させたことを示している。それ は完成されたメツセージの番号を与えるものではなく、また、完成された最後の メソセージのノーケンス番号を与えるものでもないか、この情報に対する処理は 、その機能特性に変更を加えることなく第６図に付加さね得る。これらの方法て は、メソセージ終了処理にほんの少し変更を加えることにより、他の同様の機能 に用いることかてきる。例えば、ある輸送には、表示されたシーケンス番号まで のシーケンスか完成したときに確認パケットを］・リガするようなｒｅｑＡｃｋ ヒントか備わっている。この場合、それかｒｅｑＡ、ｃｋを有しているか否かに 係わらず可能とされた最も高いシーケンス番号のたった１つの確認だけかトリガ される。この特性は、両方の方法に対して、その機能特性を変更することなく付 加され得る。メソセージ終了処理にしてもｒｅｑＡｃｋ処理にしても、共に基本 的なものであるか、いづれの方法にとっても実質的なものではなく、従って１、 ：れらの処理は任意的なものである。
本発明の一実施例によるシーケンス番号処理の方法の第１の例か、第６図にフロ ーチャートで示されている。この方法の初期的部分では、このシーケンス番号か ｂａｓｅＳｅｑ＃以下であるか否かか調査され（この場合には、バケットは重複 どして無視される）、次に、シーケンス番号か受入れウィンドウ４０以上である か否か調査される（この場合には、バケットは範囲外なので無視される）。この ように第１のブロック５０ては、この方法に与えられるシーケンス番号（例えば 、シーケンス番号２３を有するバケット２０を受け取ることによる）か、ｂａｓ ｅｓｅｑ＃に対して比較され、もしｂａｓｅＳｅｑ＃以下である場合には、フロ ーチャートのバス５１を通じて、バケット２０は重複どされ捨てられる。もしそ うでなければ、制硼はブロック５２に移され、シーケンス番号かウィンドウ４０ の最大値に対して比較される。もし大きければ、バケットは範囲外として捨てら れる。この結果、良好なバケットを再送信する１４かあるか、この再送信は、デ ータ構造を与えて境界を使用せずにシーケンス番号を処理するよりは、負担とな らない。もしウィンドウ４０の最大値以上でなければ、制御はブロック５３に移 り、このブロック５３ては、このシーケンス番号かすてに受け取られているかど うかか、ピッ）・マツプ４４によって調査される。、二の最後に、ビットマツプ ４４のピントアドレスか発生されなければならない。
所定のシーケンス番号に対するビットマツプ４４及び４６におけるロケーンヨン は、（ｂａｓｅＳｅｑ＃／ｓ　ｉｚｅｏｆＲｏｗ）　ＭＯＤ　ｎｕｍＯｆＲｏｗ ｓにより、若しくは他の方法により、ｂａｓｅＲｏｗ番号を最初に決定すること によって計算され、ｂａｓｅＲｏｗは、同一の値を持っている限り、ブックキー ピング状態の一部として保持され得る。シーケンス番号に対するビットマツプ行 の索引及びその行内でのビット位置は、簡単な引き算、割り算、ＭＯＤ　（若し くは、割り算の代わりにビットのンフト、ｓｉｚｅｏｆＲｏｗｓ及びｎｕｍｏｆ Ｒｏｗｓか２の累乗である場合はＭＯＤの代わりにビソトフィールト抽出（ｂｉ ｔ　ｆｉｅｌｄｅ：ｉ：ｔｒａｃｔｉｏｎ）　）を使用することによって、同様 の方法て計算される。
ｒｅｃＰｋｔＭａｐ４４において、計算されたビット位置でのビットが１であっ た場合、第６図の決定ブロック５３によって示されているように、そのシーケン ス番号は重複として無視される。さもなければ、ブロック５４によって示されて いるように、ビットマツプ４４の計算された位置で、そのビットか設定される。
決定ブロック５５によって示されているように、このシーケンス番号を存するパ ケットのｅｎｄＯｆＭｓｇ　（ＥＯＭフラグ）か１である場合には、ブロック５ ６によって示されているように、計算されたビット位置と同じものを用いること により、ｅｎ、ｄｏｆＭｓｇＭａｐ４６にそのビットか設定される。また、その ビット位置を、第５図のｍｉｎＥｎｄｏｆＭｓｇＢｉ　ｔＮｕｍ５７と呼ばわる 記憶値のこの行の値と比較し、もしそのビット位置かより低い場合には、第６図 のブロック５８に示されているように、ｍｉｎＥｎｄｏｆＭｓｇＢｉ　ｔＮｕｍ にそれを記憶する。ｍｉｎＥｎｄＯｆＭｓｇＢｉ　ｔＮｕｒｒ、５７と呼ばれる 記憶値は、「ビットマツプ行でｌを持つ最も小さなビット番号を発見する」　（ 以下、ＦｉｎｃｌＦｉｒｓｔｏｎｅＢｉｔと呼ぶ）必要性を除去するために用い られるか、こねはソフトウェアのコストを幾分高価なものとするであろう（コス トを比較的安いものにするため、　「ループアンローリングＪ　（ｌｏｏｐ　ｕ ｎｒｏｌｌｉｎｇ）及びテーブルルックアップを用いることかできる）。高額で はない場合、即ち、例えば、それが１若しくは２サイクル命令として提供される ような場合には、この方法をほんの少し調整するだけて、ｍｉｎＥｎｄｏｆＭｓ ｇＢｉｔＮｕｍ５７を除去することかできる。第６図の方法において、ｍｉｎＥ ｎｄＯｆＭｓｇＢｉ　ｔＮｕｍの各行は、ｓｉｚｅＯｆＲｏｗに等しいか、若し くはそれより大きなｍｉｎＥｎｄＯｆＭｓｇＢｉ　ｔＮｕｍて開始されており、 各行に記憶されている値は、入ってきたＥＯＭフラグと同じ位低くされている。
ｍｓｇＣｏｍｐ　１　ｅ　ｔ　ｅビットは、ブロック５９に示されているように 、先ず初めに、ｂａｓｅＲｏｗのｍｉｎＥｎｄｏｆＭｓｇＢｉｔＮｕｍに等しい ヒツト位置まで、及びこの位置を含めて、全てか１ビツトであるようなマスクを 構成することによって計算することかできる（これは、ｓｉｚｅｏｆＲｏｗエン ティティを備えるテーブルを用いて、５ｉｚｅＯｆＲｏＶｙビツトによって迅速 に行なうことかできる）。第２に、このマスクをｒｅｃＰｋｔＭａｐのｂａｓｅ Ｒｏｗを用いてビットワイズＡＮＤ　（ｂｉｔｗｉｓｅ　ＡＮＤ）シ、それをマ スクの複製と比較する。
もし等しければ、それらのシーケンス番号は、このｅｎｄｏｆＭｓｇＭａｐのｂ ａｓｅＲｏｗで最も低い番号か付された１ビツトまで、及び少なくともそれを含 めたところまで、シーケンス番号か完成されている。
次に、ブロック６０によって示されているように、ｒｅｃＰｋｔＭａｐ４４のｂ ａｓｅＲｏｗか全て１であるかどうかか調査される。この調査は、５ＩＺｅ○ｆ Ｒｏｗか実行マシーンのワードサイズより小さいが、あるいは等しい場合には、 簡単な数学的比較により行われる。もし真ならば、第１に、ブロック６Ｉにおい て、ループ体を実行して、データ構造のｂａｓｅＲｏｗを再び初期化しくっまり ０とし）、第２に、ブロック６２において、ｂａｓｅＲｏｗ　ＭＯＤ　ｎ、ｕｍ 。
ｆＲｏｗｓを増加させ、ｓｉｚｅＯｆＲｏｗをｂａｓｅｓｅｑ＃に加え、第３（ ′：、ブロック６３において、上と同様にして、ｍｓｇＣｏｍｐ　Ｉ　ｅ　ｔ　 ｅを再び計算する。
ループか終了するとく全てのビｙｌ・＝１とはならない場合、バス６４によって ）、ブロック６５においてｍｓｇＣｏｍｐ　ｌ　ｅ　ｔ　ｅが調査され、もし真 ならば、ブロック６６に示されるように、ｅｎｄＯｆＭｓｇＭａｐ及びｍｉｎＥ ｎｄｏｆＭｓｇＢｉｔＮｕｍのｂａｓｅＲｏｗエンティティを更新する必要かあ る。ｅｎｄＯｆＭｓｇＭａｐの低順位のビットは、ｒｅｃＰｋｔＭａｐのｂａｓ ｅＲｏｗの１の補数てＦｉｎｄＦｉｒｓｔＯｎｅＢｉｔを用いて、上のようにし てマスクを構成し、このマスクをｅｎｄｏｆＭｓｇＭａｐのｂａｓｅＲｏｗを用 いて、ビットワイズＡＮＤ　（ｂｉｔｗｉｚｅ　ＡＮＤ）を行なうことによって 、クリアされる。これにより、これらのビットか重複してｍｓｇｃｏｐｍｌｅｔ ｅ信号をトリガすることが防止される。ｅｎｄＯｆＭｓｇＭａｐの行であるビッ トがクリアされたときは、常に、ＦｉｎｄＦｉ　ｒｓ　ｔｏｎｅＢｉ　ｔを用い て、同一の行に関して、ｍｉｎＥｎｄＯｆＭｓｇＢｉ　ｔＮｕｍの値を更新する 必要がある。ＦｉｎｄＦｉｒｓｔＯｎｅＢｌｔに対するこれら２つの呼び出しだ けが必要とされ、これらはｍｓｇＣｏｍｐｆｅｔｅ信号に関してのみ必要とされ る。
シーケンス番号ブックキーピングに関する第６図の方法はこれて完了する。所定 のシーケンス番号及びｍｓｇＣｏｍｐ　ｌ　ｅ　ｔ　ｅ信号に関連するとの動作 も（ここては述べていない）、「通常終了」ポイントて終了される方法である限 りは、その実行に関して安全に考察することかできる。ある場合には、＋７＋ｓ ｇＣｏｍｐｌｅｔｅのような信号か発生するまで、幾つかの手段によってその関 連動作を遅延させる必要かあるだろう。これにより、シーケンス番号の割当と同 し順序で、それらの動作を実行できるであろう。
第７図の方法は、第６図の方法と非常に近似している。シーケンス番号かＩＷ４ ０以下か、若しくはそれ以上であるかの調査は、ブロック５０及び５２と同しで ある。第７図の方法は２つの重要な点で異なる。　□第１に、ｒｅｃＰ］＜ｔＳ ｕｍ、ｍａｒｙ６７とｅｎｄＯｆＭｓｇｓｕｍｍａｒｙ６８か、第５図のデータ 構造中で、「より高い」レベルのビットマツプとして付加されていることである 。ｒｅｃＰｋｔＳｕｍｍａｒｙ６７の各ビットは、ｒｅｃＰｋｔＳｕｍｍａｒｙ のビット位置に対応する行番号を、ｒｅｃＰｋｔＭａｐ４４て有するようなｒｅ ｃＰｋｔＭａｐ４４の全てのｌピット行の代用である。
事実、ｒｅＣＰｋｔＭａｐ４４の行は、その概要（ｓｕｍｍａｒｙ）ビットか設 定された場合には全て０に設定されるため、それは「代用」なのである。従って 、ビットマツプ４４の各行か満たされたときは、ｒｅｃＰｋｔＳｕｍｍａｒｙ６ ７の対応ビットか設定される。同様に、ｅｎｄｏｆＭｓｇｓｕｍｍａｒｙ６８は 、ｅｎｄ○ｆＭｓｇビットマツプ４６の内容の概要である。マツプ４６の行のい づねかのビットかＩである場合、ｅｎｄＯｆＭｓｇｓｕｍｍａｒｙの対応ビット か設定されるが、ビットマツプ４６は再び初期化されないので、概要６８のビッ トの設定は、もっと複雑である。ｅｎｄｏｆＭｓｇｓｕｍｍａｒｙ６８のビット は、より正確には、ｅｎ、ｄｏｆＭｓｇＭａｐ４６とｒｅｃＰｋｔＭａｐ４４と のビットワイズＡＮＤに対応する行のいづれかのビットか１ならば、その概要か 設定されることを意味する。この場合、円形バッファか回転したときに、ｅｎｄ ｏｆＭｓｇＭａｐ４６か再び初期化されるわけてはないため、ｒｅｃＰｋｔＭａ ｐ４４の対応する行を、ビットマツプ４６を用いてピッＩ・ワイズＡＮＤする必 要があり、事実、ｅｎｄｏｆＭｓｇＭａｐ４６は、どんなときでも、いづれかの 値て始まるであろう。ビットマツプを再び初期化する主な理由は、第６図の方法 の最悪の場合よりも、最適ではないためである。階層的方法は、この初期化作業 を最悪ではないバスに移すことにより、最悪のバスを最少にする。「ケースバラ ンシング（ｃａｓｅ　ｂａｌａｎｓｉｎｇ）　Ｊは、　「リアルタイムの」ハー ドウェア実行の設計で非常に有用である。
第７図のフローチャー１・において、ブロック６９は、ブロック５３のｒｅｃＰ ｋｔＭａｐ４４で設定されたビットを調査する前に、ｒｅｃＰｋｔＳｕｍｍａｒ ｙ６７て設定されたビットの調査を反映する。この概要は、ビットマツプに先行 するからである。シーケンス番号か重複していない場合は、ブロック５４に示さ れるように、このビットはｒｅｃＰｋｔＭａｐ５４に設定される。このバケット に対して更新か行われた後、ブロック７０に示されるように、ｒｅｃＰｋｔＭａ ｐのこの行の全てのビットか１に等しいかどうかか調査され、もしそうならば、 ｒｅｃＰｋｔＳｕｍｍａｒｙ６７のビットかブロック７１において設定され、ｒ ｅｃＰｋｔＭａｐのこの行は、ブロック７２て０に設定される。前に述へたよう に、このシーケンス番号におけるｅｎｄｏｆＭｓｇに関して、ブロック５５で調 査か行われ、もしｙｅｓならば、ブロック７３に示されているように（以下に述 べるように）、ｅｎｄＯｆＭｓｇｓｕｍｍａｒｙ６８のビットかこの行に関して 設定される。
第７図の方法で２番目に重要な差異は、第６図のブロック６０．６１．．６２． ６３のループか、それぞれか２つの値を返すような２つのテーブルルックアップ を用いて、階層的な方法で置換されることである。他の小さな差異として、Ｆｌ ｎｄＦｉｒｓｔｏｎｅＢｉ　を命令に、たったの１サイクルしか要しないために 、ｍｉｎＥｎｄｏｆＭｓｇＢｉ士Ｎｕｍ配列５７（ブロック５８）が使用されな いということかある。（Ｍｉ　ｎＥｎｄＯｆＭｓｇＢｉ　ｔＮｕｍは、はんの少 しの変更で付加することかできる。） ブロック７４に示されているように、ちょうと受け取られたシーケンス番号と関 連するｅ　ｎ　ｄ　Ｏｆ　Ｍ　ｓ　ｇフラグか、ｅｎｄｏｆＭｓｇＭａｐ４６に 複写される（つまり、１又は０に設定される）。この時にだけ、ｅｎｄＯｆＭｓ ｇＭａｐ４６のこの位置か、正しい値に設定されるからである。（開始のときて さえ、初期化されることはない。） 次の段階は、ブロック７５に示されているように、ｂａｓｅＲ，ｏｗポインタ４ ５のビットをｒｅｃＰｋｔｓｕｍｍａｒｙ６７の値に連結することにより、テー ブルインデックスか形成される。ｂａｓｅＲｏｗＤｅｌｔａの値もテーブルから 返される。ＢａｓｅＲｏｗＤｅ　１　ｔａは、現在のシーケンス番号を処理する ことによってｂａｓｅＲｏｗか変更されるであろう量である。このテーブルの計 算方法かｉｉｌ！８図の手続きに与えられている。第８図では、それはフィール ｌ”　ｎ　ｅ　ＷＲｅｃＰｋｔＳｕｍｍａｒｙ及びｂａｓｅＲｏｗＤｅ　Ｉ　ｔ ａを用いてｎｅｗＰｋｔＳｕｍｍａｒｉｅｓと呼ばれる。テーブルのエンティテ ィ番号はｎｕｍｏｆＲＯＷ　Ｓ＄　２″１ｌｌｏ　Ｉ　８″９ｍである。各エン トリの全体的な大きさは、ｎ、ｕｍｏｆＲ。
ｗｓ＋ＬＯＧ２　（ｎｕｍｏｆＲｏｗｓ）ビットである。第７図のテーブルルッ クアップは、第８図の方法によって発生さねテーブルから行われる。一旦、行の 大きさと行番号が決定されると、テーブルを発生させることかでき、変更はない 、即ち、ウィンドウの大きさ、行の番号及び、行の大きさか固定さねている限り 、テーブルに変更を加える必要はない。この方法で計算されたテーブルの例か、 後のテーブルＡに与えられている。テーブル△では、その上部テーブルか各エン トりにおける２つの値を示し、１つ目は、ｒｅｃＰｋｔＳｕｍｍａｒｙ６７に挿 入する（６進の）新たな番号、２つ目は、ｂａｓｅＲｏｗＤｅｌ　ｔａ−ｂａｓ ｅＲＯＷポインタ４５に加える量である。テーブル△の下位テーブルも、２つの 値を示しており、１つ目は、新たなｅｎ、ｄｏｆＭｓｇｓｕｍｍａｒｙてあり、 ２つ目は、ＣＯｍｐ　１　ｅ　ｔ　ｅＭｓ　ｇに対する値である。
第７図のブロック７６に次の段階が示されており、この段階では、テーブルイン デックスｋか、ｂａｓｅＲｏｗ、ｂａｓｅＲｏｗＤｅｌ　ｔａ及び、ｅｎｄＯｆ ＭｓｇＳｕｍｍａｒｙを連結することによって形成さねる。ｅｎｄｏｆＭｓｇｓ ｕｍｍａｒｙ６８は、インデックスｋにおいて、ｅｎｄＯｆＭｓｇｓｕｍｒｎａ ｒｙテーブルルックアップを用いて置換される。ｃｏｍｐ　ｌ　ｅ　ｔｅＭＳｇ は、インデックスｋにおいて、ｃｏｍｐｌｅｔｅＭｓｇＴａｂｌｅルックアップ に設定される。次に、ブロック７７で、（ｓ　ｉ　ｚｅｏｆＲｏｗをｂａｓｅＲ ｏｗＤｅ　］　ｔａ倍したもの）をｂａｓｅＳｅｑ＃に加え、ｂａｓｅＲｏｗボ イノタを更新するために、演算、（ｂａｓｅＲｏｗＤｅｌ　ｔａをｂａｓｅＲｏ ｗｌ：付加したもの）ｍｏｄｕｌｏ　ｎｕｍｏｆＲｏｗｓか実行される。
決定ブロック７８で、値（ｅｎｄＯｆＭｓｇＭａｐのｂａｓｅＲｏｗを、（マス クオフ（ｍａｓｋ　ｏｆｆ）され、最も低い番号か付された０ビツトよりも、よ り高位のいづれかの１を持っｒｅｃＰｋｔＭａｐのｂａｓｅＲｏｗ）を用いて、 ピッｌ−ワイズＡＮＤＩ、たもの）か、全てＯであるか調査さゎ、る。もしそう ならば、通常終了か発生する。もしそうでなければ、ｃ　ｏｒｎｐ　ｉ　ｅ　ｔ 　ｅＭｓ　ｇが真に設定されぐブロック７９）、ブロック８０て、ｅｎｄｏｆＭ ｓｇＭａｐの）ｖａｓｅＲｏｗのビットか、ｒｅｃＰｋｔ、ＭａｐのｂａｓｅＲ ｏｗの中て最も低い番号か付されたＯまて、マスクオフされる。ブロック８工に 示されているように、ｅｎｄＯｆＭｓｇｓｕｍｍａｒｙ６８のｂａｓｅＲｏｗは 、ｅｎｄｏｆＭｓｇＭａｐ４６のｂａｓｅＲｏｗの全てのビットがＯである場合 にクリアされ、通常終了される。
このように、データ構造は、ソフトウェアループを用いずに更新されるため、第 ７図の命令は、ハードウェア論理によって実行することかできる。
本発明を、特別の実施例を参照しつつ説明してきたが、この記述は、限定を意味 するものではない。本発明の他の実施例と同様に、この実施例に対する様々な変 更か、この記述を参照すれば当業者には明かであろう。従って、本発明の真の範 囲無いにあるこのような変更や実施例は、以下に述べる特許請求の範囲によって 、カバーされるものと考えている。
Ｘ □ 要約書 バケットデータ通信ネットワークでは、メツセージパケットのシーケンス番号を 用いることによって、あるメツセージに関して送信されたバケッＩ・か識別され る。この結果、パケットのｍを調査することか可能となり、また、喪失され若し くは重複したパケットを検出することか可能となる。これらのノーケンス番号を 追跡する方法か提供されている。シーケンス番号の受入れウィンドウには境界か 定められており、この受入れウィンドウ以下若しくは以上の番号は無視される（ 受は取られない）。ビットマツプは、この境界定めされたウィンドウ内に存在す る番号の範囲に関して確立される。各ビットはノーケンス番号を示し、ヒントマ ツプにはシーケンス番号によって索引か付されている。１つのヒツトマツプは、 １つの受け取られたパケットのマツプであり、どのノーケンス番号を受１プ取っ たのかを追跡するために、更に、この結果、重複するシーケンス番号を除去する ために、使用される。メツセージ終了ピッ］・マツプは、メツセージ終了フラグ を有するバケット位賞を記録するために使用され、また、あるメツセージに対す る全てのバケッ）・か受け取らねたかとうかを判断するために、受は取られたパ ケット用のマツプとともに使用される。これによってメツセージ終了］・リガを 発生することか可能となる。入ってくるバケツ）・からのノーケンス番号及びメ ツセージ終了フラグは、各バケッ）・を受け取ったときにこれらのビットマツプ を更新するために使用され、また、この更新されたビットマツプは必要な動作を 決定するために使用される。これらのシーケンス番号を追跡するための２つの方 法か記述されている。これらの方法は共に平均時に良好な性能を有する。第１の 方法は、相互作用ループを用いるものであり、ソフトウェアの実行に最適である 。第２の方法は、相互作用ループの代わりにテーブルルックアップを用いており 、ハードウェアの実行により適している。この第２の方法は、最悪時の性能か非 常に良好である。
国際調査報告　。、エフ、Ｉｅ　６．／、ｌｎ、’１

Claims (34)

    【特許請求の範囲】
  1. １．パケットデータ通信システムにおけるメッセージパケットのシーケンス番号 追跡方法において、 ａ）発生地から目的地に送信される一連のパケットに対して順番にシーケンス番 号を割り当てる段階と、 ｂ）前記目的地において、前記シーケンス番号の受入れ可能な範囲を定める段階 と、但し、前記範囲は、基本シーケンス番号で始まつて、利用可能なシーケンス 番号の小部分であるウィンドウに関して拡張されているような範囲であり、ｃ） 前記ステーションで受け取られた各メッセージパケットのシーケンス番号を、前 記受入れ可能な範囲と比較する段階と、ｄ）前記範囲に存在しないシーケンス番 号を有する全てのメッセージパケットを捨てる段階と、 ｅ）前記目的地において、受け取られた各パケットのシーケンス番号を表示する シーケンス番号によって索引が付された第１のビットマップを保持する段階と、 ｆ）受け取られた各パケットに対して、前記第１のビットマップにおいてそのパ ケットのシーケンス番号を調査し、前記ビットマップに既に設定されているシー ケンス番号を有するようなパケットを捨てる段階と、を備えることを特徴とする 方法。
  2. ２．請求項１記載の方法において、入ってくるパケットがメッセージ終了パケッ トであるかどうかを調査し決定する段階を備え、もしそうならば、対応するビッ トを、シーケンス番号によって索引が付されたメッセージ終了ビットマップに設 定する方法。
  3. ３．請求項２記載の方法において、前記メッセージ終了ビットマップにビットを 設定する前に、全てのシーケンス番号が前記第１のビットマップに設定されてい るかどうかを調査して決定する段階を備え、もしそうならば、メッセージ終了表 示を与えて、前記メッセージ終了ビットマップにおいて現在のシーケンス番号ま での全てのビットを０にすることを特徴とする方法。
  4. ４．請求項１記載の方法において、前記第１のビットマップは、各行がＮビット のＭ行を備えるデータ配列であって、前記ウィンドウと同一の大きさである方法 。
  5. ５．請求項４記載の方法において、前記メッセージ終了ビットマップは、各行が ＮビットのＭ行を備えるデータ配列である方法。
  6. ６．請求項５記載の方法において、Ｎは２の累乗であって前記ステーションの処 理手段のデータパスの幅に等しく、Ｍは２の累乗であってＭのＮ倍の大きさであ り、前記ウィンドウはＭのＮ倍の大きさである方法。
  7. ７．請求項１記載の方法において、全てのビットが設定された前記第１のビット マップの各行に対して設定されているような１つのビットを備える第１の値を保 持し、設定されたビットの全ての組合せに関して前記第１の値のテープルを発生 し、シーケンス番号を受け取ったときに新しい第１の値を前記テーブルで検索す る方法。
  8. ８．メッセージパケットに対してシーケンス番号を用いるような通信システムで 使用するためのパケットデータ受信機におけるシーケンス番号追跡方法において 、 ａ）シーケンス番号を有するメッセージパケットを受け取る段階と、ｂ）受け取 られた個々のシーケンス番号を、利用可能なシーケンス番号の小部分がシーケン ス番号から開始され、拡張されているようなウィンドウにおける前記シーケンス 番号の受入れ可能な範囲と比較する段階と、ｃ）前記ウィンドウの範囲に存在し ないシーケンス番号を有するような受け取られたメッセージパケットを捨てる段 階と、ｄ）シーケンス番号によって索引が付された第１のビットマップを保持す る段階と、但し、前記第１のビットマップには、受け取られた個々のパケットに 関してビットが設定されており、 ｅ）個々のパケットを受け取ったときに、前記第１のビットマップを調査して、 前記ビットマップに既に設定されているようなビットに関して前記第１のビット マップ中に索引されているシーケンス番号を有するパケットを捨てる段階と、 を備えることを特徴とする方法。
  9. ９．請求項８記載の方法において、入ってくるパケットがメッセージ終了パケッ トであるかどうかを調査して決定し、もしそうであれば、対応するビットをシー ケンス番号によって索引が付されたメッセージ終了ビットマップに設定する方法 。
  10. １０．請求項９記載の方法において、前記メッセージ終了ビットマップにビット を設定する前に、メッセージのシーケンス番号に関して前記第１のビットマップ にビットが設定されているかどうかを調査して決定し、もしそうであれば、メッ セージ終了表示を与える段階を備える方法。
  11. １１．請求項９記載の方法において、前記メッセージ終了表示が与えられている 場合には、前記メッセージ終了ビットマップにおいて、現在のシーケンス番号ま での全てのビットを０とする段階を備える方法。
  12. １２．請求項８記載の方法において、前記第１のビットマップは、各行がＮビッ トのＭ行を備えるデータ配列であり、前記ウィンドウと同じ大きさである方法。
  13. １３．請求項１２記載の方法において、前記メッセージ終了ビットマップは各行 がＮビットのＭ行を備えるデータ配列である方法。
  14. １４．請求項１３記載の方法において、Ｎは２の累乗であって前記ステーション の処理手段のデータパスの幅に等しく、Ｍは２の累乗であってＭのＮ倍の大きさ であり、前記ウィンドウはＭのＮ倍の大きさである方法。
  15. １５．請求項８記載の方法において、全てのビットが設定された前記第１のビッ トマップの各行に対して設定されているような１つのビットを備える第１の値を 保持し、設定されたビットの全ての組合せに関して前記第１の値のテープルを発 生し、シーケンス番号を受け取ったときに新しい第１の値を前記テーブルで検索 する方法。
  16. １６．メッセージパケットに対してシーケンス番号を用いるような通信システム で使用するためのパケットデータ受信装置において、ａ）シーケンス番号を有す るメッセージパケットを受け取る手段と、ｂ）個々のシーケンス番号を前記シー ケンス番号の受入れ可能な範囲を定めるウィンドウと比較する手段と、但し、前 記ウィンドウは、基本シーケンス番号から開始されて利用可能なシーケンス番号 の小部分に拡張されており、ｃ）前記ウィンドウの範囲に存在しないようなシー ケンス番号を有する受け取られたメッセージパケットを捨てる手段と、ｄ）シー ケンス番号によって索引が付された第１のビットマップを保持する手段と、但し 、前記第１のビットマップには、受け取られた個々のパケットに関するビットが 設定されており、 ｅ）個々のパケットを受け取ったときに前記第１のビットマップを調査して、前 記ビットマップに既に設定されているようなビットに関して前記第１のビットマ ップ中に索引されているシーケンス番号を有するようないづれかのパケットを捨 てる手段と、 を備えることを特徴とする装置。
  17. １７．請求項１６記載の装置において、入ってくるパケットがメッセージ終了パ ケットであるかどうかを調査して決定し、もしそうであれば、対応するビットを シーケンス番号によって索引が付されたメッセージ終了ビットマップに設定する 装置。
  18. １８．請求項１７記載の装置において、前記メッセージ終了ビットマップにビッ トを設定する前に、メッセージのシーケンス番号に関してビットが前記第１のビ ットマップに設定されたかどうかを調査して決定し、もしそうであれば、メッセ ージ終了表示を与える手段を備える装置。
  19. １９．請求項１８記載の装置において、前記メッセージ終了表示が与えられてい る場合には、前記メッセージ終了ビットマップにおいて、現在のシーケンス番号 までの全てのビットを０とする手段を備える装置。
  20. ２０．請求項１９記載の装置において、前記第１のビットマップ及び前記メッセ ージ終了ビットマップにおいて現在の行の索引を保持し、現在の行の全てのビッ トが設定された場合には、現在の行の前記索引を増加させる装置。
  21. ２１．請求項１６記載の装置において、前記第１のビットマップは、各行がＮビ ットのＭ行を備えるデータ配列であり、前記ウィンドウと同じ大きさである装置 。
  22. ２２．請求項１７記載の装置において、前記メッセージ終了ビットマップは各行 がＮビットのＭ行を備えるデータ配列である装置。
  23. ２３．請求項２２記載の装置において、Ｎは２の累乗であって前記ステーション の処理手段のデータパスの幅に等しく、Ｍは２の累乗であってＭのＮ倍の大きさ であり、前記ウィンドウはＭのＮ倍の大きさである装置。
  24. ２４．請求項１６記載の装置において、全てのビットが設定された前記第１のビ ットマップの各行に対して設定されているような１つのビットを備える第１の値 を保持し、設定されたビットの全ての組合せに関して前記第１の値のテープルを 発生し、シーケンス番号を受け取ったときに新しい第１の値を前記テープルで検 索する装置。
  25. ２５．順番に割り当てられたパケットシーケンス番号を用いるパケットデータ通 信装置が、受信ステーションにおいて、ａ）前記シーケンス番号の受入れ可能な 範囲を定める手段と、但し、前記範囲は、基本シーケンス番号で始まって利用可 能なシーケンス番号の小部分であるウィンドウに関して拡張されているような範 囲であり、ｂ）受け取られた各メッセージパケットのシーケンス番号を、前記受 入れ可能な範囲と比較する手段と、 ｃ）前記範囲に存在しないようなシーケンス番号を有する全てのメッセージパケ ットを捨てる手段と、 ｄ）受け取られた各パケットのシーケンス番号のシーケンス番号によって索引が 付された第１のビットマップを保持する手段と、ｅ）受け取られた各パケットに 対して、前記第１のビットマップにおけるそのパケットのシーケンス番号を調査 し、前記ビットマップに既に設定されているシーケンス番号を有するようなパケ ットを捨てる段階と、を備えることを特徴とする装置。
  26. ２６．請求項２５記載の装置において、入ってくるパケットがメッセージ終了パ ケットであるかどうかを調査して決定し、もしそうであれば、対応するビットを シーケンス番号によって索引が付されたメッセージ終了ビットマップに設定する 装置。
  27. ２７．請求項２６記載の装置において、前記メッセージ終了ビットマップにビッ トを設定する前に、全てのシーケンス番号が前記第１のビットマップに設定され たかどうかを調査して決定し、もしそうであれば、メッセージ終了表示を与える 手段を備える装置。
  28. ２８．請求項２７記載の装置において、前記メッセージ終了表示が与えられてい る場合には、前記メッセージ終了ビットマップにおいて、現在のシーケンス番号 までの全てのビットを０とする手段を備える装置。
  29. ２９．請求項２６記載の装置において、前記第１のビットマップ及び前記メッセ ージ終了ビットマップにおいて現在の行の索引を保持し、現在の行の全てのビッ トが設定された場合には、現在の行の前記索引を増加させる装置。
  30. ３０．請求項２６記載の装置において、前記第１のビットマップは、各行がＮビ ットのＭ行を備えるデータ配列である装置。
  31. ３１．請求項３０記載の装置において、前記メッセージ終了ビットマップは各行 がＮビットのＭ行を備えるデータ配列である装置。
  32. ３２．請求項３１記載の装置において、Ｎは２の累乗であって前記ステーション の処理手段のデータパスの幅に等しく、Ｍは２の累乗であってＭのＮ倍の大きさ であり、前記ウィンドウはＭのＮ倍の大きさである装置。
  33. ３３．請求項３２記載の装置において、前記シーケンス番号は少なくとも３２ビ ットの番号である装置。
  34. ３４．請求項２５記載の装置において、全てのビットが設定された前記第１のビ ットマップの各行に対して設定されているような１つのビットを備える第１の値 を保持し、設定されたビットの全ての組合せに関して前記第１の値のテープルを 発生し、シーケンス番号を受け取ったときに新しい第１の値を前記テープルで検 索ずる装置。
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