JPS60108950A

JPS60108950A - ネツトワーク相互接続装置

Info

Publication number: JPS60108950A
Application number: JP59217510A
Authority: JP
Inventors: ジエイ・ヒユー・ベンジヤミン; ジユームズ・ペイトン・グレイ; ローヤル・クラーク・ヘイワード; アシユー・ロイド・ヘス; フレデリツク・エドワード・マクグリツフ; エリス・レン・ミラー
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1983-11-14
Filing date: 1984-10-18
Publication date: 1985-06-14
Also published as: US4677588A; DE3483819D1; EP0142004A2; EP0142004A3; JPH0256694B2; EP0142004B1

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】［産業上の利用分野］本発明は一般的には、コンピュータネットワークシステ
ムに関し、さらに詳しく言えば、多重ネットワークシス
テムの管理に関する。

［従来技術］データ処理およびデータ伝送のためのコンピュータネッ
トワークシステムは従来から広く使用されてきた。通常
のコンピュータネットワークシステムは、何らかのタイ
プのオペレーティングシステムの下で走行する少なくと
も１つのホストコンピュータ、通信制御装置、通信媒体
、および複数のエンドユーザ（端末、プリンタ、ディス
プレイ等）で構成される。ホストコンピュータはチャネ
ルを介して、通信制御装置の第１のセットに接続される
。通信制御装置は通信媒体とインタフエ−スする。通信
媒体は電話線、衛星等であってもよい。通信制御装置の
第２のセットは通信媒体に接続され、１以上の装置コン
トローラによってエンドユーザにも接続される。ユーザ
端末から要求を出してユーザーがホストコンピュータの
データを抽出することができる物理的な構成以外の面から言えば、従来のコンピユーテ
イングシステムは、システム全体の組織立った情報の流
れ゛を補証するシステムアーキテクチャによって制御さ
れる。アーキテクチャのタイプについて記載するものが
幾つかある。例えば、コンピュータネットワークで使用
されるアーキテクチャの概要を記載するものに、論文”
ＣｏｍｐｕｔｅｒＮｅｔｗｏｒｋ　ＡｒＣｈｉｔｅｃｔ
ｕｒｅ”、　Ｓ、　Ｗｅａｋｅｒ、　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ
ｌＪ９７９年９月、がある。また、システムネットワー
ク体系（ＳＮＡ）の記載を含むアーキテクチャの概要を
示すものに、論文”Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ　ｔ。

Ｎｅｔｗｏｒ％　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅｓ　ａｎｄ
　Ｐｒｏｔｏｃｏｌｇ”、　Ｐ、　Ｅ。

Ｇｒｅｅｎ、　ＩＢＭ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｊｏｕｒｎａｌ
、　１９７９年、第１８巻、第２号がある。これらの論
文では、ＳＮＡＤＭＡ、ＡＲＰＡＮＥＴ等の種々のコン
ピュータネットワークが階層的なアーキテクチャ層で記
載されている。最下位の層は、ネットワークの複数のユ
ーザノードを相互接続する具体的な通信ラインに関係し
、最上位の層は、ネットワークの複数のエンドユーザ間
での会話それ自体に関係する。

ネットワークアーキテクチャを標準化するという１つの
試みで、Ｈｅｒｂｅｒｔ　Ｚｉｍｍｅｒｍａｎによる論
文（“Ｏ５Ｉ　Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　Ｍｏｄｅｌ−ｔｈ
ｅ　ＩＳＯＭｏｄｅｌ　ｏｆＡｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ
　ｆｏｒ　０ｐｅｎ　ＳｙｓｔｅｍｓＩｎｔｅｒｃｏｎ
ｎｅｃｔｉｏｎｓ”、ＩＥ［ＥＥ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎｓ　ｏｎＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ、１９８０
年４月）に記載されたモデルを、ＩＳＯが採用した。こ
のアーキテクチャモデルは７層から成る。すなわち、物
理層、データリンク層、ネットワーク層、トランスボー
ト層、セツション層、提示層、およびアプリケーション
層である。

１つのネットワークの資源と別のネットワークの資源と
が通信できるようにするために、ゲートウェイ（Ｇａｔ
ｅｗａｙ）と呼ばれる、ネットワークを相互接続するた
めの機構が従来では利用されている。例えば、ＣＣＩ’
ＴＴは論文 “Ｒｅｃｏｍｍｅｎｄａｔｉｏｎｓ　Ｘ、　７５　ａｎ
ｄ　Ｘ、　１２１　ｏｆ　ＣＣＩＴＴ”。

■９８０年Ｐｌｅｎａｒｙ　ｏｆ　ｔｈｅ　Ｉｎｔｅｒ
ｎａｔｉｏｎａｌＴｅｌ、ｅｐｈｏｎｅ　ａｎｄ　Ｔｅ
ｌｅｇｒａｐｈ　Ｃｏｎ５ｕｌｔａｎｔ　Ｃｏ＋ｗｍｉ
ｔｔｅｅで、Ｘ、２５ユーザインターフエースを提供す
る公用データネットワークと相互接続するためのインタ
ーフェース（Ｘ、７５）を定義した。この手法は、各ネ
ットワークのユーザインターフェースで明白になってい
る大域アドレス指定方式（Ｘ、１２１）を用いる。

また別な手法として、Ａ　ＲＰ　Ａ　（Ａｄｖａｎｃｅ
１１ｅｓｅａｒｃ＋＋　Ｐｒｏｊｅｒ、ｔｓ　Ａｇｅｎ
ｃｙ）は、ゲートウェイ間でＡＲＰＡの指定するバーチ
ャルコールプロトコル（Ｖｊｒｔｕａｌ　ｃａｌｌ　Ｐ
ｒｏｔｏｃｏｌ）を用いてネットワークを相互接続し、
データグラムを、宛先の大域ネットワークアドレスを含
むローカルネットワークパケットとして、ゲートウェイ
からゲートウェイへ径路指定する。こうした手法の詳細
な記載は以下に示す論文にある：　Ｃ，５ｕｎｓｈｉｎ
ｅによる“Ｃｕｒｒｅｎｔ　Ｔｒｅｎｄｓ　Ｌｎ　Ｎｅ
ｔｗｏｒｋ　Ｃｏｎ＋ｐｕｔｅｒ　ＮｅｔｗｏｒｋＩｎ
ｔｅｒｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ、”　Ｅｕｒｏｃｏｍｐ　
７８；　Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓｏｆ　ｔｈｅ　Ｅｕｒ
ｏｐｅａｎ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｃｏｎｇｒｅｓｓ、Ｌ
ｏｎｄｏｎ。

Ｅｎｇｌａｎｄ、　１９７８年、５年９−１２　、０ｎ
−ＬｉｎｅＣｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　Ｌｔｄ、、υｘｂｒ
ｉｄｇｅ、Ｅｎｇｌａｎｄ　（１９７８）。

４６５ページないし４７２ページ、およびＦ、　Ａ。

Ｔｏｂａｇｉによる”Ｍｕｌｔｅ−Ａｃｃｅｓｓ　Ｐｒ
ｏｔｏｃｏｌ　１ｎＰａｃｋｅｔ　Ｃｏｍｎ＋ｕｎｉｃ
ａｔｉｏｎ　５ｙｓｔｅａ＋ｓ、　”ＩＥＥＥＴｒａｎ
ｓａｃｔｉｏｎ　ｏｎ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ
　Ｃｏｎ−２８，第４号、４６８ページないし４８８ペ
ージ（１９８０年４月）。

［発明が解決しようとする問題点］ゲートウェイの相互接続は、それが意図する目的にはう
まく働くが、その実施手段は非常に取り扱いにくい。こ
の欠点は、大域アドレス方式が使用されることからくる
ものである。このために、個別に制御されるネットワー
クを従来のゲートウェイ方式で相互接続することが難し
くなっている。

大域アドレスを用いることは、前もって割り振られてい
る全てのアドレスを、競合を回避する、ために、再び定
義し直さねばならない事を意味する。

従って本発明の目的は、従来のゲートウェイ方式のこう
した問題を解決した、ネットワー、りを相互接続するた
めのさらに効率の良い手段を提供することにある。

［問題点を解決するための手段］本発明の目的は、個別に制御されるネットワークの境界
にゲートウェイを設けることによって達成される。実施
例では、ゲートウェイはゲートウェイシステムサービス
制御点（ゲートウェイ５ｓｃｐ）、とゲー］・ウェイノ
ードを含む。

本発明は前述のアーキテクチャ層から言えば、主に、セ
ツション層（２つのエンドユーザの間におけるセツショ
ンの確立、終了、および制御）に゛　関る。

ネットワーク間のセツションの確立は、ネットワークの
論理装置が開始要求メツセージを発行することから始ま
る。この開始要求メツセージは起点論理装置の名前およ
びアドレスならびに宛先論理装置の名前を含む。実施例
では、ゲートウェイ５ｓｃｐがこのメツセージを解析し
て宛先論理装置を所有するネットワークを確定する６そ
うしてゲートウェイ５ｓｃｐとゲートウェイノードの間
で一連の制御メツセージが受け渡しされる。これら一連
の制御メツセージの受渡しの結果、起点論理装置と宛先
論理袋８置との間のセツションがセットアツプされる。

これ以後は、論理装置間でメツセージが交換される。ゲ
ートウェイノードはメツセージを適切な論理装置へ送る
ために、メツセージの中にある伝送見出しのアドレスを
変更する。

［実施例］本発明はコンピュータネットワークの特定のタイプに限
定されるものではないが、ＳＮＡの′アーキテクチャお
よびプロトコルを使用するＩＢＭＳＮＡ　ネットワーク
で良好に働くので、そのような環境で本発明を説明する
。

代表的なＳＮＡネットワークは、ＩＢＭマニュアル１′
＾ｄｖａｎｃｅｄ　Ｃｏｍｍｕｎｅｃａｔｉｏｎ　Ｆｕ
ｎｃｔｉｏｎｓ　ＦｏｒＶｉｒｔｕａｌ　ＴｅｌｅＣｏ
ｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ　Ａｃｃｒｅｓｓ　Ｍｅｔｈ
ｏｄ”。

ＧＣ２７−０４６３−２，１９８１年２月、に記載され
ている。

ＳＮＡネットワークは、端末、アプリケーションプログ
ラム、および他の論理資源がＳＮＡエンティティと呼び
れる論理装置で互いに通信できるようにシステムネット
ワーク体系を利用する。アーキテクチャおよびネットワ
ークのさらに詳細な参考マニュアルに記載されるが、必
要に応じて本明細書で引用する。

第１図は本発明に基づくゲートウェイの構成の概略を示
すブロック図である。本実施例では、ネットワークＡと
ネットワークＢとを相互接続するゲートウェイノードを
有する。ゲートウェイノードは２つのネットワークの境
界上に置かれる。第１図は２つのネットワークの相互接
続を示すが、図はネットワークの相互接続の様子を示す
ものとして単に２つの場合を表しただけであり、本発明
で相互接続できるネットワークの数に制限はない。

本実施例では、ノードは２５５個の独立したネットワー
クを相互接続するのに使用できる。ゲートウェイはゲー
トウェイ５ｓｃｐｓｏとゲートウェイ５ＳＣＰ８０とゲ
ートウェイノード８１を相互接続する。あるいは、ゲー
トウェイ５ｓｃｐｓ。

とゲートウェイノード８１を接続するのにＳＮＡリンク
を使用してもよい。ゲートウェイ５ｓｃｐ８０は通常の
ホストコンピュータならば何でもよい。本発明の良好な
実施例では、ゲートウェイ５ｓｃｐｓｏはＩ　’Ｂ　Ｍ
システム／３７０クラスのプロセッサである。このコ・
ンピュータの構造および命令セットは従来からよく知ら
れているので説明しない、ＩＢＭシステム７３７０クラ
スのプロセッサに関する記載は、Ｓａｍｉｒ　Ｓ、　Ｈ
ｕｓｓｏｎによる１′Ｍｉｃｒｏｐｒｏｇｒａｍｍｉｎ
ｇ　Ｐｒ１ｎｃｉｐｌｅｓ　ａｎｄ　Ｐｒａｃｔｉｃｅ
Ｐｒｅｎｔｉｃｅ　Ｈａｌｌ、　１９７０年、”Ａｄｖ
ａｎｃｅｄ　−Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　Ｆｕｎｃ
ｔｉｏｎ　ｆｏｒ　ａ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｃｏｎｔｒｏ
ｌＰｒｏｇｒａｍ　ｆｏｒ　ＩＢＭ　３７２５．　ＩＢ
Ｍ　３７０５．　＝　＝−”（ＧＣ３０−３０７１およ
びＧＣ３０−３０５８）　、および”ＧｅｎｅｒａｌＩ
ｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ｆｏｒ　Ｖｅｒｔｕａｌ　Ｔｅ
ｌｅｃｏｍｍｕｎｅｃａｔｉｏｎ＾ｃｃｅｓｓ　Ｍｅｔ
ｈｏｄ”（ＧＣ２７−０４６３およびＧＣ２７−０４６
２）で与えられる。

一一＋、−ｒｅ＋、、ｓ−７＋＋７１０＋、１・二フＲ
＃／ｈ二Ｗ／！制御装置ならば何でもよい。良好な実施
例では、ゲートウェイノード８１はＩＢＭ　３７０５　
通信制御装置およびＩＢＭ　３７２５　通信制御装置（
またはいずれか一方）である。これらの通信ｆ１；制御
装置も従来からよく知られているので、ここでは、これ
らがＵＣ１プロセッサを使用すると言うにとどめる。Ｕ
、ＣＩプロセッサの詳細は必要ならば前述のマニュアル
を参照されたい。

ネットワークＡおよびネットワークＢは独立したエンテ
ィティとしてそれぞれ管理され制御される。そのために
ネット・ワークＡには少なくとも１個（７）ＳＳＣＰ８
３が備えられる。５ＳＣＰ８３は、アドレス指定可能な
複数の論理装置（ＬＵ）の制御の要となる。第１図には
その論理装置の１つとしてＬ　Ｕ　８４だけが示しであ
る。同様にネットワークＢは５ＳＣＰ８５とＬＵ８６を
備える。ＬＵ８４は５ＳＣＰ８３の定義域に置がれ、Ｌ
Ｕ８６は５ＳＣＰ８５の定義域に置かれる。ネットワー
クの境界を越えて行われる通信の場合は用語として、゛
ネットツー９間通信″を用い、１つのネパノトワークの
境界内での通信の場合は、″ネットワーク自通信″を用
いることにする。ネットワーク内通信の場合は、ＬＵ８
４またはＬＵ８６のような論理装置はセツション開始要
求を生成し、これを論理通信経路８７および８８を介し
て、５ＳＣＰ’８３および８５へそれぞれ送る。

ＬＵ８４がＬＵ８６との通信を要求したと仮定する。Ｌ
Ｕ８４およびＬＵ８６は、それぞれ、独立に制御される
ネットワーク内に存する。本発明は、ネットワークの構
成および管理とは関係なしに、そうした通信ができる。

このような相互通信を行うためには、ＬＵ８４およびＬ
Ｕ８６の間でセツションを確立しなければならない。い
ったんセツションが確立すれば、そのセツションで、メ
ツセージは自由に行き来できる。セツションの確立は、
ＬＵ８４が開始要求（後で説明する）を生成してそれを
５ＳＣＰ８３へ送ることから始まる。

５ＳＣＰ８３はこのメツセードを受け取って解釈する。

メツセージを解釈した後、５ＳＣＰ８３はＬＵ８６が自
身の定義域には存しないと判断し、定義域間セツション
開始要求（ｃｒｏｓｓ　ｄｏｍａｉｎｓｅｓｓｉｏｎ　
ｊｎＬｔｊａｔｉｏｎ　ｒｅｑｕｅｓｔ）を用意してこ
れをグー１〜ウエイ５ＳＣＰ８０へ送る。ゲートウェイ
５ＳＣＰ８０は一連の制御メツセージを生成して。

自身とゲートウェイノード８１との間で、これらを交換
する。こうしたメツセージの交換の結果。

グー１〜ウエイノード８１でアドレス変換が行われる。

言い換えれば、ＬＵ８６のアドレスがアドレスフィール
ドに置かれる。同様に、経路指定情報、および名前変換
がゲートウェイ５ＳＣＰ８０によって遂行される。ゲー
トウェイノート８１は伝送ヘッダ（後で説明する）のア
ドレスを変換し、その結果、ＬＵ８４とＬＵ８６との間
でセツションが確立する。破線８９はセツションの論理
的表示である。いったんセツションが確立すれば、ＬＵ
８４とＬＵ８６の間を行き来するメツセージは。

伝送ヘッダのアドレス変換を遂行するゲートウェイノー
ド８１を介して受け渡しされる。ゲートウェイノード８
１と兵にゲートウェイ５ＳＣＰ８０しかしながら、論理
装置間のメツセージの実際の流れはゲートウェイノード
８１のみに係る。

第２図はコンピュータネットワークシステム（ネットワ
ークＡおよびネットワークＢ）を詳細に示すブロック図
である。ネットワークＡおよびＢはほとんど同じである
ので、ネットワークＡのみを詳細に示し、ネットワーク
Ｂはその構成を表わす必要最小限のものを示した。簡単
のために第１図のゲートウェイは第２図では総括的に１
区画で示した。実際には第１図に示すようにゲートウェ
イは幾つかの構成部分を有する。コンピュータネットワ
ークは、ネットワークＡに所在するホストプロセッサ１
と、ネットワークＢに所在するホ　、ストプロセッサ９
を含む。これらのホストプロセツサは通常のホストコン
ピュータならば何でもよい。良好な実施例では、これら
のホストコンピュータはＩＢＭシステム／３７０である
。これらのホストコンピュータはゲートウェイ５ＳＣＰ
８０として使用されるホストコンピュータと同じである
一ホストプロセッサ１はオペレーテイングシステム１７
、複数のアプリケーションプログラム１３、および仮想
記憶通信アクセス方式（以下ＶＴＡＭという）１２を含
む。ＶＴＡＭ１２はシステムサービス制御点（以下５ｓ
ｃｐという）１４を有する。ＶＴＡＭはＩＢＭ社のよく
知られた通信アクセス方式であるので、ここでは、５Ｓ
ＣＰＩ４がネットワークを管理するＶＴＡ、Ｍの１構成
要素であると盾うにとどめておく。５ＳＣＰ１４は、例
えば、ネットワークを立ち上がらせることおよびネット
ワークを遮断すること、ネットワークアドレス可能単位
（ＮＡＵ）間の通信（ネットワーク内セツション）を確
立することおよび終了すること、ならびに、リンクまた
は制御装置の障害のようなネットワークの問題に反応す
ること、のよ−うな機能を遂行する。こうした機能を遂
行するために、５ＳＣＰ１４は自身の定義域に存する物
理装置（ＰＵ）および論理装置（ＬＵ）と通信できなけ
ればならない。

第２図で、通信制御装置２はチャネル１６を介してホス
トプロセッサ１に接続され構内集合制御装置（ｌｏｃａ
ｌ　ｅｌｕｓｔｅｒ　ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｒ）　４はチ
ャネル１５を介してホストプロセッサ１に接続される。

通信制御装置２は、記憶装置に常駐するＮＣＰ拡張通信
機能（ＡＣＦ／ＮＣＰ）によって制御される処理を行う
伝送制御ユニットである。ＡＣＦ／ＮＣＰは当業者には
周知であるので、ここでは、ネットワーク制御プログラ
ムＮＣＰの主な目的が、ホストプロセッサ１から受け取
ったデータを端末、構内集合制御装置、および他の通信
制御装置へ送ること、また逆に、これらより受け取った
データをホストプロセッサ１へ送ること、であると言う
にとどめておく。データが通信制御装置を通過する場合
、ＮＣＰは様々な方法でそのデータを処理できる。デー
タの流れを制御する際、ＮＣＰは通信制御装置のハード
ウェア部分と対話しなければならない。ライン側ではＮ
ＣＰは通信スキャナと対話し、チャネル側ではＮＣＰは
チャネルアダプタと対話する。通信制御装置とそれに関
連する制御プログラムの詳細は前述の参照マニュアルに
あるので必要ならばそれを参照されたい。

通信制御装置２は同期データリンク制御（ＳＤＬＣ）式
のリンク２１を介して遠隔の集合制御装置５に接続され
る。通信制御装置２は、さらに。

リンク２５を介して遠隔の通信制御装置６に接続され、
リンク２２′ないし２４′を介して端末３１ないし３３
に接続される。ネットワーク間通信用のリング２６′は
通信制御装置２とネットワークＢの通信制御装置１１と
を接続する。ネットワークＢにお、いては、ホストプロ
セッサ９と通信制御装置１１との間に、さらに通信制御
装置１０が存在する。通信制御装置２およびその制御プ
ログラムはグー１〜ウエイノードとほぼ同様なものであ
る。

第２図のネットワークで−、データの送信または受信が
できる各々の要素にはネットワークアドレスが割り当て
られる。これはＮＡＵとしてよく知られている。各要素
が端末もしくは端末制御装置のような装置であろうと、
集合制御装置もしくはホストプロセッサのアプリケーシ
ョンプログラムのようなプログラムであろうと、または
ＶＴＡＭのようなアクセス方式の一部であろうと、それ
とは関係なく、ネットワークアドレスはこれらの要素を
一意的に識別する。ネットワークアドレスはデータを宛
先に向けるのに必要な情報を含む。ＳＮＡは３つのタイ
プのＮＡＵを定義する。すなわち、システムサービス制
御点（ＳＳＣＰ）、物理装置（ＰＵ）、および論理装置
（ＬＵ）である。

物理装置（ＰＵ）は第２図において８１　Ｐ　Ｕ　Ｉ＋
を丸で囲って表した。ＰＵはそれが所在する装置のため
（場合によってはそのＰＵを有する装置に接続された他
の装置のため）の制御機能を遂行する、装置の一部分で
あって、通常はプログラムもしくは回路（またはこの両
方）である。ＰＵの制御下の装置の場合、ＰＵは、当該
装置の活動中および停止時、エラー回復および同期リセ
ットの間、試験の間、およびその装置のオペレーション
に関する統計の収集の間に行動をとる。ネットワーク内
の各装置はそれぞれ１個のＰＵに関連する。構内集合制
御装置４にはＰＵ４１が所在し、集合制御装置５にはＰ
Ｕ５’ｌが所在する。通信制御装置２お゛よび通信制御
装置６にもＰＵが所在する。

論理装置（ＬＵ）は、エンドユーザ、端末オペレータ、
および入出力機構がネットワークへのアクセス権を獲得
するための装置またはプログラムである。端末のサブシ
ステムである独立型の装置に関連するプログラムもしく
は論理の形でＬＵを組込むことができ、まだアプリケー
ションプログラムであってもよい。ネットワークに関す
る限りは、ＬＵはネットワークへのアクセスポートであ
る。ＬＵはアクセス権獲得の起点となることもありまた
そうでないこともある。情報の要求の内容がＬＵで制御
される装置からくることもある。同様にして、２ネツト
ワークはＬＵを要求単位（ＲＵ）の宛先と見なす６第２
図において論理装置（ＬＵ）、は”　Ｌ　Ｕ”を丸で囲
って表した。ホストプロセッサ１には複数のアプリケー
ションプログラムであるＬＵ１３が所在する。構内集合
制御装置４にはＬＵ４２’およびＬＵ４３が所在し、こ
れらは装置４４′および装置４５を制御する。集合制御
装置５はＬＵ５２ないし５４を有し、これらのＬＵはル
ープ５５ないし５７上の装置を制御する。端数３１ない
し３３は、ＰＨ３４およびＬＵ３７、ＰＨ３５およびＬ
Ｕ３８、ならびに、ＰＨ１０およびＬＵ３９、をそれぞ
れ有する。

第３図は、本実施例で使用されるメツセージの形式を表
わす図である。この形式はリンクヘッダ（ＬＨ）９１、
伝送ヘッダ（ＴＨ）９２、要求応答ヘッダ（ＲＨ）９３
、要求応答単位（ＲＵ）９４、およびリンクトレイラ（
ＬＴ）９５を含む。

ＲＨ９３とＲＵ９４を合わせて基本情報単位（ＢＩＵ）
を形成する。ＢＩＵとＴＨ９２を合わせて経路情報単位
（Ｐ　Ｉ　Ｕ）を形成する。最終的には、ＰＩＵとＬＨ
９１を合わせて基本リンク単位（ＢＬＵ）を形成する。

ＢＬＵは２以上のＰＩＵを包含することもできる。ＢＩ
Ｕが様々なＳＮＡレベルを介して伝わるときは別の単位
も加えられる。

ＢＩＵはネットワーク内の１つのエンドユーザノードか
ら別のエンドユーザノードに伝わる単位である。ＴＨは
ネットワークを介してＢＩＵを誘導する情報を含む。Ｔ
Ｈはアドレス情報および伝送を制御するための他の必要
な情報を有する。ＬＨおよびＬＴｔ−ＰＩＵに加えてリ
ンクを介するＰＩｔＪの伝送を制御する。

本発明のネットワーク相互接続の機能を実施するために
、Ｖ　ＴＡ　ＭおよびＮＣＰをソフトウェアで強化して
ゲートウェイ５ｓｃｐおよびゲートノードを形成する。

こうして強化された装置はメツセージのＲＵフィールド
およびＲＨフィールドの情報を変換する。この変換が行
われると、そのメツセージはエンドユーザへ送られる。

第７図は、ネットワーク相互接続の機能を提供するため
に用いる構成部分を説明するためのブロック図である。

第１図と同じ参照番号を付したものは、第１図を参照し
て既に説明したので、第７図の説明は第１図で説明して
いない部分について行う。ゲートウェイによって接続さ
れる各ネットワークはグー１〜ウエイノード１２におい
てアドレス空間が割り当てられる。ゲートウェイノード
１２でネットワークＡのためのアドレス空間がアドレス
空間Ａである。同様にゲートウェイノード１２でネット
ワークＢのためのアドレス空間がアドレス空間Ｂである
。アドレス空間の機能は、ゲートウェイノード１２に接
続される。ＬＵの別名および別アドレスを保管すること
である。アドレス空間Ａは、ネットワークＢのＬＵを識
別するためにそれがネットワークＡで使用されるときの
別名および別アドレスを含む。同様にアドレス空間Ｂは
、ネットワークＡのＬＵを識別するためにそれがネット
ワークＢで使用されるときの別名および別アドレスを含
む。本質的に、名前およびアドレスは修正ＮＣＰ　（後
で説明する）で制御されるテーブル索引に保管される。

以下、自身の定義域内でのＬＵの名前を″実名″、他の
定義域内でのＬＵの名前をパ別名″と呼ぶ。単に″名前
”と言うときは、″実名″または″別名″のうちいずれ
か一方（場合によっては１′実名”および“別名”の両
方）のことを言う。同様に、単に″アドレス″と言っと
きは、″実アドレス”または“別アドレス″のうちいず
れか一方（場合によっては両方）のことを言う。ゲート
ウェイノードの各アドレス空間は、ネットワーク間セク
ションのために５ｓＣＰまたはＬＵに割り当てることの
できる一群のネットワークアドレス機構（ＮＡＦ）制御
ブロック（図示せず）を有する。ＮＡＦ制御ブロックの
各々に関連して複数の半セツション制御ブロック（Ｈ８
ＣＢ）が存在する。Ｈ８ＣＢはＬＵまたは５ｓｃｐに関
連するセツションを表わす。例えば、ネットワークＢの
ＬＵのためのエントリはアドレス空間Ａに以下のように
記録される。ＮＡＦ制御ブロックはネットワークＢのＬ
Ｕの別名と実名を有するＨ８ＣＢブロックはネットワー
クＡのＬＵの実名と実アドレスを有する。ネットワーク
ＡのＬＵのための、アドレス空間Ｂのエントリも同様に
して記録される。ゲートウェイノルドを制御するＮＣＰ
は様々な制御ブロックに必要事項を書き込む（後で説明
する）。セツションがゲートウェイノードを越えて行わ
れるときは、伝送ヘッダ（ＴＨ）のアドレスが同じプロ
グラム機構によって変換される。

ゲートウェイ５ｓｃ−ｐａｏはアドレス・名前変換部１
００で強化される。氷質的には、アドレス名前変換部１
００は、遠隔のネットワークのアドレス指定可能な資源
（ＬＵおよびＰＵ）の実名および実アドレスを有するテ
ーブル（そフトウエアで構成する）を幾つか含む。５Ｓ
ＣＰ８３は自身のアドレス空間１０４にあるエントリ１
０２で強化される。アドレス空間１０．４は、５ＳＣＰ
８３’の定義域に在るＬＵ等の全ての資源のアドレスを
保管するテーブルである。５ＳＣＰ８３は自身の定義域
内の資源の間でセツションを許可できる。

エントリ１０２の内容はゲートウェイ５ｓｃｐａＯ用の
アドレスである。エントリ１０２は定義載量開始（ＣＤ
ＩＮＩＴ）要求を確定するために使用される。同様に、
アドレス空間１０８にエントリ１０６を設ける。ネット
ワークＢのアドレス指定可能な装置（ＬＵ及びＰＵ）が
ネットワークＡのＬＵと相互接続しなければならない場
合に、エントリ１０６を用いてＣＤＩＮＩＴ要求を出す
。

ネットワーク相互接続の機能を実現するために利用する
アルゴリズムの流れ図を説明するにあたつて、この機能
を実現するために使用される主な要求単位を列記してお
く。独立に制御されるネッ１−ワークのＬＯの間でセツ
ションを確立するために、ＳＮＡは、開始（ＫＮＩＴ）
要求、定義載量開始（、ＣＤ　Ｉ　Ｎ　Ｉ　Ｔ）要求、
ＣＤＩＮＩＴ応答。

ネットワークアドレス機構（ＲＮＡＡ）要求、ＲＮＡＡ
応答、制御ベクトルセット（ＳＥＴＣＶ）要求を利用す
る。

最も二般的な場合に使用されるとＩＮＩＴ要求は指名さ
れた任意の２つのＬＯ間のセツション開始を要求する。

ＣＤＩＮＩＴ要求は、ＩＮＩＴ要求の受信者が両ＬＵの
所有者でない場合に使用され、起点ＬＵ（以下○ＬＵと
いう）の名前、ＯＬＵのア゛ドレス、および宛先ＬＵ（
以下ＤＬＵという）の名前を含む。

ＣＤＩＮＩＴ応答は、要求されたセツションが許可され
たことを示すために使用され、そのセツションのために
割り当てられたＤＬＵのアドレスを有する。

ＲＮＡＡ要求はゲートウェイ５ＳＣＰとゲートウェイノ
ードとの間で特定のセツションのための別アドレスの割
当てを要求するために使用される。

５ＥＴＣＶは特定のセツションのために活動化されるべ
き経路に関する情報のような制御情報と変換された名前
をゲートウェイ５ｓｃｐからゲートウェイノードへ送る
のに使用される。

第４図は５ＳＣＰ１６および５ＳＣＰ２０のような５ｓ
ｃｐが自己の定義域内に存するＬＵからの開始（ＩＮＩ
Ｔ）要求を処理する際のアルゴリズムを示す流れ図であ
る。最初のステップは１１０である。ＬＵによってＩＮ
ＩＴ要求が生成され送出される。５ｓｃｐはこのＵＮＩ
Ｔ要求を受け取る。次にプログラムはステップ１１２へ
進む。

ステップ１１２は判断ステップであり、ここではＤＬＵ
の名前および０ＬｔＪの名前がいずれも５ＳＣＰの定義
域に属するものであるかどうかを検査する。もしそうな
らば（言い換えれば定義域間のセツションでもなくネッ
トワーク間のセツションでもないとき）、プログラムは
ステップ１１４へ進む。ステップ１１４では通常のｓ　
ｓ　Ｃｐの処理を遂行する。この処理は本発明を構成す
るものではないので説明は省略する。もし必要ならば、
ＡＣＰ／ＶＴＡＭ　Ｐｒｏｇｒａｎ＋ｍｉｎｇ　Ｍａｎ
ｕａｌ　ＳＣ２７−０６，１１を参照されたい。

ステップ１１２で″いいえ″の場合は、プログラムはス
テップ１１６へ進む。ステップ１１６は判断ステップで
あり、ここでは、ＤＬＵおよびＯＬＵのいずれか一方が
５ｓｃｐの定義域に属するかどうかを検査する。いずれ
か一方でも５ｓｃｐの定義域に属するならステップ１２
０へ進みそこでＣ，ＤＩＮＩＴ要求を生成してそれをゲ
ートウェイ５ｓｃｐへ送る。ステップ１１６で“いいえ
”ならば、ステップ１１８へ進みそこで、ＤＬＵを所有
する別の５ｓｃｐへ他の定義域間メツセージを送る。

第５八図ないし第５Ｃ図は、ネットワーク相互接続の機
能を実現するためのアルゴリズムを示す流れ図である。

初めに、ステップ１２０（第４図）で生成され送信され
たＣＤＩＮＩＴ要求をゲートウェイ５ｓｃｐが受け取る
（ステップ１２１）。

ＣＤＩＮＩＴ要求の形式は第３図で説明したメツセージ
の形式と同様であって、少なくとも、ＯＬＵの名前とＯ
ＬＵのアドレスとＤＬＵの名前とを含む。次の判断ステ
ップ１２２へ進みそこで、ＤＬＵが自己の定義域に属す
るものであるかどうかを検査する。もしそうならばステ
ップ１２４へ進み、そこで、ゲートウェイ５ｓｃｐが通
常の５Ｓｅｐ処理を遂行する。ＣＤＩＮＩＴ要求を受け
取ったゲートウェイ５ｓｃｐは、自分がＤＬＵの所有者
であるかどうかを、自身のテーブルに間合せることによ
って判断する。

ＤＬＵが自身の定義域に属しない場合は１判断ステップ
１２６へ進み、そこで、ＤＬＵが隣接活動定義域に属す
るかどうかを検査する。もしそうでなければ、ステップ
１２８へ進みそこで、ＣＤＩＮＩＴ要求を拒否する。従
ってセツションは確立できない。判断ステップ１２６で
ＤＬＵが隣接活動定義域に属すると判断されれば、ゲー
トウェイ５ｓｃｐはＲＮＡＡ要求を使用して、ＳＬＵの
ネットワークにおけるＯＬＵの別アドレスおよびＯＬＵ
のネットワークにおけるＳＬＵの別アドレスを間合せる
。前述のように、これらの情報はネットワークＡおよび
ネットワークＢのそれぞれのアドレス空間に所在するテ
ーブル索引に存する。

次にステップ１３２で、ＲＮＡＡ応答をゲートウェイノ
ードから受け取って、ステップ１３４で、ＲＮＡＡ応答
が肯定応答か否定応答かを検査する。

ＲＮΔＡ応答が否定応答ならば、ステップ１３６へ進む
。否定応答は、ゲートウェイノードが別アドレスの割当
てが不可能であるということを示し、ＣＤＩＮＩＴ応答
（否定応答）をＯＬＵの所有者である５ｓｃｐへ送る。

ステップ１３６、からステップ１３８へ進み、そこでこ
のプログラムから出る。

ＲＮＡＡ応答が肯定応答ならば、ステップ１４０（第５
Ｂ図）に進む。ステップ１４０において。

ゲートウェイノードの両側（例えばネットワーク八とネ
ットワークＢ）でのセツションに相応する１対の制御ブ
ロック（定義域間セツション用）をセットアツプする。

次にステップ１４０からステップ１４２へ進む。ステッ
プ１４２では以下の機能を遂行する；送られてきたＣＤ
ＩＮＩＴ要求にあるＯＬＵのアドレスをＲＮＡＡ応答に
ある別アドレスで置き換えて、ＯＬＵのネットワークに
おけるＤＬＵの別アドレスを適切な制御ブロックへ書き
込む。次にステップ１４４八進む。ステップ１４４でＣ
ＤＩＮＩＴ要求を隣接活動５ｓｃｐへぞる。次にステッ
プ１４６へ進む。ステップ１４６で、ステップ１４４で
送ったＣＤＩＮＩＴ要求に対する応答（ＣＤＩＮＩＴ応
答）を受け取る。

次にス夢ツブ１４８へ進む。ステップ１４８で、ＣＤＩ
ＮＩＴ応答が肯定応答か否定応答かを検査する。もしこ
れが否定応答ならばステップ１５０へ進む。ステップ１
５０で、ステップ１４０および１４２でセットアツプさ
れた制御ブロックをリセットし、ゲートウェイノードが
セツションを確立できないことをプログラムは通知する
。ＣＤＩＮＩ′Ｔ応答が肯定応答ならばステップ１５２
（第５Ｃ図）へ進む。

ステップ１５２では、ステップ１４０＃よび１４２でセ
ラ１〜アツプされた適切な制御ブロックにＤＬＵの実ア
ドレスを保管することにより、ゲートウェイ５ｓｃｐが
アドレス変換を遂行する。次にステップ１５４へ進み、
そこで経路情鞭、ＤＬＵの実アドレス等を含む５ＥＴｃ
ｖ要求をゲートウェイノードへ送り、ゲートウェイノー
ドがアドレス変換を遂行する。次にステップ１５６へ進
み、そこで、送られてきたＣＤＩＮＩＴ応答にあるＤＬ
Ｕのアドレを、受は取ったＲＮＡＡ応答にあるＤＬＵの
別アドレスで、置き換える。ステップ１５６において、
以上示したアドレス変換の結果作成されたＣＤＩＮＩＴ
応答を、ステップ１５８で、ＯＬ　ｔＪの５ｓｃｐへ送
る。ステップ１５８からステップ１６０へ進みそこでこ
のプログラムから出る。

ステップ１６０がらプログラムが出た時点で、ゲートウ
ェイ５ＳＣＰのアドレス変換が終了する。

それ以後は、前述のＣＤＩ’Ｎ−ＩＴ要求およびＣＤＩ
ＮＩＴ応答の処理で制御ブロックに書き込まれた情報を
利用して、５ｓｃｐ−ｓｓｃｐセツション要求のアドレ
スの変換が行われる。同様に、ステップ１６０からプロ
グラムが出た時点り、ゲートウェイノードのアドレス変
換も終了する。それ以後は、前述のＲＮＡＡ要求および
ＲＮＡＡ応答の処理で制御ブロックに書き込まれた情ｉ
を利用して、当該セツションに関連する伝送ヘッダ（Ｔ
Ｈ）の含むアドレスが変換される。

第６八図ないし第６Ｇ’図は、アドレスの変換および名
前の変換の両方の機能を用いる場合のネットワークを相
互接続するためのアルゴリズムを示す流れ図である。、
第５八図ないし第５Ｃ図と共通の内容のステップは同一
の番号を付する。すなわち同一の番号を付したステップ
は同一の機能を遂行する。従ってここでは新しい番号を
付したステップについてのみ説明する。１つの名前が別
名を有することの最も重要な点は、別名を用いて各ネッ
トワークが他のネットワークの資源を識別することであ
る。別名を使用すれば、同じ名前を用いて、別個に制御
されるネットワークのＬＵを識別することができる。本
発明のネットワーク相互接続の機能によってネットワー
クを接続する場合は、その資源に新しい名前を割り当て
る必要はない。

その代わりに、接続される各ネットワークのアドレス空
間で一意的な名前を使用し、２つのＬＵの間のセツショ
ンが確立される間は、ゲートウェイ５ｓｃｐが適切な名
前変換を行う事を相当する。

名前変換の機能を実現するための新しいステップは１６
２．１６４、および１６８である。ステップ１６２では
、ゲートウェイノードのＤＬＵ側で通用する名前を手に
入れる。名前はゲートウェイ５ｓｃｐに記録され、ゲー
トウェイ５ｓｃｐはテーブル索引によって適切な名前を
得ることができる。

ステップ１６４は第５Ｂ図のステップ１４２の機能の他
に、次の機能を遂行する；ゲートウェイノードのＤＬＵ
側のネットワークで通用する名前をＣＤＩＮＩＴ要求に
包含される。

ステップ１６８では、ＤＬＵの実アドレスの他１−　青
　↓１１−　ｉ讐砺　六　も　表　中Ａン　會、ントψ
、　Ｃ口　〒　ｌ”　ＩＴ　面−七　ナゲートウエイノ
ードヘ送り、ゲートウェイノードはアドレス変換を遂行
する。

第８図は、ネットワーク相互接続の機能を達成するため
のステップの別な表現である。第８図は、従って、ゲー
トウェイ５ｓｃｐおよびゲートウェイノードで遂行すべ
きステップを表わす。簡単のために２つのネットワーク
め相互接続を示すが、本発明は３以上のネットワークの
相互接続を意図している。ネットワークＡのＬＵＩがネ
ットワークＢのＬＵ２とのセツションに入ることを要求
すると仮定しよう。第８図の最上段は各構成要素を表わ
す。左から、ネットワークＡの１つの資源を表わすＬＵ
Ｉ、ネットワークＡ用の制御点を表わす５ＳＣＰＩ、本
実施例の機能を遂行するためのゲートウェイ５ｓｃｐと
ゲートウェイノード、ネットワークＢ用の制御点を表わ
す５ＳＣＰ２、およびネットワークＢの１つの資源を表
わすＬＵ２である。第８図に示す各要求および各応答は
、第５Ａ図ないし第５Ｃ図および第６八図ないし第６Ｃ
図で説明したのと同じ記号を用いである。

第８図において矢印の向きがメツセージの流れの方向を
表わしている。例えば、ＩＮＩＴ（ＬＵＸ）要求はＬＵ
Ｉから自身の５ＳＣＰＩへ向かう。

前述のように、ＩＮＩＴ要求は、（ＬＵＩ）が（ＬＵＸ
）と名付けられた資源とのセツションを要求することを
示す。ＬＵＩがセツションへ入りたいとする相手のＬＵ
の実名はＬＵ２である。しかしながら、ネットワークＡ
は既にＬＵ２と名付けられた論理装置（図示せず）を有
するので、ネットワークＢのＬＵ２をネットワークＡに
おいてはＬ　ｔＪ　Ｘという別名で見分ける。

各メツセージの時系列的な順番は、第８図の上から下へ
向かう方向である。すなわち、ステップ１７２．１７４
，１７６等の順番で進行する。第８図で、これまでに説
明していないメツセージは、セツション束縛（ＢＩＮＤ
）である。あるＬＵが他のＬＵとのセツションに入る準
備を完了した場合にＢＩＮＤ要求・応答が出される。Ｂ
ＩＮＤ要求・応答は各々のＬＵに個有の情報を伝達する
。

セツション開始（ＳＥＳＳＳＴ）はＬＵによって生成さ
れそのＬＵの５ｓｃｐへ送られる。そうして５ｓｃｐの
間で定義域間セツション開始（ＣＤＳＥＳＳＳＴ）指令
が生成され送出される。

５ＳＣＰ１は自身のテーブルで指定されるＬＵＸの所有
者としての５ＳＣＰ　（この場合はゲートウェイｓ、、
　ｓ　ｃ　ｐ　）へＣＤＩＮＩＴ要求を送る。ＣＤＩＮ
工Ｔ要求は、モード名、サービスのクラス　・名、ＬＵ
Ｉの名前、ＬＵＩのアドレス、および名前ＬＵＸを含む
。ゲートウェイ５ｓｃｐはＬ　Ｕ　Ｘ、−の定義を持た
ないので、ゲートウェイ５ｓｃｐは名前変換機能により
、ネットワークＢで５ｓｃｐ２が所有するＬ２とＬＵＸ
とが対応することを判断する。ネットワークＢにおける
ＬＵＩの別名、ネットワークＢにおけるサービスのクラ
ス名、およびネットワークＢにおけるモード名を見い出
すために、宛先ネットワーク識別子を用いて名前変換テ
ーブルを探索する。以上の情報は全てゲートウェイ５ｓ
ｃｐへ戻される。

こうしてゲートウェイ５ｓｃｐは、セツションの相手と
して要求されているＬＵが他のネツトワ−りにあること
がわかる。ゲートウェイ５ｓｃｐはＲＮＡＡ要求をグー
１−ウェイノードへ送って、セツションのための一対の
別アドレスの割振を指令する。ＲＮＡＡ要求には、ＬＵ
Ｉのアドレスと一緒に、ネットワーク識別子とＬＵの名
前が含ま′れる。グー１−ウェイノードはネットワーク
ＡにおいてＬ　Ｕ　２を表わすための別のアドレスと、
ネットワークＢにおいてＬＵＩを表わすための別アドレ
スとを割り当てる。これらの別アドレスがＲＮＡＡ要求
に応答して戻ってくる。

ＣＤＩＮＩＴ要求を５ＳｃＰ２へ送る前に、ゲートウェ
イ５ｓｃｐは、ネットワークＢの名前空間でわかるモー
ド名、サービスのクラス名、ＯＬＵの名前、およびＤ　
Ｌ　ＴＪの名前を伝達するために名前フィールドを変更
する。ＯＬ　Ｕのアドレスは。

グー１−ウェイノードのネットワークＢ副区域において
ＬＵＩのために割り当てられる別アドレスに変更される
。ＣＤ’ＩＮＩＴ要求がゲートウェイノードを通過する
とき、伝送ヘッダ（Ｔ　Ｈ）の１つが寄更されて一ネ・
ソトワー々ＦＩＬ−七り寸ス／ｙ’　−ｋ内エイ５ＳＣ
Ｐ−８ＳＣＰ２セツシヨンを表わす。

５ＳＣＰ２はＬＵ２の所有者としてＣＤＩＮＩＴ要求を
処理し、それにＬＵ２のアドレスを入れてＣＤＩＮＩＴ
応答としてこれを戻す。

ＣＤＩＮＩ応答を受け取ると、その時点でゲートウェイ
５ＳＣＰは、ゲートウェイノードが変換を遂行するに必
要な全ての情報を有する。ＲＮＡＡ要求から始まったア
ドレス変換は、ＣＤＩＮＩＴ応答でネットワークＢのＬ
Ｕ２のアドレスが得られて終わる。２つのＬＵの実名お
よび別名は、ＣＤＩＮＩＴ応答および名前変換テーブル
かられかる。ネットワークＡのサービスのクラス名は、
ゲートウェイノードとＬＵＩとの間のセツションパスの
ための仮想経路のリストを決定する。１次ＬＵからのＢ
ＩＮＤ要求がゲートウェイノードに到着したときに、こ
のリストが必要である。５ＥＴＣＶ要求は、ＬＵ２のア
ドレス、ＬＵの名前変換、およびゲートウェイノードの
仮想経路リストを提供する。ゲートウェイノードはＢＩ
Ｎ、Ｄ要求を受け取って、これらの全ての情報を使用す
る。

５ＳＣＰＩへＣＤＩＮＩＴ応答を送る前に、ゲートウェ
イ５ｓｃｐは、ゲートウェイノードのネットワークＡ副
区域においてＬＵ２の別アドレスを伝達できるように、
そのＤＬＵアドレスフィールドを変更する。サービスク
ラス名フィールドはネットワークＡ用の名前を伝達する
。５ｓｃｐｉは定義域間のセツション用としてＣＤＩＮ
ＩＴ応答を処理する。５ｓｃｐｉはｊＮＩＴ応答をＬＵ
ｌへ送り、モード名セツションパラメータを決定し、定
義域量制御開始（ＣＤＣＩ　Ｎ　Ｉ　Ｔ）要求にセツシ
ョンパラメータを含めて他の５ｓｃｐへこれを送る。

ＢＩＮＤの処理を除くと、残りのセツションセットアツ
プシーケンスは、グー１〜ウエイノードでの名前フィー
ルド変換、アドレスフィールド変換、および伝送ヘッダ
変換の後の、ゲートウェイ５ｓｃｐへの要求の再経路指
定に過ぎない。ＢＩＮＤ要求がグー１〜ウエイノードに
到着すると、Ｓ　Ｅ　ＴＣｖ要求で送られてきた。仮想
経路リストを用いて、ゲートウェイノードがらＬＵＩの
副区域ノードへ至る経路を選択し活動化する。この同じ
５ＥＴＩＣＶ要求をホストノードが使用してゲートウェ
イノードで使用されるルートを活動化するが、これはＢ
ＩＮＤをＬＵＸへ送る前に行われる。そうしてＬＵ名前
フィールドはＢＩＮＤ要求に存するか、または、ＬＵＩ
がわかる名前を伝達するために変更される。２次ＬＵが
ＢＩＮＤ要求で示されるパラメータを１次ＬＵへ戻すこ
とができるように折衝可能ＢＩＮＤ要求が使用される場
合は、１次ＬＵの名前はＬＵ２から変更される。そうし
てゲートウェイノードはＢＩＮＤ応答にあるＬＵの名前
を逆変換する。

以上説明したように本実施例ではゲートウェイノードお
よびゲートウェイ５ｓｃｐで本発明を実現したが、アー
キテクチャに制限はなく本発明を単一の装置で実現する
こともできる（例えば通信制御装置またはホストコンピ
ュータ）。

［発明の効果コ以上説明したように、本発明によれば、従来に比してさ
らに効率の良いネットワーク相互接続手段が実現できる
。

【図面の簡単な説明】第１図は本発明に基づくゲートウェイの構成の概略を示
すブロック図、第２図はコンピュータネットワークシス
テムを示すブロック図、第３図はメツセージの形式を示
す図、第４図は５ｓｃｐが自己の定義域に存するＬＵか
らの開始要求を処理する際のアルゴリズムを示す流れ図
、第５図は第５八図ないし第５Ｃ図の関係を示す図、第
５Ａないし第５Ｃ図はネットワーク相互接続の機能を実
現するためのアルゴリズムを示す流れ図、第６図は第６
Ａ図ないし第６Ｃ図の関係を示す図、第６八図ないし第
６Ｃ図は、第５Ａ図ないし第５ｃ図のアドレス変換機能
の他にさらに名前変換機能を備えたネットワーク相互接
続の機能を実現するためのアルゴリズムを示す流れ図、
第７図はネットワーク相互接続の機能を提供するために
用いる構成部分を説明するためのブロック図、第８図は
本実施例のネットワーク相互接続の機能を実現するステ
ップを別な表現方法を示す図である。

Claims

【特許請求の範囲】それぞれ個別に制御される複数のネットワークのうちの
１つのネットワークに存するアドレス指定可能な資源と
他のネットワークに存するアドレス指定可能な資源とが
通信できるように、個別に制御される前記複数のネット
ワークを相互接続するためのネットワーク相互接続装置
であって、前記アドレス指定可能な資源を有し、起点資
源のアドレス、起点資源の名前、および宛先資源の名前
を含む第１のメツセージを生成する第１の手段と、該第１の手段に応答して宛先資源のアドレスを確定し該
宛先資源のアドレスを含む第２のメツセージを生成し該
第２のメツセージを送出する第２の手段と、前記第２のメツセージを受け取って該第２のメツセージ
に含まれるアドレスを変換して該第２のメツセージを適
切な宛先資源へ経路指定する第３の手段と、を有することを特徴とするネットワーク相互接続装置。