JPS6132630A - メツセ−ジ伝送方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 以下の順序で発明を説明する。

Ａ　産業上の利用分野 Ｂ　開示の概要 Ｃ従来技術 Ｄ　発明が解決しようとする問題点 Ｅ　問題点を解決するための手段 Ｆ　実施例 Ｆｌ　　実施例の概要 Ｆ２　ネットワーク環境（第１図） Ｆ３問題点（第２図） Ｆ４　解決手段 Ｆ５　　名前検査情報の形式　Ｃ第３図および第４図）
Ｆ６　　名前検査情報の取扱い（第５図ないし第７図）
Ｆ７　１ブリツジ”タイプのデータグラムの取扱い（第
５図ないし第７図） Ｆ８　　ノードのタイムアウト設定（第１表）’　Ｆ９
むすび Ｇ　発明の効果 Ａ　産業上の利用分野 本発明は、１以上のブリッジ（またはゲートウェイ）に
よってリンクされた複数の通信媒体（またはチャネル）
を有するデータ通信ネットワークにおける情報伝送の技
術に関する。

Ｂ　開示の概要 本発明は１以上のブリッジ（またはゲートウェイ）によ
ってリンクされた複数の通信媒体（またはチャネル）を
有するデータ通信ネットワークにおいて、名前検査情報
（後述）を所定の複数の形式で伝送することにより、名
前検査プロセス（後述）を１つの通信媒体内にとどめず
複数の通信媒体にまで効率よ（拡張できるようにしたも
のである。

Ｃ従来技術 １９８４年５月３日付の米国特許出願第３０４６８４号
（以下、米国特許出願（ａ）という）には、集中的に保
持されるディレクトリ機構による名前パラメータから物
理的なアドレスパラメータへの中間的な変換を必要とせ
ずに、ネットワークの個々のノードの処理エンティティ
が名前連関を生成できるようにしたシステムが開示され
ている。米国特許出願（ａ）は、また、名前パラメータ
とアドレスパラメータとの間の中間的な変換を必要とせ
ずに、名前を持ったエンティティ間でセツションを確立
するための方法も開示している。

１９８４年７月２０日付の米国特許出願第３６１５６６
号（以下、米国特許出願：（ｂ）という）は、こうした
ネットワークにおいて非−意的な名前を確立するだめの
方法、およびネットワークの任意のエンティティからそ
の名前で識別される遠隔の選択されたエンティティのグ
ループへ情報を伝送するだめのパラメータを制御するも
のとしてこの非−意的な名前を使用する方法を開示して
いる。

以下で使用する“名前指定（型）゛という用語はネット
ワークにおいて情報が特定の場所（すなわちアドレス）
ではなく論理的な名前で伝送されるということを示唆す
るものである。そのような名前はネットワーク内のいろ
いろなエンティティに関連している。これらのエンティ
ティは物理的な対象（コンピュータ、そのＩ１０接続機
構、オペレータ、ネットワークアクセスアダプタ等）や
無形的な対象（プログラム、データセット等）Ｙ含む。

そうした環境では、ネットワークのいろいろなノード（
ノードは、ここでは、通信チャネルまたは通信媒体の接
続点として定義される）に所在するデータ処理機構（ま
たは局ともいう）は、物理的なアドレス場所に対する全
ての名前に関係するディレクトリテーブルを含む共有さ
れた処理局による関連情報の中間的な変換を必要とする
ことなく、（イ）個々のノードを介して用意されるエン
ティティに対する一意的な名前連関および非−量的な名
前連関を確立するため、および（ロ）個々に用意された
エンティティ間でセツション（すなわち論理的な接続）
を確立するため、分散モードで動作することができる。

そうした“関連情報“は前記米国特許出願（ａ）に開示
されるように名前検査要求ン応答メツセージおよび呼出
し名前検査要求／応答メツセージと呼ばれる。これらの
関連情報を個々に用いて起点ノードのところの処理シス
テムに、（イ）採用する名前がネットワーク内の他のと
ころで使用される名前と競合するものであるかどうか、
および（ロ）セツションで呼び出される対象がそのネッ
トワーク内で名前により到達可能であって他のエンティ
ティと明瞭（すなわち一意的に）に区別できるかどうか
、を判断させる。こうしたメツセージは起点ノードから
ネットワーク媒体またはネットワークチャネルへ送出さ
れて、個別的にリンクされた全てのノードのところの処
理装置によって検査される。各ノードはメツセージ中に
ある名前が各自の名前テーブルにある名前のいずれかと
一致するかどうかを見て、一致する場合は応答メツセー
ジを返す。名前テーブルにある名前はそのノードにロー
カルに接続されたエンティティに対して採用されている
名前である。起点の装置は返ってきた応答メツセージを
用いて、関連する名前採用プロセスおよびセツション確
立プロセスに関り採るべき行動を判断する（完了または
打切り）。

本発明はネットワーク内でブリッジまたはゲートウェイ
の境界を越えてこうした名前検査メツセージおよびその
応答メツセージの処理を制御する方法である。

もしこのような制御がないとすれば、起点の装置で、境
界を越える推移を制限するホップカウントパラメーラを
定めなげればならないであろうしくこれは、順次的にリ
ンクされた媒体またはチャネルで形成されるループを介
して関連情報が余分に循環することのないようにするた
めである）、ネットワークの全てのノードでネットワー
クトポロジーに関連する情報を大量に記憶しなければな
うな゛いであろう。

前記米国特許出願（ｂ）に示される好適なローカルネッ
トワーク環境においては、どのノードのところの装置（
局ともいう）も′データグラムタイプのメツセージを用
いて、そのメツセージ中に含まれる名前で識別される選
択されたエンティティグループ（すなわち選択された複
数のエンディティ）へ情報を限定的に送ることができる
。このようなデータグラムメツセージは一般的な回報通
信メツセージとは異なり、指定されたエンティティグル
ープのメンバーを受けもつノードのところだけに向けら
れるものである。本発明は、単一の媒体またはチャネル
に接続された装置で形成されるサブネットワークをリン
クするブリッジおよびゲートウェイを越えてセツション
確立プロセスおよび名前採用プロセスの処理を制御する
ためのそうしたデータグラムタイプのメツセージの特別
な用法に関する。こうしたサブネットワークのことをこ
こで（は”基本°という用語を用いて”基本ネットワー
ク′ともいう。また、２以上の基本ネットワークをリン
クして形成されるネットワークな”複合ネットワーク″
ともいう。

Ｄ　発明が解決しようとする問題点 ネットワークにおいて分散的に生成された名前の使用に
関する管理には１つの問題がある。それは、基本ネット
ワークを併合して複合ネットワークにする場合、併合に
より複合ネットワークの規模が大きくなればなるほどそ
の併合前に採用された名前連関が多義的になっていくこ
とである。併合の際に全ての名前連関を取り消して再生
成すれば名前連関を一義的にすることも可能ではあるが
、測子ものエンティティ鉛よび名前連関を有するネット
ワークでは、このような方法は実用的ではない。

さらに、基本ネットワークの併合により３以上の媒体ま
たはチャネルが直列的にリンクされて冗長な循環ループ
を形成することにもなりかねないので、これ゛も問題で
ある。伝送される情報の通ることのできるブリッジまλ
はゲートウェイの数を制限するホップカウントパラメー
タを、起点でその情報に付加して伝送するようにすれば
、ループにおける名前指定屋の情報の冗長的な循環を回
避することも可能であるが、そうなるとネットワークの
全体のトポロジーに関する情報を記憶できるような手段
をネットワークの各ノードのところの装置に具備しなげ
ればならず（これはその装置にとってはかなりの負担で
ある）、シかもそ５した情報はネットワークの物理的な
構成を変更する場合そのたびに同時に変更しなければな
らないものであるのでこれが通信の大きな負担となる。

したがって本発明の目的は、複数の基本ネットワークを
併合して動的に形成される複合ネットワーク′において
生ずる上記の問題点を解決する効率のよいメツセージ伝
送方法を提供することである。

Ｅ　問題点ケ解決するための手段 本発明のメツセージ伝送方法はこの目的を達成するため
に、基本ネットワーク内の局が所定の第１０′形式でメ
ツセージをその基本ネットワーク内だけに伝送しくただ
しその基本ネットワークに直接リンクされた各ブリッジ
はこれを無視する）、これに対し応答がないときに、そ
の局は同じメツセージを所定の第２の形式でその基本ネ
ットワークに直接リンクされた各ブリッジに伝送し、こ
れを受は取った各ブリッジは同じメツセージを条件的に
所定の第３の形式で前記基本ネットワークと反対の側に
あるそれぞれの基本ネットワークに伝送して各ブリッジ
は応答を受信したときにもとの局にその応答を返すとい
うことを特徴としている。

Ｆ実施例 以下、幾つかの項に分けて実施例を説明するがその前に
、実施例に関係するプロセスおよびそれに用いられるメ
ツセージについて説明する。実施例に関係するプロセス
には名前採用プロセスとセツション確立プロセスがある
。名前採用プロセスでは、名前検査要求メツセージ（特
にこれを採用名前検査要求メツセージという場合もある
）およびこれに対する応答メツセージが通信され、セツ
ション確立プロセスでは、呼出し名前検査要求メツセー
ジおよびこれに対する応答メツセージが通信される。名
前採用プロセスは採用しようとする名前の検査を行うも
のであり、セツション確立プロセスはそのセツションの
呼出し名前（被呼側の名前）の検査を行うものである。

両プロセスとも名前（一方は採用名前、他方は呼出し名
前）の検査を行うものであるから、名前検査要求メツセ
ージおよびこれに対する応答メツセージならびに呼出し
名前検査要求メツセージおよびこれに対する応答メツセ
ージのことを、総称して名前検査情報という。同様に名
前採用プロセスおよびセツション確立プロセスを総称し
て名前検査プロセスという。また、名前検査要求メツセ
ージおよび呼出し名前検査要求メツセージのことを、要
求のためのメツセージという意味で、総称して検査要求
メツセージもしくは要求メツセージまたは単に要求とい
う。さらにこれらに対する応答メツセージを単に応答と
いう場合もある。

本発明はこの名前検査プロセスを、基本ネットワーク内
にとどめず、複合ネットワークにまで効率よ（拡張する
ことを意図したものであり、そのために名前検査情報に
２つの形式を用いる。第１の形式がいわゆる前記の要求
／応答メ′ツセージである。第２の形式はこれらのメツ
セージを封止したデータグラムである。したがって第１
の形式のメツセージを封止したこのデータグラムも、こ
こでは名前検査情報である。

なお実施例の説明のＦ３で解決すべき問題点を再記して
おく。

Ｆｌ　　実施例の概要 実施例は、変更可能な複合ネットワークにおける論理的
な名前指定型の情報の使用に関する有効な方法を提供す
るものである。この方法は名前指定型の各々の情報を幾
つかの分離した通信プロセスに分けるというものである
。第１のプロセスでは、通信すべき情報は起点ノードが
近接してリンクされている基本ネットワークを介して回
報通３信される。同じ基本ネットワークのノードのとこ
ろのブリッジがこの情報を無視できるように（すなわち
、この情報が他のネットワーク媒体へ渡らないように）
この情報は指定された第１の形式で伝送される。この回
報通信に対し応答がない場合は、この情報は第２の形式
で伝送されて−好適には”ブリッジ°という名前のグル
ープへ向けられる１つのデータグラムである−　そのブ
リッジのグループから他のネットワーク媒体へ第１の形
式で再び回報通信される。この再同報通信に対し応答が
ない場合は、個々のブリッジはこのプロセスを継続スる
他のブリッジへネットワークを介して別のデータグラム
を送ることができる。継続の範囲すなわちホップカウン
トは、要求メツセージを発したノードに°基本的°にリ
ンクされているブリッジの各々で決定される。　一 実施例によれば、名前連関を採用しようとする、または
名前で指定される１つのエンティ゛ティとのセツション
を確立しようとするノードは、それが直接にリンクされ
ているところの基本ネットワークに名前検査要求メツセ
ージまたは呼出し名前検査要求メツセージをそれぞれ同
報通信する。その後、ノードはそれに対する応答メツセ
ージが返ってくるかどうか各々の媒体またはチャネルを
監視する。ブリッジはこの要求メツセージを約束通り無
視する。起点ノードによる監視時間は、基本ネットワー
クの長さに関連する時間の所定の“基本タイムアウト”
に制限されている。この時間内にメツセージが応答され
ない場合は、起点ノードは所定のタイムアウト間隔ごと
に、この回報通信および監視オペレーションを所定の再
試行限度まで何回でも繰り返すことができる。全ての試
行に対し応答が１つもない場合は、起点側でその同じ情
報を“ブリッジ“という名前のところへ向けやれるデー
タグラムの中に封止して、このデータグラムを、同じ媒
体またはチャネルに直接リンクされた全てのブリッジ（
すなわちその基本ネットヮ・−りの全てのブリッジ）へ
送る。これらのブリッジを介してリンクされた他の基本
ネットワークにおける遅延される処理およびそこから戻
ってくる応答のことを考慮して、起点側は第２の所定の
時間をタイムアウトする。

このデータグラムに応答して、各ブリッジノード（ブリ
ッジが存在するノードのこと）のところの処理機構はそ
のデータグラムの情報をもとの名前検査要求メツセージ
または呼出し名前検査要求メツセージの形式に再構成し
、そのブリッジノードを通って橋渡しされているさらに
遠くの媒体またはチャネルを介して、もとの形式で構成
されたその情報を再び回報通信する。そのブリッジのと
ころの処理機構は、橋渡しされた個々の媒体またはチャ
ネルにリンクされたノードから返って（る応答メツセー
ジのことを考慮して、所定の時間をタイムアウトする。

１つの応答メツセージが受信された場合は、そのノード
に直接接続されている媒体を介してその応答メツセージ
が起点ノードに返される。そのブリッジが２以上の応答
メツセージを受信した場合は、ブリッジの処理機構は最
初の応答メツセージを通し他の応答メツセージを抑止す
ることができる；その後は競合の調整に関し起点ノード
に対してトランスペアレントな行動を採る。再回報通信
およびタイムアウトオペレーションはそのブリッジのと
ころで所定の再試行限度まで繰り返すことができる。応
答メツセージが１つも返ってこない場合は、ブリッジは
成る再試行限度までその前の行動を繰り返すことができ
る；すなわち、名前検査要求メツセージまたは呼出し名
前検査要求メツセージを再送し、応答メツセージを認識
し、その最初の応答メツセージを起点ノードへ送ること
ができる。第１の形式（もとの形式）で情報を送信しか
つ全ての再試行の後１つも応答メツセージを受信しない
ブリッジは、そのホップカウントを減分し、その値がゼ
ロでないなら、減分されたその値を含むデータグラムを
さらに遠くの媒体またはチャネルに送る。

これまでのプロセスにおいて、ブリッジは応答メツセー
ジの処理に関し能動的または受動的な役割りを演じるこ
とができる。受動モードではミ全ての応答メツセージは
２地点間通信（アドレス指定）で起点へ直接的に進めら
れるが、能動モードでは、進められるのは最初の応答メ
ツセージだけであり、ブリッジは競合状態または多義的
なネットワークの状態を表わす付加的な応答情報の処理
を行う。

以上に説明したプロセスの特徴は、基本ネットワークに
おける起点ノードにリンクされたブリッジが″ブリッジ
”タイプのデータグラム（′ブリッジ°という名前のと
ころに向けられるデータグラム）の転送範囲（ホップカ
ウントの制限）を判断することである。いかなるネット
ワークにお士・でもブリッジノードの数は一般には通信
ノードの合計の数よりもずっと少ないので、各起点ノー
ドがホップカウントを設定する場合に比べて、そうした
判断に関するプロセスの処理量および必要な記憶容量は
大幅に減ぜられる。

さらに他の特徴は、ネットワークのユーザ（ノードのと
ころで走行するソフトウェア、およびメートのところで
対話を行っているオペレータを含む）は名前検査情報の
ための行先の経路を指定する必要が全くないということ
である。したがってこれにより通信のプロセスがさらに
簡単になる。

Ｆ２　　ネットワーク環境 第１図に示すように基本ネットワークＡないしＤはブリ
ッジ１５ないし１８によって複合ネットワーク１０とし
てリンクされる。以下の説明において、参照番号１２は
媒体（またはチャネル）、１３（はノード（またはタッ
プ）、１４はデータ処理エンティティであるが、特にネ
ットワークを特定していうときはたとえば１２Ａ、１３
Ａ、および１４ＡΩように、基本ネットワーク人ないし
Ｄのどれであるかを示すため人ないしＤの文字を付すこ
とにする。基本ネットワークは媒体１２Ａないし１２Ｄ
をそれぞれ有する。媒体１２．Ａないし１２Ｄけノード
ｉ５Ａないし１５ＤＹそれぞれ有し、そのようなノード
は個々の通信およびデータ処理機構１４Ａないし１４Ｄ
”＆有する。参照番号１５ないし１８のところに示すブ
リッジは媒体１２Ａないし１２Ｄをリンクして複雑な形
態を構成する。ブリッジ１５ないし１８はノード１３Ａ
ないし１’３Ｄとは物理的に分離したノードを介して各
自の媒体と接続できる。または、ブリッジは物理的にデ
ータ処理機構１４Ａ、ないし１４Ｄのどこかの中に常駐
し各自のノードを共有することも可能である。各基本ネ
ットワークは個々の媒体のノ÷ド１：３を介するデータ
処理機構（または局ともいう）１４を複数受は持つこと
がある。

後述する名前指定型の情報を処理する適応性を有するこ
と以外は、ブリッジはよく知られたタイプのものである
。そうしたブリッジは、たとえば、米国特許第４２８７
５９２号または第４３６５３３１号に示されている。一
般的にいえば、ブリッジは１つの媒体のうちの２つの媒
体または２つのチャネル（時分割または周波数分割によ
るもの）に接続され、関連する媒体またはチャネル間で
、信号を有する情報を双方向的に通すよう動作する。

ブリッジはプログラムさｎたマイクロプロセッサおよび
記憶ユニットを具備することができる。これにより、リ
ンクされた媒体またはチャネル間で伝送される情報信号
に対して高度なバッファリングオペレーションおよび形
式変換オペレーションを遂行することができる。第１図
に例示する構成では、ブリッジ１５は媒体１２Ａおよび
１２Ｂをリンクし、ブリッジ１６は媒体１２Ａおよび１
２Ｃをリンクし、ブリッジ１７は媒体１２Ｂおよび１２
Ｃをリンクし、ブリッジ１８は媒体１２Ｃおよび１２Ｄ
をリンクする。

データ処理機構（または局）１４Ａないし１４Ｄは前記
米国特許出願ｒａ）に示すように、個々のエンティティ
（オペレータ、プログラム、データセット等の個々のノ
ードのところに提供されているものンに対して論理的な
名前（別名）を採用するため個・７０ノードを介して動
作する。これらの名前は個々のエンティティの物理的な
場所との直接の関連は全（ないので、論理的に特徴付け
られる。

名前を採用するプロシージャはネットワークを介して伝
送される情報で特徴付けられるもので、論理的な名前か
らアドレスパラメータへの変換ケ行う中間的な処理を全
（必要としない。

後述するブリッジ間の処理を無視すれば、上記の伝送情
報は、一般的には、成る名前を採用しようとしかう他の
データ処理機構の応答メツセージを監視するデータ処理
機構からの回報通信される名前検査要求メツセージを含
む。データ処理機構１４Ａないし１４’Ｄはその各々で
採用される名前連関を定める名前テーブルをそれぞれが
保持する。

データ処理機構はそれぞれ他のデータ処理機構とは独立
的に動作して新しい名前連関の採用のだめの通信プロセ
スを開始することができる。これを開始するデータ処理
機構は名前検査要求メツセージを回報通信する。前述の
ようにこの名前検査要求メツセージはそのデータ処理機
構が採用を提案する名前を含む。他のデータ処理機構は
このメツセージを監視し、このメツセージ中の名前と各
自の名前テーブルにある名前とを比較し、名前テーブル
に一致する名前があれば応答メツセージを返し、一致す
る名前がないときはその名前検査要求メツセージな無視
する。

名前検査要求メツセージを発したデータ処理機構が１以
上の応答メツセージを受信し、かつ、採用しようとして
いるその名前がネットワークにおける一意的な基準に基
づくものであるときは（前記米国特許出願（ｂ）に詳し
く説明される）、起点のデータ処理機構は名前の競合を
認識してその名前を不採用とし名前採用プロセスを終了
する。応答メツセージが１つも受信されない場合は、そ
の名前を採用することができる（それが起点のデータ処
理機構の名前テーブルに入れられる）。以上が名前採用
プロセスである。

セツション確立プロセスもこれと同様なオヘレーション
を有する。たとえば成るノードのところのデータ処理機
構で走行する成るプログラムＰが特定の名前で知られて
いるデータセットへのアクセスを必要とする場合、その
ノードでプログラムＰを実行している゛データ処理機構
は名前で所望のデータセットへ向けられる呼出し名前検
査要求メツセージを回報通信する。この呼出し名前検査
要求メツセージは起呼エンティティおよび被呼エンティ
ティの両方の論理的な名前を含む（この例でいえばプロ
グラムＰと必要なデータセットの名前である）。呼出し
名前検査要求メツセージを受信したデータ処理機構は各
自の名前テーブルケ検査して、呼び出された名前に一致
するエントリがみつかったときにのみ応答メツセージを
返す。起点ノードで応答メツセージが１つも受信されな
いならば、起点ノードはセツション確立プロセスを打ち
切る。起点ノードが１つの応答メッセージを受信したと
、きは、セツションが確立されるまで、他の伝送情報の
通信を要するそのプロセスを続行する（前記米国特許出
願（ａ）に詳しく説明される）。

このようにしてプログラムＰを受は持つノードはデータ
セットを名前で検索することができる；すなわちデータ
セットのネットワークにおける物理的な場所に関する情
報は全く必要なしに検索できる（したがってプログラム
Ｐおよび要求されたデータセットを受は持つノードのデ
ータ処理機構で走行する全てのプログラムの処理に対し
てトランスペアレントである）。

Ｆ３問題点 ここで本発明が解決しようとする問題点を、具体的な例
を用いて再び説明してお（。第１図に例示する複合ネッ
トワークにおいて、セツション呼出しの対象であるデー
タセットに割り当てられた名前が幾つかの基本ネットワ
ークで競合して使用されるという場合を想定する。これ
は、たとえば、分離されていた基本ネットワークが併合
されて複合ネットワークが形成されかつ併合された基本
ネットワークの幾つかが上記のデータセットの名前を使
用するノードをそれぞれ有するという場合に起こり得る
状況である。このような状況およびこれにより生ずる問
題を第２図を参照して説明する。

キーボード／ディスプレイ端末５１を操作するオペレー
タ′ピル（ＢＩＬＬ；人の名前）”およびデータ処理機
構５２とところで走行するソフトウ、エア（アプリケー
ションプログラム等〕は１つのデータセット’ＡＢＣＤ
　　ＥＦＧＨＩ　　（データセットの所望の名前：すな
わち、ユーザにとって都合の良い適切な名前をつげるこ
とができる）°のアクセスを要求する場合がある。第２
図に示すように、データ処理機構５２がネットワークＡ
にリンクされ、ビルのアプリケーションで要求されたデ
ータセット５３がデータ処理機構５５（これもネットワ
ークＡにリンクされている）の受は持つディスクファイ
ル５４に記憶されていると仮定する。

さらに°ＡＢＣＤ　　ＥＦＧＨＩ“　という同じ名前を
持った他の無関係なデータセットがネットワークＢおよ
びネットワークＤで記憶されていると仮定する（ネット
ワークＢのディスクファイル６１にはデータ処理機構６
２を介してアクセス可能なデータセット６０が記憶され
、ネットワークＤのディスクファイル７１にはデータ処
理機構７２を介してアクセス可能なデータセット７ｏが
記憶されているものとする）。

ビルのアプリケーションプログラムが’ＡＢＣＤＥＦＧ
ＨＩ“　を呼び出す場合、データ処理機構５２が自身の
名前テーブルを検査して要求されたデータセットはロー
カルに接続されていないと判断し、媒体１２Ａ’４介し
て起呼エンティティとして°ビル“および被呼エンティ
ティとして°ＡＢＣＤＥＦＧＨＩ’を示す呼出し名前検
査要求メツセージを回報通信すると仮定する。呼゛出し
名前検査要求メツセージがブリッジを介して何の制限も
な（伝送することができかつ全ての媒体１２−Ａないし
１２Ｄのノードで監視できるものとすると、幾つかの問
題が生ずる。まず第１に、データ処理機構５２に競合す
るであろうデータ処理機構５５．６２、および７２から
応答メツセージが返ってくることである。第２に、媒体
１２Ａ１ブリツジ１６、媒体１２Ｃ１ブリツジ１７、媒
体１２Ｂ１およびブリッジ１５によって形成されるルー
プを介して、さらには、媒体１２Ａ１ブリツジ１５、媒
体１２Ｂ１ブリツジ１７、媒体１２Ｃ１およびブリッジ
１６によって形成されるループを介して呼出し名前検査
要求メツセージが繰り返し循環することである。

呼出し名前検査要求メツセージおよび名前検査要求メツ
セージの越えることのできるブリッジの数を各々のデー
タ処理機構が制限することができ（たとえば、ホップカ
ウントの値を１に指定することに゛よって）、かつ、名
前の採用の競合が起こらないようにネットワークが構成
されるならば、上記のような状況は生じないであろう。

しかしながらこの解決方法は別の問題を生ずる。起点と
なるデータ処理機構にホップカウントの値を指定するこ
とを要請すれば、このことにより全てのデータ処理機構
に対して、ネットワークトポロジーに関連する情報を保
持しなければならないという負担をかけることになる。

例示するような複雑なネットワークは、多数のデータ処
理機構を受は持ち、しかも新しい基本ネットワークが追
加されるのに応じて動的に変化し得るので、各データ処
理機構で適切なトポロジーの情報を保持するのは非常に
面倒なことであろう。一方、名前の採用の競合が起こら
ないようにネットワークを構成するには、ネットワーク
を変更するたびに全ての名前連関を再生成しなければな
らない。いずれにせよ上記のような解決方法は実用的で
はない。

Ｆ４　解決手段 実施例７４．起点から遠く離れた媒体およびブリッジを
介して累進的にファンアウトする一連の独立したオペレ
ーションで名前検査メツセージおよび呼出し名前検食メ
ツセージを伝送するようにデータ処理機構を構成するこ
とにより上記問題に対する簡単な解決策を提供するもの
である。ファンアウトプロセスは起点ノードに対しては
トランスペアレントである。このプロセスはブリッジの
ところの処理機構に関連情報のだめのホップカウントの
範囲を判断する負担を課するものであるが、ネットワー
クはデータ処理機構よりもブリッジの方がはるかに数が
少ないので、全てのノードに個々のホップカウントの範
囲を判断させる場合に比べて、ブリッジでないノードに
課せられる負担は大幅に減り、関連するネットワークト
ラフィックの量も極端に少な（なる。

上記のファンアウトプロセスを制御する手法は名前検査
要求メツセージおよび呼出し名前検査要求メツセージを
異なる第１の形式および第２の形式で伝送するステップ
を含む。これらの形式およびその取扱いのプロセスにつ
いては後で詳しく説明する。簡単にいうと、第１の形式
では、情報は１つの基本ネットワークの媒体の範囲を有
する回報通信メツセージ（ブリッジを越えることはでき
ない）として構成され、第２の形式では、情報は基本的
な媒体に直接リンクされたブリッジ（ただし、そういう
ブリッジは複数でもよい）だけに独占的に向けられる゛
データグラム′に封止される（前記米国特許出願（ｂ）
に詳しく示される）。

名前検査要求メツセージまたは呼出し名前検査要求メツ
セージを第１の形式で発するとき、その起点ノードのと
ころのデータ処理機構はそのメツセージの′基本的゛な
範囲内のノードから応答メツセージが返ってくることを
考慮して第１の所定の時間をタイムアウトする。応答メ
ツセージが１つも受信されない場合は、この通信および
タイムアウトプロシージャは所定の再試行限度まで何回
でも繰り返すことができる。

これらの要求メツセージは回報通信モードで伝送される
ので、一般的には、上記のようなタイプの繰返しが望ま
しい。関連する信号の送信または受信におけるエラーは
、情報に対する受信プロセッサの誤った解釈および誤っ
た処理を生じさせることがあるからである（たとえばメ
ツセージタイプの情報または検査すべき名前の伝送でエ
ラーが生ずると、可能性のある名前を有するノードがそ
のメツセージを無視する場合がある）。　　　゛１以上
の応答メツセージが受信された場合は、起点のデータ処
理機構の採る行動は関連する名前検査プロセス（名前採
用プロセスまたはセツション確立プロセス）に依存する
。名前検査プロセスが名前採用プロセスの場合であって
かつ提案された名前が一意的な基準に基づく使用を意図
するものであるときは、応答メツセージの受信は競合を
表わすのでその名前は採用されない。名前検査プロセス
がセツション確立プロセスの場合ハ、応答メツセージは
直接にリンクされた基本ネットワーク内で被呼エンティ
ティが存在することの確認な表わすのでそのプロセスは
他の情報を伝送して同・じ基本ネットワークを介して続
行される。

名前検査要求メツセージまたは呼出し名前検査要求メツ
セージの回報通信（第１の形式）を発したデータ処理機
構が１″：）も応答メツセージを受信しなかったときは
（第１の形式の回報通信が所定の再試行限度まで繰り返
される場合は全ての再試行の後）、その同じ情報を第２
の形式でその基本ネットワークの媒体を介して送出する
。第２の形式では、この情報は“ブリッジ“という名前
のところへ向けられるデータグラムの中に封止され、基
本ネットワークを介して起点にリンクされた各ブリッジ
のところの特別の解釈的処理部に与えられる。そのよう
な処理部で、各ブリッジはもとの名前検査要求メツセー
ジまたは呼出し名前検査要求メツセージを構成する情報
−データグラムから抽出しその情報をもとの形式（第１
の形式）で再び回報通信する。ブリッジの処理機構は、
橋渡しされた媒体にリンクされた他の基本ネットワーク
のノードから返って（る応答メツセージを考慮して所定
の時間をタイムアウトする。

名前検査要求メツセージまたは呼出し名前検査要求メツ
セージを再同報通信したブリッジが１以上の応答メツセ
ージを受信した場合は、そのブリッジは起点ノードにリ
ンクされた媒体またはチャネＡ／を介してその最初の応
答メツセージを起点ノードに進める。２以上の応答メツ
セージを受信しかつ、それがネットワークの競合を表す
場合は、ブリッジの処理機構は競合の性質を判断し、起
点ノードから離れた橋渡しされた方の媒体を介して応答
メツセージを発したノードへ競合が発生したことを知ら
せる情報ヶ送出する。

応答メツセージが１つも受信されないときは、ブリッジ
の採る行動は起点ノードかものホップカウント距離（共
通の媒体を介して起点ノードに直接リンクされたブリッ
ジのホップカウント距離はゼロであり、ブリッジが余分
の媒体を介してリンクされる場合は中間の余分の媒体の
数に応じてそのホップカウント距離は大きくなる）に依
存する。

上記の再同報通信の応答メツセージを１つも受信しない
ホップカウント距離がゼロのブリッジはネットワークト
ポロジーに関するローカルテープ／Ｉ／（以下、トポロ
ジーテーブルという）を調べて、そのブリッジにリンク
された媒体が遠くのブリッジ（起点ノードから′遠（離
れた“ブリッジ）に接続されない場合は、そのブリッジ
は名前検査情報の処理を終了する。ホップカウント距離
ゼロのブリッジが応答を１つも受信せず、かつ、ループ
を形成することなく（起点ノードからのホップカウント
距離がゼロの別のブリッジを通ることな（）遠（のブリ
ッジに接続される場合は、ループを形成することな（連
続的にそのブリッジと接続できるさらに遠くのブリッジ
の数に関するホップカウント値を含む第２のデータグラ
ムを送出する。

この第２のデータグラムを受信した各ブリッジは、その
ホップカウント値を減分して、先行するブリッジの遂行
したプロセスを繰り返す（すなわち、名前検査要求メツ
セージまたは呼出し名前検査要求メツセージを再回報通
信し、その応答のだめのタイムアウトを開始し応答があ
ればその最初のものを中継し、応答がなげれば、そのホ
ップカウント値に応じて次のレベルのブリッジへとプロ
セス拡張するか二ホップカウント値が０でないとき：、
またはプロセスを終結する：ホツプカウント値が００と
き：）。

どのレベルのブリッジでも、拡張されたプロセスで応答
がなされなかった場合そのプロセスを終了するには起点
ノードにそれ以上情報を返さないことが要求される。起
点ノードではそこで管理されるタイムアウトオペレーシ
ョンがあるので、起点ノードはそのような応答が返って
こないことを効果的に推論する。このタイムアウトは、
ネットワークにおいてブリッジでないノードが最初に活
動化されるときに、ブリッジでないノードとブリ、ツジ
ノード（ブリッジのところのノード）との間の相互の働
きによって決定される°プロセスタイムアウト”パラメ
ータに従って確立される。次にこの“プロセスタイムア
ウト“の設定について説明する。

新たに活動化されるブリッジでないノードは名前採用フ
ロセスまたはセツション確立プロセスのために自身を付
勢する前に、”ブリッジ“という名前のところへ指定さ
れるタイムアウト初期設定の要求を含む最初のデータグ
ラムを送る（プロトコルによって）ことが要請される。

ブリッジのところの処理機構は、トポロジーテーブルを
検査し起点ノードが初期設定されていない状態にあるこ
とを認識することによって（Ｆｓ“ノードのタイムアウ
ト設定“参照）、名前検査要求メツセージまたは呼出し
名前検査要求メツセージを封止したデータグラムと、初
期設定要求を含むデータグラムとを弁別する。この初期
設定要求を含むデータグラムを受信した各ブリッジ（す
なわち要求元ノードからのホップカウント距離がゼロで
ある各ブリッジ）のトポロジーテーブルは、そのブリッ
ジのネットワーク（そのブリッジが橋渡しするネットワ
ークは２つである）のトポロジーに関する情報を記憶゛
する。これはネットワークが初期設定されるときまたは
再構成されるときに記憶される。初期設定要求に応答し
て、ブリッジの処理機構は自身のトポロジーテーブルを
調べて遅延ファクタを抽出する。この遅延ファクタは応
答メツセージの中に入れられて、初期設定の要求を出し
た要求元ノードに返送される。

この遅延ファクタは、要求元へ戻る経路でループを形成
する遠くのブリッジを通ることなくそのブリッジを介し
てアクセス可能な最も遠いノードと要求元との間の信号
伝搬および情報処理において考えられる最悪のケースの
遅延よりも少し長めに設定される。初期設定の要求を出
したノードのデータ処理機構は戻ってきた複数の遅延フ
ァクタを調べてその“タイムアウト“機能として最大の
値を有する遅延ファクタを選択する。後続の名前採用プ
ロセスおよびセツション確立プロセスでは、各データ処
理機構はこのタイムアウト機能を用いて応答を受信する
だめの制限時間をセットする。

どのブリッジも応答を受信することなく各自の名前検査
情報の処理を完了し、かつ、これによってオペレーショ
ンの処理が終了すれば、起点ノードで設定され、応答が
ないものとして効果的に取り扱われるタイムアウトの範
囲内にこの終了が入ることになる。以上が、ブリッジノ
ードとブリッジでないノードの共働によってブリッジで
ないノードのところで設定される°プロセスタイムアウ
ト１機能の説明である。

各ノードは、さらに、“基本タイムアウト”機能も初期
設定し、そのノードの属する基本ネットワークに関する
自身の名前検査プロセスおよび呼出し名前検査プロセス
を時間調整する。この基本タイムアウトはその基本ネッ
トワーク内で通常予想される最大の伝搬遅延および処理
遅延に関係する。名前検査要求メツセージまたは呼出し
名前″検査要求メツセージを発し、かつ、その基本タイ
ムアウトで測定される時間内に１つも応答を受信しなか
ったノードは、通信が応答されないということを効果的
に推論し、後続の適切な行動に従って処理を進めること
ができる（通信の再試行、ブリッジデータグラムの伝送
等）。

Ｆ５　　名前検査情報の形式 名前検査要求メツセージ、呼出し名前検査要求メツセー
ジおよび１ブリツジ°タイプのデータグラ、ムメッセー
ジの形式を第３図および第４図を参照して説明する。第
３図に示すように名前検査要求メツセージおよび呼出し
名前検査要求メツセージは制御フィールド１００ないし
１０５を有する。

１００は宛先フィールド（Ｂ）、１０１は起点フィール
ド（ＯＡ）、１０２はタイプフィールド（Ｎ１／Ｎ２）
、１０３はホップカウントフィールド（ＨＣ）、’１０
４は名前フィールド（Ｎ）、１０５はその他の情報のフ
ィールドである。タイプフィールド１０２の値で名前検
査と呼出し名前検査とを区別する（ここではＮ１が名前
検査、Ｎ２が呼出し名前検査である）。牢先フィールド
１００の値は、名前　、検査および呼出し名前検査の両
タイプとも、同報通信を示すものである（タイプフィー
ルドの値Ｎ１およびＮ２が同報通信処理を示唆するよう
に採られるなら、宛先フィールドの値は気にしなくても
よい）。従来の回報通信タイプのメツセージに対しては
通常は応答メツセージは返されないが、上記の２つのタ
イプの回報通信は条件的な応答メツセージを必要とする
ので（名前フィールド１０４にある名前が受信ノードの
名前テーブルにある名前と一致したとき）、この回報通
信は特別の取扱いをしなげればならない。起点フィール
ド１０１にあるアドレスは通信を開始するノードのアド
レス（起点アドレス）である。このアドレスは応答メツ
セージでは宛先アドレスとして使用される。

名前フィールド１０４は、名前検査要求メツセージの場
合は、採用のため提案された名前を有し、呼出し名前検
査要求メツセージの場合は、セツション呼出しの対象と
なるエンティティの名前を有する。

残りの情報、すなわち、フィールド１０５は通信のタイ
プによって異なり、呼出し名前検査要求メツセージの場
合、フィールド１０５は起呼側の名前（そのセツション
を呼び出したエンティティの名前）を含む。名前検査お
よび呼出し名前検査の両タイプとも、フィールド１０５
は、応答する側がその通信および短縮コード式の一致し
た名前を識別できるような番号（シーケンス番号）を含
む。現行の通信システムはどんなものでも、各ノードは
時間的に重なり合うタイムアウトでこの性質を有する通
信情報を多数光することができるものとされている；し
たがって、個々の通信およびその名前を識別できること
は重要であり、短縮コードでこれができれば明らかに効
果的である。

第４図に示すように１ブリツジ“タイプのデータグラム
の情報は制御フィールド１２０ないし１２５を有する。

これらの制御フィールドが受信ノードにおける処理を指
示する。制御フィールド１２０ないし１２５の各フィー
ルドの機能は前述の制御フィールド１００ないし１０５
の各フィールドの機能とそれぞれ同様である。したがっ
てタイプフィールド（Ｎ５）１２２でデータグラムタイ
プの情報と他のタイプの情報を区別する。宛先フィール
ド１２０は“同報通信゛であることを示すものであるが
、このデータグラムに付随するフィールド１２５のその
他の情報は、°非−意的”なデータグラムの名前と一致
する名前を含む名前テーブルを有するノードのところだ
けで処理される。

ここでは、この“非−量的°なデータグラムの名前は、
”ブリッジ“またはブリッジノードに関連する同様な意
味を有する名前である。起点アドレスはデータグラム情
報を発するノードのアドレスである。′ブリッジ°タイ
プのデータグラムのその他の情報（フィールド１２５）
はブリッジでないノードから送られる初期設定要求を含
むか、または以前に応答されなかった名前検査要求メツ
セージもしくは呼出し名前検査要求メツセージの内容を
含む。

ホップカウントフィールド１０６および１２３でセット
される値はその通信の性質および発信源によって異なる
。名前検査要求メツセージまたは呼出し名前検査要求メ
ツセージがブリッジでないノードから発せられるもので
あるときは、ホップカウントフィールドは無視されるも
のとされる（すなわちその値はゼロにセットされる）。

名前検査要求メツセージまたは呼出し名前検査要求メツ
セージがブリッジノードから発せられ峰ものであるとき
も、ホップカウントフィールドは常にゼロにセットされ
る。データグラムがブリッジでないノードから発せられ
るものであるときも、ホップカウントフィールドはゼロ
にセットされる。データグラムがブリッジノードから発
せられるものであるときは、ホップカウントの値は、ネ
ットワークの処理経路におけるそのブリッジノードの位
置によって異なる。ブリッジノードがその処理経路にお
ける最初のブリッジであるときは、ホップカウント値は
そのブリッジにより選択されるものとなる。データグラ
ムが最初のブリッジ以外のブリッジノードから発せられ
るものであるときは、ホップカウント値はその同じ情報
を処理した先行するブリッジの数によって異なる（すな
わち、ホップカウント値は最初のブリッジおよび後続の
各ブリッジによって減分される）。

Ｆ６　名前検査情報の取扱い 好適な環境を有するシステムにおいては、各ノードは、
汎用のデータ処理オペレーションおよびローカルエリア
ネットワークに−する信号処理オペレーションを遂行す
るために、データ処理機構（たとえばＩＢＭパーソナル
コンピュータおよび支援マイクロプロセッサ）を含む。

ローカルエリアネットワークは、たとえば、米国特許第
４６６５３３１号に示され・るようなタイプのネットワ
ークテある。データ処理機構は上記のオペレーションを
遂行するため、よく知られた監視プログラムおよびアプ
リケーションプログラムの指示の下で動作する。タスク
またはプロセスが本発明の意図するところである名前に
関係したプロセスを必要とするような段階に達すると（
ローカルに提供されたエンティティのための名前採用プ
ロセス、またはローカルに提供されたエンティティと論
理的な名前だけで知られる他のエンティティとの間での
セツション確立プロセスに達すると）、ノードのデータ
処理機構は名前検査プロセスを遂行する。

第５図ないし第７図を参照して以下これを説明する。

第５図は一般的な名前検査プロセスの説明図である。第
３図は、第５図のうち、名前検査情報を発するノードの
行うタイムアウトの処理および応答メツセージの処理に
関連する部分を示す図である。第７図は拡張された名前
検套プロセスに使用されるデータグラムの処理に関する
説明図である。

データ処理および信号通信に関して複数の独立した喰階
を命することのできるこのプロセスは、対象となるエン
ティティの名前（すなわち、採用のために提案された名
前、またはセツション呼出しの対象を表わす名前）がネ
ット・ワークにおいて競合するのか、または、一義的に
使用されるのかどうかな検査するのに使用される。この
検査は、別な表現をすれば、採用のために提案された名
前が他のエンティティに割り当てられているかどうか、
または、セツション呼出しの対象が名前検査情報の名前
で接続できるかどうかの検査である。

第５−のステップ１４０で現タスクが名前の使用を要求
するものであると判断されると、データ処理機構はステ
ップ１４１でローカルの名前テーブルを検査する。検査
すべき名前が成るエントリと一致すればそのプロセスは
ローカルに完了する（ステップ１４２）。

名前検査プロセスが名前採用プロセスの場合、ステップ
１４１における一致という判断はそのノードにローカル
に提供された別のエンティティが先にその名前を使用し
ていることを意味するので、プロセスは名前採用プロセ
スを要求するプログラム（これは、名前の使用が１つの
エンティティとの排他的な関連を必要とする場合は、名
前採用プロセスを打ち切る）に“使用中“状況を知らせ
て終結する。名前検査プロセスがセツション確立プロセ
スの場合、ステップ１４１における一致という判断は起
呼エンティティおよび被呼工゛ンテイテイの両エンティ
ティがそのノードでローカルに（すなわちネットワーク
を介する信号の通信なしに）アクセス可能であることを
意味するので、プロセ　　　スは終結に向かってローカ
ルに遂行される（すなわち、本発明とは関係のない他の
ローカルな条件に応じて、セツションが確立されるか、
またはプロセスが打ち切られる）。

ステップ１４１で、検査されている名前が名前テーブル
のエントリと一致しないときは、直接アクセス可能な基
本ネットワークを介して名前検査要求メツセージまたは
呼出し名前検査要求メツセージを回報通信するだめのオ
ペレーションが始まる。前述の基本タイムアウトおよび
プロセスタイムアウトがステップ１４３で開始され、再
試行カウントがステップ１４４で更新される：この例で
いうと、最初の試行を表わす初期値にセットされる。次
の行動はプロセスのタイプによって異なる（ステップ１
４５）。名前採用プロセスの場合、第３図に示すような
名前検査要求メツセージが用意され、ネットワークが使
用可能になったときに（このネットワークアクセスプロ
トコルには様々なものが考えられる）、そのノードに直
接リンクされた基本ネットワークを構成するアクセス可
能な媒体を介して対応する信号が同報通信される（ステ
ップ１４６）。プロセスがセツション確立プロセスの場
合は、呼出し名前検査要求メツセージが用意されて、そ
の基本ネットワークの媒体を介して対応する信号が回報
通信される（ステップ１４７）。

ステップ１４６またはステップ１４７の後は、データ処
理機構は他の機能を遂行することができるよう解放され
るが、ネットワークを介して到達する情報の処理および
名前検査要求メツセージまたは呼出し名前検査要求メツ
セージに対する応答メツセージを待つため、割込みでア
クセス可能な状態にある。ステップ１４９で基本タイム
アウトが満了すると、起点のデータ処理機構は次の行動
を再試行カウントの状態に応じて条件付ける（ステップ
１５０）。実用的には、最後の名前検査情報の信号に対
する応答がないときにのみ再試行の行動を採るようにす
ることが好ましいであろう。

先行する情報が応答されたとしても、限度の範囲内で基
本ネットワークの通信を条件的に再試行するという本実
施例との一貫性は維持される。

再試行限度に達しなかった場合は、基本タイムアウトは
再び開始され（ステップ１５１）、回帰経路１５２およ
び１５３を介してステップ１４４ないし１４９が繰り返
される。関連する要求メツセージに対して応答があれば
、プロセスは第３図に示すようなやり方で終結する。再
試行限度に達しても要求メツセージの回報通信に対して
応答がなかったときは、ステップ１５４でデータグラム
が用意されて、名前検査プロセスをその基本ネットワー
クのブリッジを越えるものに拡張するため対応する信号
が複数のブリッジに送られる。データグラムの処理の詳
細ｊｄ後で第７図を参照して説明する。

第５図の右側に示すのは、ステップ１４６またはステッ
プ１４７の回報通信の信号に応答して、基本ネットワー
ク内のノードが遂行するオペレーションである。ステッ
プ１７０で、これらの信号１を受信しバッファすると、
そのノードのデータ処理機構は名前検査情報と本発明と
は関係のない他のものとを区別する（ステップ１７１）
。名前検査情報を受信したときは、その名前と各自の名
前テーブルのエントリとを比較する（ステップ１７２）
。一致がない場合は、その情報は無視され、一致がある
場合は、そのノードは応答メツセージの信号を伝送する
（ステップ１７３）。応答メツセージの信号は名前の検
査を要求したノードへ特定して送られる（この伝送は要
求の起点フィールド１０１に含まれていた起′点アドレ
スを用いて行われる）。

名前検査要求メツセージおよび呼出し名前検査要求メツ
セージに対する応答メツセージの要求元における処理は
第３図に示す。基本タイムアウトおよびプロセスタイム
アウトを開始し関連する名前検査要求メツセージまたは
呼出し名前検査要求メツセージを送った後は、起点のデ
ータ処理機構Ｕ　他のオペレーションを遂行することが
できるよう解放される（第３図ステップ１８１）。こう
した他のオペレーションを遂行している間でも、データ
処理機構は割込みにより、スケジュールされていない事
象（伝送された要求または要求に対する応答の受信に関
係するタイムアウトの満了のように本実施例に関連する
事象を含む）にいつでも参入できる。

入力された情報で割込みが発生したときは、その情報の
タイプがステップ１８６で識別される。

その情報が係属中の名前検査要求メツセージまたは呼出
し名前要求メツセージに対する応答メツセージであると
き（ｔ１　もとの要求およびその応答の両方に含まれて
いるシーケンス情報によって、その応答で関連プロセス
が想起されて（ステップ１８４）対応する状況の報告が
行われる。

関連プロセスが名前採用に関与する場合は、報告される
状況はステップ１８５で、その応答メツセージにおいて
識別される別のネットワークノードのところで対象とす
る名前が現に使用されていることを示しく′使用中“状
況）、その名前の採用は取り下げられる。関連プロセス
がセツション確立に関与する場合は、報告される“応答
゛状況はステップ１８６で、被呼エンティティが存在す
ることおよびその場所を示す（セツション確立を完了す
るための他の通信は２地点間で遂行することができる）
。名前検査プロセス以外の通信に関係する応答メツセー
ジの処理は本実施例には関係がないので第３図では図示
されていない。

実施例に関係するタイムアウトの１つが満了することに
よらて前述の割込みが生じた場合は、その割込みプロセ
スで採られる行動はタイムアウトの種類によって異なる
。基本タイムアウトが応答メツセージなしに満了し、か
つ、再試行カウントが限度に達していないときＩ−ｔ、
（第５図ステップ１４９および１５０）、データ処理機
構は再び基本タイムアウトを開始して（第５図ステップ
１５１）、要求の伝送および応答の監視のプロセスを繰
り・返す（第５図ステップ１４４ないし１４８、および
第３図ステップ１８３ないし１８６）。基本タイムアウ
トが満了し、かつ、再試行限度に達した場合は、データ
処理機構は関連する名前検査情報を含む“ブリッジ°タ
イプのデータグラムを伝送するため、ステップ１５４（
第５図）のプロセスな開始する。これにより、名前検査
プロセスは、要求元の基本ネットワークにリンクされた
ブリッジを越えるものに拡張される。この拡張について
の詳細は後で第７図を参照して説明する。

応答メツセージなしにプロセスタイムアウトが満了した
ことにより割込みが生じた場合は、データ処理機構はそ
のプロセスを終結する（第３図ステップ１９０）；もと
の要求が名前検査要求メッセ一二ンなら提案された名前
を採用し、もとの要求が呼出し名前検査要求メツセージ
ならセツション確立プロセスを打ち切る。これまでに説
明した以外の割込みは本実施例とは関係がないので説明
は省略する。

Ｆ７　　″ブリッジタイプのデータグラムの取扱いブリ
ッジノードおよびブリッジでないノードにおけるブリッ
ジタイプのデータグラムの処理を第７図を参照して説明
する。ブリッジでないノードがそうしたデータグラムを
発するのは２つの場合がある。１つは初期設定の要求を
行う場合、もう１つは名前検査プロセスを、関連する基
本ネットワークとインターフェースするブリッジを越え
るものに拡張する場合である。ブリッジノードは他のブ
リッジノードと通信するためブリッジタイプのデータグ
ラムを発する。これは、ブリッジでない要求元から遠く
離れたネットワークに名前検査情報を送るため、または
他の情報（たとえば、ネットワークトポロジーの変更に
関する情報）を交換するために発せられるものである。

ブリッジでないノードからの初期設定要求は、°始動！
時間（ここでは、個々のノー）゛がネットワークへ最初
に活動的に接続されたとき、または関連システム障害を
修正するためにノードが外された後で再び接続が行われ
たとき、を意味する）で個々のデータ処理機構によって
発動される。そうした要求のための情報は処理機構のシ
ステムメモリにおいてプリセットされておりシステムに
よって検索され（第７図ステップ２００）、ブリッジタ
イプのデータグラムの中に封止される（ステップ２０１
；第４図の説明参照）。ステップ２０２で、データグラ
ムは関連する基本ネットワークを介して回報通信される
。前に説明したように、このデータグラムは”ブリッジ
“という名前を持っているのでブリッジのところの処理
機構だけがこうした要求に応答し、遅延ファクタの情報
を含む応答メツセージを返す。これについては、Ｆ８′
ノードのタイムアウト設定“のどころで説明する。前述
のように、要求元によってプロセスタイムアウトとして
置方の遅延ファクタが選択される。

名前検査情報をブリッジでないノードからブリッジノー
ドに送るためのブリッジタイプのデータグラムはステッ
プ２０４ないしステップ２０６に示すようにして形成さ
れる。検査要求メツセージを発するノードのところのデ
ータ処理機構が、関連する情報に対する応答を受信する
ことなく基本タイムアウトの満了を検知すると（ステッ
プ２０４八それは関連情報を検索して（ステップ２０５
）データグラムを形成する（ステップ２０６）。

対応する信号は直接アクセス可能な媒体に送出されてそ
の情報がその媒体のリンクされている全てのブリッジへ
伝送される（ステップ２０７）。データグラムを受信し
たブリッジはその中に封止されているもとの名前検査情
報を伝送する。これについては後でもう一度説明する。

伝送された名前検査情報に対して１以上の応答メツセー
ジを受信するブリッジは、ネットワークを介してその最
初の応答メツセージを起点のデータ処理機構に送る。

各ブリッジは両サイドの媒体（データグラムの起点に直
接リンクされた方の媒体を含む）火監視し各ブリッジが
協働することによって、データグラムに対する応答が起
点ノードに２つ以上返ることのないようにする（そのノ
ードが基本的にリンクされているブリッジの全てから）
。

データグラムを発した、ブリッジでないノードのデータ
処理機構は、最後に、その通信に関係する条件で割込み
をかけられる（ステップ２０８）。その条件とは、最終
的に応答が返ってくること（ステップ２０９へ）、また
は、そのノードのプロセスタイムアウトが終了すること
（ステップ２１０へ）である。こ扛が発生すると、関連
する名前検査プロセスは終結する。そのプロセスが一意
的な名前採用のためのものであって、かつ、データグラ
ムが最終的に応答された場合は、関連するプロセスのプ
ログラムに“使用中“状況が報告される。そのプロセス
がセツション確立のためのものでろって、かつデータグ
ラムが最終的に応答された場合は、′応答有効１状況を
示しかつ最初に応答したノードを識別する情報が関連す
るプログラムに報告される。応答なしにプロセスタイム
アウトが満了し、かつ、そのプロセスが名前採用に関連
するものである場合は、関連するプログラムに１良好厘
状況が報告されてその名前が採用される（そのノードの
名前テーブルに採用された名前が入る）。呼出し名前検
査要求メツセージを含むデータグラムの場合に７応答な
しにプロセスタイムアウトが終了したときは、連絡し彦
いエンティティの名前はネットワーク内で認識できない
ものである、ということを示す“不成功“状況が関連す
るプログラムに報告さ扛る。

以上はブリッジで逢いノードに関する説明である。ブリ
ッジノードがデータグラムを受信したときは（ステップ
２２０）、そのブリッジノードのデータ処理機構は１１
ブリツジ“タイプのデータグラムとその他のデータグラ
ムとを区別するためタイプフィールドをステップ２２１
で調べる。菖ブリッジＩＩタイプでないデータグラムは
本実施例には関係がない。颯ブリッジ１タイプのデータ
グラムを認識すれば、そのブリッジのデータ処理機構は
そのデータグラムの発信源である起点ｆ：調べる（ステ
ップ２２２）。この検査を行うのは、他のブリッジノー
ドから来る一ブリッジ菖データグラムとブリッジでない
ノードから来る°ブリッジ“データグラムとでは要求さ
れる処理がそれぞれ異なるからである。データグラムの
起点がブリッジでないノードの場合は、そのデータグラ
ムの情報の形式をステップ２２ｇで調べて、それが初期
設定要求であるのか、名前検査プロセスの拡張を意図し
たデータグラムであるのかを識別する。データグラムが
初期設定のための要求を含むものである場合は、そのブ
リッジのデータ処理機構は自身のトポロジーテーブルを
調べて（第１表の説明のところで言及する）、関連する
遅延ファクタを要求元に返す（ステップ２２４）。

ブリッジでないノードから発せられたデータグラムが名
前検査情報（要求メツセージ）を含むものである場合は
、そのブリッジのデータ処理機構は自身の関連するトポ
ロジーテーブルからホップカウントファクタを抽出して
（ステップ２２５　）’、そのブリッジによって橋渡し
される他のネットワーク経路へその要求メツセージを伝
送するためのプロセスを開始する。抽出されたホップカ
ウントファクタの値は、要求メツセージが他のブリッジ
によって橋渡しされるネットワークを通って要求元のノ
ードから最も遠くにある媒体まで届（ように拡張された
ものであるが、この値は、起点ノードに戻るループ経路
な形成する他のブリッジを通ってその要求メツセージが
循環することのないように制限されている。先行するブ
リッジから要求メツセージを含むデータグラムを受信し
たブリッジは、そのデータグラムに含まれるホップカウ
ント値に応じて、これと同じ拡張されたプロセスを開始
する。

要求メツセージを橋渡しされた方の媒体へ送出するため
にブリッジによって遂行されるプロセスは以下のステッ
プ２２６ないしステップ２４１である。ステップ２２５
でセットされたホップカウント値、または先行するブリ
ッジから受信されたデータグラムに含まれるホップカウ
ント値をステップ２２６で減分するみステップ２２７で
、そのブリッジの内部以外の経路に関するプロセスタイ
ムアウトおよび基本タイムアウトを開始する。ステップ
２２８で、受信したデータグラムに含まれる要求メツセ
ージを回報通信する。ステップ２２９で、再試行カラン
）Ｙ増分する。ステップ２２７でセットされた基本タイ
ムアウトは、そのブリッジの内部経路以外の基本的経路
に関して予想される最大の処理遅延および応答遅延に関
係する。

プロセスタイムアウトは、そのブリッジの内部経路以外
の経路（後続の複数のブリッジおよび媒体を含む）の最
大のホップカウント範囲を上回る予想される最大の遅延
に関係する（注二基本タイムアウト機能およびプロセス
タイムアウト機能は、ブリッジでないノードもブリッジ
ノードも有するものであるが、これまでの説明かられか
るように名前検査プロセスの拡張を意図して設けたプロ
セスタイムアウトについていえば、ブリッジでないノー
ドのプロセスタイムアウトの計時する時間はブリッジノ
ードのプロセスタイムアウトの計時する時間より当然長
い）。

この拡張プロセスでステップ２６０ないしステップ２２
６またはステップ２６４ないしステップ２４１が遂行さ
れる。

ブリッジノードで応答メツセージが受信されると（ステ
ップ２３０．）、応答カウントが増分される（ステップ
２６１）。最初に受信された応答はステップ２６２で、
関連するデータグラムの受信経路に沿って、先行するブ
リッジまたは要求を発したノード（いずれもその応答を
処理するノードから直接アクセスすることができる）に
返される。

１タイムアウト期間中に２以上の応答メツセージが受信
された場合は、ステップ２６６で競合信号がそれらの発
信源に回報通信される。これは、そのデータグラムの発
信源が存在する基本ネットワークでない方の基本ネット
ワークにおけるブリッジから受信された応答だけに当て
はまるものである。しかしながら、名前検査情報の封止
されたデータグラムを発するブリッジでないノードを受
は持つ基本ネットワークにおける各ブリッジは、その基
本ネットワーク内の他のブリッジから起点ノードに直接
リンクされた媒体へ伝送される応答メツセージを識別し
、さらにその応答に対して応答カウントを増分するよう
適応すべきである。こうすれば、たとえ応答メツセージ
が複数のブリッジ。

で受信されたとしてもブリッジを通ってリレーされるの
はデータグラムに対する最初の応答メツセージだけであ
ろうから、基本ネットワークにおける信号のトラフィッ
クは少なくなるであろう。しかも、基本ネットワークを
越える拡張された経路に名前使用の競合を示す信号を送
るという役割は各ブリッジが受は持つのでそのような信
号の伝送に関する処理は簡単になるであろう。他のブリ
ッジもちろん他のブリッジが基本的経路に早（応答を伝
送したときにその経路から受信される応答がたとえ１つ
だけだったとしても、信号の処理は簡単になる。

応答なく基本タイムアウトが満了したが（ステップ２３
４）再試行カウントが限度に達していないときは、基本
タイムアウトが再び始まって（ステップ２３．５）、ス
テップ２２８およびステップ２２９が繰り返される。ス
テップ２３６で再試行カウントが限度に達していれば、
ステップ２２６で減分されたホップカウントの値に基づ
いて次の行動が条件付けられる（ステップ２６７）。す
なわち、ホップカウント値がゼロでないときは、そのブ
リッジは減分されたそのホップカウント値を含むデータ
グラム（さもなげれば、ステップ２２０で受信したデー
タグラム）を構成し、要求元から離れた方の経路（要求
元の属する基本ネットワークでない方の基本ネットワー
ク）にそのデータグラムを伝送する（ステップ２６８）
。この伝送の後のステップは、応答を受信するステップ
２６０かまたはプロセスタイムアウトを満了するステッ
プ２４０である。プロセスタイムアウトが満了するか、
または、ステップ２６７で調べたホップカウント値がゼ
ロであるときは、そのブリッジにおけるデータグラム通
信プロセスの処理は終結する（ステップ２４１）。終結
すれば（全処理期間後、応答なし）、そのブリッジのネ
ットワークに関する行動はそれ以上はない。

Ｆ８　　ノードのタイムアウト設定 ブリッジでないノードからの初期設定要求に応答するだ
め、各ブリッジは第１表（後出）に提案するような形式
のトポロジーを保持する。このトポロジーテーブルはそ
のブリッジの両サイド（サイド１およびサイド２）の基
本ネットワークに関するトポロジーを表わすものである
。そのブリッジがネットワークに最初に導入されたとき
に、たとえば専門家がそのブリッジのデータ処理機構に
情報を入力することによって、トポロジーテーブルのエ
ントリが設定される。

テーブルの左端に示す各項目はそのブリッジの各サイド
に直接リンクされたノードに関連するパラメータを表わ
すものである。各ノードアドレスに対して少な（とも１
つのエントリが存在する。

第１表では、アドレスＡｉおよびＡｊだげを代表的に示
しである。°ノードのタイプ°はそのノードがブリッジ
ノード（タイプＢ）であるかブリッジでないノード（タ
イプＮＢ）であるかを示すものである。共同的に活動化
する複数の要求を有するノードの各々に対してそれぞれ
２列以上のエントリを設けてもよい。ブリッジノードに
関するエントリを用いて、そのブリッジはそこに基本的
にリンクされた他のブリッジを越える拡張されたトポロ
ジーのホップカウントファクタを確かめることができる
。

ブリッジノードの遅延ファクタは何でもよい（第１表で
は“Ｘ′で示した）。ブリッジでないノードの遅延ファ
クタは一定である。一定な遅延ファクタの値は、そのブ
リッジの反対のサイドを越えて拡張されるネットワーク
トポロジーに関係する。したがって、サイド１によって
アクセスされるノードの遅延ファクタを“Ｄｌｏ、サイ
ド２によってアクセスされるノードの遅延ファクタを”
Ｄ２°とすると、Ｄｌはサイド２で調べられたトポロジ
ーに関係し、Ｄ２はサイド１で調べられたトポロジーに
関係する。次の“タイマの値“は、各エントリで指定さ
れたノードに関するデータグラム処理用のタイムアウト
をセットするために、各ノードで使用される値である。

次の′ホップカウント“は、関連するブリッジでないノ
ードから受信した名前検査用のデータグラムに関するホ
ップカウント機能を初期設定（第７図ステップ２２５）
するために使用する値である。次の″シーケンス番号゛
および°フレーム識別子”のところは、現に処理されて
いる名前検査用のデータグラム中の情報に基づいてセッ
トされるもので、ブリッジはこれらを用いて、応答とそ
の要求元とを関連付けることができる。次の′始動状況
（Ｉ／Ｕ）“は始動したノード（Ｉ）と始動していない
ノード（Ｕ）と′？：識別するだめのもので、ブリッジ
はこれを用いて、始動されていないノードから誤って発
せられたデータグラムの要求を検査して名前を拒否する
ことができる。

■ ■ ？−１′、Ｌ Ｆ９むすび 以上が名前検査プロセスの効率のよい拡張を意図した。

実施例の説明である。このような拡張は、ブリッジのと
ころの処理機構によって、多義的にならずしかも起点ノ
ードのところの処理機構の負担を最小に保ちながら処理
される。前述のように拡張された名前検査情報に対する
応答は、最初のもの以外はそうした応答を検知した最初
のブリッジでトラップされるので、ネットワークのトラ
フィックの負荷が減りブリッジでないノードの処理機構
に課せられる処理の負担も少なくなる。

以上に説明した実施例は本発明の意図する範囲内で変更
が可能である。

たとえば、名前検査情報の拡張される経路における最初
のブリッジでホ？プカウント値を設定す”ることによっ
て達成される機能は、各ブリッジ゛に、受信したデータ
グラムが現にタイムアウト中のものであるのか、それと
も既に一度受信したものがまた回ってきたのかを識別さ
せるようにして実現ることもできる。こうすれば、幾つ
かのブリッジを越えて伝送されてきた名前検査情報がル
ープ経路な作るブリッジに入ってきたときに、そのブリ
ッジはそれがそれ以前に反対方向で伝送されたデータグ
ラムと競合するものであるということを検知して、再度
受信したそのデータグラムを抑止する（無視する）こと
ができる。

ブリッジタイプのデータグラムで達成される拡張された
名前検査情報の通信の効果は、２地点間通信で実現する
こともできる。この手法は効率は多少落ちるかもしれな
いが、信頼性が向上するという利点がある。この手法で
はデータグラムを送る代わりに、名前検査プロセスを開
始したノードはそのノードの基本ネットワークにリンク
された各ブリッジとのセツションを個々に確立し、各ブ
リッジを越えて処理すべき情報をセツション通信で伝送
することができる（前記米国特許出願（ａ）に記載され
る）。そうして各ブリッジはさらに遠くのブリッジとの
通信をこれと同様にして遂行することができる。さらに
、前述のタイムアウト設定のプロセスも、基本ネットワ
ークの各ブリッジノードおよび１つのブリッジでないノ
ードとの間の個々のセツション通信によって遂行するこ
とができる。

Ｇ　発明の詳細 な説明したように、本発明によれば名前検査情報を従来
に比べて効率よく伝送することが可能となる。

（以下余白二Ｉ

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を利用することのできる代表的な複合ネ
ットワークの構成を示す図、第２図は本発明の解決すべ
き問題を説明するだめの図、第３図は名前検査要求メツ
セージおよび呼出し名前検査要求メツセージの形式を示
す図、第４図は“ブリッジ“タイプのデータグラムの形
式を示す図、第５図ないし第７図は名前検査情報および
データグラム情報を処理するオペレーションを示す流れ
図である。 出−人　　インタて辷４吠ル・咋・フシ−２ズ・コ−Ａ
ｌうタン代理人　弁理士　　頓　　　宮　　　孝　　　
−１２−一一部萌ａ本また１シケイル １３−ｍ−ノード 頌合ネッ（・ワーク 才２図 右前ぶ鞍赴摩しにメッゼージ鳴４１叶止し右前、秩′貴
（ｂ艮メ・Ｉゼー−〕の〕形式、′オ３ 回゛−タクラムの形式 才　４　図 ステップ１４６また１ｊステｉ−７’＋４７ｊり水口 るＸ０才に斂７゛ロセスのゾしれｌ オ　６　Ｍ マゞリ−ソ′７１”ηロノーｌ＋”　　　　　　　　　
　　　　　　　−ｊ’ｌ＋、、、　ニゲノーｆ＋。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 通信媒体を介して複数の局をリンクするネットワークが
   １以上のブリッジによつて複数個リンクされた複合ネッ
   トワークにおいて、下記の（ａ）ないし（ｈ）のステッ
   プより成るメッセージ伝送方法。 （ａ）前記局の１つで、第１のメッセージを発し、該局
   に直接的に接続された第１の通信媒体を介して前記第１
   のメッセージを伝送するステップ；該第１のメッセージ
   は論理的な名前を含み、該第１のメッセージ中の情報が
   前記ブリッジを越えて前記第１の通信媒体以外の通信媒
   体に伝送されることのないように処理を制限する所定の
   第１の形式を有する。 （ｂ）前記ステップ（ａ）の局が前記第１のメッセージ
   に対する応答が返つてくるかどうか前記第１の通信媒体
   を監視するステップ。 （ｃ）前記ステップ（ａ）の局が前記第１のメッセージ
   に対する応答を受信しないときに、前記第１の通信媒体
   を介して第２のメッセージを伝送するステップ： 該第２のメッセージは前記第１のメッセージに対応する
   ものであつて、前記第１の通信媒体に直接的に接続され
   たブリッジだけが前記第２のメッセージに応答してその
   中の情報を処理するように前記第１の形式とは異なる第
   ２の形式を有する。 （ｄ）前記ステップ（ａ）の局が前記第２のメッセージ
   に対する応答が返つてくるかどうか前記第１の通信媒体
   を監視するステップ。 （ｅ）前記第２のメッセージを受信した各ブリッジが前
   記第２のメッセージに対応するものであつて且つ第３の
   形式を有する第３のメッセージをそれぞれ条件的に生成
   するステップ。 （ｆ）各ブリッジによつて前記第１の通信媒体にリンク
   された各々の他の通信媒体へ前記第３のメッセージを各
   ブリッジが伝送するステップ。 （ｇ）各ブリッジが各々伝送された前記第３のメッセー
   ジに対する応答が返つてくるかどうか前記各々の他の通
   信媒体を監視するステップ。 （ｈ）前記第３のメッセージに対する応答を前記第２の
   メッセージに対する応答として前記第１の通信媒体を介
   して前記ステップ（ａ）の局に送るステップ。