JPS62109451A - 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 - Google Patents

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

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JPS62109451A
JPS62109451A JP61234710A JP23471086A JPS62109451A JP S62109451 A JPS62109451 A JP S62109451A JP 61234710 A JP61234710 A JP 61234710A JP 23471086 A JP23471086 A JP 23471086A JP S62109451 A JPS62109451 A JP S62109451A
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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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、通信ネットワークに関し、さらに詳しくは、
ネッ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、ネットワー
クの２つのユーザーの間で通信セツションが確立される
度に、パスが新規に決定されるネットワークに関する。
Ｂ、従来技術およびその問題点 通信ネットワークとは、コンピュータ、通信制御装置、
関連の周辺装置、および、ネッ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・コンピュータ上で走るアプリケーション・プロ
グラム、または、インテリジェント装置制御装置（すな
わチ、ワークステーション、パーソナル・コンピュータ
、表示制御装置、等）の何れであってもよい。
第１図は、小さな通信ネットワーク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・コンピュータ１２．１４および３つのＩＢＭ５７
２５通信制御装置１６．１８．２０が相互接続されてお
シ、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３２．３
４．３６．３８．４０．４４は、コンピュータ１２．１
４および通信制御装置１＜Ｓ、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・コンピュータ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。ネットワークにおける通信を視覚化するだめに、
規則が採用されておシ、それによれば、ネットワーク内
のコンピュ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、ディスプレイであれ、プリンタであれ、ま
とめて端末と呼ばれる。第２図は、第１図のネットワー
ク１０の、ノード・リンク図であシ、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
符号材）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
ュータ１２のアプリケーション・プログラムとの間の会
話（セツションと呼ばれる）は、ノード１２．１日、す
なわち、第２図の１２′、１８′間の通信を意味する。
このようなセツションでは、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
通信であってもよいし、リンク５２′、４０′、ノード
１６′を含むパスであってもよい。または、リンク３２
’、５６’、３８′およびノード１６’、１４’を含む
パスであってもよい。選択の幅は、ネットワークのサイ
ズと複雑さに応じて増加する。
ネッ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
先ノードに到着する。
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
ネットワークでは、特定の通信セツションの際に、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
ットワーク・アーキテクチャに依存する。
はとんどのネットワーク・ルーティング機構では、各（
基点、中間または宛先）ノードのルーティング・テーブ
ルを用いて、メツセージを次のノードに送る。ルーティ
ング機構は様々であるが、いくつかは、ルーティング・
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、したがって次はどの隣接するネ
ットワーク・ノードにメツセージを送るかを指定する。
轟然、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。
各ネットワーク・ノードのルーティング・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、ルーティングの諸定義は、ネットワーク操
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。
動的ルーティングでは、特定の通信セツションの際に使
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ョンが終了するまで、
定義されたままで、かつアクティブであシ続ける。その
後、該ルートを取シ除きネットワーク資源、例えばルー
ティング・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。
ネッ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、ネットワ
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
ンティティ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、記録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・セットアツプ・メツセージと呼ぶ）が
生成される。ルート・セットアツプ・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ィン
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ョンのための、次
に続くメツセージは、ルート・セッ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ィング・テーブル
に置かれる。
通信ネットワークにおけるルーティングは、（１）ｒ　
ＢＭ　Ｓｙｓｔｅｍｓ　　Ｊｏｕｒｎａｌ、Ｖｏｌ、２
’２．Ａ４（１９８３）の“ＳＮＡ　Ｒｏｕｔｉｎｇ：
Ｐａ５ｔ。
Ｐｒｅｓｅｎｔ、ａｎｄ　　Ｐｏ５ｓｉｂｌｅ　　Ｆｕ
ｔｕｒｅ”、（１１）ＩＥＩｌｉｌ：Ｅ　　Ｔｒａｎｓ
ａｃｔｉｏｎｓ　　ｏｎ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ
ｓ。
Ｖｏｌ、　Ｃ０Ｍ−２９，Ａ４　（１９８１）の“Ｒｏ
ｕｔｉｎｇａ　ｎ　ｄ　Ｆ　１　ｏ　ｗ　Ｃｏ　ｎ　ｔ
　ｒ　ｏ　１　１　ｎ　Ｔ　Ｙ　Ｍ　Ｎ　Ｅ　Ｔ　；お
よび（市）Ｉ　Ｅ　Ｅ　Ｅ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ
　　ｏｎＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ、Ｖｏｌ、Ｃ０
Ｍ−２８，Ａ５、（１９８０）の“Ｔｈｅ　Ｎｅｗ　Ｒ
ｏｕｔｉｎｇＡｌｇｏｒｉｔｈｍ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　Ａ
ＲＰＡＮＥＴ”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、ネッ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ュアル入力の
他に、隣接するノードによる状況変化の同報通信（ブロ
ードキャスト）によって、ネットワークのノードおよび
リンク（以後、ネッ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（ｉｔ
）、　　（ｉｉｉ）　　の論文では、このような回報通
信による更新方法が記されている。回報通信による状況
更新は、オペレータの介在を必要としないという利点を
持つ。しかしながら、これには、特に大きく、複雑なネ
ットワークにおいて、ネットワークのオーバーヘッド−
トラフィックが著しく増加するという問題がある。ある
状態では、このオーバーヘッドを減らすために、ネット
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、そのようなネットワークでは、システム
中に広まる同報通信メツセージ、さもなければネットワ
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、カットオフ
時間の統合が含まれる。なお、該カットオフ時間の後、
メツセージはネッ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ってしても、状
況更新メツセージは、ネッ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ってしまう。
したがって、明らかに、従来のトポロジー・データ・ベ
ース更新のだめのスキームに比べて、ネットワークのメ
ツセージ処理能力に対する要求が著しく減るような、動
的ルーティング環境における、トポロジー・データ・ペ
ースの更新方法が必要とされる。
Ｃ１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ットワーク
要素を含むデータ伝送ネットワークにおいて、ノード間
の通信パスを確立するとともに、ネットワーク要素の通
信の可用性に関するデータを集める方法であって、 （ｅ）　　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
ネットワーク要素に対応するデータを記憶し、 （ｂ）　　前記記憶されたデータを用いて、基点となる
ノードを前記ネッ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）前記通信パスの確立を試み、 （ｄ）　　選択された要素がすべて通信に使用可能であ
れば、前記通信パスを確立し、 （ｅ）　　前記選択されたパスにおけるネットワーク要
素の不可用性に関する情報を生成し、前記基点ノードに
選択的に送り、前記記憶要素に記憶するとともに、後の
通信パス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
雑な通信ネットワークの場合でも、全体の状況メツセー
ジ・トラフィックを大幅に減らすことができる。
Ｄ、実施例 概要 本発明のフィードバック機構は、トポロジー・データ・
ペースに対してネッ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
って、効率よくルート・セットアツプ・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１８Ｍシステム３７０コンピユータおよヒｒ　ＢＭ
５７２５通信制御装置、そして、ネットワーク相互接続
用には適当な通信リンクからなるＩＢＭＳＮＡネットワ
ーネットワークる。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・ペース、および、通信セツ
ション確立・維持用の各ノードのローカル・ルーティン
グ・テーブルに依存する動的ルーティングを有するどん
な通信ネッ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・ペースは
、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（バッチ）定
義によって、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、メート・バッファ・サイズ、要素データ
伝送機密保護（セキュリティ）のような定められた特性
を指定する。これらは、エンド・ユーザーによって、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・ペースの中の各ネットワーク要
素は、最初、「仮活動的」つまシ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・セットアツプ
試行のだめの要素の選択、および本発明のフィードバッ
ク機構を用いた、要素の現実の活動的（オペレイサイズ
）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ったときに、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。したがって、（バッチ式とは反対の）
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
トのためのトポロジー・データ・ベース・エントリを示
す。この場合、５０．５２．５４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っ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、該ステートメントラル
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６
４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、前述した特性のだめのデータ
を含む、様々なフィールド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ったとき、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、
セツションの要求がなされる。該セツション要求は、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ットを選択する
ための、慣用的な速記ある。好ましい実施例では、セツ
ション要求の情報は、メツセージ（以後、ルート要求メ
ツセージと呼ぶ）の形で、ルートの選択のだめと、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は取ると、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ットを持つルートが、既に同じ特
性で用いられている場合、該セツションは既に生成され
ているルートに割り当てられる。ルートが生成されてい
なかった場合、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■Ｄ）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
ットアツプ・メツセージと呼ぶ）の形で、記述される。
第８図は、ルート・セットアツプ・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・セット
アツプ・メツセージであると識別する。ルー）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、各ネッ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
は各ネットワーク要素への問いによシ、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、
セツションが要求される際に、状況を知るのである。
ルート・セットアツプ・メツセージがネットワークを通
過する際に、各活動ノードは、両方向の通信用に、従来
式でルーティング・テーブル・エントリを生成する。す
なわち、ルート・セットアツプ・メツセージが処理され
るとき、ルーティング・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■Ｄを経て、メツセ
ージの迅速なルーティングが可能になる。この情報を持
っ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）ＩＤは縮小されて、各ノードに
おける単一のローカル・バス識別子（ＬＰＩＤ）となっ
ている。ＬＰＩＤは、ルート・セットアツプ・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、雫から
始まる順番に選ばれた番号であってよい。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ィング・テーブルに入力される
。
本実施例の各ルーティング・テーブルは、それの割シ当
てるＬＰＩＤと、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って割り当てられる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がヘッダから引き出され、該セ
ツションのためのテーブル・エントリの配置忙用いられ
る。続いて、テーブルに配置されている次のノードのＬ
ＰＩＤは、入力されるＬＰＩＤと交換される。次に、核
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
ーティング・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、６つの要素、すなわち、ＬＰＩＤ
９４、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・セットアツプ・メツセージかう、ルーティング
・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
ンクがアクティブならば、ルート・セットアツプは成功
であシ、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ィング・テーブル・エン
）　ＩＪ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・セットアツプ・メツセージを次のノー
ドへ送れないノードがあると、該非活動的リンクまたは
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・ペ
ースに送られる。
該トポロジー・データ・ペースにおいて、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・セットアツプ・メツセージでは用
いられない。
ルート・セットアツプにおいて識別された各ノードを通
っ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
ーティング・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・ペース）へのフィードバック機構のために
用いられる。ルート障害メツセージは、障害の生じたル
ート拳セットアツプ・メツセージから、セット・アップ
されたノード・ルーティング・テーブル・エントリを追
うことによって、伝送される。
第１０図は、ＬＰＩＤ準拠ネッ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１
０２、障害を検出するノードのノードＩＤ１０４、障害
発生要素ｒＤ１０６、および次のＬＰＩＤｌｏＢが含ま
れている。
ルート障害を知らせだノード（−「隣接ノード」）によ
って、非活動的要素がその後活動的になったことが検出
されると、ルート要素活動メッ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Ｉ−’Ｊを「活動的」にリセットする。その
結果、該要素は、その後のルート・セットアツプ試行の
ために使用可能となる。ルート要素活動メツセージは、
要求コードによっ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セット以上のルーティング・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
のセットと同じ数だけ、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シ返され、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」にリセットする。
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・セットアツプ・
メツセージから、セット・アップされたノード・ルーテ
ィング・テーブル・エントリを追うことによって、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、っまシ、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、ルートをセラ
）・・アップする障害の場合の４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ィング・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・ルーティング・テーブル・エント
リが、ルート要素活動メツセージ（障害点を巡って、各
方向に１つ）によって、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、該ネッ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、ルーティング・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・エンド自ルートが、該ルート
を用いる全セツションの終了後に普通に抹消されつつあ
るかのように、ルーティング・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、フィードバック機構
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ィードバッ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ットによシ記述可
能であシ、これらは、ここで述べる動的ルーティングを
有するどんな通信ネッ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、ネットワークのノード、連結性、および状況デー
タであって、これらは、通信ネッ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（っまシ、各ネットワーク・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
たは通信プロセッサの何れであってもよい。リンクは、
テレプロセシング・リンク、チャネル・コネクション、
ローカル・テレプロセシング・ループ、ローカル・エリ
ア・ネットワーク、ファイバ光学ライン、または、２つ
のホストもしくは通信プロセッサ・ノードを接続できる
他の任意の媒体であってよい。）について、表のような
パラメータのセットが存在する。
要素　　識別子　　連結性　　特性　　状況ノードノー
ド・ネーム　隣接ノード　メツセージ　活動的ノード・
アドレス　　　　　　記憶容量　非活動的処理パワー未
知／ 機密保護（仮活動的） リンク　リンク・ネーム　隣接ノードバンド幅　活動的
リンク・アドレス　　　　　　信頼性　　非活動的機密
保護　未知／ （仮活動的） 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・ペースに、
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紀要素状況に忠実であるならば、ネ
ッ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、ネットワークを通り、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
を伴って、トポロジー・データ・ペースへ送られる。該
要求は、トポロジー・データ・ペースにおけるルート選
択プロセスを初期設定し、ルート・セットアツプ・メツ
セージを生成する。
４　ルート・セットアツプφ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・セットアツ
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、ネット
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ィング・テーブ
ルが生成され、その中で、エントリによって、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
・セットアツプに対する回答は、ルート・セットアツプ
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。
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・セットアツプ
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・セットアツ
プ試行の障害の場合には、ネットワーク・ノードがルー
ト・セットアツプ・メツセージを隣りに送り続けられな
くなったときに、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・ペースに送ら
れる。このルート障害メツセージは、どのノードが非活
動的ネッ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・ペースは、非活動的要素の状況を記憶し
、後になってルート要素活動メツセージによって該要素
が活動的になったことを知らされるまで、他のルート・
セッ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、同じルート障害メッ
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。
Ｚ　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、該ノードによって生成される。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・セット
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・セットアツプ・メ
ツセージからルーティング・テーブル・エントリを用い
て、ネットワークを通過し、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・ルートに割シ当てら
れた全セツションが終了すると、ルート・エンド・ポイ
ント（ソースまたは宛先ノード）によシ生成される。ル
ート抹消メツセージがネットワークを通過する際、その
バスの各ノードは、該特定ルートに割シ当てられていた
ルーティング・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、アクティ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９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。
ｌＮ０Ｐ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。
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ｌＮ０Ｐ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
、ｌＮ０Ｐ状態の要素がＵＮＫに変化する。このように
して、第２の故障停止によっ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ｌＮ０Ｐに留まることのないよう、保証し
ている。
１）ルート−セットアツプ・回答メツセージが受信され
ると、要素はＵＮＫからｏｐに変化する。
２）ルート・セッ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ｌＮ０Ｐ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。
１）ルート・セットアツプ試行の結果、ルート障害が生
じた場合、ルート・セットアツプが前進できず、非活動
的だと識別された要素の状態は、ＩＮｏＰＫ変化する。
２）アクティブ・ルートでのルート障害の通知は、識別
された障害要素の状態をｌＮ０Ｐに変化させる。
各ネットワーク・ノードは、ネッ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・ルーティング・テ
ーブルを含む。ノード・ル−ティング・テーブルは、ル
ートが要求するとおシに、ルート・セットアツプ機構を
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・ルーティング・テーブル・エントリの取り得
る状態は、ＯＰまたはｌＮ０Ｐの２つである。ｏＰ状態
がセットされるのは、ルートが生成されたときである。
ｌＮ０Ｐ状態がセットされるのは、次の条件に従うとき
である。
ａ）ルート・セットアツプ試行から、ルート障害通知が
戻ってくる。
ｂ）アクティブ・ルートで、ルート障害通知が受信され
る。
ルーティング・テーブル中の状態エントリは、オペレー
タによって、情報目的（例えば、オペレータの照会）用
に使うことができる。また、該エントリは、ノードによ
って、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、メツセージのカット・オフに使うこともでき
る。
このようにして、貴重なりンク時間が解放される。
本発明の好ましい実施例のフィードバック機構は、特定
のプロトコルを統合し、トポロジー・データ・ペースに
対して、ネッ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、クリティカルなネットワーク車重
をカバーする以下の４つのケースを用いて記述する。
１）　ＩＩ害の生じた要素（以前側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・ペースへの通知。
２）アクティブ、または保留アクティブ・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・セットアツプ試行の際の、非活動的要素の
発見。
４）ルート・セットアツプ・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
を通ってルート・セットアツプ回答が戻ってしまう前の
、保留アクティブ・ルートにおける要素の障害。
知 第１１図に記されたネットワーク１１０におおいて、ノ
ードＡ（！−Ｅの間のセツションのために、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如おい
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・ペース１１２が利
用されたこと、および、データ・ペース中の全ネットワ
ーク要素の状態はＯＰであることを仮定する。リンクＬ
２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ろう ａ）Ｌ２の障害が、ノードＢとＣの両方によって検出さ
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・ペースに送られる。
Ｃ）ルート障害通知がネットワークを通過ししてノード
Ａへ至る際、障害の生じた要素か５遠ざかる方向（つま
り、ＢからＡへ）の各ノードにおける、該ルートのだめ
のルーティング・テーブル・エントリは、ｌＮ０Ｐのマ
ークをつけられるけれども、ノード・ルーティング・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ｌＮ０Ｐのマークをつける。
その結果、Ｌ２を通る別のルート・セットアツプ試行が
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
ティング・テーブルを探索する。そして、ｌＮ０Ｐのマ
ークがつけられ、かつ、以前Ｌ２を外向きバスで利用し
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釦、
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、該ルートに治ってノードＡへ伝送される
。該バスの各ノードは、このルート要素活動メツセージ
を送ると、そのノード：・ルーティング・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・セッ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をナボ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ットワークを考える
ものとする。ここでも、ＡからＥへ、Ｌｌ、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Ｌ２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・ルーティング・テーブルを走査し、Ｌ５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の中のルーテインダーテーブル拳二ントリは
、ルーティング・テーブル中に残るけれども、■ＮｏＰ
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のための要素エンドｌ）がｌＮ０Ｐ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
ーティング・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、
既に非活動的になっ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のルーティング・テーブル・エント
リは、どちらもｌＮ０Ｐ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
ト障害通知を受は取ると、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ｌＮ０Ｐ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ｌＮ０Ｐ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って、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Ｌ２が金側用可能であることを知らせる。Ｂおよび
Ａのルーティング・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。（セツジョンが該ルートの使用を望む
と仮定すると５）ルート確立のためにルート・セットア
ツプ要求を送ることは可能であるけれども、Ｌ５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が非活動的であシ、基点ノー
ドＡへ至るバスをブロックするので、トポロジー・デー
タ・ベースは通知を受は取らない。しかしながら、これ
によって間層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ｐ、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・
セッ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Ｂ１Ａの場合と同様である。障害に向か
う方向に流れるトラフィックのために、ノードＤ、Ｅの
ノード・ルーティング・テーブル・エントリは、ｌＮ０
Ｐのマークをつけられる。
注意二両方向において、ルーティング・テーブル・エン
トリがｌＮ０Ｐになると、該エントリはテーブルから抹
消される。この場停、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孤立してしまう。そして、
ルーティング・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、そのルーティング・テーブル・エントリを抹消し
、ノードＢ１Ｄだけが、ルート要素活動メツセージをル
ートの端点に伝送する。
ケース６：ルート・セントアンプ試行の際の、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・セットアツプ障害通知
の一部になる点が異なる。ケース１のように、ルート・
セットアツプ試行を化メタトポロジー・データ・ベース
中の要素は、ｒＮＯＰ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１０項目（ｅ）、　　（
ｆ）で記述したのと同じ処理が行われる。
このケースは、ケース１と同様である。ただし、障害通
知が保留アクティブ・ノード・ルーティング・テーブル
・エントリのためであり（なぜなら、ルート・セットア
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
ドのだめの処理は同じである。障害の生じた要素が活動
的になったことの通知は、ケース１０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
ルーティング・ネットワークでも実現可能であシ、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
ーティング・テーブル・エントリの値のためのオペレー
タ状況照会コマンド、等を挙げることができる。
ネットワーク操作の際、１以上のネットツー。
り・ノードのルーティング・テーブルが容ｔ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ィング・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
、セツションが終わること、そしてもはや使用されない
ルートをネッ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、ネットワーク・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。
したがって、本発明の実施例には、トポロジー・データ
・ベースに対し、ネットワーク・ノードにおけるルーテ
ィング・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。ネットワーク・ノードは、充満ル
ーティング・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、ネットワーク・オ
ペレータによシマニュアルで介入してもらって判断を下
すことの要求１．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ィングに依存する。前
者の場合に、たとえオペレータの判断が全く不要であっ
ても、ネットワーク・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ットワーク・
オペレータが、ネットワークから保留ルート要求を取シ
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
って送り、該ルート・セグメントの中のノードのルーテ
ィング・テーブルから、該エントリを抹消する。
ネットワーク・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ッ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
、現在アクティブであってもよいし、再活動化もしくは
以前の障害からの回復を待っている最中であってもよい
。
したがって、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、ネットワークから資源の表示を
取９除くことが含まれ得る。
資源がアクティブならば、その資源に依存するユーザー
・セツションは、中止されたり、あるいは普通に終了す
ることを許されたシする。
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って、普通に抹消され
る。資源をネットワークから取シ除くコマンドを受は取
った後、トポロジー・データ・ベースは、新ｋｆｘ−ル
ート・セッ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、ネットワークから取シ除か
れるときに、再活動化まだは回復を待っているならば、
該資源に依存する保留ルート要求は取り消される。資源
をネットワークから取り除くコマンドを受は取った後、
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。
Ｅ１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、ネット
ワーク・トポロジー・データ・ベースに対して、様々な
通信ネットワーク要素間の替在的な通信の可用性を知ら
せるシステムであって、従来の方策に比べてネットワー
ク・トラフィックを大幅に減らすものを提供することが
できる。ネッ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、最小限だが十分のクラスのノードに必要な可用
性の情報が与えられ、効率よくセツション・ルートを生
成することができる。ネッ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、簡単なメツシュ・タイプの通信ネットワーク
の説明図である。 第２図は、第１図に示すネットワークの概要を表現する
図である。 第６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・セットアツプ・メツセージの概要を
表現する図である。 第９図は、ルーティング・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ッセ・−・ジの
概要を表現する図で乏・る。 第１１図は、トポロジー・データ・ベースヲ伴うネット
ワークの概要を表現する図である。 出願人　インタブ六シ吐ル・ビジネス・マシーＺズ・コ
ーポレーション代理人　弁理士　　頓　　　宮　　　孝
　　　−（外１名） 第９図 第３図 ＼５８　　第４図 第７図 第８図

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 メッ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ットワーク要素を含む
    データ伝送ネットワークにおいて、ノード間の通信パス
    を確立するとともに、ネットワーク要素の通信の可用性
    に関するデータを集める方法であつて、 （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ッ
    トワーク要素に対応するデータを記憶し、 （ｂ）前記記憶されたデータを用いて、基点となるノー
    ドを前記ネッ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）前記通信
    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
    、前記通信パスを確立し、 （ｅ）前記選択されたパスにおけるネットワーク要素の
    不可用性に関する情報を生成して前記基点ノードに選択
    的に送り、前記記憶要素に記憶するとともに、後の通信
    パス選択の際に用いる ことを特徴とするデータ伝送ネットワークの通信パス確
    立方法。
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)

Applications Claiming Priority (2)

Application Number Priority Date Filing Date Title
US79505385A 1985-11-04 1985-11-04
US795053 1985-11-04

Publications (2)

Publication Number Publication Date
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JPH0450780B2 JPH0450780B2 (ja) 1992-08-17

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Application Number Title Priority Date Filing Date
JP61234710A Granted JPS62109451A (ja) 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

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