JPS62297927A - コンピュ−タ・ネットワ−クのメッセ−ジ交換方法 - 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】 ３、発明の詳細な説明 本発明について以下の通り説明する。

Ａ、産業上の利用分野 Ｂ、従来技術 Ｃ３発明が解決しようとする問題点 り０問題点を解決するための手段 Ｅ、実施例 Ｅｌ、ネットワークの概要（第７図および第８図）Ｅ２
．基本リンク・ユニットのフォーマット（第１図） Ｅ３．データ送信装置での処理（第２図および第３図） Ｅ４．データ受信装置での処理（第４図〜第６図）Ｅ５
．動作 Ｆ１発明の効果 Ａ、産業上の利用分野 本発明は一般にコンピュータ・ネットワークに関し、よ
り具体的には、前記ネットワーク内の情報の流れを改善
するプロトコルおよび手法に関するものである。

Ｂ、従来技術 データを処理し、伝送するためにコンピュータ・ネット
ワーク・システムを使用することは従来技術では周知で
ある。一般的なコンピュータ・ネットワーク・システム
は、ある形式のオペレーティング・システムのもとで走
行する少なくとも１台の上位コンピュータ、通信制御装
置、通信媒体および複数のエンド・ユーザ（ターミナル
、プリンタ、ディスプレイ等）から成る。上位コンピュ
ータは、通信媒体を介して制御装置またはエンド・ユー
ザ・ターミナルに接続される。通信制御装置は、通信媒
体を介して他の通信制御装置またはエンド・ユーザ・タ
ーミナルとインターフェースする。通信媒体は、電話回
線、チャネル、通信衛星等でよい。ユーザは、自分のタ
ーミナルで要求を入力することにより、上位コンピュー
タからデータを取り出すことができる。同様に、ユーザ
はターミナル上で情報を入力し、処理のためそれを上位
コンピュータに伝送させ、またはネットワーク内の別の
ターミナルに伝送させることができる。

物理的構造に加えて、従来技術のコンピュータ・システ
ムは、システム全体に渡って情報の整然とした流れを保
証するシステム・アーキテクチャによって制御される。

従来技術では数種類のアーキテクチャが記載されている
。たとえば、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は、Ｃｏｍｐｕｔｅｒ、１９７９
年９月号、に所載のＳ、　ＷｅＣｋｅｒのＣｏｍｐｕｔ
ｅｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅと題
する論文に記載されている。システム・ネットワーク・
アーキテクチャ（ＳＮＡ）についての記載を含むもう１
つの概要が、ＩＢＭ　ＳｙｓｔｅｍｓＪｏｕｒｎａｌ、
　Ｖｏｌ、　１８．　Ｎｏ、　２．１９７９年、に所載
のＰ、　Ｅ、　ＧｒｅｅｎのＡｎ　Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔ
ｉｏｎ　ｔｏ　ＮｅｔｗｏｒｋＡｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒ
ｅ　ａｎｄ　Ｐｒｏｔｏｃｏｌｓと題する論文に記載さ
れている。これらの論文では、ＳＮＡ、ＤＮＡ、ＡＲＰ
ＡＮＥＴ等の種々のコンピュータ・ネットワークが階層
アーキテクチャ層を用いて記載されている。この階層ア
ーキテクチャ層において、最低層は、ネットワークの種
々のユーザ・ノードな相互接続する物理的通信回線に関
係し、最高層はネットワークの種々のエンド・ユーザ間
の会話自体に関係する。

ネットワーク・アーキテクチャを標準化しようと試みる
中で、国際標準化機構（ＩＳＯ）は、ＩＥＥＥ　Ｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏ
ｎｓ、　１９８０年４月、に所載のＯ３Ｉ　Ｒｅｆｅｒ
ｅｎｃｅ　Ｍｏｄｅｌ　−ＴｈｅＩＳＯＭｏｄｅｌ　ｏ
ｆ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　ｆｏｒ　０ｐｅｎ　Ｓ
ｙｓｔｅｍｓＩｎｔｅｒｃｏｎｎｅｃｔ　１ｏｎｓ　と
題する論文にＨｕｂｅｒｔＺｉｍｍｅｒｍａｎが記載し
ているモデルを採用した。このモデル・アーキテクチャ
は、７つの層、すなわち、物理層、データ・リンク層、
ネットワーク層、トランスポート層、セツション層、プ
レゼンテーション層およびアプリケーション層から成る
。本発明は、主として、ネットワークを横断して情報を
伝送するため使用される方法に関係する、ＳＮＡの伝送
サービス層に関するものである。

コンピュータ・ネットワークを設計する人々は、ネット
ワーク内のデータの流れを制御する方法を常に求めてい
る。ネットワーク・エンティティ間またはネットワーク
・ノード間の情報の流れを制御するため、書式およびプ
ロトコルが使用される。

プロトコルは、ネットワーク内の情報交換を制御する規
則全体に関係し、書式は交換されるメツセージの構造を
制御する。従来技術では、情報の流れを改善するため使
用される幾つかの書式およびプロトコルが定められてい
る。たとえば、米国特許第４２０５２００号は、１つの
端末から別の端末に直列伝送されるデータ・フィールド
を構成するバイト・サイズを制御するための手法につい
て記載している。−各メツセージは、データ・フィール
ドのバイト・サイズの変更を行なうか否かに関する情報
を含む第１のプリヘッダ・バイトと、変更のサイズを表
わす情報を含む第２のブリへツタ゛・バイトを含む。米
国特許第４４１０８８９号は、可変長メツセージを伝送
する端末同志を同期するだめの手法について記載してい
る。米国特許第４５２７２６７号は、Ｘ、２５アクセス
・プロトコルとユーティライゼーション装置の内部プロ
トコルとを結合するための手法について記載している。

Ｘ、２５アクセス・プロトコルは、パケット通信の肯定
応答が局所的でよいか、または端末間で行なわなければ
ならないかを示すＤビットを含む。

最後に、米国特許第４５１７６６９号および第４５１９
０６８号は、通信システムのユニット間で可変長メツセ
ージを伝達するための書式について記載している。

セツション・レベルの歩調合せは、通信ネットワークで
情報の流れを制御するため使用される従来技術のもう１
つの手法である。セツション・レベル歩調合せを用いる
と、ＳＮＡ等の構造化アーキテクチャにおける受信論理
ユニット（ＬＵ）が送信論理ユニ、ットからデータを受
信する速度を、この受信論理ユニットが制御することが
可能になる。過去においては、歩調合せは静的に行なわ
れていた。受信論理ユニットは、送信論理ユニットがパ
ケット・ウィンドーをいつ送信するかを制御するが、ウ
ィンドー内のパケットの数はセツション活動化の際に固
定され、動的に調節することはできない。セツション・
レベルの歩調合せについてのさらに詳細な説明は、Ｓｙ
ｓｔｅｍｓ　ＮｅｔｗｏｒｋＡｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ
　Ｆｏｒｍａｔ　＆　Ｐｒｏｔｏｃｏｌ　Ｒｅｒｅｒｅ
ｎｃｅＭａｎｕａｌ：　　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　
Ｌｏｇｉｃ　（ＳＣ３０−３１１２）に記載されている
。

固定セツション・レベル歩調合せは、その所期の目的に
十分に働いたとしても、システムに対して不必要な拘束
をもたらす。これらの拘束は、通常比較的限られた資源
（記憶装置等）を有するが、それにもかかわらず大量の
データを処理しなければならないシステムでは特に痛感
される。そのようなシステムでは、その乏しい資源に対
する制御が固定セツション・レベル歩調合せによっても
たらされるよりも柔軟であることが必要である。

Ｃ６発明が解決しようとする問題点 したがって、本発明の一般的目的は、コンピュータ・ネ
ットワーク内で情報の流れを一層効率的に制御する装置
および方法を提供することである。

本発明のより具体的な目的は、入り情報のウインドー・
サイズを受信セツション・パートナ−が制御できるプロ
トコルおよび書式を提供することである。

Ｄ９問題点を解決するための手段 本発明のこれらの目的は、歩調合せ要求メツセージ、分
離歩調合せ応答メツセージ、および分離歩調合せリセッ
ト肯定応答メツセージを適応セツション歩調合せ機構に
設けることにより実現される。

これらの分離歩調合せメツセージ（ＩｐＭ）により、受
信装置がメツセージのウインドー・サイズを制御するこ
とが可能になる。

基本的分離歩調合せメツセージ書式は、ＩＰＭのタイプ
を示す一連のビットを含むタイプ・フィールドと、セッ
トされたとき送信装置がただちにデータの送信を停止し
なければならないことを示すビットを含むウィンドー・
リセット標識と、送信装置が次のウィンドーで送信でき
るパケットの数を示す一連のビットを含む次ウインドー
・サイズ・フィールドとを含む。

一般に、送信ノードは、要求ユニット（ＲＵ）フィール
ド内の使用データと、要求ヘッダ・フィールド内でセッ
トされた歩調合せ標ｍ（ＰＩ）ビットを含む情報を有す
る歩調合せ要求を受信ノードに送信する。受信装置が現
在データを受信している速度よりも速く送信装置がデー
タを送信できる場合、送信装置は、「ウィンドー拡大要
求標識」（ＲＬＷＩ）と呼ばれるビットをオンにするこ
とができる。このＲＬＷ１ビットは、送信装置が現在使
用しているよりも大きなウインドー・サイズを使用でき
ることを示すものである。ＰＩビットおよびＲＬＷＩビ
ットは、パケットのヘッダ要求（ＲＨ）フィールド内に
ある。

このパケット（歩調合せウィンドー内の最初のパケット
）に応答して、受信装置は、請求されたＩＰＭを生成し
て伝送する。受信装置は、次ウインドー・サイズを０よ
りも大きい値に指定する。

次ウインドー・サイズは、送信装置が現在送信している
ウィンドーの次のウィンドーのサイズを指示するもので
ある。送信装置は、現在のウィンドー内のパケットの送
信を終了すると、次ウインドー・サイズを、請求された
ＩＰＭで受信装置が指示した数に設定する。受信装置は
、受信装置が提供しようとしている資源に基づいて次ウ
インドー・サイズを計算し、請求された各ＩＰＭにより
ウインドー・サイズを増大または減少させることができ
る。好ましい最小許容ウインドー・サイズは、セツショ
ン活動化の際に設定することができる。

受信装置が記憶装置等の資源の深刻な不足を経験し、ウ
ィンドーのサイズをただちに変更しなければならないこ
とがときどきある。この場合、受信装置は、ウィンドー
・リセット標識ヲオンにして「請求されていないＪＩＰ
Ｍを送信する。こうすると、送信装置は伝送を停止し、
現在のウインドー・サイズを０にセットし、次のウィン
ドーを受信装置が指定するサイズにリセットし、「リセ
ット肯定応答ＪＩＰＭを受信装置に戻す。リセット肯定
応答は、受信装置の非請求ＩＰＭからのウインドー・サ
イズを含み、新しいウインドー・サイズを確認し、前の
ウィンドーからはそれ以上データが現われないことを示
す。リセット肯定応答の送信後、送信装置は新しいウィ
ンドーの送信を始める。

０に等しい次ウインドー・サイズと共に非請求ＩＰＭを
送信することにより、受信装置がデータの流れを完全に
停止することが可能である。受信装置が回復したとき、
受信装置は０よりも大きい次ウインドー・サイズと共に
請求ＩＰＭを送信し、送信装置に送信を再開させる。

受信装置は、その次ウインドー・サイズ・アルプリズム
中で通信媒体のデータ容量について余裕を設けねばなら
ない。ウィンドーが大きすぎると、バッファ資源が浪費
され、小さすぎると、スルーブツトが低下する。現在の
ウィンドーが大きすぎるか、または小さすぎるとき、送
信装置はその状態を検出し、ウィンドー拡大要求標識を
セットして、この情報を受信装置に戻す。ウィンドー拡
大要求標識は、受信装置に送信されるウィンドーの最初
のパケットの要求ヘッダ（歩調合せ要求）に現われるだ
けであり、応答中では明示されない。

受信装置は、送信装置のウィンドー拡大要求を次ウイン
ドー・サイズの計算で考慮し、資源を提供できる場合は
、送信装置に戻す請求ＩＰＭ中の次ウインドー・サイズ
を増大させる。

送信装置がウィンドー全体を送信し、まだ送信すべきデ
ータがあり、請求ＴＰＭをまだ受信していない場合、送
信装置は、ウインドー・サイズが許容するよりも大きな
スループットを通信媒体が提供できることを検出する。

この場合、送信装置は受信装置に送信する次のウィンド
ーの最初のパケット内のウィンドー拡大要求標識をオン
にセットする。

送信装置がウィンドー全体の送信を終了する前に請求Ｉ
ＰＭが到着した場合、送信装置は、ウインドー・サイズ
が通信媒体の容量に対して大きすぎることを検出する。

また、送信装置がウィンドー分のデータよりも多く送信
しない場合は、それより大きいウィンドーは必要でない
。どちらの場合も、送信装置は、次のウィンドーの最初
のパケット内のウィンドー拡大要求標識をオフにセット
する。

Ｅ、実施例 Ｅｌ、ネットワークの概要（第７図および第８図）以下
で説明する本発明は、コンピュータ・ネットワーク全体
に渡って情報の流れを制御する一般的な情報メツセージ
であることが意図されている。

したがって、本発明の使用は、特定の種類のコンピュー
タ・ネットワークに限定されるものではない。しかし、
本発明は１８Ｍ社のＳＮＡネットワークで十分に働き、
したがって、その環境で説明することにする。ただし、
このことを本発明の範囲に対する制限として解釈すべき
ではない。なぜならば、本明細書に開示された通りに、
またはわずかな変更を加えて本発明を使用して、他の種
類のネットワークで情報の流れを制御することは計算機
技術における当業者の能力の範囲内に入るからである。

第７図は、（以下に説明する）流れ制御プロトコルを使
ってメツセージの流れの歩調合せを行なうことができる
、一般的なＳＮＡネットワークの概念図である。ＳＮＡ
ネットワーク６２は、経路制御ネットワーク６４と複数
の論理ユニット（ＬＵ）６６．６８．７０．７２を含む
。各論理ユニットは、ユーザをＳＮＡネットワークに結
合する。

すなわち、論理ユニット６６はユーザ６６゛を経路制御
ネットワーク６４に結合し、論理ユニット６８はユーザ
６８゛を経路制御ネットワーク６４に結合し、以下同様
である。図には示してないが各論理ユニットはアプリケ
ーション・プログラム、入出力装置および関連データ・
ベースを備えている。さらに、論理ユニットは、それぞ
れのアプリケーション・プログラム（図示せず）に対す
るインターフェースがユーザ・フレンドリであり、かつ
、経路制御ネットワークに対するインターフェースが、
メツセージがネットワーク内で伝送するために効率的に
書式化されるような形となるように構成されている。

上述のように、論理ユニットはＳＮＡネットワークに対
するエンド・ユーザのインターフェースである。論理ユ
ニットは、データ・パケットのアドレッシングおよび経
路指定を司る経路制御ネットワークに接続される。２つ
の論理ユニット（６６および６８、または７０および７
２等）は「セツション」と呼ばれる論理接続を介して通
信する。

第７図では、各セツションにそれぞれ参照番号７４およ
び７６をつけである。各論理ユニットは、１つのセツシ
ョンのみによって相互接続された状態で示しであるが、
２つの論理ユニットの間に複数のセツションを確立でき
ることに留意すべきである。セツションに関係した情報
およびその確立は、従来技術では周知である。したがっ
て、ここでは詳細な情報は示さない。一方の論理ユニッ
トがｒＢＩＮＤＪと呼ばれるＳＮＡ要求をもう一方の論
理ユニットに送るときセツションが確立されると言うだ
けに留めておく。ｒＢＩＮＤＪは、セツションの継続中
両方の当事者が従うことに同意したプロトコルを指定す
る。ｒＢＩＮＤＪの送信側および受信側は、それぞれ１
次論理ユニット（ＰＬＵ）および２次論理ユニット（Ｓ
ＬＵ　）と呼ばれる。セツションの確立等に関するさら
に詳細な説明は、Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａ
ｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　Ｆｏｒｍａｔ＆　Ｐｒｏｔｏ
ｃｏｌ　Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　Ｍａｎｕａｌ：　　Ａｒ
ｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅＬｏｇｉｃ　（ＳＣ３０−３１１
２）に出ている。

本発明を使用することができる、Ｔ２．１コンピユータ
・ネットワークの物理的構成要素を示すブロック・ダイ
ヤグラムは、ＩＥＥＥ　Ｊｏｕｒｎａｌ　ｏｎＳｅｌｅ
ｃｔｅｄ　Ａｒｅａｓ　ｉｎ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉ
ｏｎｓ、　Ｖｏｌ、　５ＡＣ−３゜Ｎｏ、　３．１９８
５年５月に所載のＳＮＡ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓｏｆ　Ｓｍ
ａｌｌ　Ｓｙｓｔｅｍと題する論文に出ている。この論
文を本明細書に引用する。

第８図は、コンピュータ・ネットワークにおける物理的
構成要素のブロック・ダイヤグラムである。第７図の論
理ユニットは、第８図のノードに収容されている。従来
のＳＮＡネットワークでは、ノードは次のように分類さ
れる。上位コンピュータに対応する副区域ノード（タイ
プ５（Ｔ５）ノードとも呼ばれる）、パケットをあるノ
ードから別のノードに経路指定することができる３７Ｘ
５制御装置（タイプ４のノード）、小型プロセッサに対
応する周辺ノード、集合制御装置、およびターミナル装
置（Ｔ２、ときにはＴ１）。ターミナル装置Ｔ１および
Ｔ２は、他のノードとのすべての通信に対する境界機能
をもたらす副区域ノードによって、ネットワークに接続
される。経路制御ネットワーク（第７図）は、相互接続
ノードおよびリンクの物理的ネットワーク（第８図）に
よって実現される。

引き続き第８図を参照すると、経路制御ネットワークは
、ゲートウェイにより互いに相互接続されたドメインＡ
とドメインＢを含む。ドメインＡとＢは、構造および構
成要素が同じである。したがって、説明を簡潔にするた
め、ドメインＡのみについて詳細に説明する。２つのネ
ットワーク間の相互関係を説明するため、ドメインＢ中
の構成要素の概略を示す。ネットワークは、ノードＡ（
ドメインＡ）に配置された上位プロセッサ１とノードＢ
（ドメインＢ）に配置された上位プロセッサ９を含む。

上位プロセッサは、通常の上位コンピュータであればど
のようなものでもよい。本発明の好ましい実施例では、
上位コンピュータは１８Ｍシステム３７０である。上位
プロセッサ１は、オペレーティング・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（ＶＴＡＭ）１２を備える。論理ユニ
ット（ＬＵａ）がアプリケーション・プログラムをＶＴ
ＡＭに結合する。論理ユニットＬＵａの構造は上述の論
理ユニットの構造と同じである。

簡潔に言うと、論理ユニットＬＵａはアプリケーション
・プログラムから命令およびコマンドを受は取り、メツ
セージを定式化し、メツセージをノードＡからノードＢ
に移送する。ノードＡとノードＢの間を流れることが許
される要求ユニット（ＲＵ）（後述する）の欽は、本発
明の教示により制御することができる。

Ｖ　Ｔ　Ａ　Ｍは、システム・サービス制御ポイント（
ＳＳＣＰ）構成要素１４を含む。ＶＴＡＭは、ＩＢＭの
通信アクセス方式であるが、従来技術では周知であり、
したがって、詳細な説明は行なわない。システム・サー
ビス制御ポイント１４は、Ｖ　Ｔ　Ａ　Ｍの構成要素で
あり、ネットワークのドメインを管理すると言うだけに
留めておく。５ＳＣＰは、ネットワークの問題（リンク
または制御装置の障害等）に応じて移送ユニットを定式
化するための後述のアルゴリズムを用いて、ネットワー
クの呼出しと切断、ネットワークのアドレス可能ユニッ
ト間における通信の支援、確立および終了等の機能を実
行する。これらの機能を実行するため、５ｓｃｐは物理
ユニット（ＰＵ）および論理ユニット（ＬＵ）と通信す
る。通常、通信は自己ドメイン内で行なわれる。ＶＴＡ
Ｍ／５ＳＣＰ要素のさらに詳細な説明は、Ｇｅｎｅｒａ
ｌ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎｆｏｒ　Ｖｉｒｔｕａｌ　
Ｔｅｌｅｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　Ａｃｃｅｓｓ　
Ｍｅｔｈｏｄ（ＧＣ２７−０４６３およびＧＣ２７−０
４６２）に記載されている。この引用文献を本明細書に
引用する。

引き続き第８図を参照すると、通信制御装置２がチャネ
ル１６を介して上位プロセッサ１に接続され、構内クラ
スタ制御装置４がチャネル１５を介して上位プロセッサ
に接続されている。通信制御装置２は、伝送制御装置で
あり、その処理は「拡張通信機能／ネットワーク制御プ
ログラム」（ＡＣＦ／ＮＣＲ）と呼ばれるプログラム・
プロダクトによって制御される。このプログラム・プロ
ダクトは、制御装置のＣＰＵに常駐する。ＡＣＦ／Ｎ　
ＣＲ通信制御装置は、従来技術で周知であり、したがっ
て、詳細な説明は行なわない。ネットワーク制御プログ
ラム（ＮＣＲ）の主な目的は、上位プロセッサから受は
取ったデータをターミナル、クラスタまたは他のＮＣＲ
に伝送し、ターミナル・クラスタまたは他のＮＣＲから
データを受は取ってそれを上位プロセッサに送ることで
あると言うだけに留めておく。ＮＣＰは、データが制御
装置を通過する際に種々の方法でデータを処理すること
ができる。データの流れを制御する際には、ＮＣＲは制
御装置ハードウェアの一部分と対話しなければならない
。

ＮＣＲは、回線側では通信走査装置（図示せず）と対話
し、チャネル側ではチャネル・アダプタ（図示せず）と
対話する。制御装置およびその関連する制御プログラム
のさらに詳細な説明は、上記に参照したマニュアルに記
載されている。

通信制御装置２は、リンク２１により遠隔クラスタ制御
装置５に接続される。リンク２１を介して通信するため
に周知の５ＤＬＣプロトコルを使用することが好ましい
。同様に、通信制御装置２はリンク２５を介して遠隔通
信制御装置６に接続され、リンク２２“、２３．２４°
によってそれぞれターミナル３１．３２．３８に接続さ
れる。

ドメイン間リンク２６“は、通信制御装置をドメインＢ
内の遠隔通信制御装置１１に相互接続する。

遠隔通信制御装置１１は、通信制御装置１０によって上
位プロセッサ９に接続される。ドメインＢ内の通信制御
装置は、ドメイン構内の通信制御装置で使用されるもの
と同様の制御プログラムを使用する。

第８図のネットワーク内の各要素は、データを送信また
は受信することができ、ネットワーク・アドレスを割り
当てられ、ネットワーク・アドレス可能ユニット（ＮＡ
Ｕ）と呼ばれる。要素がターミナルやターミナル制御装
置等の装置、Ｖ　Ｔ　Ａ　Ｍアプリケーション・プログ
ラム等のプログラム、集合制御装置、上位プロセッサ、
または■ＴＡＭ等のアクセス方式の一部分のいずれであ
ろうと、ネットワーク・アドレスは一意的に要素を識別
する。ネットワーク・アドレスは、データをその宛先に
経路指定するのに必要な他の情報と組み合わされる。

ＳＮＡは、３種類のネットワーク・アドレス可能ユニッ
ト、すなわち、システム・サービス制御ポイント（ＳＳ
ＣＰ）、物理ユニット（ｐｕ）および論理ユニット（Ｌ
Ｕ）を定義することに留意すべきである。第８図におい
て、円で囲んだＰ　ｔＪは物理ユニットを表わす。物理
ユニットは、物理ユニットを含む装置に対する制御機能
、場合によっては、物理ユニットを含む装置に接続され
た装置に対する制御機能を実行する装置の一部であり、
通常はプログラミングまたは回路、またはその両方であ
る。物理ユニットは、その制御下の装置に対して、活動
化および非活動化中、エラー回復および同期リセット中
、テスト中、統計の収集および装置の動作中に、処置を
講じる。ネットワーク内の各装置は、ある物理ユニット
と開運つけられている。構内クラスタ開運装置４内には
物理ユニット４１があり、遠隔クラスタ制御装置５内に
は物理ユニット５１がある。構内通信制御装置２および
遠隔通信制御装置６内にも物理ユニットがある。

論理ユニット（ＬＵ）は、エンド・ユーザ（ターミナル
・オペレータまたは入出力機構等）がネットワークをア
クセスするために使用する装置またはプログラムである
。論理ユニットは、ハードウェアでもプログラムでもよ
い。ＳＮＡ等の構造化プロトコル内では、論理ユニット
は、プレゼンテーション・サービス（ｐｓ）層、データ
・フロー制御（ＤＦＣ）層および伝送制御（ＴＣ）層を
含む。

この説明では、論理ユニットをネットワーク内へのアク
セス・ボートと見なす。論理ユニットは、メツセージの
オリジナル・ソースであっても、またはそうでなくても
よい。要求が基礎を置いている情報は、論理ユニットが
制御する装置を起点とすることができる。同様に、ネッ
トワークは、論理ユニットを要求ユニット（ＲＵ）の宛
先と見なす。要求ユニットの詳細な説明および本発明に
とってのその重要性については後述する。第８図では、
論理ユニットは、円で囲まれたＬＬＵとして示されてい
る。構内集合制御装置４には、２つの論理ユニット４２
゛および４３がある。論理ユニット４２゛は装置４４を
制御し、論理ユニット４３は装置４５を制御する。同様
に、集合制御装置５は論理ユニット５２ないし５４を含
み、装置およびループ５５ないし５７を制御する−。タ
ーミナル３１ないし３８は、それぞれ物理ユニット３４
ないし３６および論理ユニット３７ないし３９を含む。

Ｅ２．基本リンク・ユニットのフォーマット（第１図） 第１図は、本発明の教示による基本リンク・ユニット（
ＢＬＵ）の説明図である。基本リンク・ユニットは、第
７図および第８図のコンピュータ・ネットワーク全体に
渡ってメツセージ（データおよび制御情報）を経路指定
する。上述のコンピュータ・ネットワーク内の各ノード
は、知能（インテリジェンス）装置を備えている。この
知能装置はコンピュータ、マイクロプロセッサ、ＣＰＵ
等でよい。知能装置は、（後述する）基本リンク・ユニ
ットを生成し、処理するようにプログラミングされる。

第１図を再び参照すると、基本リンク・ユニットは、リ
ンク・ヘッダ（ＬＨ）、伝送ヘッダ（ＴＨ）、要求応答
ヘッダ（ＲＨ）、要求／応答ユニット（ＲＵ）およびリ
ンク・トレーラ（ＬＴ）の各フィールドを含む。これら
のフィールドは、互いに連結され、ネットワークを介し
てメツセージを経路指定するのに使用される重要な情報
を含む。

リンク・ヘッダ・フィールド、伝送ヘッダ・フィールド
およびリンク・トレーラ・フィールドは、従来技術で周
知である。したがって、これらのフィールドの詳細な説
明は行なわない。伝送ヘッダ・フィールドは、ネットワ
ークを介してメツセージ・ユニットを経路指定するため
に経路制御が使用する情報を含むと言うだけに留めてお
く。起点および宛先ネットワーク・アドレス可能ユニッ
ト（ＮＡＵ）のアドレス、明示経路番号および仮想経路
番号等の情報が伝送ヘッダ・フィールドに入る。リンク
・ヘッダ・フィールドおよびリンク・トレーラ・フィー
ルドは、リンク制御が使用する情報を含む。これらのフ
ィールドのさらに詳細な説明は、ＩＢＭ　５ＤＬＣＧｅ
ｎｅｒａｌ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　Ｍａｎｕａｌ（
Ｎｏ、　ＧＡ２７−３０９３　）に記載されており、こ
のマニュアルを本明細書に引用する。

基本リンク・ユニットは、本発明の教示に従ってコード
化されると、分離歩調合せメツセージ（ＰＭ）または歩
調合せ要求と呼ばれる。これらは、送信ノードと受信ノ
ードの間でメツセージを歩調合せするために使用される
。コーディングの変更は、ＲＵフィールドおよびＲＨフ
ィールドで行なわれる。ＲＨフィールドは、英字Ａ、Ｂ
およびＣで識別される３バイトを含む。バイトＢの最後
のビットは、歩調合せ標ｍ（ＰＩ）ビットである。この
ビットがデータ送信装置によって「オン」にセットされ
ると、この要求ユニット（ＲＬＩ）が新しいウィンドー
における最初の要求ユニットであること、および新しい
歩調合せウィンドー（幾つかの要求ユニットを送信する
ための許可）が必要であることを示す。このビットが「
オン」であり、かつＲＵが要求ユニットであるとき、そ
のメツセージは「歩調合せ要求」と呼ばれる。このビッ
トはすべての「分離歩調合せメツセージ」内で「オン」
にセットされることに留意すべきである。

ＰＩビットの前のビットは、ウィンドー拡大要求標識（
ＲＬＷＩ）である。このビットが、歩調合せ要求中でデ
ータ送信装置によって「オン」にセットされると、デー
タ送信装置が現在よりも大きなウインドー・サイズを使
用できることを示す。データ送信装置は、分離歩調合せ
メツセージを受は取り、送信する必要があるデータを有
し、それを送信するための歩調合せカウント（後述する
）を有さないとき、より大きなウィンドーを使用できる
と判所する。データ受信装置は、そのために使用できる
バッファを有する場合、次の歩調合せウィンドーのサイ
ズを増大させる。

ＩＰＭに対して新しい要求ユニットを定義する。

すなわち、バイト１のビット０および１から成るタイプ
・フィールドである。本発明の好ましい実施例では、以
下のように、タイプ・フィールドに対して３つの可能な
セツティングがある。

０．０は、請求ＩＰＭを表わす。請求ＩＰＭは、データ
受信装置が歩調合せ要求を受けて送信する。

請求ＩＰＭは、次ウインドー・サイズとして使用すべき
値を含む。この値は常に正の数である。

０．１は、非請求ＩＰＭを表わす。非請求ＩＰＭは、デ
ータ受信装置がこのセツションに対する現在のバッファ
割振りを変更する必要があるとき、データ受信装置が送
信する。非請求ＩＰＭは、次ウインドー・サイズに置き
換わるべき値を含む。

この値は常に負でない数である。次ウインドー・サイズ
・フィールド（後述する）にＯが人っている場合、送信
ノードは現在の伝送を完了し、それ以降の伝送をやめる
。

１．０は、リセット肯定応答を表わす。リセット肯定応
答ＩＰＭは、非請求ＩＰＭを受けてデータ送信装置が送
信する。非請求ＩＰＭは、データ送信装置が非請求ＩＰ
Ｍで受は取った次ウインドー・サイズを含む。リセット
肯定応答ｒＰＭはセツション・トラフィックと同じ優先
順位で流れ、その結果、リセット肯定応答ＩＰＭが受信
されたとき、データ受信装置のバッファ管理プログラム
が、非請求ＩＰＭの次ウインドー・サイズの値を除いて
、そのセツションに割り振られたすべてのバッファを解
放することができる。バッファ管理プログラムは、デー
タ受信装置におけるバッファ等の資源の割振りを管理す
る。

最初のバイトのビット２は、ウィンドー・リセット標識
である。この標識をデータ受信装置がオンにすると、こ
のＩＰＭに含まれる次ウインドー・サイズを使う前に、
残余歩調合せカウント（後述する）を現在のウィンドー
に対してゼロにセットするよう、データ送信装置に知ら
せる。この標識がオンでない場合、次ウインドー・サイ
ズが使用される前に現在の歩調合せウィンドーが完了す
る。

バイト２のビットＯは、書式標識である。現在、その唯
一の値は０であり、１５ビツトの整数が統くことを示す
。もちろん、このビットを使って１５ビツトの整数以外
を表わすこともできる。

ビット１ないし１５は符号なしの整数を表わし、その値
は、送信装置が送信を許される次ウインドー・サイズを
示す。リセット肯定応答ＴＰＭが出たとき、その値は、
非請求ＩＰＭで受は取った値を特徴する請求ＩＰＭの場
合、正の値が必要である。非請求ＴＰＭの場合は、負で
ない値が必要である。

Ｅ３．データ送信装置での処理（第２図および第３図） 以上、ネットワーク内でメツセージをやりとりするため
に使用されるコンピュータ・ネットワークおよび書式に
ついて説明してきたが、次に、メツセージを処理するた
めにノード・コンピュータで使用されるプログラムにつ
いて説明する。まず、データ送信装置で実行されるプロ
グラムおよび手法について説明し、続いて、データ受信
装置で実行される手法について説明する。

前述のように、本発明は、送信ノードと受信ノードの間
でメツセージを動的に歩調合せするために使用される書
式、プロトコルおよび手法を対象としている。あらゆる
ＳＮＡネットワークの場合と同様に、セツションが確立
されて、そこでデータが伝送され、−組のプロトコルが
使用される。したがって、伝送が活動化される前に、セ
ツション・パートナ−間でセツションが確立されなけれ
ばならない。ＳＮＡネットワーク内でのセツションの確
立は、従来技術で周知である。したがって、詳細な説明
は行なわない。論理ユニット間セツションの活動化を司
る論理ユニットは、１次論理ユニットと呼ばれ、セツシ
ョン活動化要求を受は取る論理ユニットは２次論理ユニ
ットと呼ばれると言うだけに留めておく。選択された１
組のセツション・パラメータは、１次論理ユニットが論
理ユニット間セツションを活動化するために使用するＢ
ＩＮＤセツション（ＢＩＮＤ）要求の内容である。ＢＩ
ＮＤ要求は、１次論理ユニットおよび２次論理ユニット
が論理ユニット間セツションを介して互いに通信すると
きに従うべきプロトコルを、パラメータとして指定する
。セツションの確立等についてのさらに詳細な説明は、
ＳＮＡ　ＴｅｃｈｎｉｃａｌＯｖｅｒｖｉｅｗ　（ＧＣ
３０−３０７３）に記載されている。この参照文献を本
明細書に引用する。

データ送信装置は、ＢＩＮＤ応答を受信または送信する
と、その残余歩調合せカウント（ＲＰＣ）をＯにセット
して、データ送信装置が新しいウィンドーを開始しよう
としていることを示す。データ送信装置はまた、次ウイ
ンドー・サイズ（Ｎ　ＷＳ）を、所期のウインドー・サ
イズである１にセットする。もちろん、送信装置と受信
装置の間で同意されている場合は、本発明の範囲から逸
脱することなく、データ送信装置は、ＮＷＳを１よりも
大きい値にセットすることができる。これらのセツティ
ングと共に、最初の正常フロー要求ユニット（ＲＵ）が
送信されるときは、それは歩調合せウィンドー内の最初
の要求ユニットとして処理される。データ送信装置は、
次に初期設定ルーチンを出て、第２図に示すプログラム
のブロック２０１に入る。

第２図は、本発明の教示に従って、経路情報ユニット（
ＰＩＵ）をコード化して処理するようデータ送信装置の
コンピュータに命令するために使用できる、プログラム
を示す。データ送信装置が送るべきデータを有する場合
、ブロック２０１からこのプログラムに入る。ブロック
２０１では、現在のウィンドーが終了したかどうか知る
ため検査が行なわれる。残余歩調合せカウント（ＲＰＣ
）が０の場合、現在のウィンドーは終了している。

ＲＰ　ＣｆＯでない場合は、ブロック２０２に入る。

ブロック２０２で、残余歩調合せカウントが減分され、
要求ユニット（ＲＵ）、要求ヘッダ（ＲＨ）および伝送
ヘッダ（’　Ｔ　Ｈ）を含む経路情報ユニット（ＰＩＵ
）が送り出される。送信装置のノードにある他の構成要
素が、ＰＩＵを処理して、リンク上で伝送するための基
本リンク・ユニット（ＢＬＵ）を作成する。Ｓ　Ｎ　Ａ
ノードには、追加のプロトコル（たとえば、セグメント
化）をサポートできるものがあるが、これらのプロトコ
ルは本発明の歩調合せプロトコルに影響を及ぼさない。

ＲＨフィールド内の歩調合せ標識（ＲＴ）が「オフ」に
セットされ、これが新しいウィンドーの始まりではない
ことを示す。データ送信装置は、次にこの処理から出る
。ブロック２０１で現在のウィンドーが終了している場
合、すなわち、ＲＰＣが０である場合は、ブロック２０
８に進む。

ブロック２０３で、次の歩調合せウィンドーがすでに許
可されているかどうか知るため、検査が行なわれる。次
ウインドー・サイズ（ＮＷＳ）が０よりも大きい場合、
次の歩調合せウィンドーは許可されている。次ウインド
ー・サイズが許可されていない場合は、ブロック２０４
に進む。ブロック２０４では、分離歩調合せメツセージ
を待つ必要がある。データ送信装置は次にこの処理から
出て、待つ。次の歩調合せウィンドーが許可されている
場合、すなわち、次ウインドー・サイズ（ＮＷＳ）がゼ
ロでない場合、データ送信装置はブロック２０５に移る
。

ブロック２０５で、データ送信装置は、残余歩調合せカ
ウント（Ｔ’ｔＰＣ）をＮ　Ｗ　Ｓにセットし、Ｎ　’
ｖＶ　ＳをＯにすることにより、現在のウィンドーを次
の許可ウィンドーのサイズにする。ブロック２０６で、
データ送信装置は、送信装置が「活動状態」かどうか判
定することにより、もっと大きなウィンドーが必要かど
うか判定する。この判定を行なうためのプログラムにつ
いては後述する。

送信装置が「活動状態」である場合は、ブロック２０７
に進む。

ブロック２０７で、データ送信装置は残余歩調合せカウ
ント（ＲＰＣ）を減分し、これがこの歩調合せウィンド
ーの最初の経路情報ユニット（ＰＩＵ）であり、かつ新
しいウィンドーが許可される必要があることを示すべく
、ＲＨフィールド内のビットをセットして、ＰｌｔＪを
送り出す。ビット・セツティングは以下の通りである。

歩調合せ標識ＰＴ（以後ＰＡＣと呼ぶ）が「オン」であ
り、かつウィンドー拡大要求標識ＲＬＷＩが「オン」で
あって、この標識が活動状態にあり、データ受信装置が
それを許すことができかつウィンドー拡大要求標識ＲＬ
ＷＩが「オン」である場合は、より大きな歩調合せウィ
ンドーを使用できることを示す。データ送信装置は次に
この処理を出る。

ブロック２０６で、送信装置が活動状態でないと送信装
置が判定した場合は（そのような判定を行なう手法につ
いては後述する）、ブロック２０８に進む。

ブロック２０８で、データ送信装置は残余歩調合せカウ
ント（ＲＰＣ）を１だけ減分し、これがこの歩調合せウ
ィンドーの最初のＰｌｔＪであり、新しいウィンドーが
許可される必要があり（歩調合せ標５ｉＰＡＣが「オン
」）、データ送信装置が「遊休状態」にあり（すなわち
、「活動状態」にない）、したがって、現在与えられて
いるよりも多くの歩調合せカウントを必要としないこと
を示すべく、ＲＨ内のビットをセットしてＰＩＵを送り
出す。データ送信装置は次にこの処理から出る。

第８図は、送信装置がＩＰＭを受信中に送信装置が使用
するプログラムである。データ送信装置は、データ受信
装置から請求ＴＰＭまたは非請求ＴＰＭを受信すると、
ブロック３０１からこのプログラムに入る。ＩＰＭが請
求されていない場合、データ送信装置はブロック３０２
に入り、セツション・トラフィックの優先順位で非請求
ＴＰＭ中で受は取った次のウインドー・サイズを含む、
リセット肯定応答ＩＰＭをデータ受信装置に送る。デー
タ送信装置は次にブロック３０６に進み、その歩調合せ
カウント・フィールドを更新する。

ＩＰＭが請求されている場合、データ送信装置はブロッ
ク８０３に進み、データ送信装置が「活動状態」にある
か、それとも「遊休状態」にあるかを判定する。現在の
歩調合せウィンドーが完了しくすなわち、残余歩調合せ
カウントＲＰＣが０）、かつ送信を待っているデータが
ある（すなわち、歩調合せが流れることができる速度よ
りも速くデータが発生されている）場合、データ送信装
置は、データ送信装置が「活動状態」であるものと判定
し、ブロック３０４に進む。いずれの条件も満たされな
い（すなわち、依然として歩調合せカウントが残ってい
るか、または送信すべきデータがない）場合は、歩調合
せカウントの使用が常にデータの生成に先行し、データ
送信装置はそれ自体を「遊休状態」と見なし、ブロック
３０５に進む。

ブロック３０４および３０５で、データ送信装置はその
状態（「活動状態」または「遊休状態」）を記録し、歩
調合せカウント・フィールドを更新するためブロック３
０６に進む。

ブロック３０６で、データ送信装置はＩＰＭ内のウィン
ドー・リセット標識を検査する。この標識が「オン」で
ある場合、データ送信装置はブロック３０７を実行し、
残余歩調合せカウント（ＲＰＣ）を０にセットして、現
在のウィンドーの残りをクリアする。データ送信装置は
次に、許可ウィンドーのサイズを記録するため次のブロ
ック３０８に進む。

ＩＰＭ内のウィンドー・リセット標識（ブロック３０６
）が「オン」でない場合、データ送信装置は直接ブロッ
ク３０８に進む。ブロック３０８で、データ送信装置は
、ＩＰＭ内の次ウインドー・サイズをその構内制御ブロ
ック値に複写することにより、次の許可ウィンドーのサ
イズを記録する。

データ送信装置は次にこの処理から出る。

Ｅ４．データ送信装置での処理（第４図〜第６図）デー
タ受信装置も、データ送信装置の場合と同様に、ＢＩＮ
Ｄ応答を受信または送信すると、初期設定処理に入る。

この処理で、データ受信装置はそのセツションに１つの
歩調合せバッファを割り振る。１は、適応歩調合せを用
いたセツションに対する初期ウインドー・サイズである
。ただし、送信装置および受信装置が本発明の範囲から
逸脱することなく複数の歩調合せバッファを割り当てる
ことに同意することは、当技術の技法および本発明の範
囲内に十分台まれる。

初期設定処理を完了すると、データ受信装置は第４図に
示す処理のブロック５０１に入る。第４図は、データ受
信装置が歩調合せ要求を受信中にデータ受信装置を制御
するプログラムを示す。前述のように、歩調合せ要求書
式は、ＲＵフィールドと、要求および伝送ヘッダ・フィ
ールドを含むＲＨフィールドとを有する経路情報ユニッ
トを含み、ＲＨフィールド内の歩調合せ標識ビットは「
オン」状態にセットされている。データ受信装置がウィ
ンドー・リセット状態にある（すなわち、リセット肯定
応答ＩＰＭを待っている）場合、データ受信装置はブロ
ック５０２に進んで歩調合せ標識をオフにし、この処理
から出る。

データ受信装置がウィンドー・リセット状態にない場合
、データ受信装置は請求ＩＰＭで送るべき次のウインド
ー・サイズを決定するためブロック５０３に進む。ブロ
ック５０３で、データ受信装置は、宛先に送る必要があ
るデータの待ち行列を検査する。宛先はこのノード内で
も、その経路内の次のノード内にあってもよい。この待
ち行列が特定のサイズ（すなわち、インプリメンテーシ
ョンで定義される特定の閾値）を超える場合、待ち行列
は、長いと見なされ、データ受信装置はブロック５０４
に進む。この特定の閾値は、本発明が実現されるシステ
ムに応じて決まり、設計時に選択されるか、または動的
に決定される。

ブロック５０４で、データ受信装置は、保持している待
ち行列のサイズを縮小するため、新しい次ウインドー・
サイズを現在の値よりも小さい値に設定する。データ受
信装置は次に請求ＩＰＭを作成して送るため、ブロック
５１０に進む。ブロック５０３で、データ受信装置が待
ち行列は長くないと判定した場合、データ受信装置は、
ブロック５０５に進む。ブロック５０５で、データ受信
装置は、より大きなウィンドーが許可されることをデー
タ送信装置が望んでいるかどうか知るためウィンドー拡
大要求標識（ＲＬＷＩ）を検査する。

より大きなウィンドーを必要としないことをデータ送信
装置が示した（ＲＬＷＩが「オフ」）場合、データ受信
装置はブロック５０６に進む。

ブロック５０６で、データ受信装置は、新しい次ウイン
ドー・サイズを現在の値と同じまたは小さい値に設定す
る。データ受信装置は次に請求■ＰＭを作成して送るた
めブロック５１０に進む。

ブロック５０５で、データ送信装置がより大きなウィン
ドーを望んでいないとデータ受信装置が判定した場合、
データ受信装置はウインドー・サイズを拡大するかどう
か判定するため、ブロック５０７に進む。ブロック５０
７で、データ受信装置は、宛先に送る必要があるデータ
の待ち行列を検査する。この待ち行列が空の場合は、待
ち行列は短いと見なされ、データ受信装置はブロック５
０８に進む。ブロック５０８で、データ受信装置は新し
い次ウインドー・サイズを現在のウインドー・サイズよ
りも大きい値にセットする。こうすると、データ送信装
置はデータをもつと速く送ることができることを示し、
かつデータ受信装置はデータをもっと速く受は取ること
ができると判断したので、データがその宛先に向かって
一層速く流れることができる。データ受信装置は次に請
求ＩＰＭを作成して送るためブロック５１０に進む。

ブロック５０７で、データの待ち行列が空でほないとデ
ータ受信装置が判定した場合、データ受信装置はブロッ
ク５０９に進み、新しい次ウインドー・サイズを現在の
ウインドー・サイズと同じ値に設定し、データ・フロー
を現在と同じに保つ。

データ受信装置は次にブロック５１０に進む。ブロック
５１０で、データ受信装置は適当な次ウインドー・サイ
ズを決定し、そのセツションに対する歩調合せバッファ
のその数を留保し、決定された次ウインドー・サイズを
含む請求ＩＰＭを作成して送る。データ受信装置は次に
この処理から出。

る。

上記の説明から明らかなように、データ受信装置は、セ
ツションを処理するためにデータ受信装置が留保してい
る歩調合せバッファの数が、データ受信装置が受信中の
情報を収容するのに十分なことを確認しなければならな
い。したがって、第５図は、バッファの不足が生じたと
きノード受信装置を制御する処理を示す。バッファの不
足を知らされると、データ受信装置はブロック６０１か
らこの処理に入る。バッファの不足は通常、ノードに配
置された、バッファ管理プログラムと呼ばれる機能から
報告される。データ受信装置は、その通知を受は取ると
、それがデータ受信装置として働くすべてのセツション
を調べ、歩調合せカウントを減らすべきセツションを選
択する。データ受信装置は次にブロック６０２に進む。

ブロック６０２で、データ受信装置は、バッファの不足
が深刻であるかどうか判断する。そうであれば、データ
受信装置はブロック６０３に進む。

ブロック６０３で、データ受信装置は選択された各セツ
ションに対して次ウインドー・サイズが０にセットされ
た非請求ＩＰＭを作成して送る。これは、第６図で「ハ
ード・スラム」と呼ばれている。データ受信装置はブロ
ック６０５に進み、選択された各セツションをウィンド
ー・リセット状態にする。セツションがウィンドー・リ
セット状態にある間は、歩調合せ要求は受は取られない
。

ブロック６０２で、不足が深刻なものではないと判断さ
れた場合、データ受信装置はブロック６０４に進む。ブ
ロック６０４で、データ受信装置は選択された各セツシ
ョンに対して、縮小された新しい次ウインドー・サイズ
を決定し、選択された各セツションに対して次ウインド
ー・サイズがそのセツションに対する計算値にセットさ
れた、非請求ＩＰＭを作成して送る。データ受信装置は
次にブロック６０５に進み、このルーチンから出る。

第６図は、データ受信装置が肯定応答ＩＰＭを受信中に
データ受信装置を制御する処理を示す。

このメツセージを受は取ると（ブロック７０１）、デー
タ受信装置はそのセツションに対するウィンドー・リセ
ット状態をオフにし、これが肯定応答になっている非請
求ＩＰＭ中で許可された歩調合せバッファを除いて、こ
のセツションに割り当てられたすべての歩調合せバッフ
ァを解放する。データ受信装置は次にブロック７０２に
移る。

ブロック７０２で、肯定応答されている非請求ＩＰＭが
「ハード・スラム」であったかどうか判定する。次ウイ
ンドー・サイズが「０」であることをデータ送信装置が
知らされると、ハード・スラムが生じる。ハード・スラ
ムでない場合、データ受信装置はブロック７０３に進み
、この処理から出る。非請求ＩＰＭがハード・スラムだ
った場合は、データ送信装置は、データの送信を許可さ
れていない。したがって、データ受信装置はプロツり７
０４に進み、使用可能なバッファを有するとき次ウイン
ドー・サイズがゼロでない請求ＩＰＭを送る。データ受
信装置は次にこの処理から出る。

Ｅ５．動作 データ送信装置とデータ受信装置の間でセツションが確
立されると、１つまたは複数の歩調合せステージがその
セツションに対して設定される。ステージの数は、セツ
ションが流れる構成によって決まる。各論理ユニットは
データ送信装置およびデータ受信装置の両方であること
に留意すべきである。歩調合せは、両方向で同時にかつ
独立に行なわれる。歩調合せステージの各送信端末側に
は、ＳＮＡ伝送サービス層の歩調合せ要求料送る構成要
素がある。受信装置はセツション・ステージのデータ受
信端末側にあり、歩調合せ要求を受は取り、歩調合せ応
答を生成し、次ウインドー・サイズを決定する。データ
受信装置およびデータ送信装置を制御するには、それぞ
れ独立した別々のアルプリズムを使用する。

残余歩調合せカウントがゼロでなく、正常フロー要求が
送信のため待ち行列に入れられると、データ送信装置は
それをデータ受信装置に送り、残余歩調合せカウントを
１だけ減分する。残余歩調合せカウントがＯ−であり、
次ウインドー・サイズがゼロでない場合は、残余歩調合
せカウントは次ウインドー・サイズにセットされる。次
ウインドー・サイズは０にリセットされ、歩調合せ標識
が、送られる次の要求のＲＨ中で「オン」にセットされ
る。非請求ＴＰＭを受は取ると、ただちにリセット肯定
応答が戻される。ウィンドー・リセット標識が「オン」
にセットされている場合は、残余歩調合せカウントはゼ
ロにセットされる。ウィンドー・リセット標識の設定が
どうであれ、次ウインドー・サイズの値は歩調合せ応答
から得られる。

データを処理するためにより大きなウインドー・サイズ
が必要であるとデータ送信装置が判断した場合、送信装
置は歩調合せ要求のＲＨフィールド内のＲＬＷＩビット
をセットして、より大きな次ウインドー・サイズを受は
取りたい旨データ受信装置に示す。送信装置が請求ＩＰ
Ｍを受は取り、送信歩調合せカウントがＯであり（前の
歩調合せウィンドー全体が送信済みであることを示す）
、送信歩調合せ待ち行列が空でない（送るべき要求が他
にもあることを示す）ときは、送信装置は「活動状態」
になる。そうでない場合は、送信装置は「遊休状態」で
ある。「活動状態」の送信装置が゛歩調合せ要求を送る
ときは、ＲＬＷＩはより大きなウィンドーを要求する。

「遊休状態」の送信装置が歩調合せ要求を送るときは、
ＦｔＬＷｌはオフにセットされて、より大きなウィンド
ーが必要でないことを示す。歩調合せ要求受信装置は、
次の歩調合せ応答に送るべきウインドー・サイズの値を
計算する際にＲＬＷＩの値を使用する。

送信装置は、セツションが活動化されたとき、暗黙の歩
調合せカウント１を受は取り、歩調合せ標識がセットさ
れた１つの応答を送る。

受信装置は、セツション歩調合せに対する制御権と責任
を有し、バッファを管理するのに必要な複雑度を実現す
る。受信装置は、歩調合せ要求を受は取ると、次ウイン
ドー・サイズを決定し、それを請求歩調合せ応答中で送
る。

受信装置ノードが渋滞したとき、すなわち、それ以上デ
ータを受は入れることができないとき、ウィンドー・リ
セット標識がオンの非請求歩調合せメツセージが送られ
る。非請求歩調合せ応答の生成に対する原動力は、バッ
ファ管理プログラムの責任である。未処理の非請求ＩＰ
Ｍは、一時に１つしか存在できない。受信装置は適切な
歩調合せ要求に対して歩調合せ応答を送り他の要求は無
視する責任がある。受信装置ノードが非請求歩調合せ応
答を送るときは、受信装置は歩調合せウィンドーをリセ
ット中であり、まだ歩調合せ待ち行列上にある歩調合せ
要求に対して歩調合せ応答を送るべきではない。歩調合
せ要求を無視する方法は、非請求ＩＰＭを送る際に「ウ
ィンドー・リセット」状態に入り、現在待ち行列にある
が、またはリセット肯定応答を受は取る前に歩調合せ待
ち行列に入って（、するすべての歩調合せ要求の歩調合
せ標識をオフにすることである。

リセット肯定応答を受は取ると、ウィンドー・リセット
状態から出る。

歩調合せ要求が受信装置によって歩調合せ待ち行列から
除去されると、リセット肯定応答が未処理でないことを
条件として、請求歩調合せ応答が送信ノードに戻される
。リセット肯定応答が未処理の場合は、リセットによっ
て未処理の歩調合せ要求および応答がすべてクリアされ
、かつ歩調合せ要求はリセット肯定応答の後で到着する
ので、応答は送られない。

データ送信装置は、ウインドー・サイズがＯの鼻請求Ｉ
ＰＭを受は取ったとき、正常フロー要求の送信を停止さ
れる。歩調合せ要求受信装置がリセット肯定応答（非請
求ＩＰＭに対する応答）を受は取ったとき、データ送信
装置のウインドー・サイズはＯにリセットされており、
送信装置はそれ以上の正常フロー要求を送ることができ
ない。

データ・トラフィック・フローを再開するには（データ
送信装置が正常フロー要求を送れるようにする）、デー
タ送信装置が請求ＩＰＭ（ゼロでないウインドー・サイ
ズを常に含む）を送る。データ送信装置は、請求ＩＰＭ
を受は取ったとき、正常フロー要求の送信を再開するこ
とができる。この請求ＩＰＭで使用される次ウインドー
・サイズの値は通常は小さい（たとえば、１）。

Ｆ１発明の効果 本明細書で説明した動的セツション・レベルの歩調合せ
のユーザにとって幾つかの利点が得られる。それらの利
点としては、以下のものがある。

セツション・レベルにおいて、システムは、各ウィンド
ーで送られるパケットの数を動的に制御することにより
、ネットワーク負荷に適応することができる。言い換え
れば、受信装置は、データの送信中はいつでも、各ウィ
ンドーで送られるパケットの数を増大または減少させ、
それによりその資源を一層よく管理することができる。

受信システムは、受信システムに対するデータの流れの
完全な制御権をもつ。受信装置は、送信装置の伝送を処
理するため記憶装置資源を提供しなければならないので
、このことは重要である。

ウインドー・サイズの範囲は大きい。受信装置はＯ（デ
ータの流れを停止する）からＮ（Ｎ＝ｉ、２．３．４・
・・３２７６７）までの任意のウインドー・サイズを指
定することができる（スルーブツトを可変にできる）。

現在の環境に応じて最適のウインドー・サイズをシステ
ムが決定できるので、システム定義時に正確なウィンド
ー値を指定する必要はなくなる。

このためシステム定義という面倒な仕事が容易になり、
ネットワークのチューニングが改善される。

適応セツション・レベル歩調合せは、固定セツション・
レベル歩調合せのスーパー・セットであり、したがって
、固定セツション・レベル歩調合せと完全に互換性をも
つ。このため、適応歩調合せを既存のネットワークに徐
々に導入することが容易になる。

受信装置が極端に渋滞している場合、受信装置はウイン
ドー・サイズＯを選ぶことができる。こうすると、デッ
ドロックの危険なしにシステムがセツション・レベルで
データの流れを制御できるようになる。

送信装置は、フィードバック機構（リセット肯定応答）
を介して、受信装置がリセットのためそのウインドー・
サイズに加える変更を確認する。

こうすると、肯定応答を受信したとき受信装置はその資
源必要量を正確に知ることができるので、受信装置がそ
の資源に対して精密に制御することができるようになる
。

セツションのウインドー・サイズがバッファの制約によ
って制限を受けない場合、このアルゴリズムによってス
ルーブツトが最大になるようにウインドー・サイズが自
動的に調節され、したがって、スルーブツトは通信媒体
の容量のみによって制限される。

セツションのウインドー・サイズがバッファの制約によ
って制限を受けない場合は、アルゴリズムはウインドー
・サイズを増大させて、ＴＰＭのリンクおよび処理オー
バヘッドを減少させることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の教示によるＩＰＭの書式の説明図で
ある。 第２図は、歩調合せ要求を生成し、データを送るための
、データ送信装置におけるコンピュータ・プログラムの
流れ図である。 第３図は、受は取ったＩＰＭを処理するための、データ
送信装置におけるコンピュータ・プログラムの流れ図で
ある。 第４図は、受は取った歩調合せ要求メツセージを処理す
るための、データ受信装置におけるコンピュータ・プロ
グラムの流れ図である。 第５図は、バッファの不足を処理するための、データ受
信装置におけるコンピュータ・プログラムの流れ図であ
る。 第６図は、受は取ったリセット肯定応答ＩＰＭを処理す
るための、データ受信装置におけるコンピュータ・プロ
グラムの流れ図である。 第７図は、その内部のデータの流れを制御するために本
発明のＩＰＭを使用できる、コンピュータ・ネットワー
クの論理図である。 第８図は、コンピュータ・ネットワークの物理的構成要
素のブロック・ダイヤグラムである。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 復代理人　　弁理士　　澤　　１）　俊　　夫オ　２　
回 −ｆ６　　回 才　７　団 才８　回

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数のノードを通信ネットワークによって結合してコン
   ピュータ・ネットワークを構成し、それらノードの間に
   少なくとも１つのセツシヨンを確立してメッセージ交換
   を行なうコンピュータ・ネットワークのメッセージ交換
   方法において、 受信ノードにおいて、次ウインドー・サイズを示すビッ
   ト・シーケンスと、この受信ノードが送信ノードの現行
   ウインドー・サイズによるデータ伝送をただちに中止さ
   せ、かつ以後の伝送を次ウインドー・サイズにより行な
   わせたいときに第１状態にセットされ、上記送信ノード
   が現行ウインドー・サイズでのデータ伝送を完結し、こ
   ののち次ウインドー・サイズで伝送することを上記受信
   ノードが許容するときに第２状態にセットされる識別子
   とを含むフロー制御メッセージを生成するステップと、 このフロー制御メッセージを上記送信ノードに伝送する
   ステップとを有することを特徴とするコンピュータ・ネ
   ットワークのメッセージ交換方法。