TW200901669A - Congestion reducing reliable transport packet retry engine - Google Patents

Description

200901669 九、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 本發明大體上係關於在網路上傳送資料之領域，且更明 確地說，係關於使用可靠傳輸協定在網路上管理封包之調 度0

本申請案是有關第-J虎名為"RELIABLE NETWORK PACKET DISPATCHER WITH INTERLEAVING MULTI-PORT CIRCULAR RETRY QUEUE"^ ^ ^ ^ t If 案同一天申請並共同讓與給美商萬國商業機器公司。此相 關申請案全文以引用之方式併入本文中。 【先前技術】 -π仰卿又Μ H卞隹得送出現 錯誤時能正確地接收到資料。大體上，在首次 勺 時，可靠傳輸協定將順序之序號指派給封包。當在目的^ 處（在下一跳頻處或在其最終目的地處）接收到封包時 收器將一確認封包傳送回 按 寻、口至發源站，指示接收到哪—庠 在一預定逾時持續時間出現後，通常藉由發源站重新 排隊及重新傳送未經確認 重新 u弋封包。然而，在習知可 系統中，當節點偵測到逾時 别 =重新發點排隊㈣之所㈣包 ^ 封包將網路"淹沒，’的缺點。若未解決防 成功傳達之封包而造成對重新傳送所有未經 路中未經歷困難之無關節的f網 可用性將降低。 ’、 為一用通乜資源之 129437.doc 200901669 仪何所具有之問題 【發明内容】 簡要地，根據本發明，揭示用於在 少一網路端點接收之至少一 k預疋由至 電腦可讀媒體及網路器；。：方=法、資訊處理系統、 至…網路端點之仵列的複數個封包。將來自梦： 固封包之至少一第一封包傳送至該至 〇 定該傳送至該至少-網路端點之至少—第：：：。判 認。回應於該判定該至少一第一…確 點確認，將與該至少第 a該至父一網路端 η兮,, ^相關聯之—第一重試封包僂 二—網路端點。暫停除該第—重試封包外之m :匕>、一：路端點的傳送。判定該第—重試封包已由二 ^ 罔路端點確認。回應於該判定該第 / 確認，恢復該複數個封包中 δ式封包已經 點的傳送。 封包至該至少-網路端 在另-實施例中，揭示一種用於在網路 少一網路端點接收之至少 #$預疋由至 處理包含一記情體及 ，、貝讯处理系統。該資訊 ” w ㈣至該記憶體之處理器。 點之複^偏 括—經調適間存將發送至—網路端 點之複數個封包的㈣。—封包管理器通 同路〜 憶體及該處理哭。5 〇也耦接至該記 將發送至至少：網：二官理器經調適以順序地處理來自 複數個封包之至ΓΠ:Γ複數個封包，自該 判定該傳送至包 該至少—網路端點。 王邊至 > 一網路端點之至 —— 認。回應於該判定該至少第一封包未 :k未經確 木左°亥至J 一網路端點 129437.doc 200901669 確認，將與該至少第—封包相關聯之一第—重試封 至該至）-網路端點。暫停除該第一重試封包 該至少一網路端點的傳送。判定該第-重試封包已^至 少一網路端點確認。回應於該判定該第一重試 二至 涊，恢復該複數個封包中之剩餘封包至該至—：：確 的傳送。 、.，同路^點 Γ I在二實施例中’揭示—種用於在網路上傳送預定由至 二端點接收之至少-封包的電腦可讀媒體。該電腦 可㉟媒體包含用於順序地處理來自將發送至至 點之作列的複數個封包的指令。將來自該複數=而 少y第一封包傳送至該至少一網路端點。判定該傳送= 至夕·網路女而點之至少一第一封包未經確認 定該至少一第一封句去姐兮su愿於《亥判 邊至少'網路端點確認，將與該 /弟-封包相關聯之—第„重試封包傳送 路端點。暫停除該第-重試封包外之封包至該至^網2 知點的傳送。判定該第一重試封包已、— 確認。回應於該判定該第_重 =v 、.罔路端點 數個封包中之剩餘封包至該 n亥複 ^網路端點的傳送。 在另一實施例中，揭示—種 -叩愔"、“ ，’祠路器件。該網路器件包含 件;：t 輕接至該記憶體之處理器。該網路器 件亦包括通k地耦接至該記 配接哭u體及该處理器之至少一網路 複^封Γ 以健存將發送至至少一網路端點之 :=理:Γ信地'接至該記憶體、該仔列及該處理 益之封包官理益經調適以順序地處一 網路端點之佇列的複數個封 ^至乂 將來自該複數個封包之至 129437.doc 200901669 ^第封包傳送至該至少— 至少一網路端點之至少第―封、'罔路端點。判定該傳送至該 該至少第-封包未經該至少=確認。回應於該判定 第一封包相關聯之—第— 鳊點確涊，將與該至少 點。暫停除該第n 1封包傳送至該至少—網路端 的傳送。判定該第一 V:二之封包至該至少一網路端點 認。回應於該判定該第一重二經該至少一網路端點確 個封包中之剩餘封包至該已經㈣，恢復該複數 本發明之-個優點為提點的傳送。 以使歸因於重新傳送未經確切=重新傳送模組，該模組 的方式來在網路上重新傳包路卿低 模組將遺漏封包在特定端點之間的重：傳：：重新 確認彼第-未經確認封包之第-封包。僅在 所有其他未處理封包，直至福新傳送模組才繼續發送 包為止中主 直至偵測到將要發送尚未傳送之封 (咅即在、幸 重新傳送模組回復至其正常傳送機構 ^卩’在相未處理封包之數目的極限值之前，在 情況下進行傳送)。本發明之實施例防止在 確秘柄之情況下由未經確認之封 接收到封包之原始次序來重新傳送封包。又且以 【實施方式】 附圖用於進一步說明I彳m 明之各錄h 實施例且用於解釋皆根據本發 月之各種原理及優點，在，相同參考 圖中指代相同或功能性類似之元件蜀立視 描述-起被併入並形成本說明書之部分。I、下文之坪細 129437.doc 200901669 視需要，在本文中揭示本發明之詳細實施例；然而，應 理解’所揭*之實_對本㈣而言僅以範性的，其可 以各種形式來實施。因此，本文中 不又中揭不之特定結構及功能 細節不被解釋為限制性的， W彳皇马申凊專利範圍之依據及 作為用於教示熟習此項技術者久 又町有以各種方式使用呈實質上任 何適當詳細結構的本發明的代表性依據。另外，本文中所 用之術 5吾及知^吾並不奇欲氧PP也丨k ^ 个W欲為限制性的；而是，用以提供對 本發明之可理解的描述。 如本文中所使用，將術語"一，，定義為—個或一個以上。 如本文中所使用，將術語複數個定義為兩個或兩個以上。 如本文中所使用，將術語另-定義為至少-第二或其他。 士本文中所使帛，將術語包括及/或具有定義為包含（意 即’開放性語言）。如太令Λ β 4 本文中所使用，將術語耦接定義為 連接，雖然未必直接地’且未必機械地。如本文中所使 用，將術語程式、軟體應用程式及其類似物定義為經設計 在電腦系統上執行之—沪Α & , 才曰7序列。程式、電腦程式或軟體 應用程式可包括子當式、3 # 弋函數、程序、物件方法、物件實 施例、可執行應用程式、小程式（applet油t、源代 =目‘石馬#用程式庫/動態載入程式庫及經 電腦系統上執行之其他指令序列。 十在 示範性網路 根據本發明之一眘姑点丨 實轭例，如圖1所示，展示一示範性網 路10〇。圖1展示一铜攸1Λ ’”路102 ’其通信地耦接至網路節點， 诸如，資訊處理系砩】Λ/Ι山 予、、死104、端點a 106及端點ν 1〇8。端點 106、1〇8 中之每—. ”、 有可為資訊處理系統、路由器、閘道 129437.doc 200901669 器、網路集線器及其類似物。換言之，端點i()6、⑽為預 定接收-傳送封包之任何網路組件。在—個實施㈣1 點106、1G8為不相關的，意即，其間具有不同之序號。 在一個實施例中，資訊處㈣統1G4包括—封包管理器 m。封包管理器110自封包源112接收傳送至端點106: ⑽之封包及將該等封包可靠地傳送至端點_、⑽。封 包管理器㈣包括用於將封包重新傳送至端點⑽、1〇8之 封包重新傳送模組114。在—個實施例中，封包源112可為 通信地輕接至封包管理器110之一或多個其他資訊處理系 統。封包源112亦可為駐存於資訊處理系統⑽内之一 =過程。舉例而言，在—個實施例中，封包源m為產生 待發送至端點106、108之封包的應用程式。 一在將封包傳送至端點106、⑽時，封包管理器ιι〇使用 :或多個可靠傳輸協定。在首次料封包時，通常對封包 才曰派遞增之序號。當在目的地 r跳頻處或最終目 此々’此基於各種通信系統之要求）接收到封包時，接 :广：二確認封包傳送回至發源站，指示接收到哪一序 :若=可或者合併確認封包。合併確認封包包括接 = : = :送:應於最末封包之-個確認。在一 妳达中，傳送節點保留所有迄今未 本及包括對應於所接收到之最末確認封包 通常μ/相封包。在—狀逾時持續時⑽現後， 新傳送未經確認之封包。其他補救 為可月b的，自括番報w 重新傳…替代埠或路由，或丢棄該等 129437.doc 200901669 封包。 可罪協定可每VT I Jr J公々 用。m 支㈣❹似τ文序號的使 地維持若干序就包括使用獨立序號組來並行 _ 干"，、關通k流的情況。在此模式下，不同涂（右 f被稱作即點）之間不具有關係。本發明支援此 :限於節點之數目、未處理封包之最大數目或序 與將所有封包重新傳送至端點1G6、⑽之習知重新傳送

機制相比，一此會始/s丨4 ϋ A 施狀封包线傳㈣組m將遺漏封 已之重新傳达僅限於未接㈣相之第_封包。在傳送一 封包後’封包重新傳送模組114特來自魅⑽叫 確認成功接收到該封包之回應。未經確認之傳送封包由傳 达器聚集’直至已確認先前逾時之封包為止。舉例…

^ ^ ^ -RELIABLE network packet DISPATCHER

體請職EAV騰 multi_port CIRCULA QUEUE”序號為—之共同擁有及同在申請中之申J 中較誶細地論述，未經確認之傳送封包聚集於一重試件列 (未圖示）中。該重試仵列（未圖示）係關於需要重新傳送的 封包；-保持緩衝器係關於歸因於網路反壓而被抑制原始 傳送的封包；及/或一分級緩衝器係關於歸因於成功傳送 或不可恢復之錯誤而申請來自眘 月木自貝訊處理系統1〇4之處置的 封包。在-個實施例中’封包之重新傳送、封包之保持 可為一共 多埠FIFO缓衝器。 长 129437.doc -12· 200901669 確包(意即，未自接收器接收到-及時 模組‘==:::器確認後，封包重新傳送 待值、、，、發迗未處理未經確認之封包，直至其谓測到 傳送之=Α封包為未經傳送之封包為止。若債測到未經 1 :匕‘、、待傳送之下-封包’則封包管理器U 0回復 限值：：傳送機⑽即’在達到未處理封包之數目的極 (⑴纟不等待即刻確認之情況下進行傳送）。在下 文中較詳細地論述封包重新傳送模組114。 封包重新傳送模組 圖2為展示封包重新傳送模组114之較詳細視圖之方塊 圖。圖2將封包重新傳送模組114展示為駐存於封包管理器 110内°在—個實施針，封包重新傳送模組114通信地搞 封包凋度器202，其較詳細地論述於標題為 -reliable network packet dispatcher with interleaving multi-port circular retry QUEUE"序號為--之共同擁有及同在中請中之申請案 中/申°月木以引用之方式全部併入本文中。因此，未論 述經展示駐存於封包調度器202内之组件。在本發明之其 他實把例中，經展不為駐存於封包重新傳送模組11 4内之 組件（諸如，表格240)可與封包重新傳送模組114分離。 封匕204 206可獨立地進入封包重新傳送模組i i 4，且 視情況經由路徑並行地進入封包重新傳送模組114中。新 封包·係來自-應用程式且先前從未傳送過或為置放於 重式仔歹j中之封包，因為其當前不可被傳送（意即，歸 129437.doc •13· 200901669

因於網路反壓，或節點之操作模式的改變）。由封包管理 器接收之封包的一個實例為自封包源112接收到之新封包 204。在一個實施例中，封包管理器u 〇接收簡略封包，如 論述於標題為’’RELIABLE NETWORK PACKET DISPATCHER WITH INTERLEAVING MULTI-PORT CIRCULAR RETRY QUEUE"序號為_之共同擁有及同在申請中之申請案 中。舉例而言’ 一旦接收到一封包，一封包分析器（未圖 示）分析所接收到之封包以判定需擷取該封包内之哪些資 料。基於此分析，一資料擷取器（未圖示）自所接收之封包 擷取資料，該資料由封包調度器202用於判定該封包所傳 送至之端點及發送該封包之輸出埠。 發送至封包調度器202之擷取資料被稱作”簡略封包”。 換言之，發送至封包調度器202之封包並非由封包簡略器 (未圖示）接收到之完整封包。簡略封包僅包括封包重新傳 送模組114判定接收端點所需之資訊，且將指向該封包中 含有之剩餘資料的指標儲存於一封包緩衝器中以簡化封包 管理器110之資料處理。由封包管理器110接收之封包的另 一實例為自一重試佇列操取之重試封包206，該重試符列 為用於儲存不可立即傳送或歸因於未經接收器確認而等待 潛在重新傳送的封包的資料儲存記憶體。因此，在一個實 施例中，重試封包2〇6為先前曾防止傳送之封包，及/或已 經傳送但等待其確認逾時的封包，或未自接收器件接收回 確認的封包。 在一個實施例中，换收到之封包204、2〇6包括資訊，諸 129437.doc 200901669 包的節點指定、 向儲存於封包緩 在本發明之一個 直至其經確認或 ’直至接收到一 如，指示哪一端點或上下文預定要接收封 與封包相關聯之序號、緩衝器指標（其指 衝器中之封包之剩餘資料）及其類似物。 實施例中，將封包儲存於封包緩衝器中， 丟棄。在彼實施例中，儲存每一傳送封包 確認為止。 精由新封包表格更新模組210來評估新封包2〇4。此模組 210判定回應於可在第—遍上傳送之新封包而如何更新上 下文表格240及其需要即刻傳送還是重新排隊。藉由一重 試封包If估器似來評估重試封包寫以再次判定如何更新 上下文表格240及其需要傳送還是重新排隊。藉由表格更 ㈣輯212模㈣處理來自新封包表格更新模組21〇及重試 評估器224之資_及封包料#訊（諸如，傳送器忙綠信 號26〇)，其判定更新哪些表格項及向封包調度器202傳達 將傳达哪一封包。表格更新邏輯212解碼來自重試評估哭 ⑵及表格更新邏輯210之節點資訊，使得若其對兩個^ 節點操作，則同時及並行地更新24〇中用於兩個節點之各 別表，。其亦包括用於按照表格之機構來直接操縱RAM或 暫存器的邏輯，：IL為^日τ ，、為（但不限於）需要加以重新啟動之定時 15 ;需要加以遞增之序號；或僅-直接寫入。 更詳細地，若封包重新傳送模組m接收到—新封包 2〇4,則新封包表格更新器21〇判定與預定要接 點相關聯的傳送模式。舉例而言’該傳送模式而 ”重試”、”停滞”或”恢復，，。在，，正常”模式下，在不等：即 I29437.doc 200901669 刻確認之情況 月况下傳送封包，直至達到夫 極限值為止。在,,重試"模式下’遺免里封包之數目的 於未經接收筘％ / 、匕之重新傳送僅限 *收即點確認的先前傳送之第_ 式下，在自接收節點接收到—盘先。”恢復"模 送之封包相關聯的… 確認及經重新傳 到-未經傳::::：後’將所有未處理封包(直至_ &之封包為止）發送至目的節點。 若傳送模式為，，正常"的，則封包 傳送至其各別目的地。-日傳送新^ 將新封包204 時器（諸如，重^ 新封包2〇4,啟動封包定 七舌虹 疋時器及停滞定時器）。重試定時器由封 L時用於判定等待來自目的節點之確認的 重新傳、英模Γ重成一封包之傳送。一停滞定時器由封包 / ㈣114心衫㈣停止未經確狀封包的重 =何時開始對㈣包料之錯職復處理。若傳 至，則將由封包重新傳送模組114接收到之新封包 發送至-重試仵列中。請注意，可由封包重新傳送模 組114同時接收新封包及重試封包。 封包重新傳送模組114管理封包至端點1〇6、⑽之重新 傳送。封包重新傳送模組114監視自傳送封包直至預期有 碟§忍為止的持續時間。#舌& m ^•重新傳送將使用至其目的地之 代埠或路由，或若將終止—封包之重新傳送，則封包重新 傳送核組114判定何時重試-封包之傳送。封包重新傳送 模組114亦藉由判定允—4t A + ' 在扣疋時間内一封包未經其目的節 點確認且在指定數目夕i # 数目之重新傳送嘗試後判定一重新傳送3 否成功。 t 129437.doc 200901669 封包重新傳送模組114監視來自舌μ , Lt 視果自—重試佇列之重試封 匕’以判疋是否已接收到對一傳 逆槿也美π去 傳达封包之確認。若重新傳 基於—重試㈣器而料來自任何節點之重試符列 =包已逾時(例如，在給定時間間隔内未曾接收到對該 ㈤。，則封包重新傳送模組⑴移動至"重試"狀態 且封包調度H2G2將該封包保留於該重試彳宁列中。然而， =封包重新料模組114敎與該封包相Μ聯之停滯定 日’器已過期，則該封包所屬之節點移動至”停滯”狀態。封 包調度ϋ 202❹此狀態f訊來判定對此等封包之處置。 如上所述，封包重新傳送模組u蝴接至_組表格㈣， 該組表格240經分析及更新㈣定何時重新料一封包。 舉例而言，圖2展示”將去往”（"N2G”）表格 ⑵、”替代璋一”)表格^ ^ (LastAck")表格232、"重試定時器”表袼234、”停滯定時 器’'表格236、”替代路由定時器"（，，仙丁^…）表格咖及

LastSQN表格280。請注意，將此等表格列出為一個實施例 之一實例，且本發明之其他實施例能夠使用其他資料維護 表格。 N2G表格226包括每一啟用資料流的將傳送至一特定目 的地的下一封包之序號。舉例而言，若節點N剛發送完一 特定資料流之序號7 ,則N2G表格226包括此資料流之項 8。在-個實施例中’ N2G表格226藉由節點數目來編索 引’且經由一暫存器陣列來實施。 在個貝施例中，模式表格228藉由節點數目來編索引 129437.doc 200901669 且υ括每索引節點之模式。在一個實例中 228涉及一特定節點之四個不同模式：正常、重試、恢復 及停滯。重試模式指示與-節點之㈣封包相關聯之㈣ 疋日^已過期。回復N2G數目以便重新發送先前發送 包。當在此料下時，僅N2G料且無其他封包 此 郎點。重試模式亦允許在-替代谭上重新傳送—封包。經 :::?Π點索引定時器，可進行關於是重新傳送至相 2車還疋嘗试一不同埠的另一決策。停滞模式指示對於一 即點而言一停滞定時器已過期。在停滞模式下時，封勺重 新傳送模組假定鏈路之另一端不再起作用且不嘗試二 他傳送。恢復模式指示自一已具有一重新傳送至其之封包 的節點接收到-確認（Aek)。可順序地重新傳送剩餘封 包，直至封包重新傳送模組114識別一先前未曾傳送之封 包為止。正常模式允許—封包至—節點，其限制條件為該 封包係按次序的。 在一個實施例中，AltPort表格23〇亦藉由節點數目來編 索引’且指示需要嘗試—封包重新路由解決方案以克服一 資料通信錯誤。舉例而·^ ’若在如此多次之重新傳送嘗試 後未接收到-確認，則AltP(m表格23阿向封包重新傳送 模‘’且11 4指示需要使用一新的路由解決方案。 在—個實施例中，LastSqn表格28〇亦藉由節點數目來編 索引，且指示指派給用於目的端點之封包的最末序號。在 首次接收到該封包時，建立進入LastSqn表格28〇之最末序 號項’以料久不變。在—個實施例巾，表格 129437.doc -18- 200901669 232亦藉由節點數目來編索引，且指示經目的節點確認之 最末封包的序號。在接收邏輯25〇接收到一確認封包時， 由封包重新#送模組114來更新此表格。若一接收到之確 認的序號大於一特定端點的LasiAck表格232中當前所儲存 之值且小於或等於最後指派給此端點之最末封包的序號 如批叫28〇)之值’則可寫入至LastAck序號表格232。否 則’對該接收到之確認封包不予處理。對此接收到之確認 u予處理確保不將—不良序號寫人至LastAA序號表 格232中，此將影響由重新傳送模組ιΐ4用於判定何時重新 傳送封包之重試狀態機的適#操作^在下文中較詳細地 論述重試狀態機。 在個實施例中，重試定時器表格234及停滯定時器表 格236在結構上類似且藉由緩衝器指標來編索引。一些實 施例使用每緩衝器指標2位元定時器，且提供” sync”脈衝 以確^時器更新之頻率。在—個實施例中，重試定時器 表格234及停滯定時器表格咖反映上述重試定時器及停滞 定時tin重新傳送模組114可分析重試定時器表格 W及停滯《器表格236，以料何時重試—封包之傳送 或何時停止-封包之线料及執行—錯誤恢復操作。

AltTimer表格238(其藉由節點數目而非緩衝器指標來編索 引）反映一替代路由定時器之狀態，且由重新傳送模組m 用於判定何時使用-替代路由來重新傳送一封包。 當封包管理器114接收到一重試封包2〇6時，重試評估器 -分析該重試封包206以用於將與重試封包2〇6相關聯之 129437.doc 200901669 資訊傳達至重試封包表格更新器212。重試評估器224相對 於進入之重試封包206及其相關聯節點來分析以上論述之 該組表格240及重試狀態機242(在下文中較詳細地論述）， 以判疋是否重新傳送重試封包2〇6及該節點將移動至何種 狀態。 舉例而言，該組表格240留意 --^ /C WT θβ ηΑ. —即馬5 相關聯之虽蚰傳送模式、來自每一節點及資料流的最末確 認傳送封包及其類似物。若重試評估器224判定曾為一封 g初始化重甙定時器及已超過一給定回應臨限值，則重 試㈣器可用信號通知重試封包表格更新模組212以將與 該節點相關聯之傳送模式自，，正常”改變至"重試"。此防止 任何新封包傳送至彼節點。 在重試模式下時，在封包重新傳送模組114自對應於遺 篇確〜之最早圭子包的f試符列接收一供重新傳送之封包且 重試定時器逾時時’用信號通知封包傳送模組202以再 發送彼封包且重新啟動— 勒封包疋^裔（例如，重試定時 此時，無其他封包傳送至彼節點。然而，封包供 可傳送至不處於類似”重試”狀態下之其他節點 =:點:處於"重試”狀態下。當隨後在重試時間再= 重二符列接收彼封包時，將彼封包且僅將彼封包 直新傳达至彼節點。 匕 若此循環繼續的時間 枚“… 長於'給定時間間隔(例如，-替 代路由疋扦器超過一給 # ^ , ^ 疋L限值，且扣不應使用一替代is 佗路由來與彼特定節 貧代通 傳達資料），則將具有一可選路由 129437.doc -20. 200901669 改變之重新傳送發送至封包傳送模組2〇2。舉例而言，重 »式D平估益224由AltIWr表格238判定對於此資料流而言由 AltPort表格230中之項指定的路徑需要路由改變。繼續關 於彼節點之剛才之彼封包的封包重新傳送及封包定時器 234之重新啟動’直至彼資料流之停滯定時器已超過一臨 限值為止。-旦停滯定時器已超過其臨限值，重新傳送模 組T將彼節點之模式改變至”停滞，，，且重新傳送模組ιΐ4 用L號通知封包傳达模組2 j 4以對彼網路實行恢復協定。 舉例而言’通常自重試仵列刪除至彼節點之所有封包。 ^ 若在重*式週期期間接收到一對應於彼節點之任何 未處理封包的確認’則將彼節點之模式自”重試，，改變至 ’、’恢復封包監視器114監視對應於N2G序號封包之封包的 、重式封包206…旦偵測到，封包監視器⑽用信號通 知封包傳送模組2〇2重新發送彼封包及重新啟動相應 定時器。 ’’恢復”模式繼續，封包監視器22〇監視自重試符列接收 到之所有封包及判定是否應重新傳送該⑷封包。在恢復 時’忽略重試定時器234，直至重新傳送模組U4偵 /貝，至’從未發送之封包204 ' 2〇6。在此實施例中此係藉由 注意到與-封包相關聯之重試定時器未曾初始化來判定 =舉例而言，在新封包到達同時其所將發送至之節點且 模式時’此可發生’且將彼封包直接發送至重試 於不在”重試”模式下發送新封包，所以未曾設定 匕之定時器。當遇到未曾發送之封包時，使節點返回 129437.doc •21 200901669 至其"正常’，模式且傳送器發送新封包。 二出本發明之重新傳送模組114在"重試"模式下 ^傳點之-個封包，且制對彼封包之確認來測試 端點是否^次工作及應何時改變彼節點之模式以反映已重 建通L。一旦接收到對彼一個封包之確認，才可嘗試 封匕之快速重新傳送。未處理封包至雜亂節點之 重新傳送與至其他節點之封包傳送混合，也許不經歷困難 或也許並行地恢復。此演算法優於先前技術方法之優點為 當伯測到逾時時不由未經確定封包將網路，，淹沒”，且其確 保以接收到封包之原始次序來重新發送封包。 用於判定何時重新傳送一封包之狀態機囷表 、，圖3為說明纟封包重新傳送模組】】4用於判定何時重新傳 送一封包之示範性狀態機3〇〇的圖表。若相關節點之模式 為”正常”，則做出以下隨後決策。若已啟動重試定時器 (302)，但重試^時器或停滯定時器已過期，則不採取任何 行動，不傳送當前封包（304)。判定一定時器是已經啟動還 是未曾啟動係藉由檢查彼緩衝器指標之定時器值（狀態）不 處於閒置狀態來完成。若停滯定時器已過期（3{)6)，則模式 改變至，，停滯”且N2G保持於值LASTACK+1(3〇8)，雖然此 僅為一形式，因為此節點一旦在此狀態下無任何封包傳送 至其。 若停滯定時器尚未過期，但重試定時器已過期㈠1〇)， 則將模式設定至”重試”且將N2G類似地設定至 LASTACK+1(312)。此表示未經確認之最早封包且為將要 129437.doc •22- 200901669 重新傳送之封包。注意’此本身不引起重新傳送，僅將該 節點置於重試狀態中。若未曾為此節點之此封包啟動重試 疋時器’則檢查（3 14)該封包之SQN以查看其是否等於 N2G ;意即’其是否按次序？若該封包之sqN係按次序 的’則能夠傳送此封包且N2G值遞增（316)。此行指示已找 到先前推遲傳送之一封包。當經由信號StartRetryTimer及

StartDeadTimer來傳送此封包時，啟動重試定時器及停滯 定時器。 右其並非係按次序的，則對此項重新排隊且未對此封包 採取行動（304)。若此節點之模式為"停滯"（3 18)，則對該 項重新排隊且不對此節點採取進一步行動。若此節點之模 式為”重試’’（320)，則做出以下隨後決策。若此節點之 LastAck SQN大於或等於N2G sqn(322)，則此指示已找到 此即點之一確認，其大於當前為此節點重新傳送之序號的 值，思即，存在來自鏈路之另一端的有效回應。若如此， 則將N2G重设至下—順序序號（LastAek+1)且將模式更新至 恢復（324)。若此節點之LastAck SQN不大於或等於 SQN，則檢查定時器。若此節點之停滯定時器已過期 (326)，則將模式更新至”停滯”（328)。若停滯定時器尚未 過期（33()) ’但重試定時器亦尚未過期（332)，則不採取任 何行動且對該封包重新排隊（334)。 若重試定時器已過期（336)，則其指示需要重新傳送此 子G且拉式保持不變。然而，藉由確定如池价抑以以來 重新啟動重試定時器。此時可對AltPort定時器進行可選檢 129437.doc -23· 200901669 查⑽）。若此為首次重新傳送該封包，則…挪定時器 未運轉且亦經由信號StartAltPTimer來啟動。若並非首 -人重新傳运該封包且觀測到AhP(m定時^亦過期，則確定

AltP〇rt_Next(342)以指到專送邏輯需要更新 (340) 〇 ^ 請注意，在自正常狀態轉變至重試狀態時，未重 重試定時器。此確保’在重試狀態機首次再次處理此封包

時’排程-重新傳送。在所重試之封包的序號為咖sQN 時’確^^信號。注意，在此模式下時，#當重試定 時器過期，僅傳送此封包一次。 圖4為圖3之狀態圖表的延續。若此節點之模式為”恢復" (4〇2)，則做出以下隨後決策。若此節點之停滞定時器已過 期(404)，則將模式更新至，，停滯，，(4〇6)。若該封包之序號 不等於N2G(4〇8)，意即，按次序而言其並非下一個，則對 其重新排隊且其不能夠被重新傳送；接著檢查序號以查看 其是否小於N2G(410)。換言之，是否在重新傳送完所其 他未處理封包之前已再次查看此封包？若如此，則檢查重 試定時器以查看其是否已再次過期⑷2)。若如此，則設定 N2G_next’且將模式設定回至”重試"（414)。否則，檢2來 自接收之LastAck序號的值以查看其是否大於N2G(4i6)。 若如此，則將N2G—next設定為此值+1，且在此序號時恢復 模式繼續（418)。此表示自最後一次評估此節點以來接收到 額外確認（ACK)封包。在等待正確封包時更新Ν2(}之值有 助於防止發送最終因失序而被另一端點拒絕的封包。否 129437.doc -24· 200901669 的。電 ”否"分 則，不存在改變（426)。注意，重試逾時檢查為可選 路之另一實施例將忽略彼情況且僅繼續狀態機之 支。

(. 然而，若序號等於N2G，則進行對重試定時器之額外檢 查=20)以查看其是否已啟動。若定時器未啟動，則此指: 先前從未傳送過當前封包。此亦暗示該節點已重新傳送所 有先前未經確認之封包，且其需要返回至，，正常"模式 422，否則，其保持於恢復模式下，尸、要序號匹配咖值 則確定ATTN以及指*需要#次啟動重試㈣器（424)。在 移動至正常模式時，啟動停滯定時器（因為原先從未傳送 過此封包，所以尚未啟動其停敎時L在重新傳送發生 時不重新啟動停滯定時器；僅在首次傳送該封包時才重新 啟動停滞定時器。）按照圖2,將此等計算之結果呈現給重 試封包表格更新模組212，該等結果為指示n2g、模式、 八⑽州之下一狀態轉變的N2G—Next、Mode_Next、 AltP〇rt-Next以及定時器啟動脈衝StartAltTimer、

StartRetryTimer、StartDeadTimer。 示範性資訊處理系統 圖5為說明圖1之資訊處理系統之較詳細視圖的方 圖。資訊處㈣統1G4係基於適於實施本發明之示範性. 施例的適當組態之處理系統。任何適當組態之處理系統; 似地能夠由本發明之實施例用作資訊處理系統104,彳 如，個人電腦、工作站或其類似物。 貝讯處理系統104包括—電腦5G2。電腦5()2具有一處茨 129437.doc •25- 200901669 地連接至主記憶體5〇6(例如，揮發性記憶 :存"面508、終端介面510及網路配接器硬體 川。糸統匯流排514使此等系統組件互連。大量館存介面 I用於將A量儲存器件（諸如，資㈣存器件516)連接至 貝祝處理系統1 〇 4。-種特定類型之資料儲存器件為諸如 ⑽動器之電腦可讀媒體，其可用於將資料儲存至CD 5—或軟碟（未圖示）及自cd 5i8或咖或軟碟（未圖 不）項取資料。另一類型之資料儲存器件為經組態以支援 (例如)固定磁碟類型檔案系統操作的資料儲存器件。 在個實施例中，主記憶體5〇6包括封包管理器11 〇，如 上所述’封包管理器包括封包重新傳送模組…。在一個 實施例中，封包重新傳送模組114可駐存於封包調度器加 内或與封包調度器202分離。為簡單起見，在圖5中不重複 關於圖2所示之封包重新傳送模組ιΐ4而說明及描述之組 件。在一個實施例中，資訊處理系統1〇4使用習知虛擬定 址機構來允許程式表現成其可存取至大的、單一儲存實體 (在本文中被稱作電腦系統記憶體）而非存取至多個較小的 儲存實體（諸如’主記憶體5〇6及資料儲存器件5⑷。注 J，㈣”電腦系統記憶體，，在本文中用於—般地指代資訊 處理系統1 04之整個虛擬記憶體。 雖然為電腦502說明僅一個CPU 5〇4，但實際上可等效地 使用具有多個CPU之電腦系統。本發明之實施例進一㈣ 有各自包括獨立、完全程式化之微處理器的介面，該等微 處理器用於自CPU 504卸載處理。終端介面5ι〇用於將一或 129437.doc -26- 200901669 多個終端機520直接連接至電腦502以將一使用者介面提供 給電腦502。此等終端機520(其能夠為非智慧或完全可程 式化之工作站）用於允許系統管理員及使用者與資訊處理 系統104進行通信。終端機52〇亦能夠包含一使用者介面及 連接至電腦502且由包括於終端I/F 51〇中之終端介面硬體 控制的周邊器件，終端I/F 5〗〇包括視訊配接器及用於鍵 盤、指標器件及其類似物之介面。 根據一實施例，一作業系統（未圖示）可包括於主記憶體 506中且為一合適之多任務作業系統，諸如以仙乂、 UNIX、Windows XP及Wind〇ws作業系統。本發明 之實施例能夠使用任何其他合適作業系統、或核心、或其 他合適控制軟體。本發明之一些實施例使用允許作業系統 (未圖示）之組件的指令在位於客戶端内之任何處理器上執 订的架構，諸如，物件導向式框架機構。網路配接器硬體 512用於將一介面提供給網路1〇2。本發明之實施例能夠適 於與包括現代類比及/或數位技術之任何資料通信連接一 起工作或經由未來網路連接機構來工作。 雖然本發明之不範性實施例係在全功能電腦系統之環境 中加以榣述，但熟習此項技術者應瞭解，實施例能夠經由 軟性磁碟（例如’軟性磁碟、CD_R〇M 518或其他形式之可 δ己錄媒體）或經由任何類型之電子傳送機構而分散為程式 產品。 用於重新傳送—封包之示範性過程 圖6為說明用於處理經重新傳送之封包之示II性過程的 129437.doc -27- 200901669 操：流程圖。在此實施例中，重試封包來自—位於封包調 度益202中之重試仔列。該等封包可以不定頻率以任何次 序到達任何節點，且如上所述，，，先前”可甚至表示在實際 上未曾傳送之情況下重新排隊的封包。該過程開始於步驟 602 ’進入重試評估器224。由節點、序號及如的來表示 封包。在步驟604處，應用重試狀態機242之處理，從而產 生 N2G—NeXt、Mode—Next、Ahp〇rt—心幻、a丁丁n、

StartRetryTimer、StartAhpTimer及計算之 結果。接著在步驟6〇6處檢查ATTN之值。若該值之結果為 否疋的，則此指示當前之候選封包為不可傳送的且採取以 下行動。 首先，在步驟640處，使表格更新邏輯212能夠按照先前 計算來更新表格240之值。在步驟650處，用信號通知封包 調度器202對封包重新排隊276。在步驟69〇處為此封包結 束忒過程，且為下一封包再次啟動該過程。然而若在步驟 606處ATTN信號為肯定的，則在步驟61〇處，表格更新邏 輯212檢查傳送器之狀態以查看其是否忙碌。若傳送器用 信號通知忙碌260，則在步驟616處，不採取行動。在步驟 692處為此封包結束該過程，且大概以同一封包來再次重 新啟動該方法，因為未用信號通知封包調度器2〇2採取任 何行動。 若在步驟6 1 0處判定之結果產生傳送器不忙碌之結論， 則在步驟642處，使表格更新邏輯212能夠按照先前計算來 更新表格240之值。在步驟660處，用信號通知封包調度器 129437.doc -28· 200901669 202傳送該封包274。在步驟694處為此封包結束該過程， 且為下一封包重新啟動該過程。 。 用於處理一新接收到之封包的示範性過程 圖7為說明由表格更新邏輯21〇遵循以用於處理—藉由α 點i d、指派序號及緩衝器指標識別的新接收到之封〜2 7 的示範性過程的操作流程圖。圖7之操作流程圖開始 驟702處且直接流至步驟7G3。在—新封包到達後，在步驟 703處’將一新序號指派給該封包且值遞增。在步二4 處，表格更新邏輯210判定與該進入封包相關聯之節點的 模式是否為正常。乡此判定之結果Μ定的’則可不傳送 4封包，且在步驟706處，表格更新邏輯21〇對該封包重新 排隊。在步驟730處，控制流退出。若此判定之結果為肯 定的，則在步驟708處，表格更新邏輯21〇判定彼節點之封 包的SQN是否等於N2G，此由其SQN等於彼節點之 SQN而顯見。若此判定之結果為否定的，則亦可不傳送彼 封包且對該封包重新排隊（步驟7〇6)。 若此判定之結果為肯定的，則在步驟7丨〇處將新封包之 節點與重試評估器224所作用之節點進行比較。若其並非 同一節點，則此指示新封包表格更新模組2 i 〇及重試封包 表格更新邏輯212不嘗試為同一節點或缓衝器指標更改表 格且其二者可獨立地進行。在步驟712處，可傳送該新封 包’且在步驟7 14處，彼節點之N2G值前進至N2G+1。此 外’由於此係首次傳送此封包，所以在步驟7 1 6處，啟動 重試定時器及停滯定時器。接著在步驟71 8處，控制流退 129437.doc -29- 200901669 出。 若在步驟710處’該新封包及該封包之重試評估器224處 理來自同一節點之不同封包，則在步驟720處，封包重新 傳送权組114判定是否重試（next_Mode)=正常。若此判定 為否定的，意即，重試狀態機242已判定模式將自正常模 式改變（如由”m〇de—next"信號顯見），則不准傳送新封包且 j步驟7G6處對其重新排隊。當此封包自重試件列恢復 時二重試狀態機隨後處理此封包 '然而若重試狀態機M2 不以脫離”正常，，模式，則可在步驟726處傳送此封包， 仁在步驟722處，重試封包表格更新模組2丨2將 =表格項之控制讓於新封包表格更新模組21。。在 724處’亦為此新封包 ^ 0i „„ 綾衝m私軚啟動重試定時器及停 守裔接著在步驟728處，控制流退出。 定時器邏輯之示範性流 圖8為說明報撼士又义 之—個實施例的定時器邏輯之干 範性流的操作流程圖。 邏輯之不 且直接流至步彈804 / 程圖開始於步驟802處 主步驟804。在步驟8 在步㈣6處，定時 h⑴疋時心青零。 器11〇判定是否…：閒置的。在步驟_處，封包管理 \疋企而要啟動定時考 的，則定時器保持閒置。若:：，：判定之結果為否定 步驟810處啟動定 疋之'，，σ果為肯定的，則在 制流返回至步驟810 句疋之結果為否定的’則控 驟8丨4處定時器繼續 <、'=果為月定的，則在步 轉。在步驟m處，封包管理器n〇 129437.doc -30 * 200901669 判定定時器是否為同步的。若 在步驟814處定# 之、％果為否定的，則 二步：1 “時器繼續運轉。若此判 的，則定時器為^ _ 玛& ^ 為同步的且在步驟818處逾時。 在節點移動經由四個模式時傳送至 ® QB -. 即黏之封包的實例 圖9展不在一節點移動經 點之一連串封包的高階實例。首節 號卜2、3、4、5、61例8=先，在（9〇1)中發送具有序 Μ # 6、7、8、9、1G之封包。該節點為正 吊的’所以此等封包直通(於9〇2處}1、2、3…、6、 7。在傳送完7後（在此實例幻，重試狀態機242(獨立物 測到SQN 1未經確認且重試定時 町°。匕過期。重試狀態機242 使相點之狀態移動至”重試”，且指示將重新傳送卿#1 且僅重新傳送SQN #1，此接著由TX槔902執行。重試狀離 機242隨㈣測到彼節點之第二逾時，^指示將再次傳^ SQN#!。最終’在稍後之時間點處，偵測⑽之確認，所 以將此節點之LASTACK SQN更新為3。當此節點之任何封 包被重試評估器224看到時，將此節點之狀態改變至"恢復” 且將N2G SQN更新為"4"。 當此節點之SQN 4、5、6.·.被重試評估器224看到時，其 指示此封包經重新傳送，且按:欠序來執行其，使得在 埠902處4、5、6、7、8、9、1()按彼次序來傳送。一旦傳 送完封包#8,重試狀態機242將彼節點之模式移動至”正常"， 因為封包8表示先前從未傳送過之封包。 非限制性實例 如一般熟習此項技術者所知 可以硬體或軟體或以硬體 129437.doc 200901669 與軟體之組合來絮a 4 軟體來實施本”U二然而’在一個實施例令，以 原理的系統或方法可：::合較佳實施例來揭示之發明性 么 早電腦系統來產生，該單一雷腦 =有用於執行所描述或所主張之個別功能或步驟二 :件或構件或組合所揭示或所主張之任何功能或步驟之 ；/中匕的—或多個元件或構件；或可配置於—分散式電腦系 適構件而互連。般熟f此項技術者所知之任何合 根據結合較佳實施例來揭示之發明性原理，本發明 明性原理不限於任何特定種類之電腦系統，而可與經配置 以執订所述功能及所述方法步驟的—般熟習此項技術者所 ^之任何通用電腦—起使用。如—般熟習此項技術者所 *如上所述，此電腦之操作可根據一媒體上所含有的用 於該電腦之操作或控制的電腦程式。如一般熟習此項技術 者二知，彳用於料或含有電腦程式產品之電腦媒體可為 電腦之固疋設備（諸如，嵌入式記憶體）或可為諸如碟片之 可傳輪媒體。 如般热習此項技術者所知，本發明不限於任何特定電 ®私式或邏輯或語言，或指♦’而係可以任何此種合適程 式、邏輯或語言或指令來實踐。在不限制所揭示之發明之 原理的情況下，任何此種計算系統可包括（其中）至少一電 恥可項媒體，該至少一電腦可讀媒體允許電腦讀取資料、 私令、訊息或訊息封包以及來自該電腦可讀媒體之其他電 細了 ％貞汛。該電腦可讀媒體可包括非揮發性記憶體，諸 129437.doc -32· 200901669 如，ROM、快閃記憶體、軟性磁碟、 CD-ROM及其他永久儲存器。另外，一 括（例如）揮發性儲存器，諸如，RAM、 體及網路電路。 磁碟驅動記憶體、 電腦可讀媒體可包 緩衝器、快取記憶 此外’電腦可讀媒體可包括—暫時狀態媒體中的電腦可 讀貧訊，該暫時狀態媒體諸如網路鏈路及/或網路介面’ 包括-有線網路或一允許電腦讀取此電腦可讀資訊之無線 網路。 雖…、已揭不本發明之特定實施例，但一般熟習此項技術 者應理解，在未脫離本發明之精神及範疇之情況下可對特 疋只施例進仃改變。因此，本發明之範疇將不限於該等特 疋實粑例，且所附申請專利範圍意欲涵蓋在本發明之範疇 内的任何及所有此等應用、修改及實施例。 【圖式簡單說明】 ，圖1為說明根據本發明之一實施例的用於傳送封包之示 範性網路的方塊圖； 圖2為根據本發明之一實施例的封包重新傳送模組的較 詳細視圖； °為根據本發明之一實施例的重試狀態機之詳細視 圖； 圖4為根據本發明之一實施例的圖3之重試狀態機的延 續； ' 圖5為根據本發明之一實施例的圖1之資訊處理系統的詳 細視圖； 129437.doc -33 - 200901669 圖6為說明根據本發明之一實施例的用於處理— 到之封包的示範性過程的操作流程圖； 收 圖7為s兒明根據本發明之一實施例的用於處理一 到之封包W範性過程㈣作流㈣； ’接收 圖8為甙明根據本發明之一實施例的用於維持—定時器 的示範性過程之操作流程圖；及 益 一圖9為根據本發明之一實施例的在節點移動經由四個不 同傳送狀態時傳送至節點之一連串封包的高階實例之承… 圖0 【主要元件符號說明】 100 示範性網路 102 網路 104 資訊處理系統 106 端點A 108 端點N 110 封包管理器 112 封包源 114 封包重新傳送模組 202 封包調度器 204 封包 206 封包 21〇 新封包表格更新模組 212 表格更新邏輯 224 重試評估器 129437.doc -34. 200901669 226 N2G表格 228 模式表格 230 AltPort 表格 232 LastAck 表格 234 重試定時器表格 236 停滯定時器表格 23 8 AltTimer 表格 240 表格 242 重試狀態機 250 接收邏輯 260 傳送器忙碌信號 274 傳送封包 276 對封包重新排隊 280 LastSQN 表格 502 電腦 504 處理器 506 主記憶體 508 大量儲存介面 510 終端介面 512 網路配接器硬體 514 系統匯流排 516 資料儲存器件

518 CD-ROM 520 終端機 -35- 129437.doc

Claims (1)

1. 200901669 十、申請專利範圍·· 1. -種由-資訊處理系統用於在 一網路端上傳达預疋由至少 ，占接收之至少一封包之方法，該方法包含. 順序地處理來自—將各 複數個封包； … ㈣㈣之仔列的 將來自該複數個封包之至少一第一 -網路H 封包料至該至少 判定該傳送至該至少一網路 確認； < 主乂弟—封包未經 回應於該判定該至少第—封包 確認，將與該至少第，，、s亥至>、—網路端點 送至該至少： 關聯之一第-重試封包傳 忒至 > —網路端點； 的傳送除4 ^成封包外之封包至該至少-網路端點 口庫二第* 4封包已由該至少-網路端點確認；及 回應於該判定該第一重試 雏^及 2. 個封包中之剩餘封包至該至少匕4已經確認，恢復該複數 如請求項】之方法，其進-步包— 含同路端點的傳送。 口應於该傳送該至少第—私6 -i0 ^ 封包，啟動與該至少第一封 匕相關如之複數個定時器。 3·如請求項1之方法，其中誃 路端點之縿、f奴 夕網路端點中之每一網 f卢來排°“固封包内的封包係根據相對於1之一序 號來排序，且其中每— ^ 次序@ 4 '匕係以—對應於其各別序號之 人序而傳达至其各別網路蠕點。 I29437.doc 200901669 4. 士0月求項1之方法，其中該暫俱、仓 一番钟 甲忒暫铋進—步包含暫停除該第 。式封包外之封包至該至少— 不 5. 如 靳^ 凋路節點的傳送，其中 $ 1争封包至其他網路端點之—傳送。 請求項2之方法’其中該複數個一 時器係與一用於自該至少一 α中 第疋 ,.^ 、.用路端點接收一確認的第一 、，、°疋臨限值相關聯。 6. 如請求項5之方法，其中 亥傳送至該至少一網路 知點之第一重試封包未經確認進一步包含·· 監視-與該傳送至該至少—網路端點之第—重試封包 相關聯的確認封包；及 /應於一與該第—定時器相關聯之值大於該第'给定 Ζ值’判定在該第—給定臨限值後未曾接收到該確認 7·如請求項1之方法1中該第-重試封包之該傳送進一 步包含： 判定該至少第一封包A — 匕马不具有一相關聯確認封包的 傳送至該至少-網路端點的最早封包；及 回應於該判定，將該第-重試資料封包傳送至該至少 一網路端點’其中無其他封包傳送至該至少—網路端 直至自°亥至乂 ―網路端點接收到-與該第一重試封 包相關聯之確認封包為止。 8·如請求項7之方法，其進—步包含·· 回應於該傳送，啟動與該第—重試封包相關聯之至少 一定時器。 129437.doc 200901669 9.如請求項7之方法，其進_步包含： 。。在該第一重試封包之-第-傳送後啟動—第二& 裔’其中該第二定時器繼續運轉，直至自該至少時 端點接收到一與該赏 ’路 為止； ϋ試封包之該傳送相關聯的確認 基於3亥第一定時器來 封包的—第二給定臨^ 至—網路端點之 疋δ™限值已出現；及 回應於判定該第-& _ 弟—臨限值已出現，使用一不 刖用於傳送該第—重 门於-先 來將該第-重試封勺曹: 路由的替代傳送路由 1Λ ^ ^ 封包重新傳送至該至少一網路端點。 Μ.如請求項2之方法’其進-步包含： 監視該複數個定時 -定時器，以判定二 =與一給定臨限值相關聯之至少 封包傳送； 一暫停至該至少一網路端點之所有 回應於該監視，判 定臨限值已出現;及 少一定時器相關聯之給 回應於該判定該臨限值已出現 端點之所有封包傳送。 胥馀至該至少—網路 η.如請求項10之方法 對該^丨、 八進步包含. 12.如：夕―網路端點執行錯誤恢復。 L項1之方法，其進—步包含： D亥至少一網路端點接收一 分析-與哕破… 包， 回應於該分析，判定哕成味 唬， k該序就大於-與該至少' 網路端 129437.doc 200901669 點相關聯之當前序號日在fα β 』序號且為小於及等於-與在傳送至哕至 少一網路端點之—遠志 疋主。亥至 連串封匕中之一攻末傳送之 聯的序號中之至少一者； 匕相關 定該序號大於一與該至少一網路 1 葬序號且為小於及等於—與在傳送至該至少-網 辦中… 匕中之—最末傳送之封包相關聯的序 號中之至卜者，㈣序號儲存為自該 i# ύ/r /日的網路 接收到之—確認；及 回應於判定該序號之至少一 m 者大於一與该至少一網路 知)點相關聯之當前岸骑 田月j序唬且為小於及等於—與在傳送至該 = :::端點之—連串封包中之一最末傳送之封包相 關％的序號中之至少—者，丢棄該確認封包。 13. 一種：於在一網路上傳送預定由至少-網路端點接收之 至少一封包之資訊處理系統，該資訊處理系統包含： 一記憶體； 處理器，其通信地耦接至該記憶體； 一仔列’其經調適以儲存將發送至一網路端 個封包；及 。。一封包管理器，其通信地耦接至該記憶體及該處理 器，其中該封包管理器經調適以： 、順序地處理來自—將發送至至少一網路端點之仔列 的複數個封包； 將來自該複數個封包之至少一第一封包傳送至該至 少一網路端點； 129437.doc 200901669 網路端點之至少第一封包未 判定該傳送至該至少 經確認； 回應於4判定該至少第_封包未經該至少—網路端 點確認’將與該至少第-封包相關聯之-第-重試封包 傳送至該至少—網路端點； 暫卜除該第—重試封包外之封包至該至少—網路端 點的傳送； 判疋該第—重試封包已由該至少-網路端點確認；及 回應於β判疋該第—重試封包已經確認，恢復該複 數個封包中之剩餘封包至該至少一網路端點的傳送。 14. 如請求項13之資訊處理系統，其中該封包管理器進一 步： 回應於該傳送該至少第一封包，啟動與該至少第-封 包相關聯之複數個定時器。 15. 如請求項13之資訊處理系統，其中由該封包管理器進行 之5亥暫停進一步包含： 暫停除該第一重試封包外之去 卜之封包至§亥至少一網路節點 的傳运’其中^暫停封包至其他網路端點之一傳送。 16. 如請求項14之資訊處理系統，其中該複數個定時 π的第《時S係與—用於自該至少—網路端點接收一確 6心的弟一給定臨限值相關聯。 17. 如請求項16之資訊處理系統，其中該判定該傳送 少網路端點之第-重試封包未經相進—步包含. 監視-與該傳送至該至少—網路端點之第一重試封包 129437.doc 200901669 相關聯的確認封包；及 回應於一盥該坌+ 疋時器相關聯之值大於該第一給定 私限值，本|定在与哲 第一給定臨限值後未曾接收到該確認 封包。 18. 19. 20. :請求項13之資訊處理系統，其中該第-重試封包之該 傳送進一步包含： “ X至^帛封包為一不具有一相關聯確認封包的 h㈣至少1路端點的最早封包；及 回應於該判定，將贫笛 壬_次」， 竹该弟一重斌貧料封包傳送至該至少 網路端點，其中無其他纟 巴得达至该至少一網路端 點，直至自該至少一網故# 、路端點接收到一與該第一重試封 包相關聯之確認封包為止。 如請求項18U訊處理系統，其中該封包管理器進-步 經調適以： 在該第一重試封包之—笛 m ^第一傳送後啟動一第二定時 器，其中該第二定時器繼續運轉，直 ^ ^ 且芏目§亥至少一網路 端點接收到一與該第_重續 室A封包之該傳送相關聯的確認 為止； 基於該第二定時器來判定重斌至兮s，丨、 〗疋董”式至6亥至少—網路端點之 封包的一第二給定臨限值已出現；及 回應於判定該第二臨限值已出規，估田 值匕出現使用—不同於一先 如用於傳送該第一重試封包之傳送路 f、塔田的替代傳送路由 來將該第一重試封包重新傳送至該至 y 網路端點。 如請求項14之資訊處理系統，立中嗜抖 八甲該封包管理器進一步 129437.doc 200901669 用於： 監視該複數個定時器中 —定時哭，以剌士 值相關聯之至少 π以判疋何時暫停至該至少一網路端點至夕 封包傳送； ％點之所有 二應於該監視’判定該與該至少一定 疋fe限值已出現；及 關聯之給 口應於忒判定該臨限值已出現，暫停至 端點之所有封包傳送。 w至〉、—網路 2 1.如請求項2〇之資邙忐 處理糸統’其中該封包管理哭.‘ 經調適以： g理态進一步 對該至少一敏1 m '' ^點執行錯誤恢復。 22.—種以—機器 執仃程式有實體地編碼的用π 上傳送預定由5小 巧用於在一網路 可讀媒體，該機ί;:路端點接收之至少-封包之電腦 指令： 執行程式包含用於執行以下操作之 順序地處理來自—將發送至 複數個封包； 網路端點之佇列的 將來自該複數個封包之至少一 —網路端點； ^ 第一封包傳送至該至少 判定該傳送至 經確認； 少—網路端點之至少-第一封包未 回應於該判定該至_ 點確認，將與該至少 于包未經該至少一網路端 傳送至該至少―網一:封包相關聯之1-重試封包 129437.doc 200901669 暫停除該第一重試封句 的傳送； 之封包至該至少一網路端點 判定該第一重試封包已 回應於該判定該第少一網路端點確認；及 個封包中之剩餘封包騎=包已經確認，恢復該複數 π K +、 Μ至夕一網路端點的傳送。 23. 如“項22之電腦可讀 以下操作之指令： -中進-步包含用於執行 回應於該傳送該至少笛 昂一封包，啟動盘 包相關聯之複數個定時器。 一 X至ν第一封 24. 如請求項22之電腦可 .隹止a a 媒體，其中該等用於暫停之於入 進-步包含用於執行以下操作之指令：料之才曰令 暫停除該第一重續4+ — 的值、篆., 匕外之封包至該至少一網路節點 9. , ^ . 于已至其他網路端點之一傳送。 25. 如縐求項23之電腦可讀 、 、 一楚 ^ ± ' ’ ^、中s亥複數個定時器中之 -第-定時器係與-用於 &子is中之 ^ 、 °Λ至^ —網路端點接收一瑞 6忍的弟一給定臨限收確 26·如請求項22之電腦可 去μ 賈媒體’其中該等用於僂详兮馇 重試封包之指令進一^人 ν匕含用於執行以下操作 . 判定該至少第—封包為讀之^令. 傳送至該至少不具有—相關聯確認封包的 %點的最早封包；及 回應於該列定，將兮楚 將該第—重試資料封 一網路端點，其中& 傳迗至該至少 % ^ 、……、他封包傳送至該至少一絪路端 點’直至自該5小 ，.周路端 包相關聯之確認封包為止 夕一網路端點接收到一血 相關聯之砬^；心^、 /、邊第一重试封 129437.doc 200901669 27.如請求項26之電腦可讀媒體，其 下操作之指令： 步包含用於執行以 在該第一重試封知夕—贫 匕之—第一傳送後啟動一 器，其中該第二定時哭繼喆士 第一疋时 端點接收到一與該第一重 至夕網路 為止. 更式封包之该傳送相關聯的破認 基於該第二定時器來判定重試

   u 43 AA 结-網路端點之 、的一弟一、七定臨限值已出現；及 回應於判定該第二臨限值 _ 值已出現，使用—不同於一务 别用於傳送該第一重試封包 ' 先 ,^ 之得运路由的替代傳送路由 來將該第-重試封包重新傳送至該至少一網路端點。 以 28.如請求項24之電腦可讀媒體，其進一步包含用於 下操作之指令： 仃 監視該複數個定時器中與一給定臨限值相關聯之至少 一定時器，以判定何時暫停至該至少一網路 ^ 4 t 所有 封包傳送； $ 回應於該監視，判定該與該至少一定時器相關聯之办 定臨限值已出現；及 '13 回應於該判定該臨限值已出現，暫停至該至 — —網路 端點之所有封包傳送。 29. —種網路器件，其包含： 一記憶體； 一處理器，其通信地耦接至該記憶體； 至少一網路配接器，其通信地耦接至該記憶體及識声 129437.doc 200901669 理器； 一佇列， 複數個封包 及 其經調適以儲存將發送至至少 ~網路端點之 m里H ’其通信㈣接至該記憶體 該處理器，其中該封包管理n經調適以： 列及 順序地處理來自-將發送至至少—網 的複數個封包丨 鳊點之彳丁列 將來自該複數個封包之至少一第一 少一網路端點； 迗至肩至 判疋β亥傳达至該至少—網路端點之至少 未經確認； 第封包 回應於該判定該至少— 端點確認，將與該至少第：未經該至少-網路 封包傳送至… '包相關聯之-第-重試 得达至該至少-網路端點； 少一網路端 暫停除該第一重臂Μ 點的傳送， ·封包外之封包至該 網路端點確 判定該第一重試封句 、2了包已經該至 認；及 回應於該判定該第— 數個封包中之剩餘封包至=包已經確認，恢復該複 30. 如請求項29之網路器件，二至〉、—網路端點的傳送。 ° 1干’其中該本+ 6〜 回應於該傳送該至少第 、匕官理器進一步： 包相關聯之複數個定時器。、 文動與忒至少第一封 129437.doc •ΗΚ 200901669 3 1.如請求項29之網路玛枝 ..^ ^ 件，其中由该封包管理器進行之該 暫停進一步包含： 暫V除該第-重試封包外之封包至該至少一網路節點 的傳送’其中*暫停封包至其他網路端點之—傳送。 32.如請求項30之網路 甘Α外…泰 态件，其中δ亥硬數個定時器中之一第 一定時器係與一用於白 、自5亥至^ 一網路端點接收一確認的 弟一給定臨限值相關聯。 33·如請求項32之網路器件，其中該判定該傳送至該至少— 、罔路端點之第-重試封包未經確認進—步包含： 皿視與，亥傳达至該至少一網路端點之第一重試封包 相關聯的確認封包；及 判定在該第一給定臨限值後未 其中該第一重試封包之該傳送 回應於該弟一定時号 曾接收到該確認封包。 34.如請求項29之網路器件 進一步包含： 判疋該至）弟—封包為—不具有一相關聯確認封包的 傳送至該至少-網路端點的最早封包；及 回應於該判定，脾_i·女结 將3亥弟一重試資料封包傳送至該至少 一網路端點，其中I甘 、…、ν、他封包傳送至該至少—網路蛾 點’直至自該至少一铜牧山 、，’同路％點接收到一與該第—重試封 包相關聯之確認封包為止 3 5 ·如請求項3 4之網路哭彼 ]路裔件’其中該封包管理器進— 適以： 、J 在該第一重試封句夕 丁匕之—第一傳送後啟動一第二定時 129437.doc .11、 200901669 為’其中该第二定時器繼續運轉 端點接收到-與㈣^至自❹）一網路 為止； 重试封包之該傳送相關聯的確認 基於該第二定時器來 封包的-第^定駐少—網路端點之 、、口疋Sm限值已出現；及 回應於判定★玄盆& 針用Μ 限值已Μ，使用一不同於一先 來將該第番 重^封包之傳送路由的替代傳送路由 该弟—重試封包重新傳送至該至少她 及主^ —網路端點。 129437.doc