WO2007086539A1 - ネットワークノード、フレーム転送プログラム及びフレーム転送方法 - Google Patents

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WO2007086539A1
WO2007086539A1 PCT/JP2007/051332 JP2007051332W WO2007086539A1 WO 2007086539 A1 WO2007086539 A1 WO 2007086539A1 JP 2007051332 W JP2007051332 W JP 2007051332W WO 2007086539 A1 WO2007086539 A1 WO 2007086539A1
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WO
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blueprint
frame
destination
virtual
node
Prior art date
Application number
PCT/JP2007/051332
Other languages
English (en)
French (fr)
Inventor
Daisaku Ogasahara
Masahiro Sakauchi
Original Assignee
Nec Corporation
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Publication date
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    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
    • H04L12/46—Interconnection of networks
    • H04L12/4604—LAN interconnection over a backbone network, e.g. Internet, Frame Relay
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L41/00—Arrangements for maintenance, administration or management of data switching networks, e.g. of packet switching networks
    • H04L41/06—Management of faults, events, alarms or notifications
    • H04L41/0654—Management of faults, events, alarms or notifications using network fault recovery

Definitions

  • the present invention relates to a frame on a network, and more particularly, to a network node having a high iff page property, a frame transfer program, and a frame 3 ⁇ 4i3 ⁇ 4 method.
  • Ethelnet ( ⁇ 3 ⁇ 4 trademark) developed for LAN (Local Al Nea Ne rk) sufficiently satisfies the performance required for difficult communication systems. There wasn't.
  • Non-Patent Document 1 which is a standard issued by IEEE in 1998.
  • An abnormality such as a 3 ⁇ 43 ⁇ 4SJ work of a normal E t he r ne t (m standard) frame, a link disconnection, or an E t he rne t (TM) node failure in a he rne t (TM) network
  • TM E t he rne t
  • the communication system shown in FIG. 1 has three Ether net (trademark) nodes (hereinafter referred to as STP nodes) 100-120 and three that work as STP.
  • An ether network (trademark) network consisting of nodes 300 to 320.
  • the Ethernet 300) nodes 300 to 320 are accommodated in the STP nodes 100 to 120 as terminals under the STP nodes 100 to 120, respectively.
  • Each 20 shall contain one E t he r ne t (retaining trademark) node.
  • E t he r ne t retaining trademark
  • Ports P1 and P2 of STP nodes 100 to 120 are set as STP control message ports, and the port keys of those ports are changed to those shown in Fig. 1 by the STP operation between STP nodes 100 to 120.
  • the spanning tree indicated by the bold line in Fig. 1 is configured as a result of being set to either the forwarding state (marked with a circle in Fig. 1) or the blocking state (marked with an X in Fig. 1).
  • the ports at both ends of the link included in the spanning tree are in a state where transmission / reception of frames is allowed (forwarding; 1 state).
  • One port of the link that is not included in the Ninguri is in the forwarding port, but the other port is in a state where the transmission / reception power of the overnight frame is blocked (blocking state), that is, the link is logically Disconnected.
  • Frames are transmitted and received on ports that are in the forwarding state, so in the Ethernet (trademark) network where STP is converted, along the Snow N ° tree 3 ⁇ 4i Will be.
  • FIG. 3 is a diagram showing the configuration of the above STP node 100.
  • the configuration of the STP nodes 110 and 120 is the same as that of the STP node 100.
  • FDB Forwarding Data Base
  • Input ports 400—1 to 3 of STP node 100 are ports that receive frames transmitted from the Ethernet (3 ⁇ 4® trademark) node 300, STP node 110, or STP node 120. This corresponds to the receiving part of P1 to P3 of the STP node 100 in FIG.
  • the input port P1 of the STP node 100 will be referred to as 3 ⁇ : represents the input port 400-1 of the STP node 100.
  • STP node B PDU Bridge Protocol data Data Unit
  • STP node 500 shelves 100 frames are sent to STP ⁇ 00, and frames other than BPDUs are sent to the switch unit 420 of the STP node 100.
  • the switch 15420 of the STP node 100 determines the output port of the reception frame and, according to the determination, switches the frame multiplexing units 430-1 and 430-2 of the STP node 100 and the output port 440-3. Send a frame to the appropriate functional block.
  • Frame multiplexing part of STP node 100 430—:! ⁇ 2 is a frame that is sent from the switch unit 420 of the STP node 100 and the BP DU sent from the STP unit 500 of the STP node 100, and then the output port 440—! Send to ⁇ 2.
  • the output port 440— :! to 3 of the STP node 100 is a port for sending a frame to the adjacent STP node 110 or 120 or the Ethernet node 300, as shown in FIG. Corresponds to the transmission part of P1 to P3 of STP node 100.
  • i which is designated as output port P1 of STP node 100, is STP node 10 It represents the output port 440-1 of 0.
  • the 08 unit 450 of the node 100 includes an FDB 470 that determines the relationship between the destination MAC address of the frame and the output port, and an FDB control unit 460 that;
  • Figure 4 shows an example of FDB470 with STP node 100.
  • the port P3 of the STP node 100 is obtained corresponding to the MAC address of the node 300). ing.
  • the FDB control unit 460 changes the contents of the FDB 470, so that the STP node 100 changes the frame whose destination MAC address is the Ethernet address of the node 300 to the S It means that it transmits from port P3 of TP node 100.
  • the STP 15500 of the STP node 100 is connected to the STP via the input ports 400-1 and 2 and the frame unpacking unit 410— :! to 2, the frame multiplexing unit 430—1-2 and the output port 440—1-2.
  • the port 4 status of ports P 1 and P 2 which is the STP control text of STP node 100 is changed.
  • the port state is set in the port state table 510 of the STP node 100.
  • the STP node 100 port 4 status table 510 contains the port status (blocking mode or forwarding mode) of the ports (ports P1 and P2) that are the STP control text of the STP node 100; ⁇ Any state of state) is selected.
  • the STP node 100 When the received frame is received by the input port 400-3 of the STP node 100, the STP node 100 receives the STP node 100. Send it to No. 5 ⁇ 15420.
  • the switch part 420 of the STP node 100 includes the frame source MAC address and the frame
  • the relationship between the destination port and the destination MAC address is set as the relationship between the destination MAC address and the output port.
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 determines whether the frame source MAC address (the MAC address of the Ethernet (3 ⁇ 4 ⁇ trademark) node 300) and the frame reception port (port P 3 of the STP node 100). The relationship is the FDB470 of STP node 100 as the relationship between the destination MAC address and the output port (see Figure 4).
  • MAC address learning The above operation of checking the relationship between the destination MAC address and output port in FDB470 is called MAC address learning.
  • STP node 100 switch 53 ⁇ 4 [5420 is viewed in FDB470 of STP node 100 corresponding to the destination MAC address of the frame (the MAC address of Ethernet node 310). Request the FD B control 460 of the STP node 100 to check the output port.
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 obtains the output port that corresponds to the destination MAC address of the frame, using the destination MAC address of the frame as a key, by looking at the FDB470 of the STP node 100 To do.
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 notifies the switch
  • the switch part 420 of the STP node 100 is not an age that has been subjected to the key conversion, all the ports that are in the forwarding t state among the ports that are the control images of S 3 ⁇ 4 ⁇ , and the STP control text. Send frames from all ports (except the frame receiving port).
  • the frame is transmitted to the frame multiplexing units 440-1 to 2 of the STP node 100 and then transmitted to the STP nodes 110 and 120 from the output ports 440-1 to 2 of the STP node 100.
  • the output port 440_3 is a transmission unit of the frame reception port P3, the output port 440-3 is not transmitted.
  • the above frame transfer method is called broadcast transfer.
  • the operation of the STP node 120 after the frame transmitted from the output port 440-2 of the STP node 100 is received at the input port 400-1 of the STP node 120 is also described below. The operation is the same as that of the node 110.
  • the STP node 110 When the STP node 110 receives the frame transmitted from the STP node 100 at the input port 400-2 of the STP node 110, the STP node 110 transmits the frame to the frame resolution 15410-2 of the STP node 110.
  • 5410-2 of the STP node 110 is sent to the STP section 500 of the STP node 110 if the frame is BP DU, and if the frame is not BP DU, the STP node — It is sent to switch part 420 of DO 110.
  • STP node 110 switch 3 ⁇ 4 420 indicates that the receiving port of the frame is the STP control text: ⁇ If the port status of the receiving port is blocking superior, enter the frame and forward! In the normal state, the STP node 100 performs MAC address learning and broadcast ⁇ forwarding of the frame in the same manner as the operation at the age when the STP node 100 receives the frame from the Ethernet node 300.
  • the FDB470 of the STP node 110 contains the relationship between the frame's source MAC address (the MAC address of the Ethernet node 300) and the receiving port (the STP node 110's point P 2). Is registered as the relationship between the destination MAC address and the output port (see Figure 4).
  • the frame is sent from the output port 440-1 of the STP node 110 to the STP node 120. From node 110 output port 440-3 to £ 1; 1161 "116 sets (registered trademark) node 310.
  • the frame addressed to the Ethernet (3 ⁇ 4 ⁇ TM) node 310 transmitted from the Ethernet (3 ⁇ 4 ⁇ trademark) node 300 is sent to the Ethernet (trademark) node 310.
  • the FTP transmitted from output port 440-1 of STP node 110 is transmitted. Since the frame is received at the input port P 2 in the blocking state of the STP node 120, the frame is j ⁇ by the s ⁇ node 120 and is not forwarded. (Frame unicast ⁇ transfer)
  • Ethernet node 310 to Ethernet node Explain the operation of sending a frame back to 300.
  • the STP node 110 When the STP node 110 receives a frame addressed to the Ethernet (3 ⁇ 4 ⁇ TM) node 300 from the Ethernet (3 ⁇ 4 ⁇ TM) node 310 on the input port 400-3 of the STP node 110, the STP node 110 The frame is sent to the switch part 420 of 110.
  • ⁇ 420 of the STP node 110 requests the FDB control unit 460 of the STP node 110 to learn the MAC address related to the received frame and to check the output port.
  • the FDB470 of the STP node 110 contains the relationship between the frame's source MA C address (E the rnet (3 ⁇ 4® quotient ⁇ ) node 310 MAC address) and the receiving port (STP node 110 port P 3). Is registered as the relationship between the destination MAC address and the output port (see Figure 4).
  • the FDB470 of the STP node 110 indicates the destination MAC address of the received frame.
  • the FDB control unit 460 of the STP node 110 receives it in the switch unit 420 of the STP node 110. Notify that the output port of the frame is port P2.
  • the frame is sent by the switch unit 420 of the STP node 110 to the frame multiplexing unit 430-2 of the STP node 110 and then transmitted from the output port 440-2 of the STP node 110 to the STP node 100.
  • the above frame transfer method is called unicast transfer.
  • the STP node 100 when the STP node 100 receives the frame transmitted from the STP node 110 at the input port 400-1 of the STP node 100, the STP node 100 sends the frame to the frame ⁇ ⁇ ⁇
  • the operation of the switch unit 420 of the STP node 100 is that the frame reception port is STP control text, and if the reception port status is the blocking status, the frame is loaded, and the If it is in the carding state, MAC address learning and frame unicast transfer are performed in the same manner as the age when the STP node 110 receives the frame from the Ethernet (registered trademark) node 310.
  • the FDB470 of the STP node 100 includes the frame source MAC address (the MAC address of the Ethernet (»trademark) node 310) and the reception port (STP node).
  • the relationship with 1) is registered as the relationship between the destination MAC address and the output port (see Figure 4).
  • the FDB470 of the STP node 100 receives the packet. Since the port P 3 is assigned as an output port corresponding to the MAC address of the Ethernet TM node 300 that is the destination MAC address of the frame, the FDB control unit 460 of the STP node 100 The switch unit 420 of the node 100 is notified that the frame output port is port P3.
  • the frame is sent from the output port 440-3 of the STP node 100 to the Ethernet node 300 by the switch
  • the frame addressed to the Ethernet TM node 300 transmitted from the Ethernet TM node 310 is transferred to the Ethernet TM node 300.
  • the STP node 500-500 of the STP nodes 100-120 erases all the contents of the FDB470 of the STP nodes 100-120, and the FDB controller of the STP nodes 100-120.
  • the STP node 500-500 of the STP nodes 100-120 erases all the contents of the FDB470 of the STP nodes 100-120, and the FDB controller of the STP nodes 100-120.
  • FDB flash The operation of erasing all the contents of the above FDB is called FDB flash.
  • the frame ⁇ is processed in exactly the same manner as the frame immediately after the operation of the communication system described above. It is possible to talk about communication.
  • Figure 5 shows a graph of the relationship between the number of FDB entries and the time required for FDB flushing (flushing time) using a commercially available Ethernet node. According to Fig. 5, it can be seen that it takes more than 1 second to erase all the 10,000 entries or more that are considered necessary for the communication system.
  • the FDB is often implemented by a CAM (Content Addr s sa ble Memory).
  • this CAM has very high-speed job performance, it can improve the content. To do this, it is necessary to process in entry units.
  • the FDB flush time increases in proportion to the number of FDB entries, so the FDB of the Ethernet trademark node that was measured ⁇ ffl is configured by the CAM, and the FDB entry Since it is erased one by one in order, it is estimated that a lot of time is required for the flash.
  • the object of the present invention was made in view of the problem that a sickle such as ⁇ 3 ⁇ 4E occurs, and even if an abnormal situation occurs in the communication jurisdiction, the reliability can be recovered in a short time from the abnormal situation High network node, frame transfer program and frame method. Disclosure of the invention
  • the present invention is defined in an ideal manner in relation to the frame destination If report in the network node that puts the frame on the network by the blue report. It is characterized by having a tip information take-up that associates the information of the women's frames classified into less than the total number and the information of disgust.
  • the flash for the virtual destination I blueprint or ⁇ the flash for the information indicating the relationship between the frame destination I 'blueprint and the forwarding destination f blueprint or Since it can be done in a shorter time than the update, new information indicating the relationship between the destination I blueprint and the destination I blueprint can be generated in a shorter time.
  • the network node of the present invention building a highly reliable communication system that can be restored from the P territory in a short time becomes a powerful feature. The reason for this is that the network node that puts the frame on the network by the previous If report is ideally defined in relation to the destination I blueprint of the frame, and is classified into a type less than the total number of destination I blueprints of the frame.
  • the destination or the destination I of the frame Because it can be done in a shorter time than flashing the information of ⁇ ⁇ indicating the relationship with the blueprint, it can generate new information indicating the relationship between the destination information of the frame and the 3 ⁇ 4 ⁇ fet information in a shorter time. It is. Brief Description of Drawings
  • FIG. 1 is a diagram showing an Ethernet network including three STP nodes and three Ethernet nodes.
  • FIG. 2 is an Ethernet network (3 ⁇ 4® trademark) when the link 220 in FIG. 1 is disconnected.
  • FIG. 3 is a diagram showing the configuration of the STP node 100 of the cocoon.
  • FIG. 4 is a diagram showing the FDB 470 of the STP node 100.
  • FIG. 5 is a graph showing the relationship between the number of FDB entries and the FDB flush time.
  • FIG. 6 is a diagram showing the configuration of the STP node 100 in the first dragon form of the present invention.
  • FIG. 7 is a diagram showing the input point table 480 of the STP node 100 according to the first embodiment.
  • FIG. 8 is a diagram showing the FDB 470 of the STP node 100 in the first trap form.
  • FIG. 9 is a diagram showing a point travel table 490 of the STP node 100 according to the first embodiment.
  • FIG. 10 is a diagram showing a point travel table 490 of the STP node 100 according to the first embodiment.
  • FIG. 11 is a diagram showing the port label table 490 of the STP node 100 in the first embodiment.
  • FIG. 12 is a diagram showing the port label table 490 of the STP node 100 in the first trap form.
  • FIG. 13 shows a port label table 490 of the STP node 100 according to the first embodiment.
  • FIG. 14 is a block diagram showing the hardware configuration of the STP node 100 in the first mode.
  • FIG. 15 is a diagram showing the input port table 480 of the STP node 100 in the first embodiment.
  • FIG. 16 is a diagram illustrating the point travel table 490 of the STP node 100 according to the first embodiment.
  • FIG. 17 is a diagram showing the point travel calendar 490 of the STP node 100 according to the first embodiment.
  • FIG. 18 is a diagram showing a point travel table 490 of the STP node 100 according to the first embodiment.
  • FIG. 19 is a diagram showing the input port table 480 of the STP node 100 according to the first embodiment.
  • FIG. 20 is a diagram showing a point travel table 490 of the STP node 100 in the first 3 ⁇ 4S form.
  • FIG. 21 is a diagram illustrating the point travel calendar 490 of the STP node 100 in the first sickle configuration.
  • FIG. 22 is a diagram showing the input port table 480 of the STP node 100 in the first embodiment.
  • FIG. 23 is a diagram showing the FDB 470 of the STP node 100 in the first difficulty form.
  • FIG. 24 is a flowchart showing the operation of the STP node 100 according to the first embodiment of the present invention.
  • FIG. 25 is a flowchart showing the operation of the STP node 100 according to the first embodiment of the present invention.
  • FIG. 26 is a flowchart showing the operation of the STP node 100 according to the first embodiment of the present invention.
  • FIG. 27 is a flowchart showing the operation of the STP node 100 according to the first embodiment of the present invention.
  • FIG. 28 is a flowchart showing the operation of the STP node 100 according to the first embodiment of the present invention. It is the first time.
  • FIG. 29 is a diagram showing a configuration of a communication system according to the second embodiment of the present invention.
  • FIG. 30 is a diagram showing a state of node ⁇ : ⁇ in the communication network shown in FIG.
  • FIG. 31 is a diagram illustrating a configuration of the node 620 according to the second embodiment.
  • FIG. 32 is a diagram showing the input port table 480 of the node 620 in the second embodiment.
  • FIG. 33 is a diagram showing the port label table 490 of the node 620 in the second ⁇ ! Configuration.
  • FIG. 34 is a flowchart showing the operation of the node 620 in the second mode of the present invention.
  • FIG. 35 is a diagram illustrating the FDB of the RPR node in the third embodiment.
  • FIG. 36 is a diagram showing the RPR node address table of the RPR node in the third difficulty form.
  • FIG. 37 is a diagram illustrating address label recovery of the RPR node in the third embodiment.
  • FDB FDB, 480, 720: Input port table, 490, 730: Port label table, 500: STP part, 510: Port;! Status table, 520: Node duplex protocol Jl / 3 ⁇ 4, 6 00 , 610, 620, 630: Node, 640, 650: Ethernet (trademark) node, 800: Network, 801: CPU, 802: Main part, 803: Communication I leg, 804: Display, 805: Interface section, 806: Auxiliary storage section, 807: System housing
  • FIG. 6 is a diagram showing a configuration of the STP node 100 to which the present invention is applied.
  • mysteriously STP node means an STP node to which the present invention has been translated.
  • the configuration of the STP node 100 shown in FIG. 6 is the same as that shown in FIG. 3 in that the input port table 480 and the port label table 490 are added to the FDB section 450 of the STP node 100. This is different from the configuration of the conventional STP node 100 shown.
  • the input port table 480 of the STP node 100 is a table that relates the relationship between the input port of the STP node 100 and the port label, and is managed by the FDB control unit 460 of the STP node 100.
  • the relationship between the input port and the port label is a one-to-one relationship if each port of the STP node 100 is 3 ⁇ 43, and for different input ports Are associated with different point travel.
  • link aggregation L ink Aggregation (LAG) Refine the present invention even for a deceived node It is a power river.
  • each port of the STP node 100 is assumed to be independent.
  • FIG. 7 is an example of the input port table 480 of the STP node 100.
  • a port label is associated with 1).
  • the FDB 470 of the STP node 100 is a database that registers the relationship between the destination MAC address and the point travel, and is entered by the FDB control unit 460 of the STP node 100.
  • the output port of STP node 100 is related to the destination MAC address.
  • the port label attached to the FDB 470 of the STP node 100 is one of the port labels provided in the input port table 480 of the STP node 100.
  • FIG. 8 shows an example of the FDB 470 of the STP node 100.
  • a port labeler is assigned to the MAC address of the Ethernet node 300.
  • the point travel table 490 of the STP node 100 is a table for registering the relationship between the point traveler and the output port of the STP port 100, and is set by the FDB control unit 460 of the STP node 100.
  • the travel that is assigned to the input port tape relay 480 of the STP node 100 is related to the output port that is a pair of the input ports that are related to the travel in the input port label of the STP node 100.
  • the output port that forms a pair of input ports is the output port P 1 (output Port 440-1 or output port P1 transmitter), and for input port P2, it is output port P2.
  • FIG. 9 shows an example of the port label table 490 of the STP node 100.
  • the first entry in the port label table 490 of STP node 100 shown in Figure 9 the transmission part (output port 440-1 or output port ⁇ 1) of the port ⁇ 1 of the STP node 100 is related to the port label ⁇ .
  • the point travel table 490 of the STP node 100 can relate the same output port to different point travel.
  • NULL value a value (hereinafter referred to as an output port.
  • each entry of the STP node 100's label table 490 has a field indicating the entry's ⁇ J ⁇ raw.
  • the field indicates no J3 ⁇ 4: ⁇ may be considered a null value even if the output port has a valid value.
  • the STP node 100 FDB control ⁇ ! 5460 refers to the STP node 100 input port tape table 480, FDB 470, and point travel table 490, and: MAC address learning by performing Mff, and Perform output port; ⁇ and FDB (flash and reshuffle).
  • FIG. 14 is a block diagram showing hardware formation of the STP node 100 of the communication system in the form of ⁇ ⁇ .
  • S 100 node 100 in the form of: can be difficult due to the same hardware configuration as HIS-like computer equipment, CPU (Cen tra 1 Prosssing Unit) 801, RAM (Random Access Memory), etc., and the main memory unit 802 used for the data area and the temporary memory area, and the communication control unit 803 for transmitting and receiving data via the network 800 , Display unit 804 such as liquid crystal display, etc. Interface that transmits and receives data as a peripheral ⁇ 805 15805, composed of ROM (Read Only Memory), non-volatile I ”raw memory such as game disk, semiconductor memory, etc.
  • An auxiliary storage unit 806 that is an eight-disk device, a system bus 807 that connects the above-described components to each other, and the like are provided.
  • the STP node 100 is operated by a hardware component such as LS I (Large Scale Int egr at i on) that incorporates a program that performs such functions in the STP node 100. It is implemented in hardware by mounting circuit components consisting of As a matter of course, a program that provides each function of each component described above can be
  • the CPU 801 loads each program stored in the auxiliary storage unit 807 into the main storage unit 802 and executes it, and implements each function as software by controlling the operation of the STP node 100. .
  • the contents displayed in the input port table 480 of the STP node 100 are as shown in FIG. 7, and the contents viewed in the port label table 490 of the STP node 100 are as shown in FIG.
  • the switch 15420 of the STP node 100 receives the MAC address learning about the received frame from the FDB control unit 460 of the STP node 100, and
  • the operations up to the page of the output port (S2402) are the same as in, so they are omitted.
  • the FD BJ «460 of the STP node 100 obtains the point travel that has been stored for the reception port of the frame at the input port frame 480 of the STP node 100 (S2403).
  • the relationship between the source MAC address and the acquired point travel is viewed by the FDB 470 of the STP node 100 as the relationship between the destination MAC address and the point travel (S 2404).
  • the above processing is MAC address learning in the present invention.
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 receives the point travel cultivated for the destination MAC address of the frame in the FDB 470 of the STP node 100 (S 2405 S 2406).
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 notifies the STP node 100 switch 420 that the output port has been acquired.
  • the output point associated with that point travel is not a NULL value in S 2406 and the obtained port label JW.
  • the FDB J controller 460 of the STP node 100 notifies the obtained output port to the switch 3 ⁇ 45 of the STP node 100 (S2410).
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 indicates that the acquisition of the output port has failed, as described above (that is, the age when there is no entry, or the output port is a NU LL value:! ⁇ ).
  • the switch 5 ⁇ 15420 of the node 100 is notified (S2408).
  • the 08 control unit 460 of the node 100 sets the output port associated with all the port labels to a NULL value in the port label table 490 of the STP node 100 (FIG. 11), or Delete all entries (Fig. 12), or set a value that indicates "No" in the field indicating the correctness of all entries (Disable output point) (Fig. 13) (S 2502).
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 may erase all the entries of the FDB 470 of the STP node 100 in the same manner as Toru.
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 In order to always notify the key of the output port in response to the request for the key of the output port by the switch ⁇ 420 (S2503), 3? Switch ⁇
  • This;! State is the state where the FDB was flushed in, ie, [! It is possible to continue communication after returning from the service.
  • the number of entries that require S is the number of points that are implemented in the STP node 100 at most. Because it is thought that it will not be implemented, it can be completed in a much shorter time by processing the port label table than by flushing the FDB itself with a very large number of entries. Is the ability.
  • the FDB control unit of the STP node 100 performs the processing described in 460 ⁇ 3 ⁇ 43 ⁇ 4descent.
  • the FDB control unit 460 of the STP node 100 displays the point travel associated with each input port in the input port table 480 of the STP node 100 as follows. It is replaced with a new point travel that is different from the originally obtained port label (S 2601).
  • the newly created port label should not overlap with any of the originally registered port labels.
  • the port travel is replaced with the port label ⁇
  • the port label i3 is replaced with the port label
  • the port labeler is replaced with the port labeler.
  • One travel has been replaced by ⁇ .
  • the FDB controller 460 of the STP node 100 relates to the port label 490 of the flushed STP node 100 and the port label newly registered in the input port table 480 of the STP node 100. Add an entry (S 2602).
  • the output port that is ⁇ for these point travels is the input port of STP node 100. This is the output port that is the input port pair for these port labels.
  • output port P 1 (output port 4 4 0— 1 or output port P 1 transmission) Can be seen.
  • Figure 16 to Figure 18 show the travel table 4 90 that contains the flushed STP node 1 0 0 port label table 4 9 0 and the output port P to the port label.
  • Port labels that change before the occurrence shown as field 1 in Fig. 19
  • port labels that are used after occurrence of P register viewed as field 2 in Fig. 19
  • the relationship between the port label and the output port may be determined in advance in the port label catalog 4 90 of the STP node 100.
  • the port label registered in the field 1 of the input point table shown in Fig. 19 is used for MAC address learning.
  • the port travel that was shelved before the occurrence of J affiliation in the port label table 4 90 of STP node 1 0 0 (Fig. 2 At 0, the NUL L value is used as an output port for point travel ⁇ and / 3 and a (S 2 7 0 1), and the state 2 of the input port table shown in FIG. Hesitates to use the port label seen in the field for MAC address learning (S 27 02).
  • the E t he r ne t ( ⁇ trademark) network shown in FIG. 1 is connected to the E t he rne t ( 3 ⁇ 4 ⁇ Trademark)
  • the STP node 100's STP node 0 STP node 100's port label table 490 is 3 ⁇ 4ff 3 ⁇ 4ff Request 460 (S2801).
  • the above processing is performed only by rewriting the output port of the port label table 490 that is deceived with respect to the point travel to the port P2 force and the port P1. Therefore, it is T5J ability to recover from P territory in a very short time.
  • the FDB control unit 46 0 of the STP node 100 0 is used to perform MAC address learning, output port selection, and FD B wisteria (flash and changeover).
  • S ⁇ ⁇ ⁇ Input port table 4 8 0 that indicates the relationship between the input port of the node and the port label
  • FDB 4 7 0 that records the relationship between the destination MAC address and the port travel
  • the port label
  • a port label table 4 90 that has a relationship with the output port of the STP port 1 0 0.
  • the point travel table 4 90 is flushed to create an S This is because the switch 154 2 0 of the TP node 100 0 broadcasts all received frames.
  • the number of entries that need to be flushed is at most STP node 1 in the port label table 4 90.
  • Even if a large number of ports are installed, the number per unit is 100. It is considered that only Sit ports are installed, so it takes much less time than flushing the FDB itself. This is because the flash can be completed.
  • the broadcast of the flash above 3 ⁇ 43 ⁇ 4 The state where the area is i can be deleted in a shorter time.
  • Port travel table 4 90 which pre-determines the relationship between port travel and output port, and before the occurrence of P affiliation, the port label that prevails before the occurrence of P affiliation is subdivided into MAC address learning.
  • the output port that is used before the occurrence of I » is ignored for the record port label and used after the occurrence of ⁇ . Broadcasting can be performed simply by eliminating the ⁇ entry in the port label table and changing the point travel used for MAC address learning. ⁇ itt can be resolved Because you can.
  • link 2 2 0 has been disconnected: ⁇ , for all entries of the output port that touches link 2 2 0 out of FDB 4 7 0 at STP node 1 0 0, link 2 2 0 This is because it is possible to recover the P territory simply by changing to the output port.
  • the input point table 4 8 0 associates the point travel with the input point and the VL AN identifier IJ child, and the port label with the destination MAC address and the VL AN identifier IJ child. This is because it has FDB 4 7 0 attached.
  • FIG. 29 is a diagram showing a configuration example of a communication system according to the second embodiment of the present invention.
  • node 6 0 0 and node 6 1 0 ⁇ It is a node that is duplicated using ⁇ fi of Kuchikol-Col.
  • the node 600 is in an operation superior state and relays traffic between the node 620 and the node 630, and the node 610 is in a standby state, and the node 620 Or, the traffic sent from the node 630 to the node is blocked (that is, the received frame is discarded).
  • the ports (ports P1 and P2) that are designated as the node 620 or the node 630 directly below the node 600 can transmit and receive frames by the node duplex protocol. ;! Is set to the forwarding state (forwarding), and among the ports belonging to node 6 10, the ports (ports P 1 and P 2) under node 610 are designated as node 620 or node 630. It is set to the state where the frame transmission / reception force is blocked by the encryption protocol (blocking state).
  • the node 600 and the node 610 confirm whether or not their nodes are operating normally by using the node duplication protocol.
  • nodes 600 and 610 and force S, and keep-alive frames are transmitted at regular intervals through the directly connected link, and keep-alive frame strength is reduced.
  • a certain number of times of continuation and non-arrival You may assume that your opponent's node has stopped working.
  • the Ethernet (registered trademark) nodes 640 and 650 are accommodated in the nodes 620 and 630 as terminals under the nodes 620 and 630, respectively.
  • the nodes 620 and 630 may contain a plurality of Ethernet nodes), but here, for simplicity of explanation, the nodes 620 and 630 Suppose each contains one Ethernet (3 ⁇ 4 ⁇ trademark) node. In addition, even if the configuration is such that another EtherNet (Trademark) node is connected under the Ethernet ( ⁇ trademark) nodes 620 and 630, a loop is configured. It doesn't matter unless it is.
  • EtherNet Trademark
  • FIG. 30 is a diagram illustrating a state in which the node 600 is down due to a failure in the communication system illustrated in FIG.
  • nodes 6 2 0 and 6 3 0 flush the FDB of their own node triggered by reception of F 1 ush frame, communication between node 6 2 0 and node 6 3 0 can be continued. Become.
  • the communication system shown in FIG. 29 is a highly reliable communication system by duplicating the nodes 6 0 0 and 6 1 0 arranged upstream of the network. .
  • nodes 6 2 0 and 6 3 0 since it takes a long time for nodes 6 2 0 and 6 3 0 to flush their own FDBs, there is a problem that the recovery of communication is greatly delayed.
  • the configuration of the node 6 0 0 and the node 6 1 0 is not explicitly shown here, but functional blocks that are difficult to perform the functions described in the configuration of the communication system are provided in the node 6 0 0 and the node 6 1 0. The following explanation will be given.
  • FIG. 31 is a diagram showing a node 6 20 according to the present embodiment.
  • the configuration of the node 6 30 that explains the configuration of the node 6 2 0 is the same as the configuration of the node 6 2 0.
  • the configuration of the node 6 2 0 is the same as the configuration of the S ⁇ ⁇ node 1 0 0 described in the first embodiment, but the S TP unit 5 0 0 of the S TP node 1 0 0 is connected to the node duplex protocol 1 It is the same as the configuration in which the frame multiplexing ⁇ ! 54 3 0—1-2 and the port status table 5 1 0 are deleted along with the replacement with ⁇ 5 2 0.
  • Node 6 2 0 node duplicate protocol 1 ⁇ 5 2 0 is different from node 1 0 0 frame resolution part 4 1 0-1-.
  • the function of 54 6 0 is not the STP part 5 0 0, but the node duplexing protocol of node 6 2 0 ⁇ 3 ⁇ 4
  • the point of flushing or rewriting 4 7 0, input port table 4 8 0, and port label take 4 9 0 is different from the FDB control unit 4 6 0 of STP node 1 0 0 in the first embodiment.
  • Node 6 2 0 Node Double-protocol! 3 ⁇ 4 5 2 0 receives the F 1 ush frame sent from the frame resolution unit 4 1 0— 1 to 2 of the node 6 2 0, and sends it to the FD B control unit 4 6 0 of the node 6 2 0 Node 6 2 0 FDB 4 7 0, Input port table 4 8 0, Point travel table
  • FIGS. 3 2 and 33 show examples of the input port table 4 80 and the point travel table 4 9.0 of the node 6 20, respectively.
  • the operation of flushing the port label table 4 90 of node 6 2 0 by the fef page of 5 2 0 is the same as the operation of the FD B control unit 4 6 0 of node 1 0 0 described in the first embodiment. It is the same. However, in the second male configuration, the contents of the point travel table 4 90 of node 6 2 0 are rewritten rather than flushing the port label table 4 90 etc. of node 6 2 0. The better the communication bandwidth, the better.
  • 55 2 0 of the node 6 2 0 is the entry in the port label table 4 90 of the node 6 2 0.
  • the output port receives the F 1 ush frame.
  • the FDB control unit 4 60 of the node 6 20 0 is requested to rewrite the port (the port P 2 of the node 6 2 0) (S 3 4 0 1).
  • the FDB control unit 46 0 of the node 6 2 0 is the input port P 1 to which the node 6 0 0 that was in the state of conversion was input in the input port travel 4 8 0 of the node 6 2 0. (S 3 4 0 2), the point travel ⁇ 4 of node 6 2 0 obtains the above-mentioned point travel ⁇ .
  • the output port P 1 associated with the port is replaced with the output port ⁇ 2 of the port that received the F 1 ush frame (S 3 4 0 3).
  • the output port P 1 that is 3 ⁇ 4 ⁇ with respect to the port travel ⁇ in the port label table 4 90 of the node 6 2 (up to node U 20 0) is assigned to the port that received the F 1 ush frame. Replace with output port ⁇ P2.
  • the output port is related to the destination MAC address of the frame via the port label.
  • the output port information may be related to the destination MAC address of the frame.
  • RPR network a network that has been approved by Re si 1 i en t Packe t Rin (R PR) disclosed in IEEE Standards 802.17 issued by IEEE in 2004 (hereinafter referred to as RPR network) R)
  • the nodes that make up the PR network are the source MAC address of the Ethernet (3 ⁇ 4 ⁇ trademark) frame stored in the payout field of the RPR frame and the RPR frame.
  • the relationship between the source RPR node MAC address and the destination RPR node MAC address is set to FDB.
  • the nodes accommodated under the RPR node belonging to the RPR network are managed.
  • the destination RPR node MAC address is related to the destination MAC address of the frame.
  • the node flushes or changes the FDB in a short time.
  • An RPR node will be described as an example.
  • the RPR node to which the present invention is applied includes an FDB unit 450 having the same configuration as the STP node 100 in the first male form and the FDB unit 450 arranged in the node 620 in the second example. 3 ⁇ 4 Be prepared.
  • the FDB section 450 of the RPR node in the form of the main frame includes the relationship between the destination MAC address and the point travel in the STP node 100 or the node 620.
  • FDB 7 10 13 records the relationship between destination MAC address and address label.
  • the FPR unit 450 of the RPR node in this embodiment includes an RPR network in place of the input port table 480 that represents the relationship between the input port and the port label in the STP node 100 or the node 620.
  • An RPR node address table 720 that stores the relationship between the address of the RPR node (hereinafter referred to as the RPR node address) and the address label is configured.
  • the FDB section 450 of the RPR node contains an address label and a destination in place of the point travel card 490 that observes the relationship between the point travel and the output port at the STP node 100 or the node 620.
  • Figures 35 to 37 show the RPR node FDB710 (Figure 35), RPR node address table 720 ( Figure 36), and address label table 730 (Figure 37) belonging to the RPR network composed of four RPR nodes. It is an example. '
  • the FPR 450 of the RPR node determines the relationship between the source MAC address of the frame stored in the payload of the received RPR frame and the address of the source RPR node of the received RPR frame between the destination MAC address and the port address.
  • the relationship between FDB 710 as the relationship (addressless learning), the notification of the destination RPR node address to the switch part of the RPR node,
  • the operation of flushing or entering the FPR710 of the RPR node is the same as the FDB of the STP node 100 and node 620 except that the output port is changed to the RPR node address and the port label is entered as the address label. It is the same as the operation of (Effect of the third embodiment)
  • the communication protocol is a network protocol that communicates information other than the destination MAC address and output port to the FDB 710, such as RPR
  • the first and first since it is possible to flush or adapt the FDB710 in a short time, it is possible to return from the P department in a short time.
  • FDB ⁇ 15450 of the RPR node is equipped with FDB710 that observes the relationship between the destination MAC address and the address label, instead of FDB470 that understands the relationship between the destination MAC address and point travel, and the input port.
  • the RPR node address table 720 which is the relationship between the RPR node address and the address label, is prepared, and the port label and the output port.
  • the address label table 730 which is the relationship between the address label and the destination RPR node address, is provided instead of the point travel record 490 that registers the relationship with the FDB section.
  • the relationship between the source MAC address of the frame stored in the node and the address of the source RPR node of the received RPR frame is the relationship between the destination MAC address and the port address. 3 ⁇ 4 ⁇ to notify the destination RPR node address to the switch part of the RPR node, change the output port to the RPR node address, change the port label to the address label, and change the RPR node. This is because the FDB710 is flushed or J Jf.

Abstract

通信障害で異常事態が生じても、異常事態から短時間で復帰可能な信頼性の高いネットワークノードを提供する。宛先ＭＡＣアドレスとポートラベルとの関係を登録するＦＤＢ４７０と、入力ポートとポートラベルとの関係を登録する入力ポートテーブル４８０と、ポートラベルと出力ポートとの関係を登録するポートラベルテーブル４９０とを配備したネットワークノードが、フレームの受信時に、フレームの送信元ＭＡＣアドレスと入力ポートテーブル４８０の入力ポートに対して登録されているポートラベルとの関係をＦＤＢ４７０に登録し、フレームの送信時に、ＦＤＢ４７０の宛先ＭＡＣアドレスに対して登録されているポートラベルに対応するポートラベルテーブル４９０に登録されている出力ポートにフレームを送信し、ＦＤＢ部４５０のフラッシュ又は更新処理時に、入力ポートテーブル４８０及びポートラベルテーブル４９０の内容を変更する。

Description

明細書 ネットワークノード、 フレーム プログラム及びフレーム ^法 翻分野
本発明は、 ネットワーク上のフレームの に関し、 特に、 iff頁性の高いネットワークノ ード、 フレーム転送プログラム及びフレーム ¾i¾方法に関する。 背景擴
近年、 広域 E the r ne t (観商標 ビスに示されるように、 E t he r ne t
(^商標） 力 m 系通信システムに採用されるようになっている。.
その理由としては、 ί ^の SONETなどの装置に対して、 E t he rne t (¾®商標) に稱処して動 ί^Τるノード （以下、 E t he rne t 商標） ノードと言 3ίする） が低 価格であることに加えて、 扱いが容易であることが挙げられる。
一方、 信頼性に着目すると、 LAN (Loc a l Ar e a Ne two r k) 向けに開 発された E t he rne t (靈 ¾商標） は、 難系通信システムに要求される性能を十分に 満たしていなかった。
しかしなが、ら、 Sp ann i ng Tr e e P r o t o c o l (S TP) や Rap i d S p ann i ng Tr e e P r o t oc o l (RSTP) のように、 通信 βを冗 Sf匕 可能なプロ卜コルが I EEE (t he I ns t i t u t e o f E l e c t r i c a l and E l e c t r on i c s En g i n e e r s) において標 匕されるとともに、 E t he rne t (養商標） ノードを 2重化するプロトコルが装置ベンダによって独自に 開発されるなどして、 E the rne t (懇商標）ネットワークの信頼性が向上したため、 今日で ^系通信システムに適用されるまでに到っている。
以降では、 本発明の必要性を明確にするため、 1998年に I EEE力ら発行された標準 化 である I EEE 802. ID (非特許文献 1 ) で開示されている S T Pを適用した E t he rne t ( 商標） ネットワークにおける、 正常時の E t he r ne t (m 標） フレームの ¾¾SJ作と、 リンクの切断、 又は、 E t he rne t 商標） ノードの 故障等の異常が発生した ±給の P轄回復動作を説明する。 (通信システムの構成）
図 1に示す通信システムは、 S TPに職して動TTる 3台の E t he r ne t (観商 標） ノード （以下、 STPノードと言 3¾ϋする） 100〜120、 及び、 3台の の Eth e r ne t (魏商標） ノード 300〜320により構成される E t he r ne t (¾ ^商 標） ネットワークである。
Ethe rne t 商標） ノード 300〜320は、 STPノード 100〜120配 下の端末として、 STPノード 100〜： 120にそれぞれ収容されている。
なお、 STPノード 100〜120の酉己下には、 複数の E t he r ne t (¾®商標） ノ 一ドが収容されていても良いが、 ここでは説明を簡単にするため、 STPノード 100〜1
20はそれぞれ 1台の E t he r ne t (擁商標） ノ一ドを収容しているものとする。 また、 Ethe rne t 商標） ノード 300〜320のさらに酉己下に、 他の E t h e rne t (観商標） ノードが嫌されているような構成であっても、 プを構成しな い限りは構わない。
STPノード 100〜120のポート P 1及び P2は、 S T Pの制御文橡のポートに設定 されており、 それらのポートのポート鍵は、 STPノード 100〜120間の STPの動 作により、図 1に示すように、フォワーディング 態（図 1の〇印）とブロッキング 態（図 1の X印） の何れかに設定された結果、 図 1の太線で示すスパニングッリーが構成されてい るものとする。
なお、 STPノード 100~120が、 STPにより、 S TPの制御文橡のポートのポー ト 態を決^ Tるプロセス、 すなわち、 スバニングツリーを構 るプロセスは、 本発明と 深く関係しないので、 詳細な説明は省略する。
スパニングッリ一に含まれるリンクの両端のポートはデ一夕フレームの送受信が午可され る 態 （フォワーディング； 1え態） にあり、 また、 スノ、。ニングッリ一に含まれないリンクの一 方のポートはフォヮ一ディング^ ϋにあるが、 他方のポートはデ一夕フレームの送受信力襟 止される状態 （ブロッキング状態） 、 すなわち、 リンクが論理的に切断されている 態にあ る。
フレームは、 フォワーディング状態にあるポートで送受信されるため、 STPが翻され た E t h e r n e t (観商標） ネットワークにおいては、 スノ \°ニングッリーに沿って ¾i されることになる。
(ノードの構成）
図 3は、 上記 S T Pノード 100の構成を示す図である。
なお、 S T Pノード 110及び 120の構成も、 STPノード 100の構成と同様である。 図 3を参照すると、 STPノード 100は、 入力ポート 400— ;!〜 3と、 フレーム^ =斤 部 410—：！〜 2と、 スィッチ部 420と、 フレーム多重咅! 5430—1〜2と、 出力ポー卜 440—：!〜 3と、 FDB (Forward ing D a t a B a s e)部 450と、 FD B制御部 460と、 F D B 470と、 S T P部 500と、 ポート 態テ一フレ 510と力、ら 構成される。
STPノード 100の入力ポ一ト 400— 1〜3は、 する Ethe r ne t (¾®商 標） ノード 300又は STPノード 110又は STPノード 120から送信されるフレーム を受ィ t るポ一トであって、 図 1の STPノード 100の P1〜P3の受信部に相当する。 なお、 以降で STPノード 100の入力ポート P1と言 3ίした:^は、 STPノード 10 0の入力ポート 400— 1を表すものとする。
STPノード 100のフレーム麟斤部 410— 1〜2W：、 STPノ一ド 100の STP咅 500が棚する特殊フレームである B PDU (Br i dge Pro toc o l Da t a Un i t) を STPノ一ド 100の STP咅 00に送り、 また、 BPDU以外のフレ —ムを S TPノード 100のスィッチ部 420に送る。
STPノード 100のスィッチ咅 15420は、 受信フレ一ムの出力ポートの決定を行うとと もに、 その決定に従って、 S TPノード 100のフレーム多重部 430—1〜2と出力ポー ト 440— 3のうち、 適切な機能ブロックにフレームを送る。
STPノード 100のフレーム多重部 430— :！〜 2は、 STPノ一ド 100のスィッチ 部 420から送られるフレームと、 STPノード 100の STP部 500から送られる BP DUとを多重した上で、 S TPノード 100の出力ポート 440—：！〜 2に送る。
STPノード 100の出力ポート 440—：!〜 3は、 隣接する STPノード 110又は 1 20、 又は、 E the rne t (¾ 商標） ノード 300にフレームを送 るポ一トであ つて、 図 1の STPノード 100の P1〜P3の送信部に相当する。
なお、 以降で STPノード 100の出力ポート P1と ΐΒ した i は、 STPノード 10 0の出力ポー卜 440— 1を表すものとする。
3丁？ノード100の 08部450は、 フレームの宛先 MACアドレスと出力ポートと の関係を¾^する FDB470と、 FDB470の内容を;^及び：^する F D B制御部 4 60により構成される。
図 4は、 STPノ一ド 100の FDB470の例である。
例えば、 図 4に示す STPノード 100の FDB470の第 1のエントリには、 E t he r ne t 商標） ノード 300の MACアドレスに対応して、 STPノード 100のポ ート P 3が ¾ ^されている。
これは、 FDB制御部 460が FDB470の内容を;^することによって、 STPノー ド 100が、 宛先 MACアドレスが E t he r ne t (藤商標） ノード 300の MACァ ドレスであるフレームを、 S TPノード 100のポート P 3から送信することを意味する。
STPノード 100の STP咅 15500は、 入力ポート 400—1〜 2及びフレーム解斤部 410—：!〜 2と、 フレーム多重部 430— 1〜2及び出力ポー卜 440—1〜2を介して STPノード 110及び 120と BPDUを送受信し合い、 互いのパスコストを比 ^ "るこ とにより、 S T Pノード 100の S TPの制御文豫であるポート P 1及び P 2のポ一ト 4ぇ態 を決^るとともに、 STPノード 100のポート^ t態テーブル 510にポート 態を する。
STPノード 100のポ一ト 4え態テ一ブル 510には、 S T Pノード 100の S T Pの制 御文橡であるポート （ポート P1及び P2) のポート犹態 （ブロッキング 態、 又は、 フォ ヮーデイング； ^態の何れカゝ） が、 «される。
(フレームのブロードキャスト転送と MACアドレス学習）
最初に、 図 1の通信システムの TO開始直後における、 Ethe rne t (観商標） ノ ード 300から Ethe rne t 商標） ノード 310にフレームを送 Tる動作を説 明する。
STPノード 100は、 自ノード配下の Ethe rne t (¾ ^商標） ノード 300力、ら 送信されたフレームを S TPノ一ド 100の入力ポート 400— 3で受 ITると、 STPノ —ド 100のスィッ 5^15420に送る。
STPノード 100のスィッチ部 420は、 フレームの送信元 MACアドレスとフレーム の受信ポートとの関係を、 宛先 MACアドレスと出力ポートとの関係として、 S TPノード 100の FDB470に ¾するように、 STPノード 100の FDB制御咅 |5460に fef頁 する。
STPノード 100の FDB制御部 460は、 フレームの送信元 MACアドレス （E t h e rne t (¾ ^商標） ノ一ド 300の MACアドレス） とフレームの受信ポート （STP ノード 100のポート P 3)との関係を、宛先 MACアドレスと出力ポートとの関係として、 STPノード 100の FDB470に する （図 4参照） 。
以上の FDB470に宛先 MACアドレスと出力ポートとの関係を観する動作は、 に M A Cアドレス学習と呼ばれる。
MACアドレス学習の髓と同時に、 STPノード 100のスイツ 5¾[5420は、 STP ノード 100の FDB470においてフレームの宛先 MACアドレス（E t h e r n e t (登 録商標） ノード 310の MACァドレス） に対応して観されている出力ポートを^ ¾する ように、 STPノード 100の FD B制御 460に依頼する。
STPノード 100の FDB制御部 460は、 STPノ一ド 100の FDB470を驢 することにより、 フレームの宛先 MACアドレスをキーとして、 フレームの宛先 MACアド レスに対応して擁されている出力ポートを取得する。
通信システムの翻開始直後は、 STPノード 100の FDB 470には何も観されて いないため、 S TPノード 100の FDB制御部 460による出力ポートの^^は^ ίする。 従って、 STPノード 100の FDB制御部 460は、 STPノ一ド 100のスイツ |5 420に； ^が失敗した旨を通知する。
STPノード 100のスィッチ部 420は、 鍵に した翻を受けた齢、 S Τ Ρの 制御 ¾像であるポートのうちフォワーディング t態である全てのポ一卜、 及び、 STPの制 御文檢でない全てのポート （ただし、 フレームの受信ポートを除く） カゝらフレームを送 る。
すなわち、 フレームは、 STPノード 100のフレーム多重部 440— 1〜2に送られた 後、 STPノ一ド 100の出力ポート 440— 1〜2から STPノード 110及び 120に 送信される。
なお、 出力ポ一ト 440 _ 3はフレームの受信ポ一ト P 3の送信部であるため、 出力ポ一 ト 440— 3力 ^らはフレームは送信されない。 上記のフレームの転送方法は、 ブロードキャスト転送と呼ばれる。
以降では、 STPノード 100の出力ポート 440— 1から送信されたフレームが、 S T Pノード 110の入力ポート 400— 2で受信された後の STPノード 110の動作を説明 する。
なお、 STPノード 100の出力ポート 440— 2から送信されたフレームが、、 STPノ ード 120の入力ポ一ト 400— 1で受信された後の STPノード 120の動作も、 以降で 説明する S T Pノード 110の動作と同様である。
STPノード 110は、 STPノード 110の入力ポート 400— 2で、 STPノード 1 00から送信されたフレームを受信すると、 S T Pノード 110のフレーム解斤咅 15410- 2にフレームを送る。
STPノード 110のフレーム解 i†g|5410— 2は、 フレームが、 B P DUであれば'、 S T Pノ一ド 110の STP部 500に送り、 また、 フレームが BP DUでなければ、 STPノ —ド 110のスィツチ部 420に送る。
STPノ一ド 110のスィッ^ ¾420は、 フレームの受信ポートが S TPの制御文橡で ある：^、受信ポートのポート 態がブロッキング优態であれば、フレームを麟し、また、 フォヮーディンク^!え態であれば、前述の STPノード 100が Ethe rne t 商標） ノード 300からのフレームを受信した齢の動作と同様に、 MACアドレス学習、 及び、 フレームのブロードキャス卜転送を行う。
すなわち、 STPノ一ド 110の FDB470には、フレームの送信元 MACアドレス（E the rne t (^商標） ノード 300の MACアドレス） と受信ポート （STPノード 110のポ一卜 P 2) との関係が、 宛先 MACアドレスと出力ポー卜との関係として登録さ れる （図 4参照） 。
また、 フレームは、 STPノード 110の出力ポート 440— 1から STPノード 120 に送信され、 また、 3丁？ノード110の出カポート440— 3から£ 1;1161" 116セ （登 録商標） ノード 310に送信される。
以上のようにして、 Ethe rne t (¾ ^商標） ノード 300から送信された E t h e me t (¾ ^商標） ノード 310宛てのフレームは、 Ethe rne t 商標） ノー ド 310に される。
なお、 図 1を参照すると、 STPノード 110の出力ポート 440— 1から送信されたフ レームは、 STPノード 120のプロッキンク Ίえ態にある入力ポート P 2で受信されるため、 s τρノード 120により j ^され、 そ ¾上転送されない。 (フレームのュニキャス卜転送）
次に、 Ethe rne t (¾ ^商標） ノード 300から E t h e r n e t (»商標） ノ ード 310へのフレームの ¾tに続いて、 Ethe rne t 商標） ノード 310から E the rne t (菌商標） ノード 300にフレームを返信する の動作を説明する。
STPノード 110は、 STPノード 110の入力ポート 400— 3で、 Ethe rne t (¾ ^商標） ノード 310から E t he rne t (¾ ^商標） ノード 300宛てのフレー ムを受信すると、 S TPノード 110のスィッチ部 420にフレームを送る。
S TPノード 110のスィッ^ ¾|^420は、 STPノード 110の FDB制御部 460に 対して、 受信フレームに関する MACアドレス学習、 及び、 出力ポートの髓を依頼する。 すなわち、 STPノード 110の FDB470には、フレームの送信元 MA Cアドレス (E the rne t (¾®商^) ノード 310の MACアドレス） と受信ポート （S TPノード 110のポート P 3) との関係が、 宛先 MACアドレスと出力ポートとの関係として登録さ れる （図 4参照） 。
また、 前述の E the rne t 商標） ノード 300から E t h e r n e t 商 標） ノード 310にフレームを する過程で行われた MACアドレス学習により、 STP ノード 110の FDB470には、 受信フレームの宛先 MACアドレスである E t h e r n e t (藤 ¾商標） ノード 300の MA Cアドレスに対応して、 出力ポートとしてポート P 2 が されているため、 STPノード 110の FDB制御部 460は、 STPノード 110 のスィッチ部 420に、 受信フレームの出力ポートがポート P 2である旨を通知する。 フレームは、 STPノード 110のスィッチ部 420により STPノード 110のフレー ム多重部 430— 2に送られた後、 STPノード 110の出力ポート 440— 2から STP ノード 100に送信される。
以上のフレームの転送方法はュニキヤスト転送と呼ばれる。
次いで、 STPノード 100は、 STPノード 100の入力ポート 400— 1で、 STP ノード 110から送信されたフレームを受信すると、 STPノード 100のフレーム赫斤咅 |5 410— 1にフレームを送る。 STPノード 100のフレーム角晰部 410 _ 1は、 受信フレームが、 B P DUであれば、 STPノード 100の STP咅 00に送り、 また、 BPDUでなければ、 STPノード 1 00のスィツチ部 420に送る。
STPノード 100のスィッチ部 420の動作は、 フレームの受信ポートが S TPの制御 文豫である 、受信ポ一トのポ一ト扰態がブロッキング 態であれば、フレームを藤し、 また、 フォヮーディング 態であれば、 前述の S T Pノード 110が E t h e r n e t (登 録商標）ノード 310からのフレームを受信した齢と同様に、 MACァドレス学習、及び、 フレームのュニキャス卜転送を行う。
すなわち、 STPノード 100の FDB470には、フレームの送信元 MACアドレス (E the r ne t (»商標） ノード 310の MACアドレス） と受信ポート （S TPノード
100のポ一ト？1) との関係が、、 宛先 MACアドレスと出力ポートとの関係として登録さ れる （図 4参照） 。
また、 前述の E t he r ne t (¾ ^商標） ノード 300から E t h e r n e t (藤商 標） ノード 310にフレームを する過程で行われた MACアドレス学習により、 STP ノード 100の FDB470には、 受信フレームの宛先 MACアドレスである E t h e r n e t ( 商標） ノード 300の MA Cアドレスに対応して、 出力ポートとしてポ一ト P 3 が ¾ ^されているため、 STPノード 100の FDB制御部 460は、 STPノード 100 のスィツチ部 420にフレームの出力ポ一トがポート P 3である旨を通知する。
フレームは、 STPノード 100のスイッチ |5420により、 STPノード 100の出力 ポート 440— 3から E the rne t 商標） ノード 300に送信される。
以上のようにして、 Ethe rne t (観商標） ノード 310から送信された E t e r ne t 商標） ノード 300宛てのフレームは、 Ethe rne t ( 商標） ノー ド 300に転送される。 (リンク切断時における S T Pの障害回復の動作）
次に、 図 1の E t h e r n e t (¾ ^商標） ネットワークにおいて、 リンク 220が切断 された場合の障害回復動作を説明する。
図 1のリンク 220が切断されると、 S T Pにより、 P轄箇所を迂回する新たなスパニン グツリーが ¾構成される。 ここでは、 STPノード 100〜120に属するポートのうち、 S T Pの制御像のポ一 トであるポート P 1及び P 2のポ一ト状態が、 S T Pにより、 図 2に示すように変更された 結果、 図 2の太線のリンクで示すスパニングッリ一が再構成されたものとする。
新たなスパニングッリ一が 冓成されると、 STPノード 100〜120の STP部 50 0は、 STPノード 100~120の FDB470の内容を全て消去するように、 STPノ ード 100〜 120の F D B制御部 460に依牵頁する。
これは、 新しいスバニングツリーが 冓成されたとしても、 FDBの内容を全て消去しな ければ、 もしくは、 新しいスパニングツリーに合わせて FDBの内容を藤しなければ、 障 害が発生したリンクにフレームが送信されてしまう可能性があるからである。
上記の F D Bの内容を全て消去する動作は F D Bのフラッシュと呼ばれる。
STPノード 100〜120の FDB 脚部 460が、 STPノード 100〜120の F DB470をフラッシュした後は、 前述の通信システムの運用開始直後のフレーム と全 く同様にして、 フレームの^ が行われるため、 通信を »Τることが 能である。
以上のようにして、 STPが删された » E the r ne t @ ^商標） ネットヮ一 クでは、 P轄箇所を迂回するスパニングツリーを再構财るとともに、 STPノードの FD
Bをフラッシュする、 又は、 することによって、 通信を, «すること力河能である。 非特許鐘 1 "STP (Sp ann i ng Tree Pro t oco l) "、 I EE E S t andards 802. 1D、 IEEE、 1998年 しかしながら、 _h¾した ί ^のネットワークノードにおいては、 FDBのエントリ数が増 大するに従って、 FDBのフラッシュ、 又は、 書き換えに必要な時間が増大するため、 m からの復帰が遅れるという問題がある。
図 5に、 FDBのエントリ数と、 FDBのフラッシュに要する時間 （フラッシュ時間） の 関係を、市販の E the rne t (藤商標）ノードを用いて難 JJしたときのグラフを示す。 図 5によれば、 系通信システムで必要と思われる 1万個以上のェントリを全て消去す るためには、 1秒以上の時間を要することが分かる。
ここで、 FDBは、 CAM (Con t en t Addr e s s ab l e Memo ry) により実装されることが多い。
この CAMは、 非常に高速の職性能を^ Tるものの、 魏内容を肖 I滁、 又は、 颜する ためにはェントリ単位で処理する必要がある。
従って、 FDBのフラッシュのように、 多数のエントリの内容を一度に消去するような処 理には、 多大な時間を要してしまうのである。
図 5のグラフにおいて、 F D Bのフラッシュ時間が F D Bのエントリ数に比例して増大し ていることから、 測定に^ fflした E t h e r n e t 商標） ノードの FDBは、 CAM により構成されており、 FDBのエントリを 1個 順番に消去しているために、 フラッシ ュに多くの時間を要していると推測される。
以上のように、 S TPが、 された E t h e r n e t 商標） ネットワークにおいて P が発生した：^、 新たなスバニングツリーが短時間で權冓成されたとしても、 FD Bの フラッシュに多くの時間を要するために、 S ONETが提供するような 5 Om s以内という 非常に短い障害回復時間を することは不可能である。
本発明の目的は、 ±¾Eしたような«の鎌が ¾ る問題を鑑みてなされたものであって、 通信 Ρ轄で異常事態が生じても、 異常事態から短時間で復帰可能な信頼性の高いネットヮ一 クノード、 フレ一ム転送プログラム及びフレーム 法を提供することにある。 発明の開示
上記の目的を達 るために本発明は、 青報によってフレームをネットワーク上に するネットワークノードにおいて、フレームの宛先 If報と関係付けて朊想的に定義され 謙己フレームの宛先 I'青報の総数以下の翻に分類された婦己フレームの^ 報と、 嫌己 先情報とを関係付ける ¾ 先情報テーカレを備えることを特徴とする。
(作用）
本発明は、 上言 冓成によって、 仮想的 先 I青報についてのフラッシュ又は; ^を、 フレ ームの宛先 I'青報と転送先 f青報との関係を示 の情報についてのフラッシュ又は更新より 短時間でできることから、 フレームの宛先 I青報と 先 I青報との関係を示す新たな情報をよ り短時間で生成できる。 本発明のネットヮ一クノードによれば、 P轄から短時間で復帰可能な信頼性の高い通信シ ステムを構築すること力河能となる。 その理由は、 先 If報によってフレームをネットワーク上に するネットワークノ一 ドが、 フレームの宛先 I青報と関係付けて 想的に定義され、 フレームの宛先 I青報の総数以下 の種類に分類されたフレームの仮想的¾¾^&清報と、 青報とを関係付ける緩先 I青報 テーブルを備えるため、 想的 先 I青報についてのフラッシュ又は藤を、 フレームの宛 先情報と転送先 I青報との関係を示す ί ^の情報についてのフラッシュ又は^より短時間で できることから、 フレームの宛先膚報と ¾^fet冑報との関係を示す新たな情報をより短時間 で生成できるからである。 図面の簡単な説明
図 1は、 3台の STPノード、 及び、 3台の Ethe rne t (藤商標） ノードにより 構成された E t he r ne t 商標） ネットワークを示す図である。
図 2は、 図 1のリンク 220が切断された場合の E t he r ne t (¾®商標） ネットヮ ークである。
図 3は、 魏の STPノード 100の構成を示す図である。
図 4は、 の STPノード 100の FDB470を示す図である。
図 5は、 FDBのエントリ数と FDBのフラッシュ時間の関係を示すグラフである。 図 6は、 本発明の第 1の龍の形態における STPノード 100の構成を示す図である。 図 7は、 第 1の実施の形態における STPノード 100の入力ポ一トテーブル 480を示 す図である。
図 8は、 第 1の鍾の形態における STPノード 100の FDB470を示す図である。 図 9は、 第 1の実施の形態における STPノード 100のポ一トラベルテーブル 490を 示す図である。
図 10は、 第 1の実施の形態における STPノード 100のポ一トラベルテーブル 490 を示す図である。
図 11は、 第 1の実施の形態における STPノード 100のポートラベルテーブル 490 を示す図である。
図 12は、 第 1の霞の形態における STPノード 100のポートラベルテ一ブル 490 を示す図である。
図 13は、 第 1の実施の形態における STPノード 100のポー卜ラベルテ一ブル 490 を示す図である。
図 14は、 第 1の謹の形態における STPノード 100のハードウエア構成を示すプロ ック図である。
図 15は、 第 1の の形態における STPノード 100の入力ポートテ一ブル 480を 示す図である。
図 16は、 第 1の実施の形態における STPノード 100のポ一トラベルテ一ブル 490 を示す図である。
図 17は、 第 1の実施の形態における STPノード 100のポ一トラベルテ一カレ 490 を示す図である。
図 18は、 第 1の実施の形態における STPノード 100のポ一トラベルテーブル 490 を示す図である。
図 19は、 第 1の実施の形態における STPノード 100の入力ポートテ一ブル 480を 示す図である。
図 20は、 第 1の ¾Sの形態における STPノード 100のポ一トラベルテーブル 490 を示す図である。
図 21は、 第 1の鎌の形態における STPノード 100のポ一トラベルテ一カレ 490 を示す図である。
図 22は、 第 1の鍾の形態における STPノード 100の入力ポートテ一ブル 480を 示す図である。
図 23は、第 1の難の形態における S TPノード 100の FDB470を示す図である。 図 24は、 本発明の第 1の実施の形態における STPノード 100の動作を示すフ口一チ ヤー卜である。
図 25は、 本発明の第 1の実施の形態における STPノード 100の動作を示すフローチ ヤー卜である。
図 26は、 本発明の第 1の実施の形態における STPノード 100の動作を示すフローチ ヤー卜である。
図 27は、 本発明の第 1の実施の形態における STPノード 100の動作を示すフローチ ャ一卜である。
図 28は、 本発明の第 1の実施の形態における STPノード 100の動作を示すフローチ ャ一卜である。
図 29は、 本発明の第 2の実施の形態における通信システムの構成を示す図である。 図 30は、 図 29に示す通信ネットワークにおいて、 ノード 600がダウンした：^の状 態を示す図である。
図 31は、 第 2の実施の形態におけるノード 620の構成を示す図である。
図 32は、 第 2の の形態におけるノード 620の入力ポートテ一ブル 480を示す図 である。
図 33は、 第 2の^!の形態におけるノ一ド 620のポートラベルテーブル 490を示す 図である。
図 34は、 本発明の第 2の の形態におけるノード 620の動作を示すフローチヤ一ト である。
図 35は、 第 3の実施の形態における RPRノードの FDBを示す図である。
図 36は、 第 3の難の形態における RPRノードの RPRノ一ドアドレステ一ブルを示 す図である。
図 37は、 第 3の実施の形態における R P Rノードのアドレスラベルテ一カレを示す図で ある。
100、 110、 120 : STPノード、 200、 210、 220 :リンク、 300、 3 10、 320 : E the rne t (擁商標） ノード、 400— 1〜3：入カポー卜、 41 0— 1〜2 ：フレーム麟斤部、 420：スィツチ部、 430— 1〜2：フレーム多重部、 4 40— 1〜3：出力ポート、 450 : FDB部、 460 : FDB制御部、 470、 710 :
FDB、 480、 720：入力ポー卜テ一ブル、 490、 730：ポートラベルテ一ブル、 500 : STP部、 510 :ポート;!え態テーブル、 520 :ノード 2重化プロトコ Jl/¾、 6 00、 610、 620、 630 :ノード、 640， 650： Ethe rne t ( 商標） ノード、 800 :ネットワーク、 801 : CPU, 802 :主記'慮部、 803 :通信帶 I脚部、 804 :表示部、 805 :インタフエ一ス部、 806 :補助記憶部、 807 :システムハ'ス
発明を実施するための最良の形態
次に、 本発明を実施するための最良の形態について説明する。 (第 1の実施の形態）
以下に、 本発明の第 1の実施の形態について、 図面を参照して詳細に説明する。 (第 1の実施の形態の構成）
(通信システムの構成）
以降では、 の説明で^ fflした図 1及び図 2に示す通信システムの S T Pノード（ S T Pに戰して動 る Ethe rne t 商標） ノード） 100〜 120に本発明を 適用した: ^において、 F D Bフラッシュ時間を短縮化する方法を説明する。
(ノードの構成）
図 6は、 本発明が適用された S TPノード 100の構成を示す図である。
以下では、 本発明力棚された STPノード 100の構成を説明するが、 本発明が删さ れた STPノード 110及び 120の構成も本発明が された S TPノード 100と同様 である。
なお、 以降では、 単に STPノードと謎した は、 本発明が翻された STPノード を表すものとする。
図 6に示す S TPノード 100の構成は、 STPノード 100の FDB部 450に、 入力 ポートテーブル 480と、 ポートラベルテーブル 490とが渐たに追カロして配備されている 点において、 図 3に示す従来の S TPノード 100の構成と異なる。
STPノード 100の入力ポートテーフリレ 480は、 STPノード 100の入力ポートと ポートラベルとの関係を するテ一ブルであって、 STPノード 100の FDB制御部 4 60により管理される。
S T Pノード 100の入力ポー卜テーブル 480において、 入力ポートとポー卜ラベルと の関係は、 STPノード 100の各ポートが ¾3Ϊであれば、 1対 1の関係であって、 異なる 入力ポ一トに対しては、 異なるポ一トラベルが関係付けられる。
ただし、 異なる入力ポートに対して同一のポートラベルを関係付けることによって、 複数 の入力ポートを 1つの入力ポートに仮想化すれば、 リンクァダリゲ一ション （L i n k A ggr e ga t i on (LAG) ) が删されたノードに対しても、 本発明を細すること 力河能である。
以降では、 STPノード 100の各ポートは独立であるとして説明する。
図 7は、 STPノード 100の入力ポ一トテ一ブル 480の例である。
図 7に示す S TPノード 100の入力ポートテーブル 480の第 1番目のエントリにおい ては、 STPノード 100のポート P1の受信部 （Λ力ポート 400— 1又は入力ポート P
1) に対して、 ポートラベルひが関係付けられている。
STPノード 100の FDB470は、 宛先 MACアドレスとポ一トラベルとの関係を登 録するデータベースであって、 S TPノード 100の FD B制御部 460により魏される。 徹の STPノード 100の FDB470においては、 宛先 MACアドレスに対して、 S TPノード 100の出力ポートが関係付けられていたが、 本発明の S TPノード 100の F
DB470においては、 ポートラベルが関係付けられる。
STPノード 100の FDB470に »されるポートラベルは、 STPノード 100の 入力ポ一トテーブル 480に ¾iされているポートラベルの何れかである。
図 8は、 STPノード 100の FDB470の例である。
図 8に示す STPノード 100の FDB470の第 1番目のエントリにおいては、 E t h e r ne tノード 300の MACアドレスに対して、 ポートラベルァが «されている。
STPノード 100のポ一トラベルテ一フレ 490は、 ポ一トラべレと S TPポート 10 0の出力ポートとの関係を登録するテーブルであって、 STPノード 100の FDB制御部 460により される。
S TPノ一ドの運用開！!台当初は、 S TPノード 100のポ一トラベルテーブル 490には、
STPノード 100の入力ポートテープリレ 480に ¾ ^されているポ一トラベルが、 STP ノード 100の入力ポートラベルにおいてポ一トラベルに関係付けられている入力ポートの 対となる出力ポートと関係付けられる。
入力ポートの対となる出力ポ一トとは、例えば、入力ポート P 1 (入力ポ一ト 400— 1、 又は、 ポート P 1の受信部） に対しては、 出力ポ一卜 P 1 (出力ポート 440— 1、 又は、 出力ポート P1の送信部） であり、 また、 入力ポート P 2に対しては、 出力ポート P 2であ る。
図 9は S TPノード 100のポートラベルテーブル 490の例である。
図 9に示す STPノード 100のポートラベルテーブル 490の第 1番目のエントリにお いては、 ポートラベル αに対して、 STPノ一ド 100のポート Ρ 1の送信部 （出力ポ一ト 440-1又は出力ポート Ρ 1 ) が関係付けられている。
図 21に示すように、 STPノード 100のポ一トラベルテーブル 490においては、 異 なるポ一トラベルに対して、 同一の出力ポートを関係付けること力 きる。
また、 図 11又は図 16に示すように、 出力ポートとして無^)な値（以下、 NULL値と 記述する） を設 ること力河能であるとする。
もしくは、図 10又は図 13に示すように、出力ポートに NULL値を設 る代わりに、 STPノード 100のポ一卜ラベルテ一ブル 490の各ェントリに、 ェントリの^ J†生を示 すフィールドを設けることにより、 そのフィールドが無 J¾を示す: ^には、 出力ポートに有 効な値が されていたとしても、 NULL値と見なせるようにしても良い。
STPノード 100の FDB制御咅! 5460は、 STPノード 100の入力ポートテープレ 480、 及び、 F D B 470、 及び、 ポ一トラベルテーブル 490の参照及び: Mffを行うこ とにより、 MACアドレス学習、 及び、 出力ポートの;^、 及び、 FDBの （フラッシ ュ及 ϋ¾き換え） を行う。
ここで、 S Τ Ρノ一ド 100の八一ドウエア構成の説明をする。
図 14は、 Φ ^の形態による通信システムの STPノード 100のハードウエアネ冓成を 示すブロック図である。
図 14を参照すると、 ： の形態による S Τ Ρノード 100は、 HIS的なコンピュータ 装置と同様のハードウェア構成によって難することが き、 CPU (Cen t r a 1 P roce s s ing Un i t) 801, RAM (Rand om Acc e s s Memo ry) 等のメインメモリであり、 データの 領域ゃデ一夕の一時 » 域に用いられる主 記憶部 802、 ネッ卜ワーク 800を介してデータの送受信を行う通信制御部 803、 液晶 ディスプレイ等の表示部 804、 周辺 βと ¾してデ一夕の送受信を行うインタフェース 咅 15805、 ROM (Read On l y Memory) 、 戯ディスク、 半導体メモリ等 の不揮発 I"生メモリから構成される八一ドディスク装置である補助記慮部 806、 上記各構成 要素を相互に接 するシステムバス 807等を備えている。
^施の形態による S TPノード 100は、 その動作を、 STPノード 100内咅 こその ような機能を するプログラムを組み込んだ、 LS I (Large Sca l e I n t egr at i on) 等のハードウェア部品からなる回路部品を実装してハードウェア的に実 現することは勿論として、 上記した各構成要素の各機能を提供するプログラムを、 コンビュ
—夕処理装置上の C P U 801で実行することにより、 ソフトウエア的に H¾すること力 さる。
すなわち、 CPU801は、補助記憶部 807に格納されているプログラムを、 主記憶部 802にロードして実行し、 S T Pノード 100の動作を IJ御することにより、 した各 機能をソフトウエア的に実現する。
(第 1の実施の形態の動作）
(フレーム ¾1の動作と MA Cアドレス学習）
以降では、 図 24で示すフローチャートを用いて、 STPノード 100のフレーム ¾1の 動作を説明する。
S TPノード 100の入力ポートテーブル 480に ¾ ^されている内容は図 7に示される 通りとし、 STPノード 100のポートラベルテーブル 490に観されている内容は図 9 に示される通りとする。
STPノード 100が隣接ノードからフレームを受信 （S2401) した後、 STPノ一 ド 100のスィッチ咅 15420が S TPノ一ド 100の FDB制 ί卸部 460に受信フレームに 関する MACアドレス学習、 及び、 出力ポートの を辦頁する （S 2402) までの動作 は、 と同様であるので省略する。
STPノード 100の FD B J«460は、 STPノード 100の入力ポ一トテ一フレ 480において、 フレームの受信ポ一トに対して藤されているポ一トラベルを取得した上 で （S2403) 、 フレームの送信元 MACアドレスと取得したポ一トラベルとの関係を、 宛先 MACアドレスとポ一トラベルとの関係として、 STPノード 100の FDB470に 観する （S 2404) 。
上記の処理が本発明における MACアドレス学習である。
また、 STPノ一ド 100の FDB制御咅 460は、 STPノ一ド 100の FDB 470 において、 フレームの宛先 MACアドレスに対して養されているポ一トラベルを髓する (S 2405 S 2406) 。
ポ一トラベルの取得に i¾¾した: &、 STPノ一ド 100の FDB制御部 460は、 ST Pノード 100のポ一トラベルテーブル 490において、 そのポ一トラベルに対して観さ れている出力ポートを^ ¾する （S2407) 。
一方、 ポー卜ラベルの取得に^ ίした は、 STPノード 100の FDB制御部 460 は、 出力ポートの取得に細した旨を、 STPノード 100のスィツ^ ¾420に通知する
(S 2408) 。
次いで、 STPノード 100のポ一トラベルテーブル 490において、 S 2406 Ί?Τ又得 したポートラベ JWこ関する工ントリ力職、 かつ、 そのポ一トラベルに関係付けられている 出力ポ一卜が NULL値でない if^ (S2409) 、 STPノ一ド 100の FDB J御部 4 60は、取得した出力ポートを S TPノ一ド 100のスィツチ ¾5に通知する（S 2410)。
一方、 上記 の （すなわち、 エントリが無 である齢、 又は、 出力ポートが NU LL値である:！^) 、 STPノード 100の FDB制御部 460は、 出力ポートの取得に失 敗した旨を STPノード 100のスイツ 5^15420に通知する （S2408) 。
以降の S T Pノード 100のスィツチ部 420のフレーム の動作は 1¾¾¾術と同様で あるので説明を省略する。 (^復帰時における F D Bのフラッシュの動作）
以降では、 図 25で示すフローチャートを用いて、 リンク 220の切断により図 2に示す スパニングッリ一が 成された後、 STPノ一ド 100力 SFDBをフラッシュする動作を 説明する。
新たなスパニングッリ一が 冓成された後、 3丁？ノード100の3丁？咅|5500は、 S TPノード 100のポートラベレテ一フレ 490をフラッシュするように、 STPノード 1
00の FDB制御部 460に依頼する （S 2501) 。
この鐘によって、 3丁？ノ一ド100の 08制御部460は、 STPノード 100の ポートラベルテ一ブル 490において、 全てのポートラベレについて、 それらに関係付けら れている出力ポートを NULL値に麵する （図 11) 、 又は、 全てのエントリを削除する (図 12) 、 又は、 全てのエントリについて、 それらの摘性を示すフィールドに無^)を示 す値を設定 （出力ポ一卜の無効化） する （図 13) (S 2502) 。
なお、 上記の処理が 了した後で、 徹と同様に、 STPノード 100の FDB制御部 4 60が、 STPノード 100の FDB470の全てのェントリを消去しても良い。
上記の処理以降は、 STPノード 100の F D B制御部 460は、 STPノード 100の スィッ^^ 420による出力ポートの鍵の依頼に対して、 常に出力ポートの鍵の嫩を 通知するため （S2503) 、 3丁？ノード100のスィッチ咅|5420は、 全ての受信フレ ームをブロードキャスト転送するようになる （S 2504) 。
この;!え態は、 において FDBがフラッシュされた 態、 すなわち、 [！轄から復帰 して通信を続行可能な状態である。
STPノ一ド 100のポ一トラベルテーブル 490のエントリのうち、 上記の Sが必要 なェントリ数は高々 STPノード 100に実装されるポ一ト数であり、 多く纖もつたとし ても 1装置当たり数 100個^のポートし力、実装されないと考えられるため、 エントリ数 が非常に多い F D B自体をフラッシュするよりも、 ポー卜ラベルテーブルを処理する方が遙 かに短時間で処理を完了させることが 能である。
従って、本発明が删された STPノードにより構成される E the rne t (¾M標) ネットワークにおいては、 «に比べて P轄から短時間で復帰することが T能である。 ところで、 上記の処理のみでは、 STPノ一ド 100のスィッ^ "§15420が全てのフレー ムをブロードキャスト^!し続けることにより、 Ethe rne t (擺商標） ネットヮー クの通信帯域が謹されてしまうため、 S TPノード 100の FDB制御部 460〖¾¾降に 説明する処理を行う。
図 26で示すフローチヤ一トを参照すると、 S TPノード 100の FDB制御部 460は、 STPノード 100の入力ポ一トテーブル 480において、 各入力ポートに対して関係付け られているポ一トラベルを、 当初 ¾されていたポートラベルと異なる新しいポ一トラベル に置換する （S 2601) 。
このとき、 新規に ¾ ^するポートラベルは、 当初登録されていたポートラベルの何れとも 重複してはならない。
例えば、 図 15に示す S TPノード 100の入力ポ一トテーブル 480においては、 ポ一 トラベル がポートラベル δに置換され、 また、 ポートラベル i3がポートラベル に置換さ れ また、 ポートラベルァがポ一トラベル ζに置換されている。
次に、 STPノード 100の FDB制御部 460は、 フラッシュされた S TPノード 10 0のポ一トラベリレテ一フレ 490に、 STPノード 100の入力ポ一トテーブル 480に新 たに登録されたポートラベルに関するェントリを追加する （S 2602) 。
これらのポ一トラベルに対して βされる出力ポートは、 S TPノード 100の入力ポ一 トテーブル 4 8 0において、 これらのポートラベルに対); る入力ポ一トの対となる出力ポ —卜である。
例えば、 入力ポート P 1 (入力ポート 4 0 0— 1、 又は、 ポート P 1の受信部） に対して は、 出力ポート P 1 (出力ポート 4 4 0— 1、 又は、 出力ポート P 1の送信部） が観され る。
図 1 6〜図 1 8に示すポ一トラベルテーブル 4 9 0には、 上記フラッシュされた S TPノ —ド 1 0 0のポートラベルテ一ブル 4 9 0に、 ポートラベル に対して出力ポート P 1が関 係付けられたェントリと、 ポートラベル 7?に対して出力ポ一ト P 2が関係付けられたェント リと、 ポ一トラベル ζに対して出力ポ一ト Ρ 3が関係付けられたェントリとが 口されてい る。
以上により、 新たに魏されたポ一トラベルが、 フレームのブロードキャスト 時の Μ A Cアドレス学習により、 S TPノード 1 0 0の FDB 4 7 0に観されるようになれば（ S 2 6 0 3) 、 受信フレームはュニキヤス卜転送されるようになるため （S 2 6 0 4) 、 E t h e r n e t 商標） ネットワークの通信帯域が圧迫される状態はいずれ解消されるこ とになる。
また、 上記の処理を必要とするェントリの数も高々 S TPノード 1 0 0のポート数にすぎ ないため、 P章害回復時間にはほとんど影響を与えない。
上記の処理に要する時間をより高速に行うためには、 例えば、 図 1 9に示すように、 S T Pノード 1 0 0の入力ポートテーブル 4 8 0において、 1個の入力ポートに対して、 P轄発 生前に翻するポートラベル （図 1 9では扰態 1というフィールドに される） と P籍発 生後に使用するポートラベル （図 1 9では优態 2というフィールドに観される） の 2個を 予め関係付けておき、 また、 図 2 0に示すように、 S T Pノード 1 0 0のポートラベルテー カレ 4 9 0において、 前述のポートラベルと出力ポートの関係を予め魏しておけば良い。
P轄発生前においては、 図 1 9に示す入力ポ一トテーブルの 態 1というフィ一ルドに登 録されたポートラベルを MACァドレス学習に使用する。
また、 P轄発生後においては、 図 2 7で すフロ一チャートを参照すると、 S TPノード 1 0 0のポートラベルテーブル 4 9 0において J轄発生前に棚していたポ一トラベル (図 2 0においては、 ポ一トラベル《及び /3及びァ） に対 る出力ポートとして、 NUL L値 を するとともに （S 2 7 0 1 ) 、 図 1 9に示す入力ポートテーブルの 態 2というフィ 一ルドに観されたポートラベルを MACァドレス学習に翻するように麵する （S 27 02) 。
以上のようにすれば、 ポ一トラベルテーブルの のエントリを無 化し、 力つ、 MAC アドレス学習 (S2703) に するポートラベルを変更するだけで前述の処理 （ュニキ ヤスト^!、 S2704) を完了させることが^ T能である。
(FDBの書き換え）
STPの P轄回麵作にぉレては、 F D Bをフラッシュせずとも、 のェントリを書き 替えるのみで、 通信を翁 6»能である がある。
図 28で示すフ口一チヤ一トを参照すると、 例えば、 図 1に示す E t he r ne t (聽 商標） ネットワークが、リンク 220が切断された結果図 2に示す E t he rne t (¾ ^商 標） ネットワークに遷移することによって新たなスパニングッリ一力 成された後、 ST Pノード 100の STP咅 0 STPノード 100のポートラベルテーブル 490を ¾ffするように、 STPノード 100の FDB制御部 460に依頼する （S2801) 。 次いで、 STPノード 100の FDB制御部 460カ STPノ一ド 100のポートラベ ルテ一ブル 490のうち、 出力ポ一トがポート P 2である全てのェントリについて （ェント リの取得、 S 2802) 、 出力ポートをポート P 1に するだけで (S2803) 、 上記 説明したのと同様にして、 P轄からの回復が^ J能となり、 受信フレームはュニキャスト ¾i されるようになる （S 2804) 。
このような ί 、¾έ5ΐ¾Τ術では、図 3に示される FDB470の全てのエントリについて、 その出力ポ一トがポート Ρ 2であるか否かをェントリ毎に調査した上で、 出力ポ一トがポー ト Ρ 2であれば、 そのエントリを肖 I餘するというような多大な時間を要する処理を行わなけ ればならない。
しかしながら、 本発明においては、 図 21に示すように、 ポートラベルテーブル 490の うち、 ポ一トラベル に対して聽されている出力ポートを、 ポート P2力、らポート P1に 書き換えるのみで、 上記の処理が完了するため、 非常に短時間で P轄から回復することが T5J 能である。
なお、 E t he rne t (観商標）ネットワークに複数の VLAN (Vi r tua l L AN) が設定され、 V LAN毎にスパニングツリー力 ft"するような通信システムの場合、 上記の出力ポートを書き換える手法では、 全ての V L ANに影響を与えることになるため、 ある V L ANで〖 信を続行できたとしても、 他の V L ANで〖 信を続行できなくなる可 能性がある。
そのような には、 図 2 2に示すように、 S T Pノード 1 0 0の入力ポー卜テーブル 4 8 0においては、 入力ポートと VLANfiSiJ子に対して、 ポ一トラベルを関係付け、 また、 図 2 3に示すように、 S TPノード 1 0 0の FDB 4 7 0においては、 宛先 MACアドレス と VLAN識 ij子に対して、 ポートラベルを関係付けるようにすれば、 上記説明したのと同 様にして、 V LAN単位の処理が T能となるため、 の問題を解消することができる。
(第 1の実施の形態の効果）
以上説明した本実施の形態によれば、 以下に示す効果を達成する。
第 1に、 P轄から短時間で復帰可能な信頼性の高い通信システムを構築すること力河能と なる。
その理由は、 S TPノード 1 0 0の FDB制御部 4 6 0により t¾され MACアドレス学 習、 及び、 出力ポートの髓、 及び、 FD Bの藤 （フラッシュ及 Ό¾き換え） を行うため の、 S Τ Ρノードの入力ポ一トとポートラベルとの関係を する入力ポ一トテーブル 4 8 0と、 宛先 MACアドレスとポ一トラベルとの関係を ¾|录する FDB 4 7 0と、 ポートラベ ルと S TPポート 1 0 0の出力ポートとの関係を するポートラベルテーブル 4 9 0とを 備え、 新たなスバニングッリ一が 成された後、 ポ一トラベルテーブル 4 9 0をフラッシ ュすることによって、 S TPノード 1 0 0のスィツチ咅 154 2 0が全ての受信フレームをブロ ードキャスト するからである。
すなわち、 «、 系通信システムで必要と思われる 1万個以上のエントリを全て消去 するためには 1秒以上の時間を要する等、 FDBのエントリ数が増大するに従って、 FDB のフラッシュ、 又は、 書き換えに必要な時間が増大し、 P轄からの復帰が遅れていたが、 本 実施の形態によれば、 ポートラベルテーブル 4 9 0のエントリのうち、 フラッシュが必要な エントリ数は高々 S TPノード 1 0 0に実装されるポート数であり、 多く纖もったとして も 1装置当たり数 1 0 0個禾 Sitのポートしか実装されないと考えられるため、 FDB自体を フラッシュするよりも遙かに短時間でフラッシュを完了させることが^?きるからである。 第 2に、 上記フラッシュによるブロードキャスト ¾¾ 態によってネットワークの通 ί謙 域が i される状態をより短時間で^?消することができる。
その理由は、 1個の入力ポートに対して、 P轄発生前に翻するポートラベルと P轄発生 後に翻するポ一トラベルの 2個を予め関係付けた入力ポートテ一ブル 4 8 0と、 前述のポ —トラベルと出力ポートの関係を予め したポ一トラベルテーブル 4 9 0とを備え、 P轄 発生前においては、 P轄発生前に麵するポートラベルを MACアドレス学習に細し、 ま た、 P轄発生後においては、 S TPノード 1 0 0のポ一トラベルテーブル 4 9 0において、 I»発生前に使用してレ こポートラベルに対 iSfる出力ポートを無 匕し、 隨発生後に使 用するポ一トラベルを MACアドレス学習に使用するように するため、 ポートラベルテ —ブルの^^のェントリを無 匕し、 かつ、 MACアドレス学習に麵するポ一トラベルを 変更するだけで、 ブロードキャスト ^itt態を解消することができるからである。
第 3に、 S TPの 回鶴作において、 FDBをフラッシュせずとも、 非常に短時間で ^ら回復することカ^!肯である。
その理由は、リンク 2 2 0が切断された：^、 S TPノード 1 0 0の FDB 4 7 0のうち、 リンク 2 2 0に接 する出力ポー卜の全てのェントリについて、 リンク 2 2 0に しない 出力ポートに変更するだけで、 P轄回復可能であるからである。
第 4に、 E t h e r n e t 商標） ネットワークに複数の VL AN (V i r t u a l LAN) が設定され、 V LAN毎にスパニングッリ一力 るような通信システムの:！^ においても、 上記効果を達成することができる。
その理由は、 入力ポ一トと VL AN識 IJ子に対してポ一トラベルを関係付けた入力ポ一ト テーブル 4 8 0と、 宛先 MACアドレスと VL AN識 IJ子に対してポートラベルを関係付け た FDB 4 7 0とを備えるからである。
(第 2の難の形態）
以降では、 本発明の第 2の実施の形態について、 図面を参照して詳細に説明する。
(第 2の実施の形態の構^)
(通信システムの構成）
図 2 9は、 本発明による第 2の実施の形態おける通信システムの構成例を示す図である。 図 2 9に示す通信システムにおいて、 ノード 6 0 0及びノード 6 1 0は、 ノ一ド 2重化プ ^ 口卜コルの ¾fiを用いて 2重化されたノードである。
通信システムの運用開始当初において、 ノード 600は、 運用优態にあって、 ノード 62 0とノ一ド 630間のトラフィックを中継し、 また、 ノ一ド 610は、 待機状態にあって、 ノード 620又はノード 630から自ノ一ドに送られるトラフィックを遮断している （すな わち、 受信したフレームを廃棄している） 。
このとき、 ノード 600に属するポートのうち、 ノード 600酉己下のノード 620又はノ ード 630と纖されるポート （ポート P1及び P2) は、 ノード 2重化プロトコルにより フレームの送受信が 可される;!え態 （フォワーディング ^ぇ態^) に設定され、 また、 ノード 6 10に属するポートのうち、 ノード 610配下のノード 620又はノード 630と され るポート （ポート P1及び P2) は、 ノード 2重化プロトコルによりフレームの送受信力襟 止される状態 （ブロッキング状態） に設定されている。
また、 ノード 600及びノード 610は、 ノード 2重化プロトコルにより、 互いのノ一ド が正常に動作しているか否かを確認している。
例えば、 図 29に示す通信システムに示すように、 ノード 600とノード 610と力 S、 直 接接続されるリンクを通して、 一定の時間間隔でキープアライブフレームを送信し合い、 キ —プアライブフレーム力斬定の回数だけ逢続して未到着となった: ^に、 相手ノ―ドが 作 を停止していると見なすようにしてもよい。
Ethe rne t (養商標） ノード 640及び 650は、 ノード 620及び 630配下 の端末として、 ノード 620又は 630にそれぞれ収容されている。
なお、 ノード 620及び 630の配下には、 複数の E the r ne t 商標） ノ一ド が収容されていてもよいが、 ここでは説明を簡単にするため、 ノード 620及び 630の配 下には、それぞれ 1台の E the rne t (¾ ^商標）ノードが収容されているものとする。 また、 Ethe rne t (β商標） ノード 620及び 630のさらに配下に、 他の E t he rne t (観商標） ノードが接続されているような構成であっても、 リ ^ "プを構成し ない限りは構わない。
図 30は、 図 29に示す通信システムにおいて、 ノード 600が故障によりダウンした状 態を示す図である。
ノード 600のダウンにより、 図 29に示す通信システムから図 30に示す通信システム に遷移した^、 ノード 610は、 ノード 600力、らのキープアライブフレームの未到着が 所定の回数以上に達したことにより、 ノード 6 0 0のダウンを検出した後、 自ノードの 態、 を待機 態から運用 態に ¾Mし、 また、 ノード 6 1 0のポート P 1及び P 2をブロッキン ク免 ΪΙからフォワーディング扰態に ¾Mすることにより、 ノード 6 0 0に代わってノード 6 2 0とノード 6 3 0間のトラフィックの中継を開台するとともに、 ノード 6 2 0とノード 6 3 0に対して、 自ノードが運用状態に遷移した旨を通知するフレーム （以下、 F l u s hフ
• レームと言 ¾Bする） を送信する。
F 1 u s hフレームの受信をトリガとして、 ノ一ド 6 2 0及び 6 3 0が自ノードの FDB をフラッシュすれば、 ノ一ド 6 2 0とノ一ド 6 3 0間の通信を続行可能となる。
以上のように、 図 2 9に示す通信システムは、 ネットワークの上流に配置されたノード 6 0 0及び 6 1 0が 2重化されることにより、 信頼性の高い通信システムを^ gしている。 しかしながら、 でも述べたように、 ノード 6 2 0及び 6 3 0が自ノードの FDB をフラッシュするのに多くの時間を要するために、 通信の回復が大幅に遅れるという問題が ある。
そこで、 の形態においては、 第 1の雄の形態において S TPノード 1 0 0に配備 した FDB部 4 5 0と同様の機能を #Tる FDB咅 [5を、 ノード 6 2 0及びノード 6 3 0に配 備することにより、 ノード 6 2 0及びノード 6 3 0の FD Bをフラッシュするのに要する時 間を短縮化する方法を説明する。
(ノードの構成）
ノード 6 0 0及びノ一ド 6 1 0の構成はここでは明示しないが、 通信システムの構成で述 ベた機能を難する機能ブロックがノード 6 0 0及びノード 6 1 0に配備されているものと して以降の説明を行う。
図 3 1は、 本実施の形態におけるノ一ド 6 2 0を示す図である。
以降では、 ノード 6 2 0の構成を説明するカ ノード 6 3 0の構成もノード 6 2 0の構成 と同様である。
ノード 6 2 0の構成は、第 1の実施の形態で説明した S Τ Ρノ一ド 1 0 0の構成において、 S TPノード 1 0 0の S TP部 5 0 0をノード 2重化プロトコリ 1^5 2 0に置換するととも に、 フレーム多重咅! 54 3 0— 1〜2、 及び、 ポート状態テ一ブル 5 1 0を削除した構成と同 一である。 ノード 6 2 0のフレ一ム角晰咅 154 1 0— 1〜 2の機能は、 B PDUではなく、 ノ一ド 6 0 0又はノ一ド 6 1 0が送 る F 1 u s hフレ一ムをノ一ド 6 2 0のノード 2重化プロトコ 1^ 5 2 0に送る点が、 ノ一ド 1 0 0のフレーム解斤部 4 1 0 - 1 - と異なる。
ノード 6 2 0の FDB制御咅! 54 6 0の機能は、 S TP部 5 0 0ではなく、 ノード 6 2 0の ノード 2重化プロトコ Λ¾|55 2 0の観により、 ノード 6 2 0の FDB 4 7 0、 入力ポート テーブル 4 8 0、ポートラベルテーカレ 4 9 0をフラッシュする点又は書き換える点が、第 1 の実施の形態における S TPノード 1 0 0の FDB制御部 4 6 0と異なる。
ノード 6 2 0のノード 2重ィ匕プロトコ！ ¾ 5 2 0は、 ノ一ド 6 2 0のフレーム解斤部 4 1 0— 1〜 2から送られる F 1 u s hフレームを受信すると、 ノード 6 2 0の FD B制御部 4 6 0に対して、 ノード 6 2 0の FDB 4 7 0、 入力ポートテ一フレ 4 8 0、 ポ一トラベルテ
—ブル 4 9 0のフラッシュ又は を御頁する。
図 3 2及び図 3 3に、 ノード 6 2 0の入力ポ一トテ一ブル 4 8 0及びポ一トラベルテ一ブ ル 4 9 .0の例をそれぞれ示す。
以降では、ノード 6 2 0の入力ポ一トテーブル 4 8 0及びポ一トラベルテ一ブル 4 9 0は、 図 1 9に示す内容に設定されているものとする。
(第 2の実施の形態の動作）
(フレーム の動作）
図 2 9に示す通信システムに属する各ノ一ドのフレーム の動作 （フレームのブロード キャスト ¾¾、 及び、 フレームのュニキャスト^!、 及び、 MACアドレス学習） は、 第 1 の実施の形態で述べたノード 1 0 0の動作と同様であるので、 説明を省略する。
(障 帰時における F D B^jfの動作）
図 2 9に示す通信システムが、、 ノ一ド 6 0 0のダウンにより図 3 0に示す状態に遷移した 場合に、 ノード 6 2 0の FD B制御部 4 6 0が、 ノード 6 2 0のノード 2重化プロトコ
5 2 0の fef頁により、 ノード 6 2 0のポートラベルテーブル 4 9 0等をフラッシュする動作 は、 第 1の実施の形態で述べたノード 1 0 0の FD B制御部 4 6 0の動作と同様である。 しかしながら、 第 2の雄の形態においては、 ノード 6 2 0のポートラベルテ一ブル 4 9 0等をフラッシュするよりも、 ノード 6 2 0のポ一トラベルテーブル 4 9 0の内容を書き換 える方が通信帯域の禾,効率が良い。
すなわち、 図 3 4で示すフ口一チヤ一トを参照すると、 ノード 6 2 0のノード 2重化プロ トコリ |55 2 0は、 ノード 6 2 0のポートラベルテーブル 4 9 0のエントリのうち、 その出 力ポートが、 運用状態にあったノード （ノード 6 0 0) の されているポート （ノード 6 2 0のポ一ト P 1 ) であるエントリについて、 その出力ポートを F 1 u s hフレームの受信 ポート （ノード 6 2 0のポート P 2) に書き換えるように、 ノード 6 2 0の FDB制御部 4 6 0に依頼する （S 3 4 0 1 ) 。
このとき、 ノード 6 2 0の FDB制御部 4 6 0は、 ノ一ド 6 2 0の入力ポ一トラベル 4 8 0において、 翻 態にあったノード 6 0 0が纖されていた入力ポート P 1に対して関係 付けられているポ一トラベル αを取得した上で (S 3 4 0 2) 、 ノード 6 2 0のポ一トラべ ルテ一ブル 4 9 0において、 上記取得したポ一トラベル αに対して関係付けられている出力 ポート P 1を、 F 1 u s hフレームを受信したポートの出力ポート Ρ 2に置換する （S 3 4 0 3) 。
すなわち、 ノード 6 2 (Uま、 ノード 6 2 0のポートラベルテーブル 4 9 0において、 ポー トラベル αに対して ¾ ^されている出力ポート P 1を、 F 1 u s hフレームを受信したポ一 卜の出力ポー卜 P 2に置換する。
以上より、 Φ ^の形態によれば、 ノード 6 2 0からノード 6 0 0にュニキヤスト¾¾さ れていたフレ一ムは、 運用扰態に遷移したノード 6 1 0にュニキヤスト¾¾されるようにな るため （S 3 4 0 4) 、 ノード 6 2 0とノード 6 3 0間の通信はノ一ド 6 1 0を経由するこ とにより続行することができる。
(第 2の実施の形態の効果）
以上説明した: Φ实施の形態によれば、 FDBについてフラッシュをした後の と異なり、 全てのフレームがブロードキャスト^!されるようなことがないため、 通信システムの通信 帯域を圧迫しないという効果が得られる。
その理由は、 ネットワークの P轄時に、 ポ一トラベルテ一ブル 4 9 0において、 ネットヮ —クの P轄前 用 態にあったノードの されているポートのポートラベル αに対して 登録されている出力ポー卜 Ρ 1を、 F 1 u s hフレームを受信したポートの出力ポー卜 Ρ 2 に置換するからである。 (第 3の実施の形態）
以降では、 本発明の第 3の実施の形態について、 図面を参照して詳細に説明する。
本発明の第 1及び第 2の雄の形態においては、フレームの宛先 MA Cアドレスに対して、 ポートラベルを介して、 出力ポートが関係付けられていた。
しかしながら、 ネットワークプロトコルによっては、 フレームの宛先 MACアドレスに対 して、 出力ポート の情報が関係付けられる場合がある。
例えば、 2004年に I E E Eから発行された標 匕 である IEEE S t anda rds 802. 17で開示されている Re s i 1 i en t Packe t Rin (R PR) の麵されたネットワーク （以下、 RPRネットワークと言 する） においては、 R
PRネットワークを構财るノード （以下、 RPRノードと言 ¾ϋする） は、 R PRフレーム のペイ口一ドに格納された E the rne t (¾ ^商標） フレームの送信元 MACァドレス と R P Rフレームの送信元 R P Rノード M A Cアドレスとの関係を、 宛先 M A Cアドレスと 宛先 R P Rノード M A Cアドレスとの関係として、 F D Bに する。
すなわち、 RPRノードの FDBにおいては、 RPRネットワークに属する RPRノード の配下に収容されているノ一ドが管理される。
このように、 R PRネットワークにおいては、 フレームの宛先 MACアドレスに対して、 宛先 R P Rノード MA Cアドレスが関係付けられる。
本発明の第 3の雄の形態においては、 フレームの宛先 MA Cアドレスに対して出力ポ一 ト の情報が関係付けられる通信システムにおいて、 ノ一ドが FDBを短時間でフラッシ ュ又は変更する方法について R P Rノードを例として説明する。
(第 3の実施の形態の構成）
(RPRノードの構成）
本発明の適用された RPRノードには、 第 1の雄の形態における STPノード 100及 び第 2の ¾の形態におけるノード 620に配備される FDB部 450と同様の構成を ¾ る FDB部 450が ¾備される。
しかしながら、 本霞の形態における RPRノードの FDB部 450には、 STPノード 100又はノード 620において宛先 MACアドレスとポ一トラベルとの関係を ¾ ^する F DB470の代わりに、 宛先 MA Cアドレスとアドレスラベルとの関係を 录する F D B 7 10力 13備される。
また、 本実施の形態における R P Rノ一ドの F D B部 450には、 STPノード 100又 はノード 620において入力ポー卜とポートラベルとの関係を ¾ ^する入力ポートテーブル 480の代わりに、 R PRネットワークを構 j¾fる R PRノードのアドレス （以下、 RPR ノードアドレスと鍵する） とァドレスラベルとの関係を麵する R P Rノードアドレステ 一ブル 720が ¾己俯される。
また、 RPRノードの FDB部 450には、 STPノ一ド 100又はノード 620におい てポ一トラベルと出力ポ一トとの関係を観するポ一トラベルテ一カレ 490の代わりに、 アドレスラベルと宛先 R PRノードアドレスとの関係を ¾ ^するァドレスラベルテーブル 7
30力 ¾3備される。
図 35〜図 37は、 4台の RPRノードにより構成される RPRネットワークに属する R PRノードの FDB710 (図 35) 、 RPRノードアドレステ一フレ 720 (図 36) 、 アドレスラベルテーブル 730 (図 37) の例である。 '
(第 3の実施の形態の動作）
RPRノードの FDB部 450が、 受信 R PRフレームのペイロードに格納されたフレー ムの送 ί言元 M A Cアドレスと受信 R P Rフレームの送信元 R P Rノードのアドレスとの関係 を宛先 MACァドレスとポートァドレスとの関係として FDB 710に ¾ ^する動作 （ァド レス学習） と、 R PRノードのスィッチ部に宛先 R PRノードアドレスを通知する動作と、
RPRノードの FDB710をフラッシュ又は 亓する動作は、 出力ポートが RPRノード アドレスに変更され、 また、 ポートラベルがアドレスラベルに颜された点を除いては、 S TPノード 100及びノード 620の FDB咅 15450の動作と同様である。 (第 3の実施の形態の効果）
以上説明したオ实施の形態によれば、 R P Rのように宛先 M A Cアドレスと出力ポート以 外の情報が FDB 710に懇されるネットワークプロトコルカ棚された通信システムで あつたとしても、 第 1及び第 2の実施の形態と同様に、 短時間で FDB710をフラッシュ 又は適することカ坷能であるため、 P轄から短時間で復帰することが 能である。 その理由は、 RPRノードの FDB咅 15450に、 宛先 MACアドレスとポ一トラベルとの 関係を ¾ ^する FDB470の代わりに、 宛先 MACアドレスとアドレスラベルとの関係を 観する FDB710が 備され、 入力ポートとポートラベルとの関係を観する入力ポー 卜テ一ブル 480の代わりに、 R PRノードアドレスとアドレスラベルとの関係を する R P Rノードアドレステ一フレ 720が ¾己備され、 ポートラベルと出力ポートとの関係を登 録するポ一トラベルテーカレ 490の代わりに、 ァドレスラベルと宛先 R PRノードアドレ スとの関係を するアドレスラベルテ一カレ 730が 備され FDB部が、 受信 RPR フレームのペイ口一ドに格納されたフレームの送信元 MA Cアドレスと受信 R P Rフレーム の送信元 R P Rノードのアドレスとの関係を、 宛先 MA Cアドレスとポートアドレスとの関 係として FDB710に ¾ ^し、 R PRノードのスィッチ部に宛先 R PRノ一ドアドレスを 通知し、 さらに、 出力ポートを RPRノ一ドアドレスに颜しポートラベルをアドレスラベ ルに変更して RPRノードの FDB710をフラッシュ又は J Jfするからである。
以上好ましい複数の実施の形態をあげて本発明を説明したが、 本発明〖 、ずしも、 上記実 施の形態に されるものでなく、 その 的思想の範囲内において様々に変形して ることができる。

Claims

請求の範囲
1. ¾ii先 I青報によってフレームをネットヮ一ク上に ¾1するネットヮ一クノ一ドにおい て、
フレームの宛先清報と関係付けて仮想的に定義され 鎌己フレームの宛先 ί青報の総数以下 の種類に分類された嫌 3フレームの 想的 先 I青報と、 鎌己 先 I青報とを関係付ける転 送先情報テーブルを備えることを特徴とするネットヮ一クノード。
2 . 先 I青報によってフレームをネットワーク上に^するネットヮ一クノードにおい て、
フレームの宛先 I青報と、 低想的に定義され、 嫌己フレームの宛先膚報の総数以下の種類に 分類された嫌己フレームの仮想的 先 I青報とを関係付ける 想的^ fet青報テ一カレと、 編 3仮想 先 I青報と顧 ^青報とを関係付ける 青報テ一プルとを備えるこ とを特徴とするネットヮ一クノード。
3. 嫌己ネットワークの忧態に基づいて嫌己^ i先 I胄報テ一ブルにおける tit己フレームの Mt¾ 想的 ^'青報と 先 I青報との関係を 又は することによって、 till己フ レームの宛先 I青報と嫌己 先 I青報との関係を変更することを とする請求項 1又は請求 項 2に記載のネットワークノード。
4. 前記フレームの受信情報と嫌己 想的 ¾¾^t青報との関係を ¾®する受信情報テープ ルを備えることを i¾とする請求項 1から請求項 3の何れか 1項に記載のネットワークノ一 ド。
5. 受信したフレ一ムを、 受信した嫌己フレームの受信情報に関連付けられた嫌 ¾ 想的 先 I'青報に対 る 先 I青報に基づいて することを霞とする請求項 4に記載のネ ッ卜ワークノード。
6 . 受信したフレームの送信元情報を、 嫌 3受信情報テ一カレに基づいて、 受信した觸 3 フレームの受信情報に関係付けられている lifts仮想的 先膚報と関係付けて MI己仮想的転 送先 I眚報テ一カレに観することを難とする請求項 4又は請求項 5に記載のネットワーク ノード。
7. 受信した ttffSフレームを、 受信した前記フレームの送信元情報に関連付けられた嫌3 仮想的 先 I青報に対 jS "る^ ¾先 I青報に基づいて することを; I ^とする請求項 6に記 載のネットワークノード。
8. MtSfe想 膚報テ一ブルに基づいて、 受信したフレームの宛先 I青報に関係付け られている嫌 S 想^ ¾先 If報を取得し、 嫌 3¾¾先 I青報テ一ブルにおいて編己仮想的転 送先 I青報に関係付けられている嫌 青報に基づいて、 受信した嫌 3フレームを す ることを特徴とする請求項 2から請求項 7の何れか 1項に記載のネットワークノード。
9. ΐ Μ 想的^1 el青報テーブルに基づいて、 受信したフレームの宛先 I'青報に関係付け. られている仮想的縫先膚報を取得し、 編己 ^'青報テ一カレにおいて編 ¾ 想的 先 情報に関係付けられている ¾i¾先情報が 無効である:^、
又は、
受信した鎌己フレームの宛先 I青報に関する嫌 ¾ 想 先 I青報テーブルのェントリが無 効である齢、
又は、
謙 ¾ 想的^ fct青報テーブルに基づいて、 受信したフレームの宛先 I青報に関係付けられ ている仮想的 ¾i先 I青報を取得し、 取得した嫌己仮想的 先隱報に関する嫌己 先 I青報 テーブルのェントリが無効である場合に、
受信した前記フレームをプロ一ドキャスト することを特徴とする請求項 2から請求項 8の何れか 1項に記載のネットワークノ一ド。
1 0. 嫌 青報テーブルに養されている 先情報を、 鎌己 先 I青報と異なる ¾t先 I青幸艮に置換することによって、 フレームの宛先 I青報と 先 I青報との関係を:^する ことを特徴とする請求項 2から請求項 9の何れか 1項に記載のネットワークノード。
1 1. lift己縫先 I青報テーカレに されている縫先 I青報を消去、 又は、 無^)な情報に 置換することによって、 フレームの宛先 i青報と前記 青報との関係を することを特 徵とする請求項 2から請求項 1 0の何れか 1項に記載のネットワークノード。
1 2. 觸己 青報テ一ブルのェントリにェントリの棚性を示すフィールドを持たせ たことを特徴とする請求項 2から請求項 1 1の何れか 1項に記載のネットワークノード。
1 3. 鎌己仮想的 青報テ一カレにおいてフレームの宛先 f青報に関係付けられている 仮想的 ¾t先 1青報を取得し、 ΙΐίΙ己仮想的 fe^f青報に関する嫌 3 先 I青報テ一カレのェン トリの補性を示權己フィールドにェントリの無 を示す情報を観することによって、 編碗先 I青報と嫌己 青報との関係を «し、 嫌碗先 I青報を るフレームを鎌己 転送先 I青報]^の ¾t先 1青報に基づいて することを 1敦とする請求項 1 2に記載のネッ 卜ワークノード。
1 4.
Figure imgf000035_0001
l己^ i先 I青報 テーブルにおいて嫌己^ fet青報に関係付けられていた、 編 3仮想的 青報テ一ブルと 嫌 3受信情報テ一カレの何れか一方、 又は、 両方の 想 6 ^先膚報に関するエントリを削 除することを iとする請求項 1 0カゝら請求項 1 3の何れか 1項に記載のネットヮ一クノー ド。
1 5. 觸己ネットワークの 態に基づいて、 嫌己 先 I青報テ一ブルにおいて無^)な緩 先情報に関係付けられている仮想的 ¾ϋ先情報を取得し、
漏受信情報テーブルに観されている觸 3仮想的 ¾i ¾t青報を、 嫌 3fe想的 先 I'青報 と異なり、 嫌 B ^先 I青報テ一カレにおいて棚な 先 I'青報と関連付けられた仮想的 先情報に置換することを驗とする請求項 4から請求項 1 4の何れか 1項に記載のネットヮ ークノード。
1 6. 嫌己受信情報テ一カレにおける置換後の鎌 3仮想 0«1先 報と嫌 S受信情報との 関係を、 仮想的 先情報と 青報との関係として編 青報テーブルに ¾ する ことを特徴とする請求項 1 5に記載のネットワークノード。
1 7. 觸 3受信情報テ一カレにおいて 1個の受信情報に対して複難類の仮想的 ¾t5fel青 報を関係付けることを繊とする請求項 4から請求項 1 6の何れか 1項に記載のネットヮー クノード。
1 8. 受信したフレ一ムの送信元情報と、
嫌 3受信情報テーブルにおいて嫌 3フレームの受信情報に関係付けられている複数翻の仮 想 青報のうち、 ネットワークノード自身の 態に基づいて選択された 1個の 想的
^fct青報との関係を、 フレームの宛先 I青報と 想的^ fel青報との関係として前記 想的 転送先 If報テ一力レに麵することを赚とする請求項 1 7に記載のネットヮ一クノード。
1 9. 嫌己 ¾t fet青報が、 出力先 I青報 子、 ネットワークノ一ド ^J子、 VLANfiSU 子、 又は、 通信纖識 IJ子の何れか 1つの識 IJ子であることを體とする請求項 1から請求 項 1 8の何れか 1項に記載のネットワークノード。
2 0. lift己フレームの受信情報が、
出力先 I青報識【』子、 及び、 ネットワークノード i SiJ子、 及び、 VLANfiSU子、 及び、 通 信鍵識【仔の何れか 1つ、 又は、 嫌 3識リ子を任意に組み合わせて構成される情報である ことを特徴とする請求項 4から請求項 1 9の何れか 1項に記載のネットワークノード。
2 1. 鎌己仮想的転送先情報が、
廳3出力先情報テーブルが格納される記憶デバイスにおいて、
tfitS仮出力先 I青報に関係付けられている出力先 I青報が格納される記 域を するァドレ スであることを舰とする請求項 1から請求項 2 0の何れか 1項に記載のネットワークノー ド、。
2 2. ¾i先 I青報によってフレームをネットヮ一ク上に するネットワークノード上で 実行されるフレーム転送プログラムであって、
フレームの宛先情報と関係付けて仮想的に定義され 鎌 3フレームの宛先 I冑報の総数以下 の種類に分類された嫌己フレームの仮想的 青報と、 先 I青報とを関係付ける転 送先情報テーブルを用い、
鎌 3ネッ
Figure imgf000037_0001
仮想的^1 &I青報と Ml己転送先 I青報との関係を^ if又は石 することによって、 Ml己フレー ムの宛先 I青報と編 S^fel青報との関係を ¾ ^し、 受信したフレームを する機能を嫌 3 ネットワークノードに持たせることを特徴とするフレーム転送プログラム。
2 3. 先 I青報によってフレームをネットワーク上に転送するネットワークノード上で 実行されるフレーム転送プログラムであって、
フレームの宛先 I青報と、 想的に定義され、 鎌 3フレームの宛先 I青報の総数以下の翻に 分類された嫌己フレームの 想的 先 I青報とを関係付ける仮想的 先 I青報テ一ブルと、 鎌 S仮想的 ¾i先情報と嫌 3¾i先情報とを関係付ける 先情報テ一カレとを用い、 編 3ネットワークの 態に基づいて編 S 先 I青報テ一カレにおける編己フレームの仮想 的 先 I青報と漏己 青報との関係を應又は石練することによって、 嫌己フレームの 宛先 I青報と嫌己 先 I'青報との関係を颜し、 受信したフレームを する機能を嫌己ネッ トワークノードに持たせることを特徴とするフレーム プログラム。
2 4. 嫌 3テ一カレと、 歸3フレームの受信情報と鎌 3仮想的 ¾¾ fct青報との関係を魏 する受信情報テーブルとに基づいて、
受信したフレームを、 受信した iff己フレームの受信情報に関連付けられた ΙίΠ¾Ε想的 ¾i 先情報に対 JSする^ ¾先 I青報に従つて ¾iする機能を tiff己ネットヮ一クノードに持たせるこ とを特徴とする請求項 2 2又は請求項 2 3に記載のフレーム プログラム。
2 5. 受信したフレームの送信元情報を、 嫌 3受信情報テーブルに基づいて、 受信した前 記フレームの受信情報に関係付けられている嫌 ¾E想的 先 i青報と関係付けて嫌 3仮想的 先情報テーブルに ¾ ^する機能と、
' 受信した MI3フレームを、 受信した I Sフレ一ムの送信元情報に関連付けられた 仮想 的 青報に対 j¾する 先 I青報に基づいて ¾iする機能とを ΙϋΙ己ネットヮ一クノードに 持たせることを特徴とする請求項 2 4に記載のフレーム転送プログラム。
2 6 · 嫌己仮想的 先情報テ一ブルに基づいて、 受信したフレームの宛先 I青報に関係付 けられている嫌 3仮想的 先情報を取得する機能と、
嫌己 ¾ ^膚報テーブルにおいて嫌己仮想的^ fel青報に関係付けられている編己 情報に基づいて、 受信した嫌 3フレームを ¾1する機能とを嫌己ネットヮ一クノ一ドに持た せることを とする請求項 2 3力、ら請求項 2 5の何れか 1項に記載のフレーム プログ ラム。
2 7. 謙 ¾ 想的 先 [f報テーブルに基づいて、 受信したフレームの宛先 I'青報に関係付 けられている仮想的^ fe†青報を取得し、 婦己 ¾¾¾青報テーブルにおいて嫌己仮想的 先 I青報に関係付けられている^ i先 I青報が 無効である場合、
又は、
受信した Ι Ι己フレームの宛先 I青報に関する嫌 ¾ 想的 先 I青報テーブルのェントリが無 効である場合、
又は、
嫌己仮想的 ¾m先 I青報テーブルに基づいて、 受信したフレームの宛先 I青報に関係付けられ ている 想的 青報を取得し、 取得した嫌 ¾E想的 先 I青報に関する嫌己 先 I '青報 テーブルのェントリが無 である： に、
受信した前記フレームをプロ一ドキャスト転送する機能を前記ネットワークノードに持た せることを とする請求項 2 3から請求項 2 6の何れか 1項に記載のフレーム プログ ラム。 2 8. 編 S¾¾先 I青報テーブルに観されている 先 I青報を、 嫌 3 先 I'青報と異なる 転送先 f青報に置換することによって、 フレームの宛先 i青報と 先 I青報との関係を^ fする 機能と、
置換後の 先 I'青報に基づいて、 受信したフレームを する機能とを嫌 Sネットワーク ノードに持たせることを難とする請求項 2 2から請求項 2 7の何れか 1項に記載のフレー ム転送プログラム。
2 9. 纖3¾^1 '青報テーブルに されている ¾i ¾t青報を消去、 又は、 無 J¾な情報に 置換することによって、 フレームの宛先 I青報と編己 青報との関係を薩し、 受信した フレームをプロ一ドキャストする機能を嫌 3ネットヮ一クノ一ドに持たせることを糊敷とす る請求項 2 2から請求項 2 8の何れか 1項に記載のフレーム^!プログラム。
3 0. 嫌 3仮想的 先 I青報テーブルにおいてフレームの宛先 1青報に関係付けられている 仮想的¾¾5¾'青報を取得し、 鎌己仮想的 先清報に関する嫌 青報テ一ブルのェン トリの有効' I生を示すフィ一 Jレドにェントリの無効を示す情報を »することによって、 鎌 ¾a先 I青報と嫌己 ¾¾ 青報との関係を薩し、 嫌碗先 I青報を るフレームを編己 fei^el青報！^の 青報に基づいて ¾tする機能を tfit己ネットワークノードに持たせる ことを舰とする請求項 2 3から請求項 2 9の何れか 1項に記載のフレーム ¾iプログラム。 3 1. 嫌 3ネットヮ一クの扰態に基づいて、 鎌 青報テ一カレにおいて無^!な^ 先 I青報に関係付けられている仮想的 先情報を取得する機能と、
嫌己受信情報テーブルに観されている編 3確的 先 I青報を、 嫌 S仮想的 先 I青報 と異なり、 嫌 3¾¾先 If報テ一カレにおいて械な 青報と関連付けられた 想的 先 f青報に置換する機肯と、
置換後の仮想的 先廣報に関連付けられた棚な嫌己 青報に基づいて、 受信した フレームを する機倉とを tiff己ネットヮ一クノードに持たせることを とする請求項 2 4から請求項 3 0の何れか 1項に記載のフレ一ム^!プログラム。
3 2. 先 I青報によってネットワークノードがフレームをネットワーク上に するフ レーム ¾i方法であって、
フレームの宛先 I青報と関係付けて仮想的に定義され 嫌 3フレームの宛先 I青報の総数以下 の種類に分類された編 Sフレームの仮想的 ¾¾3fet青報と、 編 先廣報とを関係付ける転 送先情報テーブルを用い、
鎌 3ネットヮ一クの优態に基づいて嫌 3¾¾ ¾t青報テーブルにおける嫌己フレームの編 3
Figure imgf000040_0001
前記フレー ムの宛先 I'青報と編己 Si先廣報との関係を し、 受信したフレームを する ¾¾ステツ プを有することを特徴とするフレーム^^法。 3 3. 青報によってネットワークノードがフレームをネットワーク上に するフ レーム転送方法であって、
フレームの宛先 I青報と、 想的に定義され 嫌己フレームの宛先 I青報の総 以下の觀に 分類された嫌己フレームの仮想 先 I青報とを関係付ける仮想 青報テーブルと、 嫌 3仮想的^1 &|青報と、 嫌 3¾t先 I青報とを関係付ける 青報テーブルとを用い、 嫌己ネットワークの 態に基づいて嫌 S^fel青報テ一ブルにおける嫌己フレームの仮想 的 青報と鎌己転^ ¾1青報との関係を^ f又は することによって、 婦己フレームの 宛先 I青報と嫌己 先 I青報との関係を ¾5し、 受信したフレームを ¾tする ¾¾ステツプを ることを特徴とするフレーム転送方法。 3 4. fiflB ステップは、
編己テーブルと、 嫌己フレームの受信情報と編己仮想的 先 I'青報との関係を観する受 信情報テーブルとに基づレて、
受信したフレームを、 受信した鎌己フレームの受信情報に関連付けられた歸己仮想的 先膺報に対 Jgf "る 先 I青報に従って することを籠とする請求項 3 2又は請求項 3 3 に記載のフレーム 方法。
3 5 · 受信したフレームの送信元情報を、 觸己受信情報テ一カレに基づいて、 受信した前 記フレームの受信情報に関係付けられている編己仮想的 先 I青報と関係付けて ttilS仮想的 先情報テーブルに擺するステップを備え、
ΙίίΕ転送ステップは、
受信した嫌己フレームを、 受信した嫌己フレームの送信元情報に関連付けられた鎌己仮想 的 先 I青報に対 J¾する 先 I'青報に基づいて ¾tすることを ί敷とする請求項 3 4に記載 のフレーム転送方法。
3 6. 嫌己仮想的^1 &l青報テーカレに基づいて、 受信したフレームの宛先 I青報に関係付 けられている編己仮想的転送先情報を取得するステップを備え、
編己転送ステップは、
編己 ¾i先 ft報テ一ブルにおいて漏仮想的 ¾i ^青報に関係付けられている Ιίί 先 情報に基づいて、 受信した嫌 3フレームを することを徹とする請求項 3 3から請求項 3 5の何れか 1項に記載のフレーム転送方法。
3 7. 嫌 3仮想的 先 I青報テ一カレに基づいて、 受信したフレームの宛先 I青報に関係付 けられている^ 想的 先 I青報を取得し、 謙己 先 I'青報テ一ブルにおいて嫌己仮想的 先情報に関係付けられている ¾1先 I青報力 ¾送無効である：^、
又は、
受信した謙己フレームの宛先 I青報に関する嫌 3仮想 ¾¾¾先 I'青報テ一カレのェントリが無 効である i給、
又は、
嫌 3仮想的 先 I青報テ一カレに基づいて、 受信したフレームの宛先 I青報に関係付けられ ている仮想的 先 I青報を取得し、 取得した鎌 3仮想 δ ^先 I'青報に関する嫌己 青報 テーブルのェントリが無 である に、
刖 ¾¾ステツプは、
受信した 1013フレームをプロ一ドキャスト^ Mすることを ^とする請求項 3 3から請求 項 3 6の何れか 1項に記載のフレ一ム転 法。
3 8. 嫌己縫先 I青報テ一力レに観されている ¾i先 I青報を、 嫌 S¾i fet青報と異なる 転送先 i'青報に置換することによって、 フレームの宛先 I青報と fe^ei青報との関係を Mifする ステップを備え、
M 転送ステップは、
置換後の 先 I青報に基づいて、 受信したフレームを するステツプを; ることを特 徴とする請求項 3 2力 請求項 3 7の何れか 1項に記載のフレーム縫方法。 3 9. 讓¾¾ステップは、 嫌己^ fel青報テ一カレに養されている ¾ 先廣報を消去、 又は、 無 J¾な情報に置換す ることによって、 フレームの宛先 I青報と嫌己 先 I青報との関係を藤し、 受信したフレー ムをブ口一ドキャス卜することを H [とする請求項 3 2から請求項 3 8の何れか 1項に記載 のフレーム 方法。
4 0. 嫌己 ステップは、
嫌 ¾ 想的 先 I青報テ一ブルにおレてフレームの宛先 I青報に関係付けられている仮想的 転送先 I青報を取得し、 羅仮想的 先 I青報に関する嫌己^1 el青報テーブルのェントリの 有効性を示すフィールドにェントリの無効を示す情報を搬することによって、
鎌 先 I青報と嫌己 先 I青報との関係を藤し、 嫌碗先 I'青報を Tるフレームを鎌己 先 I青報 の^ fet胄報に基づいて することを とする請求項 3 3から請求項 3 9の何れか 1項に記載のフレーム転 ¾ ^法。
4 1 · 編己ネットワークの 態に基づいて、 認 3 先 I青報テ一カレにおいて無^!な 先情報に関係付けられている仮想的 ¾g先情報を取得するステップと、
嫌己受信情報テ一カレに観されている 191己仮想的 ¾i先 I青報を、 嫌 ¾ 想的縫先 I青報 と異なり、 編 3β先 I'青報テーカレにおいて棚な ¾i先 I青報と関連付けられた仮想的 先 I'青報に置換するステップとを備え、
鎌己縫ステップは、
置換後の仮想的 先 I'青報に関連付けられた械な鎌 3 先 I青報に基づいて、 受信した フレームを ¾ϋすることを ¾とする請求項 3 4から請求項 4 0の何れか 1項に記載のフレ 一ム転 去。
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