JP2575800B2 - 資源を探し出す方法 - Google Patents
資源を探し出す方法Info
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- JP2575800B2 JP2575800B2 JP63114993A JP11499388A JP2575800B2 JP 2575800 B2 JP2575800 B2 JP 2575800B2 JP 63114993 A JP63114993 A JP 63114993A JP 11499388 A JP11499388 A JP 11499388A JP 2575800 B2 JP2575800 B2 JP 2575800B2
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
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Description
【発明の詳細な説明】 A.産業上の利用分野 本発明はコンピユータネツトワークに関し、さらに詳
しくいうと、ネツトワークにおいてターゲツト資源を捜
し出すための方法に関する。
しくいうと、ネツトワークにおいてターゲツト資源を捜
し出すための方法に関する。
B.従来技術及びその問題点 データを処理し及び伝送するためのコンピユータネツ
トワークはよく知られている。典型的なコンピユータネ
ツトワークシステムは、一定のタイプのオペレーテイン
グシステムの下で走行する少なくとも１つのホストコン
ピユータと、通信コントローラと、通信媒体と、複数の
エンドユーザ（端末、プリンタ、デイスプレイ等）とを
有する。ホストコンピユータは通信媒体を介して通信コ
ントローラ又はエンドユーザに接続される。通信コント
ローラは通信媒体を介して他の通信コントローラ又はエ
ンドユーザとインターフエースする。通信媒体は、電話
回線、チヤネル、衛星などでもよい。ユーザの端末から
要求を入れることによつて、ユーザはホストコンピユー
タからデータを抽出することができる。同様に、ユーザ
は端末から情報を入れることができ、この情報はその端
末を介してホストコンピユータ又は他の端末へ伝送され
る。
トワークはよく知られている。典型的なコンピユータネ
ツトワークシステムは、一定のタイプのオペレーテイン
グシステムの下で走行する少なくとも１つのホストコン
ピユータと、通信コントローラと、通信媒体と、複数の
エンドユーザ（端末、プリンタ、デイスプレイ等）とを
有する。ホストコンピユータは通信媒体を介して通信コ
ントローラ又はエンドユーザに接続される。通信コント
ローラは通信媒体を介して他の通信コントローラ又はエ
ンドユーザとインターフエースする。通信媒体は、電話
回線、チヤネル、衛星などでもよい。ユーザの端末から
要求を入れることによつて、ユーザはホストコンピユー
タからデータを抽出することができる。同様に、ユーザ
は端末から情報を入れることができ、この情報はその端
末を介してホストコンピユータ又は他の端末へ伝送され
る。
コンピユータシステムはそのシステムにおける情報の
正しい流れを保証するシステムアーキテクチヤによつて
管理される。このアーキテクチヤには従来技術として幾
つかある。たとえば、コンピユータネツトワークにおい
て使用されるアーキテクチヤの概観は、S.Weckerによる
“Computer Network Architecture"（Computer、1979年
９月）に示されている。他に、SNA（System Network Ar
chitecture）の記載を含むものとして、P.E.Geeenによ
る“An Introduction to Network Architectures and P
rotocols"（IBM Systems Journal、1979年第18巻第２
号）がある。これらの論文には、SNA、DNA、ARPNETのよ
うな様々なコンピユータネツトワークが階層的なアーキ
テクチヤによつて記載されている。階層的なアーキテク
チヤでは、最下層がネツトワークの様々なユーザノード
を相互接続する物理的な通信ラインに関し、最上層がエ
ンドユーザ間の対話に関する。
正しい流れを保証するシステムアーキテクチヤによつて
管理される。このアーキテクチヤには従来技術として幾
つかある。たとえば、コンピユータネツトワークにおい
て使用されるアーキテクチヤの概観は、S.Weckerによる
“Computer Network Architecture"（Computer、1979年
９月）に示されている。他に、SNA（System Network Ar
chitecture）の記載を含むものとして、P.E.Geeenによ
る“An Introduction to Network Architectures and P
rotocols"（IBM Systems Journal、1979年第18巻第２
号）がある。これらの論文には、SNA、DNA、ARPNETのよ
うな様々なコンピユータネツトワークが階層的なアーキ
テクチヤによつて記載されている。階層的なアーキテク
チヤでは、最下層がネツトワークの様々なユーザノード
を相互接続する物理的な通信ラインに関し、最上層がエ
ンドユーザ間の対話に関する。
ネツトワークがより動的なものになると、資源及びエ
ンドユーザの付加及び再配置が頻繁に生じることとな
る。したがつてネツトワークの成長及び変更をより簡単
に行えるようにするための新しいプロシージヤが必要と
なる。その他の事項においても、こうしたプロシージヤ
は、必要なシステムの定義、エラー及び競合状態の量を
最小にするものでなければならない。
ンドユーザの付加及び再配置が頻繁に生じることとな
る。したがつてネツトワークの成長及び変更をより簡単
に行えるようにするための新しいプロシージヤが必要と
なる。その他の事項においても、こうしたプロシージヤ
は、必要なシステムの定義、エラー及び競合状態の量を
最小にするものでなければならない。
Bratzらによる“SNA Networks of Small Systems"（I
EEE J.Selected Areas in Communications、第１巻SAC
−３、第３号、1985年５月）は、SNAの拡張についての
概観を与えるものである。この論文は、システムの定義
の最小化に言及している。しかしながら、最小化を実現
するための手段及び方法については十分に言及していな
い。
EEE J.Selected Areas in Communications、第１巻SAC
−３、第３号、1985年５月）は、SNAの拡張についての
概観を与えるものである。この論文は、システムの定義
の最小化に言及している。しかしながら、最小化を実現
するための手段及び方法については十分に言及していな
い。
なお、SNAの用語及び概念についてさらに詳しいこと
が必要であれば、IBM社の刊行物Systems Network Archi
tecture Technical Overview（GC30−3073−２、1986年
９月）を参照されたい。
が必要であれば、IBM社の刊行物Systems Network Archi
tecture Technical Overview（GC30−3073−２、1986年
９月）を参照されたい。
このように、従来、ネツトワークにおける資源の付加
及び再配置は一般にネツトワークにおける各ノードで使
用可能な資源を、たとえばシステム定義などによつて全
てのサーバノードに対して定義していた。この手法は、
このような資源の変更が頻繁に行われる場合、多大な時
間を要し不適切なものであつた。
及び再配置は一般にネツトワークにおける各ノードで使
用可能な資源を、たとえばシステム定義などによつて全
てのサーバノードに対して定義していた。この手法は、
このような資源の変更が頻繁に行われる場合、多大な時
間を要し不適切なものであつた。
そこで、本発明はかかる不都合をなくした資源探索の
手法を提供することを目的としている。
手法を提供することを目的としている。
C.問題点を解決するための手段 この目的を達成するため、複数のエンドノード及びサ
ーバノードを有し、該エンドノードが選択された１つの
サーバノードに関連するようなコンピユータネツトワー
クにおいて要求元ノードによつて要求された資源を探し
出す本発明の方法は、（ａ）エンドノード又は該エンド
ノードに関連するサーバノードである要求元ノードによ
つて該要求元ノードに存在する資源の探索を開始するス
テツプと、（ｂ）探し出すべき資源が上記要求元ノード
に存在しないときは、上記サーバノードによつてネツト
ワークに存在するとわかつている資源の探索を開始する
ステツプと、（ｃ）探し出すべき資源が上記サーバノー
ドにわからないときは、該サバノードに関連するエンド
ノードに存する資源の探索を該サバノードによつて開始
するステツプと、を有する。
ーバノードを有し、該エンドノードが選択された１つの
サーバノードに関連するようなコンピユータネツトワー
クにおいて要求元ノードによつて要求された資源を探し
出す本発明の方法は、（ａ）エンドノード又は該エンド
ノードに関連するサーバノードである要求元ノードによ
つて該要求元ノードに存在する資源の探索を開始するス
テツプと、（ｂ）探し出すべき資源が上記要求元ノード
に存在しないときは、上記サーバノードによつてネツト
ワークに存在するとわかつている資源の探索を開始する
ステツプと、（ｃ）探し出すべき資源が上記サーバノー
ドにわからないときは、該サバノードに関連するエンド
ノードに存する資源の探索を該サバノードによつて開始
するステツプと、を有する。
好適な実施例によれば、エンドノードはまず自己のロ
ーカル資源を探索する。（ここで、エンドノードとは、
ネツトワークサービスを使用するだけで提供はしない、
ネツトワークの端部に存するノードのことをいう。）資
源（宛先）がみつからないときはそのエンドノードは自
己のネツトワークノード（サーバ）に探索要求を送る。
（ここで、ネツトワークノードとは、自己及び自己のエ
ンドノードにある構成要求にネツトワークサービズを提
供する。ネツトワークにおける中間のノードのことをい
う。）あるいは、この探索はネツトワークノードではじ
めに開始してもよい。サバノードは定義域資源の自己の
デイレクトリをまず探索する（すなわちそのノードに存
する資源及び自己のエンドノードに存するとわかつてい
る資源を探索する。）その資源が自己の定義域デイレク
トリに存しないときは、サバノードは他のネツトワーク
ノードで既知の資源をチエツクする。（ここで“既知”
とは、或る資源が或るノードのいずれかのデイレクトリ
においてリストされていることをいう。）そこで、もし
他のノードでその資源が既知のときは、要求された資源
を含むと考えられるそのノードに直接的な探索が送られ
る。この直接的な探索で資源が既知ではないとき（すな
わち、みつからなかつたとき）は、そのサーバは、要求
されたタイプの資源について探索しうることを示した自
己の定義域内のエンドノードに同報通信をする。資源が
そのサーバの定義域内になくそのネツトワークの中央デ
イレクトリにあるときは、１つの直接的な探索を使つて
その要求が中央デイレクトリに進められる。中央デイレ
クトリがないか、又はリンクの停止によりそのノードが
直接的な探索を中央デイレクトリに経路指定できないと
きは、同報通信探索が遂行される。この同報通信によつ
ても資源がみつからず、その資源のネツトワークIDが現
ネツトワーク以外の他ネツトワークを示すときは、その
要求は直接的探索でゲートウエイノード（もしあれば）
に進められる。
ーカル資源を探索する。（ここで、エンドノードとは、
ネツトワークサービスを使用するだけで提供はしない、
ネツトワークの端部に存するノードのことをいう。）資
源（宛先）がみつからないときはそのエンドノードは自
己のネツトワークノード（サーバ）に探索要求を送る。
（ここで、ネツトワークノードとは、自己及び自己のエ
ンドノードにある構成要求にネツトワークサービズを提
供する。ネツトワークにおける中間のノードのことをい
う。）あるいは、この探索はネツトワークノードではじ
めに開始してもよい。サバノードは定義域資源の自己の
デイレクトリをまず探索する（すなわちそのノードに存
する資源及び自己のエンドノードに存するとわかつてい
る資源を探索する。）その資源が自己の定義域デイレク
トリに存しないときは、サバノードは他のネツトワーク
ノードで既知の資源をチエツクする。（ここで“既知”
とは、或る資源が或るノードのいずれかのデイレクトリ
においてリストされていることをいう。）そこで、もし
他のノードでその資源が既知のときは、要求された資源
を含むと考えられるそのノードに直接的な探索が送られ
る。この直接的な探索で資源が既知ではないとき（すな
わち、みつからなかつたとき）は、そのサーバは、要求
されたタイプの資源について探索しうることを示した自
己の定義域内のエンドノードに同報通信をする。資源が
そのサーバの定義域内になくそのネツトワークの中央デ
イレクトリにあるときは、１つの直接的な探索を使つて
その要求が中央デイレクトリに進められる。中央デイレ
クトリがないか、又はリンクの停止によりそのノードが
直接的な探索を中央デイレクトリに経路指定できないと
きは、同報通信探索が遂行される。この同報通信によつ
ても資源がみつからず、その資源のネツトワークIDが現
ネツトワーク以外の他ネツトワークを示すときは、その
要求は直接的探索でゲートウエイノード（もしあれば）
に進められる。
以下、本発明の詳細な実施例と共にその作用を説明す
る。
る。
D.実施例 本実施例はコンピユータネツトワークに存在する資源
を探し出すための一般的な方法に関するものである。本
実施例はいかなるタイプのコンピユータネツトワークに
も適用できる。たとえば本実施例はIBM社のSNAアーキテ
クチヤにおいてもうまく機能する。そこで以下かかる環
境の下で説明する。
を探し出すための一般的な方法に関するものである。本
実施例はいかなるタイプのコンピユータネツトワークに
も適用できる。たとえば本実施例はIBM社のSNAアーキテ
クチヤにおいてもうまく機能する。そこで以下かかる環
境の下で説明する。
特に、好適な実施例を小規模システムについてのSNA
の拡張の際に使用するという観点から説明する。そのよ
うな拡張は、SNA/APPN（advanced peer−to−peer netw
orking）と呼ばれている。SNA/APPNアーキテクチヤ及び
資源を動的に探し出すための方法についての概観は、Ba
ratzらによる“SNA Networks of Small Systems"（IEE
E J.Selected Areas in Communications 第SAC−３巻、
第３号、1985年５月）に記載されている。この論文で
は、そのアーキテクチヤはSNA/LENと呼ばれている。
の拡張の際に使用するという観点から説明する。そのよ
うな拡張は、SNA/APPN（advanced peer−to−peer netw
orking）と呼ばれている。SNA/APPNアーキテクチヤ及び
資源を動的に探し出すための方法についての概観は、Ba
ratzらによる“SNA Networks of Small Systems"（IEE
E J.Selected Areas in Communications 第SAC−３巻、
第３号、1985年５月）に記載されている。この論文で
は、そのアーキテクチヤはSNA/LENと呼ばれている。
ところでAPPNノードには２つのタイプがある。１つは
ネツトワークノード（NN）、もう１つはエンドノード
（EN）である。NNはセツシヨン確立と、各自の論理ユニ
ツト（LU）について及び機能の低いノード（EN）の論理
ユニツトについての他のノードのデイレクトリサービス
及びセツシヨントラヒツク経路指定サービスと、を提供
する。
ネツトワークノード（NN）、もう１つはエンドノード
（EN）である。NNはセツシヨン確立と、各自の論理ユニ
ツト（LU）について及び機能の低いノード（EN）の論理
ユニツトについての他のノードのデイレクトリサービス
及びセツシヨントラヒツク経路指定サービスと、を提供
する。
各ノード、すなわち、EN又はNNは各自のローカルな資
源のデイレクトリを維持する役目を有する。その他、各
NNは関連するENに存する資源についてのデイレクトリ情
報を維持する役目を有する。これはシステム定義（sysd
ef）によつて行われる。すなわち、全ての資源の名前又
はENの状況を、NNに動的に通知できることを許可された
ノードとして定義する。そのようなNNはサーバと呼ば
れ、サーバNNと関連するENとの組合せは定義域（domai
n）と呼ばれる。
源のデイレクトリを維持する役目を有する。その他、各
NNは関連するENに存する資源についてのデイレクトリ情
報を維持する役目を有する。これはシステム定義（sysd
ef）によつて行われる。すなわち、全ての資源の名前又
はENの状況を、NNに動的に通知できることを許可された
ノードとして定義する。そのようなNNはサーバと呼ば
れ、サーバNNと関連するENとの組合せは定義域（domai
n）と呼ばれる。
全てのAPPNノードは制御点間セツシヨン（control−p
oint−to−control−point session）によつて通信す
る。１つのAPPNノードは物理的に隣接したネツトワーク
ノードとの間で２つの制御点間セツシヨン（以下、CP間
セツシヨンという）を有する。各セツシヨンは、ごく短
いトランザクシヨンが流れる一方向性パイプとして特徴
付けることができる。すなわち、隣接ノード間における
各セツシヨンは一方向のみについてのトラヒツクを伝送
する。したがつて、ネツトワークノード間のCP間通信は
全２重式接続と考えることができる。リンクが活動化さ
れると、各APPNノードは、リンクの他端のノードと（も
しそれがネツトワークノードなら）CP間セツシヨンの確
立を試行する。ネツトワークノード間におけるCP間セツ
シヨンは常にCP機能の交換から始まる。なおAPPNのENと
そのENに関連するAPPNのNNとの間で確立されるCP間セツ
シヨンもある。
oint−to−control−point session）によつて通信す
る。１つのAPPNノードは物理的に隣接したネツトワーク
ノードとの間で２つの制御点間セツシヨン（以下、CP間
セツシヨンという）を有する。各セツシヨンは、ごく短
いトランザクシヨンが流れる一方向性パイプとして特徴
付けることができる。すなわち、隣接ノード間における
各セツシヨンは一方向のみについてのトラヒツクを伝送
する。したがつて、ネツトワークノード間のCP間通信は
全２重式接続と考えることができる。リンクが活動化さ
れると、各APPNノードは、リンクの他端のノードと（も
しそれがネツトワークノードなら）CP間セツシヨンの確
立を試行する。ネツトワークノード間におけるCP間セツ
シヨンは常にCP機能の交換から始まる。なおAPPNのENと
そのENに関連するAPPNのNNとの間で確立されるCP間セツ
シヨンもある。
デイレクトリ探索プロシージヤはAPPNネツトワークノ
ードのデイレクトリサービス構成要素の一部である。そ
の機能はセツシヨン要求のターゲツト資源のロケーシヨ
ンをみつけることである。資源のロケーシヨンは動的な
ものである。要求された資源の現在のロケーシヨンをみ
つけるというデイレクトり探索プロシージヤの能力によ
り、セツシヨンサービスはセツシヨン確立の流れを管理
することができ、障害の生じるセツシヨン確立要求の発
生が減じられる。
ードのデイレクトリサービス構成要素の一部である。そ
の機能はセツシヨン要求のターゲツト資源のロケーシヨ
ンをみつけることである。資源のロケーシヨンは動的な
ものである。要求された資源の現在のロケーシヨンをみ
つけるというデイレクトり探索プロシージヤの能力によ
り、セツシヨンサービスはセツシヨン確立の流れを管理
することができ、障害の生じるセツシヨン確立要求の発
生が減じられる。
第１図は典型的なSNA/APPネツトワークの構成を示す
図である。ここでは、ターゲツト資源のロケーシヨンを
みつけるために１つの方法（以下、その概念ないしは機
能をLOCATEという）が好適に使用される。SNA/APPN50
は、ネツトワークノード（NN）のセツトと、エンドノー
ド（EN）のセツトと、中央デイレクトリ（CD）とを含む
サブネツトワークである。
図である。ここでは、ターゲツト資源のロケーシヨンを
みつけるために１つの方法（以下、その概念ないしは機
能をLOCATEという）が好適に使用される。SNA/APPN50
は、ネツトワークノード（NN）のセツトと、エンドノー
ド（EN）のセツトと、中央デイレクトリ（CD）とを含む
サブネツトワークである。
これらのノードの各々は１以上のネツトワークアドレ
ス指定可能ユニツト（NAU）を含む。１つのNAUはそのネ
ツトワークへの１つのエンテイテイを表わし、トラヒツ
クをそこに経路指定することができる。論理ユニツト
（LU）はユーザNAUであり、エンドユーザはこれを介し
てネツトワークをアクセスする。各EN及びNNは、普通、
１以上のLUをサポートしている。その他、各EN及びNNは
LU間セツシヨンの開始及び終了のような制御機能を提供
する制御点（CP）を有する。CPはCP間セツシヨンによつ
て互いに通信する。
ス指定可能ユニツト（NAU）を含む。１つのNAUはそのネ
ツトワークへの１つのエンテイテイを表わし、トラヒツ
クをそこに経路指定することができる。論理ユニツト
（LU）はユーザNAUであり、エンドユーザはこれを介し
てネツトワークをアクセスする。各EN及びNNは、普通、
１以上のLUをサポートしている。その他、各EN及びNNは
LU間セツシヨンの開始及び終了のような制御機能を提供
する制御点（CP）を有する。CPはCP間セツシヨンによつ
て互いに通信する。
典型的には、各EN及びNNは関連するアプリケーシヨン
プログラム、I/O装置及びデータベース（図示せず）を
有する。これらは関連するLUに含まれている。EN及びNN
（たとえば230と310、又は120と４）のLUは“セツシヨ
ン”と呼ばれる論理的な接続によつて通信する。
プログラム、I/O装置及びデータベース（図示せず）を
有する。これらは関連するLUに含まれている。EN及びNN
（たとえば230と310、又は120と４）のLUは“セツシヨ
ン”と呼ばれる論理的な接続によつて通信する。
従来技術としてよく知られているように、２つのLUの
間で複数のセツシヨンを確立することも可能である。一
方のLUがSNAの要求を他方に送ると、１つのセツシヨン
が確立される。この要求は、両者がそのセツシヨンの間
従うことを約束したプロトコルを指定する“BIND"とし
て知られているものである。“BIND"の送信側及び受信
側はそれぞれ主LU（PLU）及び副LU（SLU）として知られ
ている。
間で複数のセツシヨンを確立することも可能である。一
方のLUがSNAの要求を他方に送ると、１つのセツシヨン
が確立される。この要求は、両者がそのセツシヨンの間
従うことを約束したプロトコルを指定する“BIND"とし
て知られているものである。“BIND"の送信側及び受信
側はそれぞれ主LU（PLU）及び副LU（SLU）として知られ
ている。
セツシヨン確立などについて一般的知識が必要であれ
ば、IBM社の刊行物“IBM Systems Network Architectur
e Format and Protocol Reference Manual:Architectur
e Logic"（SC30−3112）を参照されたい。
ば、IBM社の刊行物“IBM Systems Network Architectur
e Format and Protocol Reference Manual:Architectur
e Logic"（SC30−3112）を参照されたい。
１つのネツトワークが１以上の中央デイレクトリ（C
D）ノードを有してもよい。これらは、デイレクトリエ
ントリについての大規模なキヤツシユを提供するネツト
ワークノードであり、他の要求元によつて既に探し出さ
れた資源をみつけるため他のノードによつて使用するこ
とができる。
D）ノードを有してもよい。これらは、デイレクトリエ
ントリについての大規模なキヤツシユを提供するネツト
ワークノードであり、他の要求元によつて既に探し出さ
れた資源をみつけるため他のノードによつて使用するこ
とができる。
サブネツトワーク間の接続はゲートウエイNNによつて
行われる。第１図では、ゲートウエイNN8はサブネツト
ワーク50及び51を接続する。
行われる。第１図では、ゲートウエイNN8はサブネツト
ワーク50及び51を接続する。
各ノードCPはそのノードの資源に関するデイレクトリ
情報を維持する。この情報は、資源の名前と、資源のタ
イプと、非LU資源の場合、その資源に関連するLUとを含
む。ローカル資源の全てのデイレクトリを合成すると、
分散式ネツトワークデイレクトリが提供される。
情報を維持する。この情報は、資源の名前と、資源のタ
イプと、非LU資源の場合、その資源に関連するLUとを含
む。ローカル資源の全てのデイレクトリを合成すると、
分散式ネツトワークデイレクトリが提供される。
ローカル資源のデイレクトリの他、１つのNNにおいて
３種類のデイレクトリエントリがある。すなわち、自己
の定義域の資源と、定義域間の資源と、ネツトワーク間
の資源である。全てのデイレクトリエントリはその資源
の存在するところのCPの名前を有する。LU以外の資源の
場合、デイレクトリエントリはその資源に関連するLUを
さらに含む。定義域間資源についてのエントリは、さら
に、ネツトワークノード制御点（NNCP）を有する。この
NNCPはその制御点に関してデイレクトリ及びセツシヨン
サービスを提供する。一方、ネツトワーク間資源につい
てのエントリは、さらに、起点LUと宛先資源との間のセ
ツシヨンに関してゲートウエイネツトワークノードにサ
ービスを提供するNNCPを有する。
３種類のデイレクトリエントリがある。すなわち、自己
の定義域の資源と、定義域間の資源と、ネツトワーク間
の資源である。全てのデイレクトリエントリはその資源
の存在するところのCPの名前を有する。LU以外の資源の
場合、デイレクトリエントリはその資源に関連するLUを
さらに含む。定義域間資源についてのエントリは、さら
に、ネツトワークノード制御点（NNCP）を有する。この
NNCPはその制御点に関してデイレクトリ及びセツシヨン
サービスを提供する。一方、ネツトワーク間資源につい
てのエントリは、さらに、起点LUと宛先資源との間のセ
ツシヨンに関してゲートウエイネツトワークノードにサ
ービスを提供するNNCPを有する。
これらのエントリを累算するには幾つかのやり方があ
る。たとえば、システム定義（Sysdef）を入力すること
によつて、早期の成功的探索の結果を記憶すこと（キヤ
ツシング）によつて、及びCP名前の一致不一致について
ポロジーデータベースを探索することによつて、であ
る。
る。たとえば、システム定義（Sysdef）を入力すること
によつて、早期の成功的探索の結果を記憶すこと（キヤ
ツシング）によつて、及びCP名前の一致不一致について
ポロジーデータベースを探索することによつて、であ
る。
キヤツシユエントリは、それがシステム定義によるも
のであるか動的に付加されたものであるかを問わず、次
のLOCATEを指令するものである。LOCATE探索が失敗する
か又はその探索が成功したがその資源がみつからないた
めにBINDが失敗したときは（たとえば、LOCATEの受信と
BINDの受信との間のウインドウで資源が移動され又は障
害を発生した場合）、誤りのあるキヤツシユエントリは
削除される。必要に応じて、LRU（Least recently use
d）アルゴリズムを適用し、新たなエントリの余裕を作
るために動的にキヤツシユエントリを付加してもよい。
のであるか動的に付加されたものであるかを問わず、次
のLOCATEを指令するものである。LOCATE探索が失敗する
か又はその探索が成功したがその資源がみつからないた
めにBINDが失敗したときは（たとえば、LOCATEの受信と
BINDの受信との間のウインドウで資源が移動され又は障
害を発生した場合）、誤りのあるキヤツシユエントリは
削除される。必要に応じて、LRU（Least recently use
d）アルゴリズムを適用し、新たなエントリの余裕を作
るために動的にキヤツシユエントリを付加してもよい。
“LOCATE"プロシージヤ LOCATEプロシージヤの目的は、起点と探索のターゲツ
ト（宛先ノード又は宛先と呼ばれる）であるLUとの間で
セツシヨンが確立できるよう、ネツトワークにおける資
源（たとえば、LUトランザクシヨンプログラム又はファ
イルなどである）を探し出すことである。資源のロケー
シヨンはその資源の自己のCPであると定義される。宛先
資源のロケーシヨンへの経路指定は経路指定選択サービ
スによつて計算することができる。セツシヨンサービス
はそのセツシヨン確立要互（BIND）を経路指定するため
の経路指定選択サービスによつて計算された経路を使用
する。
ト（宛先ノード又は宛先と呼ばれる）であるLUとの間で
セツシヨンが確立できるよう、ネツトワークにおける資
源（たとえば、LUトランザクシヨンプログラム又はファ
イルなどである）を探し出すことである。資源のロケー
シヨンはその資源の自己のCPであると定義される。宛先
資源のロケーシヨンへの経路指定は経路指定選択サービ
スによつて計算することができる。セツシヨンサービス
はそのセツシヨン確立要互（BIND）を経路指定するため
の経路指定選択サービスによつて計算された経路を使用
する。
ENはその探索を開始するときは、まず自己の資源を探
索し、その資源がみつからなかつた場合に、その要求を
サーバであるNNに送る。
索し、その資源がみつからなかつた場合に、その要求を
サーバであるNNに送る。
APPNのNNにおけるLOCATEプロシージヤの構成は、まず
ローカル資源（探索を実行するノードに存在するもの、
及び関連するエンドノードに存在するとわかつているも
の）を探索することである。その資源がローカルのもの
ではない場合は、探索を実行しているノードは他のネツ
トワークノードの既知の資源を検査する。これらの資源
が既知となりうるのは、それが先の債索でキヤツシユさ
れたものである場合や、求められた資源がLUであり、さ
らにCPでありしたがつてトポロジーデータベースに存在
することがあるからである。いずれにせよ、探索はター
ゲツト資源を有すると考えられるノードへ送られる。こ
れは“直接的（directed）”探索として知られている。
その資源が既知でないか又は直接的探索が失敗したとき
は、そのNNに接続された、ターゲツト資源の資源タイプ
についてLOCATEを受信することのできるエンドノードが
探索される。
ローカル資源（探索を実行するノードに存在するもの、
及び関連するエンドノードに存在するとわかつているも
の）を探索することである。その資源がローカルのもの
ではない場合は、探索を実行しているノードは他のネツ
トワークノードの既知の資源を検査する。これらの資源
が既知となりうるのは、それが先の債索でキヤツシユさ
れたものである場合や、求められた資源がLUであり、さ
らにCPでありしたがつてトポロジーデータベースに存在
することがあるからである。いずれにせよ、探索はター
ゲツト資源を有すると考えられるノードへ送られる。こ
れは“直接的（directed）”探索として知られている。
その資源が既知でないか又は直接的探索が失敗したとき
は、そのNNに接続された、ターゲツト資源の資源タイプ
についてLOCATEを受信することのできるエンドノードが
探索される。
資源がローカルには既知でないときは、その要求は、
もしあれば、直接的探索の形でCDに送られる。CDが存在
しない場合は、同報通信探索が実行される。同報通信探
索は、資源のロケーシヨンが他の手段によつてはみつけ
ることができない場合にのみ使用される。同報通信探索
が成功せず、かつ、その資源の名前でその資源が別のネ
ツトワークに存在することが示されたときは、もしあれ
ば、直接的探索がゲートウエイに送られる。
もしあれば、直接的探索の形でCDに送られる。CDが存在
しない場合は、同報通信探索が実行される。同報通信探
索は、資源のロケーシヨンが他の手段によつてはみつけ
ることができない場合にのみ使用される。同報通信探索
が成功せず、かつ、その資源の名前でその資源が別のネ
ツトワークに存在することが示されたときは、もしあれ
ば、直接的探索がゲートウエイに送られる。
同報通信探索 同報通信探索はターゲツト資源のロケーシヨンについ
ての要求を伴つてネツトワークを流通する。これら要求
がネツトワークを流通するにつれて、ネツトワークの中
間的な経路指定についてのスパニングツリーを動的に形
成していく。要求を受け取ると、ノードはCP間セツシヨ
ンによつてその要求を隣接する全てのノードに送る。た
だし、これを送つてきたノード（親ノード又はアツプリ
ツリーノードという）には送らない。既にこの要求を見
たことのある隣接ノードはすぐに否定応答を戻し（それ
が既にスパニングツリーの一部だからである）、その探
索の結果を親ノードに報告する。多くの場合、隣接ノー
ドは互いに探索要求を送出する（したがつて伝送の間、
互いに交差する）。すなわち、要求が既に送られた隣接
ノードからの要求の受取りは、否定応答と等価である。
ての要求を伴つてネツトワークを流通する。これら要求
がネツトワークを流通するにつれて、ネツトワークの中
間的な経路指定についてのスパニングツリーを動的に形
成していく。要求を受け取ると、ノードはCP間セツシヨ
ンによつてその要求を隣接する全てのノードに送る。た
だし、これを送つてきたノード（親ノード又はアツプリ
ツリーノードという）には送らない。既にこの要求を見
たことのある隣接ノードはすぐに否定応答を戻し（それ
が既にスパニングツリーの一部だからである）、その探
索の結果を親ノードに報告する。多くの場合、隣接ノー
ドは互いに探索要求を送出する（したがつて伝送の間、
互いに交差する）。すなわち、要求が既に送られた隣接
ノードからの要求の受取りは、否定応答と等価である。
その要求をまだみたことのない隣接ノードは自己のロ
ーカル資源のデイレクトリ及び関連する全ての自己のエ
ンドノードを探索する。この隣接ノードはローカルの探
索が成功したか否かにかかわりなく、、その要求を自己
に隣接するノードに伝搬する。
ーカル資源のデイレクトリ及び関連する全ての自己のエ
ンドノードを探索する。この隣接ノードはローカルの探
索が成功したか否かにかかわりなく、、その要求を自己
に隣接するノードに伝搬する。
資源がみつかつた場合でさえもこの探索を続行する理
由は３つある。まず第１に、探索の迅速な終了を保証す
るためである。第２に、資源の各コピーについて単一の
応答だけが戻るということを保証するためである。第３
に、このプロシージヤにより資源の全てのコンピユータ
ーをみつけることができるためである。このことは、資
源の一意性のチエツクが必要な場合、又は最も近い一般
的な資源が求められた場合に有益となりうる。
由は３つある。まず第１に、探索の迅速な終了を保証す
るためである。第２に、資源の各コピーについて単一の
応答だけが戻るということを保証するためである。第３
に、このプロシージヤにより資源の全てのコンピユータ
ーをみつけることができるためである。このことは、資
源の一意性のチエツクが必要な場合、又は最も近い一般
的な資源が求められた場合に有益となりうる。
中間的なノードは保留中の探索に関し１つの制御ブロ
ツクを生成して、この探索要求を送つた先のノード（子
ノード又はダウンツリーノードという）に示し、応答が
各子ノードから戻つてくるまで探索の完了は考えに入れ
ない。ノードは探索が完了するまではこの制御ブロツク
を整理しない。すなわち、そのとき最終的な応答をアツ
プツリーノードに戻してその制御ブロツクを廃棄する。
もしノードが認識しない探索に対する応答を受け取ると
きは、そのノードはその応答を廃棄し、それ以上のアク
シヨンを採らない。
ツクを生成して、この探索要求を送つた先のノード（子
ノード又はダウンツリーノードという）に示し、応答が
各子ノードから戻つてくるまで探索の完了は考えに入れ
ない。ノードは探索が完了するまではこの制御ブロツク
を整理しない。すなわち、そのとき最終的な応答をアツ
プツリーノードに戻してその制御ブロツクを廃棄する。
もしノードが認識しない探索に対する応答を受け取ると
きは、そのノードはその応答を廃棄し、それ以上のアク
シヨンを採らない。
同報通信探索に参加するのはネツトワークノードだけ
である。すなわち、ネツトワークノードはLOCATEメツセ
ージを受諾する関連するエンドノードに照会するが、そ
のようなエンドノードは他のエンドノード又はそのエン
ドノードに接続されたネツトワークノードに同報通信探
索を伝般しない。エンドノードは関連するネツトワーク
ノードに対してのみ肯定的又は否定的な応答を戻す。
である。すなわち、ネツトワークノードはLOCATEメツセ
ージを受諾する関連するエンドノードに照会するが、そ
のようなエンドノードは他のエンドノード又はそのエン
ドノードに接続されたネツトワークノードに同報通信探
索を伝般しない。エンドノードは関連するネツトワーク
ノードに対してのみ肯定的又は否定的な応答を戻す。
各探索プロシージヤで、FQPCID（fullyqualified pro
cedure correlation identifier）と呼ばれる一意的な
識別子が伝達される。これは起点ノードによつて割当て
られるものである。この一意的なFQPCIDは探索応答を探
索要求と相関付けて重複した要求を認識するためノード
によつて使用される。デイレクトリの同報通信探索の手
法は要求を応答と相関付ける親ノードの能力に依存する
ので、FQPCIDがそのネツトワークにおいて一意的である
というのは重要なことである。一意性を保証するため、
ノードがデイレクトリ探索を起す場合、そのノードはロ
ーカルに一意的であるプロシージヤ相関識別子（PCID:p
rocedure correlation identifier）を生成する。すな
わちPCIDはそのノードによつて生成された他のPCIDと重
複しない。ノードはこのPCIDの先頭に制御点（CP）名前
を付加し、これでFQPCIDが生成される。CP名前は１つの
ネツトワーク内では一意的なので、各FQPCIDはそのネツ
トワークにおいて一意的である。
cedure correlation identifier）と呼ばれる一意的な
識別子が伝達される。これは起点ノードによつて割当て
られるものである。この一意的なFQPCIDは探索応答を探
索要求と相関付けて重複した要求を認識するためノード
によつて使用される。デイレクトリの同報通信探索の手
法は要求を応答と相関付ける親ノードの能力に依存する
ので、FQPCIDがそのネツトワークにおいて一意的である
というのは重要なことである。一意性を保証するため、
ノードがデイレクトリ探索を起す場合、そのノードはロ
ーカルに一意的であるプロシージヤ相関識別子（PCID:p
rocedure correlation identifier）を生成する。すな
わちPCIDはそのノードによつて生成された他のPCIDと重
複しない。ノードはこのPCIDの先頭に制御点（CP）名前
を付加し、これでFQPCIDが生成される。CP名前は１つの
ネツトワーク内では一意的なので、各FQPCIDはそのネツ
トワークにおいて一意的である。
ノードは子ノードから探索応答を受取ると、子ノード
のFQPCID及びCP名前を使つて適切な制御ブロツクの保留
探索テーブルにおける１つのエントリをマークする。そ
の応答が肯定的な場合（すなわち、要求された資源のロ
ケーシヨンを含む場合）は、ノードはその応答を当該ノ
ードで探索が完了していないということを示す標識と共
にすぐにアツプツリーノードに送る。１つのノードにつ
いての全ての子ノードの応答が終わると、そのノードは
そのノードの親ノードに“探索完了”を示す応答を送
る。自己のサブツリーについての探索が完了すれば、ノ
ードはその探索に関する情報は全て廃棄する。以下に示
す条件によつて否定的な応答が示唆されるので、探索は
幾つかのエラー又は競合条件の下で完了する場合があ
る。
のFQPCID及びCP名前を使つて適切な制御ブロツクの保留
探索テーブルにおける１つのエントリをマークする。そ
の応答が肯定的な場合（すなわち、要求された資源のロ
ケーシヨンを含む場合）は、ノードはその応答を当該ノ
ードで探索が完了していないということを示す標識と共
にすぐにアツプツリーノードに送る。１つのノードにつ
いての全ての子ノードの応答が終わると、そのノードは
そのノードの親ノードに“探索完了”を示す応答を送
る。自己のサブツリーについての探索が完了すれば、ノ
ードはその探索に関する情報は全て廃棄する。以下に示
す条件によつて否定的な応答が示唆されるので、探索は
幾つかのエラー又は競合条件の下で完了する場合があ
る。
1.探索要求と同じFQPCIDを有する探索応答の受信（探索
は完了したがロケーシヨン情報がないということを示
す。） 2.同じリンクを介して要求と同じFQPCIDを有する探索要
求の受信。
は完了したがロケーシヨン情報がないということを示
す。） 2.同じリンクを介して要求と同じFQPCIDを有する探索要
求の受信。
3.探索要求が送られたCP間セツシヨンにおける障害。
“探索完了”を示す応答により、親ノードは適切な制
御ブロツクにおける１つのエントリをマークする。デイ
レクトリプロシージヤは、その探索が所与のノードで完
了したときに探索に関する内容が探索スパニングツリー
における全てのダウンツリーノードで廃棄されたという
ことを保証する。したがつて、その探索が起点で完了し
たときは、探索制御ブロツクが依然として応答を待つこ
とによつて浪費されるネツトワークはないはずである。
御ブロツクにおける１つのエントリをマークする。デイ
レクトリプロシージヤは、その探索が所与のノードで完
了したときに探索に関する内容が探索スパニングツリー
における全てのダウンツリーノードで廃棄されたという
ことを保証する。したがつて、その探索が起点で完了し
たときは、探索制御ブロツクが依然として応答を待つこ
とによつて浪費されるネツトワークはないはずである。
肯定的な応答が受信された場合、探索は成功である
（完了していないかもしれないが）。すなわち、起点の
探索によつて送られた全ての探索要求について否定的な
応答が受信された場合、その探索に障害が生じたのであ
る。
（完了していないかもしれないが）。すなわち、起点の
探索によつて送られた全ての探索要求について否定的な
応答が受信された場合、その探索に障害が生じたのであ
る。
探索の障害 探索が失敗すると、LOCATE応答で障害の原因を示す感
知コード値を伝達する。一定の障害はその他の障害が生
じていない間、再試行が可能である。同報通信が送られ
ると、複数の応答が受信され、そのうちの幾つかは否定
的なものとなるかもしれない。好適な実施例では、その
探索は１つの障害タイプのみとして分類されねばならな
い。感知コード値は次のような階層的な関係を有する。
すなわち、以前のタイプよりも高い障害タイプで否定的
な応答が受信されると、その探索の障害は新しく高いタ
イプのものに上げられる。したがつて、所与の時間にお
いて探索の起点は所与の探索について１つだけの感知コ
ードを保持する。この感知コードでその探索が再試行可
能かどうかを判断する。
知コード値を伝達する。一定の障害はその他の障害が生
じていない間、再試行が可能である。同報通信が送られ
ると、複数の応答が受信され、そのうちの幾つかは否定
的なものとなるかもしれない。好適な実施例では、その
探索は１つの障害タイプのみとして分類されねばならな
い。感知コード値は次のような階層的な関係を有する。
すなわち、以前のタイプよりも高い障害タイプで否定的
な応答が受信されると、その探索の障害は新しく高いタ
イプのものに上げられる。したがつて、所与の時間にお
いて探索の起点は所与の探索について１つだけの感知コ
ードを保持する。この感知コードでその探索が再試行可
能かどうかを判断する。
探索の終了 デイレクトリ探索においてはタイミングのことは考慮
されない。ノードはその応答を送る前に受信すべき一定
の情報を待つような方法でこのプロシージヤが設定され
る。この待機はネツトワークの事象とは非同期である。
このデイレクトリ探索プロシージヤでは、リンクの点止
及び隣接ノードの障害は否定的な応答として取扱われ
る。もし下記の条件を満たすなら、その探索はその探索
経路に沿つたCP間セツシヨンの停止が存在するかどうか
にかかわらず終了することが保証される。
されない。ノードはその応答を送る前に受信すべき一定
の情報を待つような方法でこのプロシージヤが設定され
る。この待機はネツトワークの事象とは非同期である。
このデイレクトリ探索プロシージヤでは、リンクの点止
及び隣接ノードの障害は否定的な応答として取扱われ
る。もし下記の条件を満たすなら、その探索はその探索
経路に沿つたCP間セツシヨンの停止が存在するかどうか
にかかわらず終了することが保証される。
1.LOCATE探索要求を別のノードに送る前に、ノードが要
求を受信し応答を戻す隣接ノードとのCP間セツシヨンが
存在することをチエツクする。これらのセツシヨンが存
在しないときは、要求は送られない。ノードは要求を送
つた先の相手方からの探索応答を待つので、相手方がそ
の探索を受信できないか又は応答を戻すことができない
かを送信ノードが知ることは必須である。こうして、送
信及び受信に必要なCP間セツシヨンの接続がチエツクさ
れる。
求を受信し応答を戻す隣接ノードとのCP間セツシヨンが
存在することをチエツクする。これらのセツシヨンが存
在しないときは、要求は送られない。ノードは要求を送
つた先の相手方からの探索応答を待つので、相手方がそ
の探索を受信できないか又は応答を戻すことができない
かを送信ノードが知ることは必須である。こうして、送
信及び受信に必要なCP間セツシヨンの接続がチエツクさ
れる。
2.ノードは自己の送つた探索要求についての知識ないし
は情報を、自己のサブツリー全体が完了するまで（すな
わち、探索を送つた先の全てのノードから応答を受け取
るまで）保持しなければならない。同報通信が送信され
ると、その時点の隣接ノードをリストする制御ブロツク
が形成される。もし、同報通信が完了する間に起点ノー
ドに新しいリンクが入つてくる場合は、その制御ブロッ
クによつて、当該リンクはその探索には含まれなかつた
と認識される。したがつて、その新たな隣接ノードから
の応答を待つことはない。しかしながら、この新しいリ
ンクを当該制御ブロツクに加えたい場合は、ノードは探
索をこの新しいサブツリーに送ることもできる。
は情報を、自己のサブツリー全体が完了するまで（すな
わち、探索を送つた先の全てのノードから応答を受け取
るまで）保持しなければならない。同報通信が送信され
ると、その時点の隣接ノードをリストする制御ブロツク
が形成される。もし、同報通信が完了する間に起点ノー
ドに新しいリンクが入つてくる場合は、その制御ブロッ
クによつて、当該リンクはその探索には含まれなかつた
と認識される。したがつて、その新たな隣接ノードから
の応答を待つことはない。しかしながら、この新しいリ
ンクを当該制御ブロツクに加えたい場合は、ノードは探
索をこの新しいサブツリーに送ることもできる。
3.隣接ノードとのCP間セツシヨンの停止は否定的な応答
として取扱われる。
として取扱われる。
4.同報通信探索においては、同じ相関手段による交差的
な探索は各サイドで否定的な応答として取扱われる。た
とえば、サーバ１がサーバ２に探索要求を送りサーバ２
から同じ探索を受け取るときは、サーバ１はこれを同求
元への否定的応答とみなして、応答を送らない。サーバ
２も同様である。
な探索は各サイドで否定的な応答として取扱われる。た
とえば、サーバ１がサーバ２に探索要求を送りサーバ２
から同じ探索を受け取るときは、サーバ１はこれを同求
元への否定的応答とみなして、応答を送らない。サーバ
２も同様である。
5.ノードが現に処理しているのと同じ要求を受け取つ
て、かつ、これが１つの探索要求を送つた先のノードで
はないときは（上記４と対比される）、それは否定的な
応答を戻しこの新しい要求を廃棄する。すなわち、新し
い探索プロシージヤは開始しない。たとえば、サーバ２
がサーバ１から要求を受け取つたときにサーバ０からの
同じ要求を処理している場合がある。この場合、サーバ
２はサーバ１に否定的な応答を送り、その要求を廃棄し
てサーバ０からの要求の処理を続行することとなる。
て、かつ、これが１つの探索要求を送つた先のノードで
はないときは（上記４と対比される）、それは否定的な
応答を戻しこの新しい要求を廃棄する。すなわち、新し
い探索プロシージヤは開始しない。たとえば、サーバ２
がサーバ１から要求を受け取つたときにサーバ０からの
同じ要求を処理している場合がある。この場合、サーバ
２はサーバ１に否定的な応答を送り、その要求を廃棄し
てサーバ０からの要求の処理を続行することとなる。
6.直接的探索の経路に沿つてCP間セツシヨンの停止が存
在するときは、停止したセツシヨンの両サイドのノード
は各自の終点に否定的な応答を送る。
在するときは、停止したセツシヨンの両サイドのノード
は各自の終点に否定的な応答を送る。
7.或る時間にノードが探索プロシージヤに関して自己の
認識しない応答を受信したときは、この応答は廃棄さ
れ、このノードからは応答は全く送信されない。
認識しない応答を受信したときは、この応答は廃棄さ
れ、このノードからは応答は全く送信されない。
同報通信探索に関するデツドロツクの検出 同報通信探索は進行中の同報通信についての情報の保
持を予約された制御ブロツクに要求するので、ノードが
これらの制御ブロツクについての記憶域を追出すときに
デツドロツクが発生しうる。以下では、ネツトワークノ
ードがデツドロツクの発生をいかに認識し、それが生じ
ないことを保証するため回復プロシージヤをいかに遂行
するかを説明する。デツドロツクを防ぐためフロー制御
機構（これはデータ送信の明示的な許可である）を用い
ないで、本アプローチによればメツセージの要求及びデ
ータ送信の許可に関するオーバーヘツドが減じられる。
このトレードオフは、デツドロツクの頻度（したがつて
後続の回復についての平均的なコスト）が少ないときは
有益である。
持を予約された制御ブロツクに要求するので、ノードが
これらの制御ブロツクについての記憶域を追出すときに
デツドロツクが発生しうる。以下では、ネツトワークノ
ードがデツドロツクの発生をいかに認識し、それが生じ
ないことを保証するため回復プロシージヤをいかに遂行
するかを説明する。デツドロツクを防ぐためフロー制御
機構（これはデータ送信の明示的な許可である）を用い
ないで、本アプローチによればメツセージの要求及びデ
ータ送信の許可に関するオーバーヘツドが減じられる。
このトレードオフは、デツドロツクの頻度（したがつて
後続の回復についての平均的なコスト）が少ないときは
有益である。
ネツトワークにおけるデイレクトリサービス構成要素
は多数のLOCATE制御ブロツクを有し、１つの相手方ノー
ドにつき１つのLOCATE受信バツフアを有する。LOCATE制
御ブロツクはデイレクトリ探索要求を受信し及び処理す
るためにノードによつて使用される記憶域であり、同報
通信探索において“下流”に伝搬された要求に基づく応
答を記憶するためのスペースを含む。LOCATE受信バツフ
アは、十分な記憶域が１つのLOCATE制御ブロツクの生成
に使用可能でないとき、１つのLOCATE要求を保持するの
に使用される。このバツフアを使うと、LOCATE制御ブロ
ツクの範囲外にあるノードは受信したLOCATE要求に対す
る否定的な応答（そのノードが要求を処理する記憶域を
有しないということを示すもの）を少なくとも戻すこと
ができ、したがつて要求元はその処理を続行することが
できる。デイレクトリ要求はネツトワークにおけるいず
れのノードからも開始しうるので、２つのノード（すな
わち、CP間セツシヨンによつて接続されたノード、たと
えば第１図のNN1とNN5）が異なる対象について互いにデ
イレクトリ要求を送信するという可能性がある。記憶域
の余裕が少ないときは、その残りの記憶域を使つてLOCA
TE要求が同時に交換されいずれのノードもその応答を受
信する余裕がなくなつた場合に、これらの２つのノード
がデイドロツクされる可能性がある。こうなると、各ノ
ードは他方のノードが応答を戻すのを待つことになる。
したがつてその要求についての記憶域を空けておくこと
となる。） 以下に示す状況はデツドロツクを引き起す可能性があ
る。デイレクトリサービスが全てのLOCATE制御ブロツク
を使用した場合、デイレクトリサービスはLOCATE受信バ
ツフアを充てんする１つの要求を受取つて、セツシヨン
調整バツフアを充てんするに十分な要求を受取る。ノー
ドはその受信調整カウント値をゼロにすることを強制さ
れる。なお、調整（pacing）についてはGC30−3073−２
を参照されたい。ノードがLOCATE制御ブロツクの範囲外
であること、自己のLOCATE受信バツフアが一杯であるこ
と、及び最後の要求を送信したそのセツシヨンにおける
送信調整カウント値及び受信調整カウント値がゼロであ
ることを検出した場合、そのノードは隣接ノードが同じ
状況にありこれらがデツドロツクであると仮定する。デ
ツドロツクの検出についていえば、これは消極的な手法
である。すなわち、LOCATE制御ブロツクのプールは全て
の相手方ノードで共有され、したがつて、デツドロツク
されてない他の相手方ノードからの応答は最終的には制
御ブロツクをフリーにし、デツドロツクされた各相手方
での記憶域の不足を解除する。
は多数のLOCATE制御ブロツクを有し、１つの相手方ノー
ドにつき１つのLOCATE受信バツフアを有する。LOCATE制
御ブロツクはデイレクトリ探索要求を受信し及び処理す
るためにノードによつて使用される記憶域であり、同報
通信探索において“下流”に伝搬された要求に基づく応
答を記憶するためのスペースを含む。LOCATE受信バツフ
アは、十分な記憶域が１つのLOCATE制御ブロツクの生成
に使用可能でないとき、１つのLOCATE要求を保持するの
に使用される。このバツフアを使うと、LOCATE制御ブロ
ツクの範囲外にあるノードは受信したLOCATE要求に対す
る否定的な応答（そのノードが要求を処理する記憶域を
有しないということを示すもの）を少なくとも戻すこと
ができ、したがつて要求元はその処理を続行することが
できる。デイレクトリ要求はネツトワークにおけるいず
れのノードからも開始しうるので、２つのノード（すな
わち、CP間セツシヨンによつて接続されたノード、たと
えば第１図のNN1とNN5）が異なる対象について互いにデ
イレクトリ要求を送信するという可能性がある。記憶域
の余裕が少ないときは、その残りの記憶域を使つてLOCA
TE要求が同時に交換されいずれのノードもその応答を受
信する余裕がなくなつた場合に、これらの２つのノード
がデイドロツクされる可能性がある。こうなると、各ノ
ードは他方のノードが応答を戻すのを待つことになる。
したがつてその要求についての記憶域を空けておくこと
となる。） 以下に示す状況はデツドロツクを引き起す可能性があ
る。デイレクトリサービスが全てのLOCATE制御ブロツク
を使用した場合、デイレクトリサービスはLOCATE受信バ
ツフアを充てんする１つの要求を受取つて、セツシヨン
調整バツフアを充てんするに十分な要求を受取る。ノー
ドはその受信調整カウント値をゼロにすることを強制さ
れる。なお、調整（pacing）についてはGC30−3073−２
を参照されたい。ノードがLOCATE制御ブロツクの範囲外
であること、自己のLOCATE受信バツフアが一杯であるこ
と、及び最後の要求を送信したそのセツシヨンにおける
送信調整カウント値及び受信調整カウント値がゼロであ
ることを検出した場合、そのノードは隣接ノードが同じ
状況にありこれらがデツドロツクであると仮定する。デ
ツドロツクの検出についていえば、これは消極的な手法
である。すなわち、LOCATE制御ブロツクのプールは全て
の相手方ノードで共有され、したがつて、デツドロツク
されてない他の相手方ノードからの応答は最終的には制
御ブロツクをフリーにし、デツドロツクされた各相手方
での記憶域の不足を解除する。
デツドロツク状態として次のような例を考える。第１
図の２つのノードNN1及びNN5が各々、２つのLOCATE制御
ブロツク及び１つのLOCATE受信バツフアを有するものと
する。下記の第１表はデツドロツクの発生しうる状況を
示してる。この例では、NN1はNN5に２つの要求を送う。
これらの要求（１及び３）は、NN5がNN1に２つの要求
（２及び４）を送つた後、NN5によつて受信されるもの
である。NN1はこれらの要求を送る場合、自己の２つのL
OCATE制御ブロツクを使い果たす。NN1はNN5から要求２
を受信する場合、残りのLOCATE制御ブロツクがないの
で、その要求を自己のLOCATE受信バツフアに記憶する。
NN1は要求２に対する否定的応答を返す準備をする。こ
うしてNN1は最後のセツシヨン調整バツフアを充てんす
る要求４を受信する。このセツシヨン調整バツフアの内
容をLOCATE受信バツフアに入れることはできない。その
バツフアが一杯だからである。NN1はバツフアをフリー
にすることができないので、このセツシヨンについての
自己の受信調整カウント値はゼロである。その間、NN5
は同様な状況にある。要求２及び４はNN5の２つのLOCAT
E制御バツフアを充てんしている。すなわち、要求１の
受信でNN5のLOCATE受信バツフアが充てんされ、要求３
の受信で最後のセツシヨンバツフアが充され、NN5はバ
ツフアをフリーにすることはできず、自己の受信調整カ
ウント値はゼロである。各ノードは自己のLOCATEを受信
バツフアに有している要求に対する否定的な応答を返し
てそのバツフア（ことによると、他方のノードでの対応
する制御ブロツク）をフリーにしたいのだが、いずれの
ノードも送信調整カウント値を持つていないのでいずれ
のノードも送信することができない。したがつてNN1及
びNN5はデツドロツク状態にある。すなわち、各ノード
は、全てのLOCATE制御ブロツクが一杯であり、LOCATE受
信バツフアが一杯であり受信調整カウント値及び送信調
整カウント値がゼロであるような状況にある。同じ状況
は、各ノードにおける制御ブロツクの数、１つのCP間セ
ツシヨン当りに予約される受信バツフアの数、又は初期
の調整カウント値についての実際の値を変更するとして
も、発生する。
図の２つのノードNN1及びNN5が各々、２つのLOCATE制御
ブロツク及び１つのLOCATE受信バツフアを有するものと
する。下記の第１表はデツドロツクの発生しうる状況を
示してる。この例では、NN1はNN5に２つの要求を送う。
これらの要求（１及び３）は、NN5がNN1に２つの要求
（２及び４）を送つた後、NN5によつて受信されるもの
である。NN1はこれらの要求を送る場合、自己の２つのL
OCATE制御ブロツクを使い果たす。NN1はNN5から要求２
を受信する場合、残りのLOCATE制御ブロツクがないの
で、その要求を自己のLOCATE受信バツフアに記憶する。
NN1は要求２に対する否定的応答を返す準備をする。こ
うしてNN1は最後のセツシヨン調整バツフアを充てんす
る要求４を受信する。このセツシヨン調整バツフアの内
容をLOCATE受信バツフアに入れることはできない。その
バツフアが一杯だからである。NN1はバツフアをフリー
にすることができないので、このセツシヨンについての
自己の受信調整カウント値はゼロである。その間、NN5
は同様な状況にある。要求２及び４はNN5の２つのLOCAT
E制御バツフアを充てんしている。すなわち、要求１の
受信でNN5のLOCATE受信バツフアが充てんされ、要求３
の受信で最後のセツシヨンバツフアが充され、NN5はバ
ツフアをフリーにすることはできず、自己の受信調整カ
ウント値はゼロである。各ノードは自己のLOCATEを受信
バツフアに有している要求に対する否定的な応答を返し
てそのバツフア（ことによると、他方のノードでの対応
する制御ブロツク）をフリーにしたいのだが、いずれの
ノードも送信調整カウント値を持つていないのでいずれ
のノードも送信することができない。したがつてNN1及
びNN5はデツドロツク状態にある。すなわち、各ノード
は、全てのLOCATE制御ブロツクが一杯であり、LOCATE受
信バツフアが一杯であり受信調整カウント値及び送信調
整カウント値がゼロであるような状況にある。同じ状況
は、各ノードにおける制御ブロツクの数、１つのCP間セ
ツシヨン当りに予約される受信バツフアの数、又は初期
の調整カウント値についての実際の値を変更するとして
も、発生する。
デツドロツクの問題に対する解決法は、各ノードが処
理できないLOCATE要求を受信したCP間セツシヨンを切断
することである（UNBIND）。セツシヨンの切断には２つ
の効果がある。そのデツドロツクを検出したノードは最
後のLOCATEを拒否し、したがつてLOCATE受信バツフアは
フリーとなる。さらに、セツシヨンの障害発生時に呼び
出された調整プロセスにより、一定の他のLOCATE制御ブ
ロツクを整理することができる。これは、異なるのター
ゲツト資源についての別の探索要求をその相手方に送信
したが応答を受信しなかつたという場合に生ずるであろ
う。CP間セツシヨンが切断される場合、黙示的な否定応
答が受信されたものと仮定とれる。否定的な応答は制御
ブロツクに入力され、もしこれがそのダウンツリー探索
についての最後の未解決の応答であれば、最終的な応答
がその探索についての親ノードに送られ、その制御ブロ
ツクはフリーとなる。CP間セツシヨンの他法の側では、
同じ整理が行われ、１以上のLOCATE制御ブロツクがフリ
ートなりうる。
理できないLOCATE要求を受信したCP間セツシヨンを切断
することである（UNBIND）。セツシヨンの切断には２つ
の効果がある。そのデツドロツクを検出したノードは最
後のLOCATEを拒否し、したがつてLOCATE受信バツフアは
フリーとなる。さらに、セツシヨンの障害発生時に呼び
出された調整プロセスにより、一定の他のLOCATE制御ブ
ロツクを整理することができる。これは、異なるのター
ゲツト資源についての別の探索要求をその相手方に送信
したが応答を受信しなかつたという場合に生ずるであろ
う。CP間セツシヨンが切断される場合、黙示的な否定応
答が受信されたものと仮定とれる。否定的な応答は制御
ブロツクに入力され、もしこれがそのダウンツリー探索
についての最後の未解決の応答であれば、最終的な応答
がその探索についての親ノードに送られ、その制御ブロ
ツクはフリーとなる。CP間セツシヨンの他法の側では、
同じ整理が行われ、１以上のLOCATE制御ブロツクがフリ
ートなりうる。
デツドロツクの検出については、第15図（すなわち第
15A図ないし第15E図）に関して後で再び説明する。
15A図ないし第15E図）に関して後で再び説明する。
直接的な探索 直接的な探索は起点のLUのNNCP、CD又はゲートウエイ
ノードによつて送ることができる。これらの直接的な探
索はNNCPによつて、キヤツシユされた宛先CP、CD又はゲ
ートウエイノードによつて送られる。
ノードによつて送ることができる。これらの直接的な探
索はNNCPによつて、キヤツシユされた宛先CP、CD又はゲ
ートウエイノードによつて送られる。
起点LUのNNCPは宛先CPへの最適経路でLOCATEを経路指
定する。横断するCP間セツシヨンの連結を示す経路指定
選択制御ベクトルが計算される。この経路指定選択制御
ベクトル（RSCV）は、１つのBINDでなされ直線的探索を
経路指定するのに使用されるような特定の伝送グループ
ではなく制御点間のセツシヨンの連結を記述する。たと
えば、第１図でNN1が直接的な探索をNN3に送りたいとい
うときは、NN1−NN4−NN3という経路指定を選択して経
路NN4−NN3を示すRSCVを構成する。
定する。横断するCP間セツシヨンの連結を示す経路指定
選択制御ベクトルが計算される。この経路指定選択制御
ベクトル（RSCV）は、１つのBINDでなされ直線的探索を
経路指定するのに使用されるような特定の伝送グループ
ではなく制御点間のセツシヨンの連結を記述する。たと
えば、第１図でNN1が直接的な探索をNN3に送りたいとい
うときは、NN1−NN4−NN3という経路指定を選択して経
路NN4−NN3を示すRSCVを構成する。
この経路に沿つた各NNは、自分が宛先NNでないと判断
した後、RSCVにおける次のNNCP（この例ではNN4）へ直
接的なLOCATEを進める。すなわち、この経路に沿つてい
るが宛先NNではない中間のNNは直接的なLOCATEの受信の
際、探索引数について各自のデイレクトリ（ローカル又
は定義域間）を探索しない。前述のように中間のネツト
ワークノード制御点が直接的なLOCATEを経路指定するこ
とができない場合は、否定応答であるLOCATE（廃棄）が
戻される。
した後、RSCVにおける次のNNCP（この例ではNN4）へ直
接的なLOCATEを進める。すなわち、この経路に沿つてい
るが宛先NNではない中間のNNは直接的なLOCATEの受信の
際、探索引数について各自のデイレクトリ（ローカル又
は定義域間）を探索しない。前述のように中間のネツト
ワークノード制御点が直接的なLOCATEを経路指定するこ
とができない場合は、否定応答であるLOCATE（廃棄）が
戻される。
宛先CPは探索引数の資源について自己の定義域資源デ
イレクトリを探索する。その資源が定義域デイレクトリ
にないときは、CPはこの資源タイプについてLOCATEを受
け取る能力のあるエンドノードを探索する。その資源が
それでもみつからなかつたときは、否定応答を返す。直
接的探索については第15図を用いて後で再び説明する。
イレクトリを探索する。その資源が定義域デイレクトリ
にないときは、CPはこの資源タイプについてLOCATEを受
け取る能力のあるエンドノードを探索する。その資源が
それでもみつからなかつたときは、否定応答を返す。直
接的探索については第15図を用いて後で再び説明する。
フォーマツト 第２図はSNAの基本リンク単位（BLU）及び汎用デイー
タストリーム（GDS）変数のフオーマツトを示す図であ
る。この図に示すように、GDSはBLUの要求／応答単位
（RU）に含まれている。１つのRUが複数のGDSを含んで
いてもよい。BLUについてさらに詳細が必要であれば、I
BM社のマニユアル“Systems Network Architecture For
mat and Protocol Reference Manual:Architecture Log
ic"（No.SC30−3112）を参照されたい。またGDSについ
てさらに詳細が必要であれば、IBM社のマニユアル“Sys
tems Network Architecture Format and Protocol Refe
rence Manual:Architecture Logic for LU6.2"（No.SC3
0−3269）を参照されたい。
タストリーム（GDS）変数のフオーマツトを示す図であ
る。この図に示すように、GDSはBLUの要求／応答単位
（RU）に含まれている。１つのRUが複数のGDSを含んで
いてもよい。BLUについてさらに詳細が必要であれば、I
BM社のマニユアル“Systems Network Architecture For
mat and Protocol Reference Manual:Architecture Log
ic"（No.SC30−3112）を参照されたい。またGDSについ
てさらに詳細が必要であれば、IBM社のマニユアル“Sys
tems Network Architecture Format and Protocol Refe
rence Manual:Architecture Logic for LU6.2"（No.SC3
0−3269）を参照されたい。
第２図に示すように、BLUはデータソンク制御（DLC）
ヘツダと、伝送ヘツド（TH）と、要求／応答ヘツダ（R
H）と、要求／応答単位（RU）と、DLC後書きとを有す
る。GDS変数は長さフイールド（LL）及び識別子フイー
ルド（ID）の組合せであるGDSヘツダを有する。GDSヘツ
ダの後には、データないしは情報が続く。
ヘツダと、伝送ヘツド（TH）と、要求／応答ヘツダ（R
H）と、要求／応答単位（RU）と、DLC後書きとを有す
る。GDS変数は長さフイールド（LL）及び識別子フイー
ルド（ID）の組合せであるGDSヘツダを有する。GDSヘツ
ダの後には、データないしは情報が続く。
よく知られているように、BLUフイールドは連結され
ネツトワーク内で情報を伝送する。本発明に従つてコー
ド化される場合、このBLUはLOCATEメツセージである。
特に、本発明では、BLUのRUにおいてコード化された新
しいGDS変数の概念を導入する。本発明によれば、デイ
レクトリの探索はGDS変数を通信の手段として使用す
る。GDS変数の順序又は１つのGDS変数内における制御ベ
クトルの順序は所与の順序が明示的に指定されていない
限り任意であることに留意されたい。簡単のために、以
下では単一の順序として説明する。
ネツトワーク内で情報を伝送する。本発明に従つてコー
ド化される場合、このBLUはLOCATEメツセージである。
特に、本発明では、BLUのRUにおいてコード化された新
しいGDS変数の概念を導入する。本発明によれば、デイ
レクトリの探索はGDS変数を通信の手段として使用す
る。GDS変数の順序又は１つのGDS変数内における制御ベ
クトルの順序は所与の順序が明示的に指定されていない
限り任意であることに留意されたい。簡単のために、以
下では単一の順序として説明する。
汎用LOCATEのフォーマツト LOCATEメツセージは宛先資源をみつける際にノードが
交換するフローである。第３図はLOCATEメツセージの一
般的にフォーマツトを示す。LOCATEメツセージは、探索
要求のためのLOCATE GDS変数及びFIND GDS変数、又
は、資源がみつかつた場合の探索応答（探索成功の応
答）のためのLOCATE GDS変数及びFOUND GDS変数を含
むメツセージについての短縮形である。資源がみつから
ないときは（探索不成功の応答）、この否定応答はGDS
変数しか含まない。これらのフローにおけるGDS変数の
順序は重要ではないLOCATE GDS変数はそのネツトワー
クにおける探索メツセージの配送を制御する情報を含
む。FIND RESOURCE変数及びFOUND RESOURCE変数はそ
のデイレクトリにおいて使用される情報を含む。すなわ
ち、宛先によつてキヤツシユされるべき起点資源に関す
るデータと要求された資源タイプ及び名前（以下、「探
索引数」ともいう）は、前者に存在し、みつかつた資源
の情報は後者に存在する。みつかつた資源の情報はさら
にNNCP（OLU）でキヤツシユされる。LOCATEメツセージ
の重要な特徴は、それが、探索プロセスの間に伴う他の
GDS変数によつて遂行しうる他の機能（たとえば“BIND"
の開始、資源の可用性についての通知など）とは無関係
であるということである。LOCATEメツセージ（他のGDS
変数を含んでいてもよい）の長さは本実施例では1000バ
イトである。
交換するフローである。第３図はLOCATEメツセージの一
般的にフォーマツトを示す。LOCATEメツセージは、探索
要求のためのLOCATE GDS変数及びFIND GDS変数、又
は、資源がみつかつた場合の探索応答（探索成功の応
答）のためのLOCATE GDS変数及びFOUND GDS変数を含
むメツセージについての短縮形である。資源がみつから
ないときは（探索不成功の応答）、この否定応答はGDS
変数しか含まない。これらのフローにおけるGDS変数の
順序は重要ではないLOCATE GDS変数はそのネツトワー
クにおける探索メツセージの配送を制御する情報を含
む。FIND RESOURCE変数及びFOUND RESOURCE変数はそ
のデイレクトリにおいて使用される情報を含む。すなわ
ち、宛先によつてキヤツシユされるべき起点資源に関す
るデータと要求された資源タイプ及び名前（以下、「探
索引数」ともいう）は、前者に存在し、みつかつた資源
の情報は後者に存在する。みつかつた資源の情報はさら
にNNCP（OLU）でキヤツシユされる。LOCATEメツセージ
の重要な特徴は、それが、探索プロセスの間に伴う他の
GDS変数によつて遂行しうる他の機能（たとえば“BIND"
の開始、資源の可用性についての通知など）とは無関係
であるということである。LOCATEメツセージ（他のGDS
変数を含んでいてもよい）の長さは本実施例では1000バ
イトである。
LOCATE（Ｘ′12C4′）GDS変数フオーマツト 第４図を参照する。LOCATE（Ｘ′12C4′）は、ネツト
ワークに分散されたデイレクトリにおけるデイレクトリ
サービス間で要求される情報及びENからそのNNに要求さ
れる情報を移送するのに使用される。そのフオーマツト
は下記の通りである。
ワークに分散されたデイレクトリにおけるデイレクトリ
サービス間で要求される情報及びENからそのNNに要求さ
れる情報を移送するのに使用される。そのフオーマツト
は下記の通りである。
バイト０−１ 長さフイールドを含むGDS変数の長さ（バイト数）で
ある。なお、２進数である。
ある。なお、２進数である。
バイト２−３ LOCATE GDS変数キーである（Ｘ′12C4′）。
バイト４、ビツト０ このプロシージヤ状況標識は、プロシージヤの終了を
知らせるのに使用する。この標識は、デイレクトリサー
ビスプロシージヤの完了を示すため、LOCATE探索に対す
る最後の応答でリセツトされる。このプロシージヤは、
全ての未処理の要求について応答が受信された場合に正
規に完了しうる。一方、CP間セツシヨンの停止によりプ
ロシージヤチエインがくずれた場合は正規に完了しな
い。好適な実施例では、値ゼロで“廃棄”を示し、値１
で“保存”を示す。このプロシージヤ状況標識について
は後でさらに詳しく説明する。
知らせるのに使用する。この標識は、デイレクトリサー
ビスプロシージヤの完了を示すため、LOCATE探索に対す
る最後の応答でリセツトされる。このプロシージヤは、
全ての未処理の要求について応答が受信された場合に正
規に完了しうる。一方、CP間セツシヨンの停止によりプ
ロシージヤチエインがくずれた場合は正規に完了しな
い。好適な実施例では、値ゼロで“廃棄”を示し、値１
で“保存”を示す。このプロシージヤ状況標識について
は後でさらに詳しく説明する。
バイト４、ビツト１−２ この要求一応答状況標識はLOCATE（Ｘ′12C4′）が要
求であるのか又は応答であるのかを示す。１つの応答は
部分的な応答でもよく、その場合、さらに応答が続くこ
とになる。すなわち、応答は完全独立なこともあれば、
一連の応答の最後になることもある。応答が送り手のサ
ブツリーにおいてみつかる資源を全ては含まないとき
は、この条件は最終の応答メツセージにおいて示され
る。好適な実施例では、値00は１つの要求を示し、値01
は不完全な応答を示し、値10及び値11は部分的な応答を
示す（プロシージヤを再試行する能力により区別され
る）。
求であるのか又は応答であるのかを示す。１つの応答は
部分的な応答でもよく、その場合、さらに応答が続くこ
とになる。すなわち、応答は完全独立なこともあれば、
一連の応答の最後になることもある。応答が送り手のサ
ブツリーにおいてみつかる資源を全ては含まないとき
は、この条件は最終の応答メツセージにおいて示され
る。好適な実施例では、値00は１つの要求を示し、値01
は不完全な応答を示し、値10及び値11は部分的な応答を
示す（プロシージヤを再試行する能力により区別され
る）。
バイト４、ビツト３−７ 予約されている。
バイト５−８ 予約されている。
バイト９−ｎ FQPCID制御ベクトル（第９図参照）である。
サーバとサーバとの間の直接的な要求（直接的探索要
求）の場合、ネツトワーク名前（Ｘ′OE′）制御ベクト
ル（第11図参照）及び経路指定選択（Ｘ′2B′）制御ベ
クトル（RSCV:第10図参照）は、採られるべき経路を示
すために付加される。RSCVはサーバ間の経路を示す。こ
のRSCV名前にないネツトワーク名前（Ｘ′OE′）制御ベ
クトルは宛先制御点を識別し、その宛先制御点がサーバ
でない場合に含まれるものである。
求）の場合、ネツトワーク名前（Ｘ′OE′）制御ベクト
ル（第11図参照）及び経路指定選択（Ｘ′2B′）制御ベ
クトル（RSCV:第10図参照）は、採られるべき経路を示
すために付加される。RSCVはサーバ間の経路を示す。こ
のRSCV名前にないネツトワーク名前（Ｘ′OE′）制御ベ
クトルは宛先制御点を識別し、その宛先制御点がサーバ
でない場合に含まれるものである。
探索範囲制御ベクトル（Ｘ′80′：第８図参照）は、
同報通信において指定された半径内への探索（同報通信
探索要求）を制御する情報を供給する。
同報通信において指定された半径内への探索（同報通信
探索要求）を制御する情報を供給する。
拡張感知データ（Ｘ′35′）制御ベクトル（第12図参
照）は、否定的なLOCATE応答がプロシージヤのエラーに
起因して発生された場合に（探索不成功の応答）、エラ
ー源情報を供給する。
照）は、否定的なLOCATE応答がプロシージヤのエラーに
起因して発生された場合に（探索不成功の応答）、エラ
ー源情報を供給する。
LOCATEにおけるプロシージヤシージヤ状況ビツトの使用 LOCATE探索がネツトワーク内で伝送される場合、情報
は、その探索要求を経路指定するため、探索経路におけ
る中間のノードで保持されねばならない。LOCATEは、探
索経路の中間のノードにおける制御ブロツクの生成及び
維持を制御するプロシージヤ状況標識（バイト４、ビツ
ト０）を伝達する。これらの制御ブロツクは探索応答を
戻す経路としてのみ使用され、一旦応答が進められれば
破壊される。
は、その探索要求を経路指定するため、探索経路におけ
る中間のノードで保持されねばならない。LOCATEは、探
索経路の中間のノードにおける制御ブロツクの生成及び
維持を制御するプロシージヤ状況標識（バイト４、ビツ
ト０）を伝達する。これらの制御ブロツクは探索応答を
戻す経路としてのみ使用され、一旦応答が進められれば
破壊される。
直接的探索及び同報通信探索において、探索要求はLO
CATE（保存）で送られる。この“保存（keep）”（すな
わち、プロシージヤ状況標識＝Ｌ）でLOCATEの経路に沿
つた各ノードは自己の受信したLOCATEを送つてきたノー
ドと、そのLOCATEを進める先のノードとを指定する情報
を保持する。この情報、すなわち制御ブロツクはLOCATE
応答が起点に確実に戻ることを保証する。LOCATEにおけ
る要求／応答標識（バイト４、ビツト１−２）は、同求
を示すようにＢ′00′にセツトされる。
CATE（保存）で送られる。この“保存（keep）”（すな
わち、プロシージヤ状況標識＝Ｌ）でLOCATEの経路に沿
つた各ノードは自己の受信したLOCATEを送つてきたノー
ドと、そのLOCATEを進める先のノードとを指定する情報
を保持する。この情報、すなわち制御ブロツクはLOCATE
応答が起点に確実に戻ることを保証する。LOCATEにおけ
る要求／応答標識（バイト４、ビツト１−２）は、同求
を示すようにＢ′00′にセツトされる。
宛先がひとたび完全な応答を戻せば、起点と宛先との
間のアドレス指定を保持する必要はない。宛先は、制御
ブロツクを廃棄すべきことを示す、探索応答におけるLO
CATE（廃棄）を戻す。すなわち、このLOCATEは完全な応
答を示す要求／応答状況標識Ｂ′10′又はＢ′11′を有
する。各中間ノードはこのLOCATE（廃棄）を先に進めて
その探索に関する自己の制御ブロツクを破壊する。
間のアドレス指定を保持する必要はない。宛先は、制御
ブロツクを廃棄すべきことを示す、探索応答におけるLO
CATE（廃棄）を戻す。すなわち、このLOCATEは完全な応
答を示す要求／応答状況標識Ｂ′10′又はＢ′11′を有
する。各中間ノードはこのLOCATE（廃棄）を先に進めて
その探索に関する自己の制御ブロツクを破壊する。
プロシージヤ状況標識は直接的探索の場合とほぼ同様
にして同報通信探索の場合に使用される。探索制御ブロ
ツクはLOCATE応答を戻すのに十分に長い場合にのみ保持
され、次に廃棄される。同報通信探索の場合におけるプ
ロシージヤ状況標識の使用に関する唯一の違いは、単一
のノードが複数のノードにLOCATEを送信しかつ複数の応
答を受信することができるという同報通信のツリー構造
に起因する。同報通信探索経路における１つのノードが
その同報通信ツリーにおける自己の子にLOCATEをフアン
アウトする場合、そのノードはプローシージヤ状況標識
を“保存（値１）”にセツトして、LOCATEの受信者に探
索ツリーにおける各自の親及び子を指定する制御ブロツ
クを生成させる。再述すれば、制御ブロツクの後書きは
探索の起点にLOCATE応答を戻すための経路指定をするの
に使用される。
にして同報通信探索の場合に使用される。探索制御ブロ
ツクはLOCATE応答を戻すのに十分に長い場合にのみ保持
され、次に廃棄される。同報通信探索の場合におけるプ
ロシージヤ状況標識の使用に関する唯一の違いは、単一
のノードが複数のノードにLOCATEを送信しかつ複数の応
答を受信することができるという同報通信のツリー構造
に起因する。同報通信探索経路における１つのノードが
その同報通信ツリーにおける自己の子にLOCATEをフアン
アウトする場合、そのノードはプローシージヤ状況標識
を“保存（値１）”にセツトして、LOCATEの受信者に探
索ツリーにおける各自の親及び子を指定する制御ブロツ
クを生成させる。再述すれば、制御ブロツクの後書きは
探索の起点にLOCATE応答を戻すための経路指定をするの
に使用される。
通常、ノードは自己の親に対はするLOCATE（廃棄）探
索応答を送る前に、自己の全サブツリー（すなわち、自
己がLOCATE（保存）を送つた先のノード）からの応答を
待つ。しかしながら、ノードが自己の子の１つからFOUN
Dを伴うLOCATEを受信する場合は（すなわち、＋応
答）、同報通信プロシージヤは、自己の全ての子が応答
したか否かとは関係なく、そのノードに十応答をただち
に先へ進めるよう要求する。最後の未処理の子からFOUN
Dがくるときは、当該ノードは要求／応答状況標識（バ
イト４、ビツト１−２）がＢ′10′又はＢ′11′にセツ
トされたLOCATE（廃棄）を自己の親に送ることとなる。
すなわち、この標識は当該ノードのサブツリーの探索が
完了したということを示す。宛先の情報を伴うFOUNDも
またこのフローに含まれる。これがもし最後の未処理の
子でなかつたとすれば、当該ノードは要求／応答状況標
識がＢ′01′にセツトされたLOCATE（保存）を自己の親
に送ることとなる。すなわち、この標識は、当該ノード
のサブツリーの探索が完了しておらず、その親は同報通
信のこの枝について制御ブロツクを保持すべきであると
いうことを示す。１つのFOUNDがこのフローに含まれ
る。後に、当該ノードのサブツリーが完了したとき、要
求／応答状況標識がＢ′10′又はＢ′11′にセツトされ
たLOCATE（廃棄）を自己の親に送ることになる。
索応答を送る前に、自己の全サブツリー（すなわち、自
己がLOCATE（保存）を送つた先のノード）からの応答を
待つ。しかしながら、ノードが自己の子の１つからFOUN
Dを伴うLOCATEを受信する場合は（すなわち、＋応
答）、同報通信プロシージヤは、自己の全ての子が応答
したか否かとは関係なく、そのノードに十応答をただち
に先へ進めるよう要求する。最後の未処理の子からFOUN
Dがくるときは、当該ノードは要求／応答状況標識（バ
イト４、ビツト１−２）がＢ′10′又はＢ′11′にセツ
トされたLOCATE（廃棄）を自己の親に送ることとなる。
すなわち、この標識は当該ノードのサブツリーの探索が
完了したということを示す。宛先の情報を伴うFOUNDも
またこのフローに含まれる。これがもし最後の未処理の
子でなかつたとすれば、当該ノードは要求／応答状況標
識がＢ′01′にセツトされたLOCATE（保存）を自己の親
に送ることとなる。すなわち、この標識は、当該ノード
のサブツリーの探索が完了しておらず、その親は同報通
信のこの枝について制御ブロツクを保持すべきであると
いうことを示す。１つのFOUNDがこのフローに含まれ
る。後に、当該ノードのサブツリーが完了したとき、要
求／応答状況標識がＢ′10′又はＢ′11′にセツトされ
たLOCATE（廃棄）を自己の親に送ることになる。
保存／廃棄標識は他の全ての標識とは無関係なので、
中間ノードによる新たな機能の理解の必要なく、異なる
ノード間における接続チエインを保存するのに必要な要
件を変える機能にまでLOCATEを拡張することができる。
中間ノードによる新たな機能の理解の必要なく、異なる
ノード間における接続チエインを保存するのに必要な要
件を変える機能にまでLOCATEを拡張することができる。
FIND RESOURCE（Ｘ′12CA′）GDS変数のフオーマツト 第５図を参照する。各探索要求（直接的探索又は同報
通信探索）は、FIND RESOURCE（Ｘ′12CA′）GDS変数を
含む。この変数は、探索引数を記述するものであり、要
求元が起点NNの腕先によつてキヤツシユすべき起点資源
についてのデータを有するENである場合に宛先ノード及
び起点NNの一組を供給するものである。直接的探索の場
合、宛先の制御点だけがこのFIND RESOURCE（Ｘ′12C
A′）を検査する。同報通信探索の場合、探索経路にお
ける全てのノードがFIND RESOURCE（Ｘ′12CA′）を検
査する。以下にそのフォーマツトを示す。
通信探索）は、FIND RESOURCE（Ｘ′12CA′）GDS変数を
含む。この変数は、探索引数を記述するものであり、要
求元が起点NNの腕先によつてキヤツシユすべき起点資源
についてのデータを有するENである場合に宛先ノード及
び起点NNの一組を供給するものである。直接的探索の場
合、宛先の制御点だけがこのFIND RESOURCE（Ｘ′12C
A′）を検査する。同報通信探索の場合、探索経路にお
ける全てのノードがFIND RESOURCE（Ｘ′12CA′）を検
査する。以下にそのフォーマツトを示す。
バイト０−１ 長さフイールドを含むGDS変数の長さ（２進値）を示
す。
す。
バイト２−３ FIND RESOURCE GDS変数キー（Ｘ′12CA′） バイト４−ｎ 制御ベクトル コマンドパラメータ（Ｘ′80′）FIND制御ベクトル バイト４ 長さフイールドを含むベクトルの長さ（２進値） バイト５ コマンドパラメータFIND制御ベクトルキー（Ｘ′8
0′） バイト６、ビツト０ 更新制御パラメータ：このビツトがゼロの場合、ビツ
ト３−４は予約され、このビツトが１つの場合、ビツト
３−４は宛先のサーバにおける起点ノード情報のキヤツ
シユオペレーシヨンを制御する。
0′） バイト６、ビツト０ 更新制御パラメータ：このビツトがゼロの場合、ビツ
ト３−４は予約され、このビツトが１つの場合、ビツト
３−４は宛先のサーバにおける起点ノード情報のキヤツ
シユオペレーシヨンを制御する。
バイト６、ビツト１−２ 予約されている。
バイト６、バツト３−４ このフイールドをＢ′00′にセツトすると、宛先のサ
ーバは起点ノード情報をキヤツシユする。
ーバは起点ノード情報をキヤツシユする。
バイト６、ビツト５−７ 予約されている。
コマンドパラメータ（Ｘ′80′）FIND制御ベクトルは
常に存在し、常にFINDにおける最初のベクトルである。
コマンドパラメータは宛先のサーバにおけるキヤツシユ
オペレーシヨンを制御する。更新制御パラメータは、キ
ヤツシユエントリを生成するためにＢ′00′にセツトさ
れる。
常に存在し、常にFINDにおける最初のベクトルである。
コマンドパラメータは宛先のサーバにおけるキヤツシユ
オペレーシヨンを制御する。更新制御パラメータは、キ
ヤツシユエントリを生成するためにＢ′00′にセツトさ
れる。
関連資源エントリ（Ｘ′3C′）制御ベクトル（第7A図
参照）及びデイレクトリエントリ（Ｘ′3D′）制御ベク
トル（第7B図参照）（すなわち、第５図におけるキヤツ
シング制御ベクトル）を用いて、要求元がENである場合
に宛先のサーバ及びNN（OLV）においてキヤツシユされ
る探索起点情報を指定する。起点LUが起点CPでなくかつ
起点CPが起点サーバでないような最も一般的な場合、２
つの関連資源エントリ及び１つのデイレクトリエントリ
を必要とする。これらのエントリは、それぞれサーバ、
EN及びLUのためのものである。もしLUのCPがサーバノー
ドであれば、１つの関連資源エントリ（Ｘ′3C′）制御
ベクトル及びデイレクトリエントリ（Ｘ′3D′）制御ベ
クトルだけが必要とされるまたLU＝CP＝サーバであれ
ば、デイレクトリエントリ（Ｘ′3D′）制御ベクトルだ
けが使用される。Ｘ′3C′及びＸ′3D′制御ベクトルに
おいて使用される資源タイプフイールドは所与のNAUに
ついて最も一般的でないものである。すなわち、LU＝CP
＝サーバの場合、そのサーバノードの制御点について資
源タイプはＸ′00F6′であり、LU＝CPの場合、ENの制御
点について資源タイプはＸ′00F4′であり、LUがCPでな
い場合、LUについて資源タイプはＸ′00F3′ある。
参照）及びデイレクトリエントリ（Ｘ′3D′）制御ベク
トル（第7B図参照）（すなわち、第５図におけるキヤツ
シング制御ベクトル）を用いて、要求元がENである場合
に宛先のサーバ及びNN（OLV）においてキヤツシユされ
る探索起点情報を指定する。起点LUが起点CPでなくかつ
起点CPが起点サーバでないような最も一般的な場合、２
つの関連資源エントリ及び１つのデイレクトリエントリ
を必要とする。これらのエントリは、それぞれサーバ、
EN及びLUのためのものである。もしLUのCPがサーバノー
ドであれば、１つの関連資源エントリ（Ｘ′3C′）制御
ベクトル及びデイレクトリエントリ（Ｘ′3D′）制御ベ
クトルだけが必要とされるまたLU＝CP＝サーバであれ
ば、デイレクトリエントリ（Ｘ′3D′）制御ベクトルだ
けが使用される。Ｘ′3C′及びＸ′3D′制御ベクトルに
おいて使用される資源タイプフイールドは所与のNAUに
ついて最も一般的でないものである。すなわち、LU＝CP
＝サーバの場合、そのサーバノードの制御点について資
源タイプはＸ′00F6′であり、LU＝CPの場合、ENの制御
点について資源タイプはＸ′00F4′であり、LUがCPでな
い場合、LUについて資源タイプはＸ′00F3′ある。
探索引数は以下のFIND指定制御ベクトルに含まれる。
すなわち、探索引数関連資源（Ｘ′81′）FIND制御ベク
トル（第7C図参照）、探索引数デイレクトリエントリ
（Ｘ′82′）FIND制御ベクトル（第7E図参照）である。
なお、探索引数制御ベクトルは第５図に示される。
すなわち、探索引数関連資源（Ｘ′81′）FIND制御ベク
トル（第7C図参照）、探索引数デイレクトリエントリ
（Ｘ′82′）FIND制御ベクトル（第7E図参照）である。
なお、探索引数制御ベクトルは第５図に示される。
FOUND RESOURCE（Ｘ′12CB′）GDS変数のフオーマツト 探索引数がみつかつた場合、FOUND RESOURCE（Ｘ′12
CB′）GDS変数は資源のロケーシヨンを供給する。すな
わち、LU名前、CP名前及びサーバ名前である。
CB′）GDS変数は資源のロケーシヨンを供給する。すな
わち、LU名前、CP名前及びサーバ名前である。
バイト０−１ 長さフイールドを含むGDS変数の長さ（２進値） バイト２−３ FOUND RESOURCE GDS変数キー（Ｘ′12CB′） バイト４−ｎ 制御ベクトル コマンドパラメータ（Ｘ′80′）FOUND制御ベクトル バイト４ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト５ コマンドパラメータFOUND制御ベクトルキー（Ｘ′8
0′） バイト６、ビツト０ 更新制御パラメータ：値がゼロの場合、ビツト３−４が
予約され、値が１の場合、ビツト３−４は起点サーバに
おける宛先ノード情報のキヤツシユオペレーシヨンを制
御する。
0′） バイト６、ビツト０ 更新制御パラメータ：値がゼロの場合、ビツト３−４が
予約され、値が１の場合、ビツト３−４は起点サーバに
おける宛先ノード情報のキヤツシユオペレーシヨンを制
御する。
バイト６、ビツト１−２ 予約されている。
バイト６、ビツト３−４ Ｂ′00′にセツトされると、起点サーバで１つのキヤ
ツシユエントリが生成される。
ツシユエントリが生成される。
バイト６、ビツト５−７ 予約されている。
バイト４−ｎ FOUND GDS変数データは多数の制御ベクトルを含む。
これらの制御ベクトルの中には、常に存在するものもあ
れば、条件的に存在するものもあり、また任意選択的に
存在するものもある。
これらの制御ベクトルの中には、常に存在するものもあ
れば、条件的に存在するものもあり、また任意選択的に
存在するものもある。
コマンドパラメータ（Ｘ′80′）FOUND制御ベクトル
は常に存在するものであつてデータにおける最初の制御
ベクトルである。このコマンドパラメータは資源がENで
みつかつた場合には起点サーバ及びNN（DLU）における
キヤツシユオペレーシヨンを制御する。
は常に存在するものであつてデータにおける最初の制御
ベクトルである。このコマンドパラメータは資源がENで
みつかつた場合には起点サーバ及びNN（DLU）における
キヤツシユオペレーシヨンを制御する。
関連資源エントリ（Ｘ′3C′）制御ベクトル（第7A図
参照）は条件的に存在するものである。各関連資源エン
トリ（Ｘ′3C′）制御ベクトルは、デイレクトリエント
リに階層的に関係する資源の名前及びタイプを供給す
る。デイレクトリエントリはデイレクトリエントリ
（Ｘ′3D′）制御ベクトルにおいて供給されるものであ
る。関連資源は探索引数のロケーシヨンを表わす。探索
の起点によつて受信されたとき、もしその関連資源がデ
イレクトリになければ、それが付加される。
参照）は条件的に存在するものである。各関連資源エン
トリ（Ｘ′3C′）制御ベクトルは、デイレクトリエント
リに階層的に関係する資源の名前及びタイプを供給す
る。デイレクトリエントリはデイレクトリエントリ
（Ｘ′3D′）制御ベクトルにおいて供給されるものであ
る。関連資源は探索引数のロケーシヨンを表わす。探索
の起点によつて受信されたとき、もしその関連資源がデ
イレクトリになければ、それが付加される。
デイレクトリエントリ（Ｘ′3D′）制御ベクトル（第
7B図参照）は探索の起点へ資源を供給するため、宛先ノ
ードによつて送られる。
7B図参照）は探索の起点へ資源を供給するため、宛先ノ
ードによつて送られる。
関連資源エントリ（Ｘ′3C′）制御ベクトルのフオーマ
ツト 第7A図を参照する。
ツト 第7A図を参照する。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ 関連資源エントリ制御ベクトルキー（Ｘ′3C′） バイト２−３ 資源タイプ バイト４−ｎ 資源名前 デイレクトリエントリ（Ｘ′3D′）制御ベクトルのフオ
ーマツト 第7B図を参照する。
ーマツト 第7B図を参照する。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ デイレクトリエントリ制御ベクトルキー（Ｘ′3D′） バイト２−３ 資源タイプ バイト４−ｎ 資源名前 探索引数関連資源（Ｘ′81′）FIND制御ベクトルのフオ
ーマツト 探索引数関連資源（Ｘ′81′）FIND制御ベクトルは、
探索引数についてもしあれば適格な階層を指定する。こ
れは第7C図に示されている。このベクトルは、資源につ
いての探索（そのネツトワーク及び特定の例のみにおい
て複製しうる）が充足された場合に使用される。この制
御ベクトルは、所与範囲のLU又はCPへのデイレクトリデ
ータベース探索を行うため、探索で使用するロケーシヨ
ンの適格を供給する。資源名前フイールドはネツトワー
ク適格名前である場合もあるし、受信者のNETID又は階
層における上位の資源のNETIDのデイフォールトである
場合もある。
ーマツト 探索引数関連資源（Ｘ′81′）FIND制御ベクトルは、
探索引数についてもしあれば適格な階層を指定する。こ
れは第7C図に示されている。このベクトルは、資源につ
いての探索（そのネツトワーク及び特定の例のみにおい
て複製しうる）が充足された場合に使用される。この制
御ベクトルは、所与範囲のLU又はCPへのデイレクトリデ
ータベース探索を行うため、探索で使用するロケーシヨ
ンの適格を供給する。資源名前フイールドはネツトワー
ク適格名前である場合もあるし、受信者のNETID又は階
層における上位の資源のNETIDのデイフォールトである
場合もある。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ 探索引数関連資源FIND制御ベクトルキー（Ｘ′81′） バイト２−３ 資源タイプ バイト４−ｎ 資源名前 探索引数デイレクトリエントリ（Ｘ′82′）FIND制御ベ
クトルのフオーマツト 探索引数デイレクトリエントリ（Ｘ′82′）FIND制御
ベクトルは、探索引数資源名前及びタイプを指定する
（第7D図）。上述の如く、資源名前フイールドにあるNE
TIDは適格ある資源から引継がれたものである場合や、
受信者のNETIDのデイフオールトである場合がある。
クトルのフオーマツト 探索引数デイレクトリエントリ（Ｘ′82′）FIND制御
ベクトルは、探索引数資源名前及びタイプを指定する
（第7D図）。上述の如く、資源名前フイールドにあるNE
TIDは適格ある資源から引継がれたものである場合や、
受信者のNETIDのデイフオールトである場合がある。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ 探索引数デイレクトリエントリFIND制御ベクトルキー
（Ｘ′81′） バイト２−３ 資源タイプ バイト４−ｎ 資源名前 探索範囲（Ｘ′80′）LOCATE制御ベクトルのフオーマツ
ト 第８図を参照する。探索範囲（Ｘ′80′）LOCATE制御
ベクトルは、同報通信における探索範囲を指定された半
径に制御するための情報を提供する。
（Ｘ′81′） バイト２−３ 資源タイプ バイト４−ｎ 資源名前 探索範囲（Ｘ′80′）LOCATE制御ベクトルのフオーマツ
ト 第８図を参照する。探索範囲（Ｘ′80′）LOCATE制御
ベクトルは、同報通信における探索範囲を指定された半
径に制御するための情報を提供する。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ 探索範囲LOCATE制御ベクトルキー（Ｘ′80′） バイト２ 同報通信の半径が同報通信探索の際、その探索が終了
する前に通過することを許される最大の回数（以下、ホ
ツプカウント値ともいう）を示すようにセツトされる。
同報通信経路における各中間のサーバはその値を減分す
る。この値がゼロになつた場合において、ゼロに至らし
めたそのノードが自己のデイレクトリに資源がみつから
ないときは否定応答が戻される半径Ｘ′FF′により、エ
ラーの生じた場合でも全ての同報通信探索が最終的には
終了することが保証される。すなわち、この値Ｘ′FF′
は、探索の起点サーバ及び中央デイレクトリから始まる
全ての同報通信についてのデフオールト値である。この
パラメータは、ユーザによつて起点CPで探索ごとに変更
できるようにしてもよい。
する前に通過することを許される最大の回数（以下、ホ
ツプカウント値ともいう）を示すようにセツトされる。
同報通信経路における各中間のサーバはその値を減分す
る。この値がゼロになつた場合において、ゼロに至らし
めたそのノードが自己のデイレクトリに資源がみつから
ないときは否定応答が戻される半径Ｘ′FF′により、エ
ラーの生じた場合でも全ての同報通信探索が最終的には
終了することが保証される。すなわち、この値Ｘ′FF′
は、探索の起点サーバ及び中央デイレクトリから始まる
全ての同報通信についてのデフオールト値である。この
パラメータは、ユーザによつて起点CPで探索ごとに変更
できるようにしてもよい。
完全適格PCID（Ｘ′60′）制御ベクトルのフオーマツト 第９図にこのフォーマツトを図示した。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ 完全適格PCID制御ベクトルキー（Ｘ′60′） バイト２−９ PCID バイト10 ネツトワーク適格CP名前の長さ バイト11−ｎ ネツトワーク適格CP名前 経路指定選択（Ｘ′2B′）制御ベクトルのフオーマツト 経路指定選択制御ベクトルはBIND及び経路記述する直
接的LOCATEによつて伝達される。第10図は直接的LOCATE
に使用されるフオーマツトを示す。
接的LOCATEによつて伝達される。第10図は直接的LOCATE
に使用されるフオーマツトを示す。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ 経路指定選択制御ベクトルキー（Ｘ′2B′） バイト２ 最大ホツプカウント値：経路指定選択制御ベクトルにお
けるネツトワーク名制御ベクトルの数（２進値） バイト３ 現ホツプカウント値：処理された最後のネツトワーク名
前制御ベクトルの数（２進値） バイト４−ｎ 制御ベクトル、ネツトワーク名前（Ｘ′OE′）：起点
を除いたプロシージヤ経路における各CPについてそれぞ
れ対応して存在する。
けるネツトワーク名制御ベクトルの数（２進値） バイト３ 現ホツプカウント値：処理された最後のネツトワーク名
前制御ベクトルの数（２進値） バイト４−ｎ 制御ベクトル、ネツトワーク名前（Ｘ′OE′）：起点
を除いたプロシージヤ経路における各CPについてそれぞ
れ対応して存在する。
ネツトワーク名前（Ｘ′OE′）制御ベクトルのフオーマ
ツト このフォーマツトは第11図に示した。
ツト このフォーマツトは第11図に示した。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ ネツトワーク名前制御ベクトルキー（Ｘ′OE′） バイト２ ネツトワーク名前タイプ Ｘ′F3′:LU名前 Ｘ′F4′:CP名前 Ｘ′F6′:NNCP名前 バイト３−ｎ ネツトワーク適格名前:1ないし17バイトの名前であり、
任意選択的な１ないし８バイトの適格者とピリオ
ド（“."）で連結された１ないし８バイトの名前とから
なる。ネツトワーク適格名前は以下の如くあらわれる。
NETID.NAME。これには、埋めこまれたブランクはなく、
任意選択的ではあるが重要でない後書きのブランクが付
随する。
任意選択的な１ないし８バイトの適格者とピリオ
ド（“."）で連結された１ないし８バイトの名前とから
なる。ネツトワーク適格名前は以下の如くあらわれる。
NETID.NAME。これには、埋めこまれたブランクはなく、
任意選択的ではあるが重要でない後書きのブランクが付
随する。
拡張式感知データ（Ｘ′35′）制御ベクトルのフオーマ
ツト このフォーマツトは第12図に示した。
ツト このフォーマツトは第12図に示した。
バイト０ 長さフイールドを含む制御ベクトルの長さ（２進値） バイト１ 拡張式感知データ制御ベクトルキー（Ｘ′35′） バイト２−５ 感知データ バイト６ ビツト0:RU情報が含まれるかどうかを示す。
0:RU情報は含まれない（ビツト１−２はＢ′00′にセツ
トされ、バイト８−ｍは含まれない） 1:RU情報が含まれる（以下のバイト８−ｍ参照） ビツト１−2:RUのカテゴリ（ビツト０＝０のときは予約
される） 00:FMD 01:NC 10:DFC 11:SC ビツト3:FMDタイプ Ｂ′Ｏ′:GDS変数でない Ｂ′１′:GDS変数である ビツト4:拡張式感知データ制御ベクトルの生成元（終了
プロシージヤ起点名前フイールドが存在しない場合は予
約される） 0:拡張式感知データ制御ベクトルは終了プロシージヤ起
点によつて生成される。
トされ、バイト８−ｍは含まれない） 1:RU情報が含まれる（以下のバイト８−ｍ参照） ビツト１−2:RUのカテゴリ（ビツト０＝０のときは予約
される） 00:FMD 01:NC 10:DFC 11:SC ビツト3:FMDタイプ Ｂ′Ｏ′:GDS変数でない Ｂ′１′:GDS変数である ビツト4:拡張式感知データ制御ベクトルの生成元（終了
プロシージヤ起点名前フイールドが存在しない場合は予
約される） 0:拡張式感知データ制御ベクトルは終了プロシージヤ起
点によつて生成される。
1:拡張式感知データ制御ベクトルは終了プロシージヤ起
点以外のノードによつて生成される。
点以外のノードによつて生成される。
ビツト5:終了プロシージヤ起点名前フイールドの内容
（終了プロシージヤ起点が存在しない場合は予約され
る） 0:終了プロシージヤ起点名前 1:以下に示すように、終了プロシージヤ起点以外のノー
ドの名前。終了プロシージヤ起点名前は未知。
（終了プロシージヤ起点が存在しない場合は予約され
る） 0:終了プロシージヤ起点名前 1:以下に示すように、終了プロシージヤ起点以外のノー
ドの名前。終了プロシージヤ起点名前は未知。
ビツト６−7:予約されている。
バイト７ RU識別子フイールドの長さ（バイト６、ビツト０＝０
のときゼロにセツトされる） バイト８−ｎ 識別子：要求コード、NSヘツダ又はGDSキー（もしあれ
ば、このフイールドで拡張式感知データ制御ベクトルの
生成によつて起こる要求又は応答を識別する） バイトｍ＋１ 終了プロシージヤ起点名前フイールドの長さ（値３な
いし26は有効） バイトｍ＋２ないしｎ 終了プロシージヤ起点名前：もしこのフイールドが終了
プロシージャ起点名前を含むなら（バイト６、ビツト５
参照）、実行すべきセツシヨン終了プロシージヤを引き
起こしたノードのネツトワーク適格名前。そうでないと
きは、拡張式感知データ制御ベクトルを生成したノード
のネツトワーク適格名前、及び、使用可能な場合、終了
プロシージヤを知らせるRUが受信された指令を示すロー
カルないしはネツトワーク名前。
のときゼロにセツトされる） バイト８−ｎ 識別子：要求コード、NSヘツダ又はGDSキー（もしあれ
ば、このフイールドで拡張式感知データ制御ベクトルの
生成によつて起こる要求又は応答を識別する） バイトｍ＋１ 終了プロシージヤ起点名前フイールドの長さ（値３な
いし26は有効） バイトｍ＋２ないしｎ 終了プロシージヤ起点名前：もしこのフイールドが終了
プロシージャ起点名前を含むなら（バイト６、ビツト５
参照）、実行すべきセツシヨン終了プロシージヤを引き
起こしたノードのネツトワーク適格名前。そうでないと
きは、拡張式感知データ制御ベクトルを生成したノード
のネツトワーク適格名前、及び、使用可能な場合、終了
プロシージヤを知らせるRUが受信された指令を示すロー
カルないしはネツトワーク名前。
第13図及び第14図は本実施例に基づいて資源をみつけ
るためのステツプの流れを示す図である。第13図におい
て、第１図のEN220の如き１つのENが１つの資源につい
て探索を開始する。まず、ステツプ10に示すように、EN
は自己のデイレクトリを探索する。その資源が既知であ
れば（ステツプ12）、肯定応答が戻される（ステツプ1
4）。宛先のエントリがみつからないときは、探索要求
は要求元ENのサーバNNに経路指定される。
るためのステツプの流れを示す図である。第13図におい
て、第１図のEN220の如き１つのENが１つの資源につい
て探索を開始する。まず、ステツプ10に示すように、EN
は自己のデイレクトリを探索する。その資源が既知であ
れば（ステツプ12）、肯定応答が戻される（ステツプ1
4）。宛先のエントリがみつからないときは、探索要求
は要求元ENのサーバNNに経路指定される。
第14A図に示すように、サーバNNは自己の実義域デイ
レクトリすなわち自己のデイレクトリ及び関連するENで
規定され又はキヤツシユされたエントリを探索する。た
とえば、第１図でいうと、NN2がEN210、220及び230から
成る定義域を有する。この定義域データベース探索の
後、ステツプ22で探索が成功したかどうか判断される。
探索が成功の場合、宛先がサーバNN（当該ノード）に存
在するかどうか判断される（ステツプ24）。もしそれが
存在するなら、肯定応答が戻される（ステツプ26）。ス
テツプ24で“いいえ”の場合、そのエントリは関連する
ENにあり、そのENがLOCATE機能をサポートするかどうか
判断される（ステツプ28）。ステツプ28で“いいえ”の
場合、そのENに代わつて肯定応答が戻される（ステツプ
29）。ステツプ28では“はい”の場合、LOCATE探索はLO
CATE機能をサポートするそのENに送られる（ステツプ3
0）、ステツプ34で、ENから肯定応答が返つてきたかど
うか判断する。ステツプ34で“はい”の場合、サーバNN
に関するキヤツシユがリフレツシユされ（ステツプ3
2）、肯定応答が戻される（ステツプ38）。ステツプ34
で“いいえ”の場合、NNのキヤツシユからそのエNNトリ
が削除され、その資源はサーバの定義域内でもはや既知
のものでなくなり、プログラムは第14Bに続く。ステツ
プ22で、資源がサーバNNの定義域内で既知でなく、プロ
グラムは第14B図に続く。
レクトリすなわち自己のデイレクトリ及び関連するENで
規定され又はキヤツシユされたエントリを探索する。た
とえば、第１図でいうと、NN2がEN210、220及び230から
成る定義域を有する。この定義域データベース探索の
後、ステツプ22で探索が成功したかどうか判断される。
探索が成功の場合、宛先がサーバNN（当該ノード）に存
在するかどうか判断される（ステツプ24）。もしそれが
存在するなら、肯定応答が戻される（ステツプ26）。ス
テツプ24で“いいえ”の場合、そのエントリは関連する
ENにあり、そのENがLOCATE機能をサポートするかどうか
判断される（ステツプ28）。ステツプ28で“いいえ”の
場合、そのENに代わつて肯定応答が戻される（ステツプ
29）。ステツプ28では“はい”の場合、LOCATE探索はLO
CATE機能をサポートするそのENに送られる（ステツプ3
0）、ステツプ34で、ENから肯定応答が返つてきたかど
うか判断する。ステツプ34で“はい”の場合、サーバNN
に関するキヤツシユがリフレツシユされ（ステツプ3
2）、肯定応答が戻される（ステツプ38）。ステツプ34
で“いいえ”の場合、NNのキヤツシユからそのエNNトリ
が削除され、その資源はサーバの定義域内でもはや既知
のものでなくなり、プログラムは第14Bに続く。ステツ
プ22で、資源がサーバNNの定義域内で既知でなく、プロ
グラムは第14B図に続く。
ステツプ40に示すように、定義域間及びネツトワーク
間デイレクトリの探索がその探索をはじめに要求したノ
ードのサーバNNによつて開始される。これらのデイレク
トリはサーバNNに含まれているキヤツシユである。宛先
がこれらのデイレクトリの１つにおいて既知であるかど
うか判断することができる（ステツプ42）。ステツプ42
で“はい”の場合、直接的探索がその宛先に送られる
（ステツプ44）。
間デイレクトリの探索がその探索をはじめに要求したノ
ードのサーバNNによつて開始される。これらのデイレク
トリはサーバNNに含まれているキヤツシユである。宛先
がこれらのデイレクトリの１つにおいて既知であるかど
うか判断することができる（ステツプ42）。ステツプ42
で“はい”の場合、直接的探索がその宛先に送られる
（ステツプ44）。
資源がその宛先でみつかつたどうか判断される（ステ
ツプ46）。ステツプ46で“はい”の場合、サーバNNに含
まれるキヤツシユはリフレツシユされ、要求元に肯定応
答が戻される（ステツプ48及び49）。ステツプ46で資源
がみつからなかつたと判断されたときは、その障害が経
路指定障害の結果であるかどうか判断される（ステツプ
52）。もしそうなら、その経路指定が再計算され再試行
される（ステツプ54）。経路指定の再計算及び再試行は
複数回行つてもよい。このような再試行により資源がみ
つかつたかどうか判断される（ステツプ56）。ステツプ
56で“はい”の場合、キヤツシユはリフレツシユされ肯
定応答が戻される（ステツプ58及び60）。ステツプ56で
“いいえ”の場合、そのエントリはサーバNNのキヤツシ
ユから削除される（ステツプ62）。同様に、ステツプ52
で“いいえ”の場合（経路指定障害発生を意味する）、
エントリがキヤツシユから削除される。
ツプ46）。ステツプ46で“はい”の場合、サーバNNに含
まれるキヤツシユはリフレツシユされ、要求元に肯定応
答が戻される（ステツプ48及び49）。ステツプ46で資源
がみつからなかつたと判断されたときは、その障害が経
路指定障害の結果であるかどうか判断される（ステツプ
52）。もしそうなら、その経路指定が再計算され再試行
される（ステツプ54）。経路指定の再計算及び再試行は
複数回行つてもよい。このような再試行により資源がみ
つかつたかどうか判断される（ステツプ56）。ステツプ
56で“はい”の場合、キヤツシユはリフレツシユされ肯
定応答が戻される（ステツプ58及び60）。ステツプ56で
“いいえ”の場合、そのエントリはサーバNNのキヤツシ
ユから削除される（ステツプ62）。同様に、ステツプ52
で“いいえ”の場合（経路指定障害発生を意味する）、
エントリがキヤツシユから削除される。
エントリがキヤツシユから削除されると、宛先資源が
LUであるのか又は制御点であるのか（トランザクシヨン
プログラム又はファイルのようなその他の資源と対比さ
れる）判断される（ステツプ64）。宛先資源がLUはCPで
あれば、そのネツトワークの全てのNNCP名前を有するト
ポロジーデータベースで探索がなされる（ステツプ6
6）。CP名前が資源名前と一致したかどうか判断される
（ステツプ68）。これが一致すれば、その資源を含む宛
先CPへ直接的探索が送られる（ステツプ70）。そのCPに
到達したどうか判断される（ステツプ72）。ステツプ72
で“はい”の場合、肯定応答が要求元ノードに戻される
（ステツプ74）。ステツプ72で“いいえ”の場合、経路
指定エラーが発生したのでその経路指定が再計算され再
試行される（ステツプ76）。前述の如く、この再計算は
一定の回数だけ繰返してもよい。この再計算及び再試行
の後、CPに発達したかどうか判断される（ステツプ7
8）。ステツプ78で“はい”の場合、肯定応答が戻され
る（ステツプ80）。ステツプ78で“いいえ”の場合、否
定応答が戻される（ステツプ82）。ステツプ68で一致が
得られないときは、その資源がサーバNNに既知でないと
判断される。
LUであるのか又は制御点であるのか（トランザクシヨン
プログラム又はファイルのようなその他の資源と対比さ
れる）判断される（ステツプ64）。宛先資源がLUはCPで
あれば、そのネツトワークの全てのNNCP名前を有するト
ポロジーデータベースで探索がなされる（ステツプ6
6）。CP名前が資源名前と一致したかどうか判断される
（ステツプ68）。これが一致すれば、その資源を含む宛
先CPへ直接的探索が送られる（ステツプ70）。そのCPに
到達したどうか判断される（ステツプ72）。ステツプ72
で“はい”の場合、肯定応答が要求元ノードに戻される
（ステツプ74）。ステツプ72で“いいえ”の場合、経路
指定エラーが発生したのでその経路指定が再計算され再
試行される（ステツプ76）。前述の如く、この再計算は
一定の回数だけ繰返してもよい。この再計算及び再試行
の後、CPに発達したかどうか判断される（ステツプ7
8）。ステツプ78で“はい”の場合、肯定応答が戻され
る（ステツプ80）。ステツプ78で“いいえ”の場合、否
定応答が戻される（ステツプ82）。ステツプ68で一致が
得られないときは、その資源がサーバNNに既知でないと
判断される。
ステツプ42に戻つて、宛先資源が定義域間デイレクト
リ又はネツトワーク間デイレクトリでみつからなかつた
ときは、直接、ステツプ64へ進む。ステツプ64で“いい
え”の場合、その資源はサーバNNとつて既知でないと判
断される。ステツプ64で“はい”の場合、前述のように
してプログラムが進行する。
リ又はネツトワーク間デイレクトリでみつからなかつた
ときは、直接、ステツプ64へ進む。ステツプ64で“いい
え”の場合、その資源はサーバNNとつて既知でないと判
断される。ステツプ64で“はい”の場合、前述のように
してプログラムが進行する。
第14C図を参照する。ステツプ64で“いいえ”の場
合、自己の定義域においてサーバNNからENに同報通信探
索が送られる（ステツプ90）。これらのENは、宛先と同
じ資源タイプの資源についてLOCATE機能をサポートしLO
CATEの受取りをサポートするENである。ステツプ92でそ
の資源がみつかつたかどうか判断する。ステツプ92で
“はい”の場合、そのロケーシヨンに関する情報がサー
バNNのキヤツシユに入れられ（ステツプ94）、肯定応答
が要求元に戻される（ステツプ96）。資源がみつからな
かつた場合、このネツトワークに中央デイレクトリ（C
D）が存在するかどうか判断される（ステツプ98）、ス
テツプ98で“はい”の場合、直接的探索がCDに送られる
（ステツプ100）。
合、自己の定義域においてサーバNNからENに同報通信探
索が送られる（ステツプ90）。これらのENは、宛先と同
じ資源タイプの資源についてLOCATE機能をサポートしLO
CATEの受取りをサポートするENである。ステツプ92でそ
の資源がみつかつたかどうか判断する。ステツプ92で
“はい”の場合、そのロケーシヨンに関する情報がサー
バNNのキヤツシユに入れられ（ステツプ94）、肯定応答
が要求元に戻される（ステツプ96）。資源がみつからな
かつた場合、このネツトワークに中央デイレクトリ（C
D）が存在するかどうか判断される（ステツプ98）、ス
テツプ98で“はい”の場合、直接的探索がCDに送られる
（ステツプ100）。
CDノードはトポロジーデータベース更新メツセージに
おける１つの標識で自己を識別する。CDノードは、デイ
レクトリエントリについて大規模なキヤツシユを提供す
る必要がある。
おける１つの標識で自己を識別する。CDノードは、デイ
レクトリエントリについて大規模なキヤツシユを提供す
る必要がある。
CDノードがネツトワークに存在する場合、宛先LUが起
点LUのネツトワークサーバの定義域内になくそのNNCP及
びNNCP（OLU）が直接的なLOCATEを用いて宛先LUをみつ
けることができなかつたときは探索アルゴリズムは最も
近いCDを使用する。このCDは、宛先LUがキヤツシユデイ
レクトリにあれば直接的LOCATEによつて、又はそうでな
いときは同報通信によつて宛先をみつけるという役割を
負うこととなる。
点LUのネツトワークサーバの定義域内になくそのNNCP及
びNNCP（OLU）が直接的なLOCATEを用いて宛先LUをみつ
けることができなかつたときは探索アルゴリズムは最も
近いCDを使用する。このCDは、宛先LUがキヤツシユデイ
レクトリにあれば直接的LOCATEによつて、又はそうでな
いときは同報通信によつて宛先をみつけるという役割を
負うこととなる。
第14C図に戻る。ステツプ102において、中央デイレク
トリによる直接的探索で資源がみつかつたかどうか判断
される。ステツプ102で“はい”の場合、その資源及び
そのノードのサーバを含むCPの名前が応答の中から抽出
され、そのエントリがキヤツシユされ（ステツプ10
4）、肯定応答が戻される（ステツプ106）。ステツプ10
2で“いいえ”の場合、否定応答が戻される（ステツプ1
08）。
トリによる直接的探索で資源がみつかつたかどうか判断
される。ステツプ102で“はい”の場合、その資源及び
そのノードのサーバを含むCPの名前が応答の中から抽出
され、そのエントリがキヤツシユされ（ステツプ10
4）、肯定応答が戻される（ステツプ106）。ステツプ10
2で“いいえ”の場合、否定応答が戻される（ステツプ1
08）。
ステツプ98に戻る。ネツトワークにCDが全く存在しな
いときは、そのネツトワークにおける全てのNNに同報通
信が送られる。第１図の例でいうと、ネツトワーク50に
おける全てのNNである。
いときは、そのネツトワークにおける全てのNNに同報通
信が送られる。第１図の例でいうと、ネツトワーク50に
おける全てのNNである。
第14D図を参照する。ステツプ111で同報通信が１つの
ネツトワークにおける全てのサーバに送られる。ステツ
プ112でその資源がみつかつたかどうか判断される。ス
テツプ112で“はい”の場合、そのサーバNNにおいてエ
ントリがキヤツシユされ、肯定応答が要求元に戻される
（ステツプ114及びステツプ116）。資源がみつからない
ときは、宛先のネツトワークの識別子IDが現ネツトワー
クと異なるかどうか判断される（ステツプ118）。もしI
Dが異ならないなら、否定応答が戻される（ステツプ12
1）。すなわち、資源がみつからなかつたことを示す。
この宛先のIDが現ネツトワークと異なるものであるとき
は、そのネツトワークにゲートウエイノードがあるかど
うか判断される（ステツプ122）。ゲートウエイノード
はトポロジーデータベース更新メツセージにおける標識
によつて自己を識別する。ステツプ122で“いいえ”の
場合、否定応答が戻される（ステツプ124）。ステツプ1
22で“はい”の場合、直接的探索がそのゲートウエイノ
ードに送られる（ステツプ126）。直接的探索の結果に
基づき、資源がみつかつたかどうか判断される（ステツ
プ128）。ステツプ128で“はい”の場合、そのエントリ
がキヤツシユされ肯定応答が戻される（ステツプ131及
び132）。ステツプ128で“いいえ”の場合、それが経路
指定エラーによつて引起こされたものであるのかどうか
判断する（ステツプ134）。ステツプ134で“いいえ”の
場合、否定応答が戻される（ステツプ146）。ステツプ1
34で“はい”の場合、経路指定が再計算され再試行され
る（ステツプ136）。この再計算及び再試行は一定の回
数だけ繰返してもよい。再計算及び再試行の後、資源が
みつかつたどうか判断される（ステツプ138）。ステツ
プ138で“いいえ”の場合、否定応答が戻される（ステ
ツプ144）。資源がみつかつた場合は、エントリがキヤ
ツシユされ肯定応答が戻される（ステツプ141及び14
2）。
ネツトワークにおける全てのサーバに送られる。ステツ
プ112でその資源がみつかつたかどうか判断される。ス
テツプ112で“はい”の場合、そのサーバNNにおいてエ
ントリがキヤツシユされ、肯定応答が要求元に戻される
（ステツプ114及びステツプ116）。資源がみつからない
ときは、宛先のネツトワークの識別子IDが現ネツトワー
クと異なるかどうか判断される（ステツプ118）。もしI
Dが異ならないなら、否定応答が戻される（ステツプ12
1）。すなわち、資源がみつからなかつたことを示す。
この宛先のIDが現ネツトワークと異なるものであるとき
は、そのネツトワークにゲートウエイノードがあるかど
うか判断される（ステツプ122）。ゲートウエイノード
はトポロジーデータベース更新メツセージにおける標識
によつて自己を識別する。ステツプ122で“いいえ”の
場合、否定応答が戻される（ステツプ124）。ステツプ1
22で“はい”の場合、直接的探索がそのゲートウエイノ
ードに送られる（ステツプ126）。直接的探索の結果に
基づき、資源がみつかつたかどうか判断される（ステツ
プ128）。ステツプ128で“はい”の場合、そのエントリ
がキヤツシユされ肯定応答が戻される（ステツプ131及
び132）。ステツプ128で“いいえ”の場合、それが経路
指定エラーによつて引起こされたものであるのかどうか
判断する（ステツプ134）。ステツプ134で“いいえ”の
場合、否定応答が戻される（ステツプ146）。ステツプ1
34で“はい”の場合、経路指定が再計算され再試行され
る（ステツプ136）。この再計算及び再試行は一定の回
数だけ繰返してもよい。再計算及び再試行の後、資源が
みつかつたどうか判断される（ステツプ138）。ステツ
プ138で“いいえ”の場合、否定応答が戻される（ステ
ツプ144）。資源がみつかつた場合は、エントリがキヤ
ツシユされ肯定応答が戻される（ステツプ141及び14
2）。
第15A図及び第15B図はCP間セツシヨンによつてノード
がLOCATE要求を受信する場合の処理を示す図である。LO
CATE応答のサーバは新しい制御ブロツクを必要としない
のでこの処理を引起こさない。ステツプ150において、
使用可能なLOCATE制御ブロツクが存在するかどうか判断
される。“はい”の場合、第15B図へ正規に進行する。
使用可能な制御ブロツクが全くないときは、ノードはLO
CATE要求を拒否したいので（ステツプ159）、LOCATEを
拒否できるかどうか又はそのノードが送信側との間でデ
ツドロツクとみなされるべきかどうかが判断される。
がLOCATE要求を受信する場合の処理を示す図である。LO
CATE応答のサーバは新しい制御ブロツクを必要としない
のでこの処理を引起こさない。ステツプ150において、
使用可能なLOCATE制御ブロツクが存在するかどうか判断
される。“はい”の場合、第15B図へ正規に進行する。
使用可能な制御ブロツクが全くないときは、ノードはLO
CATE要求を拒否したいので（ステツプ159）、LOCATEを
拒否できるかどうか又はそのノードが送信側との間でデ
ツドロツクとみなされるべきかどうかが判断される。
ステツプ152ないし156は可能なデツドロツク状況を検
出するためのステツプである。ステツプ152では、全て
のLOCATE受信バツフアが充てんされているかどうか判断
される。そうでないときは、デイレクトリ構成要素はLO
CATE（廃棄）を送ることによつてLOCATE要求を拒否する
ことができ（ステツプ155）、処理を完了する（ステツ
プ158）。LOCATE受信バツフアが全て充されているとき
は、デイレクトリ構成要素は、LOCATEを送つたノードに
ついての送信調整カウント値及び受信調整カウント値を
検査する。そのうち一方が非ゼロならステツプ155に進
む。両方ともゼロのときは、そのノードはそのメツセー
ジの送信側との間でデツドロツクされたことが宣言され
る。ステツプ156において、デイレクトリ構成要素はセ
ツシヨンサービスにCP間セツシヨンの切断（UNBIND）を
知らせる。セツシヨンサービスは自動的にBINDを送るこ
ととなる。通常のセツシヨン停止により第15C図に進
む。
出するためのステツプである。ステツプ152では、全て
のLOCATE受信バツフアが充てんされているかどうか判断
される。そうでないときは、デイレクトリ構成要素はLO
CATE（廃棄）を送ることによつてLOCATE要求を拒否する
ことができ（ステツプ155）、処理を完了する（ステツ
プ158）。LOCATE受信バツフアが全て充されているとき
は、デイレクトリ構成要素は、LOCATEを送つたノードに
ついての送信調整カウント値及び受信調整カウント値を
検査する。そのうち一方が非ゼロならステツプ155に進
む。両方ともゼロのときは、そのノードはそのメツセー
ジの送信側との間でデツドロツクされたことが宣言され
る。ステツプ156において、デイレクトリ構成要素はセ
ツシヨンサービスにCP間セツシヨンの切断（UNBIND）を
知らせる。セツシヨンサービスは自動的にBINDを送るこ
ととなる。通常のセツシヨン停止により第15C図に進
む。
ステツプ150に戻つて、LOCATE要求を処理できると判
断すれば、ノードはLOCATEのタイプを判断する（第15B
図）。
断すれば、ノードはLOCATEのタイプを判断する（第15B
図）。
ステツプ160において、LOCATEがエンドノードからの
最初の要求であるかどうか判断される。もしそうなら、
ステツプ162に示すように第14A図ないし第14D図に進
む。LOCATEが最初の要求でないときは、それが同報通信
探索であるのか直接的探索であるのか判断される（ステ
ツプ164）。直接的探索でないときは、それは同報通信
探索のはずであり、中間の同報通信機能を遂行する（ス
テツプ166）。中間の同報通信機能は先に説明したが、
ローカル定義域の検査と送り手を除く全ての隣接ネツト
ワークノードへの同報通信要求の送信から成るものであ
る。ステツプ168で処理は完了する。
最初の要求であるかどうか判断される。もしそうなら、
ステツプ162に示すように第14A図ないし第14D図に進
む。LOCATEが最初の要求でないときは、それが同報通信
探索であるのか直接的探索であるのか判断される（ステ
ツプ164）。直接的探索でないときは、それは同報通信
探索のはずであり、中間の同報通信機能を遂行する（ス
テツプ166）。中間の同報通信機能は先に説明したが、
ローカル定義域の検査と送り手を除く全ての隣接ネツト
ワークノードへの同報通信要求の送信から成るものであ
る。ステツプ168で処理は完了する。
ステツプ164でLOCATEが直接的探索であると判断され
たときは、そのノードは直接的探索のターゲツトの名前
を検査する（ステツプ170）。
たときは、そのノードは直接的探索のターゲツトの名前
を検査する（ステツプ170）。
当該ノードがターゲツトでないときは、そのノードは
そのメツセージを先に進める（ステツプ172ないし18
2）。
そのメツセージを先に進める（ステツプ172ないし18
2）。
ステツプ172において、ノードは自己と経路指定選択
制御ベクトルでリストされた次のノードとの間で活動CP
間セツシヨンが存在するかどうか判断する。そのような
セツシヨンが存在しないときは、この直接的LOCATEを送
つてきたノードにLOCATE（廃棄）を戻す（ステツプ17
4）。この探索に関するレコードを保存する必要は全く
なく処理はステツプ176で終了する。
制御ベクトルでリストされた次のノードとの間で活動CP
間セツシヨンが存在するかどうか判断する。そのような
セツシヨンが存在しないときは、この直接的LOCATEを送
つてきたノードにLOCATE（廃棄）を戻す（ステツプ17
4）。この探索に関するレコードを保存する必要は全く
なく処理はステツプ176で終了する。
ステツプ172で“はい”の場合、探索に関する情報を
保持するため１つの制御ブロツクを生成しLOCATEを先に
進める（ステツプ180）。ステツプ182で処理は完了す
る。
保持するため１つの制御ブロツクを生成しLOCATEを先に
進める（ステツプ180）。ステツプ182で処理は完了す
る。
第15C図はデイレクトリ構成要素がCP間セツシヨンの
停止を知らされた場合の処理を示す図である。デイレク
トリサービスは各LOCATE制御ブロツクをみることによつ
て全ての未処理の探索を検査し、その制御ブロツクにつ
いての適切なアクシヨンを判断する（ステツプ184）。
停止を知らされた場合の処理を示す図である。デイレク
トリサービスは各LOCATE制御ブロツクをみることによつ
て全ての未処理の探索を検査し、その制御ブロツクにつ
いての適切なアクシヨンを判断する（ステツプ184）。
ステツプ186において、識別されたLOCATEが直接的探
索であるのか同報通信探索であるのか判断される。
索であるのか同報通信探索であるのか判断される。
もし直接的探索であれば、ステツプ196において、そ
の直接的探索がアプツリー側又はダウンツリー側で障害
の生じたCP間セツシヨンを使用したのかどうか判断され
る。
の直接的探索がアプツリー側又はダウンツリー側で障害
の生じたCP間セツシヨンを使用したのかどうか判断され
る。
もしそうでないときは、この制御ブロツクの処理は完
了し、ステツプ202へ進む。
了し、ステツプ202へ進む。
ステツプ196で“はい”の場合、経路指定障害の生じ
たセツシヨンの反対方向に障害を示す１つのLOCATEが送
られ、直接的LOCATEは廃棄される（ステツプ198）。
たセツシヨンの反対方向に障害を示す１つのLOCATEが送
られ、直接的LOCATEは廃棄される（ステツプ198）。
このLOCATE障害メツセージが送られると、その制御ブ
ロツクが廃棄される（200）。この制御ブロツクの処理
が完了し、ステツプ202に進む。
ロツクが廃棄される（200）。この制御ブロツクの処理
が完了し、ステツプ202に進む。
ステツプ186において制御ブロツクが同報通信探索を
表わすものであると判断された場合、ステツプ188でそ
の探索において障害の発生したセツシヨンについて調べ
る。そのノードが障害セツシヨンからの応答を待つもの
であれば、ステツプ190でその制御ブロツクに否定応答
を受信したことをマークし、感知コードが現に保管され
た感知コードより上位のものであればこれを保管し、そ
れに応じて処理する。これが受信すべき最後の応答でな
いときは、１つの応答を戻してその制御ブロツクを廃棄
する。一方、最後の応答であれば、それ以上の処理は必
要ない。
表わすものであると判断された場合、ステツプ188でそ
の探索において障害の発生したセツシヨンについて調べ
る。そのノードが障害セツシヨンからの応答を待つもの
であれば、ステツプ190でその制御ブロツクに否定応答
を受信したことをマークし、感知コードが現に保管され
た感知コードより上位のものであればこれを保管し、そ
れに応じて処理する。これが受信すべき最後の応答でな
いときは、１つの応答を戻してその制御ブロツクを廃棄
する。一方、最後の応答であれば、それ以上の処理は必
要ない。
この否定応答が適切に処理されれば、当該制御ブロツ
クについて処理が完了しステツプ202へ進む。
クについて処理が完了しステツプ202へ進む。
ステツプ192においてこのセツシヨンで応答が必要な
いと判断されたときは、この制御ブロツクの処理が完了
しステツプ202へ進む。
いと判断されたときは、この制御ブロツクの処理が完了
しステツプ202へ進む。
これが処理すべき最後の制御ブロツクでないときは、
ステツプ184に戻つて次の制御ブロツクが検索される。
処理すべき最後の制御ブロツクであるときは、セツシヨ
ン停止の処理は完了する（ステツプ204）。
ステツプ184に戻つて次の制御ブロツクが検索される。
処理すべき最後の制御ブロツクであるときは、セツシヨ
ン停止の処理は完了する（ステツプ204）。
第15D図は直接的探索のターゲツトNNによつて遂行さ
れる処理を示す図である。
れる処理を示す図である。
ステツプ211において、求められた資源が自己の定義
域に存在するNNにとつて既知であるかどうか判断され
る。ステツプ211で“はい”の場合、ステツプ217でその
資源が当該ノードにおいてみつかつたかどうか判断され
る。もしそうなら、肯定応答が戻される（ステツプ21
8）。
域に存在するNNにとつて既知であるかどうか判断され
る。ステツプ211で“はい”の場合、ステツプ217でその
資源が当該ノードにおいてみつかつたかどうか判断され
る。もしそうなら、肯定応答が戻される（ステツプ21
8）。
ステツプ217で“いいえ”の場合、資源はENに存在す
る。そこで、それが存在するENがLOCATE照会を受諾でき
るかどうか判断する（ステツプ212）。受諾できないと
きは、否定応答が戻される（ステツプ216）。ENがLOCAT
E照会を受諾できるときは、LOCATEはそのENに進められ
る（ステツプ213）。ステツプ214で、そのENからの応答
が肯定的であるか否定的であるかを判断する。もしそれ
が肯定的なものなら、肯定応答が戻される（ステツプ21
5）。一方、否定的な場合は、定義域同報通信が開始さ
れる（第15E図参照）。
る。そこで、それが存在するENがLOCATE照会を受諾でき
るかどうか判断する（ステツプ212）。受諾できないと
きは、否定応答が戻される（ステツプ216）。ENがLOCAT
E照会を受諾できるときは、LOCATEはそのENに進められ
る（ステツプ213）。ステツプ214で、そのENからの応答
が肯定的であるか否定的であるかを判断する。もしそれ
が肯定的なものなら、肯定応答が戻される（ステツプ21
5）。一方、否定的な場合は、定義域同報通信が開始さ
れる（第15E図参照）。
ステツプ211において、資源が自己の定義域内にない
とわかつたときは、宛先ENがLOCATEにおいて示されてい
るかどうか（すなわち、ネツトワーク名前制御ベクトル
が含まれているかどうか）判断される（ステツプ20
9）。ステツプ209で“いいえ”の場合、定義域同報通信
が開始される（第15E図）。ステツプ209で“はい”の場
合、そのENがLOCATEを受信できるかどうか判断される
（ステツプ207）。もしこれができないなら、否定応答
が戻される（ステツプ205）。ENがLOCATEを受諾できる
ときは、先に説明したと同様の処理が続く。
とわかつたときは、宛先ENがLOCATEにおいて示されてい
るかどうか（すなわち、ネツトワーク名前制御ベクトル
が含まれているかどうか）判断される（ステツプ20
9）。ステツプ209で“いいえ”の場合、定義域同報通信
が開始される（第15E図）。ステツプ209で“はい”の場
合、そのENがLOCATEを受信できるかどうか判断される
（ステツプ207）。もしこれができないなら、否定応答
が戻される（ステツプ205）。ENがLOCATEを受諾できる
ときは、先に説明したと同様の処理が続く。
第15E図はNN（DLU）から自己の定義域内のENへの定義
域同報通信を説明する図である。
域同報通信を説明する図である。
ステツプ221で、直接的探索において求められたタイ
プの未知の資源についてLOCATEをサポートする自己の定
義域内の全てのENに同報通信が送られる。ステツプ222
で、その資源がみつかつたかどうか判断される。みつか
つた場合は、その資源がキヤツシユされ（ステツプ22
4）、肯定応答が戻される（ステツプ225）。みつからな
かつた場合は、否定応答が戻される（ステツプ223）。
プの未知の資源についてLOCATEをサポートする自己の定
義域内の全てのENに同報通信が送られる。ステツプ222
で、その資源がみつかつたかどうか判断される。みつか
つた場合は、その資源がキヤツシユされ（ステツプ22
4）、肯定応答が戻される（ステツプ225）。みつからな
かつた場合は、否定応答が戻される（ステツプ223）。
E.発明の効果 以上説明したように本発明によれば、新たな探索手法
により、資源の付加及び再配置に関しシステム定義等の
労力を最小化を図ることができる。
により、資源の付加及び再配置に関しシステム定義等の
労力を最小化を図ることができる。
第１図は本発明を適用することのできるコンピユータネ
ツトワークの構成を示す図、第２図はSNA基本単位及びG
DS変数の標準的なフオーマツトを示す図、第３図ないし
第６図、第7A図ないし第7D図、及び第８図ないし第12図
は本発明の実施例で使用する各情報のフオーマツトを示
す図、第13図、第14A図ないし第14D図、及び第15A図な
いし第15E図は本発明の実施例を説明する流れ図であ
る。
ツトワークの構成を示す図、第２図はSNA基本単位及びG
DS変数の標準的なフオーマツトを示す図、第３図ないし
第６図、第7A図ないし第7D図、及び第８図ないし第12図
は本発明の実施例で使用する各情報のフオーマツトを示
す図、第13図、第14A図ないし第14D図、及び第15A図な
いし第15E図は本発明の実施例を説明する流れ図であ
る。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 インダー・サラト・ゴパル アメリカ合衆国ニユー・ジヤージイ州フ オト・リイー、アパートメント・19エ ヌ、ノース・アヴエニユ‐555番地 (72)発明者 ジエームズ・ピイトン・グレイ アメリカ合衆国ノース・カロライナ州チ ヤペル・ヒル、エモリイー・ドライブ 904番地 (72)発明者 ジヨージ・アレン・グローヴアー アメリカ合衆国ニユーヨーク州マホパツ ク、ボツクス15、ロード５、ケニカツ ト・ヒル・ロード（番地なし) (72)発明者 ジエフリイ・マーチン・ジヤフイ アメリカ合衆国ニユーヨーク州マンズ イ、クラバプル・コート２番地 (72)発明者 ジイーン・エー・ロウレイン アメリカ合衆国ノース・カロライナ州ラ レイ、プラムブリツジ3610番地 (72)発明者 メリンダ・ロズ・ポラード アメリカ合衆国ノース・カロライナ州ラ レイ、ブレイコン・ウエイ7831番地 (72)発明者 デイーン・フイーリス・ポゼフスキイ アメリカ合衆国ノース・カロライナ州チ ヤペル・ヒル、テツドレイ・ドライブ 2100番地 (72)発明者 マーク・ポゼフスキイ アメリカ合衆国ノース・カロライナ州チ ヤペル・ヒル、テツドレイ・ドライブ 2100番地 (72)発明者 リイー・マーク・ラフアロウ アメリカ合衆国ノース・カロライナ州ダ ーハム、パーシイング・ストリート2107 番地 (56)参考文献 特開 昭61−70654（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−78669（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−118465（ＪＰ，Ａ) 特開 昭60−254944（ＪＰ，Ａ)
Claims (1)
- 【請求項１】複数のエンドノード及びサーバノードを含
み、前記ノードの各々はそのノードに関連する資源のデ
ィレクトリを有し、前記エンドノードの各々はサーバノ
ードに関連されるようなコンピュータネットワークにお
いて、要求元ノードによって要求された資源を探し出す
方法であって、前記要求元ノードはエンドノードまたは
サーバノードであり、さらに （ａ）前記要求された資源が要求元ノードに存在するか
どうかを調べるために、該要求元ノードのディレクトリ
を探索するステップと、 （ｂ）前記要求元ノードのディレクトリにおいて前記要
求された資源が見つからず、かつ要求元ノードがエンド
ノードである場合に、該要求元ノードのサーバノードの
ディレクトリを探索するステップと、 （ｃ）前記サーバノードのディレクトリで前記要求され
た資源が見つからず、またはその要求元ノードがサーバ
ノードである場合に、そのサーバノードに関連するエン
ドノードのディレクトリを探索するステップと、 （ｄ）すでにディレクトリ探索の対象となったノードの
いずれかで資源が存在することを示すディレクトリ・エ
ントリが見つからない場合に、ネットワーク内の各サー
バノードへ前記資源探索要求を送るステップと を有する資源を探し出す方法。
Applications Claiming Priority (2)
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|---|---|---|---|
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| US07/062,269 US4914571A (en) | 1987-06-15 | 1987-06-15 | Locating resources in computer networks |
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| JP2575800B2 true JP2575800B2 (ja) | 1997-01-29 |
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ID=22041361
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
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