JPH0265438A - データ通信ネツトワークの制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明はデータ通信に関し、さらに詳しくはデータ通信
ネットワーク内の制限付資源（ｌｉｍｉｔｅｄｒｅｓｏ
ｕｒｃｅ）セツションをコントロールすることにより、
かかるセツションによってカンパセーション（会話）を
サポートする必要がもはやなくなったにもかかわらずか
かるセツションがアクティブであり続ける時間を減らす
方法に関する。

Ｂ、以下の説明のため、通信ネットワークは通信リンク
を介して相互に接続されたノードの集まりだと定義でき
る。ノードはエンド・ノードまたはネットワーク・ノー
ドとして特徴づけられる。ネットワーク・ノードは、ネ
ットワーク内にあって機能を提供するデータ処理システ
ムである。機能の例としては、自分自身と近隣ノードと
の間のメツセージのルーティング、ネットワーク・ノー
ドと直に接続されたエンド・ノードとの間で転送される
メツセージのルートの選択、及びエンド・ノードへのデ
ィレクトリ・サービスの提供があげられる。エンド・ノ
ードもデータ処理システムであるけれども、普通その提
供する機能はネットワーク・ノードよりも少ない。エン
ド・ノードは、ユーザとネットワークの残余との間のイ
ンターフェースを提供する。ノード間のリンクは、自己
所有またはリースのケーブルといったパーマネント・リ
ンクであってもよいし、必要なときだけイネーブルにな
るテンポラリ・リンクであってもよい。テンポラリ・リ
ンクの例は、私設または公共の電話網を介するダイアル
・アップの電話接続である。

セツションが確立するとユーザはネットワークを介して
データをやりとりできる。セツションは、ネットワーク
を通るパス（経路）上に存在する。

一対のノードに接続された様々なユーザが、様々なとき
にセツションを使用することができる。あるときに２つ
の特定のユーザがセツションを使用しているならそのユ
ーザはカンパセーションに関係していると言われる。

ネットワーク・ユーザは、普通にはターミナルの所にい
る人間のすベレータだと考えることができる。しかし、
ネットワークの観点から見ると、ネットワーク・ユーザ
は実際にはプログラムである。このようなプログラムは
、ネットワークにくっついたその他のプログラムとの間
でデータのやりとりを行う。ユーザとネットワークとの
間のインターフェースは、ロジカル・ユニットまたはＬ
Ｕと呼ばれるコンポーネントである。ＬＬＩはハードウ
ェアでインプリメントしてもよいし、ソフトウェアでイ
ンプリメントしてもよい。あるいは両者の組合せでもよ
い。特定のユーザがセツションを活動化させたり、ある
いは非活動化させるとき、当該ユーザとネットワークと
の間のインターフェースとしてはだら＜ＬＵは、１次Ｌ
ＬＪとして識別される。他方のユーザに関連するＬＵは
、２次ＬＵとして識別される。

セツション自体をＬＬＩの観点からながめることもでき
る。あるＬｔＪがセツションの活動化及び非活動化をコ
ントロールするとき（つまり１＊ＬＬＩである）、該セ
ツションはＬＬＩの観点から競合勝者（ｃｏｎｔｅｎｔ
ｉｏｎ−ｗｉｎｎｅｒ）セツションとして特徴づけられ
る。他方の、つまり２次ＬＵの観点からは、該セツショ
ンは競合敗者（ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ−１ｏｓｅｒ）セ
ツションとして特徴づけられる。

重要な術語があと２つある。１つは“コントロール・ポ
イント”である。コントロール・ポイントは、ネットワ
ーク構築時に与えられる資源定義文に基づいて、ネット
ワーク資源を活動化する。コントロール・ポイントは、
各ノードに与えられたリンク・ステーションを通じて、
リンクをコントロールし、活動化させ、そして非活動化
させる。

もう１つの重要な術語は”コントロール・オペレータ”
である。これは特殊なタイプのプログラムであり、普通
は２つのパートナ−ＬＵ間のアクティブ・セツションの
数をコントロールしたり、ＬＵ−ＬＩＪセツションの活
動化・非活動化及びＬＵにつていのオペレーティング・
パラメータの定義・修正・検査・削除においてＬＵをア
シストする機能を営む。

上記の述語は、システム・ネットワーク・アーキテクチ
ャ（ＳＮＡ）として知られるアーキテクチャを用いるネ
ットワークを記述するのに普通用いられる。アーキテク
チャ及び上記述語についてのもつともわかりやすい説明
が、出願人の発刊する以下のマニュアルに載っている。

かっこ内はマニュアル・ナンバーである。Ｓｙｓｔｅｍ
ｓ　ＮｅｔｗｏｒｋＡｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　Ｔｅｃ
ｈｎｉｃｉｃａｌ　０ｖｅｒｖｉｅｗ（ＧＣ３０−３０
７３−２）、Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ａｒｃ
ｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　Ｃｏｎｃｅｐｔｓａｎｄ　Ｐｒｏ
ｄｕｃｔｓ（ＧＣ３０−３０７３−３）、Ｓｙｓｔｅｍ
ｓ　ＮｅｔｗｏｒｋＡｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ−Ｆｏｒ
ｍａｔ　ａｎｄ　Ｐｒｏｔｏｃｏｌ　Ｒｅｆｅｒｅｎｃ
ｅＭａｎｕａｌ：　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　Ｌｏｇ
ｉｃ　ｆｏｒ　Ｔｙｐｅ　２．１　ｎｏｄｅｓ（ＳＣ３
０−３４２２−０）、Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｎｅｔｗｇｒｋ
　Ａｒｅｈｌｔｅｅｔｕｒｅ−Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ
　Ｐｒｏ８ｒａｍｍｅｒ’ｓ　Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　Ｍ
ａｎｕａｌ　ｆｏｒＬＵ　ｔＹＰＥ６．２（ＧＣ３０−
３０８４−２）ＬＵ−ＬＵセツションが確立され終了す
るプロセスはよく知られている。プロセスは、ユーザが
ＡＬＬＯＣＡＴＥ（割当）ハーブを自身のＬＬＩに送る
ことから始まる。このＡＬＬＯＣＡＴＥハーブには一定
のパラメータが与えられる。パラメータには、リモート
・ユーザの位置にあるリモートＬＬＩの名前、２つのユ
ーザ間でのカンパゼーションに割り当てられるセツショ
ンの特性、及びリモート・ユーザの名前、等を含む。１
次ＬＵはＡＬＬＯＣＡＴ　Ｉ　ＯＮバーブに応答して、
初期設定リクエスト（ＩＮＩＴ−ＳＥＬＦ）をコントロ
ール・ポイントに送る。ＡＬＬＯＣＡＴＥバーブに与え
られたパラメータは、コントロール・ポイントへ渡され
る。コントロール・ポイントは、ローカル及びリモート
のユーザ間のカンパゼーションをサポートするのにネッ
トワーク資源がアベイラブルであることを確め、ネット
ワークを貫くルートを算出し、コントロール・イニシエ
イトつまりＣＩＮＩＴレスポンスの形でルート情報を１
次ＬＵへ返す。

ネットワークが２ユーザ闇のカンパゼーションをサポー
トできる場合、１次ＬＵはＢＩＮＤリクエストを出し、
ネットワークを介してリモートＬＵに伝える。ＢＩＮＤ
リクエストは、セツションのために提案されたパラメー
タを運ぶ。リモートＬＵは、提案されたパラメータを受
諾することで応答してもよいし、あるいは代替パラメー
タを提案することで応答してもよい。元の、または代り
のパラメータが両方のＬＬＩにとって受諾可能なもので
あるならば、１次ＬＵはローカル・ユーザにＡＬＬＯＣ
ＡＴＥリターン・コードを送り、ローカル・ユーザに対
してカンパゼーションがセツションに割り当てられたこ
とを知らせる。しかる後、２つのユーザはアベイラブル
なデータ・プロトコールを用いてデータを交換する。ユ
ーザの一方はＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ　（割当解除）バー
ブを出してカンパゼーションを終わらせる。当該ユーザ
のＬＵは、該バーブに対して、他方のユーザに送られる
最後のデータ・ユニットのヘッダに条件付終了ブラケッ
トつまりＣＥＢフィールドを含めることによって応答す
る。ＣＢＢフィールドは、該セツションが２つのユーザ
の間のカンパゼーションをサポートするのにもはや必要
とされないことを表示する。

それにもかかわらず、セツションは、ネットワーク・コ
ントロール・オペレータがＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥＳＥＳ
ＳＩＯＮ（セツション非活動化）リクエストを出すまで
アクティブであり続ける。ＤＥＡＣＴＴＶＡＴＥＳＥＳ
ＳＩＯＮリクエストを受は取ると、１次ＬＵはＵＮＢＩ
ＮＤ　５ＥＳＳＩＯＮ（セツション・バインド解除）リ
クエストをリモートＬＵに送る。

Ｃ９解決すべき問題点 現在のセツション活動化・非活動化プロセスには、セツ
ションに対するニーズ（需要）が実際に終了してからし
ばらくしないとネットワーク・コントロール・オペレー
タ・アクションが生じないという問題点がある。セツシ
ョンをサポートするリンクが、自己所有またはリースの
ケーブルであるならば、現実に必要とされる時間よりも
長くセツションを維持しても大した問題ではない。しか
しながら、リンクが交換式（ｓｗ　ｉ　ｔｃｈｅｄ）リ
ンクのような制限付資源リンクであるならば、ニーズが
なくなった後もこれらのリンクを介してセツションを維
持することは、ネットワークに負担をかけることになる
。

負担がどのようなものになるかは、リンクのタイプ次第
である。負担付資源リンクが公衆の交換式電話網を通る
交換式リンクであるならば、負担は不必要な料金、ある
いはその他の所望のセツションをサポートする電話網施
設（ファシリティ）の使用不可能という形をとるだろう
。制限付資源リンクのその他のタイプとしてはＸ、２１
、Ｘ。

２５及びトークン・リンクがあり、これらは共用アクセ
ス・リンクとして特徴づけられる。これらのリンクがも
はやカンパゼーションをサポートするのに使われていな
いセツションに専用されているならば、該リンクを別の
ノードに再割当することができない。

Ｄ３問題点を解決するための手段 本発明は、ユーザとネットワークの間にさしはさまれた
ロジカル・ユニットがユーザまたはセツションをコント
ロールするコントロール・オペレータからのリクエスト
に応答するように構成されたデータ通信ネットワークで
実行される方法の形で具現化される。ユーザは、セツシ
ョンを介してカンパゼーションに関係し、データを交換
する。各セツションは、シリアルにつながれたリンクと
ノードを横断してデータ・パスを形成する。本発明法に
よれば、ロジカル・ユニットが、制限付資源リンクを用
いてコンダクトされるセツションの非活動化をコントロ
ールできるようになる。

活動時において、各セツションは、当該セツションに所
定の特性を持つリンクが１つ以上具備される場合には第
１のタイプとじて表示される一方、当該セツションが上
記所定の特性を持つリンクを全く持たない場合には第２
のタイプとして表示される。セツションを第１のタイプ
または第２のタイプとして表示することを除いて、セツ
ションの活動化は公知のプロトコール及び手順に従って
行われる。セツションがユーザ間のカンパゼーションに
とってもはや必要でないと判断されると、１次ローカル
・ユニットは、ネットワーク・コントロール・オペレー
タからのリクエストを待たずに、第１のタイプの何れの
セツションをも終了させることができる。セツションが
第２のタイプならば、該セツションは、ロジカル・ユニ
ットではなくてネットワーク・コントロール・オペレー
タのアクションに応答して非活動化する。

Ｅ、実施例 第１図は、データ通信ネットワークの主要なコンポーネ
ントを示す。ネットワークは、いくつかのノード１０．
１２．１４．１６及び１８を含む。

各ノードは、データ処理システムの形でインプリメント
される。これらのノードはデータ・パス（経路）に含め
得るものである。ユーザ２０．２２は、かかるデータ・
パスを通じて、ネットワークを介してのデータ交換を行
う。ノードとノードの間はリンクによって結ばれる。例
えば、ノード１０と１８の間のリンク２４の如しである
。ネットワーク内の各リンクは、リンク・コネクション
及びそれぞれが接続対象ノード内にあるリンク。ステー
ションのベアから構成される。図面を参照して説明する
と、リンク２４は物理的メディア２６、例えば電話線や
マイクロウェーブ・ビームを含んでいる。また、ノード
１０にはリンク・ステーション２８があり、ノード１８
には別のリンク・ステーション３０がある。

データ通信ネットワークの機能は、例えばユーザ２０．
２２がネットワークを介してデータをやり取りできるよ
うな、ハートあるいはパスを確立し、維持することであ
る。人間の観点からは、ネットワークのユーザは、ワー
クステーションを操作している個人であってもよいし、
プログラムであってもよい。ネットワークの観点からは
、常にユーザはプログラムによって表すことができる。

というのは、個人がネットワークにインターラクトする
ためには、ユーザのワークステーションで走っているプ
ログラムを介さなければならないからである。各ユーザ
は、ロジカル・ユニット、つまりＬＬＪによって結ばれ
ている。ＬＵは、データ交換を管理する。詳しくは、Ｌ
Ｕ３２はユーザ２０にとってのインターフェースを提供
し、ＬＬＪ３はユーザ２４にとってのインターフェース
を提供する。

２つのユーザの間でデータを交換するためには、セツシ
ョンと呼ばれる論理状態をセツション・アップしなけし
ばならない。システムの観点からは、ユーザ間のデータ
交換を可能たらしのるセツションは、ＬＵ−ＬＬＪセツ
ションと呼べる。同じ２つのユーザ間であっても、時が
違えば、セツションに含まれるノードやリンクが違うこ
ともある。例えば、あるセツションでは、ユーザ２０と
２２が、ノード１０．リンク２４、及びノード１８から
なるデータ・パスを介してデータをやり取するかもしれ
ない。別の時点では、同じユーザが、ノード１０．１２
．１４．１６．１８及び各々の間でのノード間リンクに
よってセット・アップされたセツションを利用すること
もある。ユーザがデータ交換のために現実にセツション
を使うことを、カンパゼーション（会話）と言う。

第２図は、本発明によるセツションの活動化及び非活動
化のプロセスを示す。この図では、様々な物理的なまた
は論理的（ロジカル）なコンボーネントが、図の上部に
ブロックとして描かれている。ユーザは、ローカル・プ
ログラム３６とリモート・プログラム３８である。プロ
グラム３６にとってのインターフェースはロジカル・ユ
ニット４０である。ロジカル・ユニット４２は、プログ
ラム３８にとってのネットワークに対するインターフェ
ースを提供する。どのＳＮＡネットワークにおいても、
コントロール・ポイント４４の如きコントロール・ポイ
ントが含まれている。コントロール・ポイントは協力し
てネットワークを管理する。

コントロール・ポイントの機能は参考文献に詳しく説明
されているので、本発明の理解にとって重要なものだけ
を後で説明する。セツションは、中間のノードとリンク
を利用する（ブロック４６）。

セツション・セット・アップの第１ステツプは、ローカ
ル・ユーザが割当（ＡＬＬＯＣＡＴＥ　）リクエストを
ローカルＬＵ４０に出すことによって行われる。

一般に受は入れられる！Ｐｉｌｉ法では、ＡＬＬＯＣＡ
ＴＥリクエストはバーブ（ｖｅｒｂ　）と呼ばれる。　
ＡＬＬＯＣＡＴＥバーブは、リモート・ユーザの名前及
び該リモート・ユーザの所に位置するＬＵの名前を指定
する。もちろん、リモート・ユーザは、ローカル・ユー
ザと同じＬＬＩに位置していてもよい。ＡＬＬＯＣＡＴ
Ｅバーブはまた、割り当てられるセツションについての
特性（ｐｒｏｐｅｒｔｙ）を示すモード名を指定する。

ネットワーク特性の内容は、例えば使用されるサービス
・クラス、データを暗号化すべきか否か、あるいは送り
出す前にデータをＡＳＣＩＩキャラクタ−に変換すべき
かといったことである。

ローカルＬＬ１４０は、２つのユーザ間で適当なセツシ
ョンが既に存在するか否かをチエツクすることにより、
割当リクエストに応答する。セツションが存在している
けれどもアクティブ・カンパゼーションには用いられて
いないらならば、該セツションを用いて現在の割当リク
エストを満足させることが可能である。適当なセツショ
ンが存在しないならば、ローカルＬ　Ｕ　４０は、イニ
シエイト・セルフ（ＩＮ　ＩＴ−５ＥＬＦ、自己初期設
定）リクエストをコントロール・ポイント４４へ送る。

ＩＮＩＴ−５ＥＬＦリクエストは、ＡＬＬＯＣＡＴＥバ
ーブによって与えられたパラメータを含む、コントロー
ル・ポイント４４はディレクトリをサーチして、ＩＮ［
Ｔ−５ＥＬＦリクエストを満足させるのに必要な様々な
資源を突き止める。コントロール・ポイント４４はまた
、該セツションのためにネットワークを貫く適当なルー
トを算出する。

ルートには、２つのエンド・ノード間の連絡を形成する
ために求められる様々なノード及びリンクのアイデンテ
ィティが含まれる。この情報は、コントロール・イニシ
エイト（ＣＩＮ［Ｔ）リクエストの形でローカルＬＵ４
０に戻される。

ＣＩＮＩＴはリクエストであると考えられる。なぜなら
、ＣＩＮＩＴは、機能的にはローカルＬＵに対してＬＬ
Ｉ−ＬＵセツションの活動化を試みられるようリクエス
トするものだからである。このセツションのために、Ｃ
ＩＮＴＴリクエストを受は取るＬ［Ｊは該セツションに
ついての１次ＬＬＩとして識別される。ＣＩＮＩＴリク
エストの中で名をあげられたＬＵは、２次ＬＬＩと呼ば
れる。

ＣＩＮＩＴリクエストは、ローカル・ノードと最初の中
間ノードの間のリンクについてのリンク定義を含む。リ
ンク定義中のパラメータの１つは、制限付資源表示子（
ＬＲＩ　）である。このパラメータは、当該リンクが交
換式リンクのような共用アクセス・トランスポート・フ
ァシリティであることを示す。制限付資源表示子の使用
については、以下でより詳しく説明する。

ローカルＬＵ４０はＣｒＮＩＴリクエストに応答して、
ＢＩＮＤ　　５ＥＳＳＩＯＮ（バインド・セツション）
、つまりＢＩＮＤリクエストをリモート（２次）ＬＵに
送信する。ＢＩＮＤリクエストはメツセージ・ユニット
（ＭＵ　）内に含まれ、セツションのために提案された
パラメータを運ぶとともに、ＬＲＩフィールドを含んで
いる。

ＢＩＮＤリクエストが中間ノードのうちの最初のものへ
送信されるとき、ＬＲＩフィールドはローカル・ノード
と最初の中間ノードの間のリンクの定義のみを反映して
いる。ＢＩＮＤリクエストは中間ノードの各々で処理さ
れてから、次のノードへ渡される。各ノードで入力ＢＩ
ＮＤリクエストが検査され、該ノードの上流のリンクの
１つが制限付資源リンクであることを表示すべくＬＲＩ
表示子がセットされているか否かを判断する。ノードは
また自身がストアしている上流と下流両方のリンクの定
義をチエツクし、当該ノードにおいて何れかのリンクが
制限付資源リンクとして定義されているか否かを調べる
。入力ＢＩＮＤリクエストまたはストアしているリンク
定義の何れかで制限付資源が識別されているならば、Ｂ
ＩＮＤリクエストが後続のノードに渡される前に、当該
ノードにてＢＩＮＤリクエストのＬＲＩフィールドがセ
ットされる。（あるいは、既にセット済であるなら、そ
の試態が維持される。） リモートＬＵ４２はＢＩＮＤリクエストに対してＲＳＰ
（ＢＩＮＤ）レスポンスでもって応答する。ＲＳＰ（Ｂ
ＩＮＤ）レスポンスがノード・パイ・ノードでしＵ３Ｏ
へ戻される際、上述のような方法によるＲＳＰ（ＢＩＮ
Ｄ）中のＬＲｒフィールドの処理が継続する。ＢＩＮＤ
リクエストがリモートＬＵにとって受諾可能なものであ
るならば、Ｂ　；　Ｎ　Ｄレスポンスはセツション・パ
ラメータの完全なセットを含んでいる。パラメータは、
ＢＩＮＤリクエストとともに受信したものとマツチする
かもしれないし、相違するかもしれない。

パラメータが相違するならば、ローカルＬＵはリモート
ＬＬＩの提案するパラメータを受諾しなければならない
。さもないと、セツションは確立されない。セツション
のために受諾可能なパラメータのセットが確立可能であ
ると仮定すると、ローカルＬ（Ｊ４０はポジティブなり
ＩＮＤレスポンスに応答して、ポジティブＡＬＬＯＣＡ
ＴＥ　（割当肯定）リターン・コードをローカル・ユー
ザに送る。ポジティブ・リターン・コードは、セツショ
ンが確立されたこと、及びユーザ３６と８８の間でのカ
ンパゼーションつまりデータ交換を開始できることを表
示する。ユーザ３６と３８は、公知のデータ・プロトコ
ールを使ってデータ交換を行う。

ローカル・ユーザ３６がその最後のデータ・ユニットを
送信すると、ユーザ３６はＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ（割当
解除）バーブを出す。ローカルＬＵは、このバーブに対
して、最終データ・ユニットのヘッダに条件付き終了ブ
ラケットつまりＣＥＢフィールドを含めることによって
応答する。セツションが制限付資源リンクを持つものと
して識別されている場合には、ローカルＬＵ４０は直ち
にリモー）ＬＵに対してＵＮＢ　Ｉ　ＮＤ　（バインド
解除）リクエストを送る。このリクエストによって、Ｌ
ｔＪは、コントロール・ポイント４４からのアクション
あるいはリクエストを待つことなしに、確立されていた
ＬＵ−ＬＵセツションを非活動化することが可能になっ
た。セツションが制限付資源リンクを有するものとして
識別されていなかったならば、ローカルＬＵ４０は、ｔ
ＪＮＢＩＮＤ処理を始める前に、普通にコントロール・
ポイント４４からのアクションまたはリクエストを持つ
ことになる。

第３図は、ＢＩＮＤリクエストまたはＢＩＮＤレスポン
ス処理において、どのようにして制限付資源セツション
が識別されるかについて、詳細に説明している。第３図
において、ノードＡがローカル・ノードであり、ノード
Ｄがリモート・ノードである。ノードＡとＢの間のリン
ク及びノードＣとＤの間のリンクは、リース（された）
回線である。定義上当然に、リース回線は制限付資源で
あることは考えられない。他方５ノードＢとＣの間のリ
ンクは交換リンクであり、ネットワーク構成者の好きな
ように、制限付資源として定義してよい。

セツションがセット・アップされるときにＢＩＮＤリク
エストつまりＢＦｔＱがノードＡにて生成される。スト
アされているリンクＡＢの定義により、ノードＡは該リ
ンクが制限付資源であるか否かを決定する。リンクＡＢ
はリース回線なので、これは制限付資源ではなく、した
がってＢＩＮＤリクエスト中のＬＲＩビットは、ＢＩＮ
ＤリクエストがノードＢに送られる前にゼロにセットさ
れる。

ノードＢはＢＩＮＤリクエストを検査して、ＬＲＩビッ
トの試態を判断する。ノードＢまたはローカルにストア
されているリンクＡＢ、ＢＣの両方の定ｆｌを見て、何
れかのリンクがノードＢにて制限付置源リンクとして定
義されているか否かを判断する。リンクＢＣが交換式、
つまり制限付資源リンクであるので、ノードＢはＢＩＮ
Ｄリクエスト中の■、Ｒ１ビットを１にセットしてから
、ＢＩＮＤリクエスト七ノードＣへ送信する。ノードＣ
はノードＢと同じ基本処理を繰り返し、受信したＢＩＮ
ＤリクエストまたはローカルにストアされたリンクＢＣ
またはＣＤの定義の何れかが制限付資源を表示している
ならば、ＬＲＩビットを１にセットする。

リモート・ノードにてＢＩＮＤリクエストが受信される
と、該ノードはＢＩＮＤレスポンス（ＢＲＰ　）ｔ−生
成する。ＢＩＮＤレスポンスもＬＲＩビットを含んでお
り、受信ＢＩＮＤリクエスト中のＬＲＩビットが値１を
有していた場合、またはノードＤにおけるデータ・ベー
スがリンクＣＤを制限付資源として定義していた場合に
、ＢＲＰのＬＲＩビットは１にセットされる。

ＢＩＮＤレスポンスがノードＣに送られると、ノードＣ
は、最初にＢＩＮＤリクエストに対して反応したのと同
じようにしてＢＩＮＤレスポンスに対して反応する。す
なわち、ノードＣはノードＤから受は取ったメツセージ
・ユニットが値１を有するか、もしくはノードＣがリン
クＢＣまたはＣＤを制限付資源として定義していた場合
に、ＢＩＮＤレスポンス中のＬＲ１ビットを１にセット
する。

その後、ＢＩＮＤレスポンスはノードＢに渡され、ノー
ドＢはＢＩＮＤレスポンス・メツセージ・ユニットを同
様に処理してからノードＡに渡す、ノードＡは、ノード
Ｂから受は取ったメツセージ・ニット及び自身でストア
するリンクＡＢの定義の関数（図面ではｆとして示す）
として、ＬＲＩビットをセットする。その後、ノードＡ
はＬＲＩ表示子をセツション・コントロール・ブロック
にストアする。ストアされたＬＲＩ表示子は、セツショ
ンが非活動化されるときに用いられる。

恐らく上述のプロセスはかなり冗長であることが明らか
であろう。この冗長性は望ましいものである。なぜなら
、ネットワークの任意のノードが“ダウン・レベル”の
ノード、つまり特定のリンクが制限付資源であるか否か
を表示する貯ｉｌ！（ストアト）リンク定義を必ずしも
サポートしないノードであるかもしれないからである。

上述した冗長性は、ダウン・レベル・ノードが誤ってＬ
ＲＩ表示子をゼロにセットすることを防止する。

第４図は、第３図で一般的な説明をしたプロセフ、にお
いて、各ノードで実行されるステップのフロー・チャー
トである。もちろん、該プロセスを実行するノードは、
上流ノードからＢＩＮＤリクエストつまりＢＲＱを受は
取る（オペレーション４８）、受信ノードはＢＲＱのＬ
ＲＩ表示子を検査して、ＬＲＩビットが値１を有するか
否かを判断する（オペレーション５０）。ＬＦＬＩビッ
トがゼロに等しい場合、ノードは、自身のトポロジー・
データ・ベース（ＤＢ）が上流リンクを制限付資源（Ｌ
Ｒ）として定義しているか否かを判断する（オペレーシ
ョン５２）。上流リンクが制限付資源でないならば、ノ
ードはまた該トポロジーＤＢをチエツクして、下流リン
クがＬＲとして定義されているか否かを判断する（オペ
レーション５４）０判断ブロック５０．５２．５４のす
べてにおいてネガティブ（否定的）な結果を得たならば
、ＢＩＮＤリクエストのＬＲＩビットはゼロにセットさ
れ（オペレーション５６）、ＢＩＮＤリクエストは下流
ノードへ転送される（オペレーション５８）。

他方、判断ブロック５０．５２．５４の何れかでポジテ
ィブな結果が得られたなら、ＢＩＮＤリクエストのＬＲ
Ｉビットが１にセットされ（オペレーション６０）、そ
の後、ＢＩＮＤリクエストは下流ノードへ発信される（
オペレーション５８）。

第５図は、ローカルとリモートのユーザ間でのカンパゼ
ーションが終わるときに、ローカルつまり１次ＬＵにて
実行されるステップのフロー・チャートである。１次Ｌ
ＵはユーザからのＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥバーブを捜す。

ＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥバーブを受は取ると、ＬＵはタイ
マを始動させてよい（オペレーション６４）。このタイ
マの機能は単純である。現在のユーザ間でカンパゼーシ
ョンがもはや必要とされないかもしれないとき、他のユ
ーザが同じ２つのＬＵ間でのカンパゼーションに関係す
ることを望む可能性が常にある。オペレーション６４で
始動したオプショナル・タイマーによって、潜在的なセ
ツション・ユーザが簡単に該セツションの使用をリクエ
ストできるようになった。後で述べる理由により、オペ
レーション６４の直後に、時間が経過したか否かについ
てのチエツク７４が行われる。次いで、ＬＵは、カンパ
ゼーション・リクエスト、つまり２つのパートナ−ＬＵ
間のセツション使用リクエストが存在するか否かを判断
する（オペレーション６４）。もしかかるリクエストが
あるなら、ＬＬＩは現在セツションが該リクエストの何
れかをまかなえるのか否かの判断をさらに行う。現在セ
ツションのパラメータが潜在ユーザによってリクエスト
されたパラメータと一致しない場合、現在セツションは
常にリクエストを満足できるわけではない。例えば、潜
在ユーザは暗号化セツションを必要とするのに、現在セ
ツションは非暗号化データの交換しか提供しないことも
ある。オペレーション６８によって現在セツションが存
在するカンパゼーション・リクエストをまかなえると判
断されたなら、セツション非活動化プロセスは終了し、
該セツションは待機中のユーザによってひき続き使用さ
れることになる。

しかしながら、オペレーション６６によって待機中のカ
ンパゼーション・リクエストの不存在が示された場合、
またはオペレーション６８によってセツションがカンパ
ゼーション・リクエストに適さないことが示された場合
、ＬＵは自身のセツション・コントロール・ブロック中
のＬＲＩビットをチェックレで、該セツションが制限付
資源セツションとして識別されているか否かを判断する
。

該セツションが制限付資源セツションでないならば、非
活動化プロセスのコントロールは、ここで説明している
プロセスとは全く別次元のプロセスで、コントロール・
ポイントへ渡される。オペレーション７０によって、セ
ツションが制限付資源セツションだと表示されたならば
、処理を実行中であるノードに関して該セツションが“
競合勝者（ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ−ｗｉｎｎｅｒ）　’
であるか否かをさらにテストされ。このオペレーション
７２によって行われる判断は２次ＬＬＩがセツションを
非活動化するのを防止するのに必要である。

オペレーション６６．６８．７０７２が（カンパゼーシ
ョンが終了するときは大抵１回以上）実行される間、オ
ペレーション６４にて始動されたタイマは動き続ける。

タイムアウトとなる時間が経過すると、オペレーション
７６にて、いつでも２つのＬＵ間で最小限の数のセツシ
ョンがアクティブでなければならないのか否かのチエツ
クが行われる。ノード対ノードのトラフィックが多量に
なると予期されるとき、またはノード対ノードのトラフ
ィックにおいて高度のリライアビリテイが維持されねば
ならないとき、いつでも最小限の数のセツションはアク
ティブでなければならないという条件の下に、多量かつ
並行なセツションをセット・アップすることができる。

判断７６の結果、最小限の数のセツションが維持される
べきことが示された場合には、現在セツションを非活動
化することによって維持されるべきセツションの最小限
度の数を下回ってしまう、つまり違反してしまうか否か
についても、さらにチエツクが行われる。

もし現在セツションの非活動化がアクティブなセツショ
ンの数を減らすことによって下限を下回るならば、該プ
ロセスは現在プロセスを非活動化することもなく終了す
る。しかしながら、チエツク７６の結果、維持されるべ
きセツションの数に最小限度がないことが示される場合
、または、チエツク７８の結果、そのような最小限度が
あったとしても現在セツションの非活動化はかかる限度
に違反するものではないことが示される場合には、ロー
カルつまり１次のＬＴＪは［ＪＮＢＩＮＤプロセスを開
始する（オペレーション８０）。ＬＩＮＢＩＮＤ処理の
結果、セツションは非活動化する。

以上の説明を繰り返すと、ＢＩＮＤ処理によって、セツ
ション内の活動中のリンクの何れかが制限付資源リンク
であるや否やが確認される。制限付資源リンクであるリ
ンクがあるならば、セツション全体が制限付資源セツシ
ョンとして表示される。セツションがコントロール・ポ
イントのアクジョンを待つことなしに、当該セツション
を非活動化するステップを採ることができる。１次ＬＵ
がセツションを非活動化できるようになった結果、使用
されていないセツションをサポートする制限付資源リン
クがアクティブであり続ける時間が減少する。この結果
、記述のように、ネットワーク・オペレーションのコス
トが減少するとともに、制限付資源リンクの最大限のア
ベイラビリティが保証される。

Ｆ、効果 本発明によれば、制限付資源リンクが使用されないセツ
ションに不必要に割り当てられ続けることを避けること
ができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、データ通信ネットワークの概略を示すブロッ
ク図である。 第２図は、本発明の実施時にネットワーク内で発せられ
るコマンドまたはリクエストの説明図である。 第３図は、ＢＩＮＤリクエストの処理ステップのフロー
チャートである。 第４図は、第３図に示した処理の際に各ノードで実行さ
れるステップのフローチャートである。 第５図は、セツションがユーザ間のカンパゼーションを
サポートするのにもはや必要とされないときに実行され
るステップのフローチャートである。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名） 第１区 ０発 ０発 エリイ ジョン・エンダン・フ エトヴエト ズボミイール・オーダ ニク リカ合衆国ノース・カロライナ州うレイ、フライアース
・ウオーク・プレス６１１０番地 アメリカ合衆国ノース・カロライナ州うレイ、ウェーバ
−・ドライブ４２０６番地 リカ合衆国ノース・カロライナ州チャペル・ヒル、エイ
・ドライブ９０４番地 アメリカ合衆国ノース・カロライナ州うレイ、ダンヒル
・テラス１０７４０番地

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ユーザとネットワークの間にインターフェースとしてロ
   ジカル・ユニットが存在しており、ネットワーク内のノ
   ードとリンクを適宜つないでロジカル・ユニット同士の
   間にセツシヨンを確立した状態でユーザ同士がデータを
   通信するネットワークの制御方法であつて、活動中の各
   セツシヨンについて、該セツシヨンが制限付資源リンク
   を１つ以上含む第１のタイプであるか、それとも制限付
   資源リンクを全く含まない第２のタイプであるかを識別
   し、 現在活動中のセツシヨンについて、該セツシヨンがユー
   ザ間のデータ通信にとつてもはや必要とされないものか
   どうかを判断し、 セツシヨンがユーザ間のデータ通信にとつてもはや必要
   とされず、かつ該セツシヨンが第１のタイプであるなら
   ば、ロジカル・ユニットをしてネットワーク・コントロ
   ール・オペレータからのリクエストを待つことなしに該
   セツシヨンを終了せしめる ことを特徴とする方法。