JPH0468662B2 - - Google Patents

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JPH0468662B2
JPH0468662B2 JP11492787A JP11492787A JPH0468662B2 JP H0468662 B2 JPH0468662 B2 JP H0468662B2 JP 11492787 A JP11492787 A JP 11492787A JP 11492787 A JP11492787 A JP 11492787A JP H0468662 B2 JPH0468662 B2 JP H0468662B2
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Paachia Baajirai Chihora
Furederitsuku Baado Reimondo
Peiton Gurei Jeemuzu
Kumaaru Kadaba Baarasu
Buusu Kaamubatsuchi Junia Jeemuzu
Geiru Kunauto Jefuri
Fuirisu Hozefusukii Daian
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International Business Machines Corp
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Description

【発明の詳細な説明】 本発明について以下の通り説明する。
Ａ 産業上の利用分野 Ｂ 従来技術 Ｃ 発明が解決しようとする問題点 Ｄ 問題点を解決するための手段 Ｅ 実施例 E1 ネツトワークの概要（第７図および第８図） E2 基本リンク・ユニツトのフオーマツト（第
１図） E3 データ送信装置での処理（第２図および第
３図） E4 データ受信装置での処理（第４図〜第６図） E5 動作 Ｆ 発明の効果 Ａ 産業上の利用分野 本発明は一般にコンピユータ・ネツトワークに
関し、より具体的には、前記ネツトワーク内の情
報の流れを改善するプロトコルおよび手法に関す
るものである。
Ｂ 従来技術 データを処理し、伝送するためにコンピユー
タ・ネツトワーク・システムを使用することは従
来技術では周知である。一般的なコンピユータ・
ネツトワーク・システムは、ある形式のオペレー
テイング・システムのもとで走行する少なくとも
１台の上位コンピユータ、通信制御装置、通信媒
体および複数のエンド・ユーザ（ターミナル、プ
リンタ、デイスプレイ等）から成る。上位コンピ
ユータは、通信媒体を介して制御装置またはエン
ド・ユーザ・ターミナルに接続される。通信制御
装置は、通信媒体を介して他の通信制御装置また
はエンド・ユーザ・ターミナルとインターフエー
スする。通信媒体は、電話回線、チヤネル、通信
衛星等でよい。ユーザは、自分のターミナルで要
求を入力することにより、上位コンピユータから
データを取り出すことができる。同様に、ユーザ
はターミナル上で情報を入力し、処理のためそれ
を上位コンピユータに伝送させ、またはネツトワ
ーク内の別のターミナルに伝送させることができ
る。
物理的構造に加えて、従来技術のコンピユー
タ・システムは、システム全体に渡つて情報の整
然とした流れを保証するシステム・アーキテクチ
ヤによつて制御される。従来技術では数種類のア
ーキテクチヤが記載されている。たとえば、コン
ピユータ・ネツトワークで使用されるアーキテク
チヤの概要は、Computer，1979年９月号、に記
載のS.WeckerのCmoputer Network
Architectureと題する論文に記載されている。シ
ステム・ネツトワーク・アーキテクチヤ（SNA）
についての記載を含むもう１つの概要が、IBM
Systems Journal，Vol.18，No.２，1979年、に所
載のP.E.GreenのAn Introduction to Network
Architecture and Protocolsと題する論文に記
載されている。これらの論文では、SNA，
DNA，ARPANET等の種々のコンピユータ・ネ
ツトワークが階層アーキテクチヤ層を用いて記載
されている。この階層アーキテクチヤ層におい
て、最低層は、ネツトワークの種々のユーザ・ノ
ードを相互接続する物理的通信回線に関係し、最
高層はネツトワークの種々のエンド・ユーザ間の
会話自体に関係する。
ネツトワーク・アーキテクチヤを標準化しよう
と試みる中で、国際標準化機構（ISO）は、
IEEE Transactions on Communications，1980
年４月、に所載のOSI Reference Model−The
ISO Model of Architecture for Open
Systems Interconnectionsと題する論文に
Hubert Zimmermenが記載しているモデルを採
用した。このモデル・アーキテクチヤは、７つの
層、すなわち、物理層、データ・リンク層、ネツ
トワーク層、トランスポート層、セツシヨン層、
プレゼンテーシヨン層およびアプリケーシヨン層
から成る。本発明は、主として、ネツトワークを
横断して情報を伝送するため使用される方法に関
係する、SNAの伝送サービス層に関するもので
ある。
コンピユータ・ネツトワークを設計する人々
は、ネツトワーク内のデータの流れを制御する方
法を常に求めている。ネツトワーク・エンテイテ
イ間またはネツトワーク・ノード間の情報の流れ
を制御するため、書式およびプロトコルが使用さ
れる。プロトコルは、ネツトワーク内の情報交換
を制御する規則全体に関係し、書式は交換される
メツセージの構造を制御する。従来技術では、情
報の流れを改善するため使用される幾つかの書式
およびプロトコルが定められている。たとえば、
米国特許第4205200号は、１つの端末から別の端
末に直列伝送されるデータ・フイールドを構成す
るバイト・サイズを制御するための手法について
記載している。各メツセージは、データ・フイー
ルドのバイト・サイズの変更を行なうか否かに関
する情報を含む第１のプリヘツダ・バイトと、変
更のサイズを表わす情報を含む第２のプリヘツ
ダ・バイトを含む。米国特許第4410889号は、可
変長メツセージを伝送する端末同志を同期するた
めの手法について記載している。米国特許第
4527267号は、X.25アクセス・プロトコルとユー
テイライゼーシヨン装置の内部プロトコルとを結
合するための手法について記載している。X.25
アクセス・プロトコルは、パケツト通信の肯定応
答が局所的でよいか、または端末間で行なわなけ
ればならないかを示すＤビツトを含む。最後に、
米国特許第4517669号および第4519068号は、通信
システムのユニツト間で可変長メツセージを伝達
するための書式について記載している。
セツシヨン・レベルの歩調合せは、通信ネツト
ワークで情報の流れを制御するため使用される従
来技術のもう１つの手法である。セツシヨン・レ
ベル歩調合せを用いると、SNA等の構造化アー
キテクチヤにおける受信論理ユニツト（LU）が
送信論理ユニツトからデータを受信する速度を、
この受信論理ユニツトが制御することが可能にな
る。過去においては、歩調合せは静的に行なわれ
ていた。受信論理ユニツトは、送信論理ユニツト
がパケツト・ウインドーをいつ送信するかを制御
するが、ウインドー内のパケツトの数はセツシヨ
ン活動化の際に固定され、動的に調節することは
できない。セツシヨン・レベルの歩調合せについ
てのさらに詳細な説明は、Systems Network
Architecture Format ＆ Protocol
Reference Manual：Architecture Logic
（SC30−3112）に記載されている。
固定セツシヨン・レベル歩調合せは、その所期
の目的に十分に働いたとしても、システムに対し
て不必要な拘束をもたらす。これらの拘束は、通
常比較的限られた資源（記憶装置等）を有する
が、それにもかかわらず大量のデータを処理しな
ければならないシステムでは特に痛感される。そ
のようなシステムでは、その乏しい資源に対する
制御が固定セツシヨン・レベル歩調合せによつて
もたらされるよりも柔軟であることが必要であ
る。
Ｃ 発明が解決しようとする問題点 したがつて、本発明の一般的目的は、コンピユ
ータ・ネツトワーク内で情報の流れを一層効率的
に制御する装置および方法を提供することであ
る。
本発明のより具体的な目的は、入り情報のウイ
ンドー・サイズを受信セツシヨン・パートナーが
制御できるプロトコルおよび書式を提供すること
である。
Ｄ 問題点を解決するための手段 本発明のこれらの目的は、歩調合せ要求メツセ
ージ、分離歩調合せ応答メツセージ、および分離
歩調合せリセツト肯定応答メツセージを適応セツ
シヨン歩調合せ機構に設けることにより実現され
る。これらの分離歩調合せメツセージ（IPM）
により、受信装置がメツセージのウインドー・サ
イズを制御することが可能になる。
基本的分離歩調合せメツセージ書式は、IPM
のタイプを示す一連のビツトを含むタイプ・フイ
ールド、セツトされたとき送信装置がただちにデ
ータの送信を停止しなければならないことを示す
ビツトを含むウインドー・リセツト標識と、送信
装置が次のウインドーで送信できるパケツトの数
を示す一連のビツトを含むウインドー・サイズ・
フイールドとを含む。
一般に、送信ノードは、要求ユニツト（RU）
フイールド内の使用データと、要求ヘツダ・フイ
ールド内でセツトされた歩調合せ標識（PI）ビ
ツトを含む情報を有する歩調合せ要求を受信ノー
ドに送信する。受信装置が現在データを受信して
いる速度よりも速く送信装置がデータを送信でき
る場合、送信装置は、「ウインドー拡大要求標識」
（RLWI）と呼ばれるビツトをオンにすることが
できる。このRLWIビツトは、送信装置が現在使
用しているよりも大きなウインドー・サイズを使
用できることを示すものである。PIビツトおよ
びRLWIビツトは、パケツトのヘツダ要求（RH）
フイールド内にある。
このパケツト（歩調合せウインドー内の最初の
パケツト）に応答して、受信装置は、請求された
IPMを生成して伝送する。受信装置は、次ウイ
ンドー・サイズを０よりも大きい値に指定する。
次ウインドー・サイズは、送信装置が現在送信し
ているウインドーの次のウインドーのサイズを指
示するものである。送信装置は、現在のウインド
ー内のパケツトの送信を終了すると、次ウインド
ー・サイズを、請求されたIPMで受信装置が指
示した数に設定する。受信装置は、受信装置が提
供しようとしている資源に基づいて次ウインド
ー・サイズを計算し、請求された各IPMにより
ウインドー・サイズを増大または減少させること
ができる。好ましい最小許容ウインドー・サイズ
は、セツシヨン活動化の際に設定することができ
る。
受信装置が記憶装置等の資源の深刻な不足を経
験し、ウインドーのサイズをただちに変更しなけ
ればならないことがときどきある。この場合、受
信装置は、ウインドー・リセツト標識をオンにし
て「請求されていない」IPMを送信する。こう
すると、送信装置は伝送を停止し、現在のウイン
ドー・サイズを０にセツトし、次のウインドーを
受信装置が指定するサイズにリセツトし、「リセ
ツト肯定応答」IPMを受信装置に戻す。リセツ
ト肯定応答は、受信装置の非請求IPMからのウ
インドー・サイズを含み、新しいウインドー・サ
イズを確認し、前のウインドーからはそれ以上デ
ータが現われないことを示す。リセツト肯定応答
の送信後、送信装置は新しいウインドーの送信を
始める。
０に等しい次ウインドー・サイズと共に非請求
IPMを送信することにより、受信装置がデータ
の流れを完全に停止することが可能である。受信
装置が回復したとき、受信装置は０よりも大きい
次ウインドー・サイズと共に請求IPMを送信し、
送信装置に送信を再開させる。
受信装置は、その次ウインドー・サイズ・アル
ゴリズム中で通信媒体のデータ容量について余裕
を設けねばならない。ウインドーが大きすぎる
と、バツフア資源が浪費され、小さすぎると、ス
ループツトが低下する。現在のウインドーが大き
すぎるか、または小さすぎるとき、送信装置はそ
の状態を検出し、ウインドー拡大要求標識をセツ
トして、この情報を受信装置に戻す。ウインドー
拡大要求標識は、受信装置に送信されるウインド
ーの最初のパケツトの要求ヘツダ（歩調合せ要
求）に現れるだけであり、応答中では明示されな
い。受信装置は、送信装置のウインドー拡大要求
を次ウインドー・サイズの計算で考慮し、資源を
提供できる場合は、送信装置に戻す請求IPM中
の次ウインドー・サイズを増大させる。
送信装置がウインドー全体を送信し、まだ送信
すべきデータがあり、請求IPMをまだ受信して
いない場合、送信装置は、ウインドー・サイズが
許容するよりも大きなスループツトを通信媒体が
提供できることを検出する。この場合、送信装置
は受信装置に送信する次のウインドーの最初のパ
ケツト内のウインドー拡大要求標識をオンにセツ
トする。
送信装置がウインドー全体の送信を終了する前
に請求IPMが到着した場合、送信装置は、ウイ
ンドー・サイズが通信媒体の容量に対して大きす
ぎることを検出する。また、送信装置がウインド
ー分のデータよりも多く送信しない場合は、それ
より大きいウインドーは必要でない。どちらの場
合も、送信装置は、次のウインドーの最初のパケ
ツト内のウインドー拡大要求標識をオフにセツト
する。
Ｅ 実施例 E1 ネツトワークの概要（第７図および第８図） 以下で説明する本発明は、コンピユータ・ネツ
トワーク全体に渡つて情報の流れを制御する一般
的な情報メツセージであることが意図されてい
る。したがつて、本発明の使用は、特定の種類の
コンピユータ・ネツトワークに限定されるもので
はない。しかし、本発明はIBM社のSNAネツト
ワークで十分に働き、したがつて、その環境で説
明することにする。ただし、このことを本発明の
範囲に対する制限として解釈すべきではない。な
ぜならば、本明細書に開示された通りに、または
わずかな変更を加えて本発明を使用して、他の種
類のネツトワークで情報の流れを制御することは
計算機技術における当業者の能力の範囲内に入る
からである。
第７図は、（以下に説明する）流れ制御プロト
コルを使つてメツセージの流れの歩調合せを行な
うことができる、一般的なSNAネツトワークの
概念図である。SNAネツトワーク６２は、経路
制御ネツトワーク６４と複数の論理ユニツト
（LU）６６，６８，７０，７２を含む。各論理ユ
ニツトは、ユーザをSNAネツトワークに結合す
る。すなわち、論理ユニツト６６はユーザ６６′
を経路制御ネツトワーク６４に結合し、論理ユニ
ツト６８はユーザ６８′を経路制御ネツトワーク
６４に結合し、以下同様である。図には示してい
ないが各論理ユニツトはアプリケーシヨン・プロ
グラム、入出力装置および関連データ・ベースを
備えている。さらに、論理ユニツトは、それぞれ
のアプリケーシヨン・プログラム（図示せず）に
対するインターフエースがユーザ・フレンドリで
あり、かつ、経路制御ネツトワークに対するイン
ターフエースが、メツセージがネツトワーク内で
伝送するために効率的に書式化されるような形と
なるように構成されている。
上述のように、論理ユニツトはSNAネツトワ
ークに対するエンド・ユーザのインターフエース
である。論理ユニツトは、データ・パケツトのア
ドレツシングおよび経路指定を司る経路制御ネツ
トワークに接続される。２つの論理ユニツト６６
および６８、または７０および７２等は「セツシ
ヨン」と呼ばれる論理接続を介して通信する。第
７図では、各セツシヨンにそれぞれ参照番号７４
および７６をつけてある。各論理ユニツトは、１
つのセツシヨンのみによつて相互接続された状態
で示してあるが、２つの論理ユニツトの間に複数
のセツシヨンを確立できることに留意すべきであ
る。セツシヨンに関係した情報およびその確立
は、従来技術では周知である。したがつて、ここ
では詳細な情報は示さない。一方の論理ユニツト
が「BIND」と呼ばれるSNA要求をもう一方の
論理ユニツトに送るときセツシヨンが確立される
と言うだけに留めておく。「BIND」は、セツシ
ヨンの継続中両方の当事者が従うことに同意した
プロトコルを指定する。「BIND」の送信側およ
び受信側は、それぞれ１次論理ユニツト（PLU）
および２次論理ユニツト（SLU）と呼ばれる。
セツシヨンの確立等に関するさらに詳細な説明
は、Systems Network Architecture Format
＆ Protocol Reference Manual：
Architecture Logic（SC30−3112）に出ている。
本発明を使用することができる、T2.1コンピ
ユータ・ネツトワークの物理的構成要素を示すブ
ロツク・ダイヤグラムは、IEEE Journal on
Selected Areas in Communications，Vo1.
SAC−３，No.３，1985年５月に所載のSNA
Networks of Small Systemと題する論文に出
ている。この論文を本明細書に引用する。
第８図は、コンピユータ・ネツトワークにおけ
る物理的構成要素のブロツク・ダイヤグラムであ
る。第７図の論理ユニツトは、第８図のノードに
収容されている。従来のSNAネツトワークでは、
ノードは次のように分類される。上位コンピユー
タに対応する副区域ノード（タイプ５（Ｔ５）ノ
ードとも呼ばれる）、パケツトをあるノードから
別のノードに経路指定することができる37X5制
御装置（タイプ４のノード）、小型プロセツサに
対応する周辺ノード、集合制御装置、およびター
ミナル装置（Ｔ２、ときにはＴ１）。ターミナル
装置Ｔ１およびＴ２は、他のノードとのすべての
通信に対する境界機能をもたらす副区域ノードに
よつて、ネツトワークに接続される。経路制御ネ
ツトワーク（第７図）は、相互接続ノードおよび
リンクの物理的ネツトワーク（第８図）によつて
実現される。
引き続き第８図を参照すると、経路接続ネツト
ワークは、ゲートウエイにより互いに相互接続さ
れたドメインＡとドメインＢを含む。ドメインＡ
とＢは、構造および構成要素が同じである。した
がつて、説明を簡潔にするため、ドメインＡのみ
について詳細に説明する。２つのネツトワーク間
の相互関係を説明するため、ドメインＢ中の構成
要素の概略を示す。ネツトワークは、ノードＡ
（ドメインＡ）に配置された上位プロセツサ１と
ノードＢ（ドメインＢ）に配置された上位プロセ
ツサ９を含む。上位プロセツサは、通常の上位コ
ンピユータであればどのようなものでもよい。本
発明の好ましい実施例では、上位コンピユータは
IBMシステム３７０である。上位プロセツサ１
は、オペレーテイング・システム１７、複数のア
プリケーシヨン・プログラム１３および仮想記憶
通信アクセス方式（VTAM）１２を備える。論
理ユニツト（LUa）がアプリケーシヨン・プロ
グラムをVTAMに結合する。論理ユニツトLUa
の構造は上述の論理ユニツトの構造と同じであ
る。簡潔に言うと、論理ユニツトLUaはアプリ
ケーシヨン・プログラムから命令およびコマンド
を受け取り、メツセージを定式化し、メツセージ
をノードＡからノードＢに移送する。ノードＡと
ノードＢの間を流れることが許される要求ユニツ
ト（RU）（後述する）の数は、本発明の教示に
より制御することができる。
VTAMは、システム・サービス制御ポイント
（SSCP）構成要素１４を含む。VTAMは、IBM
の通信アクセス方式であるが、従来技術では周知
であり、したがつて、詳細な説明は行なわない。
システム・サービス制御ポイント１４は、
VTAMの構成要素であり、ネツトワークのドメ
インを管理すると言うだけに留めておく。SSCP
は、ネツトワークの問題（リンクまたは制御装置
の障害等）に応じて移送ユニツトを定式化するた
めの後述のアルゴリズムを用いて、ネツトワーク
の呼出しと切断、ネツトワークのアドレス可能ユ
ニツト間における通信の支援、確立および終了等
の機能を実行する。これらの機能を実行するた
め、SSCPは物理ユニツト（PU）および論理ユ
ニツト（LU）と通信する。通常、通信は自己ド
メイン内で行なわれる。VTAM／SSCP要素の
さらに詳細な説明は、General Information for
Virtual Telecommunication Access Method
（GC27−0463およびGC27−0462）に記載されて
いる。この引用文献を本明細書に引用する。
引き続き第８図を参照すると、通信制御装置２
がチヤネル１６を介して上位プロセツサ１に接続
され、構内クラスタ制御装置４がチヤネル１５を
介して上位プロセツサに接続されている。通信制
御装置２は、伝送制御装置であり、その処理は
「拡張通信機能／ネツトワーク制御プログラム」
（ACF／NCP）と呼ばれるプログラム・プロダク
トによつて制御される。このプログラム・プロダ
クトは、制御装置のCPUに常駐する。ACF／
NCP通信制御装置は、従来技術で周知であり、
したがつて、詳細な説明は行なわない。ネツトワ
ーク制御プログラム（NCP）の主な目的は、上
位プロセツサから受け取つたデータをターミナ
ル、クラスタまたは他のNCPに伝送し、ターミ
ナル・クラスタまたは他のNCPからデータを受
け取つてそれを上位プロセツサに送ることである
と言うだけに留めておく。NCPは、データが制
御装置を通過する際に種々の方法でデータを処理
することができる。データの流れを制御する際に
は、NCPは制御装置ハードウエアの一部分と対
話しなければならない。
NCPは、回線側では通信走査装置（図示せず）
と対話し、チヤネル側ではチヤネル・アダプタ
（図示せず）と対話する。制御装置およびその関
連する制御プログラムのさらに詳細な説明は、上
記に参照したマニユアルに記載されている。
通信制御装置２は、リンク２１により遠隔クラ
スタ制御装置５に接続される。リンク２１を介し
て通信するために周知のSDLCプロトコルを使用
することが好ましい。同様に、通信制御装置２は
リンク２５を介して遠隔通信制御装置６に接続さ
れ、リンク２２′，２３，２４′によつてそれぞれ
ターミナル３１，３２，３３に接続される。ドメ
イン間リンク２６′は、通信制御装置をドメイン
Ｂ内の遠隔通信制御装置１１に相互接続する。遠
隔通信制御装置１１は、通信制御装置１０によつ
て上位プロセツサ９に接続される。ドメインＢ内
の通信制御装置は、ドメインＡ内の通信制御装置
で使用されるものと同様の制御プログラムを使用
する。
第８図のネツトワーク内の各要素は、データを
送信または受信することができ、ネツトワーク・
アドレスを割り当てられ、ネツトワーク・アドレ
ス可能ユニツト（NAU）と呼ばれる。要素がタ
ーミナルやターミナル制御装置等の装置、
VTAMアプリケーシヨン・プログラム等のプロ
グラム、集合制御装置、上位プロセツサ、または
VTAM等のアクセス方式の一部分のいずれであ
ろうと、ネツトワーク・アドレスは一意的に要素
を識別する。ネツトワーク・アドレスは、データ
をその宛先に経路指定するのに必要な他の情報と
組み合わされる。
SNAは、３種類のネツトワーク・アドレス可
能ユニツト、すなわち、システム、サービス制御
ポイント（SSCP）、物理ユニツト（PU）および
論理ユニツト（LU）を定義することに留意すべ
きである。第８図において、円で囲んだPUは物
理ユニツトを表わす。物理ユニツトは、物理ユニ
ツトを含む装置に対する制御機能、場合によつて
は、物理ユニツトを含む装置に接続された装置に
対する制御機能を実行する装置の一部であり、通
常はプログラミングまたは回路、またはその両方
である。物理ユニツトは、その制御下の装置に対
して、活動化および非活動化中、エラー回復およ
び同期リセツト中、テスト中、統計の収集および
装置の動作中に、処置を講じる。ネツトワーク内
の各装置は、ある物理ユニツトと関連づけられて
いる。構内クラスタ制御装置４内には物理ユニツ
ト４１があり、遠隔クラスタ制御装置５内には物
理ユニツト５１がある。構内通信制御装置２およ
び遠隔通信制御装置６内にも物理ユニツトがあ
る。
論理ユニツト（LU）は、エンド・ユーザ（タ
ーミナル・オペレータまたは入出力機構等）がネ
ツトワークをアクセスするために使用する装置ま
たはプログラムである。論理ユニツトは、ハード
ウエアでもプログラムでもよい。SNA等の構造
化プロトコル内では、論理ユニツトは、プレゼン
テーシヨン・サービス（PS）層、データ・フロ
ー制御（DFC）層および伝送制御（TC）層を含
む。この説明では、論理ユニツトをネツトワーク
内へのアクセス・ポートと見なす。論理ユニツト
は、メツセージのオリジナル・ソースであつて
も、またはそうでなくてもよい。要求が基礎を置
いている情報は、論理ユニツトが制御する装置を
起点とすることができる。同様に、ネツトワーク
は、論理ユニツトを要求ユニツト（RU）の宛先
と見なす。要求ユニツトの詳細な説明および本発
明にとつてその重要性については後述する。第８
図では、論理ユニツトは、円で囲まれたLUとし
て示されている。構内集合制御装置４には、２つ
の論理ユニツト４２′および４３がある。論理ユ
ニツト４２′は装置４４を制御し、論理ユニツト
４３は装置４５を制御する。同様に、集合制御装
置５は論理ユニツト５２ないし５４を含み、装置
およびループ５５ないし５７を制御する。ターミ
ナル３１ないし３３は、それぞれ物理ユニツト３
４ないし３６および論理ユニツト３７ないし３９
を含む。
E2 基本リンク・ユニツトのフオーマツト（第
１図） 第１図は、本発明の教示による基本リンク・ユ
ニツト（BLU）の説明図である。基本リンク・
ユニツトは、第７図および第８図のコンピユー
タ・ネツトワーク全体に渡つてメツセージ（デー
タおよび制御情報）を経路指定する。上述のコン
ピユータ・ネツトワーク内の各ノードは、知能
（インテリジエンス）装置を備えている。この知
能装置はコンピユータ、マイクロプロセツサ、
CPU等でよい。知能装置は、（後述する）基本リ
ンク・ユニツトを生成し、処理するようにプログ
ラミングされる。第１図を再び参照すると、基本
リンク・ユニツトは、リンク・ヘツダ（LH）、
伝送ヘツダ（TH）、要求応答ヘツダ（RH）、要
求／応答ユニツト（RU）およびリンク・トレー
ラ（LT）の各フイールドを含む。これらのフイ
ールドは、互いに連結され、ネツトワークを介し
てメツセージを経路指定するのに使用される重要
な情報を含む。
リンク・ヘツダ・フイールド、伝送ヘツダ・フ
イールドおよびリンク・トレーラ・フイールド
は、従来技術で周知である。したがつて、これら
のフイールドの詳細な説明は行なわない。伝送ヘ
ツダ・フイールドは、ネツトワークを介してメツ
セージ・ユニツトを経路指定するために経路制御
が使用する情報を含むと言うだけに留めておく。
起点および宛先ネツトワーク・アドレス可能ユニ
ツト（NAU）のアドレス、明示経路番号および
仮想経路番号等の情報が伝送ヘツダ・フイールド
に入る。リンク・ヘツダ・フイールドおよびリン
ク・トレーラ・フイールドは、リンク制御が使用
する情報を含む。これらのフイールドのさらに詳
細な説明は、IBM SDLC General Information
Manual（No.GA27−3093）に記載されており、こ
のマニユアルを本明細書に引用する。
基本リンク・ユニツトは、本発明の教示に従つ
てコード化されると、分離歩調合せメツセージ
（PM）または歩調合せ要求と呼ばれる。これら
は、送信ノードと受信ノードの間でメツセージを
歩調合せするために使用される。コーデイングの
変更は、RUフイールドおよびRHフイールドで
行なわれる。RHフイールドは、英字Ａ，Ｂおよ
びＣで識別される３バイトを含む。バイトＢの最
後のビツトは、歩調合せ標識（PI）ビツトであ
る。このビツトがデータ送信装置によつて「オ
ン」にセツトされると、この要求ユニツト
（RU）が新しいウインドーにおける最初の要求
ユニツトであること、および新しい歩調合せウイ
ンドー（幾つかの要求ユニツトを送信するための
許可）が必要であることを示す。このビツトが
「オン」であり、かつRUが要求ユニツトである
とき、そのメツセージは「歩調合せ要求」と呼ば
れる。このビツトはすべての「分離歩調合せメツ
セージ」内で「オン」にセツトされることに留意
すべきである。PIビツトの前のビツトは、ウイ
ンドー拡大要求標識（RLWI）である。このビツ
トが、歩調合せ要求中でデータ送信装置によつて
「オン」にセツトされると、データ送信装置が現
在よりも大きなウインドー・サイズを使用できる
ことを示す。データ送信装置は、分離歩調合せメ
ツセージを受け取り、送信する必要があるデータ
を有し、それを送信するための歩調合せカウント
（後述する）を有さないとき、より大きなウイン
ドーを使用できると判断する。データ受信装置
は、そのために使用できるバツフアを有する場
合、次の歩調合せウインドーのサイズを増大させ
る。
IPMに対して新しい要求ユニツトを定義する。
すなわち、バイト１のビツト０および１から成る
タイプ・フイールドである。本発明の好ましい実
施例では、以下のように、タイプ・フイールドに
対して３つの可能なセツテイングがある。
０，０は、請求IPMを表わす。請求IPMは、
データ受信装置が歩調合せ要求を受けて送信す
る。請求IPMは、次ウインドー・サイズとして
使用すべき値を含む。この値は常に正の数であ
る。
０，１は、非請求IPMを表わす。非請求IPM
は、データ受信装置がこのセツシヨンに対する現
在のバツフア割振りを変更する必要があるとき、
データ受信装置が送信する。非請求IPMは、次
ウインドー・サイズに置き換わるべき値を含む。
この値は常に負でない数である。次ウインドー・
サイズ・フイールド（後述する）に０が入つてい
る場合、送信ノードは現在の伝送を完了し、それ
以降の伝送をやめる。
１，０は、リセツト肯定応答を表わす。リセツ
ト肯定応答IPMは、非請求IPMを受けてデータ
送信装置が送信する。非請求IPMは、データ送
信装置が非請求IPMで受け取つた次ウインド
ー・サイズを含む。リセツト肯定応答IPMはセ
ツシヨン・トラフイツクと同じ優先順位で流れ、
その結果、リセツト肯定応答IPMが受信された
とき、データ受信装置のバツフア管理プログラム
が、非請求IPMの次ウインドー・サイズの値を
除いて、そのセツシヨンに割り振られたすべての
バツフアを解放することができる。バツフア管理
プログラムは、データ受信装置におけるバツフア
等の資源の割振りを管理する。
最初のバイトのビツト２は、ウインドー・リセ
ツト標識である。この標識をデータ受信装置がオ
ンにすると、このIPMに含まれる次ウインド
ー・サイズを使う前に、残余歩調合せカウント
（後述する）を現在のウインドーに対してゼロに
セツトするよう、データ送信装置に知らせる。こ
の標識がオンでない場合、次ウインドー・サイズ
が使用される前に現在の歩調合せウインドーが完
了する。
バイト２のビツト０は、書式標識である。現
在、その唯一の値は０であり、15ビツトの整数が
続くことを示す。もちろん、このビツトを使つて
15ビツトの整数以外を表わすこともできる。
ビツト１ないし15は符号なしの整数を表わし、
その値は、送信装置が送信を許される次ウインド
ー・サイズを示す。リセツト肯定応答IPMが出
たとき、その値は、非請求IPMで受け取つた値
を反復する。請求IPMの場合、正の値が必要で
ある。非請求IPMの場合は、負でない値が必要
である。
E3 データ送信装置での処理（第２図および第
３図） 以上、ネツトワーク内でメツセージをやりとり
するために使用されるコンピユータ・ネツトワー
クおよび書式について説明してきたが、次に、メ
ツセージを処理するためにノード・コンピユータ
で使用されるプログラムについて説明する。ま
ず、データ送信装置で実行されるプログラムおよ
び手法について説明し、続いて、データ受信装置
で実行される手法について説明する。
前述のように、本発明は、送信ノードと受信ノ
ードの間でメツセージを動的に歩調合せするため
に使用される書式、プロトコルおよび手法を対象
としている。あらゆるSNAネツトワークの場合
と同様に、セツシヨンが確立されて、そこでデー
タが伝送され、一組のプロトコルが使用される。
したがつて、伝送が活動化される前に、セツシヨ
ン・パートナー間でセツシヨンが確立されなけれ
ばならない。SNAネツトワーク内でのセツシヨ
ンの確立は、従来技術で周知である。したがつ
て、詳細な説明は行なわない。論理ユニツト間セ
ツシヨンの活動化を司る論理ユニツトは、１次論
理ユニツトと呼ばれ、セツシヨン活動化要求を受
け取る論理ユニツトは２次論理ユニツトと呼ばれ
ると言うだけに留めておく。選択された１組のセ
ツシヨン・パラメータは、１次論理ユニツトが論
理ユニツト間セツシヨンを活動化するために使用
するBINDセツシヨン（BIND）要求の内容であ
る。BIND要求は、１次論理ユニツトおよび２次
論理ユニツトが論理ユニツト間セツシヨンを介し
て互いに通信するときに従うべきプロトコルを、
パラメータとして指定する。セツシヨンの確立等
についてのさらに詳細な説明は、SNA
Technicsl Overview（GC30−3073）に記載され
ている。この参照文献を本明細書に引用する。
データ送信装置は、BIND応答を受信または送
信すると、その残余歩調合せカウント（RPC）
を０にセツトして、データ送信装置が新しいウイ
ンドーを開始しようとしていることを示す。デー
タ送信装置はまた、次ウインドー・サイズ
（NWS）を、所期のウインドー・サイズである１
にセツトする。もちろん、送信装置と受信装置の
間で同意されている場合は、本発明の範囲から逸
脱することなく、データ送信装置は、NWSを１
よりも大きい値にセツトすることができる。これ
らのセツテイングと共に、最初の正常フロー要求
ユニツト（RU）が送信されるときは、それは歩
調合せウインドー内の最初の要求ユニツトとして
処理される。データ送信装置は、次に初期設定ル
ーチンを出て、第２図に示すプログラムのブロツ
ク２０１に入る。
第２図は、本発明の教示に従つて、経路情報ユ
ニツト（PIU）をコード化して処理するようデー
タ送信装置のコンピユータに命令するために使用
できる、プログラムを示す。データ送信装置が送
るべきデータを有する場合、ブロツク２０１から
このプログラムに入る。ブロツク２０１では、現
在のウインドーが終了したかどうか知るため検査
が行なわれる。残余歩調合せカウント（RPC）
が０の場合、現在のウインドーは終了している。
RPCが０でない場合は、ブロツク２０２に入る。
ブロツク２０２で、残余歩調合せカウントが減分
され、要求ユニツト（RU）、要求ヘツダ（RH）
および伝送ヘツダ（TH）を含む経路情報ユニツ
ト（PIU）が送り出される。送信装置のノードに
ある他の構成要素が、PIUを処理して、リンク上
で伝送するための基本リンク・ユニツト（BLU）
を作成する。SNAノードには、追加のプロトコ
ル（たとえば、セグメント化）をサポートできる
ものがあるが、これらのプロトコルは本発明の歩
調合せプロトコルに影響を及ぼさない。RHフイ
ールド内の歩調合せ標識（RI）が「オフ」にセ
ツトされ、これが新しいウインドーの始まりでは
ないことを示す。データ送信装置は、次にこの処
理から出る。ブロツク２０１で現在のウインドー
が終了している場合、すなわち、RPCが０であ
る場合は、ブロツク２０３に進む。
ブロツク２０３で、次の歩調合せウインドーが
すでに許可されているかどうか知るため、検査が
行なわれる。次ウインドー・サイズ（NWS）が
０よりも大きい場合、次の歩調合せウインドーは
許可されている。次ウインドー・サイズが許可さ
れていない場合は、ブロツク２０４に進む。ブロ
ツク２０４では、分離歩調合せメツセージを待つ
必要がある。データ送信装置は次にこの処理から
出て、待つ。次の歩調合せウインドーが許可され
ている場合、すなわち、次ウインドー・サイズ
（NWS）がゼロでない場合、データ送信装置はブ
ロツク２０５に移る。
ブロツク２０５で、データ送信装置は、残余歩
調合せカウント（RPC）をNWSにセツトし、
NWSを０にすることにより、現在のウインドー
を次の許可ウインドーのサイズにする。ブロツク
２０６で、データ送信装置は、送信装置が「活動
状態」かどうか判定することにより、もつと大き
なウインドーが必要かどうか判定する。この判定
を行なうためのプログラムについては後述する。
送信装置が「活動状態」である場合は、ブロツク
２０７に進む。
ブロツク２０７で、データ送信装置は残余歩調
合せカウント（RPC）を減分し、これがこの歩
調合せウインドーの最初の経路情報ユニツト
（PIU）であり、かつ新しいウインドーが許可さ
れる必要があることを示すべく、RHフイールド
内のビツトをセツトして、PIUを送り出す。ビツ
ト・セツテイングは以下の通りである。歩調合せ
標識PI（以後PACと呼ぶ）が「オン」であり、か
つウインドー拡大要求標識RLWIが「オン」であ
つて、この標識が活動状態にあり、データ受信装
置がそれを許すことができかつウインドー拡大要
求標識RLWIが「オン」である場合は、より大き
な歩調合せウインドーを使用できることを示す。
データ送信装置は次にこの処理を出る。
ブロツク２０６で、送信装置が活動状態でない
と送信装置が判定した場合は（そのような判定を
行なう手法については後述する）、ブロツク２０
８に進む。
ブロツク２０８で、データ送信装置は残余歩調
合せカウント（RPC）を１だけ減分し、これが
この歩調合せウインドーの最初のPIUであり、新
しいウインドーが許可される必要があり（歩調合
せ標識PACが「オン」）、データ送信装置が「遊
休状態」にあり（すなわち、「活動状態」にな
い）、したがつて、現在与えられているよりも多
くの歩調合せカウントを必要としないことを示す
べく、RH内のビツトをセツトしてPIUを送りだ
す。データ送信装置は次にこの処理から出る。
第３図は、送信装置がIPMを受信中に送信装
置が使用するプログラムである。データ送信装置
は、データ受信装置から請求IPMまたは非請求
IPMを受信すると、ブロツク３０１からこのプ
ログラムに入る。IPMが請求されていない場合、
データ送信装置はブロツク３０２に入り、セツシ
ヨン・トラフイツクの優先順位で非請求IPM中
で受け取つた次のウインドー・サイズを含む、リ
セツト肯定応答IPMをデータ受信装置に送る。
データ送信装置は次にブロツク３０６に進み、そ
の歩調合せカウント・フイールドを更新する。
IPMが請求されている場合、データ送信装置
はブロツク３０３に進み、データ送信装置が「活
動状態」にあるか、それとも「遊休状態」にある
かを判定する。現在の歩調合せウインドーが完了
し（すなわち、残余歩調合せカウントRPCが
０）、かつ送信を待つているデータがある（すな
わち、歩調合せが流れることができる速度よりも
速くデータが発生されている）場合、データ送信
装置は、データ送信装置が「活動状態」であるも
のと判定し、ブロツク３０４に進む。いずれの条
件も満たされない（すなわち、依然として歩調合
せカウントが残つているか、または送信すべきデ
ータがない）場合は、歩調合せカウントの使用が
常にデータの生成に先行し、データ送信装置はそ
れ自体を「遊休状態」と見なし、ブロツク３０５
に進む。
ブロツク３０４および３０５で、データ送信装
置はその状態（「活動状態」または「遊休状態」）
を記録し、歩調合せカウント・フイールドを更新
するためブロツク３０６に進む。
ブロツク３０６で、データ送信装置はIPM内
のウインドー・リセツト標識を検査する。この標
識が「オン」である場合、データ送信装置はブロ
ツク３０７を実行し、残余歩調合せカウント
（RPC）を０にセツトして、現在のウインドーの
残りをクリアする。データ送信装置は次に、許可
ウインドーのサイズを記録するため次のブロツク
３０８に進む。
IPM内のウインドー・リセツト標識（ブロツ
ク３０６）が「オン」でない場合、データ送信装
置は直接ブロツク３０８に進む。ブロツク３０８
で、データ送信装置は、IPM内の次のウインド
ー・サイズをその構内制御ブロツク値に複写する
ことにより、次の許可ウインドーのサイズを記録
する。データ送信装置は次にこの処理から出る。
E4 データ送信装置での処理（第４図〜第６図） データ受信装置も、データ送信装置の場合と同
様に、BIND応答を受信または送信すると、初期
設定処理に入る。この処理で、データ受信装置は
そのセツシヨンに１つの歩調合せバツフアを割り
振る。１は、適応歩調合せを用いたセツシヨンに
対する初期ウインドー・サイズである。ただし、
送信装置および受信装置が本発明の範囲から逸脱
することなく複数の歩調合せバツフアを割り当て
ることに同意することは、当技術の技法および本
発明の範囲内に十分含まれる。
初期設定処理を完了すると、データ受信装置は
第４図に示す処理のブロツク５０１に入る。第４
図は、データ受信装置が歩調合せ要求を受信中に
データ受信装置を制御するプログラムを示す。前
述のように、歩調合せ要求書式は、RUフイール
ドと、要求および伝送ヘツダ・フイールドを含む
RHフイールドとを有する経路情報ユニツトを含
み、RHフイールド内の歩調合せ標識ビツトは
「オン」状態にセツトされている。データ受信装
置がウインドー・リセツト状態にある（すなわ
ち、リセツト肯定応答IPMを待つている）場合、
データ受信装置はブロツク５０２に進んで歩調合
せ標識をオフにし、この処理から出る。
データ受信装置がウインドー・リセツト状態に
ない場合、データ受信装置は請求IPMで送るべ
き次のウインドー・サイズを決定するためブロツ
ク５０３に進む。ブロツク５０３で、データ受信
装置は、宛先に送る必要があるデータの待ち行列
を検査する。宛先はこのノード内でも、その経路
内の次のノード内にあつてもよい。この待ち行列
が特定のサイズ（すなわち、インプリメンテーシ
ヨンで定義される特定の閾値）を超える場合、待
ち行列は、長いと見なされ、データ受信装置はブ
ロツク５０４に進む。この特定の閾値は、本発明
が実現されるシステムに応じて決まり、設計時に
選択されるか、または動的に決定される。
ブロツク５０４で、データ受信装置は、保持し
ている待ち行列のサイズを縮小するため、新しい
次ウインドー・サイズを現在の値よりも小さい値
に設定する。データ受信装置は次に請求IPMを
作成して送るため、ブロツク５１０に進む。ブロ
ツク５０３で、データ受信装置が待ち行列は長く
ないと判定した場合、データ受信装置は、ブロツ
ク５０５に進む。ブロツク５０５で、データ受信
装置は、より大きなウインドーが許可されること
をデータ受信装置が望んでいるかどうかを知るた
めウインドー拡大要求標識（RLWI）を検査す
る。より大きなウインドーを必要としないことを
データ送信装置が示した（RLWIが「オフ」）場
合、データ受信装置はブロツク５０６に進む。
ブロツク５０６で、データ受信装置は、新しい
次ウインドー・サイズを現在の値と同じまたは小
さい値に設定する。データ受信装置は次に請求
IPMを作成して送るためブロツク５１０に進む。
ブロツク５０５で、データ送信装置がより大きな
ウインドーを望んでいないとデータ受信装置が判
定した場合、データ受信装置はウインドー・サイ
ズを拡大するかどうか判定するため、ブロツク５
０７に進む。ブロツク５０７で、データ受信装置
は、宛先に送る必要があるデータの待ち行列を検
査する。この待ち行列が空の場合は、待ち行列は
短いと見なされ、データ受信装置はブロツク５０
８に進む。ブロツク５０８で、データ受信装置は
新しいウインドー・サイズを現在のウインドー・
サイズよりも大きい値にセツトする。こうする
と、データ送信装置はデータをもつと速く送るこ
とができることを示し、かつデータ受信装置はデ
ータをもつと速く受け取ることができると判断し
たので、データがその宛先に向かつて一層速く流
れることができる。データ受信装置は次に請求
IPMを作成して送るためブロツク５１０に進む。
ブロツク５０７で、データの待ち行列が空では
ないとデータ受信装置が判定した場合、データ受
信装置はブロツク５０９に進み、新しい次ウイン
ドー・サイズを現在のウインドー・サイズと同じ
値に設定し、データ・フローを現在と同じに保
つ。データ受信装置は次にブロツク５１０に進
む。ブロツク５１０で、データ受信装置は適当な
次ウインドー・サイズを決定し、そのセツシヨン
に対する歩調合せバツフアのその数を留保し、決
定された次ウインドー・サイズを含む請求IPM
を作成して送る。データ受信装置は次にこの処理
から出る。
上記の説明から明らかなように、データ受信装
置は、セツシヨンを処理するためにデータ受信装
置が留保している歩調合せバツフアの数が、デー
タ受信装置が受信中の情報を収容するのに十分な
ことを確認しなければならない。したがつて、第
５図は、バツフアの不足が生じたときノード受信
装置を制御する処理を示す。バツフアの不足を知
らされると、データ受信装置はブロツク６０１か
らこの処理に入る。バツフアの不足は通常、ノー
ドに配置された、バツフア管理プログラムと呼ば
れる機能から報告される。データ受信装置は、そ
の通知を受け取ると、それがデータ受信装置とし
て働くすべてのセツシヨンを調べ、歩調合せカウ
ントを減らすべきセツシヨンを選択する。データ
受信装置は次にブロツク６０２に進む。
ブロツク６０２で、データ受信装置は、バツフ
アの不足が深刻であるかどうか判断する。そうで
あれば、データ受信装置はブロツク６０３に進
む。ブロツク６０３で、データ受信装置は選択さ
れた各セツシヨンに対して次ウインドー・サイズ
が０にセツトされた非請求IPMを作成して送る。
これは、第６図で「ハード・スラム」と呼ばれて
いる。データ受信装置はブロツク６０５に進み、
選択された各セツシヨンをウインドー・リセツト
状態にする。セツシヨンがウインドー・リセツト
状態にある間は、歩調合せ要求は受け取られな
い。
ブロツク６０２で、不足が深刻なものではない
と判断された場合、データ受信装置はブロツク６
０４に進む。ブロツク６０４で、データ受信装置
は選択された各セツシヨンに対して、縮小された
新しい次ウインドー・サイズを決定し、選択され
た各セツシヨンに対して次ウインドー・サイズが
そのセツシヨンに対する計算値にセツトされた、
非請求IPMを作成して送る。データ受信装置は
次にブロツク６０５に進み、このルーチンから出
る。
第６図は、データ受信装置が肯定応答IPMを
受信中にデータ受信装置を制御する処理を示す。
このメツセージを受け取ると（ブロツク７０１）、
データ受信装置はそのセツシヨンに対するウイン
ドー・リセツト状態をオフにし、これが肯定応答
になつている非請求IPM中で許可された歩調合
せバツフアを除いて、このセツシヨンに割り当て
られたすべての歩調合せバツフアを解放する。デ
ータ受信装置は次にブロツク７０２に移る。
ブロツク７０２で、肯定応答されている非請求
IPMが「ハード・スラム」であつたかどうか判
定する。次ウインドー・サイズが「０」であるこ
とをデータ送信装置が知らされると、ハード・ス
ラムが生じる。ハード・スラムでない場合、デー
タ受信装置はブロツク７０３に進み、この処理か
ら出る。非請求IPMがハード・スラムだつた場
合は、データ送信装置は、データの送信を許可さ
れていない。したがつて、データ受信装置はブロ
ツク７０４に進み、使用可能なバツフアを有する
とき次ウインドー・サイズがゼロでない請求
IPMを送る。データ受信装置は次にこの処理か
ら出る。
E5 動作 データ送信装置とデータ受信装置の間でセツシ
ヨンが確立されると、１つまたは複数の歩調合せ
ステージがそのセツシヨンに対して設定される。
ステージの数は、セツシヨンが流れる構成によつ
て決まる。各論理ユニツトはデータ送信装置およ
びデータ受信装置の両方であることに留意すべき
である。歩調合せは、両方向で同時にかつ独立に
行なわれる。歩調合せステージの各送信端末側に
は、SNA伝送サービス層の歩調合せ要求を送る
構成要素がある。受信装置はセツシヨン・ステー
ジのデータ受信端末側にあり、歩調合せ要求を受
け取り、歩調合せ応答を生成し、次ウインドー・
サイズを決定する。データ受信装置およびデータ
送信装置を制御するには、それぞれ独立した別々
のアルゴリズムを使用する。
残余歩調合せカウントがゼロでなく、正常フロ
ー要求が送信のため待ち行列に入れられると、デ
ータ送信装置はそれをデータ受信装置に送り、残
余歩調合せカウントを１だけ減分する。残余歩調
合せカウントが０であり、次ウインドー・サイズ
がゼロでない場合は、残余歩調合せカウントは次
ウインドー・サイズにセツトされる。次ウインド
ー・サイズは０にリセツトされ、歩調合せ標識
が、送られる次の要求のRH中で「オン」にセツ
トされる。非請求IPMを受け取ると、ただちに
リセツト肯定応答が戻される。ウインドー・リセ
ツト標識が「オン」にセツトされている場合は、
残余歩調合せカウントはゼロにセツトされる。ウ
インドー・リセツト標識の設定がどうであれ、次
ウインドー・サイズの値は歩調合せ応答から得ら
れる。データを処理するためにより大きなウイン
ドー・サイズが必要であるとデータ送信装置が判
断した場合、送信装置は歩調合せ要求のRHフイ
ールド内のRLWIビツトをセツトして、より大き
な次ウインドー・サイズを受け取りたい旨データ
受信装置に示す。送信装置が請求IPMを受け取
り、送信歩調合せカウントが０であり（前の歩調
合せウインドー全体が送信済みであることを示
す）、送信歩調合せ待ち行列が空でない（送るべ
き要求が他にもあることを示す）ときは、送信装
置は「活動状態」になる。そうでない場合は、送
信装置は「遊休状態」である。「活動状態」の送
信装置が歩調合せ要求を送るときは、RLWIはよ
り大きなウインドーを要求する。「遊休状態」の
送信装置が歩調合せ要求を送るときは、RLWIは
オフにセツトされて、より大きなウインドーが必
要でないことを示す。歩調合せ要求受信装置は、
次の歩調合せ応答に送るべきウインドー・サイズ
の値を計算する際にRLWIの値を使用する。
送信装置は、セツシヨンが活動化されたとき、
暗黙の歩調合せカウント１を受け取り、歩調合せ
標識がセツトされた１つの応答を送る。
受信装置は、セツシヨン歩調合せに対する制御
権と責任を有し、バツフアを管理するのに必要な
複雑度を実現する。受信装置は、歩調合せ要求を
受け取ると、次ウインドー・サイズを決定し、そ
れを請求歩調合せ応答中で送る。
受信装置ノードが渋滞したとき、すなわち、そ
れ以上データを受け入れることができないとき、
ウインドー・リセツト標識がオンの非請求歩調合
せメツセージが送られる。非請求歩調合せ応答の
生成に対する原動力は、バツフア管理プログラム
の責任である。未処理の非請求IPMは、一時に
１つしか存在できない。受信装置は適切な歩調合
せ要求に対して歩調合せ応答を送り他の要求は無
視する責任がある。受信装置ノードが非請求歩調
合せ応答を送るときは、受信装置は歩調合せウイ
ンドーをリセツト中であり、まだ歩調合せ待ち行
列上にある歩調合せ要求に対して歩調合せ応答を
送るべきではない。歩調合せ要求を無視する方法
は、非請求IPMを送る際に「ウインドー・リセ
ツト」状態に入り、現在待ち行列にあるか、また
はリセツト肯定応答を受け取る前に歩調合せ待ち
行列に入つているすべての歩調合せ要求の歩調合
せ標識をオフにすることである。
リセツト肯定応答を受け取ると、ウインドー・
リセツト状態から出る。
歩調合せ要求が受信装置によつて歩調合せ待ち
行列から除去されると、リセツト肯定応答が未処
理でないことを条件として、請求歩調合せ応答が
送信ノードに戻される。リセツト肯定応答が未処
理の場合は、リセツトによつて未処理の歩調合せ
要求および応答がすべてクリアされ、かつ歩調合
せ要求はリセツト肯定応答の後で到着するので、
応答は送られない。
データ送信装置は、ウインドー・サイズが０の
非請求IPMを受け取つたとき、正常フロー要求
の送信を停止される。歩調合せ要求受信装置がリ
セツト肯定応答（非請求IPMに対する応答）を
受け取つたとき、データ送信装置のウインドー・
サイズは０にリセツトされており、送信装置はそ
れ以上の正常フロー要求を送ることができない。
データ・トラフイツク・フローを再開するには
（データ送信装置が正常フロー要求を送れるよう
にする）、データ送信装置が請求IPM（ゼロでな
いウインドー・サイズを常に含む）を送る。デー
タ送信装置は、請求IPMを受け取つたとき、正
常フロー要求の送信を再開することができる。こ
の請求IPMで使用される次ウインドー・サイズ
の値は通常は小さい（たとえば、１）。
Ｆ 発明の効果 本明細書で説明した動的セツシヨン・レベルの
歩調合せのユーザにとつて幾つかの利点が得られ
る。それらの利点としては、以下のものがある。
セツシヨン・レベルにおいて、システムは、各
ウインドーで送られるパケツトの数を動的に制御
することにより、ネツトワーク負荷に適応するこ
とができる。言い換えれば、受信装置は、データ
の送信中はいつでも、各ウインドーで送られるパ
ケツトの数を増大または減少させ、それによりそ
の資源を一層よく管理することができる。
受信システムは、受信システムに対するデータ
の流れの完全な制御権をもつ。受信装置は、送信
装置の伝送を処理するため記憶装置資源を提供し
なければならないので、このことは重要である。
ウインドー・サイズの範囲は大きい。受信装置
は０（データの流れを停止する）からＮ（Ｎ＝１，
２，３，４…32767）までの任意のウインドー・
サイズを指定することができる（スループツトを
可変にできる）。
現在の環境に応じて最適のウインドー・サイズ
をシステムが決定できるので、システム定義時に
正確なウインドー値を指定する必要はなくなる。
このためシステム定義という面倒な仕事が容易に
なり、ネツトワークのチユーニングが改善され
る。
適応セツシヨン・レベル歩調合せは、固定セツ
シヨン・レベル歩調合せのスーパー・セツトであ
り、したがつて、固定セツシヨン・レベル歩調合
せと完全に互換性をもつ。このため、適応歩調合
せを既存のネツトワークに徐々に導入することが
容易になる。
受信装置が極端に渋滞している場合、受信装置
はウインドー・サイズ０を選ぶことができる。こ
うすると、デツドロツクの危険なしにシステムが
セツシヨン・レベルでデータの流れを制御できる
ようになる。
送信装置は、フイードバツク機構（リセツト肯
定応答）を介して、受信装置がリセツトのためそ
のウインドー・サイズに加える変更を確認する。
こうすると、肯定応答を受信したとき受信装置は
その資源必要量を正確に知ることができるので、
受信装置がその資源に対して精密に制御すること
ができるようになる。
セツシヨンのウインドー・サイズがバツフアの
制約によつて制限を受けない場合、このアルゴリ
ズムによつてスループツトが最大になるようにウ
インドー・サイズが自動的に調節され、したがつ
て、スループツトは通信媒体の容量のみによつて
制限される。
セツシヨンのウインドー・サイズがバツフアの
制約によつて制限を受けない場合は、アルゴリズ
ムはウインドー・サイズを増大させて、IPMの
リンクおよび処理オーバヘツドを減少させること
ができる。
【図面の簡単な説明】
第１図は、本発明の教示によるIPMの書式の
説明図である。第２図は、歩調合せ要求を生成
し、データを送るための、データ送信装置におけ
るコンピユータ・プログラムの流れ図である。第
３図は、受け取つたIPMを処理するための、デ
ータ送信装置におけるコンピユータ・プログラム
の流れ図である。第４図は、受け取つた歩調合せ
要求メツセージを処理するための、データ受信装
置におけるコンピユータ・プログラムの流れ図で
ある。第５図は、バツフアの不足を処理するため
の、データ受信装置におけるコンピユータ・プロ
グラムの流れ図である。第６図は、受け取つたリ
セツト肯定応答IPMを処理するための、データ
受信装置におけるコンピユータ・プログラムの流
れ図である。第７図は、その内部のデータの流れ
を制御するために本発明のIPMを使用できる、
コンピユータ・ネツトワークの論理図でる。第８
図は、コンピユータ・ネツトワークの物理的構成
要素のブロツク・ダイヤグラムである。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １ 複数のノードを通信ネツトワークによつて結
    合してコンピユータ・ネツトワークを構成し、そ
    れらノードの間に少なくとも１つのセツシヨンを
    確立してメツセージ交換を行なうコンピユータ・
    ネツトワークのメツセージ交換方法において、 受信ノードにおいて、次ウインドー・サイズを
    示すビツト・シーケンスと、この受信ノードが送
    信ノードの現行ウインドー・サイズによるデータ
    伝送をただちに中止させ、かつ以後の伝送を次ウ
    インドー・サイズにより行なわせたいときに第１
    状態にセツトされ、上記送信ノードが現行ウイン
    ドー・サイズでのデータ伝送を完結し、こののち
    次ウインドー・サイズで伝送することを上記受信
    ノードが許容するときに第２状態にセツトされる
    識別子とを含むフロー制御メツセージを生成する
    ステツプと、 このフロー制御メツセージを上記送信ノードに
    伝送するステツプとを有することを特徴とするコ
    ンピユータ・ネツトワークのメツセージ交換方
    法。
JP62114927A 1986-06-13 1987-05-13 コンピュ−タ・ネットワ−クのメッセ−ジ交換方法 Granted JPS62297927A (ja)

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