JPH0472426B2

JPH0472426B2 -

Info

Publication number: JPH0472426B2
Application number: JP63141912A
Authority: JP
Inventors: Edowaado Baratsu Aren; Aren Gurooo Jooji
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1987-06-12
Filing date: 1988-06-10
Publication date: 1992-11-18
Also published as: JPH01321747A; US4926414A

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ータ・ネツトワークに係り、特
に２つの物理半二重セツシヨンから成る論理全二
重セツシヨンの回復を再同期する方法に係る。

Ｂ序論本発明はSNAに関係するので、まず参考のた
めに、本出願人が発行しているSNA関係のマニ
ユアルを紹介しておく。

(1) Systems Network Architecture、
Concepts and Products（資料番号GC30−3072
−３）、1986年10月 (2) Systems Network Architecture、
Technical Overview（資料番号GC−30−3073
−２）、1986年９月 (3) Systews Network Architecture、
Transaction Programmer's Reference
Manual for LU Type6.2（資料番号GC30−
3084−２）、1985年11月 (4) SNA Format and ProtocolReference
Manual：Architecture Logic ForType
2.1Nodes（資料番号SC30−3422−０）、1986年
12月 (5) Systems Network ArchitectureReference
Summary（資料番号GA−27−3136−６）、
1985年５月 (6) Synchronouns Data Link Cotrol
Concepts（資料番号GA27−3093−３）、1986年
６月 (7) IBM System36 Advanced Peer to Peer
Networking（APPN）Guide（資料番号SC21−
9471−０）、1986年10月一般に、ネツトワークは、物理媒体或いは電磁
波チヤンネルで形成される通信リンクと、「ノー
ド」即ち接続点においてこのような通信リンクに
接続される装置とを含んでいる。コンピータ・ネ
ツトワークは、幾つかのノードにコンピータを含
んでおり、この点で、すべてのノードが謂ゆるダ
ム・ターミナルだけを含むネツトワークとは区別
される。

ネツトワークにおける通信を制御するノード
は、リンク及びノードの物理特性、論理特性及び
状態（これらをトポロジ情報という）、ネツトワ
ーク誤り状態、並びにノードで使用可能な資源に
関する情報を必要とする。現在では、これらの情
報は総称的に「ネツトワーク状態情報」と呼ばれ
ている。

SNAネツトワークでは、ノードに含まれる装
置の特性に応じて、ノードを４つのタイプ（2.0、
2.1、４及び５）に分けている。そのうちタイプ
2.1ノードに関しては、APPNと呼ばれる新しい
タイプが定義され、その中にはノード・タイプ
NN及びENが含まれている。タイプAPPNノー
ドは、拡張分散ネツトワーク機能（Advanced
Peer−to−Peer Networking）を利用して通信
を行えるノードとして定義されている。タイプ
APPNノードによる通信は、後述する新しいデ
ータ・リンク及びセツシヨン通信形式での、ノー
ド能力情報及び多能ネツトワーク状態情報の伝送
を含む。タイプENノード（エンド・ノードとも
云う）は、ネツトワークの論理的な終端に位置し
ており、他のノードと通信することはない。タイ
プNNノード（ネツトワーク・ノードとも云う）
は、他のノードと通信できる。

エンド・ノードは、一般に、プリンタ、デイス
プレイ等のエンド・ユース装置を含むか、又はネ
ツトワーク構成要素としてのアクセスはできない
装置をサポートするだけのコンピータを含む。ネ
ツトワーク・ノードは、データを処理するだけで
なく、他のノードにある資源をアクセスするため
の通信サービスも提供するコンピータを含む。

このようなネツトワークにおいては、情報は
種々の形式で伝送される。ここでは、データ・リ
ンク通信及びセツシヨンの２つを取り上げる。一
般に、データ・リンク通信は、セツシヨンに比べ
てより直接的であり（直接リンクされたノード間
の通信のみ）、また伝送可能な情報の量及びタイ
プも少ない。データ・リンク通信及びセツシヨン
の詳細については、前掲のマニユアル６及び２を
それぞれ参照されたい。他のノードとのセツシヨ
ンは「制御点」と呼ばれるノード構成要素により
活動化される。制御点は、各ノードの他の構成要
素や、他のノードの制御点が必要とする制御サー
ビス及び情報を提供する。APPNノードは制御
点を１つだけ有する。

ここで特に興味があるのは、ネツトワーク制御
点間におけるXIDタイプのデータ・リンク通信及
びセツシヨンである（前掲のマニユアル１及び５
参照）。XID通信は、他のノードの特性を調べる
ために行われる。活動化の間、APPNノードは
XID通信を利用して、他のAPPNノードに関係
する新たに定義された活動を選択的に行わせる。
このような活動は、付加的なデータ・リンク・タ
イプの交換、応答ノードの能力の確認、及び応答
ノードに関して新たに定義されたタイプの１対の
互いに反対方向の半二重セツシヨンを確立するた
めの交換、を含む。これらのセツシヨンは総称的
にタイプAPPN論理CP−CPセツシヨン（又は単
にCP−CPセツシヨン）と呼ばれており、これを
用いることにより、ノードは必要に応じて付加的
なネツトワーク状態情報を互いに交換することが
できる。上述の２つのセツシヨンはそれぞれ半二
重であるが、後述する理由により、それらは単向
モードでのみ使用される。

論理ユニツト（LU）は、エンド・ユーザとネ
ツトワークの間の情報の流れを管理する。エン
ド・ユーザ間の通信は、関連するLUを介して間
接的に行われるだけである。SNAでは、LUタイ
プ１，２，３，４，６，１及び6.2を定義してお
り、そのうちタイプ１，４，６，１及び6.2はプ
ログラム間の通信をサポートする。各LUタイプ
に関連して、対応するタイプの通信プロトコルが
ある。

Ｃ従来技術データを処理して伝送するコンピータ・ネツト
ワークは云うまでもなく周知である。代表的なコ
ンピータ・ネツトワークにおいては、それぞれの
オペレーテイング・システム及びアプリケーシヨ
ン／トランザクシヨン／ソフトウエアの制御のも
とに走行しているコンピータが通信制御装置及び
通信媒体を介して対話し、データの交換や、プリ
ンタ、デイスプレイ等のエンド・ユース装置の動
作の制御を行う。また、複数の活動ノードでの分
散制御が可能なコンピータ・ネツトワークも周知
である。

上述のようなネツトワークは、ノード間及びノ
ード資源間で規則的な情報の流れを可能ならしめ
るアーキテクチヤ或いは一組の基本プロトコルに
従つて制御されるのが普通である。このようなア
ーキテクチヤの例が、S.Wecker“Computer
Network Architecture”Computer、1979年９
月及びP.E.Green“An Introduction To
Network Architectures and Protocols”、IBM
Systems Journal、Vol.18、No.2、1979、に記載
されている。SNA、DNA等の種々のアーキテク
チヤは階層構造になつており、物理通信媒体のア
クセスに関する活動は最下位の層にあり、ネツト
ワークのエンド・ユーザとの交換を行う活動は最
上位の層にあり、その他の活動は中間の層にあ
る。SNAの層構造は、下から順に、物理制御層、
データ・リンク制御層、パス制御層、伝送制御
層、データ流れ制御層、提示サービス層、及びト
ランザクシヨン・サービス層になつている。各層
の機能の詳細については、前掲のマニユアル２を
参照されたい。ISOの提案によるOSIも７層構造
であるが、その内容はSNAとは若干異なつてい
る。OSIの７層は、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、ピレゼンテーシヨン層、及びアプリケーシヨ
ン層である。これらは、H.Zimmerman“OSI
Reference Model−The Modl of Architecture
For Open Systems Interconnection”、IEEE
Transactions on Communications、1980年４
月、に記載されている。

Ｄ発明が解決しようとする課題上述のようなコンピータ・ネツトワークにおい
ては、２つの物理半二重セツシヨンから成る論理
全二重セツシヨンを利用してノード間通信を行う
ことができるが、何れかのセツシヨンで故障や中
断が生じた場合、適切な回復手順を用いないと、
いつまで経つても正常な通信を行えないという事
態（ピンポン効果）が起こり得る。また回復手順
自体も、簡単で且つ既存のアーキテクチヤ
（SNA等）に影響を与えないものが望まれる。

従つて本発明の目的は、このような課題を解決
する回復手順を提供することにある。

Ｅ課題を解決するための手段本発明は、２つの物理半二重セツシヨンから成
る論理全二重セツシヨンを維持できる少なくとも
２つのノードを含むコンピータ・ネツトワークに
適用される。各半二重セツシヨンは一方のノード
の送信セツシヨン及び他方のノードの受信セツシ
ヨンを表わす。何れかのノードでセツシヨンの故
障が見つかつた場合、両方のノードで互いに同調
して回復手順を始められるように、他方のノード
からのセツシヨンも非活動化される。新メツセー
ジを旧メツセージから区別するために固有メツセ
ージが隣接ノード間で交換される。ノードは、新
メツセージが各セツシヨン上に存在していると再
同期される。

Ｆ実施例本発明は如何なるコンピータ・ネツトワークに
もて適用できるが、以下では前掲のマニユアル７
に記載されているIBMシステム／36の拡張分散
ネツトワーク機能（APPN）を例にとつて説明
する。

第１図はAPPNのネツトワーク２を示したも
ので、複数のネツトワーク・ノード（NN）４，
６，８，１０及びエンド・ノード（EN）１２，
１４を含んでいる。本実施例では、NNはIBMシ
ステム／36の如きコンピータであり、ENはハー
ソナル・コンピータや端末の如きエンド・ユーザ
装置である。代表的なセツシヨンは、EN１２及
び１４のところのユーザ間或いはアプリケーシヨ
ン間の通信を可能にする。セツシヨンが利用する
パス乃至経路は、物理的に接続可能であれば如何
なるパスでもよいが、パスの途中で同じノードを
２回以上通過することは許されない。第１図の場
合、EN１２及び１４間の可能なパスは、12−４
−６−８−14，12−４−10−８−14，12−４−６
−10−８−14、又は12−４−10−６−８−14であ
る。

２つの隣接ノード間における２つの物理半二重
セツシヨンの接続例を第２図に示す。これらの物
理半二重セツシヨンは１つの論理全二重セツシヨ
ンを構成する。例として選んだ２つの隣接ノード
NN４及び６であり、それらの間に論理全二重セ
ツシヨンを構成する物理半二重セツヨン１６及び
１８が接続されている。

物理半二重セツション１６は、NN４Ａの送信
ツシヨン及びNN６Ｂの受信セツシヨンを含み、
物理半二重セツション１８はNN４Ａの受信セツ
シヨン及びNN６Ｂの送信セツシヨンを含む。

Ａ及びＢの如き各NNはAPPN制御点を含んで
いる。APPN制御点の機能は、経路指定及びデ
イレクトリ管理であり、それに伴うネツトワーク
の同報通信も行う。デイレクトリ機能の場合、ネ
ツトワークの他のノードにある資源を要求するノ
ードからデイレクトリ探索が同報通信される。経
路指定機能の場合、ネツトワークにおける物理資
源の状況変化（リンクの故障又は回復、ネツトワ
ークへの新しいリンクの付加等）が、当該物理資
源を所有しているネツトワーク・ノードから同報
通信される。例えば或るリンクが動作不能にな
り、そのことすべてのネツトワーク・ノードに同
報通信されると、各ノードは新しい経路指定の計
算から当該リンクを除く。

同報通信を含む殆どすべてのネツトワーク制御
トラフイツク・メツセージは、各隣接ネツトワー
ク・ノード対の制御点間に存在する単一ホツプ・
セツシヨンを介して流れる。制御トラフイツクの
ためのこれらのセツシヨンは「制御点セツシヨ
ン」と呼ばれる。

これらのセツシヨンの管理（開始及び終了、並
びにセツシヨン障害時に必要な再同期、再始動及
び回復）もAPPN制御点の重要な機能である。

第２図に示すように、１対のネツトワーク・ノ
ードを接続する各リンクには制御点セツシヨンが
必要であり、またパフオーマンスを上げるため
に、各リンクに対してこのようなセツシヨンが２
つ、すなわち相手ノードへデータを伝送するため
のセツシヨン、及び相手ノードからメツセージを
受取るためのセツシヨンが設けられる。

セツシヨンは半二重のLU6.2セツシヨンであ
る。半二重であるから各方向へ交互に送ることも
可能であるが、その場合、伝送方向切換えのため
にプロトコルに従つてメツセージを交換する必要
があり、その分遅れがでる。各セツシヨンが一方
向にのみメツセージを送るようにしておくと、こ
のような問題はなくなり、またメツセージの送信
及び受信を互いに独立して行えるので、制御点の
論理が幾分簡単になる。

リンクに２つの片方向セツシヨンを設けるとい
うことは、実質的に、単一の全二重セツシヨンの
能力を大雑把にではあるがシミユレートしている
と云える。以下では、システム／36のAPPN制
御点におけるこのシミユレーシヨンの考え方をも
つと押し進める。

APPN制御点の構造を第３図に示す。制御点
のボツクス２０の内部に示されている各構成要素
はIBMシステム／36の独立したタスクであり、
ライン２２及び２４に２つの物理半二重セツシヨ
ンを与えるべく互いに非同期的に行動する。２つ
の物理半二重セツシヨンは１つの論理全二重セツ
シヨン２６を構成する。タスク及び機能は次の通
りである。

１デイレクトリ構成要素３２は、資源探索のた
めの同報通信及び応答の受信を含むすべてのデ
イレクトリ・サービスを提供する。

２トポロジ構成要素３４は、最適経路の計算並
びにネツトワークにおける物理資源の状況変化
を示すメツセージの同報通信及び受信を含むす
べて経路選択サービスを提供する。

３送信モジユール３６は、当該制御点から隣接
ノードの制御点へ送られる出力メツセージを処
理する。出力メツセージを送信する時は、送信
モジユール３６は、２つの制御点セツシヨンの
うち出力トラフイツク用のセツシヨンを用い
る。送信モジユール３６からのメツセージは
APPC２８へ送られ、そこからＣ／SNA（複合
システム・ネツトワーク体系）３０を介してリ
ンクへ出る。Ｃ／SNA３０は、PU2.1タイ
プ・ノードに関連するリンク制御その他の下位
レベルの通信機能を遂行する。

制御連２０は、LU6.2制御点セツシヨンへの
アクセスに、殆んどの点で通常のユーザ・プロ
グラムが使用するインタフエースと同一である
APPC２８インターフエースを利用するので、
全体としてはLU6.2アプケーシヨンとみなすこ
とができる。APPC２８はLU6.2の機能を含む
構成要素である。

４目標モジユール３８は、隣接ノードが開始す
る各会話（カンバセーシヨン）について別々に
呼出されるトランザクシヨン・プログラムであ
る。従つてこれらのトランザクシヨン・プログ
ラムは入力データを処理して適当な受信制御点
構成要素へ送る（例えば、探索応答はデイレク
トリ３２へ送り、リンク状況変化はトポロジ３
４へ送る）。これには、入力用の第２の物理
LU6.2セツシヨンが使用される。

５制御点マネジヤ４０は、制御点構成要素を調
整し、またノードの資源（例えば、リンクの状
況、制御点物理セツシヨン及びノード自身）に
関しAPPC２８を介してＣ／SNA３０との制
御点インタフエイスを提供する。更に、２つの
物理半二重セツシヨン２２及び２４が１つのシ
ユレートされた全二重セツシヨン２６を構成す
るので、このシミユレートされた全二重セツシ
ヨン２６（論理制御点セツシヨンと呼ばれる）
の状態を管理することも制御点マネジヤ４０の
仕事である。

単向通信路又は二重通信路で生じた誤りから
の回復を再同期する問題は、A.E.Baratz及び
A.Segall，“Reliabile Link Initialization
Procedures”IBM RC ＃9929、1983年３月
15日、によりデータ・リンク制御の基本レベル
で解決された。

本発明は、１対の半二重セツションから成る
全二重セツシヨンのために、より上位のレベル
での再同期の問題を、メモリ要求なしに、特に
シーケンス番号を用いることなく、既存の
SNA LU6.2インタフエースへの影響を最小限
にして、且つ少数の流れで、解決するものであ
る。

上記の文献は同様は問題を基本リンク制御レベ
ルで解決しているが、流れの数が多く、またメモ
リ要求もある。本発明はこのリンク・レベルの解
決策を、LU6.2を正しく実現させるための条件と
している。

APPNM制御点２０の再同期要求について述
べる。システム／36のAPPN制御点の構造は、
制御点セツシヨンを中断させるような誤りが生じ
てもネツトワーク制御（デイレクトリ及び経路選
択）アルゴリズムの正確さが維持されるように、
シミユレートされた二重セツシヨンについて或る
種の完全性が要求される。この性質により、制御
点プロセスの再同期が可能になり、また物理資源
の状況が許す限り、再始動及び回復プロセスを実
行することができる。

論理セツシヨンについて要求される性質は次の
通りである。

１各ノードにおける各制御点構成要素は、論理
セツシヨン（全二重セツシヨン）の故障発生を
知らねばならない。

２セツシヨン再始動のためには、各ノードにお
ける各構成要素は、新しいメツセージ・シーケ
ンスをすべての旧メツセージ（中断した旧セツ
シヨンに関連するメツセージ）から正しく区別
しなければならない。

３論理セツシヨンは（これ以上の誤りが生じな
ければ）限られた時間内に再設定されねばなら
ない。

再同期は、ノード間再同期（隣接する２つのノ
ードの制御点間の再同期）及びノード内再同期
（単一のノード内の制御点構成要素間の再同期）
に分けることができる。本発明に関係するのは前
者のノード間再同期である。

ノード間再同期上述の２番目の性質、すなわち新メツセージ及
び旧メツセージの区別は、隣接ノードの制御点間
において、２つの物理セツシヨンの各々を介して
固有メツセージを交換することにより実現され
る。固有メツセージはその一意性により、自身を
新しいシーケンスの最初のメツセージとして識別
する。

送信モジユール３６（第３図）は、出力物理セ
ツシヨンを介してケイパビリテイ要求（以下、
REQと略称）を送ることにより、この固有メツ
セージの交換を開始する。隣接ノードは、REQ
を受信すると、同じセツシヨンを介してケイパビ
リテイ応答（以下、RSPと略称）を返す。（一般
的には、各物理セツシヨンにおけるメツセージの
流れは片方向であるが、REQ及びRSPは例外で
ある。）固有メツセージに関して「ケイパビアリテイ」
という用語を使つているのは、それらがノードの
機能や重要な特性についての情報の交換にも使用
されるからである。しかし、本発明に関する限
り、固有メツセージの内容は問題ではない。重要
なのは、それらがセツシヨン上流れる他のすべて
のメツセージから区別できるだけの一意性をもつ
ていること、及びそれらが新しいセツシヨンを介
して伝送される最初のメツセージ対であること、
である。

ノード間再同期を難しくするものにピンポン効
果と呼ばれるものがある。これは、２つの制御点
物理セツシヨンのうちの一方だけが故障した場合
に生じる。固有ケイパビリテイ・メツセージを用
いて両セツシヨンにおける新しいメツセージ・ス
トリームの開始を区別しているので、固有メツセ
ージの伝送（及び中断した物理セツシヨンの再始
動）で十分であるように見えるかも知れない。し
かし、それだけでは、前述の３番目の性質（限ら
れた時間内での再始動）は保証されない。この問
題を理解するためには、論理セツシヨンと物理セ
ツシヨンの関係をもう少し詳しく検討する必要が
ある。

論理セツシヨンは、それを構成する２つの物理
セツシヨンが共にアツプ状態にあれば、制御点マ
ネジヤ４０（第３図）によりアツプ状態にあると
宣言される。ここで「アツプ状態」とは、制御点
構成要素が当該セツシヨンを介して制御トラフイ
ツク・メツセージを送受信できる状態のことであ
る。

出力物理セツシヨンは、それを介するREQの
送信及びそれに対するRSPの受信が行われた時
アツプ状態にあると宣言される。入力物理セツシ
ヨンは、それを介するREQの受信及びそれに対
するRSPの送信（必ずしも配送されなくてもよ
い）が行われた時アツプ状態にあると宣言され
る。従つて、１つの物理セツシヨン又は論理セツ
シヨンの状態に関して、一方のノードはアツプ状
態ではないと認識し、それと同時に他方のノード
がアツプ状態であると認識することが起こり得
る。この認識の不一致が再同期を困難にする根本
原因であると思われる。

終了することのないシーケンスが如何にして生
成されるかを第４図に示す。第４図中の実線はＡ
の出力セツシヨン及びＢの入力セツシヨンを示
し、破線はＢの出力セツシヨン及びＡの入力セツ
シヨンを示す。時点１においては、Ｂは出力セツ
シヨンを介するREQの送信及びRSPの受信、並
びに、入力セツシヨンを介するREQの受信及び
RSPの送信を終えているので、Ａとの間の論理
セツシヨンはアツプ状態であると認識するが、Ａ
は、ＢからのRSPをまだ受信していないので、
アツプ状態でないと認識する。

実線で示したセツシヨンに中断が生じると、両
方の経端でセツシヨン停止通知（SON）メツセ
ージが生成される。ＢはこのSONを、時点１で
アツプ状態になつた最初の論理セツシヨンの終り
として認識し、従つてその出力セツシヨンを介し
てREQを送信する。このREQは、Ｂから見れば、
引き続いて設けられる２番目のセツシヨンの開始
を示すものであるが、Ａは、SONを受取つた時
には、最初のセツシヨンがアツプ状態であつたと
は認識していないので、すなわち最初のセツシヨ
ンが終了したことは勿論のこと開始したことすら
知らないので、このようなREQが来るとは予期
していない。実際Ａは時点２において、最初のセ
ツシヨンがアツプ状態になつたと認識する。と云
うのは、Ａから見れば、実線及び破線で示されて
いるセツシヨンがこの時点で両方共初めてアツプ
状態になつたからである。しかしＢは、時点２に
おいて２番目の論理セツシヨンがまだアツプ状態
になつていないと認識しており、かくしてＡとＢ
の間の認識の不一致が時点１と２では逆転してい
る。

２番目の論理セツシヨンの開始メツセージを示
すREQが時点３でＡに到着した時、Ａは最初の
論理セツシヨンが終了したものと解釈し、従つて
２番目の論理セツシヨンの開始作業を完了させる
ために、その出力セツシション（実線）を介して
突合せREQを送信する。しかし、この時２つの
ノードは位相外れの状態にあり、Ｂは時点４にお
いて２番目の論理セツシヨンがアツプ状態である
と認識し、そして時点５でＡからのREQを受信
した時には、それを３番目の論理セツシヨンの開
始と解釈する。従つて、Ｂは３番目の論理セツシ
ヨンの開始作業を完了させるために、その出力セ
ツシヨン（破線）を介して突合せREQを送信す
る。かくして、位相外れ状態がいつまでも繰返さ
れることになる。

この繰返しは、一方のセツシヨンを介して送ら
れるRSPが他方のセツシヨンを介して送られる
REQよりも早く到着することによる。２つのセ
ツシヨンの流れは互いに独立しているので、この
可能性は否定できない。IBMシステム／36では、
新しいREQの度に新しい目標モジユールが確立
され、所定の初期設定処理を経た後で制御点に渡
されるので、上述の繰返しが生じる可能性があ
る。

セツシヨンのアツプ状態に関する認識がＡとＢ
とで交互に替るので、上述のような現象をピンポ
ン効果と呼ぶようになつた。

次にピンポン効果を回避するプロトコルについ
て述べる。これまでの説明からも明らかなよう
に、ピンポン効果は、２つの物理セツシヨンのう
ちの一方だけがダウンした場合に生じる。ピンポ
ン効果を回避するための１つの考え方として、正
常な方のセツシヨンをダウン状態へリセツトし
（これにより両方の物理セツシヨン及び論理全二
重セツシヨンがダウン状態になつたと認識され
る）、両方のノードで互いに同調して回復手順を
開始させるというものがある。任意の物理セツシ
ヨンをダウン状態へリセツトするためには、
SNAコマンドの１つであるUNBIND（セツシヨ
ン解除）を使用できる。

システム36APPNにおいて、限られた時間内
での再始動（前述の性質３）を含むノード間制御
点セツシヨン再同期を実行する正しいプロトコル
は次の通である。

１２つの物理半二重セツシヨンが各ノードで独立
してアツプになる：始動時又は回復時に両方のセツシヨンがアツプ
になる前に一方のノードがセツシヨン停止通知を
受取ると、そのノードは、送信セツシヨンの場合
は単に再試行し、受信セツシヨンの場合は相手が
再試行するのを待つ。

２何れかのノードが論理的にアツプになる（両方
のセツシヨンをアツプと認識する）：論理的にアツプになつたノードが１つのLU6.2
セツシヨンを介して停止通知を受取ると、そのノ
ードは他方のセツシヨンを解除（UNBIND）す
る。

前述の繰返しを阻止するこのプロトコルは、リ
ンクのFIFO特性に依存しており、これにより、
セツシヨン解除の対象にならなかつたセツシヨン
が再びアツプになる前に、両方のノードでセツシ
ヨン解除操作を完了することができる。もしそう
でなければ（例えば、２つのセツシヨンがそれぞ
れ異なつたリンクに存在することができれば）、
一方のセツシヨンが解除されている間に他方のセ
ツシヨンがアツプにならないようにするために、
プロトコルを拡張する必要がある。拡張は次の通
りである。： (a) UNBINDにより送信セツシヨンの解除が要
求された場合、制御点は、入力REQに応答し
て受信セツシヨンを介してRSPを送信する前
に、UNBIND応答又は停止通知を待つ。

(b) UNBINDにより受信セツシヨンンの解除が
要求された場合、制御点は、送信セツシヨンを
介してREQを送信する前に、UNBIND応答又
は停止通知を持つ。

拡張を含む上述のプロトコルが本発明の要旨で
ある。

第５〜１０図のフローチヤートでは下記の用語
を用いている。

・ LS（論理セツシヨン。方向が互いに反対であ
る１対の半二重LU6.2セツシヨンから成るシミ
ユレートされた全二重セツシヨン）・ SS（送信セツシヨン。ネツトワーク・ノード
（NN）からの送信を行うセツシヨン）・（受信セツシヨン。NNへの受信を行うセツ
シヨン）・ REQ（ケイパビリテイ要求。NNがSSの開始
を要求するために当該SSを介して送信するメ
ツセージ）・ RSP（ケイパビリテイ応答。REQに対する隣
接NNからの応答。応答すべきREQと同じセツ
シヨンを流れる）・ SON（セツシヨン停止通知。セツシヨンが働
かないことをノードに知らせる）第５図は制御点（CP）の流れを示したもので
ある。まず４４で、隣接ノードへの適当なリンク
（複数でもよい）が活動化される。例えば、第２
図に示したノード４，６間のセツシヨン１６及び
１８１つ又は２つのリンクを流れるように設定で
きる。次に４６において、論理セツシヨン
（LS）、送信セツシヨン（SS）及び受信セツシヨ
ン（RS）がすべてダウン状態に設定され、
UNBIND保留条件がオフにセツトされる。次に
４８のところに示すように、CP間送信セツシヨ
ンを（SS）活動化するために、ケイパビリテイ
要求（REQ）が隣接ノード間で送られる。４８
のステツプは第８図又は第１０図から入ることも
あるが、これについては後で説明する。４８が終
ると第６図へ進み、次のセツシヨン事象を待つ。

第６図の５２で待たれているセツシヨン事象は
４種類ある。第１の事象は、５４のところに示し
たように、送信セツシヨン（SS）でのケイパイ
ビリテイ応答（RSP）の受信である（詳細は第
７図）。第２の事象は、５６のところに示したよ
うに、UNBIND又はセツシヨン停止通知
（SON）の受信である（詳細は第８図）。第３の
事象は、５８のところに示したように、受信セツ
シヨン（RS）でのケイパビリテイ要求（REQ）
の受信である（詳細は第９図）。第４の事象は、
６０のところに示したように、UNBIND応答の
受信である（詳細は第１０図）。

第１の事象５４の詳細を示す第７図において、
まず６４で、所与のネツトワーク・ノードからの
送信セツシヨン（SS）がアツプ状態に設定され
る。次の６６で、受信セツシヨン（RS）がアツ
プかどうかを調べ、アツプでなければ第６図の５
２へ戻つて、次のセツシヨン事象を待つ。もしア
ツプであれば、６８のところに示したように、
SS及びRSが両方共アツプのため、論理セツシヨ
ン（LS）をアツプとみなす。かくして、ノード
間の論理セツシヨンを介するデータの送受信が可
能になる。

第２の事象５６の詳細を示す第８図において、
まず７２で、隣接ノードからUNBINDを受信し
たかどうかを調べる。受信していれば７６へ進ん
で、UNBIND応答を隣接ノードへ送り、当該セ
ツシヨンが非活動であることを示す。

UNBINDを受信していないか、又はUNBIND
応答の送信が終わると７８へ進み、論理セツシヨ
ン（LS）がアツプかどうかを調べる。アツプで
なければ８０へ進んで、UNBIND又はSONが送
信セツシヨン（SS）及び受信セツシヨン（RS）
の何れで受信されたかを調べる。RSであれば、
８２のところに示したように、RSをダウンに設
定し、その後第６図の５２へ戻つて次のセツシヨ
ン事象を待つ。SSであれば、８４のところに示
したように、SSをダウンに設定し、その後ケイ
パビリテイ要求（REQ）を送信するために第５
図の４８へ戻る。

７８で論理セツシヨン（LS）がアツプであれ
ば８６へ進んで、LSをダウンに設定し、
UNBIND保留をオンに設定する。次に８８で、
UNBIND又はSONが送信セツシヨン（SS）及び
受信セツシヨン（RS）の何れで受信されたかを
調べる。RSであれば９０へ進んでUNBINDを
SSで送信し、SSをダウンに設定する。次に８２
へ進んで、RSをダウンに設定した後、第６図の
５２ヘ戻つて、次のセツシヨン事象を待つ。SS
であれば９２へ進んで、UNBINDをRSで送信
し、RSをダウンに設定する。その後、８４でSS
をダウンに設定し、第５図の４８へ戻つて、ケイ
パビリテイ要求（REQ）を送信する。

第３の事象５８で詳細に示す第９図において、
まず９６で、UNBIND保留がオンかどうかを調
べる。オンであれば、９８へ進んで受信した
REQを保管した後、第６図の５２へ戻つて次の
セツシヨン事象を待つ。オフであれば、１００へ
進んでRSPを送り、RSがアツプであることを示
す。次の１０２では、送信セツシヨン（SS）の
状態を調べる。SSがダウンであれば、第６図の
５２へ戻つて次のセツシヨン事象を待つ。SSが
アツプであれば、１０４へ進んでLSをアツプに
設定する（RSもアツプのため）。かくして、ノー
ド間で論理セツシヨンを介してデータの送受信を
行うことができる。１０４の後は第６図の５２へ
戻つて、次のセツシヨン事象を待つ。

第４の事象６０の詳細を示す第１０図におい
て、まず１０８でUNBIND保留をオフに設定す
る。次の１１０で、UNBIND応答をどのセツシ
ヨンで受信したかを調べる。RSであれば、第５
図の４８へ戻つて、ケイパビリテイ要求（REQ）
を送信する。SSであれば、１１２へ進んで、
REQを受信して保管したどうかを調べる。保管
していなければ第５図の４８へ戻り、保管してい
れば、１１４へ進んでRSPを送信し、RSをアツ
プに設定した後、第５図の４８へ戻る。

Ｇ発明の効果本発明に従えば、セツシヨン故障が生じても、
簡単な手順で、ピンポン効果を起こすことなく限
られた時間内にノードを再同期することができ
る。

【図面の簡単な説明】

第１図はAPPNネツトワークの一例を示す図。
第２図は２つの隣接ネツトワーク・ノード間の論
理全二重セツシヨンを示す図。第３図はネツトワ
ーク・ノードの制御点を示すブロツク図。第４図
は２つの隣接ネツトワーク・ノード間のピンポン
効果を示す図。第５図乃至第１０図は制御点の流
れを示すフローチヤート。

Claims

【特許請求の範囲】１２つの物理半二重セツシヨンから成る論理全
二重セツシヨンを維持することができる少なくと
も２つのノードを含むコンピユータ・ネツトワー
クにおいて、一方の物理半二重セツシヨンが中断した時に他
方の物理半二重セツシヨンを非活動化し、新メツセージであることを示す固有メツセージ
をノード間で交換することによりノードを再同期
することを特徴とするコンピータ・ネツトワーク
におけるノード再同期方法。