JPH0520016B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、複数のノードが通信路により接続さ
れたネツトワークにおける同報通信方法に関す
る。

〔従来の技術〕

従来、同報通信方法には種々の方法が考えられ
ている。例えば、プレンテイス・ホール
（Prentice Hall）社から出版されている、アンド
リユー・エス・タンネンバウム（Andrew S.
Tanenbaum）著のコンピユータ・ネツトワーク
ス（Computer Networks）1981年の213ページ
から214ページにかけて記載されている方法のう
ち、本発明に直接関係する方法を以下で述べる。

(1) ポイント間ルーテイング これは同報通信の対象となるノード集合に対
して同報通信発呼者が１ノードずつ同報メツセ
ージを送出する方法である。この方法は同報通
信に要する時間が長くかかるし、また各ノード
がネツトワークトポロジーを知る必要があり、
有効な方法とは言えない。

(2) フラツデングルーテイング これは各ノードにて、全ての到着同報メツセ
ージを全ての出力リンクに送出する方法であ
る。この方法は全てのノードが到達可能であれ
ば、最短の時間で同報メツセージを送ることが
できるが、同報メツセージが無限にネツトワー
ク内をまわり続ける可能性があり、それを避け
るために、各同報メツセージにはノードを通過
する度にインクリメントされるカウンタフイー
ルドを有しており、このカウンタフイールドの
値が一定値以上になると同報メツセージを棄却
する方法を併用している。不必要な同報メツセ
ージがリンクに多数存在するが各ノードは全体
のネツトーワークポロジーを知る必要がなく、
また同報通信の高応答性、高信頼性も保証され
る。

(3) リバースパスフオワーデイングルーテイング この方法は前記のフラツデイングルーテイン
グを改良したものである。各ノードではルーテ
イングテーブルを持つており、同報メツセージ
が到着すると、同報メツセージ発呼ノードから
受信ノードへのパスがルーテイングテーブルで
最短となるような隣接ノードから到着したもの
である場合には、このメツセージを受信して入
力リンク以外の全ての出力リンクに送出し、そ
れ以外の場合は、メツセージは棄却される。ま
た同じ効果は到着同報メツセージが既に以前に
受信されたものであるならばこのメツセージを
棄却するという方法でも得られる。いずれにせ
よ、同報メツセージが無限にネツトワーク内を
まわり続けることはない。

フラツデイングに比べ不必要な同報メツセー
ジの数は減り効率的となるがまだ不要な同報メ
ツセージは存在する。

〔発明が解決しようとする問題点〕

以上述べたいずれの従来方法にても、同報メツ
セージ受信に対する送達確認（以下ACKと称す）
情報は個別のノードから発呼ノードに返される。
この場合、ネツトワークのノード数が増えてくる
と、大量のACK情報がネツトワーク内に行き交
わされることになり効率が落ちてくるという問題
点がある。

〔問題点を解決するための手段〕

第１の発明の方法は、複数のノードが通信路に
より接続されているネツトワークで同報通信を行
なう同報通信方法において、制御情報を示す制御
フイールドと同報メツセージが通過してきたノー
ドのアドレス列を示すパスフイールドと、情報デ
ータを示す情報データフイールドより成る同報メ
ツセージを使用し、各ノードにはそれぞれパスフ
イールドメモリを用意し、前記各ノードでは前記
同報メツセージを受信すると該入力同報メツセー
ジが既に受信している同報メツセージと同一の二
重受信メツセージであるかどうかの第１の判定を
行ない、前記第１の判定で二重受信メツセージで
ないならば前記入力同報メツセージ中の前記パス
フイールドのノードアドレスが、自ノードのリン
クに接続されている隣接ノードの全てのアドレス
を含むかどうかの第２の判定を行ない、前記第２
の判定で全てのアドレスを含むならば前記入力同
報メツセージの発呼ノードに対してパスフイール
ドのアドレス列を含む情報を送達確認メツセージ
として送出し、前記第２の判定で全てのアドレス
は含まないならば前記入力同報メツセージのパス
フイールドに自ノードのアドレスを付加して新た
なパスフイールドを構成し、該新たなパスフイー
ルドを自ノードの前記パスフイールドメモリに蓄
積すると共に前記新たなパスフイールドを有する
前記入力同報メツセージを出力同報メツセージと
して自ノードに接続されている隣接ノードのう
ち、前記入力同報メツセージを自ノードに出力し
たノードを除く全ての隣接ノードに出力し、前記
第１の判定で二重受信メツセージであるならば前
記入力同報メツセージ中の前記パスフイールドの
ノードアドレス列を参照してパスフイールドメモ
リに格納されている以前受信した対応する同報メ
ツセージが通過してきたノードのアドレス列を更
新して前記更新されたノードのアドレス列に自ノ
ードのリンクに接続されている隣接ノードの全て
のアドレスが含まれるかどうかの第３の判定を行
ない、前記第３の判定で全てのアドレスが含まれ
るならば前記同報メツセージの発呼ノードに対し
て前記更新されたパスフイールドメモリに格納さ
れている通過したノードにアドレス列を含む情報
を送達確認メツセージとして送出し、前記第３の
判定で全てのアドレスは含まれないならば受信し
た同報メツセージは出力しないで構成されてい
る。

第２の発明の方法は、複数のノードが通信路に
より接続されているネツトワークで同報通信を行
なう同報通信方法において、制御情報を示す制御
フイールドと同報メツセージが通過してきたノー
ドのアドレス列を示すパスフイールドと、情報デ
ータを示す情報データフイールドより成る同報メ
ツセージを使用し、各ノードにはそれぞれパスフ
イールドメモリを用意し、前記各ノードでは前記
同報メツセージを受信すると該入力同報メツセー
ジが既に受信している同報メツセージと同一の二
重受信メツセージであるかどうかの第１の判定を
行ない、前記第１の判定で二重受信メツセージで
ないならば前記入力同報メツセージ中の前記パス
フイールドのノードアドレスが、自ノードのリン
クに接続されている隣接ノードの全てのアドレス
を含むかどうかの第２の判定を行ない、前記第２
の判定で全てのアドレスを含むならば前記入力同
報メツセージの発呼ノードに対してパスフイール
ドのアドレス列を含む情報を送達確認メツセージ
として送出し、前記第２の判定で全てのアドレス
は含まないならば前記入力同報メツセージのパス
フイールドに自ノードのアドレスを付加して新た
なパスフイールドを構成し、該新たなパスフイー
ルドを自ノードの前記パスフイールドメモリに蓄
積すると共に前記新たなパスフイールドを有する
前記入力同報メツセージを出力同報メツセージと
して自ノードに接続されている隣接ノードのう
ち、前記パスフイールドメモリに蓄積されている
ノードを除く全ての隣接ノードに出力し、前記第
１の判定で二重受信メツセージであるならば前記
入力同報メツセージ中の前記パスフイールドのノ
ードアドレス列を参照してパスフイールドメモリ
に格納されている以前受信した対応する同報メツ
セージが通過してきたノードのアドレス列を更新
して前記更新されたノードのアドレス列に自ノー
ドのリンクに接続されている隣接ノードの全ての
アドレスが含まれるかどうかの第３の判定を行な
い、前記第３の判定で全てのアドレスが含まれる
ならば前記同報メツセージの発呼ノードに対して
前記更新されたパスフイールドメモリに格納され
ている通過したノードのアドレス列を含む情報を
送達確認メツセージとして送出し、前記第３の判
定で全てのアドレスは含まれないならば受信した
同報メツセージは出力しないで構成されている。

〔実施例〕

次に、本発明の一実施例について図面を参照し
て説明する。

本発明における同報メツセージの構成例を第４
図ａおよびｂに示す。第４図ａおよびｂにおい
て、制御フイールドには、メツセージ長、メツセ
ージ識別番号、メツセージ種々情報、メツセージ
の発呼ノードアドレス、着呼ノードアドレス等を
含み、パスフイールドにはこの同報メツセージが
通過してきたノードのアドレスが全て含まれる。
例えば第４図ａの例ではこの同報メツセージが受
信される前に、Ａ１〜Ａ６のノードを通過してき
ている。また、この同報メツセージの受信ノード
アドレスがＡ７であつたとすると、このノードか
ら出力される時の同報メツセージのパスフイール
ドは、第４図ｂのようにＡ７が付加された形とな
る。

第１図は第１の発明の一実施例を示す流れ図で
ある。

第１図に示す同報通信方法の流れ図により第１
の発明の工程を説明する。

各ノードには、そのノードのリンクが直接に接
続されている隣接ノードのリストが格納されてい
る。例えば、第３図ａに示すネツトワーク例で
は、ノード３２の隣接ノードのリストは、ノード
３１，３３，３４となる。各ノードではステツプ
１００で同報メツセージを受信すると、受信され
た同報メツセージが既に受信済のものであるか、
始めて受信されたものであるかをステツプ１０１
で判定する。もし初めて受信されたものである
と、即ちステツプ１０１の判定結果がNOである
と、このメツセージの識別子（同報メツセージの
発呼ノードアドレスとメツセージ番号）を格納す
る。この識別子は同じ同報メツセージを２度受信
したことを検出する前記ステツプ１０１で用いら
れる。次に、ステツプ１０１の判定結果がNOの
場合、同報メツセージ中のパスフイールドの内容
が該ノードの隣接ノードのリストを全て含んでい
るかどうかをステツプ１０２で判定する。ここで
パスフイールドの内容は同報メツセージが通過し
てきたノードのアドレスを全て含むものである。
もし、ステツプ１０２での判定結果がNOである
と、次にステツプ１０３で自ノードのアドレスを
該パスフイールドに追加し、ステツプ１０４でこ
のパスフイールドを自ノード内のパスフイールド
メモリに格納する。続いて、自ノードのアドレス
が付加されたパスフイールドを同報メツセージに
入れ、ステツプ１０５にて受信リンクを除いた全
ての出力リンクに、この同報メツセージを出力
し、制御の流れが終了する。このようなパスフイ
ールドの存在により、各ノードでは同報メツセー
ジを受信すると、このメツセージの受信ノード履
歴を即座に知ることができる。

ステツプ１０２の判定結果がYES、即ち受信
した同報メツセージのパスフイールドの内容が受
信ノードの隣接ノードリストを全て含むならば、
ステツプ１０６でパスフイールドを情報として持
つACK情報を同報メツセージの発呼ノードに送
出し、制御の流れが終了する。

ステツプ１０１の判定結果がYES、即ち受信
した同報メツセージが既に受信されている二重メ
ツセージである場合、パスフイールド内容を読み
とり、ステツプ１０７で自ノード内のパスフイー
ルドメモリの内容を更新する。例えば、同報メツ
セージ受信前のパスフイールドメモリの内容がＡ
１，Ａ２，Ａ３で受信同報メツセージのパスフイ
ールドがＡ１，Ａ３，Ａ５，Ａ７であつたなら
ば、更新されたパスフイールドメモリの内容は、
Ａ１，Ａ２，Ａ３，Ａ５，Ａ７となる。続くステ
ツプ１０８にて、この更新されたパスフイールド
メモリの内容が、このノードに隣接ノードリスト
の全てを含むかどうかの判定がなされる。もし、
ステツプ１０８の判定結果がNO、即ちパスフイ
ールドメモリの内容が隣接ノードリストを全て含
まないならば、受信された二重同報メツセージは
棄却されて終了する。もし、ステツプ１０８の判
定結果がYES、即ちパスフイールドメモリの内
容が隣接ノードリストを全て含むならば、ステツ
プ１１０にてパスフイールドメモリの内容を情報
として持つACK情報を同報メツセージの発呼ノ
ードに送出し終了する。

発呼ノード側では、ACK情報を受信すると、
情報として入つている前記パスフイールドメモリ
に示されたノードが同報メツセージを受けとつた
ことを知ることができる。

第２図は、第２の発明の一実施例を示す流れ図
である。第２図の構成は、ステツプ２００の送出
ノード決定及びそれに続くステツプ２０１の同報
メツセージ送出以外は第１図の構成と同じであ
る。

以下ではステツプ２００及びステツプ２０１の
動作を説明する。

ステツプ２００の送出ノード決定では、ノード
の隣接ノードリストのうち、パスフイールドメモ
リにない隣接ノードを決定し、続くステツプ２０
１の同報メツセージ送出で、ステツプ２００にて
決定された隣接ノードだけにメツセージを送出す
る。

このようにすることで、不必要な同報メツセー
ジ数を減少させることができる。

第３図ａのネツトワークトポロジー例で、１お
よび第２の発明の動作を説明する。第３図におい
て、参照数字３０〜３５の白丸はノードを表わ
し、参照数字３００〜３０８の実線はリンクを表
わす。各リンクは双方リンクとする。また、同報
通信の発呼ノードをノード３０とする。

（第０段階） この段階ではノード３０が同報メツセージをノ
ード３１，３５に送出し、ノード３１，３５がこ
の同報メツセージを受信する。この時、各ノード
のパスフイールドメモリの内容は以下の通りであ
る。ここで（パスフイールドメモリ）ｎとは、ノ
ードｎのパスフイールドの内容という意である。

（パスフイールドメモリ）３１＝（３０，３１） （パスフイールドメモリ）３２＝φ （パスフイールドメモリ）３３＝φ （パスフイールドメモリ）３４＝φ （パスフイールドメモリ）３５＝（３０，３５） ここで、φはパスフイールドメモリにまだ何も
書きこまれていない状態を示す。第０段階での同
報メツセージの流れは第３図ｂのようになる。第
３図ｂにおいて、矢印付きの太線が有効なメツセ
ージの流れを示す。

（第１段階） 次に、ノード３１がノード３２，３４，３５に
同報メツセージを送出し、ノード３５がノード３
１，３４に同報メツセージを送出する。この時ノ
ード３１からノード３４よりもノード３５からノ
ード３４への同報メツセージの方がはやく到着す
るものとする。よつて、ノード３１から３４、ノ
ード３１から３５、ノード３５から３１への各同
報メツセージは二重メツセージであるので棄却さ
れる。

各ノードが同報メツセージ受信後（二重メツセ
ージも含めて）のパスフイールドメモリの内容は
以下のようになる。

（パスフイールドメモリ）３１＝（３０，３１，
３５） （パスフイールドメモリ）３２＝（３０，３１，
３２） （パスフイールドメモリ）３３＝φ （パスフイールドメモリ）３４＝（３０，３１，
３４，３５） （パスフイールドメモリ）３５＝（３０，３１，
３５） 各ノードとも、それぞれのパスフイールドメモ
リの内容がすべての隣接ノードを含まないので
ACK情報は発呼ノード３０には返さない。第１
段階での同報メツセージの流れは第３図ｃのよう
になる。第３図ｃにおいて、点線は二重メツセー
ジとして受信ノードで棄却される無効同報メツセ
ージの流れを示す。

（第２段階） 次に、ノード３２がノード３４，３４に同報メ
ツセージを送出し、ノード３４がノード３１，３
２，３３に同報メツセージを送出する。第１の発
明では前述のようにノード３４はノード３１，３
２，３３に同報メツセージを送出するが、第２の
発明では、ノード３４のパスフイールドメモリに
ノード３１が書き込まれているので、ノード３４
はノード３２，３３にのみ同報メツセージを送出
する。

以下の動作の説明では、第１の発明に従がつた
方法で動作を説明する。同報メツセージの到着に
関して、ノード３２からノード３３の方がノード
３４からノード３３よりもはやく到着するものと
する。

ノード３２からノード３３への同報メツセージ
が到着し、ノード３４からノード３３への同報メ
ツセージが到着していない状態での各ノードのパ
スフイールドメモリの内容は以下のようになる。

（パスフイールドメモリ）３１＝（３０，３１，
３４，３５） （パスフイールドメモリ）３２＝（３０，３１，
３２，３４，３５） （パスフイールドメモリ）３３＝（３０，３１，
３２，３３） （パスフイールドメモリ）３４＝（３０，３１，
３２，３４，３５） （パスフイールドメモリ）３５＝（３０，３１，
３５） 各ノードとも、それぞれのパスフイールドメモ
リの内容が隣接ノードをすべては含まないので、
ACK情報は発呼ノード３０に返されない。第２
段階での同報メツセージの流れは第３図ｄによう
になる。

（第３段階） ノード３３がノード３４に同報メツセージを送
出し、第２段階にてノード３４からノード３３に
送出された同報メツセージがノード３３に到着し
た時の各ノードのパスフイールドメモリの内容は
以下のようになる。

（パスフイールドメモリ）３１＝（３０，３１，
３４，３５） （パスフイールドメモリ）３２＝（３０，３１，
３２，３４，３５） （パスフイールドメモリ）３３＝（３０，３１，
３２，３３，３４，３５） （パスフイールドメモリ）３４＝（３０，３１，
３２，３３，３４，３５） （パスフイールドメモリ）３５＝（３０，３１，
３５） ここでノード３３及びノード３４のパスフイー
ルドメモリの内容はそれぞれノード３３，３４の
隣接ノードをすべて含むので、ノード３３，３４
から発呼ノード３０に対してACKB情報が返さ
れる。

本例では２個のACK情報が発呼ノードに返さ
れるだけで、従来方法の５個（即ち、全てのノー
ドから個別にACK情報が返されるものとすると）
に比べ大幅に減少させることができる。また、本
例の２個のACK情報の中には同報されるべきす
べてのノードのノードアドレスが含まれることは
保証される。

ここで、何個のACK情報が返されるかは、各
リンクでの転送遅延に依存するものであるが以下
に示す性質がある。

すなわち、 任意のネツトワーク構造で、第１および第２の
発明の方法により発生するACK情報の総数は、
ネツトワーク構造にもしループがある場合はネツ
トワークの連結性を保ちながらループがなくなる
ようにリンクを取り除いていつた場合にできる木
構造ネツトワークの端点の総数に等しい。

この性質は、例えば第３図ａのネツトワークを
例にとつて考えると次のようになる。このネツト
ワークには例えば、リンク３００，３０２，３０
１で構成されるようなループが多数存在する。よ
つて上記性質よりこのループがなくなるようにリ
ンクを除去してみると、例えばリンク３０２，３
０５，３０６，３０８を取り除くことで第５図ａ
に示すように木構造ネツトワークが得られる。こ
の木構造ネツトワークの端点数は２であるので、
返されるACK情報の総数は２となる。別のリン
クの取り除き方を考えてみる。このリンクの取り
除き方は、リンクの転送遅延（即ちどのルートを
通つてきた同報メツセージがはやく到着するか）
に依存するものである。例えば第３図ａのリンク
３０２，３０３，３０５，３０７を取り除くこと
で第５図ｂに示すような木構造ネツトワークが得
られる。この木構造ネツトワークの端点数は３で
あるので、返されるACK情報の総数は３となる。

ネツトワーク構造が決まつた場合に、返される
ACK情報の総数の最大値が次に問題となつてく
る。即ち、どのようなリンクの取り除き方をした
場合に、出来る木構造ネツトワークの端点数が最
大になるかということである。これは、リンクの
転送遅延のパターンが返されるACK数を最大に
するような、いわば最悪のパターンとなつたとき
のACK情報の最大値を求めることと等しい。今、
第６図ａに示されるような、４×４のメツシユ状
ネツトワークを考え、ノード５０が同報メツセー
ジの発呼ノードと仮定する。勿論、第６図ｂに示
すようなリンクの取り除き方で、メツシユ状ネツ
トワークのループを取り除き木構造ネツトワーク
を構成すると、端点数は最小となり１となる。た
だし発呼ノード５０は省いて考えている。しか
し、第６図ｃに示すようにリンクを取り除くと端
点数は最大となり８となる。一般に、ｎ×ｎの正
方メツシユ状ネツトワークにおいては、リンクを
取り除いて得られる木構造のネツトワークの端点
数の最大値はn²／２を四捨五入した値となる。この 値は、とりもなおさず本発明の方法によつて発生
するACK情報の総数であるので、従来方式のn²
に比べると、最悪の場合でも約1/2になることが
わかる。

〔発明の効果〕

以上述べたように、第１および第２の発明には
同報メツセージの発呼ノードに対するACK情報
の返送個数を従来方式と比べ大幅に減少させるこ
とができ、通信効率を向上できるという効果があ
る。また、第２の発明には同報メツセージの個数
る。また、第２の発明には同報メツセージの個数
そのものも減少させることができるという効果が
ある。

【図面の簡単な説明】

第１図は第１の発明の一実施例を示す流れ図、
第２図は、第２の発明の一実施例を示す流れ図、
第３図はネツトワーク例及び同報メツセージの流
れを示す説明図、第４図は第１および第２の発明
に用いられる同報メツセージのメツセージ構成例
を示す図、第５図及び第６図はネツトワークトポ
ロジーの変化例を示す図である。 １００……同報メツセージ受信ステツプ、１０
１……二重メツセージ検出ステツプ、１０２，１
０８……パスフイールド（メモリ）と隣接ノード
リストの比較ステツプ、１０３……パスフイール
ドに自ノードアドレスを追加するステツプ、１０
４……パスフイールドの内容をパスフイールドメ
モリに格納するステツプ、１０５……同報メツセ
ージ送出ステツプ、１０６，１１０……ACK送
出ステツプ、１９……同報メツセージ棄却ステツ
プ、２００……同報メツセージ送出ノード決定ス
テツプ、２０１……同報メツセージ送出ステツ
プ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 複数のノードが通信路により接続されている
   ネツトワークで同報通信を行なう同報通信方法に
   おいて、 制御情報を示す制御フイールドと同報メツセー
   ジが通過してきたノードのアドレス列を示すパス
   フイールドと、情報データを示す情報データフイ
   ールドより成る同報メツセージを使用し、 各ノードにはそれぞれパスフイールドメモリを
   用意し、 前記各ノードでは前記同報メツセージを受信す
   ると該入力同報メツセージが既に受信している同
   報メツセージと同一の二重受信メツセージである
   かどうかの第１の判定を行ない、 前記第１の判定で二重受信メツセージでないな
   らば前記入力同報メツセージ中の前記パスフイー
   ルドのノードアドレスが、自ノードのリンクに接
   続されている隣接ノードの全てのアドレスを含む
   かどうかの第２の判定を行ない、 前記第２の判定で全てのアドレスを含むならば
   前記入力同報メツセージの発呼ノードに対してパ
   スフイールドのアドレス列を含む情報を送達確認
   メツセージとして送出し、 前記第２の判定で全てのアドレスは含まないな
   らば前記入力同報メツセージのパスフイールドに
   自ノードのアドレスを付加して新たなパスフイー
   ルドを構成し、該新たなパスフイールドを自ノー
   ドの前記パスフイールドメモリに蓄積すると共に
   前記新たなパスフイールドを有する前記入力同報
   メツセージを出力同報メツセージとして自ノード
   に接続されている隣接ノードのうち、前記入力同
   報メツセージを自ノードに出力したノードを除く
   全ての隣接ノードに出力し、 前記第１の判定で二重受信メツセージであるな
   らば前記入力同報メツセージ中の前記パスフイー
   ルドのノードアドレス列を参照してパスフイール
   ドメモリに格納されている以前受信した対応する
   同報メツセージが通過してきたノードのアドレス
   列を更新して前記更新されたノードのアドレス列
   に自ノードのリンクに接続されている隣接ノード
   の全てのアドレスが含まれるかどうかの第３の判
   定を行ない、 前記第３の判定で全てのアドレスが含まれるな
   らば前記同報メツセージの発呼ノードに対して前
   記更新されたパスフイールドメモリに格納されて
   いる通過したノードのアドレス列を含む情報を送
   達確認メツセージとして送出し、 前記第３の判定で全てのアドレスは含まれない
   ならば受信した同報メツセージは出力しないこと
   を特徴とする同報通信方法。 ２ 複数のノードが通信路により接続されている
   ネツトワークで同報通信を行なう同報通信方法に
   おいて、 制御情報を示す制御フイールドと同報メツセー
   ジが通過してきたノードのアドレス列を示すパス
   フイールドと、情報データを示す情報データフイ
   ールドより成る同報メツセージを使用し、 各ノードにはそれぞれパスフイールドメモリを
   用意し、 前記各ノードでは前記同報メツセージを受信す
   ると該入力同報メツセージが既に受信している同
   報メツセージと同一の二重受信メツセージである
   かどうかの第１の判定を行ない、 前記第１の判定で二重受信メツセージでないな
   らば前記入力同報メツセージ中の前記パスフイー
   ルドのノードアドレスが、自ノードのリンクに接
   続されている隣接ノードの全てのアドレスを含む
   かどうかの第２の判定を行ない、 前記第２の判定で全てのアドレスを含むならば
   前記入力同報メツセージの発呼ノードに対してパ
   スフイールドのアドレス列を含む情報を送達確認
   メツセージとして送出し、 前記第２の判定で全てのアドレスは含まないな
   らば前記入力同報メツセージのパスフイールドに
   自ノードのアドレスを付加して新たなパスフイー
   ルドを構成し、該新たなパスフイールドを自ノー
   ドの前記パスフイールドメモリに蓄積すると共に
   前記新たなパスフイールドを有する前記入力同報
   メツセージを出力同報メツセージとして自ノード
   に接続されている隣接ノードのうち、前記パスフ
   イールドメモリに蓄積されているノードを除く全
   ての隣接ノードに出力し、 前記第１の判定で二重受信メツセージであるな
   らば前記入力同報メツセージ中の前記パスフイー
   ルドのノードアドレス列を参照してパスフイール
   ドメモリに格納されている以前受信した対応する
   同報メツセージが通過してきたノードのアドレス
   列を更新して前記更新されたノードのアドレス列
   に自ノードのリンクに接続されている隣接ノード
   の全てのアドレスが含まれるかどうかの第３の判
   定を行ない、 前記第３の判定で全てのアドレスが含まれるな
   らば前記同報メツセージの発呼ノードに対して前
   記更新されたパスフイールドメモリに格納されて
   いる通過したノードのアドレス列を含む情報を送
   達確認メツセージとして送出し、 前記第３の判定で全てのアドレスは含まれない
   ならば受信した同報メツセージは出力しないこと
   を特徴とする同報通信方法。