JPH05502528A - 仮想ネットワークアーキテクチャ及びローダ - 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】 仮想ヱノトワークアーキテクチャ及びローダ主班■背景 致土立國 この発明は、コンピュータシステムに関するも″ので、特に、仮想ネットワーク によって接続され、単独の仮想コンピュータ、及び、仮想ネットワークを通じて 情報の送受信を行う二つの相互結合されたコンピュータのいずれとしても機能す る少なくとも二つのコンピュータを含むコンピュータシステムに関するものであ る。

ｌ米肢止少脱■ 今日においては、多数の異なるコンピュータシステムが入手可能である。しかし ながら、これらのシステムの多くは、例えば第１図に示すように、基本的構成装 置を中心に構築されている。一般的に、コンピュータの基本構成装置は、入力装 置１２に入力ハス１１を介して接続され、出力装置１４に出力ハス１３を介して 接続される中央処理装置１０（ＣＰｔＪ）を含んでいる。ＣＰｔＪｌｏは、デー タバス１５．１６を介してメモリ装置１７に接続されている。

ＣＰＵｌ０は、制御及び演算機能を行う。入力及び出力装置１２．１４は、コン ピュータのユーザーとＣＰＵｌ０の交信に用いられる。入力装置１２は、ＣＰＵ ｌ０に情報を供給する。一般的な入力装置は、キーボード及びマウスである。

出力装置１４、中央処理装置１０からの情報を表示する。一般的な出力装置は、 ビデオディスプレイモニタ、プリンタ、例えばプロッタ等の仮想ディスプレイ手 段を含んでいる。入力装置１２及び出力装置１４は、しばしば入出力（Ｉｌｏ） ユニットと呼ばれる。

メモリ装置１７は、通常二つの一般的な情報、指令及びデータを有している。コ ンピュータプログラムは、コンピュータが所定の機能を実行するための連続した 指令である。メモリ装置１７に格納されたデータは、ＣＰＵ１０で実行されるコ ンピュータプログラムからの指令に応じてＣＰＵｌ０によって処理される。

メモリ装置１７は、一般に、二次記憶装置とも呼ばれる大容量メモリ１７Ａとメ インメモリ１７Ｂを含んでいる。メインメモリ１７Ｂは、比較的な高速のメモリ 、即ち、一般に約２０乃至４００ナノ秒のアクセス時間を持つメモリである。

アクセス時間は、ｃｐｕｉｏがメモリからのデータを要求してから要求されたデ ータがＣＰＵｌ０に与えられるまでの時間である。

メインメモリ１７Ｂは、通常ＣＰＵｌ０によって現在実行中のプログラムの少な くとも一部及び、このプログラムで必要とされるデータを格納する。例えばディ スク、テープ等の大容量メモリ１７Ａは、プログラム、データまたは、ＣＰＬｌ ｌｏがすくに必要としないプログラム及びデータ、若しくはメインメモリ１７Ｂ の容量的な制約によってメインメモリに格納できないプログラムやデータを格納 する。プログラム及び／またはデータは、ＣＰＵｌ０の管理のもとて大容量メモ リ１７Ａに読み書きされるので、大容量メモリは、−ｉ的に、一般的な条件の「 Ｉ１０ユニット」を有している。大容量メモリのアクセス時間は、一般的に数十 ミリ秒のオーダーである。

コンピュータのオペレーティングシステムは、ＣＰＵｌ０（第１図）、メインメ モリ１７Ｂ、Ｉ１０ユニット１２．１４．１７Ａの動作を制御するために使用さ れる。さらに、オペレーティングシステムは、コンピュータのユーザーのアプリ ケーションとハードウェアをインターフェイスする。本明細書において、ハード ウェアは、コンピュータシステムの物理的な構成装置を示すものとして用いられ る。コンピュータのオペレーティングシステムは、−触にカーネルを持っており 、このカーネルは（ｉ）以下に述べるように、ユーザープロセスを生成し、（ｉ 　ｉ）ユーザープロセスの実行をスケジューリングし、（ｉ　ｉ　ｉ）ユーザー プロセスにシステムサービスを与え、（ｉｖ）ハードウェアの割込み処理、例外 処理を行う。コンピュータのオペレーティングシステムは、通常コンピュータの ブートにメインメモリ１７Ｂにロードされる。

ここで、「ブート」は、コンピュータの電源投入時またはコンピュータのりセン ト時に行われる一連の動作を意味する。

「ユーザプロセス」の定義は、ユーザーのソースコード、即ちコンピュータプロ グラムをＣＰｔＪｌｏ−＼の一連の指令に変換する連続したステップの理解を必 要とする。所定のオペレーティングシステムを用いてコンピュータ上で走るアプ リケーションプログラムのためのユーザーソースコード、一般に実行可能なイメ ージとしてしられるバイナリファイルのコンパイルされ、かつリンクされる。「 ユーザプロセス」は、オペレーティングシステムのカーネルによるこの実行可能 なイメージの実行である。

例えば、マイクロソフト　コーポレイションのＭＳ−ＤＯＳオペレーティングシ ステム（ＭＳ−ＤＯ３）を使用するコンピュータにおいては、オペレーティング システムとハードウェアをインターフェイスするために、基本人出カシステム（ ＢＩＯＳ）を含んでおり、このＢＩＯＳは、通常コンピュータのり一ドオンリメ モリ　（ＲＯＭ）に格納されている。

（ＭＳ−ＤＯ３は、マイクロソフト　コーポレイションの登録商標である。）Ｂ ＩＯＳは、コマンドと呼ばれるオペレーティングシステムからの指令に基づいて ハードウェアを駆動する。

特に、ＭＳ−ＤＯＳオペレーティングシステムは、割込みと呼ばれる一連のコマ ンドによってＢＩＯＳにインターフェイスする。劃込みは、通常ＣＰＵｌ０で実 行されているソフトウェアによって起動される。割込みに応答して、ＣＰＵ　１ ０は、メインメモリ１７Ｂに格納された劃込みベクトルテーブル割込みサービス ルーチンのアドレスを獲得する。一般に、割込みサービスルーチンは、ＲＯＭ　 ＢＩＯＳを格納したメインメモリ１７Ｂのアドレス及び割込みサービスルーチン が格納されたオペレーティングシステムを指示する。したがって、メインメモリ １７Ｂは、通常、ユーザープロセスと、オペレーティングシステムと、ＣＰＵｌ ０に結合されたハードウェアとオペレーティングシステムをインターフェイスす るための情報を持つ。

第１図のコンピュータ２０と同様のコンピュータを二台またはそれ以上使用する 場合、これらのコンピュータ情報を分配しなければならない。独立したコンビュ ニタ装置間で、情報の電圧を行う方法がいくつか開発されている。第一番目の方 法は、第２Ａ図に示すように、コンピュータ２０−１の情報を、例えばディスク またはテープ（ディスク／テープ）２５にコピーして、ディスク／テープ２５を コンピュータ２〇−２に移し、情報をディスク／テープ２５からコンピュータ２ ０−２にコピーする方法である。しかしながら、コンピュータ２０−１と２０− ２が近接して設置されていない場合には、ディスク／テープをコンピュータ２０ −１からコンピュータ２０−２に物理的に移動させなければならず、好ましい方 法とはいえない。さらに、より重要な問題点は、コンピュータ２０−１用のディ スク／テープ２５が、コンピュータ２０−２と互換性を持たないことがあること である。例えば、コンピュータ２０−１が、５・１／４インチのフロッピーディ スクを使用し、コンピュータ２０−２が３・１／２インチのフロッピーディスク を使用するような場合である。

このため、コンピュータ２０−１．２０−２は、しばしば、モデム２６．２７を 使用して電話回線を用いてリンクされる（第２Ｂ図）。コンピュータ２６は、コ ンピュータ２０−１のシリアルポートを介してモデムに接続される。コンピュー タ２０−２は、同様にモデムに結合される。モデム２６．２７は、一般的には電 話回線を介して接続される。

モデムはコンピュータのシリアルポートによって供給されるディジタル信号を、 アナログ信号に変換して、このアナログ信号が電話回線を介して他方のモデムに 転送される。第二のモデムは、電話回線を介して受信したアナログ信号をディジ タル信号に変換し、シリアルポートを介してコンピュータに供給する。モデムは 、９６００ボーまたはそれ以下のボーレートでデータを転送する。伝達速度は、 モデムを接続する導線の品質によって制限される。一般に、モデム間のデータの 転送速度は、接続時点の伝送状態に応じて決定され、その後は変更されない。従 って、データが最初に高い転送速度で転送され、次いでラインに接続された場合 、データの転送にエラーを生じるが、転送は、転送データの良否とは無関係に高 速で係属される。同様に、初期のライン品質が悪（、低い転送速度に決定される と、この転送速度は、後で変更されることはない。

転送情報のエラーチェックは、送出された情報が、受信された情報と同一である かどうかで行われる。−船に、転送されたデータの各ブロックごとに、送信側コ ンピュータによってエラーコードが計算され、データブロックの一部として送信 される。受信側のコンピュータは、データのブロックに関してエラーコードを算 出して、算出したエラーコードと受信したエラーコードを比較する。エラーコー ドが一致しない場合、受信側コンピュータは、エラーメツセージを送信側コンピ ュータに送信し、データのブロックが再送信される。

さらに他の転送形態としては、コンピュータ２０−１をケーブル２９によってコ ンピュータ２０−２に接続しく第２Ｃ図）、コンピュータ２０−１で実行される ソフトウェアプログラムと、コンピュータ２０−２によって実行される同じソフ トウェアプログラムによってケーブル２９を介してデータがリンクされる。一般 に、これらの動作において、連結されたシステム、即ちコンピュータ２ｏ−１， ２０−２、ケーブル２９及び二つの実行されるソフトウェアプログラムは、二人 のユーザーのために設置されたものである。即ち、キーボード等の入出力装置は 、コンピュータのビデオディスプレイと同様にいずれも動作可能である。しかし ながら、はとんどの場合、直接的に接続されたコンピュータ２０−１．２〇−２ の間のデータの転送は、−人のユーザーによって行われる。

従って、一方のキーボード及びビデオディスプレイの動作は、重複となり、不必 要となる。いずれにしても、現在の二つのコンピュータを接続する技術は、こう した可能性を有している。さらに、コンピュータ２ｏ−１，２０−２の形式によ って、コンピュータ２０−１．２０−２間をリンクする特定のソフトウェアプロ グラムの実行動作が制限される。コンピュータ間のリンクは、他のユーザーのア プリケーションによってはアクセスすることが出来ない。

こうしたコンピュータ間の情報転送を行うための上記の方法における欠点に鑑み て、コンピュータのネットワークが開発された。コンピュータのネットワークが 、第３図に示すように数台のコンピュータ２０−１乃至２０−ｎによって形成さ れる。通常、このネットワークには、第１図のコンピュータ２０と同様のコンピ ュータが使用され、サーバーと呼ばれる共通のコンピュータ２工に結合される。

サーバー２１は、ネットワークを介してアクセスされる。ネットワーク２２は、 データファイルやサーバー２１に接続されたＩ１０装置の共有を可能とする。

ネットワークのためのオペレーティングシステムは、上記した単独のコンピュー タのオペレーティングシステムのみではなく、コンピュータ２０−１乃至２０− ｎ及びサーバーの共有の資源に関する動作を調整するための付加的なソフトウェ アをも含んでいる。

伝統的に、ＭＳ−ＤＯ３によって実行可能なプログラムは、ユーザーの実行可能 なプログラムのファイル名の入力に応じて、オペレーティングシステムによって ディスクから読み出され、メモリにロードされる。ＭＳ−ＤＯＳオペレーティン グシステムにおいては、実行可能なプログラムファイルは、”、ＥＸＥ”の拡張 子を持っている。この種のファイルはｒ、ＥＸＥファイル」と呼ばれる。実行フ ァイルの他の実行可能なファイルは、”、ＣＯＭ”の拡張子を持つ実行可能なプ ログラムファイルである。、ＥＸＥファイルと１．Ｃ０Ｍファイルの違いは、当 業者にとって明白である。

、ＥＸＥとして記憶された実行可能なプログラムのロード過程は、データ及びＲ ＡＭの領域をプログラムに割当、プログラムの接頭語、接尾語（ＰＳＰ）のセン トアップ、ディスクからのプログラムの読み出しを含んでいる。しばしば１、Ｅ ＸＥとして記憶される実行可能なプログラムは、実行可能なプログラムのロード 時及び実行時に行われる「再配置Ｊ処理を含んでいる。再配置処理において、Ｍ Ｓ−ＤＯ３の、ＥＸＥＣ機能は、実行可能なファイルの開始時に再配置テーブル 使用して種々の値を調整し、予めアドレスを分割し、値の補正を行う。

例えば、Ｉｎｔｅｌ　８０８８マイクロプロセツサのためにアセンブリー言語で 記述された後述のコードにおいて、一つの再配置がある。

、１Ｉｏｄｅｌ　ｓｍａｌｌ ｍｏｖ　ａｘ、　Ｄａｔａ　；データのロードセグメントｍｏｖ　ｄｓ、　ａｘ 　；ｄｓへ ｍｏｖ　ａｈ、　４ｃｈ　；００５終了；４ｃｈ機能 ｉｎｔ　２１ｈ ｎ＋ａｉｎ　ｅｎｄｐ ｅｎｄ　ｎ＋ａｉｎ 再配置は、ＭＳ−ＤＯ３のオペレーティングシステム機能Ｅ　Ｘ　Ｅ　Ｃ，によ りプログラムが実行されている時に、　Ｄａ　ｔａ（デフォルトのデータセグメ ントのセグメント値を示すアセンブラの符号語）がレジスタＡＸにロードされる 時点で行われる。実行可能なファイルの生成において、アセンブラ及びリンカに は、実行時点ではプログラムのアドレスは与えられない。ＥＸＥＣ機能は、プロ グラムに適当な値を、ＰＳＰに関連して与えて、ＲＡＭの実行可能なプログラム を開始する。

従って、アプリケーションの実際のプログラムコードは、実行時点で変更される 。

ＥＸＥＣ機能は、ＲＡＭとともに機能することを意図されており、ＲＡＭにロー ドされる実行可能なプログラムが変化する。しかしながら、実行可能なプログラ ムがＲＯＭから直接ランされる場合は、ＥＸＥＣ機能または他の再配置を行う機 能は、ＲＯＭの実行可能なプログラムを変更することが出来ないため、適切に動 作することが出来ない。従って、ＲＯＭから実行される実行可能なプログラムに 関しては、再配置を行うことが出来ない。従って、実行可能なプログラムを変更 するいかなるオペレーティングシステムもＲＯＭのプログラムを直接実行するこ とは出来ない。この欠点は、例えばフロッピーディスクに換わってＲＯＭカード を使用する携帯用コンピュータの動作を制限する。

主尻立皿丞 本発明の仮想ネットワーク管理機能は、コンピュータの連結における従来技術の 欠点を解消して、データのリンクによる新しいコンピュータ間のコミュニケーシ ョンを可能とする。

さらに、仮想ネットワーク管理機能は、コマンドの組により、例えば一つの実施 例における割込みをアクセスして、これらのコマンドにより、仮想ネットワーク 管理機能によって制御される仮想ネットワークを、いかなるユーザーアプリケー ションからもアクセス、使用出来るようにする。仮想ネ・ノドワーク管理機能は 、ユーザアプリケーションによるアクセスばかりではなく、仮想ネットワーク管 理機能によりいかなるユーザーアプリケーションも、二つの異なる組の能力が与 えられる。

コンピュータ間で情報を交換するために電子手段によって連結された少なくとも 二つのコンピュータを含むコンピュータシステムにおいて、本発明の原理による 仮想ネ・ノドワーク管理機能は、各コンピュータにインストールされる。仮想ネ ットワーク管理機能は、第一のモードにおいて、システム内のコンピュータ間の 情報の授受に用いられる。第一のコンピュータのユーザーアプリケーションは、 仮想ネ・ノドワーク管理機能を介して、第二のコンピュータにメツセージを送出 することが出来、第二のコンピュータのユーザーアプリケーションは、仮想ネッ トワーク管理機能を介してメツセージを受信し、返信メソセージを第一のコンピ ュータに送出することが出来る。

第二のモードにおける動作において、システム内の一つを除く全てのコンピュー タの仮想ネットワーク管理機能は、当該一つのコンピュータからの要求にサービ スする。従って、一つのコンピュータのユーザーアプリケーションは、全てのサ ーバーコンピュータの、例えば、情報及び周辺機器等の資源を、仮想ネットワー ク管理機能を介してアクセスすることが出来る。このコンピュータシステムにお ける一つのコンピュータの他のコンピュータを制御し、使用する形態は、仮想コ ンピュータと呼ばれる。仮想コンピュータは、サーバーコンピュータが、これに 接続されたコンピュータからの要求にネットワークを介してサービスする一般的 な方式とは根本的に異なるものである。さらに、仮想ネットワーク管理機能の多 機能によりコンピュータシステムにおいて実行されるユーザーアプリケーション において、従来実現できなかった、融通性及び交信手段を提供することが出来る 。

ユーザーアプリケーションに新しい能力を与えること加えて、仮想ネットワーク 管理機能は、コンピュータ間の通信リンクを介して情報の授受を行うための新規 な手段を提供する。

仮想ネットワーク管理機能は、メツセージの送信、受信及び発生のための第一の 手段としての、アプリケーション層を有している。アプリケーション層は、ユー ザーアプリケーションからのコマンドを受け、転送層としての第二の手段に送ら れる第一のメツセージ構造を発生する。転送層は、メンセージを受信し、送信し 、発生する。アプリケーション層からのメツセージを受信すると、転送層は、パ ケットと呼ばれる第二のメンセージ構造を発生する。転送層は、アプリケーショ ン層からの各メンセージに対して−または複数のパケットを形成する。各パケッ トを形成した後、転送層は、パケットを情報の送受信のためのデータリンク層と しての第三の手段に送出する。データリンク層は、通信リンクを介して、ノぐケ ・ノドを遠隔コンピュータの他のデータリンク層に、所定の伝送パラメータを使 用して送出する。

データリンク層は情報に送受信のみを行い、遠隔コンピュータのデータリンク層 がパケットを受信すると、）ｉヶ・ノドは当該コンピュータの転送層に送られる 。二らのコンピュータの転送層は、例えば転送速度及び転送ラインを介して送ら れるパケットに大きさを制御する。

発信側の転送層は、パケット内の情報のエラーコードを発生し、パケットにこの エラーコードを付随せる。受信側転送層は、受信したパケットのエラーコードを 発生し、発生したエラーコードとパケットとともに受信したエラーコードと比較 する。エラーコードが相違する場合には、受信側転送層は、発信側転送層にエラ ーメツセージを送出して、パケ・ントが再送信される。送信パケットに所定分す るの転送エラーが生じた場合には、発信側転送層はパケットの大きさまたは転送 速度若しくはその双方を調整する。

従って、従来のシステムとは異なり、仮想ネ・ノドワーク管理機能は、接続時点 のみではなく、所定回数の転送エラーが生じた場合には、いつでも転送パラメー タ、ノぐケ・ントの大きさ、転送速度を調整することが出来る。本発明の原理に よれば、発信側及び受信側コンピュータはユーザーによって１旨定される。仮想 ネットワーク管理機能は、各コンピュータにインストールされたいずれの機能を も行うことが出来る。

アプリケーション層で発生される第一のメツセージ構造は、ヘッダ及びコンピュ ータ間において転送される情報を記憶したデータ領域を含んでいる。一つの実施 例において、ヘッダは、（ｉ）メツセージを発生する仮想ネットワークを指定す るフィールドと、（ｉ　ｉ）メツセージを受信したコンピュータによって行われ る動作を指定するフィールド、即ち、ユーザーアプリケーションからのコマンド に対応するフィールドと、（ｉ　ｉ　ｉ）メツセージの方向、即ちメツセージが 動作要求メンセージであるか返信メンセージであるか、を指定するフィールド、 （ｉｖ）メツセージを受信する遠隔コンピュータを指定するフィールド、及びメ ツセージ自体を含んでいる、アプリケーション層は、アプリケーション層がサポ ートする遠隔動作毎に独特なメツセージ構造を構築する。

転送層で発生される第二のメツセージ構造は、アプリケーション層のヘッダとは 異なるヘッダと、第一の構造のメツセージの情報の少なくとも一部及びエラーコ ードを含んでいる。

コンピュータ間の情報の転送を容易とするために、アプリケーション層は、転送 リンクを介して交換される情報を圧縮、復元する。

本発明による、データリンクを介して連結された少なくとも二つのコンピュータ 間の情報転送方法は、所定の転送速度、所定のブロックサイズ等の所定のパラメ ータを用いて、情報の送受信が行われ、情報が送受信される。一つの実施例にお いて、所定のパラメータは、最高速度で最大のプロ・ンクサイズの送受信を可能 とするように選択される。所定の転送）ｉうメータを設定するために相互作用に よる処理が用いられる。

初期接続の後、データリンクを介しての情報のパケットの送信において所定数の エラーが検出されるまで、情報は所定の転送速度及びブロックサイズで行われる 。所定数のエラーが検出されると、ブロックサイズが減少され、再び転送が行わ れる。転送に成功した場合には、新しいブロックサイズ及び同一の転送速度が使 用される。転送が成功しなかった場合には、ブロックサイズが再び縮小される。

この手順は、転送に成功するか、またはブロックサイズが最小と成るまで反復さ れる。ブロックサイズが最小となり、転送が未だに成功しない場合には、転送速 度が低減され、ブロックサイズは最大とされる。再び、転送に成功するまでブロ ックサイズが連続的に縮小される。転送速度及びブロックサイズの双方が最小で 、転送が成功しない場合には、転送は中止される。転送速度が何らかの理由で固 定されている場合には、所定数のエラーが検出されると、ブロックサイズのみが 変化される。

本発明の原理によれば、リードオンリメモリ（ＲＯＭ）から直接実行可能なプロ グラム、特に仮想ネットワークのための実行可能なプログラムを実行するコンピ ュータを構成するための新規なローダ及び方法が提供される。方法及びローダは 、再配置に関する従来技術における制限を解消する。

本発明のローダは、コンピュータシステムによってランダムアクセスメモリ（Ｒ ＡＭ）にロードされる。ローダがＲＡＭにロードされると、ローダが、ＲＯＭの 実行可能なプログラムをＲＯＭから直接実行するために必要な環境設定を行う。

特に、一つの実施例においては、初期化手段が、ＲＯＭの実行可能なプログラム のＲＯＭからの直接の実行するためのコンピュータの初期化を行う。初期化は、 ＲＯＭの実行可能なプログラムの為のＲＡＭのデータエリアの形成を含んでいる 。

ＲＯＭの実行可能なプログラムの実行の為の必要な環境設定が行われると、ロー ダは好ましくはＲＡＭからＲＡＭのリリース手段により待避される。ＲＯＭの実 行可能なプログラムは、ローダによってＲＡＭに形成されたデータエリアを用い て直接ＲＯＭから実行可能となる。

従って、一つの実施例におけるローダは、（ｉ）ＲＯＭの実行可能なプログラム をＲＯＭから直接実行する為のコンピュータシステムの初期化を行う手段と、（ ｉｉ）ＲＡＭをリリースする手段を有している。勿論、この実施例においては、 ローダにローダ自体によりランダムアクセスメモリをリリースする手段を設けて いるが、ローダによって使用されるＲＡＭのリリース手段無しでも、ローダは適 切に動作可能である。

しかしながら、こうした実施例では、ローダが不要となった後も、ＲＡＭの一部 がローダによって占有されるので、ＲＡＭの使用効率を悪化させるものとなる。

他の実施例においてデータエリアの初期化手段と、アプリケーションの存在確認 手段と、セットアツプ手段を含んでいる。データエリアの初期化手段は、（ｉ） ＲＯＭの実行可能なプログラムのためのＲＡＭの作業データエリアを形成する手 段と、（ｉ　ｉ）ＲＯＭの実行可能なプログラムをＲＯＭから直接実行するため に必要なデータエリアの変数を初期化する手段とを有している。オペレーティン グシステムが、適切な作業データエリアを形成する場合には、作業データエリア の形成手段は不要となる。

アプリケーションの存在確認手段は、コンピュータシステムのＲＯＭ内にＲＯＭ の実行可能なプログラムが物理的に存在していることを確認する。アプリケーシ ョンの存在確認手段が、ＲＯＭの実行可能なプログラムを検出す゛ると、ローダ は、セットアツプ手段による動作を継続する。しかしながら、コンピュータシス テムのＲＯＭにＲＯＭの実行可能なプログラムがない場合には、エラーメツセー ジ手段により、エラーメツセージがユーザーに与えられ、ローダが終了手段によ って動作を停止する。アプリケーションの存在ｉ認手段は、さらに、ＲＯＭの実 行可能なプログラムが既にコンピュータシステムにロードされているか否かをチ ェックする手段を含んでいる。

セットアツプ手段は、ＲＯＭの実行可能なプログラムが必要とするデータセグメ ントレジスタ及び他のレジスタ並びにベクトルをセットする。セントアップ手段 の動作は、後述するようにＲＯＭの実行可能なプログラムの性質に応じたものと なる。一般に、セットアツプ手段は、ローダ自体によって要求されてＲＡＭをリ リースし、コンピュータの制御をＲＯＭの実行可能なプログラム引き継ぐ。セッ トアツプ手段は、ＲＯＭの実行可能なプログラムを常駐プログラム（ＴＳＲ）と する手段を有している。

ローダによる初期化が終了すると、ＲＯＭの実行可能なプログラムは、その性質 に応じて実行される。一般に、実行可能なプログラムは（ｉ）ＴＳＲアプリケー ションと、（ｉ　ｉ）非ＴＳＲアプリケーションに分けられる。非ＴＳＲアプリ ケーションにおいては、制御は、初期化後にＲＯＭの実行可能なプログラムに引 き継がれ、ＲＯＭの実行可能なプログラムが実行される。実行が終了すると、Ｒ ＯＭの実行可能なプログラムが終了され、通常はＭＳ−ＤＯＳオペレーティング システムに戻る。

ＴＳＲアプリケーションの場合、セットアツプ手段は、上述したように、ＲＯＭ の実行可能なプログラムをＴＳＲプログラムとする。また、ＲＯＭの実行可能な プログラムが、（ｉ）必要な割込みベクトルをセットアツプし、（ｉ　ｉ）アプ リケーションをＴＳＲプログラムとして形成するＲＯＭのコードを実行し、（ｉ ｉｉ）不要なコード／データをリリースしながら常駐するようにすることも可能 である。この実施例において、ＲＯＭの実行可能なプログラムは、ＴＳＲプログ ラムとして機能するので、初期化後はＲＯＭから直接は実行されない。本発明に よる重要な特徴は、ローダがＲＯＭの実行可能なプログラムをＲＯＭから直接実 行する為に必要な構造を有していることである。

本発明の原理によれば、ＲＯＭの実行可能なプログラムをＲＯＭから直接実行す る方法が提供される。この方法は、実行可能なプログラムの為の作業データエリ アをＲＡＭに形成するステップと、ＲＯＭの実行可能なプログラムを実行するた めのＲＡＭのデータエリア内の変数を初期化するステップを含んでいる。好まし くは、初期化ステップ後に、初期化に使用されたＲＡＭがリリースされる。

回！乳哩 第１図は、従来技術によるコンピュータシステムを示す図である。

第２Ａ図は、第１図の従来技術による二つの連結されていないコンピュータシス テムの情報転送を示す図である。

第２Ｂ図は、モデムによって連結された第１図の従来技術による二つのコンピュ ータ間の情報転送を示す図である。

第２Ｃ図は、直接リンクによって連結された第１図の従来技術による二つのコン ピュータ間における情報転送を示す図である。

第３図は、第１図の従来技術のコンピュータシステムのネットワークを示す図で ある。　第４図は、本発明の仮想ネットワーク構成の一般化したブロック図であ る。

第５図は、本発明の仮想ネットワーク構成のより詳細なブロック図である。

第６図は、本発明の原理によるヘッダとデータ領域を含むメツセージ構造の一般 的な形式を示す図である。

第７Ａ図は、ＯＡｈ　Ｃ０ＮＮＥＣＴサービスの機能のためのメソセージ構造を 示す図である。

第７Ｂ図は、ＯＡｈ　ＬＩＳＴＥＮサービスの機能のためのメンセージ構造を示 す図である。

第８図は、ＯＡｈ　ＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴサービスの機能のためのメンセージ構 造を示す図である。

第９Ａ図は、ＯＡｈ　５ＥＮＤサービスの機能のためのメツセージ構造を示す図 である。

第９Ｂ図は、ＯＡｈ　ＲＥＣＥＩＶＥサービスの機能のためのメツセージ構造を 示す図である。

第１０Ａ図は、ＯＡｈ　ＭＡＰサービスの機能のためのメツセージ構造を示す図 である。

第１０Ｂ図は、ＯＡｈ　ＭＡＰサービスの機能のための返信メツセージ構造を示 す図である。

第１１Ａ図は、０９ｈ　５ＥＬＥＣＴ　ＤＴＳＫサービスＯＥｈの機能のための メツセージ構造を示す図である。

第１１Ｂ図は、０９ｈ　５ＥＬＥＣＴ　ＤＩＳＫサービスＯＥｈの機能のための 返信メツセージ構造を示す図である。

第１２Ａ図は、０９ｈ　ＧＥＴ　ＦＲＥＥ　ＤＩＳＫ　５ＰＡＣＥサービス　３ ６ｈの機能のためのメツセージ構造を示す図である。

第１２Ｂ図は、０９ｈ　ＧＥＴ　ＦＲＥＥ　ＤＩＳＫ　５ＰＡＣＥサービス　３ ６ｈの機能のための返信メツセージ構造を示す図である。

第１３Ａ図は、０９ｈ　ＭＡＫＥ　ＤＩＲＥＣＴＯＲＹサービス　３６ｈの機能 のためのメツセージ構造を示す図である。

第１３Ｂ図は、０９ｈ　ＭＡＫＥ　ＤＩＲＥＣＴＯＲＹサービス　３６ｈの機能 のための返信メツセージ構造を示す図である。

第１４Ａ図は、０９ｈ　ＲＥＭＯＶＥ　ＤＩＲＥＣＴＯＲＹサービス　３Ａｈの 機能のためのメンセージ構造を示す図である。

第１４Ｂ図は、０９ｈ　ＲＥＭＯＶＥ　ＤＩＲＥＣＴＯＲＹサービス　３Ａｈの 機能のための返信メツセージ構造を示す図である。

第１５Ａ図は、０９ｈ　ＣＨＡＮＧＥ　Ｄ′ＩＲＥＣＴＯＲＹサービス　３Ｂｈ の機能のためのメツセージ構造を示す回である。

第１５Ｂ図は、０９ｈ　ＣＨＡＮＧＥ　ＤｉＲＥＣＴＯＲＹサービス　３Ｂｈの 機能のための返信メツセージ構造を示す図である。

第１６Ａ図は、０９ｈ　ＤＥＬＥＴＥ　ＦＩＬＥサービス４１ｈの機能のための メツセージ構造を示す図である。

第１６Ｂ図は、０９ｈ　ＤＥＬＥＴＥ　ＦＩＬＥサービス４１ｈの機能のための 返信メツセージ構造を示す図である。

第１７Ａ図は、０９ｈ　ＣＲＥＡＴＥ　ＦＩＬＥサービス３Ｃｈの機能のための メツセージ構造を示す図である。

第１７Ｂ図は、０９ｈ　ＣＲＥＡＴＥ　ＦＩＬＥサービス３Ｃｈの機能のための 返信メツセージ構造を示す図である。

第１８Ａ図は、０９ｈ　０ＰＥＮ　ＦＩＬＥサービス　３Ｄｈの機能のためのメ ツセージ構造を示す図である。

第１８Ｂ図は、０９ｈ　０ＰＥＮ　ＦＩＬＥサービス　３Ｄｈの機能のための返 信メツセージ構造を示す図である。

第１９Ａ図は、０９ｈ　ＣＬＯＳＥ　ＦＩＬＥサービス３Ｅｈの機能のためのメ ツセージ構造を示す図である。

第１９Ｂ図は、０９ｈ　ＣＬＯＳＥ　ＦＩＬＥサービス３Ｅｈの機能のための返 信メツセージ構造を示す図である。

第２０Ａ図は、０９ｈ　ＷＲＩＴＥ　ＦＩＬＥサービス４０ｈの機能のためのメ ツセージ構造を示す図である。

第２０Ｂ図は、０９ｈ　ＷＲＩＴＥ　ＦＩＬＥサービス４０ｈの機能のための返 信メツセージ構造を示す図である。

第２１Ａ図は、０９ｈ　ＲＥＡＤ　ＦＩＬＥサービス　３Ｆｈ　ＲＥＡＤ　ＦＩ ＬＥの機能のためのメソセージ構造を示す図である。

第２１Ｂ図は、０９ｈ　ＲＥＡＤ　ＤＩＳＫサービス　３Ｆｈの機能のための返 信メツセージ構造を示す図である。

第２２Ａ図は、０９ｈ　ＬＳＥＥＫサービス　４２ｈの機能のためのメツセージ 構造を示す図である。

第２２Ｂ図は、０９ｈ　ＬＳＥＥＫサービス　４２ｈの機能のための返信メツセ ージ構造を示す図である。

第２３Ａ図は、０９ｈ　ＣＨＭＯＤサービス　４３ｈの機能のためのメツセージ 構造を示す図である。

第２３Ｂ図は、０９ｈ　ＣＨＭＯＤサービス　４３ｈの機能のための返信メツセ ージ構造を示す図である。

第２４Ａ図は、０９ｈ　ＧＥＴ　ＤＩＲＥＣＴＯＲＹサービス　４７ｈの機能の ためのメツセージ構造を示す図である。

第２４Ｂ図は、０９ｈ　ＧＥＴ　ＤＩＲＥＣＴＯＲＹサービス　４７ｈの機能の ための返信メツセージ構造を示す図である。

第２５Ａ図は、０９ｈ　ＦＩＮＤ　ＦＩＲ３Ｔサービス４Ｅｈの機能のためのメ ツセージ構造を示す図である。

第２５Ｂ図は、０９ｈ　ＦＩＮＤ　ＦＩＲ３Ｔサービス４Ｅｈの機能のための返 信メツセージ構造を示す図である。

第２６Ａ図は、０９ｈ　ＦＩＮＤ　ＮＥＸＴサービス　４Ｆｈの機能のためのメ ツセージ構造を示す図である。。

第２６Ｂ図は、０９ｈ　ＦＩＮＤ　ＮＥＸＴサービス　４Ｆｈの機能のための返 信メツセージ構造を示す図である。

第２７Ａ図は、０９ｈ　ＲＥＮＡＭＥサービス　５６ｈの機能のためのメツセー ジ構造を示す図である。

第２７Ｂ図は、０９ｈ　ＲＥＮＡＭＥサービス　５６ｈの機能のための返信メツ セージ構造を示す図である。

第２８Ａ図は、０９ｈ　ＧＥＴ／ＳＥＴ　ＴＩＭＥ／ＤＡＴＥサービス　５７ｈ の機能のためのメツセージ構造を示す図である。

第２８Ｂ図は、０９ｈ　ＧＥＴ／ＳＥＴ　ＴＩＭＥ／ＤＡＴＥサービス　５７ｈ の機能のための返信メンセージ構造を示す図である。

第２９図は、本発明の原理によるステータス構造を示す図である。

第３０図は、本発明のサービス機能の呼出し構造を示す図である。

第３１図は、第３０図のステータスアドレスによって指定されたステータスイベ ントハンドラの構成を示す図である。

第３２図は、転送層機能ＴＳＥＮＤのブロック図である。

第３３図は、転送層機能ＴＳＥＮＤによって発生された本発明の原理によるパケ ット構造を示す図である。

第３４図は、第３２図のパケソ）１７０Ｓ１２の送信動作のブロック図である。

第３５図は、転送層機能ＴＲＥＣＥＩＶＥのフローチャートである。

第３６図は、第３５図のバケツ）Ｉ７０Ｒ６の受信動作のフローチャートである 。

第３７図は、第３５図の返信１７０Ｒ１３の送信動作のフローチャートである。

第３８図は、リンク機能ＤＲＥＳＥＴのフローチャートである。

第３９Ａ図及び第３９Ｂ図は、本発明の原理による５ＥＴＣＯＮＮＥＣＴＩＯＮ 　５ＰＥＥＤ機能のフローチャートである。

第４０図は、本発明の原理によるＲＥＣＥＩＶＥ　ＣＨＡＲＡＣＴＥＲ５ＴＡＴ ＵＳ機能のフローチャートである。

第４１図は、本発明の原理によるＲＥＣＥＩＶＥ　ＣＨＡＲＡＣＴＥＲ機能のフ ローチャートである。

第４２図は、本発明の原理による５ＰＥＥＤ　ＲＥＳＹＮＣＨＲＯＮ　Ｉ　ＺＡ Ｔ　Ｉ　ＯＮ機能のフローチャートである。

第４３図は、本発明の原理によるＳＥＴ　ＬＩＳＴＥＮＳＰＥＥＤ機能のフロー チャートである。

第４４図は、本発明の原理によるデータリンク機能ＤＳＥＮＤのフローチャート である。

第４５図は、本発明の原理による５ＥＮＤ　ＰＡＣＫＥＴＳＩＺＥ機能のフロー チャートである。

第４６図は、本発明の原理によるＧＥＴ　ＰＡＣＫＥＴＳＩＺＥ機能のフローチ ャートである。

第４７図は、本発明の原理によるデータリンク機能ＤＲＥＣＥＩＶＥのフローチ ャートである。

第４８図は、本発明の原理による割込みサー″ビスルーチン１８０−ＩＮＴのフ ローチャートである。

第４９図は、本発明の原理による割込みサブルーチン１８０−ＲＥＣＶのフロー チャートである。

第５０図は、本発明の原理によるデータリンク機能ＤＣＯＮＮＥＣＴのフローチ ャートである。

第５１図は、本発明の原理によるＭＡＩＮ　ＩＮＩＴＩＡＬＩＺＡＴＩＯＮ機能 のフローチャートである。

第５２図は、本発明の原理によるＣ０ＮＮＥＣＴ／Ｌ　Ｔ　５ＴＥＮ　ＩＮＩＴ ＩＡＬＩＡＴＩＯＮ機能のフローチャートである。

第５３図は、本発明の原理によるＣＨＥＣＫ　ＬＩＮＥＳＰＥＥＤ機能のフロー チャートである。

第５４図は、本発明の原理によるデータリンク機能ＤＬＩＳＴＥＮからのフロー チャートである。

第５５Ａ図は、本発明によるＲＯＭの実行可能なプログラムのローダを含むコン ピュータシステムのブロック図である。

第５５Ｂ図は、本発明のローダの実施例のブロック図である。

第５６Ａ図及び第５６Ｂ図は、本発明のローダの一実施例のフローチャートであ る。

第５７Ａ図乃至第５７Ｃ図は、本発明のローダに関連したＲＡＭのメモリ割当の 他の例のブロック図である。

第５８Ａ図乃至第５８Ｃ図は、ＲＯＭに格納された機能のライブラリのための、 本発明の原理によるローダの一実施例のフローチャートである。

第５９Ａ図乃至第５９Ｄ図は、第５８Ａ図乃至第５８Ｃ図のローダによってロー ドされた機能、及び常駐プログラムによって動作するＲＯＭ（７５アプリケーシ ヨンのための本発明によるローダの一実施例を示すフローチャートである。

註！星Ｒ里 本発明の原理によれば、少なくとも二つのコンピュータを単独の仮想コンピュー タシステムとして構成する新規なコンピュータの構成が提供される。特に、仮想 ネットワークの構成は、システム内の各コンピュータに付加される。新規な仮想 ネットワークは、第一のコンピュータが、通常の動作を行い、第二及び他のコン ピュータ機能が第一のコンピュータからの要求にのみサービスし、従ってサーバ ーコンピュータと呼ばれる機能を行うことが出来る。このコンピュータの構成は 仮想コンピュータと呼ばれる。従って、本発明の原理によれば、第一のコンピュ ータは、そのコンピュータが持つメインメモリ及び二次記憶装置のほかに、仮想 ネットワークと呼ばれる仮想ネットワーク構成を介して、他のコンピュータのメ インメモリ、二次記憶装置、周辺機器を直接アクセスすることも出来る。事実上 、第一のコンピュータは、サーバーコンピュータの全ての資源をアクセスする。

サーバーコンピュータの二次記憶装置は、第一のコンピュータの低速二次記憶装 置となる。ここにおいて、低速は、サーバーコンピュータの情報の、第一のコン ピュータと同様の情報のアクセス時間に対する相対的なアクセス時間を意味する 。サーバーコンピュータの情報のアクセス時間は、通常のアクセス時間に加えて 、情報要求を受ける時間及び第一のコンピュータに情報を送出する時間となる。

従って、サーバーコンピュータのアクセス時間は、第一のコンピュータの通常の アクセス時間よりも長くなり、サーバーコンピュータの資源は、第一のコンピュ ータの資源に比べて低速となる。情報のアクセス時間は、第一のコンピュータの アクセス時間に対して遅くなるが、以下により詳細に説明するように、情報の転 送の融通性は、従来の転送方法に比べて大きくなり、さらに、より重要なことは 、仮想ネットワーク構成が、コンピュータアプリケーションを可能とする新規な 仮想コンピュータシステムを提供することである。

本発明による仮想ネットワーク構成は、ユーザーアプリケーションとコンピュー タのオペレーティングシステムの間に介装される。一つの実施例において、仮想 ネットワークは、コンピュータにリードオンリメモリを有し、以下の詳述するよ うにＲＯＭ　ＢｉＯ２の一部としてロードされる。他の実施例においては、仮想 ネットワークは、終端及び常駐プログラムとしてロードされる。

仮想ネットワーク構成は、ユーザーアプリケーションに二つの機能を与える。第 一の機能は、第一の実施例において、ユーザーアプリケーションが二つの仮想ネ ットワーク間において、第一のコンピュータと他方のサーバーとしてのコンピュ ータとによって、仮想ネットワークを形成することを可能とする。第一の機能は 、他のコンピュータとの連結を可能とするのみではな（、仮想ネットワークシス テムのステータスを得るため、及び仮想ネットワークを初期化するために、メツ セージの送受信を可能とする。仮想ネットワークによってユーザーアプリケーシ ョンに与えられる第二の機能は、ユーザーアプリケーションが、第一のコンピュ ータによって実行されているときに、サーバーコンピュータの資源を用いてオペ レーティングシステムのコマンドを実行することが出来ることである。

本発明の一実施例は、第４図に示されている。第一のコンピュータ１００、第一 のユーザーアプリケーション１０１、仮想ネノトネットワーク管理機能１０２、 オペレーティングシステム１０３は、メインメモリ１１７に含まれている。第二 のコンピュータ２００のメモリ２１７には、ユーザーアプリケーション２０１、 仮想ネットワーク管理機能２０２及びオペレーティングシステム２０３が与えら れる。本実施例において、ユーザーアプリケーション１０１．２０１は、機能的 に同一であり、仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２が、機能的に同一であ り、オペレーティングシステム１０３．２０３は機能的に同一である。

下記の説明の基づいて、当業者が、異なるオペレーティングシステムを持つコン ピュータおける仮想■ネットワーク管理機能を実施するために本発明の原理を使 用することが出来る。こうした実施例は、異なる実施例の仮想ネットワーク管理 機能及び各オペレーティングシステムのユーザーアプリケーションを必要とする 。しかしながら、ユーザーアプリケーションの機能及び一般的な動作は、以下に 仮想ネットワークの構成ととともに説明する。

コンピュータ１００．２００（第４図）は、二次記憶装置１１８．２１８及びＣ ＰＵ１１０．１２０及びビデオディスプレイ、入出力装置、他の構成部品、マイ クロ及びミニコンピユータに見られる一般的な部品を含んでいる。これらの要素 は、当業者において周知のものであり、第４図では明瞭にするために、含まれて いない。（ピー、ツートン（Ｐ、　Ｎｏｒｔｏｎ）及びアール、ウィルトン（Ｒ ，Ｗｉｌｔｏｎ）　、”　Ｉ　ＢＭ　Ｐ　Ｃ及びＰＳ／２のための新しいベータ ー　ツートンプログラムガイド”マイクロ　プレス（１９８８）参照）第４図に 示すように、ＣＰＵｌｌ０１２１０はシリアルライン１５０に接続される。シリ アルライン１５０は、各コンピュータ１００．２００のシリアルボート（図示せ ず）に接続されている。各シリアボートは、当業者に知られている原理に従い、 カップリング、即ち、シリアルボートとＣＰＵのコンピュータインターフェース におけるハードウェア構成部品によって、コンピュータのＣＰＵに接続されてい る。これらの要素は、本発明の部分を構成しない。本発明は、シリアル接続また は他のデータリンクによって、ユーザーに新しい通信の可能性を与える。本実施 例においてはシリアル接続が使用されているが、以下の説明に基づいて、当業者 が、コンピュータ１００．２００を連結するために、いかなる数の物理的または 電子的接続を使用することも可能である。ユーザーアプリケーション１０１．２ ０１及びオペレーティングシステム１０３．２０３は当業者にとって標準的に知 られている技術を用いて、コンピュータ１００．２００にロードされる。以下に さらに詳述するユーザーアプリケーション１０１．２０１は、仮想ネットワーク 管理機能１０２．２０２と相互作用する一連のコマンドを含んでおり、（ｉ）　 コンピュータ１００．２００への仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２のイ ンストールを決定し、（ｉｉ）　仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２を動 作させ、 （ｉ　ｉ　ｉ）　コンピュータ１００．２００を仮想コンピュータ３００として 構成し、 （ｉ　ｖ）　ユーザーが特定する動作を仮想コンピュータ上で実行し、 （ｖ）　ユーザーアプリケーション１０１．２０１間の情報の送受信を行う。

−ｇに、ユーザーは、ユーザーアプリケーション１０１．１０２と相互動作して 、コンピュータ１００またはコンピュータ２００が第一のコンピュータとして選 択されるので、仮想コンピュータ３００として構成される。第一のコンピュータ が選択されると、他方のコンピュータは、定義により仮想コンピュータ３００の サーバーとなる。従来技術におけるコンピュータ間の情報の交換を行うためのい ずれの連結されているコンピュータからもユーザーが入力が可能なシステムと異 なり、仮想コンピュータ３００が形成されると、サーバーコンピュータは、第一 のコンピュータで制御され、サーバーコンピュータからのユーザー人力をサポー トしないものとなる。

コンピュータ１００を第一のコンピュータとし、コンピュータ２００をサーバー として仮想コンピュータ３００が形成されると、ユーザーアプリケーション２０ １はコンピュータ１００との情報の交換のみをサポートし、ユーザーアプリケー ション１０１は、仮想コンピュータ３００を制御する。従って、ユーザーは、コ ンピュータ１０１のユーザーアプリケーションにより仮想コンピュータ３００を 操作する。この結果、アプリケーション１０１は、双方のコンピュータ１００． ２００の資源を使用可能とする。

ユーザーアプリケーション１０１が仮想ネットワーク管理機能１０２にコマンド を送ると、仮想ネットワーク管理機能１０２は、コマンドの処理を行う。以下に さらに詳述するように、仮想７ツトワ一ク管理機能１０２、ときとしては指令と 呼ばれる一組のコマンドを持ち、仮想ネットワーク管理機ｔｍ　１０２の動作を 制御する。さらに、いずれのユーザーアプリケーションも、仮想ネットワーク管 理機能１０２をアクセスするために組のコマンドを使用することが出来る。従っ て、従来のシステムとは異なり、いずれのユーザーアプリケーションも、本発明 の仮想ネットワーク構成の特徴を使用することが出来る。

ユーザーアプリケーション１０１からのコマンドが、動作とともにサーバー２０ ０の情報を特定した場合、以下にさらに詳述する仮想ネットワーク管理機能１０ ２は、仮想ネットワーク管理機能２０２にコマンドを送り、この仮想ネットワー ク管理機能２０２は、コンピュータ２００の資源を使用してオペレーティングシ ステム２０３（及び時としてユーザーアプリケーション２０１）とともに要求さ れた動作を実行する。要求された動作が完了すると、仮想ネットワーク２０２は 、要求された情報及び／または要求された動作が完了したことを示すメツセージ を仮想ネットワーク管理機能１０２に送出し、これらの情報及び／またはメツセ ージはユーザーアプリケーション１０１に与えられる。

ユーザーアプリケーション１０１からのコマンドが、サーバーコンピュータ２０ ０の動作及び情報を特定していない場合には、コマンドは遠隔情報ではなく、局 部情報に関するものであるので、仮想ネットワーク管理機能１０２が、要すれば オペレーティングシステム１０３とともに、コマンドを処理する。いずれの場合 においても、ユーザーアプリケーション１０１は、コマンドが仮想ネットワーク 管理機能１０２．２０２のいずれによって処理されたかに関知しない。

ユーザーアプリケーション１０１は、シリアルボート１５０によりコンピュータ ２００に直接転送するのに適した情報を提供しない。従って、ユーザーアプリケ ーション１０１は、特定の動作を行うために、仮想ネットワーク管理機能１０２ に向けてコマンドを発生する。一般に、コマンドは動作とある種の情報を特定し 、ユーザーアプリケーション１０１は、情報として使用されるバッファのポイン タを与える。

仮想ネットワーク管理機能１０２は、コマンド゛及び、必要に応じて、ユーザー アプリケーション１０１によって特定されたバッファの情報をメツセージに変換 し、このメツセージをシリアルライン１５０を経てコンピュータ１００によって 転送されるパケットに変換される。同様に、パケットの情報がコンピュータ２０ ０によって受信されると、仮想ネットワーク管理機能２０２は、パケット情報を メツセージに変換し、次いでメツセージをバッファとコマンドに変換する。

転送されたパケットからの情報のバッファを構築した後に、仮想ネットワーク管 理機能２０２は、要求されたバッファの情報を使用して特定されたコマンドを実 行する。動作が完了すると、仮想ネットワーク管理機能２０２は、バッファを返 信メツセージに変換し、返信メツセージを仮想ネットワーク管理機能１０２に転 送されたパケットに変換する。仮想ネットワーク１０２は、受信したパケットを 返信メツセージに変換し、返信メツセージをバッファに変換して、バッファをユ ーザーアプリケーション１０１に与える。

上記の説明においては、ユーザーアプリケーション１０１がコンピュータ２００ をアクセスし、または使用するものと仮定した。しかしながら、以下にさらに詳 述するように、仮想ネットワーク１０２もコンピュータ１００の情報のためにコ マンドの処理を行う。

一つの実施例において、仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２は、異なる機 能１２０．１３０をサポートする（第５図）。第一の機能１２０．２２０は、コ ンピュータ１００．２００から仮想コンピュータ３００を形成する手段と、コン ピュータ１００と２００間において情報を伝達する手段を提供する。

従って、仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２は二つのモードで動作する。

第一のモードにおける動作は、ユーザーアプリケーション１０１．２０１が仮想 ネットワーク管理機能１０２．２０２の第一の機能を使用して、コンピュータ１ ００．２００の間の情報の送受信を行う。第二のモードの動作においては、コン ピュータ１００．２００は仮想コンピュータとして構成され、一方のコンピュー タがサーバーモードとされ、第一の機能１２０．２２０及び第二の機能１３０が 他のコンピュータのユーザーアプリケーションにより両コンピュータの資源をア クセスするため使用される。

仮想ネットワークを使用した仮想コンピュータ３００の動作は、第５図に示すシ リアルラインを介して形成される。仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２は 、第一の機能１２０．２２０及び第二の機能１３０．２３０、転送層１７０．１ ８０及びデータリンク層１８０．２８０を含んでいる。

（ここで使用されるように、二つの参照番号が対象の名称の後に含まれる場合、 図示の対象の機能は同一である。）各機能は、−船釣にい（つかのサービスを含 んでいる。

各仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２の層は、隣接する層のみと交信する 。例えば、アプリケーション層１６０．２６０はユーザーアプリケーション１０ １，２０１及び転送層１７０．２７０と接続される。第５図に示すように、シリ アルライン１５０は、データリンク結合されたコンピュータ１００．２００も単 なる一例である。本発明の原理は、いかなるデータリンクによっても実施する異 が出来る。仮想ネットワーク管理機能のデータリンク１８０．２８０電子データ リンク及び転送層１７０．２７０との接続を可能とするように選択されなければ ならない。

一つの実施例において、ユーザーは、最初にユーザーアプリケーション１０１に 仮想ネットワーク管理機能１０２の起動を指令する。ユーザーの指令に応じて、 ユーザーアプリケーション１０１は第一の機能１２０にコマンドを送出して、仮 想ネットワーク管理機能１０２をリセットする。このコマンドは、局部動作の為 のコマンドであるので、機能１２０はコンピュータ１００の仮想ネットワーク管 理機能１０２を起動する。ユーザーは、この処理を仮Ｐ、＝　Ｑノドワーク管理 機能２０２を起動するためにコンピュータ２００において反復する。

仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２が起動されると、ユーザーはユーザー アプリケーション１０１．２０１を介して仮想ネットワークを形成し、コンピュ ータ１００．２００を仮想コンピュータ３００として機能させる。従って、この 実施例において、ユーザーは、ユーザーアプリケーション２０１にコンピュータ ２００をサーバーとして構成するように指令する。機能２２０は、ユーザーアプ リケーション２０１からのコマンドに応じて、仮想ネットワーク管理機能２０２ をサーバーとし、仮想ネットワーク２０２がシリアルライン１５０の接続コマン ドを受信する。仮想ネットワーク管理機能２０２が接続コマンドを受信すると、 以下に述べるように、時としてノードと呼ばれるコンピュータ２００は、ユーザ ーアプリケーション１０１によって仮想ネットワーク１５０を介して指令された コマンドにサービスする。

次いで、ユーザーは、ユーザーアプリケーション１０１にコンピュータ１０１． ２００の接続を指令する。ユーザーアプリケーション１０１は、ユーザーの指令 に応じて、接続コマンドをアプリケーション層１６０の機能１２０に送出する。

接続は、機能１２０によってサポートされたサービスの一つである。アプリケー ション層１６０は、接続メツセージ発生して、転送層１７０をコールする。以下 に詳述するように、アプリケーション層は機能によってサポートされる各サービ スの独特のメツセージを発生する。しかしながら、アプリケーション層のメツセ ージの組は、全て、メツセージヘッダ及びヘッダに続くデータ領域を含む構造と なる。メツセージ構造は、第−及び第二の機能１２０．１３０も各サービスにつ いて以下に詳述する。また、以下に述べるように、メツセージのデータ領域は遠 隔ノードに転送しなければならない情報を最小とするために、時々圧縮される。

サーバーコンピュータに正確に情報を伝達するための転送層１７０は、アプリケ ーション層１６０で発生された接続メツセージをパケットに分解する。転送層１ ７０は、各パケットを連続的に処理する。特に、転送層１７０が、ヘッダ及びエ ラーコード、即ちＣＲＣ−１６チエツクサム、を各パケットに加えて、パケット をコンピュータ２００′に転送するために、データリンク層１８０をコールする 。

転送層１７０は、転送層２７０からのパンケトを受領したことの返信を待つ。デ ータリンク２８０は、パケット２８０を受信し、受信したパケットを転送層２７ ０に送る。転送層２７０は送信されたパケットのエラーを検出する為にチェック を行い、データリンク２８０を介してデータリンク１８０に返信を送出する。こ の返信は、転送層１７０に送られる。

パケットがエラーを生じることなく転送された場合、次のパケットが転送層１７ ０に転送される。しかしながら、もし転送にエラーを生じた場合には、転送層１ ７０はパケットを再送信する。これは、転送層１７０がパケットの転送に成功す るかまたは転送層が、現在の転送速度及びブロックサイズでは転送が行えないと 判断するまで継続される。ここで、ブロックサイズはパケットのバイト数を意味 する。

この実施例において、以下に詳細に説明するように、最大転送速度は、毎秒１１ ５，２００ビツトであり、最大ブロックサイズは４キロビツトである。−触に、 Ｉ　ＢＭ−ＰＣまたはＩＢＭ−ＰＣ相当のコンピュータにおいて、ＵＡＲＴはコ ンピュータにおけるソフトウェアとハードウェア間のインターフェイスである。

ＵＡＲＴは、最大転送速度を規定する。

一般的なＵＡＲＴの使用は、最小のボーレートの除数は６に特定されるので毎秒 １９．２キロビツトである。しかしながら、ＵＡＲＴのボーレート除数を１に設 定することにより、毎秒１１５，２００ビツトを得ることが出来る。

転送層１７０が、情報が大きなブロックとしてエラーを生じることなく転送でき ないと判断した場合、転送層はパケット列のパケットを、前回のパケットのブロ ックサイズの半分のブロックサイズに分割する。より小さなブロックサイズによ っても転送に成功しない場合には、転送層１７０は、パケットのブロックサイズ をさらに半分にすることによってエラーを減少させるように試みる。転送される パケットのサイズは、転送に成功するか、またはブロックサイズが最小の２５６ バイトに到達するまで、半分ずつに分割される。

ブロックサイズの減少によってエラー率が減少しない場合、転送層１７０は、デ ータリンク層１８０に転送速度を低下させ、パケットのブロックサイズを最大に して、エラーの減少動作を反復するよう指令する。接続時点で転送速度が決定さ れる従来技術によるシステムと異なり、本発明の原理によれば、転送パラメータ 、即ちパケットのブロックサイズ及び／または転送速度は、パンケトの送信中に 所定数のエラーが発生した場合にいつでも調整することが出来る。従って、本発 明の仮想ネットワーク管理機能は、転送状態の変化に対応することが出来る。

パケットがデータリンク２８０、転送層２７０に正常に受信されると、転送層２ ７０はメツセージをアプリケーション層２６０に送り、アプリケーション層２６ ０は、転送層２７０から与えられたメツセージを処理して接続コマンドを受信し たことを判定する。従って、アプリケーション層２６０は、仮想ネットワーク管 理機能をサーバーモードとし、仮想ネットワーク管理機能１０２からの情報を受 信する。

アプリケーション層２７０が受信されたメツセージにおいて特定された動作を完 了すると、アプリケーション層２６０は、返信メツセージを形成し、この返信メ ツセージを転送層２７０に送る。転送層２７０は、転送層１７０に関して説明し たようにいくつかの動作を行い、返信メンセージを転送層１７０に送る。転送層 １７０は転送層２７０から各パケットを受信すると、返信メツセージを形成して 、受信が完了するとこれをアプリケーション層１６０に転送する。アプリケーシ ョン１６０は、返信メツセージを分解して、返された情報をユーザーアプリケー ション１０１に与える。

仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２に供給された完全な組のコマンド及び 仮想７ソトワークの管理機能１０２．２０２の機能は、以下により詳細に説明す る。

仮想コンピュータ３００が上述のように形成されると、ユーザーはユーザーアプ リケーション１０１が使用可能な遠隔ドライブを指定する。一つの実施例におい て、以下により詳細に説明するように、遠隔ドライブ、即ちコンピュータ２゜Ｏ のドライブはコンピュータ１００のドライブとしてアリアスされる。一般に、コ ンピュータ１００は、文字Ａ乃至Ｅで特定されたドライブを有している。従って 、遠隔ドライブは局部ドライブＦ、　Ｇ、　８．とじてアリアスされる。従って 、ユーザーアプリケーションがドライブＦ、Ｇ、、、の一つの動作を指定すると 、仮想ネットワーク管理機能１０２は、以下により詳細に説明するように、仮想 ネットワークを介して要求を送出する。

仮想コンピュータ３００が、これによってコンピュータ１００において実行され るユーザーアプリケーション１０１がらの要求にサービスする構成となる。以下 により詳細に説明するように、サーバーコンピュータ２００は、第一の機能１２ ０と第二の機能１３０の双方に関連してサービスを行う。

他の動作モードにおいて、ユーザーアプリケーション２゜１は、コンピュータ２ ００を第一の機能のサーバーサービスを使用するサーバーモードとしない。この 場合、ユーザーアプリケーション２０１は、第一の機能２２０を介してメツセー ジを送受信する。このモードの動作において、ユーザーアプリケーション２０１ は、第一の機能２２０のサーバーサービスではなく、ユーザーアプリケーション １０１がらのコマンドを処理する。従って、仮想ネットワーク管理機能２０２は 、ユーザーに処理コマンドを第一の機能２２０のサーバーサービスに与えるか、 仮想ネットワーク管理機能２０２の第一の機能２２０を介して処理を行い、メツ セージを送信するユーザーアプリケーションを与えることによりユーザー独自の 特定のサービスを提供するかの、いずれの動作をも可能とする。

一つの実施例において、仮想ネットワーク管理機能１０２．２０２のサービスは 、割込み６６ｈを使用して呼び出される。

第一の機能１２０は、ユーザーアプリケーション１０１．２０１によって呼び出 され、割込み６６ｈ、機能ＯＡｈを実行し、第二の機能１３０はユーザーアプリ ケーション１０１．２０１によって呼び出されて、割込み６６ｈ、機能０９ｈを 実行する。特定の割込み及び特定の機能の選択は、説明的なものであり、本発明 を以下に説明する特定の実施例に限定することを意図するものではない。この開 示に基づいて、当業者は、他のオペレーティングを用いて、本発明の機能のエン トリポイントを指定し、またはこれらのサービスを既存のオペレーティングシス テムで実行することによって、本発明を実施することが出来る。

従って、この実施例において、ユーザーアプリケーション１０１．２０１は、仮 想ネットワーク管理機能１０２．２０２を、機能０９ｈまたは機能ＯＡｈ及び指 定された機能のサービスを特定する割込み６６ｈを実行することによって呼び出 す。機能０９ｈ及び機能ＯＡｈによってサポートされるサービスの詳細は以下に 詳述する。

ここで、例えば、ＡＸ（時として二つのレジスタＡＨ及びＡＬと呼ばれる）、Ｂ Ｘ（時として二つのレジスタＢＨ及びＢＬと呼ばれる）、ＣＸ（時として二つの レジスタＣＨ及びＣＬと呼ばれる）、ＤＸ（時として二つのレジスタＤＨ及びＤ Ｌと呼ばれる）、ＳＰ、ＢＰ、３１．ＤＩ、Ｃ３，ＤＳ、ＳＳ及びＥＳのレジス タ名は、カリフォルニア州すンタ　クララのインテル　コーポレイションの１Ａ ＰＸ８６．８８及び１ＡＰＸ１８６．１８８．２８６．３８６．４８６のファミ リーのマイクロプロセッサシステムに関連したものである。

しかしながら、これらの例は、説明のためのみのものであり、本発明の範囲を特 定の実施例に限定することを意図するものではない。この説明に基づいて、当業 者は、本発明の仮想ネットワーク管理機能を他のマイクロプロセンサ及びオペレ ーティングシステムとともに使用することが出来る。

アプリケーション層１６０．２６０の機能１２０．２２０のサービスは、上述し たように、割込み６６ｈ、機能ＯＡｈ及びサービスを行うことで呼び出される。

表１は、本実施例による機能ＯＡｈの９つのアプリケーション層のサービスをリ ストしている。即ち、割込み６６ｈのサービス、機能ＯＡｈは、アプリケーショ ン層１６０をアクセスするためにユーザーアプリケーションによって与えられな ければならない。

ユーザーアプリケーション１０１．２１０によって初期化される必要のあるレジ スタ及びユーザーアプリケーション１０２．２０１に返されるレジスタの情報も 表１に示されている。

ここで説明するサービスは、本発明の詳細な説明するためのみのものであり、本 発明を特定の実施例に限定することを意図するものではない。例えば、機能ＯＡ ｈは、表１の組のサービスのみを与えることも出来、また、ユーザーの特別な必 要に応じて付加的なサービスをサポートすることも可能である。

表１ アプリケーション機能ＯＡｈのサービスＬＩＳＴＥＮ、　５ＥＲＶＩＣＥ　ＯＯ ｈエントリ時 ＡＬ：　０ＯＨ ＣＸ：　ラインボーレート／１００（０＝デフオルト）Ｄｘ：　ポートセレクタ （０＝　ＣＯＭＬ　Ｌ　＝　ｃｏｍ２．　、、、）ＳＩ：　タイムアウト Ｃ０ＮＮＥＣＴ、　５ＥＲＶＩＣＥ　Ｏ１ｈエントリ時 ＡＬ：　０ＩＨ Ｂｘ：　遠隔コンピュータのノード指定ＣＸ：　ラインボーレー）／１００　（ ０＝デフオルト）Ｄｘ：　ボートセレクタ（０＝　Ｃ０Ｍ１．１　＝　Ｃ０Ｍ２ ．　、、、）ＡＸ：ＳＩＤまたは負のエラーコード ＢＸ二　使用可能な遠隔ドライブの合計数ＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴ、５ＥＲＶＩＣ Ｅ　０２ｈ工ントリ時 ＡＬ：　０２Ｈ ＢＸ：ＳＩＤのセツションクローズ ５ＥＮＤ、　５ＥＲＶＩＣＥ　０３ｈ 工ントリ時 ＾Ｌ：　０３Ｈ ＢＸ：５ＩＤ ＣＸ：　送信メツセージの長さ ＤＳ　：　ＤＸ　：　送信すべきメツセージのポインタＲＥＣＥＩＶＥ、　５Ｅ ＲＶＩＣＥ　０４ｈ工ントリ時 ＡＩ、：　０４Ｈ ＢＸ：５ＩＤ ＣＸ：　バッファの長さ ＤＳ：Ｄｘ：　受信バッファのポインタＳＩ：　タイムアウト リターン時 ＡＸ：　メツセージの長さまたはエラーコード５ＴＡＴＩＪＳ、５ＥＲＶＩＣＥ 　０５ｈ工ントリ時 ＡＬ：　０５Ｈ ＢＸ：ＳＩＤまたは全チー１ ＣＸ：　バッファの長さ ＤＳ　：　ＤＸ　：　ステータスパンファのポインタＲＥＳＥＴ、　５ＥＲＶＩ ＣＥ　０６ｈ工ントリ時 ＾Ｌ：　０６Ｈ ＣＸ二　作業バッファの長さ ＤＳ：ＢＸ：　ユーザーによって供給された作業バッファのＡＸ：　エラーコー ド ＭＡＰ、５ＥＲＶＩＣＥ　０７ｈ ＢＸ：５ＩＤ ＣＬ：　局部アリアスドライブのドライブ番号（０＝　Ａ、　１　＝　Ｂ　ｅｔ ｃ、）ＣＨ：　遠隔ドライブのドライブ番号（０＝　Ａ、　１　＝　Ｂ　ｅｔｃ ）ＤＸ：　Ｏ・アリアス解除、ドアリアス生成、２・マツプデープルに戻る ＤＸが２の場合、 ＤＳ：ＣＸ：　ドライブマツプテーブル受信のためのバッファ５ＥＰＶＥ、　５ ＥＲＶＩＣＥ　０８ｈ工ントリ時 ＡＬ：　０８Ｈ ＣＸ：　ラインボーレート／１００（０−デフォルト）ＤＸ：　ポインタセレク タ（０’＝　Ｃ０Ｍ１．１　＝　Ｃ０Ｍ２．　、、、）ＳＩ：　タイムアウト ＢＸ：ＤＩ：　コールアウト構造のアドレスまたはハンドらが無い場合はＮｕＬ Ｌ（０：０） リターン時 Ａｘ＝　エラーコード 機能ＯＡｈのエラーは、ユーザーアプリケーションに負の値として返される。機 能が正常終了した場合には、正（一般にゼロ）の返信値で示される。発生する可 能性のある機能ＯＡｈからの返信値を表２に示す。

表２ 機能ＯＡｈの結果 信値 〇　−機能正常終了 −１−接続不良 −２−知られていないノードＩＤ −３−不正なライン速度 −４＝　送受信エラー −５−タイムアウトエラー −６−特定ノードと接続不能 −７−不正なバッファアドレス ＝８　−　バッファが小さすぎる −９　−　不正なセツションＩＤ −１０−使用可能なセツション無 −１１−ＣＲＣエラー −１２−予期しないメツセージ −１３＝　不正な遠隔ドライブ −１４−ドライブが局部ドライブでなく遠隔ドライブにアリアスされていない ＝１５　−　再エントリ機能要求拒否 −１６−機能１０のサービスがＲＥＳεＴのコール以前にコールされてリターン された ＝１７　−　ユーザーの要求によりサービスが終了された 第二の機能１３０は、ユーザーアプリケーション１０１を介して特別のサービス を含む割り込み６６ｈ、機能０９ｈをコールすることにより開始される。前述し たように、本実施例において、ＭＳ−ＤＯ３のオペレーティングサービスの選は ぼ直交セットのサービスと考えることが出来る。直交の意味はこれらのサービス が割込み２１のサービスの完全な範囲を達成するために使用することが出来るこ とを意味している。

せんたくされたサービスのセットは表３に示す。

表３ レジスタ ＡＬの値　実行されるサービス ＯＥｈ　ディスク選択 理） ３６ｈ　ディスクの空きスペース獲得 ３９ｈ　ディレクトリ作成 ３Ａｈ　ディレクトリ削除 ３Ｂｈ　ディレクトリ変更 ３Ｃｈ　ファイル生成 ３Ｄｈ　ファイルオーブン ３Ｅｈ　ファイルクローズ ４１ｈ　リンク解除 ４２ｈ　Ｌｓｅｅｋ ４３ｈ　Ｃｂ＋１＋ｏｄ ４７ｈ　カレントディレクト獲得 ４Ｃｈ　処理終了（局部的に処理） ４Ｅｈ　先頭検出 ４Ｆｈ　次項検出 ５６ｂ　ファイルクローズ ５７ｈ　ファイルのデータ及び時間のゲット／セット 本発明の仮想ネットワーク構成の使用を容易とするために、割込み６６ｈ、機能 ０９ｈのサービスは、ＭＳ−ＤＯ３の割込み２１ｈのサービス番号と同一のサー ビス番号を持っている。さらに、割込み６６ｈがコールされたときに供給される 必要のあるレジスタ値は、レジスタＡＨ及びパラメータＡＬのＭＳ−ＤＯ３の機 能コードが割込み６６ｈの前にユーザーアプリケーションによってスタックされ る以外は、ＭＳ−ＤＯ８の対応する割込み２１ｈのサービスと同一になっている 。

一つの実施例によれば、グローバル割込み６６ｈハンドラは、コールされている プログラムに戻る前に、押し込まれたＡＸのパラメータを解除し手、ユーザープ ログラムが、割込み６６ｈ機能０９ｈの呼出し後にスタックを調整することを要 しないようにしている。

ＭＳ−ＤＯ３の割込み２１ｈの様相の使用は、アプリケーションプログラムによ る仮想ネットワークの使用を容易にするとともに、割込み６６ｈと割込み２１ｈ の連結がレジスタの再配置や様相の変更を要しないので、仮想ネットワーク構成 の実現を容易とする。実際上、以下により詳細に説明するように、割込み６６ｈ 機能０９ｈは、通常、要求されたサービスを効率的に行うために割込み２１ｈを 使用する。

仮想ネットワーク管理機能の動作が概括的に第５図に示されている。他の実施例 においては、グローバル割込み６６ｈハンドラは、ユーザーアプリケーションが 割込み６６ｈを行うと動作を開始する。ユーザーアプリケーションが割込み６６ ｈを発生する前に、ユーザーアプリケーションは、コールされる割込み機能６６ ｈによって必要とされるパラメータをセットする。この実施例において、全ての 割込み６６ｈの機能０９ｈ以外の機能において、レジスタＡＨは、機能番号がセ ットされ、レジスタＡＬにはサービス番号がセットされる。

割込み６６ｈ機能０９ｈの場合には、ユーザーアプリケーションはレジスタＡＸ にサービスのための適当な値をセントシ、その値をスタックに押し込める。ユー ザーアプリケーションは、次いで、レジスタＡＨを９にセットし、割込み６６ｈ を発生する。

割込み６６ｈを受けると、グローバル割込み６６ｈハンドラは、最初に再エンド リレベルを実行し、このエントリ点が再エントリ点でない場合には、スタックを 切り換える。ＣＰＵレジスタのカレント値はセーブされ、例えばスクリーンセグ メントや関連されたカラー等の種々のパラメータが決定される。グローバル割込 み６６ｈハンドラは、次いでメインディスパッチャ−に制御を引継ぐ。このメイ ンディスパンチャーは割込み６６ｈ機能がサポートされているか否かを判定する 。この実施例において、メインディスパッチャ−は、機能番号がＯＡｈ以下から ３０ｈ迄であることを判定する。機能がサポートされていない場合には、グロー バル割込み６６ｈハンドラ及び仮想ネントヮーク管理機能がロードされたコンピ ュータシステムの応して次の動作が行われる。

出願係属中のジョン　ビイ、フェアバンクス等（Ｊｏｈｎ　Ｐ。

Ｆａｉｒｂａｎｋｓ　ｅｔ　ａｌ、）によって出願人に譲渡された、発明の名称 １低電圧携帯コンピユータ（Ｐｏｒｔａｂｌｅ　Ｌｏｗ　Ｐｏｗｅｒ　Ｃｏｍｐ ｕｔｅｒ）　Ｊに係るアメリカ特許出願第０７／３７５，７２１号、この出願の 開示内容は、本明細書の開示の一部として援用する、に示されたような低電力の 携帯用コンピュータにおいては、機能がサポートされていない場合には、仮想ネ ットワーク管理機能がロードされたときに動作可能となる、割込み６６Ｈハンド ラがコールされる。ハンドリングしているルーチンからリターンする時に、制御 は、メインディスパッチヤーからグローバル絵割込み６６ｈハンドラに引き渡さ れる。再エンドリレベルが決定され、スタックがエントリ時点の状態に再現され 、ハンドリングしているルーチンがレジスタＡＸのエラーコードを返した場合に はキャリーフラグがセットされ、制御が呼出し側アプリケーションに戻される。

従って、仮想ネットワーク管理機能は、呼出し側アプリケーションに対して透明 となる。

他の実施例において、低電力携帯コンピュータ以外のコンピュータで、グローバ ル割込み６６ｈハンドラに渡された機能がサポートされていない場合には、メイ ンディスパッチャ−は、パラメータ不良を示すエラーメツセージをグローバル割 込み６６ｈハンドラに返し、グローバル割込み６６ｈハンドラは再エンドリレベ ルを低下させ、キャリーフラグをセントし、スタックを最初の状態に復元し、エ ラーコードをユーザーアプリケーションに返す。

割込み６６ｈコールに渡された機能がサポートされている場合には、メインディ スパッチャ−は、その機能の最大サービス番号とサービスを比較して要求されて いるサービスが正当か否かを判定する。サービスが正当な場合には、メインディ スパッチャ−は、ハンドリングする機能のアドレスをロードし、制御をハンドリ ング機能に渡す。機能からリターンする場合、メインディスパッチャ−は制御を グローバル割込み６６ｈハンドラに渡し、グローバル割込み６６ｈハンド・うは 、上述したように、再エントリ点を引き下げ、返されたコードに応じてキャリー フラグをセットし、スタックをリセフトして、ユーザーアプリケーションに戻る 。これにより、仮想ネットワーク管理機能の一連の動作が処理される。

しかしながら、割込み６６ｈ機能０９ｈのサービスは、幾分異なった要領で処理 される。機能０９ｈの最大サービス番号は１である。従って、機能０９ｈが、サ ービスＯによってコールされた場合、メインディスパッチャ−は、以下により詳 細に説明するＶＮＡディスパッチャ−をロードする。機能０９ｈがＯ以外でコー ルされると、サービスはサポートされていないが、ａ能は０９ｈであるので、制 御はＶＮＡディスパッチャ−に渡される。機能０９ｈのサービスが終了すると、 ＶＮＡディスパッチャ−は、セーブされたレジスタをスタックから外し、スタッ クをエントリ時点の状態に再現し、制御はグローバル割込み６６ｈハンドラから ユーザーアプリケーションに戻される。サービスがサポートされておらず、機能 が０９ｈでない場合には、上述した特定の機能がサポートされていない場合の処 理と同様の処理が行われる。

機能０９ｈ及びＯＡｈに対するアプリケーション層のサービスの動作を以下にさ らに詳述する。グローバル割込み６６ｈハンドラが他の処理を行っている間の、 機能０９ｈ及びＯＡｈ以外の正当な機能は、本発明の部分を構成しないので、詳 細は割愛する。

本発明の一つの実施例において、アプリケーション層の機能は、主としてＣ言語 で記述され、割込みハンドラ及びディスパッチャ−がアセンブリ言語で記述され 、ＶＮＡディスパッチャ−と機能０９ｈのサービス及びメインディスパッチャ− とアプリケーション層の機能ＯＡｈの間にはアセンブリ言語で記述されたインタ ーフェースするためのルーチンのセットは必要である。これらのインターフェー スルーチンは、レジスタに基づくアセンブリ環境からスタックに基づく”Ｃ”環 境にパラメータを当業者にとって周知の要領で調整するためのものである。

上述したように、ＶＮＡディスパッチャ−は、メインディスパッチャ−が割込み ６６ｈが要求された機能番号０９ｈとともに発行されたと判定した時に、制御を 受け取る。ＶＮＡディスパッチャ−は、最初に、仮想ネットワーク管理機能が動 作中であるか否かを判定する。仮想ネットワーク管理機能が動作していない場合 には、ＶＮＡディスパッチャ−は局部的な機能を実行する。特に、要求されたサ ービスがＭＳ−ＤＯ３の終了機能である場合には、仮想ネントヮーク管理機能の 再エントリ点がＯにリセットされ、ＶＮＡが動作中が否かを示すフラグがセット され、ＶＮＡが動作中ではないことを示す。レジスタは、割込み６６ｈの開始前 の状態にリセットされ、レジスタＡＸの値はスタックに排出され、この時点で、 割込み２１ｈが実行される。割込み２１ｈからリターンする場合、処理がＶＮＡ ディスパッチャ−に戻され、次いでメインディスパッチャ−に戻される。

仮想ネットワーク管理機能が動作中の場合は、ＶＮＡディスパンチャーは要求サ ービス番号を調べ、機能０９ｈにおいて仮想ネットワーク管理機能が直接サポー トするサービス番号のテーブルに要求サービス番号がリストされているか否かを 判定する。サービスがテーブルに無い場合には、サービスは、仮想ネットワーク 管理＠能が動作状態でない場合と同様に局部的に行われる。一方、サービスがテ ーブルにある場合には、インターフェース機能が、ルックアップテーブルにより コールされる。インターフェース機能は、パラメータを分解し、制御を実際にハ ンドリングする機能に渡す。

各ハンドリング機能は、ユーザーアプリケーションによって与えられたパラメー タを分解して所望の動作の−を特定するバス、ハンドルまたは他の識別子を判定 する。この情報に基づいて、ハンドリング機能は、機能が局部的に実行されるべ きものか否かを示すフラグをセットして、ＶＮＡディスパンチャーに戻し、また はＶＮＡの再エントリ点を増加させ特定の機能を、以下により詳細に説明するよ うに、実行して、機能が局部的に実行されるべきものか否かを示すフラグをクリ アして、ＶＮＡディスパッチャ−に戻る。

ハンドリング機能からＶＮＡディスパ・ンチャーにリターンされると、ＶＮＡデ ィスパンチャーが機能を局部的に実行することが要求されているかを判定するた めにフラグが調べられる。フラグがセントされている場合には、機能は、ＶＮＡ が動作していない状態で実行される。フラグがセットされていない場合には、Ｖ ＮＡディスパッチャ−は、再エントリ点を減少させ、上述したようにメインディ スパッチャ−にリターンする。

以下おいて、機能０９ｈ及びＯＡｈのための各ユーザーアプリケーション層のサ ービスが説明される。い″くつかのサービスは局部的に実行され、他は遠隔処理 で実行される。ここで、局部は特定の動作を実行するコンピュータを意味し、遠 隔は、局部動作の結果アクセスされる他のコンピュータを意味する。仮想ネット ワークを介して行われる各遠隔動作において、アプリケーション層機能は、転送 機能コールによって転送層に供給されるメツセージを形成する。転送層機能への 各コールには、アプリケーション層は、表４に示す情報を提供し、転送層機能か ら表４に示された情報を受け取る。コールされた転送層機能は、アプリケーショ ン層の説明の後に、より詳細に説明する。転送層機能は、データリンク機能をコ ールする。このデータリンク機能は、転送層機能のあとで説明する。

アプリケーション層のメツセージ構造（第６図）は、機能ＯＡｈ及び機能０９ｈ のサービスにおいて同一である。第６図乃至第２８Ｂ図において、メツセージの 各列の最初のバイトは、列の左側に示される。また、値または複数の値の記述子 が、これらの図面の各バイトに与えられる。各メンセージ１６０−Ｍは、８バイ トのヘッダ１６０−ＭＨとデータ領域１６０−ＭＤで構成される。メツセージの ヘッダの後の部分は、データ領域であるが、はとんどの場合、データ領域は数バ イトのデータを特徴づける情報と実際のデータを含んでいる。従って、データ領 域は、メツセージ中の、仮想ネットワークを介して転送される情報の格納エリア である。メッセー・ジには、８バイトのヘッダを含んで６４キロバイトまでの情 報を含むことが出来る。

アプリケーション層１６０．２６０９によって形成されるメツセージの８バイト のヘッダは、固定した構造を有している。この実施例において、アプリケーショ ン層のヘッダの００ｈから０２ｈまでの最初の３バイト、メツセージの発生源を 識別するために使用される。従って、第６図において、”ＶＮＡ”はメツセージ が仮想ネットワーク管理機能１０２のアプリケーション層１６０（第５図）によ って発生されたことを示している。第四番目のバイトはスペースであり、このス ペースもメツセージ発生源の識別子の一部と考えられる。

第７Ａ図乃至！２８Ｂ図において、スペースは、スペースのＡＳＣＩＩコード” ２０ｈ″で示される。第五番目のバイトは、メツセージパケットが動作メツセー ジパケットであるか、返信メツセージ構造・ントであるかを示すために用いられ 、従って、転送方向を示す。第五番目のハイドが００ｈの場合、メソセージパケ ットは、動作メツセージパケットである。第５番目のバイトがＯｌｈの場合、メ ツセージパケットは、返信メソセージパケットである。第六番目のハイドはメツ セージを発生したサービスを識別するために使用される。第六番目のバイトは、 ユーザーアプリケーションによって指定されたコマンドを示す。例えば、機能０ ９ｈのサービスの為には、第六番目のバイトは表３に与えられた１０進数に対応 したものとなる。メツセージパケットの第七及び第八番目のバイトは、セツショ ンの識別（Ｓ　Ｉ　Ｄ）であり、以下により詳細に説明する。

メツセージの残りの部分は、処理される機能における特定の情報を提供する。一 般に、動作パケットにおいて、情報の残りの部分はユーザーアプリケーションに よって与えられたデータを持っている。返信パケットにおいては、メツセージの 残りの部分は、送信メツセージに指定された情報及び／または動作に対応してお り、通常は、ユーザーアプリケーションのアプリケーション層によって与えられ る。

機能ＯＡｈのサービスＣ０ＮＮＥＣＴは、レジスタＢＸに指定された遠隔ノード とのセンジョンの形成を計るものである。（ここで、ノードは、仮想ネットワー クに接続された単独のコンピュータを意味する。）本発明の一つの実施例におい て、アプリケーション１６０．２６０及び転送層１７０．２７０は複数のサーバ ーコンピュータをサポートし、仮想コンピュータ３００が第一のコンピュータ１ ００と複数のサーバーコンピュータを持つものとする。以下に述べるように、Ｃ ０ＮＮＥＣＴに応答するＬ　Ｉ　５ＴＥＮはセツションの識別（ＳＩＤ）を返す 。アプリケーション１６０．２６０によって転送層１７０．２７０に供給された Ｃ０ＮＮＥＣＴメソセージ１６０−Ｃは、第７Ａ図に示されている。

二の実施例において、ノードの識別及びセツションの識別は同一である。しかし ながら、一般に、ノードの識別は、単一の仮想コンピュータにおける各コンピュ ータを特定するために使用される。ＳＩＤは、タスク間の干渉や混同を防止す、 るために仮想ネットワークを介して実行されるタスクを識別する。例えば、ユー ザーアプリケーションはサーバーコンピュータ情報を要求することが出来、この 要求は１のＳＩＤを持っている。続いて、ユーザーアプリケーションは５ＴＤＩ に関連づけられた情報がサーバーコンピュータによって提供される前に他の情報 を要求することがある。従って、第二番目の情報要求は、５ＩＤ２である。ユー ザーアプリケーションはサーバーコンピュータから提供される情報をＳＴＤによ り識別する。同様に、マルチタスク環境においては、ＳＩＤは、各タスクに関連 づけられる。複数のＳＩＤを使用する為には、以下に説明するデータリンク層の 開発が必要となる。

ＣＯＮ　Ｎ　Ｅ　ＣＴ　メツセージ１６０−Ｃ（第７Ａ図）は、本発明の原理に よる一般的なメツセージの構造を示している。

第五番目のバイトは”ＦＦｈ”である。ＳＩＤは、Ｃ０ＮＮＥＣＴに応答してＬ 　Ｉ　５ＴＥＨによって発生されているので、Ｃ０ＮＮＥＣＴメツセージ１６０ −Ｃの第七及び第八番目のへイトは、ＳＩＤが発生されていないことを示すため ｏｏｈである。この実施例において、Ｃ０ＮＮＥＣＴメツセージ１６０−Ｃは、 １６バイトの長さである。九番目及び十番目のハイドは、データを転送するため の最大作業バッファのサイズを示している。第十一番目及び第十三番目のバイト は、第一の識別フィールドとして使用され、第十三番目及び第十四番目のバイト は第二の識別フィールドとして使用される。

一つの実施例において、前述したように、仮想ネットワーク構成は低電圧携帯コ ンピュータを含んでおり、この携帯コンピュータは、全ての割込み６６ｈコール を処理し、続いて割込み６６ｈを、例えば仮想ネットワーク管理機能ｌ○２（第 ５図）等の適当なハンドラに渡すグローバル割込タ６６ｈハンドラを有している 。従って、第一の識別フィールドは、グローバル割込み６６ｈハンドラのバージ ョンを識別するために用いられ、第二の識別フィールドは仮想ネットワーク管理 機能１０２のバージョンを識別するために用いられる。グローバル割込み６６ｈ ハンドラ及び／または仮想ネットワーク管理機能１０２が変更されると、異なる バージョンのグローバル割込み６６ｈハンドラ及び／または仮想ネットワーク管 理機能は互換性を持たない可能性がある。

Ｃ０ＮＮＥＣＴメツセージ１６０−Ｃの第十三番目及び第十六番目のバイトはメ ンセージ派生言語を持っている。メツセージ派生言語は、アプリケーション層の メンセージに用いられるメツセージ構造のバージョン番号である。例えば、第７ Ａ図乃至第２８Ｂ図に示されたメツセージ構造のセントは、メツセージ派生言語 ０であると考えられる。続いて、−乃至複数のメンセージ構造が変更された場合 、新しいメツセージ構造のセットのメツセージ派生言語は、例えば１となる。

以下により詳細に説明するように、仮想ネットワーク管理機能の操作はメツセー ジ構造に関連し、異なるメツセージ派生言語は双方のメソセージ派生言語の解読 能力を持たない仮想ネットワーク管理機能において機能しない。表１に示したよ うに、ユーザーアプリケーション１０１（第５図）はアプリケーション層のＣ０ ＮＮＥＣＴサービスに（ｉ）接続するコンピュータのノードＩＤ、（ｉ　ｉ）転 送速度、（ｉ　ｉ　ｉ）遠隔ノードからの返信を待つ、一般的に１秒の時間のタ イムアウト値、及び（ｉｖ）接続するシリアルボートを与える。

サービスＣ０ＮＮＥＣＴのハンドリング機能は、アプリケーション層の機能ＶＣ ＯＮＮＥＣＴをコールして、この情報を機能ＶＣＯＮＮＥＣＴに渡す。エントリ 時点において、機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは、最初に仮想ネットワーク管理機能が動 作状態か否かを判定する。仮想ネットワーク管理機能が動作状態でない場合には 、エラーがユーザーアプリケーションに返される。

仮想ネットワーク管理機能が動作状態である場合には、機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは 、以下により詳細に説明する、転送層の機能ＴＣＯＮＮＥＣＴをコールする。機 能ＶＣＯＮＮＥＣＴは、ユーザーアプリケーションから与えられたノードＩＤ、 転送速度、タイムアウト値及びポート情報を機能ＴＣＯＮＮＥＣＴに与える。機 能ＴＣＯＮＮＥＣＴが正常に動作すると、機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは、返信値とし てＳＩＤを受け取る。

この実施例において、ＳＩＤが正当であるためには、ＳＩＤは、ゼロよりも大き く所定の最大値よりも小さくなければならない。実際に使用される返信値は任意 である。重要な特徴は、正常な場合の返信値がエラーした場合の返信値と異なる ことである。

機能ＴＣＯＮＮＥＣＴが正常に動作し、正当なＳＩＤが返されると、機能ＶＣＯ ＮＮＥＣＴは、上述したようにメツセージのヘッダを局部メツセージバッファに 形成し、機能ＶＲＥＳＥＴに与える。機能ＶＲＥＳＴは、以下により詳細に説明 する。ここでＭ機能がメツセージのヘッダを形成する場合、機能は局部バッファ 内のメツセージのデータ頭載を初期化する。メツセージのバ・ンファサイズ（第 ７Ａ図のバイト０８ｈ及び０９ｈ）が、局部メンセージバッファサイズにセット され、以下により詳細に説明するように、機能ＶＲＥＳＴを規定する。識別バイ トは、局部バージョン識別子にセットされる。この場合の、局部は、Ｃ０ＮＮＥ ＣＴを開始したコンピュータにおいて使用されているバージョンを意味する。メ ツセージの形成後、機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは転送層の機能ＴＳＥＮＤをコールし てメツセージを送出する。機能ＴＳＥＮＤは、第３２図に関して後述する。

機能ＴＳＥＮＤからエラーが返された場合、機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは、転送層の 機能ＴＤ　Ｉ　５ＣＣＯＮＮＥＣＴをコールし、局部コンピュータを遠隔コンピ ュータから切り放す。

機能Ｖ　ＣＯＮ　Ｎ　Ｅ　ＣＴは、２機能ＴＳＥＮＤからの返信値をユーザーア プリケーション１０１に返す。

一方、機能ＴＳＥＮＤが正常に動作を終了した場合、機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは、 転送層の機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥをカレントのＳＩＤ、受信バッファの長さ、 受信バッファのポインタ、及びタイムアウト値によってコールする。機能ＴＲＥ ＣＥ　Ｉ　ＶＥがエラーを返すと、機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは機能ＴＤ　ｌ５ＣＯ ＮＮＥＣＴをコールして、エラーをユーザーアプリケーション１０１に返す。

機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが正常に受信すると、機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは局部バ ッファサイズと遠隔バッファサイズの小さい方を選択し、作業バッファサイズを 選択した値にセ・ノドする。以下の説明において、局部メンセージバッファは、 アプリケーション層のメツセージの形成に使用される作業バッファの領域を意味 する。機能ＶＣＯＮＮＥＣＴは、以下により詳細に説明するように、メツセージ １６０−Ｌを分解し、返信メツセージの残りの部分をセーブする。機能ＶＣＯＮ ＮＥＣは、ＳＩＤと遠隔ドライブの合計数をユーザーアプリケーション１０１に 返す。

機能ＯＡｈのサービスＬ　Ｉ　５ＴＥＮがユーザーアプリケーションによってコ ールされると、ＬＩＳＴＥＮは、Ｃ０ＮＮＥＣＴ要求が仮想コンピュータのセツ ションの開始の信号を発生するまで待機する。サービスＬＩＳＴＥＮが正常に終 了すると、５ＩＤ（第７Ｂ図の０６ｈ及び０７ｈ）及びディスクドライブカウン ト（ハイドＯＡｈ及び０Ｂｈ）が、ＬＩＳＴＥＮによって、Ｃ０ＮＮＥＣＴに応 答したノードに返される。特に、ディスクドライブカウントは、オペレーティン グシステムのディスクドライブサービスを使用してアクセスする事が出来る情報 記憶ドライブの数を識別する。又、ＬＩＳＴＥＮが正常終了すると、ノードが、 以下により詳細に説明するように、ＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥにおかれる。ＳＩＤは、 セツションを特定するために全ての連続した動作において使用される。

Ｃ０ＮＮＥＣＴに応答してＬＩＳＴＥＮによって発生されるメツセージ１６０− Ｌは、第７Ｂ図に示されている。最初　、の８バイトは、第７Ａ図のＣ０ＮＮＥ ＣＴメツセージと、第五番目のハイドがメツセージが返信メツセージであること を示すためにＯｌｈに変更されている以外は同一″である。ＯＡｈ及び０９ｈの バイトは局部メツセージバッファサイズである、ＯＣｈ及びＯＤｈは局部グロー バル割込み６６ｈハンドラと仮想ネットワーク管理機能の二つの識別子である。

１０ｈ及びｌｌｈはサーバーのタイプである。最初のサーバータイプはＬＩＳＴ ＥＮに関連づけられており、二番目のサーバータイプは、以下により詳細に説明 する５ＥＲＶＥに関連づけられている。サーバータイプは、前述した二つの動作 モードに対応している。１２ｈ及び１３ｈのバイトは、局部仮想ネットワーク管 理機能のメツセージ派生言語を示している。

ユーザーアプリケーションがサービスＬ　Ｉ　５ＴＥＮをコールすると、Ｌ　Ｉ 　５ＴＥＮのためのハンドリング機能は、機能ＶＬ　Ｉ　５ＴＥＮをコールする 。転送速度、タイムアウト値及びポートはＶＬ　Ｉ　５ＴＥＮに渡される。エン トリ点において、機能ＶＬＩＳＴＥＮは、まず仮想ネットワーク管理機能が動作 状態か否かを判定する。仮想ネットワーク管理機能が動作状態ではない場合には 、ユーザーアプリケーションにエラーが返される。

仮想ネットワーク管理機能が動作状態の場合には、機能ＶＬＩＳＴＥＮが、以下 により詳細に説明する転送層の機能ＴＬＩＳＴＥＮをコールして、接続要求を待 つ。機能ＴＬＩＳＴＥＮがエラーを返すと、エラーはユーザーアプリケーション に返される。

しかしながら、機能ＴＬ　Ｉ　５ＴＥＮが正常に動作を完了した場合には、ＳＩ Ｄが遠隔ノードから返されたＳＩＤ値にセットされる。受信メツセージバッファ は、局部メツセージバッファの点にセットされ、転送機能ＴＲＥＣＥ　ＩＶＥは 、到来する接続メツセージを受信するためにコールされる。受信メツセージの長 さがゼロまたはメツセージの第六番目のバイトが−１にセットされていない場合 には、機能ＴＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴがコールされ、受信メツセージの長さが、コ ール元のユーザーアプリケーションの返される。

受信メツセージの長さがゼロでなく、第六番目のバイトが−１の場合、及び局部 バッファサイズは受信メツセージバッファのバッファサイズよりも大きい場合、 作業バッファサイズは、受信メツセージのバッファサイズにセットされる。さも なくば、作業バッファサイズは、局部バッファサイズにセットされる。選択され たバッファサイズは、返信メツセージに含められる。グローバル割込み６６ｈハ ンドラ及び仮想ネットワーク管理機能の識別子は、局部メツセージに使用され、 Ｃ０ＮＮＥＣＴメツセージの識別子はセーブされる。同様に、返信メツセージ１ ６０−Ｌの他の情報は、局部メツセージバッファに与えられる。転送層の機能Ｔ ＳＥＮＤが、返信メツセージを送出するためにコールされる。

機能ＴＳＥＮＤがエラーを返した場合には、機能ＴＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴがコー ルされ、ＴＤ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴの結果がユーザーアプリケーションに返さ れる。機能ＴＳＥＮＤが正常終了すると、ＳＩＤが、コール元のユーザーアプリ ケーションに返される。

サービスＤ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴのハンドリング機能は、ユーザーアプリケー ションからのコールに応じてＶＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴをコールする。機能ＶＤ　 ｌ５ＣＯＮＮＥＣＴは他のアプリケーション層のサービスをコールして、遠隔ノ ードのセツションをクローズする。セツションまたは機能の異常を示すエラーコ ードが返信される。以下に示すサービスマツプによって規定された全てのアリア スドライブは、不正となり、前にアリアスされたドライブを参照したサービスは 不正ドライブエラーを返す。Ｄ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴメ・、セージ１６０−Ｄ Ｃは、第８図に示されている。最初の８バイトは、上述した一般的な構造とされ ており、第六番目のバイトはＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴＩＯＮを示すために”ＦＦｈ ”とされる。

０８ｈ及び０９ｈのハイドは、このとき使用されない任意をパラメータを有して いる。

機能ＶＤ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴは、接続解除されるＳＩＤに渡される。機能Ｖ Ｄ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴは、最初に仮想ネットワーク管理機能が動作状態か否 かを判定する。仮想ネットワーク管理機能が動作状態ではない場合には、エラー がユーザーアプリケーションに返される。

仮想７ツトワ一ク管理機能が動作状態である場合には、遠隔ノードは、以下に説 明するようにサーバーモードとなっており、サーバーが持っている全てのアクテ ィブファイルがオープン及びクローズされる。ＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴメツセージ は局部バッファで形成され、転送層の機能ＴＳＥＮＤがメツセージをサーバーに 送出するためにコールされる。サーバーのステータスは、非動作状態とされ、ク ローズされるＳＩＤと関連づけられ各ドライブは、本実施例においては−１のマ ークを付すことによってドライブマツプテーブルから削除される。ドライブマツ プテーブルは、以下に、サービスマツプに関してより詳細に説明する。ＳＩＤは ゼロにリセットされ、転送機能ＴＤ　ｌ５ＣＯＮＮＥＣＴがコールされる。機能 ＴＤ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴの結果は、コール元のユーザーアプリケーションま たはコール元の機能に返される。

機能ＯＡｈのサービス５ＥＮＤは、ユーザーアプリケーションの特定のメンセー ジを受信中の遠隔ノードに送出するために使用される。５ＥＮＤは、ユーザーア プリケーションにメツセージが正常に送信されたことを示すゼロを返す。メツセ ージが送信されなかった場合には、負のエラーを返す。５ＥＮＤは、以下により 詳細に説明するメツセージ構造１６０−３（第９Ａ図）を発生する。

ＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥは、受信するメンセージを待つ時に使用される。メソセージ ＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥの受信時に、コール元のサービスにメンセージの実際の長さ を返す。

５ＥＮＤは、第９Ａ図に示すように、一般的なメツセージ１６０−５を生成し、 ＲＥＣＥＩＶＥは、第９Ｂ図に示すように一般的な返信メツセージ１６０−Ｒを 生成する。両メツセージは、上述した最初の８ハイドに関して一般的な構造を持 ち、第六番目のハイドは一般的なメンセージであることを示すために”ＦＣｈ″ にセントされる。０８ｈ及び０９ｈのバイトはＯＡｈのバイトから始まるメンセ ージのデータ領域の長さを示す。

ユーザーアプリケーション１０１はサービス５ＥＮＤをコールし、５ＥＮＤのハ ンドリング機能は機能ＶＳＥＮＤをＳＩＤ、メツセージの長さ、メツセージバッ ファのポインタによってコールする。エントリ時に、機能ＶＳＥＮＤは、まず仮 想ネットワーク管理機能が動作状態か否かを判定する。仮想ネットワーク管理機 能が動作状態ではない場合には、エラーがユーザーアプリケーションに返される 。

仮想ネットワーク管理機能が動作状態の場合には、機能■ＳＥＮが、第９Ａ図に 示す一般的なメツセージ１６０−５を形成する。最大メツセージサイズは、局部 メソセージバッファのサイズからメツセージのデータの長さに使用される２バイ ト及び最初の８ハイを差し引いた長さとなる。ユーザーアプリケーション１０１ によって５ＥＮＤに与えられたメッセージ長 合にはメンセージの長さは、局部メツセージバッファの長さにセットされ、０８ ｈ及び０９ｈのハイドの長さも局部メツセージバッファの長さにセットされる。

次に、ユーザーアプリケーション１０１から供給された一般的なメツセージは、 局部メツセージバッファにコピーされ、転送層の機能ＴＳＥＮＤがコールされる 。機能ＴＳＥＮＤに与えられる情報は及び機能ＴＳＥＮＤの動作は、以下により 詳細に説明する。機能ＶＳＥＮＤは、機能ＴＳＥＮＤによって供給された完了コ ードをコール元のユーザーアプリケーションに返す。

一般に、ユーザーアプリケーションは、サービスＲＥＣＥＩＶＥを：＋−ルし、 ＲＥＣＥ　ＩＶＥのハンドリング機能はＳＩＤ、メッセージ長、タイムアウト値 及びメツセージバッファのポインタによって機能ＶＲＥＣＥＩＶＥをコールする 。

エントリ点において、機能ＶＲＥＣＥＩＶＥは、仮想ネットワーク管理機能が動 作状態か否かを判定する。仮想ネ７）ワーク管理機能が動作状態ではない時には 、エラーがユーザーアプリケーションに返される。

仮想ネットワーク管理機能が動作状態の場合には、機能■５ＥＮＤが、転送機能 ＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥをコールして局部メツセージバッファの一般的なメツセージ を受ける。ＴＲＥＣＥＩＶＥが、０８ｈ及び０９ｈのバイトにゼロより大きい長 さを持つメソセージを受けると、これらのバイトの長さがセーブされる。セーブ された長さが局部メツセージバッファのサイズよりも大きい場合には、セーブさ れた長さは局部メツセージバッファの長さにセットされる。局部メツセージバッ ファよりメンセージバッファにコピーされたメツセージは、機能ＶＲＥＣＥＩＶ Ｅのコール時に渡される。機能ＶＲＥＣＥＩＶＥは、受信したメツセージの長さ をコール元のユーザーアプリケーションに返す。

５ＴＡＴＵＳは、仮想ネットワークの情報を得るために用いられる。ステータス 情報は、ユーザーアプリケーションによって提供されたバ・ンファに与えられる 。バッファの構造１６０−３ＴＡＴＵＳは、第２９図に示されテイル。５ＩＤ（ ７）カウントフィールド（第２９図のバイト０２ｈ及び０３ｈ）は現在動作状態 で供給されたバッファに示されたのセツションの数示す。ＳＩＤカウントフィー ルドの後には、１８ｈバイトのＳＩＤのカウント時間の間反復されるセツション ステータス表示子が与えられる。一つの実施例において、ＳＴＤのカウントは常 に１である。

第２９図に示すように、セツションステータス表示子は、しＤ（ハイド０４ｈ及 び０５ｈ）、遠隔ノードＩＤ（バイト０６ｈ及び０７ｈ）、送信ハイド（ハイ） ０８ｈ乃至０Ｂｈ）、受信ハイド（ハイ＋−ｏｃｈ乃至０Ｆｈ）、受信エラー（ ハイド１２ｈ及び１３ｈ）、転送速度（バイト１４ｈ及び１５ｈ）、及び上記Ｃ ０ＮＮＥＣＴに関して説明した識別情報（バイト１６ｈ乃至１９ｈ）を含んでい る。５ＴＡＴＵＳはフック、即ち５ＥＰＶＥのコールにおけるポインタによって ５ＥＲＶＥに与えられるソフトウェアの部分、からコールすることが出来る。

ユーザーアプリケーション１０１は５ＴＡＴＵＳをＳＩＤ、ステータスバッファ 長、ステータスバッファのポインタによってコールする。次いで、５ＴＡＴＵＳ ハンドリング機能は、機能ＶＳＴＡＴＵＳをコールし、この機能ＶＳＴＡＴＵＳ は、以下に表４に規定されたパラメータとともにより詳細に説明する転送層の機 能ＴＳＴＡＴＵＳをコールする。機能ＴＳＴＡＴＵＳは仮想ネットワークの状態 を獲得する。ＴＳＴＡＴＵＳがエラーを返した場合、エラーコードはユーザーア プリケーションに返される。しかしながら、エラーコードが検出されない場合に は、グローバル割込み６６ｈハンドラ及び仮想ネットワーク管理機能の動作中の セツションのバージョン番号が遠隔グコーバル割込み６６ｈハンドラ及び遠隔仮 想ネットワーク管理機能のバージョン番号にセットされる。メツセージ派生言語 はゼロにセットされる、最後に、正常終了の返信コードがユーザーアプリケーシ ョン１０１に返される。

機能ＯＡｈサービスＲＥＳＥＴは仮想ネットワーク管理機能１０２（第５図）の 初期化／起動または動作停止に使用される。仮想ネットワーク管理機能１０２は ユーザーアプリケーション１０１によりサービスＲＥＳＥＴに有効バッファポイ ンタ及び有効バッファ長を与えることを許可される。仮想ネットワーク管理機能 １０１は、無効ポインタ及び／または不正なバッファ長（好ましくはゼロ）によ ってサービスＲＥＳＥＴをコールすることで動作を停止される。

サービスＲＥＳＥＴのハンドリング機能は、機能ＶＲＥＳＥＴをコールする。バ ッファ長及びバッファポインタは、機能ＶＲＥＳＥＴに与えられる。最初に機能 ＶＲＥＳＥＴは仮想ネットワークのステータス、サーバーのステータス及びＳＩ Ｄをゼロにセットする。

渡された長さ及びバッファポインタの双方がゼロの場合には、仮想ネットワーク に終了オフセット及び終了セグメントがゼロであれば、正常終了がコール元のプ ログラムに返される。しかしながら、仮想ネットワークの終了オフセット及び終 了セグメントがゼロでない場合には、プログラムセグメント接頭語（ＰＳＰ）の アドレスが獲得される。ＰＳＰアドレスがゼロでない場合には、与えられたバッ ファのＰＳＰポインタはＰＳＰ終了アドレスにセットされ、終了オフセント及び セグメントはゼロにセットされる。次いで、″正常終了がユーザーアプリケーシ ョンに返される。また、ＰＳＰアドレスがゼロの場合にも、正常終了が返される 。

与えられたバッファ長が所定の最小バッファ長、一つの実施例においては２５６ キロバイト、よりも小さい場合には、バッファ長エラーが、コール元のユーザー アプリケーションに返される。与えられたバッファのポインタがゼロで、与えら れたバッファ長がゼロでなく所定の最小サイズよりも大きい場合には、バッファ ポインタエラーが返される。

与えられたバッファ長及びバッファポインタの双方がゼロでない場合、局部バッ ファサイズ及び局部バッファの開始位置がセットされる。カレントドライブ、デ フォルトドライブ及び局部的に使用可能なドライブの合計数が獲得される、デフ ォルトのディスク転送エリア（Ｄ　Ｔ　Ａ、　）及びディスクの数が獲得され、 カレントＤＴＡはデフォルトのＤＴＡにセットされる。局部グローバル割込み６ ６ｈハンドラ及び仮想ネットワーク管理機能のバージョン番号が獲得される。転 送層の機能ＴＲＥＳＥＴが、転送層をリセットするためにコールされる。

機能ＴＲＥＳＥＴが正常終了を返すと、ＰＳＰアドレスが獲得される。ＰＳＰア ドレスがゼロでない場合、与えられたバッファのＰＳＰポインタはＰＳＰ終了ア ドレスの点にセットされる。ＰＳＰポインタが第一〇ＰＳＰと等しくない場合に は、終了オフセット及びセグメントはゼロにリセットされ、ＰＳＰポインタは第 一〇ＰＳＰにセントされる。次に、仮想ネットワーク管理機能のステータスが動 作状態にセットされ、ｉ能ＴＲＥｓＥＴの結果がコール元のユーザーアプリケー ションに返される。

機能ＯＡｈのサービスＭＡＰは、（ｉ）サービスＲＥＳＥＴによってセツション が動作状態とされると局部ドライブを遠隔ドライブとしてアリアスし、（ｉ　ｉ ）遠隔ドライブをアリアスから開放し、または（Ｉ　Ｉ　Ｉ）仮想ネットワーク 管理機能を現在のマツプの状態に関して調査する。ドライブがアリアスされると 、アリアスされたドライブの全ての参照が、以下により詳細に説明するように、 仮想ネットワークを介して方向付けし直される。

ＭＡＰサービスメツセージ１６０−ＭＡＰは、第１０Ａ図に示されている。最初 の８バイトは、上述した一般的なヘッダ構造とされており、第六番目のハイドは ＭＡＰを示す”ＦＤｈ”にセットされる。０８ｈ及び０９ｈのバイトはアリアス された遠隔ドライブを示す。返信メツセージ１６０−ＲＭＡＰは、第１０Ｂ図に 示されおり、返信メソセージを示す第五番目のバイト及びエラーコードを持つバ イト０８ｈ及び０９ｈ以外はＭＡＰメツセージと同一である。遠隔ドライブヘの 局部ドライブのアリアスの割当は任意である。

サービスＭＡＰは、ドライブマツプテーブルを保持する。

ドライブマツプテーブルは、２６のエントリを有している。

テーブルの各エントリは、（ｉ）このエントリのための遠隔ドライブ番号（０＝ Ａ、１＝Ｂ、、、、、）と、（ｉ　ｉ）このエントリに関連づけられたＳＩＤを 有している。ドライブマツプテーブルのゼロ番目の要素は、局部ドライブＡに関 連づけられたエントリである。仮想ドライブＱに関する情報は、ドライブマツプ テーブルのエントリ１６である。エントリ１６は、遠隔ドライブ番号であり、Ｑ はアリアスされたドライブであり、このアリアスのＳＩＤである。

ドライブをアリアスするために、ユーザーアプリケーション１０１はサービスＭ ＡＰをＳＩＤ、局部ドライブ識別子、遠隔ドライブ識別子、アリアスパラメータ によってコールする。アリアスパラメータが値２を有している場合、ユーザーア プリケーションにより与えられた２６のワード配列が、ユーザードライブマツプ テーブルとして返される。ユーザードライブマツプテーブルは、ドライブマツプ テーブルの部分集合である。テーブルの各要素は、ＳＩＤ値を持たず、他のセツ ションによってマツプされたドライブは（ＳＩＤによって示された）、マツプさ れていないものとして示される。ＭＡＰサービスのハンドリング機能はこれらの パラメータを機能ＶＭＡＰに与える。機能ＶＭＡＰは、まず、仮想ネ・ノドワー ク管理機能が動作状態か否かを判定する。仮想フントワーク管理機能が動作状態 でない場合には、エラーが返される。

仮想ネットワーク管理機能が動作状態の場合、機能ＶＭＡＰは与えられたアリア スのパラメータがゼロであるか否かを判定する。パラメータがゼロの場合には、 ドライブマツプテーブルアリアスされた局部ドライブに関連づけられたドライブ 識別子は、例えば−１の値にセットされ、アリアスされた局部ドライブが開放さ れたことを示す。正常終了が、ユーザーアプリケーション１０１に返される。

アリアスのパラメータがゼロでない値を持っている場合、マップメツセージヘッ ダが局部メツセージバッファに形成される。メツセージのバイト０８ｈ及び０９ ｈは遠隔ドライブ識別子にセントされ、機能ＶＭＡＰのコール時にＶＭＡＰに与 えられる。メツセージ１６０−ＭＡＰを形成した後、機能ＶＭＡＰは、メツセー ジを送出するために転送層の機能ＴＳＥＮＤをコールする。

機能ＴＳＥＮＤがエラーコードを返した場合、機能ＶＭＡＰは転送層の機能ＴＤ 　ｌ５ＣＯＮＮＥＣＴをコールしてセツションを終了させる。さもなくば、機能 ＶＭＡＰは、転送機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥをコールして、マツプされたドライ ブの表示を持つ返信メツセージ１６０−ＲＭＡＰ（第１０Ｂ図）を受信する。

ＴＲＥＣＥＩＶＥがエラーコードを返さない場合、及び返されたドライブが遠隔 ドライブが使用不能であることを示していない場合、ドライブマツプテーブルに アリアスされたドライブが遠隔ドライブにセットされ、ＳｒＤにＳＩＤ表示子が セントされる。正常終了コードがユーザーアプリケーションに返される。

使用できる遠隔ドライブが無い場合、ドライブ不良エラーコードがユーザーアプ リケーションに返される。ＴＲＥＣＥＩＶＥがエラーコードを受け取ると、機能 ＶＭＡＰは転送層の機能ＴＤ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴをコールしてセンションヲ 終了する。

機能ＯＡｈのサービス５ＥＲＶＥは、コンピュータ（ノード）をサーバーとして 構成するためにユーザーアプリケーションによってコールされる。サービス５Ｅ ＰＶＥは、サービス５ＥＰＶＥがノードにおいて正常に実行されると、サービス は、仮想コンピュータを制御する遠隔コンピュータからのアプリケーション層コ マンドに応答するものとなるので、実際上は、上記した他のサービスよりも高レ ベルのサービスである。従って、サービス５ＥＲＶＥの基本的な特徴は、ここで 説明し、アプリケーション層の機能０９ｈのサービスの説明の後で、サービス５ ＥＲＶＥをより詳細に説明するものとする。サービス５ＥＲＶＥは機能ＶＬＩＳ ＴＥＮをコールして、遠隔コンピュータからのＣ０ＮＮＥＣＴメンセージ１６０ −Ｃ（第７Ａ図）を待ち、遠隔コンピュータからの要求に応じて機能ＶＤ　Ｉ　 ５ＣＯＮＮＥＣＴをコールする。ユーザーアプリケーション２０１　（第５図） は、５ＥＰＶＥに、一般メッセージハンドラ、ステータスイベントハンドラ、ユ ーザー終了ハンドラのアドレスを有するコールアウト構造１６０−Ｃ３ＴＲＵＣ Ｔ　（第３０図）のアドレスを与える。コールアウト構造へのエントリは付加的 なものであり、未使用のエントリにはＯ：０がセットされる。コールアウト構造 のフォーマントは第３Ｑ図に示されている。

一般メノセージハンドラは、Ｓ　Ｅ　Ｐ　Ｖ　Ｅが一般メッセージを受け取ると 常に、サーバーによってコールされる。ステータスイベントハンドラは、遠隔コ ンピュータからの要求を受信したとき及び要求に対する返信を送出する前に、サ ーバーによってコールされる。一般メンセージハンドラは、以下に示すように、 レジスタＣＸのメツセージデータの長さ、レジスタＢＸのメツセージバッファ・ ンファのサイズ及びレジスタＤＸ：ＡＸのメツセージデータのアドレスによって コールされる。

一般メッセージハンドラは、要求にサービスし、メツセージバッファを新しいデ ータで更新し、更新されたメツセージバッファの長さまたはレジスタＡＸのエラ ーコードを返す。

レジスタＡＸがゼロの場合、返信メツセージは送出されない。

レジスタＡＸが−１の場合には、サーバーは、返信を行わず、機能ＶＤ　Ｉ　５ ＣＯＮＮＥＣＴをコールする。

ステータスイベントハンドラは、レジスタＤＸ：ＡＸのステータスイベント構造 のアドレスをコールする。ステータスイベント構造１６０−３ＴＡＴＳＴＲＵＣ Ｔは現在のステータス構造（第３１図参照）とカレントメツセージの遠隔アドレ スを有している。ステータスイベントハンドラは、サーバーが一般的な送信メツ セージ（第９図）とは異なるメツセージを受信するごとに、及びサーバーが一般 的な返信メツセージ（第９Ｂ図）以外のメンセージを送信する直前にコールされ る。

一般メッセージハンドラ及びステータスイベントハンドラは、要求が遠隔ノード との通信を要求しない限り、仮想ネットワーク管理機能２０２のサービスを使用 することを許可される。遠隔アクセスを要するアプリケーション層の機能０９ｈ のサービス（表３）の参照は、セットされたキャリーフラグ及び５にセットされ たレジスタＡＸ（アクセス拒否）とともにリターンされる。遠隔アクセスとを要 するアプリケーション層の機能１０のサービス（表１）の参照は、レジスタａＸ の−１５のエラーコードとともにリターンされる。

ユーザー終了ハンドラは、サーバーに終了（全ての必要なりリーンアップ処理後 に）を指令する為に、ユーザーアプリケーションによって使用される。サーバー 、遠隔機能要求がサービスされた時、及び遠隔機能要求の待機状態において、例 えば一つの実施例においては１５秒毎の所定の時間間隔の後に、ユーザー終了ハ ンドラをコールする。ユーザー終了ハンドラは、サーバーが終了されるべきでな いことを示すレジスタＡＸのゼロを返す。レジスタＡＸから１が返されると、サ ーバーの終了が指令される。

機能０９ｈのディスク選択サービスＯＥｈのためのハンドリング機能は、ＳＩＤ と、ドライブの指定及び局部メツセージバッファのポインタによって機能５ＥＬ ＤＳＫをコールする。まず、機能Ｓ　Ｅ　Ｌ　Ｄ　Ｓ　Ｋは、第１１Ａ図に示す ように、メツセージ１．６Ｏ−ＳＤＳＫの８ハイドの・＼ラダをセットアツプす る。メツセージのハイド０８ｈ及び０９ｈは機能５ＥＬＤＳＫのコールにおいて 与えられたドライブにセットされる。機能５ＥＬＤＳＫは、転送層の機能ＴＳＥ ＮＤをコールして、ＳＩＤに示されたノードに仮想ネットワークを介してメツセ ージを転送する。

ディスク選択メツセージ１６０−３ＤＳＫ（第１１Ａ図）が、機能ＴＳＥＮＤに よって正常に転送されると、機能５ＥＬＤＳＫは、転送層の機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ 　ＶＥをコールして、返信メツセージ１６０−Ｒ３ＤＳＫを受ける。ディスク選 択メツセージ１６０−３ＤＳＫに対する返信は第１１Ｂ図に示されている。ディ スク選択返信メツセージの発生は、以下のサーバー機能の動作の説明において説 明する。機能ＴＲＥＣＥＩＶＥが正常に終了すると、機能５ＥＬＤＳＫはＭ返さ れたディスク記号を返信メツセージ１６０−Ｒ３ＤＳＫのバイト０８ｈ及び０９ ｈから獲得する。返されたディスクの駆動レターはレジスタＡＸにセットされ、 上述したように処理はユーザーアプリケーションに戻る。

ＴＳＥＮＤまたはＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥがエラーフラグを返したときに、キャリ ーフラグがセットされ、返信エラー値がレジスタＡＸに格納される。この場合も 、処理は、上述したように、ユーザーアプリケーションに戻される。

機能０９ｈの空きディスクスペース獲得サービス３６ｈのハンドリング機能は、 ＳＩＤと、ドライブ指定と、局部メンセージバッファのポインタによって、機能 ＦＲＥＥＳＰＡＣＥをコールする。機能ＦＲＥＥＳＰＡＣＥの動作は、上記した 機能５ＥＬＤＳＫと同一である。第１２図Ａのメツセージ１６０−ＦＳは局部メ ツセージバッファに形成され、転送層の機能ＴＳＥＮＤ及びＴＲＥＣＥ　ＩＶＥ が前述の要領で用いられる。機能ＴＨＥＣＥ　Ｉ　ＶＥによって受信される返信 メツセージ１６０−ＲＦＳ（第１２Ｂ図）は、ハイド０８ｈ及び０９ｈにクラス タ毎のセクタ数と、バイトＯＡｈ及びＯＢｈの空きクラスタ数、バイトＯＥｈ及 びＯＦｈのディスクの合計クラスタ数を持っている。機能ＦＲＥＥＳ料ＡＣＥは 、これら四つの値をレジスタＡ、　Ｘ乃至ＤＸにそれぞれ格納する。

エラーハンドリング及び返信は、機能５ＥＬＤＳＫの説明において説明する。

機能０９ｈのディレクトリ作成サービス３９ｈ、ディレクトリ削除サービス３Ａ ｈ、ディレクトリ変更サービス３Ｂｈ及びファイル削除サービス４１ｈはいずれ のハンドリング機能も、機能ＤＩＲＦＵＮＣＳをコールする。各サービスは、機 能ＤＩＲＦＵＮＣ３にＳＩＤ、サービスの識別、ドライブ、サービスのためのバ スのポインタ、及び局部メッセージバンフアのポインタを与える。サービス３９ ｈ（第１３Ａ図）、サービス３Ａｈ　（第１４Ａ図）、サービス３Ｂｈ　（第１ ５Ａ図）、及びファイル削除サービス４１ｈ（第１６Ａ図）のメツセージは、同 一の基本構造を有しており、サービスを識別する第六番目のバイトのみが異なっ ている。同様に、第１３Ｂ図、第１４Ｂ図、第１５Ｂ図及び第１６Ｂ図はそれぞ れ同一の構造を有している。

従って、機能ＤＩＲＦＵＮＣ３は、最初に局部メツセージバッファに、各機能よ り与えられた情報に基づいてメンセージヘッダを生成する。メツセージヘッダ生 成後に、ドライブ塩のあとにバス塩が加えられ、局部メツセージバッファにコロ ンがコピーされる。ドライブ塩は、機能ＤＩＲＦＵＮＣＳより与えられるドライ ブ識別子によって決定される。前述したように、転送層の機能ＴＳＥＮＤは、仮 想ネットワークを介してメツセージを送信するために使用され、転送層の機能Ｔ ＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥはＳＩＤによって指定されたサーバーさらの返信メツセージ を受信するために使用される。機能ＴＳＥＮＤ及びＴＲＥＣＥＩＶＥが正常終了 すると、レジスタＡＸは、返信メツセージのパイＩ−ＯＡ、　ｈ及びＯＢｈに与 えられた返信メッセージ長をセットする。返信メツセージのバイト０８ｈ及び０ ９ｈのエラーコードがエラーを示している場合には、キャリーフラグがセットさ れる。機能ＴＳＥＮＤまたは機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥがエラーを発生すると、 キャリーフラグがセットされ、レジスタＡＸにオペレーティングシステムのネッ トワークエラーコードがセットされる。処理は、上述したように、ユーザーアプ リケーションに戻される。

ファイル作成サービス３Ｃｈ及びファイルオープンサービス３Ｄｈのためのメツ セージ１６０−ＣＦ及び１６０−ＯＦは、第１７Ａ図及び第１．８Ａ図に示され ており。関連する返信メツセージ１６０−ＲＣＦ及び１６０−ＲＯＦは、第１７ Ｂ図及び第１８Ｂ図に示されている。これらのメソセージの構造は同一であり、 両サービスは、機能ＣＲＯＰをアクセスする。これらのサービスのハンドリング 機能は、ＳＩＤ、サービス識別子、ドライブ識別子、ファイルのアクセス属性、 ファイルのバスのポインタ、局部メツセージバッファのポインタを機能ＣＲＯＰ に与える。機能ＣＲＯＰは、ファイルをオーブンまたは作成し、１６ビツトのハ ンドルと呼ばれファイルを識別するために連続して使用される整数とともにユー ザーアプリケーションに渡す。

しかしながら、機能ＣＲＯＰは遠隔ノードでファイルをオーブンし、局部のオペ レーティングシステムはこの動作を関知しない。従って、局部のオペレーティン グシステムは、遠隔ファイルのハンドルと同一のハンドルを局部ファイルに生成 する可能性がある。このハンドルの衝突を回避するために、機能ＣＲＯＰがコー ルされる度毎に最初に局部のオペレーティングシステムを用いて他のハンドルを 作成し、局部オペレーティングシステムのハンドルカウントが、オーブンされ、 及び生成されたファイル数と一致するようにする。従って、機能ＣＲＯＰの最初 の動作は局部的にファイルのハンドル”　Ｓ　ｔ　ｄｏｕ　ｔ”　（Ｉ卓出力） を二重化するためにオペレーティングシステムを使用することである。この作成 により独自のファイルハンドルが確実に得られるものとなる。

機能ＣＲＯＰは、続いて、レジスタＡＸに二重化によって発生されたハンドルを セントし、ハンドルが正常に発生されたか否かをチェックする。エラーが生しる と、キャリーフラグがセットされ、機能ＣＲＯＰは、制御を、上述したようにユ ーザーアプリケーションに渡す。

独自のハンドルを確認すると、機能ＣＲＯＰは＠能ＣＲＯＰのコールによって指 定されたサービスの為のへノダを局部メツセージバッファに発生する。メツセー ジヘッダの生成後に、ドライブ塩にパス名が加えられ、局部メツセージバッファ にコロンがコピーされる。ドライブ塩は、機能ＣＲＯＰに与えられたドライブ識 別子によって決定される。前述したように、転送層の機能が仮想ネットワークを 介してメンセージを送信するために使用され、機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが、３ １Ｄに示されたサーバーからの返信メツセージの受信に使用される。

機能ＴＲＥＣＥＩＶＥの転送が正常に終了し、返信メツセージのハイ）０８ｈ及 び０９ｈがエラーを示していない場合、上述の通り、レジスタＡχには既に適当 なハンドルがセントされている。従って、ファイルハンドル構造のテーブルが、 現在のＳＩＤによって更新され、ハンドルは返信メソセージのハイドＯＡｈ及び ＯＢｈの値にセットされる。局部的に二重化されたファイルハンドルがクローズ され、ハンドルが独自なものに保たれる。処理は、次いで前述したように、ユー ザーアプリケーションに返される。

しかしながら、機能ＴＲＥＣＥＩＶＥまたは＠能ＴＳＥＮＤがエラーコードを返 した場合には、レジスタＡＸにはオペレーティングシステムのネットワークエラ ーがセットされ、キャリーフラグがセットされる。さらに、局部的に二重化され たファイルハンドルがクローズされ、ハンドルが独自のものに維持され、処理が 、前述と同様にユーザーアプリケーションに返される。

ファイルクローズサービス３Ｅｈのハンドリング機能は、機能ＮＥＴＣＬＯ３Ｅ をコールして、遠隔ファイルをクローズする。機能Ｎ　Ｅ　Ｔ　ＣＬ　Ｃ）Ｓ　 Ｅには、局部メンセージバッファのポインタ及びクローズするファイルのハンド ルが与えられる。機能ＮＥＴＣＬＯ３Ｅは、ハンドルのテーブルから与えられた ハンドルのＳＩＤを獲得し、局部メツセージバッファに第１９Ａ図に示すメツセ ージ１６０−ＣＦＩを形成する。

前述したように、転送層の機能ＴＳＥＮＤが仮想ネットワークを介してメツセー ジを転送するために使用され、機能ＴＲＥＣＥＩＶＥが、ＳＩＤで示されたサー バーからの返信メンセージの受信に使用される。

機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥの転送が正常終了すると、レジスタＡＸには、返信メ ツセージ１６０−ＲＣＦＩ（第１９Ｂ図）のバイトＯＡｈ及びＯＢｈがセントさ れる。返信メツセージ１６０−ＲＣＦＩのバイト０８ｈ及び０９ｈのエラーコー ドがエラーを示している場合には、キャリーフラグがセットされ、前述のように 処理はユーザーアプリケーションに戻される。エラーコードがエラーを示してい ない場合には、ファイルハンドル構造のテーブルの局部ファイルハンドルがクロ ーズされる。ファイルハンドルのテーブルのファイルハンドルとＳＩＤはゼロに セットされる。次いで、前述のように処理がユーザーアプリケーションに返され る。

ライトファイルサービス４０ｈのハンドル機能は、Ｉａｆｎ　ＮＥＴＷＲＩＴＥ をコールする、機能ＮＥＴＷＲＩＴＥには、書き込みを行うファイルのハンドル と、情報の長さ及び書き込まれる情報のポインタと、局部メツセージバッファの ポインタが与えられる。機能ＮＥＴＷＲＩＴＥによって発生されたメツセージ１ ６０−Ｗは、第２０Ａ図に示されており、サーバーからの返信メツセージ１６０ −ＲＷは第２０Ｂ図に示されている。

機能ＮＥＴＷＲＩＴＥの動作を考察するまえに、機能ＮＥＴＷＲＩＴＥによって 使用される圧縮態様を考察する。仮想ネットワークを介して書き込まれる情報の 圧縮は、ネットワークの能力を向上させる。しかしながら、機能ＮＥＴＷＲＩＴ Ｅは圧縮を行わずにまたは、ここで説明する以外の圧縮態様により情報を圧縮し て書き込みを行うことも出来る。さらに、他のメソセージ配列の情報、例えば前 述した一般的な送信メンセージ、も以下の圧縮態様を用いて処理することが出来 る。

本実施例において、情報の圧縮は、ランレングス制限（ＲＬＬ）の態様を用いて 行われる。圧縮されたバッファは以下の形式を持つものとなる。

長さ　（バッファ内の対象の＃） □　［対象１］　□　（第一の対象） □　［対象２〕　□　（第二の対象） □　［対象ｎ］　□　（最終の対象） 各対象ｉ、ここでｉ＝１乃至ｎ、は以下の形式の一つとなる。

圧縮された対象 ＩＲＩ　対象のタイプを示すタグ（バイト）長さ　＃の圧縮バイト（ワード） データ　非圧縮データ（ワード） 非圧縮の対象 ゛　Ｌ゛　対象のタイプを示すタグ（バイト）長さ　非圧縮対象のサイズ（ワー ド） データ　゛長さ′分のバイト数の非圧縮データ従って、隣接したバイトと同一の データの流れにおいて圧縮された対象が発生し、隣接するバイトが同一でないデ ータの流れにおいては非圧縮対象が生成される。例えば、以下のデータを持つバ ッファを、インテル社のバイト順序を採用すると、 を考えると、圧縮されたバッファは、 ’Ｒ’　０５０００１ ’Ｌ’　０６　０００２０３０４０５０６０７’Ｒ’　０４０００２ を持つ。

以下により詳細に説明するように、機能に対応した圧縮された情報を送信または 書き込む場合、読み出しまたは受信を行う為にデータの復元（拡張）をしなけれ ばならない。この復元（拡張）の態様は、圧縮の態様の逆のものとなり、即ち対 象の番号を読み出し、各対象に、与えられたフラグによって適当な動作を行う。

機能ＮＥＴＷＲＩＴＥの動作に戻って説明すると、機能ＮＥＴＷＲＩＴＥのコー ルにおいて与えられたハンドルは、書き込み動作のＳＩＤを獲得するためのハン ドルテーブルのインデックスとして用いられる。情報バッファのデータ長は、局 部メツセージバッファの長さよりも大きい可能性があるので、バッファオフセッ トと呼ばれるポインタが転送される情報バッファのデータ部分を追跡する。最初 に、バッファオフセントはゼロにセットされ、ポインタはデータの開始位置に一 致される。各転送の後に、バッファオフセットが、時としてバッファ長と呼ばれ る局部メツセージバッファのデータ領域の長さ分増分される。

従って、バッファオフセットが書き込まれる情報の長さよりも小さい場合には、 機能ＮＥＴＷＲＩＴＥは、局部メツセージバッファの長さと情報バッファの残る 書き込みデータの長さを比較する。情報バッファに残る書き込みデータの長さが 、局部メソセージバッファの長さよりも大きい場合には、長さは変更されない。

しかしながら、残りの書き込みデータの長さが局部メツセージバッファの長さよ りも小さい場合には、長さが残りのデータ長にセットされる。

転送の為のバッファ長が決定されると、書き込みメツセージ１６０−Ｗの８ハイ ドのヘッダが局部メツセージバッファに生成される。与えられたファイルのハン ドルはバイト０８ｈ及び０９ｈのセットされ、次いで転送されるデータが上述し たように圧縮される。圧縮データの長さは、メツセージのパイ）ＯＡｈ及びＯＢ ｈにセットされ、圧縮データがＯＣｈ以降に与えられる。転送機能ＴＳＥＮＤが 、メツセージを遠隔ノードに転送するために使用され、機能ＴＳＥＮＤが正常終 了すると、転送機能ＴＲＥＣＥ　ＩＶＥがコールされる。

機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが正常終了し、第２０Ｂ図に示す返信メツセージ１６ ０−ＲＷを受信すると、レジスタＡＸには、返信メツセージのバイトＯＡｈ及び ＯＢｈがセットされる。

返信メソセージのバイト０８ｈ及び０９ｈがエラーを示している場合には、キャ リーフラグがセットされ、処理は前述のようにユーザーアプリケーションに戻さ れる。エラーが発生しなかった場合には、結果の値とバッファ長が比較される。

結果がバッファ長よりも小さい場合には、オペレーティングシステムはデバイス がフルとなると書き込みを中止し、エラーメンセージを発生しないので、遠隔デ バイスがフルの状態である。こうしたエラーが生じた場合、及びバッファ長が結 果よりも大きい場合、結果がバッファオフセットの現在値に加えられる。この和 はレジスタＡＸにセットされ、処理は、上述したように、ユーザーアプリケーシ ョンに戻される。従って、ユーザーアプリケーションは返された長さと情報の長 さを比較してエラーの発生を確認する。

バッファ長と返信メツセージの結果が同一の場合、バッファ長をバッファオフセ ットに加算することによりバッファオフセットが増分され、転送処理が、バッフ ァオフセットが情報の長さに一致するまで反復される。バッファオフセットが情 報の長さと等しくなると、バッファオフセットがレジスタＡＸに書き込まれ、処 理が、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが返信メツセージの受信に失敗するか、若しくは機能 ＴＳＥＮＤがメツセージの送信に失敗した場合には、キャリーフラグがセットさ れ、オペレーティングシステムのネットワークエラーのエラーコードがレジスタ ＡＸに書き込まれる。次いで、処理が前述のようにユーザーアプリケーションに 戻される。

リードファイルサービス３Ｆｈのハンドリング機能は、機能ＮＥＴＲＥＡＤをコ ールする。ＮＥＴＷＲＩＴＥと同様に機能する機能ＮＥＴＲＥＡＤには、読み出 すファイルのハンドルと読み出す情報を格納したバッファポインタ及びバッファ 長と、局部メツセージバッファのポインタが与えられる。

ＮＥＴＲＥＡＤのよって発生されるメンセージ１６〇−ＲＥＡＤは、第２１Ａ図 に示されており、サーバーからの返信メツセージ１６０−ＲＲＥＡＤは第２１Ｂ 図に示されている。

機能ＮＥＴＲＥＡＤのコールにおいて与えられたハンドルは、読み出し動作のＳ ＩＤを獲得するためのハンドルテーブルのインデックスとして用いられる。情報 バッファのデータ長は、局部メツセージバッファの長さよりも大きい可能性があ るので、バッファオフセットと呼ばれるポインタが転送される情報バンファのデ ータ部分を追跡する。最初に、バッファオフセットはゼロにセットされ、ポイン タはデータの開始位置に一致される。各転送の後に、バッファオフセットが、時 としてバ・ンファ長と呼ばれる局部メンセージバッファのデータ領域の長さ分増 分される。

読み出しメツセージ１６０−ＲＥＡＤの８バイトのヘッダが局部メツセージバッ ファに生成される。与えられたファイルのハンドルはハイド０８ｈ及び０９ｈの セットされ、読み出されるデータの長さは、メソセージのハイドＯＡｈ及びＯＢ ｈにセットされる。転送機能ＴＳＥＮＤが、メソセージを遠隔ノードに転送する ために使用され、機能ＴＳＥＮＤが正常終了すると、転送機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　 ＶＥがコールされる。

機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが正常終了し、第２１Ｂ図に示す返信メツセージ１６ ０−ＲＲＥＡＤを受信し、返信メソセージのバイト０８ｈ及び０９ｈがエラーを 発生を示していない場合には、返信メツセージのデータが情報ハンファに復元さ れる。続いて、バッファオフセットが復元されたデータ長にセットされる。次に 、返信メツセージのバイトＯＣｈ及びＯＤｈのモアフラグが調べられ、遠隔ノー ドからさらに転送されるデータがあるかどうかが確認される。モアフラグがセッ トされている場合には、処理は、転送機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥに戻る。モアフ ラグがセットされていない場合には、全てのデータが受信されており、レジスタ ＡＸには読みだしたデータ長を示すバッフ７オフセツトがセットされる。処理が 、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。機能ＴＲＥＣＥＩＶＥが 返信メツセージの受信に失敗した場合には、再受信が試みられる。

しかしながら、返信メツセージにエラーの発生が示された場合には、レジスタＡ Ｘには、返信メツセージのハイドＯＡｈ及びＯＢｈに示された受信した長さがセ ットされる。これは、エラーコードが遠隔ノードのオペレーティングシステムに よって発生された場合である。キャリーフラグがセントされ、処理は、前述と同 様に、ユーザーアプリケーションに戻される。同様に、機能ＴＳＥＮＤがメツセ ージの送信に失敗した場合には、キャリーフラグがセットされ、オペレーティン グシステムのネットワークエラーを示すエラーコードがレジスタＡＸにセントさ れ、処理は、前述と同様に、ユーザーアプリケーションに戻される。

Ｌｓｅｅｋサービス４２ｈのハンドリング機能は、機能ＮＥＴＬＳＥＥＫをコー ルする。機能ＮＥＴＬＳＥＥＫには、アクセスするファイルのハンドルとオフセ ット値とシークモードを示すリレーション表示子と局部メンセージバッファのポ インタが与えられる。機能ＮＥＴＬＳＥＥＫのコールにおいて与えられたハンド ルは、シーク動作のＳＩＤを獲得するためのハンドルテーブルのインデックスと して用いられる。

次にメツセージ１６０−３ＥＥＫの８ハイドのメツセージヘッダが局部メツセー ジバッファの生成される。与えられたハンドルは、メツセージバッファのバイト ０８ｈ及び０９ｈにセットされ、与えられたファイルオフセットはバイトＯＡｈ 乃至ＯＤｈにセットされ、与えられたりレーションはハイドＯＥｈ及びＯＦｈに セントされる。従って、第２２Ａ図に示すメツセージ１６０−３ＥＥＫが生成さ れる。

転送機ｎ　Ｔ　Ｓ　Ｅ　Ｎ　Ｄが、サーバーノードにメンセージ１６０−３ＥＥ Ｋを送信するためにコールされる。機能ＴＳＥＮＤが正常終了すると、サーバー ノードからの返信メソセージ１６０−Ｒ３ＥＥＫ　（第２２Ｂ図）を受信するた めに転送機能ＴＲＥＣＥＩＶＥがコールされる。転送機能ＴＲＥＣＥＩＶＥが正 常終了し、返信メツセージのエラーコード（ハイド０８ｈ、０９ｈ）にエラーが 示されている場合には、レジスタＡＸには、返信メツセージのバイトＯＡｈ及び ＯＢｈの返されたエラーがセントされ、キャリーフラグがセットされる。処理が 、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

しかしながら、シーク動作においてエラーが発生されなかった場合、レジスタＡ Ｘには返信メツセージ１６０−Ｒ３ＥＥＫのハイドＯＣｈ及びＯＤｈがセントさ れ、レジスタＤＸには、返信メツセージのバイトＯＥｈ及びＯＦｈがセットされ る。返信メツセージのＯＣｈ乃至ＯＦｈは、新たなファイルオフセットである。

処理が、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

サービスＣｈｍｏｃｔ４３ｈのハンドリング機能は、機能ＮＥＴＣＨＭＯＤをコ ールする。サービスＣｈｍｏｄは、遠隔ファイルの属性のセットまたは獲得に使 用される。従って、機能ＮＥＴＣＨＭＯＤには、ＳＩＤと、属性と、ファイルの 属性をセットするのか獲得するのかを示すフラグ、遠隔ドライブの表示子、ファ イルのパス名及び局部メツセージバッファのポインタが与えられる。

与えられた情報を使用して、機能ＮＥＴＣＨＭＯＤは、局部メツセージバッファ に第２３Ａ図に示すメツセージ１６０−ＣＨＭＯＤを生成する。ＳＩＤ、Ｊｉ性 、機能コード（与えられたフラグ）及びバス長が、バイト０８ｈ及び０９ｈ、Ｏ Ａｈ及びＯＢｈ、ＯＣｈ及びＯＤｈにそれぞれセットされる。

パスは、局部メツセージバッファにコピーされ、与えられたドライブ表示子に基 づいてドライブ塩及びコロンに付属される。

転送機能ＴＳＥＮＤが、遠隔サーバーノードに完全なメツセージを作成されたメ ツセージを送信するために使用される。

機能ＴＳＥＮＤが正常終了すると、転送機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥがコールされ て、遠隔サーバーノードからの返信メツセージを受信する。機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ 　ＶＥが第２３Ｂ図に示す返信メツセージの受信に成功すると、レジスタＡＸに は、返信メツセージのハイドＯＡｈ及びＯＢｈがセットされる。遠隔ノードの動 作が正常終了すると、これらのバイトには属性が格納される。さもな（ば、これ らのバイトはエラーコードを持つ。返信メツセージのエラーコードバイトｏ８ｈ 及びｏ９１１がエラーを示している場合には、キャリーフラグがセ・ントされ、 処理は、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。一方、これらのバ イトがエラーを示していない場合には、レジスタＣｘは、レジスタＡＸの値にセ ットされ、処理は、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが返信メツセージの受信に失敗するか、叉が機能ＴＳ ＥＮＤがメツセージの送信に失敗した場合には、キャリーフラグがセットされ、 レジスタＡＸにオペレーティングシステムのネットワークエラーのエラーコード がセットされ、処理は、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

カレントディレクトリ獲得サービス４７ｈの機能０９ｈは、遠隔ドライブの指定 されたバスをカレントディレクトリとして獲得する為に用いられる。従って、カ レントディレクトリ獲得サービスのハンドリング機能が機能ＮＥＴＧＥＴＤ　Ｉ 　Ｒをコールすると、、ＳＩＤと、遠隔ドライブ表示子、遠隔ドライブのパス塩 、及び局部メンセージバッファのポインタが、機能ＮＥＴＧＥＴＤ　Ｉ　Ｒに与 えられる。与えられた情報を使用して、機能ＮＥＴＧＥＴＤ　Ｉ　Ｒは、局部メ ンセージハ・７フアに第２４Ａ図にしめずメソセージ１６０−ＧＤＩＲへのヘッ ダを発生する。メンセージのハイド０８ｈ及び０９ｈには与えられた遠隔ドライ ブ表示子がセットされる。返信ポインタは、返信バッファのＯＥｈの位置に初期 設定される。機能ＮＥＴＧＥＴＤＩＲは、転送Ｊｉｇ（７）ＴＳＥＮＤを：１− ルｌ、、テサーバーノードにメツセージを送信する。

機能ＴＳＥＮＤが正常終了すると、機能ＮＥＴＧＥＴＤ　ＩＲは転送機能ＴＲＥ ＣＥＩＶＥをコールする。ＴＲＥＣＥＴＶＥが返信メツセージ１６０−ＲＧＤＩ Ｒ（第２４Ｂ図）の受信に成功すると、レジスタＡＸにはバイ１−ＯＡｈ及びＯ Ｂｈの拡張されたエラーコードがセットされる。返信メツセージのエラーコード バイトｏｓｈ及び０９ｈがエラーを示す場合には、キャリーフラグがセットされ 、処理は、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。一方、これらの バイトがエラーを示していない場合には、返信メツセージのパス塩が、上述した ように機能ＮＥＴＧＥＴＤ　Ｉ　Ｒのコール時に与えられたパス塩にコピーされ る。

機能ＴＲＥＣＥＩＶＥが返信メツセージの受信に失敗するか、または機能ＴＳＥ ＮＤがメツセージの送信に失敗すると、キャリーフラグがセットされ、オペレー ティングシステムのエラーコードがレジスタＡＸにセットされる。処理は、前述 と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

セツション終了サービス４Ｃｈは、局部的に処理されるので、メンセージ構造は 不要である。セツション終了サービスのハンドリング機能は、機能ＮＥＴＴＥＲ Ｍ　Ｉ　ＮＡＴＥをコールし、この機能ＮＥＴＴＥＲＭＩ　ＮＡＴＥは、これが 遠隔ノードとの動作状態の接続である場合には、上述の機能ＶＤＩ　５ＣＯＮＮ ＥＣＴをコールする。機能ＶＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴをコールした後、仮想ネ・ノ ドワーク管理機能は、非動作状態と識別され、処理はオペレーティングシステム に戻る。

先頭検出サービス４Ｅｈは、特定のファイル仕様に一致する最初のファイルを検 出する。このサービスは、オペレーティングシステムによってディスク転送エリ ア（ＤＴＡ）として規定された構造を使用する。従って、全てのコンピュータに おいてこの機能を適正に行うために、最初に″仮想ネットワーク管理機能の動作 を開始する以前に、局部割込み２１ｈが、先頭検出サービスを実行しなければな らないことを検出する。

この動作は効果的にＤＴＡを初期化し、これを使用可能とする。

先頭検出サービスのハンドリング機能は、機能ＮＥＴＦ　ＩＮＤＦＩＲ３Ｔをコ ールする。機能ＮＥＴＦ　ＩＮＤＦ　ＩＲ３Ｔには、ＳＩＤと、ファイルの属性 、遠隔ドライブの表示子、パス及び局部メツセージバッファのポインタが与えら れる。

機能ＮＥＴＦ　ＩＮＤＦ　ＩＲ３Ｔは、第２５Ａ図に示すメツセージ１６０−Ｆ Ｆに、他の機能の０９ｈサービスにおいて前述したのと同様の要領で先頭検出サ ービスのために標準の８ハイドのヘッダを形成する。

メツセージヘッダが形成されると、パス塩がドライブ塩に加えられ、局部メツセ ージヘッダァにコロンがコピーされる。

ドライブ塩は、機能ＮＥＴＦ　ＩＮＤＦ　ＩＲ３Ｔに与えられたドライブ識別子 によって決定される。機能ＮＥＴＦＩＮＤＦＩＲ３Ｔに与えられたファイルの属 性は、局部メツセージバッファのハイド０８ｈ及び０９ｈにセントされ、バス長 はハイドＯＡｈ及びＯＢｈにセントされる。前述したように、仮想ネットワーク を介してメツセージを送信するためにＴＳＥＮＤが使用され、ＴＳＥＮＤが正常 終了した場合には、機能ＴＲＥＣＥＩＶＥがコールされ、ＳＩＤで示されたサー バーからの返信メツセージ１６０−ＲＦＰ（第２５Ｂ図）を受信する。

機能ＴＲＥＣＥＩＶＥがメツセージの受信に成功すると、レジスタＡＸには、返 信メツセージ１６０−ＲＦＰ（第２５Ｂ図）のバイトＯＡｈ及びＯＢｈに展開さ れたエラーコードがセットされる。返信メツセージのエラーコードバイト０８ｈ 、０９ｈがエラーを示している場合には、キャリーフラグがセットされ、処理は 、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。一方、これらのバイトが エラーを示していない場合には、返信メソセージの２８ｈバイトの結果がカレン トのＤＴＡにコピーされ、処理は、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻 される。

機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが返信メツセージの受信に失敗するか、または機能Ｔ ＳＥＮＤがメツセージの送信に失敗すると、キャリーフラグがセットされ、オペ レーティングシステムのエラーコードがレジスタＡＸにセットされる。処理は、 前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

次項検出サービス４Ｆｈは、特定のファイル仕様に一敗する次のファイルを検出 する。このサービスは、一般に、先頭検出サービス４Ｅｈのあとで使用される。

従って、サーチ処理は既に初期化されている。このため、次項検出サービスのハ ンドリング機能は、機能ＮＥＴＦ　ＩＮＤＮＥＸＴをコールする時、機能ＮＥＴ Ｆ　ＩＮＤＮＥＸＴには、ＳＩＤ及び局部メツセージバッファのポインタのみが 与えられる。機能ＮＥＴＦ　Ｉ　ＮＤＮＥＸＴは、第２６Ａ図に示すメツセージ １６０−ＦＮに、他の機能の０９ｈサービスにおいて前述したのと同様の要領で 先頭検出サービスのために標準の８バイトのヘッダを形成する。メツセージへ・ ンダが形成されると、先頭検出サービスによって返されたＤＴＡのコピーがメツ セージのデータエリアにコピーされる。メツセージ形成後の動作は、上述したメ ツセージ発生後の機能ＮＥＴＦ　ＩＮＤＦ　ＩＲ３Ｔの動作と同一である。上記 の動作は、ここで説明の一部として援用する。

リネームサービス５６ｈは、遠隔ドライブのファイルのファイル名を変更する。

リネームサービスのハンドリング機能は、機能ＮＥＴＲＥＮＡＭＥをコールする 。機能ＮＥＴＲＥＮＡＭＥには、ＳＩＤと、ファイル名を変更するファイルの遠 隔ドライブ識別子、ファイル名を変更するファイルのバス塩、変更したファイル 名のパス及び局部メノセージバッファのポインタが与えられる。機能ＮＥＴＲＥ ＮＡＭＥは、第２７Ａ図に示すメンセージ１６０−ＲＥＮに、他の機能の０９ｈ サービスにおいて前述したのと同様の要領で先頭検出サービスのために標準の８ ハイドのヘッダを形成する。メツセージヘッダが形成されると、パス塩がドライ ブ塩に加えられ、局部メソセージバッファにコロンがコピーされる。パス塩は、 ゼロで終わるものとされる。ドライブ塩は、機能ＮＥＴＩＩＩＥＮＡＭＥに与え られたファイル名を変更するファイルのドライブ識別子によって決定される。こ のパス塩の長さは、局部メツセージヘッダァのバイト０８ｈ及び０９ｈにセント される。ファイル名を変更されたファイルのバス塩はドライブ塩及びコロンに加 えられ局部メツセージバッファの第一のパスの次にコピーされる。バス塩はゼロ で終わるものとされる。ドライブ塩は、機能ＮＥＴＲＥＮＡＭＥに与えられたフ ァイル名を変更されたファイルのドライブ識別子によって決定される。このパス 塩の長さは、局部メツセージバッファのハイドＯＡｈ及びＯＢｈにセットされる 。

前述したように、仮想ネットワークを介してメツセージ１６０−ＲＥＮを送信す ルタめにＴＳＥＮＤが使用され、ＴＳＥＮＤが正常終了した場合には、機能ＴＲ ＥＣＥ　ＩＶＥがコールされ、ＳＩＤで示されたサーバーからの返信メツセージ １６０−ＲＲＥＮ（第２７Ｂ図）を受信する。

機能ＴＲＥＣＥｒＶＥがメツセージ１６０−ＲＲＥＮ（第２７Ｂ図）の受信に成 功すると、レジスタＡＸには、返信メンセージ１６０　ＲＲＥＮのバイトＯＡｈ 及びＯＢｈがセラ１−される。返信メツセージのエラーコードバイト０８ｈ、０ ９ｈがエラーを示している場合には、レジスタＡＸに返信メツセージ（第２７Ｂ 図）のバイトＯＡｈ及びＯＢｈがセットされる。キャリーフラグがセントされ、 処理は、前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが返信メツセージの受信に失敗するか、または機能Ｔ ＳＥＮＤがメツセージの送信に失敗すると、キャリーフラグがセットされ、オペ レーティングシステムのエラーコードがレジスタＡＸにセットされる。処理は、 前述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

機能０９ｈのファイルデータ及び時間の獲得／セット５７ｈは、遠隔ファイルの ためのデータ及び時間の獲得及び遠隔ファイルへのデータ及び時間のセントの双 方に用いられる。

サービス５７ｈのハンドリング機能は、機能’ＮＥＴＤＡＴＡＴＩＭＥをコール する。ファイルのハンドル、獲得動作とセット動作を区別するための機能表示子 、セント動作の為のデータと時間及び局部メツセージバッファのポインタが、ハ ンドリング機能によって、機能ＮＥＴＤＡＴＡＴ　ＩＭＥに与えられる。機能Ｎ ＥＴＤＡＴＡＴＩＭＥは、他の機能の０９ｈサービスにおいて前述したのと同様 の要領でサービス５７ｈのための第２８Ａ図に示すメツセージ１６０−ＧＴに標 準の８バイトのヘッダを形成する。与えられたハンドルを使用してファイルハン ドルテーブルからＳＩＤが獲得される。メツセージヘッダが形成されると、ハン ドルが０８ｈ及び０９ｈにセントされ、機能表示子がＯＡｈ及びＯＢｈにセット され、時間がパイ）ＯＣｈ及びＯＤｈにセットされ、データがＯＥｈ及びＯＦｈ にセットされる。

前述したように、仮想ネットワークを介してメツセージを送信するためにＴＳＥ ＮＤが使用され、ＴＳＥＮＤが正常終了した場合には、機能ＴＲＥＣＥＩＶＥが コールされ、ＳＩＤで示されたサーバーからの返信メツセージ１６０−ＲＧＥＴ （第２８Ｂ図）を受信する。

機能ＴＲＥＣＥＩＶＥがメツセージ１６０−ＲＣ；ＥＴ　（第２８Ｂ図）の受信 に成功し、返信メツセージのエラーコードハイｌ−０８ｈ及び０９ｈがエラーを 示していない場合には、レジスタＡＸにゼロがセットされる。レジスタＤＸには 返信メツセージのバイトＯＣｈ及びＯＤｈのデータがセットされる。レジスタＣ Ｘは、バイトＯＡｈ及びＯＢｈの時間がセットされる。処理は、上述したように 、ユーザーアプリケージ返信メツセージのエラーコードバイト０８ｈ、０９ｈが エラーを示している場合には、レジスタＡＸに返信メツセージ（第２７Ｂ図）の バイトＯＡｈ及びＯＢｈがセットされる。

キャリーフラグがセットされ、処理は、前述と同様にユーザーアプリケーション に戻される。

機能ＴＲ，ＥＣＥＩＶＥが返信メツセージの受信に失敗するか、または機能ＴＳ ＥＮＤがメツセージの送信に失敗すると、キャリーフラグがセントされ、オペレ ーティングシステムのエラーコードがレジスタＡＸにセットされる。処理は、前 述と同様にユーザーアプリケーションに戻される。

機能ＯＡｈの５ＥＲＶＥサービスのハンドリング機能は、アプリケーション層の 機能ＶＳＥＲＶＥをコールする。ハンドリング機能は、サーバーノードとの通信 速度、遠隔ノードからの返信を待つ時間間隔を示すタイムアウト値、仮想ネット ワークを形成するために使用されるボート、データセグメントのレジスタ値、余 りのセグメントのレジスタ値及び上述したように一部メッセージハンドラ、ステ ータスイベントハンドラ、ユーザー終了ハンドラを含むコールアウト構造のポイ ンタを与える。コールアウト構造のためのバイトマツプ１６０−Ｃ３ＲＴＲＵＣ Ｔは第３０図に示されている。

機能ＶＳＥＲＶＥは、最初に、仮想ネットワーク管理機能が動作状態であること を確認する。仮想ネットワーク管理機能が動作状態ではない場合には、フラグが ユーザーアプリケーションに返され、仮想ネットワーク管理機能が動作していな いことが示される。

仮想ネットワーク管理機能が動作中であるか否かのチェックの後に、サーバーの ステータスが動作状態にセットされ上述した機能ＶＬＩＳＴＥＮがコールされて 、遠隔ノードからの接続要求を待つ。接続要求を受け取ると機能ＶＬＩＳＴＥＮ はＳＩＤを提供し、ＶＳＥＲＶＥは機能ＶＬＩＳＴＥＮによって与えられた値に 等しい値にＳＩＤをセントする。ＳＩＤがゼロよりも大きい値でない場合には、 サーバーステータスが、非動作状態にセットされ、ＳＩＤがユーザーアプリケー ションに返される。

ＳＩＤがゼロよりも大きい場合には、機能〜５ＥＲＶＥは、最初に重大エラーハ ンドラインターセプトをセットアンプする。重大エラーハンドラ当業者において 周知の要領で機能を停止させる。例えば、アール、ダンカン（Ｒ，Ｄｕｎｃａｎ ：　（Ｗ集音））のｒＭＳ−ＤＯ３百科辞典（Ｔｈｅ　ＭＳ−ＤＯＳ　Ｅｎｃｙ ｃｌｏｐｅｄｉａ）　Ｊ　フィクロソフト　プレス、ワシントン州しドモンド、 ３９０乃至３９８頁（１９８８年）、参照。

次に、機能ＶＳＥＲＶＥは、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮをコールする。機能ＳＥ ＲＶＥＲＭＡＩＮは、以下により詳細に説明する。機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮは 、以下の一つ終了動作を行う。

（ｉ）　タイムアウトではないエラーの受信した時（ｉ　ｉ）　いずれかの送信 エラーが発生した時（ｉ　ｉ　ｉ）　ユーザー終了ハンドラがゼロ以外の値を返 した時 （ｉｖ）　一般送信及び受信を含むいずれかのサーバー機能がエラー値を返した 時 重大エラーハンドラをリセットするために機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮから機能Ｖ ＳＥＲＶＥに戻る場合、サーバーステータスは非動作状態にセットされる。ＳＥ ＲＶＥＭＡＩＮの結果は、ユーザーアプリケーションに返される。

機能ＶＳＥＲＶＥによって、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮには、ＳＩＤ、データセ グメントのレジスタ値、余りのセグメントのレジスタ値、及びコールアウト構造 のポインタが与えられる。機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮは、サーバーの機能ディス パンチャー出あり、この機能は遠隔ノードである第一のコンピュータからメンセ ージを受取り、局部的にメンセージによって指定された動作を行い、返信メツセ ージを生成して遠隔ノードに送信する。従って、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡ■Ｎは、 機能ＶＳＥＲＶＥがユーザーアプリケーション２０１によってコールされたとき に、上述した機能０９ｈ及び機能ＯＡｈのサービス毎に返信メツセージを発生す る。

機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮのエントリ時点において、カレントＤＴＡが獲得され 、変数、即ちそのアトし・スに格納されている変数に関連づけされる。コールア ウトテーブルが定義され、コールアウトテーブルが定義されたステータスイベン トハンドラ、この実施例においては、非無効のエントリ、を持っている場合、コ ールアウトテーブルのステータスイベントハンドラのアドレスにはイベントコー ルアウトがセットされる。イベントコールアウトレジスタＤＳは、与えられたデ ータセグメントのレジスタ値にセットされ、イベントコールアウトレジスタＥＳ は、与えられた余りのセグメントの値にセットされる。一つの実施例によるステ ータスイベントハンドラのバイト構造は、第３１図に示されている。

機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮは、次に、コールアウトテーブル（第３０図）のユー ザー終了ハンドラが定義されていることを確認する。ユーザー終了ハンドラが定 義されている場合、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮは、上述したユーザー終了ハンド ラをコールする。ユーザー終了ハンドラが、ゼロを返した場合、以下に述べるよ うに処理が続行される。ゼロでない値が返された場合には、ユーザー終了フラグ がセットされ、処理はサーバーエラー終了処理に移る。サーバーエラー終了処理 は、サーバーをクローズするために必要なりリーンアップ動作を行い、転送層の 機能ＴＤ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴをコールする。機能ＴＤ　ｌ５ＣＯＮＮＥＣＴ が完了すると、エラーがユーザーアプリケーションに返される。

ユーザー終了ハンドラが定義されていない場合、またはユーザー終了ハンドラが ゼロを返した場合には、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮは、転送層の機能ＴＲＥＣＥ 　ＩＶＥをコールする。機能ＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥがタイムアウトエラーを発生 すると、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡ　ＩＮは処理を、ユーザー終了ハンドラが定義さ れているか否かを判定するステップに戻す。機能ＴＲＥＣＥ　ＩＶＥが他のエラ ーを発生した場合には、処理は、上述したサーバーエラー終了処理に移される。

機能ＴＲＥＣＥ　ＩＶＥがメツセージの受信に成功すると、メツセージの最初の ４バイトがチェックされ、識別子がメツセージが仮想ネットワーク管理機能によ って送信されたものであることを示しているか否かが確認される。適切な識別子 が定義されていない場合には、処理はユーザー終了ハンドラが定義されているか 否かの判定ステップに戻される。さもなくば、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮは、上 述したアプリケーション層の機能ＶＳＴＡＴＵＳをコールする。機能ＳＥＲＶＥ ＲＭＡＩＮが機能ＶＳＴＡＴＵＳをコールした後に、ステータスイベントハンド ラが定義されると、ステータスバッファのアドレスによってステータスイベント ハンドラがコールされる。

メツセージの第六番目の機能番号が一部メッセージを示していない場合には、メ ツセージの第六番目のハイドに対応するサーバーの機能がコールされる。これら の機能は、以下により詳細に説明する。機能が完了すると、コールされたサーバ ーの機能によって発生された返信メッセージ長が、以下に説明する処理を行うた めに格納される。

メツセージの第六番目のバイトが一部メッセージを示している場合には、記憶さ れたメッセージ長がゼロにセットされる。コールアウト構造中に一部メッセージ ハンドラが定義されている場合には、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮは、一般メッセ ージハンドラを、レジスタＣＸ及びメツセージのデータ長、レジスタＢＸの局部 メツセージバッファのサイズ、レジスタ対ＤＸ：ＡＸのメツセージデータのアド レスを与えることによりコールする。一般メッセージハンドラは、要求にサービ スして、新しいデータによって局部メツセージバッファを更新し、更新されたメ ツセージバッファの長さまたはレジスタＡＸのエラーコードを返す。ユーザーア プリケーションは一部メッセージハンドラを提供する必要があるため、実際の動 作または一部メッセージハンドラによって行われる動作は、ユーザーアプリケー ションによって定義される。しかしながら、一般メッセージハンドラは、第９Ａ 図のメツセージを分解して第９Ｂ図のメンセージのための情報を発生する。

一般メッセージハンドラによって返される長さは、以下に説明する処理の為に格 納される。長さがゼロよりも大きい場合には、８ハイドの発生された返信メソセ ージのヘッダ（第９Ｂ図）が、局部メツセージバッファに形成され、メッセージ 長は一部返信メッセージのハイド０８ｈ及び０９ｈにセットされる。記憶された 長さは、メッセージ長で更新される。

特定のサーバー機能または一部メッセージハンドラによる処理終了後に、記憶さ れた長さがゼロよりも大きい場合には、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮが、ハンドラ が定義されている場合には、再びステータスイベントハンドラをコールする。ハ ンドラをコールした後、転送層の機能ＴＳＥＮＤがコールされ、遠隔ノードに返 信メツセージを送信する。機能ＴＳＥＮＤがエラーを返した場合には、処理は、 上述のサーバーエラー終了処理に移行する。

ステータスイベントハンドラが定義されていないか、または機能ＴＳＥＮＤがエ ラーを返さなかった場合で、かつ記憶された長さがゼロよりも小さい場合には、 処理が、上述のサーバーエラー終了処理に移される。一方、記憶された長さがゼ ロよりも大きい場合には、処理はユーザー終了ハンドラが定義されているか否か のチェックステップに戻される。

機能０９ｈの各機能（表３）は、ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮによってコールされるカ ウンタバートを有している。一般に、これらの機能は送信されたメツセージを分 解し、メツセージの情報をレジスタを適当な値にセットするために使用し、局部 オペレーティングシステムに割込み２１ｈを発生する。機能は、割込み２１ｈに よって供給された情報を機能の返信メソセージの発生のために使用する。特に、 ディスク選択ＯＥｈ、空きスペース確保３６ｈ、ディレクトリ作成３９ｈ、ディ レクトリ削除３Ａｈ、ディレクトリ変更３Ｂｈ、ファイル削除４ｔｈ、モード変 更４３ｈ、］５ｅｅｋ４２ｈ、ファイル名変更５６ｈ及びデータ及び時間獲得５ ７ｈが、この場合にフェイルする。他の機能０９ｈのサービスは以下に説明する ように付加的な動作を必要とする。

作成３Ｃｈ及びオーブン３Ｄｈにサービスするサーバーの機能は、到来するメツ セージを分解し、適当な割込み２１ｈのサービスを起動する。８バイトの返送メ ツセージのヘッダ（第１７Ｂ図及び第１８Ｂ図）を形成した後、オペレーティン グシステムから返された結果は、返信メツセージのバイトＯＡｈ及びＯＢｈにセ ットされる。オペレーティングシステムが、キャリーフラグをセットした場合に は、本実施例においては、返信メツセージのエラーコードバイト０８ｈ及び０９ ｈは１にセットされる。キャリーフラグがセットされていない場合には、局部フ ァイルハンドルテーブルに空きスロットが検出される。空きスロットのＳＩＤは 到来するメツセージのＳＩＤにセットされ、スロットにはオペレーティングシス テムによって返された結果、即ちハンドルがセットされる。

返信メツセージのサイズは、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮに返される。

サーバー機能のクローズ３Ｅｈのサービスは、作成３Ｃｈ及びオーブン３Ｄｈの 機能と同様である。相違は、この機能が、到来するメツセージのＳＩＤに対応す るハンドルを局部ファイルハンドルテーブルでサーチすることである。ＳＩＤに 対応するハンドルが正当なハンドルである場合には、ＳＩＤ及びハンドルの双方 がゼロにセットされる。

サーバーの機能のり一ド３Ｆｈのサービスは、読み出されるデータの長さく到来 するメツセージのＯＡｈ及び０Ｂｈ（第２１Ａ図））が返信メツセージのデータ 領域よりも大きい可能性があるので、幾分複雑になる。従って、この機能は、到 来するメツセージを分解してファイルハンドルと読み出すデータの長さを獲得す る。リード長が返信メツセージのデータ長よりも大きい場合には、リードが最終 のリードを除く全てのリードの読み出しデータが返信メツセージのデータ領域を 埋める長さとなるように一連のリードに分割される。オペレーティングシステム によって返されるリードの長さは、前回のリードに長さに加算され、記憶値と返 信メツセージからのリード長の比較によりリードが完了したことが示されるよう に、セーブされる。前述したように読み出されたデータは圧縮され、局部メツセ ージバッファに格納される。圧縮されたデータの長さは、返信メツセージのバイ ｌ−０Ａｈ及びＯＢｈにセットされる。

オペレーティングシステムが、リードにおけるエラーを示すためにキャリーフラ グをセットした場合には、本実施例においては返信メツセージ（第２１Ｂ図）の バイト０８ｈ及び０９ｈがゼロ以外の値にセットされる。オペレーティングシス テムのエラーが発生せず、さらに読み出すバイトがある場合には、モアフラグが セットされるが、さらに読み出すバイトがない場合にはモアフラグはセットされ ない。次に、ハンドラが定義されている場合には、ステータスイベントハンドラ がコールされる。ハンドラをコールした後に、転送層の機能ＴＳＥＮＤが、返信 メツセージを遠隔ノードに送信するためにコールされる。機能ＴＳＥＮＤがエラ ーを返した場合には、処理は、上述のサーバーエラー終了処理に移行する。機能 ＴＳＥＮＤがエラーを返さない場合には、全てのバイトが送信されるまでこの処 理が反復される。全てのバイトが送信されると、長さゼロが機能ＳＥＲＶＥＲＭ ＡＩ　Ｎに返される。

サーバーの機能のライ）４０ｈのサービスは、到来するメツセージ（第２０Ａ図 ）を分解し、上述したようにデータを復元し、割込み２１ｈのライトを起動する 。機能は、次いで局部メッセージバッファに返信メツセージ（第２０Ｂ図）の８ バイトのヘッダを形成し、返信メツセージのバイトＯＡｈ及びＯＢｈにオペレー ティングシステムから与えられる結果をセットする。オペレーティングシステム によってキャリーフラグがセットされている場合には、返信メツセージのエラー コードがゼロ以外の値にセットされる。返信メツセージの長さは、機能ＳＥＲＶ ＥＲＩＣＥＭＡＩＮに返される。

サーバーの機能のディレクトリ獲得４７ｈのサービスは、到来するメツセージ（ 第２４Ａ図）を分解して、割込み２１ｈのディレクトリ獲得サービスを起動する 機能は、次いで、返信メソセージ（第２４Ｂ図）の８バイトのヘッダを形成し、 返信メツセージのハイ１−ＯＡｈ及びＯＢｈにオペレーティングシステムから与 えられる結果をセントする。オペレーティングシステムによってキャリーフラグ がセントされている場合には、返信メツセージのエラーコードが１にセットされ 、パス長（ハイ）ＯＣｈ及び０Ｄｈ）が本実施例においては２にセットされる。

キャリーフラグがセントされていない場合には、バスが局部メツセージバッファ にコピーされ、パス長が適当な長さにセットされる。返信メンセージの長さは、 機能５ＥＲＶＥＲＩ　ＣＥＭＡ　Ｉ　Ｎに返される。

サーバーの機能の先頭検出４Ｅｈと次項検出４Ｆｈは、上記したサーバーのライ ト４０ｈの機能と同様であり、その相違は、適当な割込み２１ｈがコールされ、 到来するメツセージ（第２５Ａ図及び第２６Ａ図）の第六番目のハイドに示され たサービスが実行される点である。また、前述したように、ＤＴＡは、返信メツ セージのデータ領域にコピーされる（第２５Ｂ図及び第２６Ｂ図）。

機能ＯＡｈのサービスに関して、一般メッセージハンドラは、上述したようにＶ ＳＥＮＤ及びＶＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥ（７）メツセージを処理する。ＶＤ　Ｉ　５ ＣＯＮＮＥＣＴのメツセージ（第８図）に対応して、オーブンされたファイルが メツセージのＳＩＤに対してチェックされる。オーブンされたファイルがＳＩＤ を持っている場合には、ファイルがクローズされる。続いて、転送層の機能ＴＤ 　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴがコールされ、長さゼロが機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩ　Ｎ に返される。接続が既になされており、ステータスは局部コマンドのみであり、 ネットワークを介しては何等のメツセージも送信されないので、サーバーはＶＬ ＩＳＴＥＮ及びＶＳＴＡＴＵＳには応答しない。ＶＲＥＳＥＴは単にリセットを 行い、ネットワークを介しては何も昇進されないのでサーバーは応答しない。

サービスマツプＦＤｈのためのサーバーに機能ＭＡＰＤＲ■は、到来するメツセ ージ（第１０Ａ図）に応答する。仮想□コンピュータにおいて遠隔ドライブをア クセスする上で、二つの問題が生しる可能性がある。一つ目は、要求されたドラ イブは、遠隔ノードに物理的に存在しない場合である。第二番目ば、遠隔ノード ＭＮＯオペレーティングシステムは、仮想ネットワーク管理機能の操作を禁止す る手続を行う可能性があることである。例えば、元来、はとんどのＩＢＭのＰＣ 相当のマイクロコンピュータは、一つのフロッピーディスクドライブしか持って いなかったが、ドライブはドライブＡまたはドライブＢとしてアドレスを与える ことが出来た。この場合、ドライブＢは、物理的に存在しない。ド・ライブＡが 使用され、コマンドがドライブＢに与えられた場合、オペレーティングシステム はドライブＢにディスクを挿入し、継続するためにキーを操作することを要求す る。明らかに、遠隔ノードのこうした要求は、仮想コンピュータの動作を制限す る。

従って、仮想ネットワーク管理機能は、物理的に存在しない遠隔ドライブのマツ ピングを許可しない。

到来するメツセージ１６０−ＭＡＰ（第１０Ａ図）を受信すると、サーバー機能 ＭＡＰＤＲＶは、返信メツセージ１６０−ＲＭＡＰの８バイトのヘッダを局部メ ツセージバッファに生成し、返信メンセージのバイト０８ｈ及び０９ｈを不正な ドライブにセットする。機能ＭＡＰＤＲＶは、次ぎにメツセージ１６０−ＭＡＰ に指定されたドライブが物理的に存在しかつ遠隔ノードにおいて離脱不能である ことを確認する。

これら二つの条件に適合する場合には、返信メツセージのバイト０８ｈ及び０９ ｈは、要求されたドライブにセ・７トされる。同様の動作が、ドライブが離脱可 能でありかつドライブが存在している場合にも行われる。返信メツセージの長さ が、機能ＳＥＲＶＥＲＭＡＩＮに返される。

転送層１７０（第５図）は、アプリケーション層１６０の機能１２０．１３０ま たはデータリンク層１８０の機能のいずれかによってコールされる。本実施例に おいて、転送層の機能をコールする機能は、転送層の機能と°Ｃ”形式の右から 左にスタック上を転送されるパラメータを持つスタックフレームを介してインタ ーフェースする。（ここで、ｌｃｌ　はビイ、カーニガン（Ｂ、　Ｋｅｒｎｉｇ ｈａｎ）及びディー、リソチイ（Ｄ。

Ｒｉｔｃｈｉｅ）の「Ｃプログラム言語」第１版、プレンティス　ホール、ニュ ーシャーシー州イーグルウッド　クリソ、（１９７８年）に示されているような Ｃプログラム言語を示している。）スタックに押し込まれるパラメータは表４に リストされている。転送層１７０は、アプリケーション層１６０からの６４キロ バイト以下のサイズのメツセージを処理することが出来る。転送層１７０は、ア プリケーション層からのメツセージを複数のパケットに分解する。転送層１７０ は、以下により詳細に説明するように、ＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍを使用し てセツション識別番号（Ｓ　Ｉ　Ｄ）に示された遠隔ノードへの各パケットの正 確な転送を確認する。特に、転送層は、各パケットの前にヘッダを付し、ＣＲＣ −１６ｃｈｅｃｋｓｕｍをアベンドする。パケットは次いで、データリンク層１ ８０に渡され、遠隔の送信先に転送される。

転送１１７０は、通信リンクのエラーを検出し、必要に応じてハンドリングして いるパケットを再送信する。転送Ｎ１７０は、必要に応じて大きなメツセージを パケットのセンテンスに分割する。即ち、所定回数のエラーが発生した場合、ま たはメツセージがパケットによって送信可能な最大サイズよりも大きいサイズの 場合である。一つの実施例においては、メツセージは４キロバイト以下のパケッ トに分割される。一般に、最大パケットサイズは、パケットの送信が正確に行わ れたことを確認するためのエラーチェック図式に対応していなければならない。

パケットの送信中にエラーが発生すると、転送Ｎ１７０はパケットを所定回数再 送信する。所定の送信回数でエラーを発生せずにパケットが送信できない場合に は、転送層１７０がこれに応答してパケットのサイズを半分にする。パケットの サイズが、本実施例における最小サイズの２５６バイトである場合には、データ リンク層１８０はライン速度を減少させ、パケットサイズをこの実施例の最大の ４キロバイトに増加させる。さらに転送エラーが生じた場合には、パケットサイ ズ及び速度を減少させずに、転送層１７０は転送処理を中止して、コール元の機 能に適当なエラーコードを返す。

転送層１７０は、データリンク及びアプリケーション層と同様に、複数のセツシ ョンをハンドリングすることが出来るように設計することが出来る。しかしなが ら、一つの実施例は、データリンク層１８０が複数のセツションをサポートする ためにさらに開発をようするため、最大セツション数が制限される。

本実施例において、転送層１７０はＴＬ　Ｔ　５ＴＥＮ、ＴＣＯＮＮＥＣＴ、Ｔ ＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴ、ＴＳＴＡＴＵＳ、ＴＲＥＳＥＴ、ＴＳＥＮＤ及びＴＲＥ ＣＥ　Ｉ　ＶＥと呼ばれる７つの機能を組をサポートする。コール元の機能によ って各転送層機能に提供される必要のある入力情報及びコール元に返される結果 は表４に示されている。

表４ 転送層機能 ＴＬＩＳＴＥＮ エントリ時 速度：　１００で除算されたラインのボーレート（最適速度の選択を許容する為 には０）タイムアウト：データを待つクロック数（０＝無限）ポート：　０＝Ｃ ＯＭ１．ｌ＝Ｃ０Ｍ２．．．。

リターン時 ＳＩＤまたは負のエラーコードが返される ＴＣＯＮＮＥＣＴ エントリ時 ノード■Ｄ：　遠隔ノードの識別 速度：　１００で除算されたラインのボーレート（最適速度の選択を許容する為 にはＯ）タイムアウト：データを待つクロック数（０＝無限）ポート：　Ｏ，Ｃ Ｏ門Ｌ　１　、　Ｃ０Ｍ２．　、、。

リターン時 ＳＩＤまたは負のエラーコードが返される ＴＤ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣＴ エントリ時 ＳＩＤ：　セツション識別 リターン時 セツションまたは失敗を示すエラーコードが返される。

ＴＳＴＡＴＵＳ 長さ：　供給されるバッファ長 ５ｔａｔｂｕｆ：　供給されるバッファのポインタリターン時 コール元機能から供給されたバッファは、仮想ネットワークのデータ構造で埋め られ、ＴＳＴＡＴＵＳはゼロまたはエラーコードを返す。

仮想ネットワークデータ構造 ＳＩＤデータ構造の動作中のセツション配列中の局部ノードのＩＤ番号（各動作 中のセツションに一つ） ＳＩＤデータ構造 セツションＩＤ、送信バイト数、受信バイト数、送信エラー数、受信エラー数、 カレントボーレート、ＳＡＩバージョン、ＶＮＡバージョン、アプリケーション Ｍｓｇ派生言語 ＴＲＥＳＥＴ エントリ時 長さ：　供給される作業バッファ長 バッファ：　供給される作業バッファポインタ５ＥＮＤ エントリ時 ＳＩＤ：　セツション識別 長さ：　メッセージ長 メツセージ：　メツセージポインタ リターン時 エラーコードを返す ＴＨＥＣＥ　Ｉ　ＶＥ エントリ時 ＳＩＤ：　センジョン識別 長さ：　受信メッセージ長 バッファ：　受信メツセージポインタ タイムアウト：データを待つクロック数（０＝無限）転送層機能エラーは、負の 値としてユーザーアプリケーションに返される。転送層機能の正常終了は、正（ 通常はゼロ）のリターン値で示される。リターン値の実施例が表５に示されてい る。

表５ 転送層機能の機能動作の結果のリターン値〇　−機能正常終了 −１−接続のブレーク −２−知られていないノードＩＤ −３−不正なライン速度 −４−送信／受信エラー −５−タイムアウトエラー −６−指定されたノードへの接続不能 −７−バッファが小さすぎる −８　−　不正なバッファアドレス −９−不正なセツションＩＤ −１０−使用可能なセツションがない 転送層機能ＴＬ　Ｉ　５ＴＥＮ、ＴＣＯＮＮＥＣＴ、ＴＤ　Ｉ　５ＣＯＮＮＥＣ Ｔ、、ＴＳＴＡＴＵＳ及びＴＲＥＳＥＴは仮想のヌル動作であり、これらの機能 のそれぞれはアプリケーション層１６０とデータリンク層１８０の単なる通路と して動作する。一般に、アプリケーションの機能が、対応する転送層の機能をコ ールした場合、転送層の機能は対応するデータリンク層の機能をコールする。従 って、転送層の各機能は、アプリケーション層の機能で要求される情報をサポー トしなければならない。例えば、ＴＳＴＡＴＵＳは、供給されたバッファに仮想 ネットワーク管理機能に関するステータス情報を格納する。バッファに与えられ た構造は、前述したアプリケーション層のステータスデータ構造１６０−３ＴＡ ＴＳＲＵＣＴ（第２９図）と等価である。

上記の機能は、通路として機能するが、転送層の機能ＴＳＥＮＤ及びＴＲＥＣＥ ＩＶＥはパケット数、各″パケットのサイズ及び遠隔ノードへの各パケットの転 送にデータリンク層１８０が使用する転送速度を制御する。特に、アプリケーシ ョン層の機能が転送層の機能ＴＳＥＮＤをコールした場合には、第３２図に示さ れた動作が行われる。

転送層の機能ＴＳＥＮＤ　（ＴＳＥＮＤ）１７０−３は、エントリ時に最初にＳ ＩＤのチェック１７０−３１を行う。ＳＩＤチェック１７０−３ｌは、ＴＳＥＮ Ｄへのコールにおいて与えられたＳＩＤが正当なものか否かを確認する。ＳＩＤ がゼロでなく、許容最大ＳＩＤよりも小さく、ＳＩＤの一つがセンジョンに関連 づけられている場合にはＳＩＤは正当である。ＴＳＥＮＤｌ　７０−５に与えら れたＳＩＤが不正の場合には、処理はＳＩＤエラーリターン１７０−３２に移行 して、本実施例においては、エラーリターンコードが−９にセットされ、アプリ ケーション層１６０（第５図）のコール元の機能に返される。

ＳＩＤチェック１７０−３ｌがＳＩＤは正当であると判定した場合には、ポイン タチェック１７０−５５がＴＳＥＮＤのコール時に与えられたメツセージポイン タが定義されているか否か、即ちヌルか否かを判定する。メツセージポインタは 、アプリケーション層１６０（第５図）によって発生されたメンセージの開始点 を識別する。従って、メツセージポインタは、ＴＳＥＮＤ　１７０−３　（第３ ２図）がメツセージを検出し、次いで処理するために、定義されなければならな い。

ポインタチェック１７０−３５がメツセージポインタが定義されていないと判定 した場合、処理がポインタエラーリターン１７０−３４に移行し、本実施例にお いては−８のエラーリターンコードがセットされ、アプリケーション層（第５図 ）のコール元の機能に返される。

ポインタチェック１７０−３５（第３２図）がメツセージポインタが定義されて いると判定した場合には、処理はリセットカウンタ１７０−３６に移る。以下に より詳細に説明すルヨウニ、メツセージ不良エラーカウンタが転送速度及びパケ ットのブロックサイズを決定するときに使用される。従って、リセットカウンタ １７０−３６は、メツセージ不良エラーカウンタをゼロにリセットする。

メツセージ不良エラーカウンタをリセットした後、パケット数１７０−３７が最 初にＴＳＥＮＤｌ　７０−５のイコール時に与えられたメッセージ長を用いて遠 隔ノードに送信するパケット数を計算する。ここで、アプリケーション層からの メッセージ長は６４キロハイドまでの長さであるが、前述したように、転送層１ ７０（第５図）は、最大４キロバイトのパケットを送信することが出来る。パケ ット数１７０−３７（第３２図）は、メッセージ長を現在のパケット長で除算し て、その結果を切り上げにより整数値にまるめる。従って、メツセージの長さが ６４キロバイトであり、現在のパケット長が最大の４キロバイトであるとすると 、パケット数１７０−３７は、１６パケツトが送信されなければならないことを 算出する。

バッファオフセット初期化１７０−３８は、処理を局部メツセージバッファの先 頭から開始するために、バッファオフセットをゼロにセットする。バッファオフ セットは、オフセットが次のパケットのための局部メッセージバンファのデータ を示す。バッファオフセット初期化１７０−３８の後に、使用可能パケットのチ ェック１７０−３９が行われ、使用可能な他のパケットがあるか否かが判定され る。全てのパケットの送信が正常終了すると、使用可能なパケットチェック１７ ０−３９は、処理をリターン１７０−３ＩＯに移し、制御を、ＴＳＥＮＤ　１７ ０−３　（第３２図）の正常終了を示すリターンコードとともにアプリケーショ ン層１６０（第５図）のコール元の機能に戻す。

使用可能なパケットチェック１７０−３９が、パケットが送信に使用可能と判定 した場合には、処理はパケット形成１７０−Ｓｌｌに移る。パケット作成１７０ −Ｓｌｌは、最初にパケットのためのヘッダを作成する。一つの実施例において 、第３３図に示すように、ヘッダ１７０−ＭＨは１４ハイドの長さである。最初 の２ハイドは、例えば”■１パ等の基本的なサインである。第三及び第四番目の バイトは、メンセージの識別を持っている。転送層は、各パケットにおいて少な くとも二つのブロックを転送する（送信及び受信）ので、メツセージの識別が転 送されたブロックがどのパケットであるかの識別に用いられる。一つの実施例に おいて、メツセージの識別は、ＴＳＥＮＤが一つのパケットを処理する毎に連続 的に増加される。第五番目及び第六番目のバイトは、パケット供給源のノードの 識別であり、第七番目及び第八番目のハイドはパケットの送信先のノードの識別 である。パケット数１’７０−３７で計算されたメツセージを形成する全パケッ ト数は、ヘッダの第九番目及び策士番目のバイトに格納され、転送されたパケッ ト数はヘッダの策士一番目及び第十三番目のバイトに格納される。ヘッダの第十 三番目及び策士四番目のバイトは、この転送パケットに含まれるデータの長さを 転送するために使用される。

パケット形成１７０−３ｌｌがヘッダの形成を完了すると、パケットのためのデ ータが、局部メツセージバッファより転送パケットにコピー、即ちパケット１７ ０−ＭＤの記憶領域に格納される。データがコピーされると、パケット形成１７ ０−３１１はＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍを計算し、計算されたＣＲＣ−１６ ｃｈｅｃｋｓｕｍをデータの終端に付加する。、二の実施例において、反転ＣＲ Ｃ−１６発生機能が、ＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍを得るために使用される。

ジエイ、キャンヘル（Ｊ、　Ｃａｍｐｂｅｌｌ）、［シリアル通信のためのＣプ ログラミングガイトコ１９章、ハワード　ダブリュー。

サムズ　アンド　カンパニー、インディアナ州インディアナポリス、５３５乃至 ５５０頁（１９８７年）参照。従って、パケット作成１７０−３ｌｌは、転送層 のヘッダと、アプリケーション層１６０（第５図）のメツセージの一部を構成す るデータ領域と付属されたＣＲＣ−１６エラーコードで構成される。

パケット作成１７０−３ｌｌ（第３２図）においてパケットが形成されると、パ ケットは、第３４図に関して以下に詳述するパケット送信１７０−３１２に与え られる。概略的に説明すると、パケット送信１７０−Ｓ１２は、データリンク層 の機能ＤＳＥＮＤをコールし、送信を行うパケットを提供する。データリンク層 １８０は、正常終了コードまたはエラーコードをパケット送信１７０−３１２に 返す。エラーチェック１７０−３１３は、エラーコードが返されたかまたは送信 が正常終了したかの判定を行う。送信が正常終了した場合には、エラーチェック １７０−Ｓ１３は、処理を使用可能なパケット１７０−３９に移し、次のパケッ トを送信するか、またはアプリケーション層１６０（第５図）も戻る。しかしな がら、エラーチェック１７０−５１３（第３２図）がエラーを検出した場合には 、処理はメノセージ不良チェック１７０−３１４に移る。

パケット送信１７０−３１２より戻されたエラーがメソセージ不良エラーである 場合には、処理はカウントチェック１７０−３１５に移り、メツセージ不良エラ ーカウンタに示されたメツセージ不良カウント値が５よりも小さいか否かの判定 が行われる。メツセージ不良カウント値が５よりも小さい場合には、カウントチ ェック１７０−３１５は制御をバケット数１７０−３７に移し、転送処理を再実 行する。

カウントチェック１７０−５１５がメツセージ不良カウントが５以上であると判 定した場合には、処理がパケット数セット１７０−５１８に移され、パケノＩ− 数を１にセットする。

このブランチは、再送信を試みる前に転送パラメータを変更する。メソセージが 不良ではない場合、メッセージ不良チェック１７０−３１４及びパケット数セッ ト１７０−３１６は、処理をハードウェアエラーチェック１７０−３１６に移す 。

いずれの接続が切断され、または不良ノードＩＤがパケット送信１７０−３１２ によって返された場合には、ハードウェアエラーチェック１７０−５１６は処理 をエラーコードリターン１７０−３１９に移す。しかしながら、接続が切断され ておらず、不良ノードＩＤも返されなかった場合には、処理はブロックサイズチ ェック１７０−３２０に移る。

ブロックサイズが２５６バイトよりも大きい場合には、処理はブロックサイズ変 更１７０−３２４に移り、現在のブロックサイズが半分にされる。ブロックサイ ズが２５６バイトである場合には、ブロックサイズ変更１７０−３２０は処理を 速度変更チェック１７０−５２１に移し、転送速度の減少が可能か否かを判定す る。仮想ネットワークがモデムを介して形成されている場合または速度が最低の 場合、転送速度は変更出来ないので、速度変更チェック１７０−Ｓ２１は処理を 送信／受信エラーリターン１７０−３２２に移し、送信エラーをアプリケーショ ン層のコール元の機能に返す。速度が減少可能な場合には、速度変更チェック１ ７０−３２１は速度減少１７０−３２３をコールし、以下により詳細に説明する データリンク層の機能ＤＲＥＳＥＴを使用して転送速度を減少させる。

速度減少１７０−３２３及びブロックサイズ変更１７〇−３２４の双方は、制御 を再送信１７０−３２５に移す。再送信１７０−３２５は、バッファオフセット を、エラーの発生したパケットの開始位置に再セットし、処理をパケット作成１ ７０−３ｌｌに戻す。従って、転送パラメータが変更され、転送が転送エラーが 発生した点から再開される。メツセージの転送中における転送パラメータの変更 は、従来技術のシステムでは使用できなかった機能である。従来技術においては 、転送パラメータは接続時点で決定され、これらのパラメータが全ての転送に使 用されていた。

パケット送信１７０−３１２（第３２図）は、第３４図により詳細に示されてい る。エラーカウンタ初期化１７０−３Ｐ１は最初に送信エラーカウンタとデータ リンク送信エラーカウンタを選択した値、一般的に３にセットする。送信エラー カウンタの初期化１７０−３ＰＩ後に、処理はデータリンク送信１７０−３Ｐ２ に移され、以下により詳細に説明するデータリンクの機能ＤＳＥＮＤがコールさ れる。機能ＤＳＥＮＤはパケットを遠隔ノードに転送する。データリンク送信１ ７０−３Ｐ２は、処理をデータリンク送信エラーチェック１７０−３Ｐ３に移し 、データリンク送信エラーが発生したか否かを確認する。データリンク送信エラ ーが発生していない場合には、処理はデータリンク受信１７０−３Ｐ９に移るが 、データリンク送信１７０−３Ｐ２においてエラーが発生している場合には、送 信エラーカウンタが、送信エラーカウンタ減分１７０−３Ｐ４によって減分され る。ハードウェアエラーチェック１７０−３Ｐ５は、データリンク送信エラーが 接続切断エラーまたは不良ノードＩＤであるか否かを判定する。これらのエラー のいずれかの場合には、処理はエラーリターン１７０−３Ｐ６に移され、送信１ ７０−３１２に戻される。

しかしながら、ハードウェアエラーチェック１７０−３Ｐ５がいずれのエラーも 検出しなかった場合には、データリンク送信エラーカウンタが、エラーカウンタ 減分１７０−３Ｐ７によって減分される。接続チェック１７０−３Ｐ８は、エラ ーカウンタの値がゼロであるか否かを判定する。カウントチェック１７０−３Ｐ ８がエラーカウントがゼロであると判定した場合には、処理は上述のように機能 するエラーリターン１７０−３Ｐ６に戻る。しかしながら、カウントチェックが ゼロよりも大きい場合には、処理は、データリンク送信１７０−３Ｐ２に戻され 、パケットの再送信が行われる。

データリンク送信１７０−３Ｐ２が、パケットをエラーを発生せずに送信すると 、上述のように、データリンク送信エラーチェック１７０−３Ｐ３は、処理をデ ータリンク受信１７０−３Ｐ９に移行し、ヘッダ、リターンコード及びＣＲＣ− １６ｃｈｅｃｋｓｕｍを持つ遠隔ノードからの返信メツセージを待つ。データリ ンク受信が返信メツセージを受信すると、エラーチェック１７０−３ＰＩＯがリ ターンコードを分析してデータリンクの受信エラーが発生したか否かを判定する 。データリンク受信エラーが検出されると、エラーチェック１７０−３ＰＩＯは エラーリターン１７０−ＳＰ１５に分岐して、エラーコードをセットし、データ リンクをクリアして、処理を減分カウンタ１７０−３Ｐ１９に移す。しかしなが ら、エラーチェック１７０−３ＰＩＯがエラーを検出しない場合には、処理はＣ ＲＣサムチェック１７０″−３ＰＩＩに移る。

ＣＲＣサムチェック１７０−３ＰＩＩは、ヘッダのＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕ ｍを計算し、計算したｃｈｅｃｋｓｕｍとデータリンク受信１７９−３Ｐ９によ って受信されたＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍを比較する。ＣＲＣ−１６ｃｈｅ ｃｋｓｕｍが同一でない場合には、処理はリターンＣＲＣエラー１７０−３Ｐ１ ６に移り、データリンクのクリアがコールされ、ＣＲＣエラーのエラーコードが セットされ、次いで処理がカウンタ減分１７０−３Ｐ１９に移される。ＣＲＣサ ムチェック１７０−３ＰＩＩがエラーを検出しなかった場合には、処理はメツセ ージＩＤチェック１７０−３Ｐ１２に移る。

データリンク受信１７０−３Ｐ１２からのメソセージＩＤが転送されたパケット のメツセージＩＤと一致しない場合には、処理はリターン不良メツセージ１７０ −３Ｐ１７に移り、不良メツセージのエラーコードがセットされる。最後に、リ ターンコード１７０−５Ｐ１３がデータリンク受信１７〇−５Ｐ７０からのリタ ーンコードをチェンジし、ゼロよりも小さい場合には、処理をリターンエラーコ ードをセントする１７０−３１８に移し、ついで処理をカウンタ減分１７０−３ Ｐ１９に移す。エラーチェック１７０−３ＰＩＯ１１７〇−３ＰＩＩ、１７０− ３Ｐ１２及び１７０−３Ｐ１３がエラーを検出しない場合には処理はリターン１ ７０−３Ｐ１４に移り、正常終了のリターンコードが送信１７０−３に返される 。

カウンタ減分１７０−３Ｐ１９は、制御を受け取ると、データリンクエラーカウ ンタ及び送信エラーカウンタを減分して、制御をカウントチェック１７０−３Ｐ ２０に移す。エラーカウントがゼロよりも大きい場合、処理はデータリンク送信 １７０−３１２に移され、送信処理が繰り返される。一方、カウントチェック１ ７０−ＳＰ２０がゼロを検出すると、処理はエラーリターン１７０−３Ｐ２１に 移り、エラーコードを送信１７０−３に返す。一つの実施例においては、処理１ ７０−３Ｐ９乃至１７０−３Ｐ１Ｂは、エラーチェック１７０−３３の後のパケ ット送信１７０−３１２によってコールされる別の機能に含まれる。

前述したように、ＴＳＥＮＤは遠隔ノードのＴＲＥＣＥ　ＩＶＥに応答する。Ｔ ＲＥＣＥＩＶＥ機能はＴＳＥＮＤ機能と同様であり、第３５図乃至第３７図に示 されている。第３５図に示すように、転送層１７０の機能ＴＲＥＣＥ　ＩＶＥは 、最初にＳＩＤチェック１７０−Ｒ１とポインタチェック１７０−Ｒ５を実行す る。これらのチェック動作は、前述した送信１７０−３（第３２図）のＳＩＤチ ェック１７０−３ｌ及びポインタチェック１７０−３５と同様であり、これらの 説明はここに説明の一部として援用する。ポインタチェック１７０−Ｒ５、処理 をパケット受信１７０−Ｒ６に移す。パケット受信１７０−Ｒ６に関しては第３ ６図に関して以下により詳細に説明する。パケット受信１７０−Ｒ６は、データ リンク機能ＤＲＥＣＥＶＥをコールする。バケツ）受信１７０−Ｒ６は、受信デ ータの長さ、ヘー）ダ、ＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍ及びエラーが検出された 場合のエラーコードを提供する。エラーチェック１７０−Ｒ７は、パケット受信 １７０−Ｒ６がエラーを発生したか否かを判定する。エラーが検出されない場合 には、コピーデータ１７０−Ｒ１２が受信したデータを受信バッファにコピーし 、処理が返信送信１７〇−３１３に移される。

返信送信１７０−Ｒ１３は、第３７図に関してより詳細に説明する。概略的に説 明すれば、返信送信１７０−Ｓ１３は、情報のパケットをデータリンク受信１７ ０−ＳＦ３　（第３４図）に送信する。返信送信１７０−Ｒ１３（第３５図）に エラーが発生した場合には エラーチェック１７０−Ｒ１４が処理を、先に機能を説明したパケット受信１７ ０−Ｒ６に渡す。

返信送信１７０−Ｒ１３がエラーを発生していない場合には、エラーチェック１ ７０−Ｒ１４が制御を最終パケントチェノク１７０−Ｒ１６に渡し、最終パケッ トが処理された場合には処理をリターン１７０−Ｒ１８に移し、またはハンファ フルチェソク１７０−Ｒ１７に移す。受信バッファがフルの場合には、処理はバ ッファエラーリターン１７０−Ｒ１９に移され、パンファフルエラーが、アプリ ケーション層１６０のコール元の機能に返される。バッファがフルでない場合に は、ハ・ノファフルチェック１７０−Ｒ１７は処理をパケット受信１７０−Ｒ６ にもとしてＴＳＥＮＤからの次のパケットを獲得する。

上記の説明においては、エラーチェック１７０−Ｒ１がパケット受信１７０−Ｒ ６からエラーを受け取らなかったと仮定している。エラーチェック１７０−Ｒ７ がエラーを検出すると、処理は増分カウンタ１７０−Ｒ８に移され、受は取った エラーカウンタを増分した後に、制御をハードウェアエラーチェック１７０−Ｒ ９に移す、パケット受信１７０−Ｒ６が不良ノードＩＤ、接続切断またはタイム アウトエラーを返した場合には、ハードウェアエラーチェック１７０−Ｒ９はリ ターンエラーコード１７０−Ｒ１５に処理を移す。さもなくば、ハードウェアエ ラーチェック１７０−Ｒ９は、メッセージ不良チｘ　７り１７０−ＲＩＯに処理 を移す。パケット受信１７０−Ｒ６でメソセージ不良エラーが発生していない場 合には、メッセージ不良チェック１７０−ＲＩＯは制御をパケット数セット１７ ０−Ｒ１１に移し、パケット数を１にセントし、制御をパケット受信１７０−Ｒ ６に移す。ＴＲＥＣＥＩＶＥは、パケット受信１７０−Ｒ６から後のステンブの ループを、最終バケノトチェック１７０−Ｒ１６がコール元のブコグラムに返す まで継続する。

パケット受信１７０−Ｒ１２（第３５図）は、第３６図により詳細に示されてい る。パケット受信１７０−Ｒ６のエントリ時点において、データリンク受信１７ ０−ＲＰＩはデータリンク機能ＤＲＥＣＥＩＶＥコールされる。機能ＤＲＥＣＥ ＩＶＥは、データリンク送信１７０−３Ｐ２　（第３４図）によってコールされ たＤＳＥＮＤから送信されたはパケットを受信する。受信されたパケットには、 前述したように、ヘッダと、データ領域とＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍが含ま れる。エラーチェック１７０−ＲＰ２（第３′６図）は、データリンク受信１７ ０−ＲＰＩがエラーを発生したか否かを判定する。データリンク受信１７０−Ｒ ＰＩによってエラーコードが発生されている場合には、処理はデータリンククリ ア１７０−ＲＰ３に移行して、データリンク機能ＤＦＬＵＳＨがコールされる。

ついで、選択されたエラーチェック１７０−ＲＰ４が返されたエラーが接続切断 エラーか、タイムアウトエラーか、不良ノードＩＤエラーかを判定する。エラー がこれらの選択されたエラーの一つである場合には、処理はリターンエラーコー ド１７０−ＲＰ７に移り、さらにエラーチェック１７０−Ｒ７（第３５図）にも どる。他のエラーが発生した場合には、処理は以下により詳細に説明する返信送 信１７０−ＲＰ５に移る。返信送信１７０−ＲＰ５はエラーパケットを発生して 、データリンク送信１７０−３２（第３４図）にこのバケツ１−を送信する。返 信送信１７０−ＲＰ５（第３６図）がエラーパケットに送信を完了すると、処理 は、リターンエラーコード１７０ＲＰ６に移り、次いでエラーチェック１７０− Ｒ７（第３５図）に帰る。

エラーチェック１７０−ＲＰ２（第３７図）がエラーが検出していない場合には 、処理はＣＲＣエラーチェック１７０−ＰＲ８に移る。ＣＲＣエラーチェックは 、受信したデータバケットのＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍを発生し、このＣｈ ｅｃｋｓｕｍを受信したＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍと比較する。ＣＲＣ−１ ６ｃｈｅｃｋｓｕｍが同一の場合、ＣＲＣエラーチェック１７０−ＲＰ８は処理 をパケットエラーチェ７り１７０−ＲＰ２に移す。パケットエラーチェックは、 パケット数を受信したパケット数と比較して、それらが同一でない場合には、処 理をデータリンククリア１７０−ＲＰ３に移し、データリンクの以下により詳細 に説明する機能ＤＦＬＵＳＨをコールする。データリンククリア１７０−ＲＰ３ は、処理を、以下により詳細に説明する返信送信に渡し、最後にメッセージ不良 エラー１７０−ＲＰ５に帰る。パケット番号が同一の場合。、パケットエラーチ ェック１７０−ＰＨ１０は、処理をデータリターン１７０−ＲＰＩ６に移し、受 信したデータの長さとヘッダとＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍをパケット受信に 返す。

上記の説明はＣＲＣエラーチェック１７０−ＲＰ８がエラーを検出しなかったと 仮定している。しかしながら、ＣＲＣエラーチェック１７０−ＲＰ８がエラーを 検出すると、処理はデータクリア１７０−ＲＰ３、返信送信１７０−ＲＰ５及び リターンＣＲＣエラーコード１７０−ＲＰＩＩに移る。この他の処理１７０−Ｒ Ｐ３．１７０−ＲＰ５及び１７０−ＲＰｌｌは、前述した１７０−ＲＰ３．１７ ０−Ｒ，Ｒ５及び１７０−ＲＰＩ５の処理と等価であり、それらの説明はここで 説明の一部として援用する。

返信送信１７０−ＲＰ５　（第３６図）は、第３７図により詳細に示されている 。返信送信１７０−ＲＰＩのエントリ時点で、返信パケット作成１７０−３ＲＩ は転送層ヘッダ、与えられたリターンコード及びＣＲＣ−１６ｃｈｅｃｋｓｕｍ を持つパケットを発生する。パケットを生成した後、カウンタ初期化１７０−３ Ｒ２は、エラーカウンタをゼロに初期化する。データリンク送信１７０−３Ｒ３ は、データリンク層の機能ＤＳＥＮＤをコールして、パケット作成１７０−３Ｒ １によって作成されたパケットを、受信したパケットを送信した遠隔ノードに転 送する。エラーチェック１７０−３Ｒ５はエラーがデータリンクの送信において 発生したものであるか否かを判定する。エラーが発生していない場合には、処理 はリターン１７０−３Ｒ６に移され、従って制御がパケット受信１７０−Ｒ６の 次の動作に渡される。

しかしながら、データリンク送信１７０−３Ｒ３がエラーを発生すると、エラー チェック１７０−３Ｒ５は処理ＷＰカウンタチェック１７０−３Ｒ７に移す。エ ラーカウンタが５よりも小さい場合、カウンタチェック１７０−３Ｒ７は制御を カウンタ増分１７０−３Ｒ４に渡し、エラーカウンタを増分し、処理をデータリ ンク送信１７０−ＳＲ３に戻す。一方、エラーカウンタが５以上の場合、カウン タチェック１７ｏ−３Ｒ７は制御をデータリンクエラー１７０−３Ｒ８に移し、 データリンクエラーコードとともにバケット受信１７０−Ｒ６に戻す。

従って、転送層機能ＴＳＥＮＤ及びＴＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥは、データリンク層の 機能ＤＦＬＵｓＨ，ＤＳＥＮＤ及びＤＲＥＣＥＩＶＥをコールする。さらに、こ れらの機能に加えて、７’−タ’）　ンクＮ１８０はＤＬ　ｌ５ＴＥＮ、ＤＣＯ ＮＮＥＣＴ。

ＤＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴ、ＤＳＴＡＴＵＳ及びＤＲＥＳＥＴを含んでいる。上述 したように、これらの各機能は、転送層の対応する機能に応答する。データリン ク機能から戻される可能性のあるリターンコードは以下の表６に示されている。

データリンク層１８０は、単一のパケットをネットワークを介して（即ち、物理 層）、サポートするサービスとともに転送する。データリンク層においては、正 確さのチェ７りは行われない。転送層１７０が速度の変更を要求した場合、デー タリンク層１８０は、変更が可能な場合には速度を変更する。データリンク層１ ８０は低レベルである。これは、層がハードウェアに依存していることを意味す る。マイクロフィッシュの付属書類Ａに示された実施例は、本明細書の開示の一 部として援用する。データリンク層１８０はＩＢＭパーソナルコンピュータ及び １８Ｍ互換のパーソナルコンピュータ相当である。しかしながら、データリンク 層の適切な使用によって、転送層１７０はハードウェアとは独立に機能すること が出来るものとなる。

データリ７り機能ＤＲＥＳＥＴ　（ＤＲＥＳＥＴ）４．ｔ、データリンクトライ バの初期化、再初期化に使用される。転送層機能ＴＲＥＳＥＴまたはＤＲＥＳＥ Ｔをコールする全ての他の機能は、通常のリセットを行うか転送速度を変更する かを示すパラメータをＤＲＥＳＥＴに渡す。

機能ＤＲＥＳＥＴＩ　８Ｏ−Ｒ５Ｔの一つの実施例が第３８図に示されている。

リセットチェック１８０−Ｒ３ＴＩは機能ＤＲＥＳＥＴに与えられたパラメータ を分析して、通常のリセットが示されている場合には処理を初期化１８０−Ｒ３ Ｔ２に渡す。初期化１８０Ｒ３Ｔ２は、データリンク機能において使用される変 数を選択された値にセントする。特に、データリンク層機能はインターキャラク タタイムアウト変数と他のタイムアウト変数を使用して、動作が起るのを待つ時 間を監視する。これらの変数は、「タイムアウト変数」と「インターキャラクタ タイムアウト変数」として区別される。

これらの両度数は、接続状態を示すためにフラグが使用されたときは、ゼロにセ ットされる。いずれかのタイムアウト変数のゼロ値は変数が経過時間の監視に使 用されていないことを意味する。

本実施例において、接続状態フラグは、非接続状態または接続成功状態を示すた めにゼロにセットされ、接続またリッスンが試みられていることを示すために− １にセットされ、速度調整が試みられていることを示す為に−２にセットされる 。フラグ及び変数がセットされると、初期化１８０−Ｒ３Ｔ２は転送遅れ変数を 例えば１の所定の値にセントし、処理をリターン１８０Ｒ３Ｔ３に移し、コール 元の機能に正常終了を返す。

リセットチェック１８０−Ｒ３ＴＩは、機能ＤＲＥＳＥＴに与えられたパラメー タが速度変更を示している場合には、処理をパラメータセット１８０−Ｒ３Ｔ４ に移す。パラメータセット１８０−Ｒ３Ｔ４は、まず、タイムアウト変数を３０ 秒にセットし、続いて速度セラ）１８０−３Ｓ（図示せず）をコールして、転送 速度を３００ポーにセットする。速度セット１８０−３Ｓは、ＵＡＲＴ速度を機 能に与えられたインデックスにセットする。

速度セント１８０−３Ｓは、最初にＵＡＲＴボーレート除数のテーブルを検索し 、与えられたインデックスに対応した除数をロードする。ＵＡＲＴの状態は、転 送動作が完了するまでモニタされ、その後にＵＡＲＴボーレートの除数のアクセ スが許可される。ロードされた除数は、ＵＡＲＴに送られる。この時の、下位の バイトから上位のバイトに順に転送される。続いて、ＵＡＲＴボーレートの除数 のアクセスが禁止され、処理はコール元の機能に戻される。この場合は、パラメ ータセット１８０Ｒ３Ｔ４である。以下において、速度セラｌ−１８０−３Ｓは この一連の動作を意味する。

速度セラ）１８０−３Ｓによって速度が３００ポーにセットされると、ボーレー トインデックスは速度を示すためにセットされる。次いで。パラメータセット１ ８０−Ｒ３Ｔ４は処理と接続速度セット１８０−Ｃ３に移す。接続速度セット１ ８０−Ｃ３は、遠隔ノードとの転送速度を設定する。接続速度セラ）１８０−Ｃ ３の動作は、第３９Ａ図及び第３９Ｂ図に関して以下に詳述する。接続速度セラ ）１８０−Ｃ３の動作が正常終了すると、エラーフラグが返され素、エラーチェ ック１８０−Ｒ３Ｔ５は、処理を遅れカウントセット１８０−ＤＣに移す。遅れ カウントセット１８０−ＤＣはまず、ボーレートインデックスをロードする。第 一の変数であるループカウントが相対マシン速度を示すために使用される。

この実施例において、ループカウントは機能ＤＣＯＮＳＥＣＴによって、二つの クロック間の時間間隔においてレジスタ対ＤＸ：ＡＸを増分出来る回数として定 義される。１クロツクは本実施例においては５５ミリ秒である。ボーレートが１ ９２００よりも大きい場合、遅れカウントは、８倍され、ボーレート除数で除算 されたループカウントに等しい値にセントされる。一方、ボーレートが１９２０ ０よりも小さい場合、遅れカウントはゼロにセ・ントされる。遅れカウントのセ ット後に、遅れカウントセット１８０−ＤＣは処理をコール元の機能に返えす。

以下において、遅れカウントセット１８〇−ＤＣはこの組の動作を表す。従って 、遅れカウントセット１８０−ＤＣが完了すると、ＤＲＥＳＥＴｌ　８０−Ｒ３ Ｔは、１８０−Ｒ３Ｔ３を介して、処理をコール元の機能に返す。

接続速度センｌ−１８０−Ｃ５の詳細は第３９Ａ図及び第３９Ｂ図に示されてい る。一般に、図において、丸囲いされた文字は同−図面内の接続を意味し、三角 形内の文字は他の図面との接続を示している、又、図において、同様のラヘルを 付された要素は、等価であり、図面内の同一要素への複数の参照は、最初の文字 を大文字としたラヘルで示されている。

接続速度センｔ−１８０−Ｃ５の最初の動作は、接続状態セン）１８０−Ｃ３Ｉ であり、速度調整が行われていることを示すために、接続状態フラグがセットさ れる。次いで、接続キャラクタ転送１８０−Ｃ３２が指定された遠隔ノードにキ ャラクタを送信する。本実施例においては、接続キャラクタは”ＥＮＱ”である 。ここで使用されるように、接続キャラクタは、機能が仮想ネットワークを介し てキャラクタを送信するためにコールされることを意味する。この機能は、転送 するキャラクタと遅れ因子を与えられる。キャラクタ転送機能は、遅れ因子によ って指定された数のクロックを待ち、転送保持バッファが空になるまでＵＡＲＴ の状態を試験する。

与えられたキャラクタが送信され、処理はコール元の機能に戻される。以下にお いて、「キャラクタ転送」はこの一連の動作を意味する。

接続キャラクタ転送１８０−ＣＤ後に、タイムアウトチェック１８０−Ｃ３３は 、二つのクロックを待ち、前述したタイムアウト変数をチェックする。タイムア ウトしている場合には、処理は、タイムアウトリターン１８０−Ｃ３４に移り、 タイムアウトエラーにリターン値をセントし、コール元の機能に戻る前に、キャ リーフラグをセントする。タイムアウトしていない場合には、タイムアウトチェ ック１８０−Ｃ３３は、処理をキャラクタ状態受信１８０−ＲＣ３に移す。

キャラクタ状態受信１８０−Ｃ５は、第４０図に関して以下により詳細に説明す る。キャラクタ状態受信１８０−ＲＣは（ｉ）接続キャラクタ送信に応して遠隔 ノードによって送信されたキャラクタを受信するか、（ｉ　ｉ）エラーコードを 発生するか、または（ｉ　ｉ　ｉ）キャラクタが待機状態ではないことを示して 、処理をキャラクタチェック１８０−Ｃ３５へ移す。キャラクタが待機状態では ないか、またはキャラクタの受信が確認されない時には、キャラクタチェック１ ８０−Ｃ３５は、処理をキャラクタ転送１８０−Ｃ５２に戻す。

ここで、受信確認またはキャラクタの受信確認は、Ａ　ＣＫ　”等のキャラクタ で示される。キャラクタの受信が確認されると、処理は、タイムアウトセット１ ８０−Ｃ３６に移り、タイムアウト変数を５秒にセントする。　′処理は、次い で、キャラクタ受信１８０−ＲＣに移る。キャラクタ受信１８０−ＲＣは、以下 に第４１図に関してより詳細に説明する。キャラクタ受信１８０−ＲＣは、キャ ラクタまたはエラーをコール元の機能に返す。従って、エラーチェック１８０− Ｃ３７は、エラーを受け取った時に、制御をエラーリターン１８０−Ｃ３９に移 す。エラーリターン１８０−Ｃ３９は、キャリーフラグをセットし、処理をコー ル元の処理に返す。

エラーが返されなかった場合には、処理はボーレートシーケンスのスタートチェ ック１８０−Ｃ３８に移行する。キャラクタ受信がボーレートチェックのスター トを示さない場合、処理は、送信／受信エラーリターン１８０Ｃ３１０に移行し 、リターン値を送信／受信エラーにセットし、リターンする前にキャリーフラグ をセットする。

ボーレートシーケンスのスタートが受信されると、処理は、キャラクタ受信１８ ０−ＲＣ−Ａに移行して、遠隔ノードの速度の下位バイトと、遠隔ノードの速度 の上位バイトを受信する。これらの受信においてエラーが発生した場合には、前 述したようにエラーチェック１７０−ＣＳ７−Ａが、エラーチェック１８０−Ｃ ３７の前に機能する。

エラーチェック１７０−Ｃ３７−Ａにおいてエラーが検出されない場合には、要 求速度チェック１８０−Ｃ３ＩＩが受信速度と要求速度を比較する。ここで、要 求速度は、接続速度セット１８０−Ｃ３にコールにおいて与えられた速度を意味 する。受信速度が要求速度よりも低い場合には、処理は速度変更１８０−Ｃ３１ ２に移行して、要求速度を受信速度にセットする。

速度が同一の場合、または速度変更１８０−Ｃ３１２が完了した場合、処理は、 有効速度チェック１８０−Ｃ３１３に移行して、速度が正当であるか否かを判定 する。速度が、最大許容速度以上又は３００ポ一未満である場合には、処理が、 速度エラーリターン１８０−Ｃ３２２に移行して、リターン値を不当ライン速度 にセットし、キャリーフラグセット後にリターンする。

速度が正当な場合には、キャラクタ受信１８０−Ｒｔ、−Ｂは、遠隔ノードから 送信される次のキャラクタを受信する。

エラーチェック１８０−Ｃ７−Ｂは、前述したように、エラーが発生していない 場合には、制御をボーレート列に終端チェック１８０−Ｃ３１４に制御を渡す。

受信したキャラクタがボーレート列の終端を示していない場合には、処理は、送 信／受信エラーリターン１８０−Ｃ３ＩＯに渡される。しかしながら。キャラク タがボーレート列の終端を示している場合には、処理は、ボーレート送信１８０ −Ｃ３１５（第３９Ｂ図）に渡される。

ボーレート送信１８０−Ｃ３−１５は、選択された速度を仮想ネットワークを介 して送信するための一連の動作である。

この実施例において、ボーレート送信１８０−Ｃ３１５は、８クロツクを待ち、 次いでボーレート変更の開始を示すキャラクタを送信する。キャラクタの送信後 、キャラクタ受信（第４１図）がコールされる。キャラクタ受信は、キャラクタ またはエラーを返す。エラーが返された場合、キャリーフラグがセントされ、リ ターン値がタイムエラーにセットされ、処理がコール元の機能に返される。エラ ーが返されなかった場合には、キャラクタ受信がキャラクタの受信が確認された か否かを判定するためにチェックされる。キャラクタの受信が確認されていない 場合には、キャリーフラグがセットされ、リターン値が送信／受信エラーにセン トされ、処理がコール元の機能に戻される。

受信確認がされている場合には、２クロツク後に、ボーレート列の開始の送信が 速度の下位ハイド、上位バイト及びキャラクタ送信の終了に続いて送信される。

これによってボーレート送信の動作を完了し、処理は、キャラクタ受信１８０− ＲＣ−Ｃに移る。

エラーが返された場合には、エラーチェック１８０−Ｃ３−１６が処理を、タイ ムアウトエラーリターンに渡す。受信したキャラクタが受信１ＩＩＩ認１された キャラクタではない場合には、受信確認チェック１８０−Ｃ３１７が、処理を送 信／受信エラーリターン１８０−Ｃ３ＩＯに渡す。受信確認が受信されると、速 度セット１８０−３Ｓがコールされ、上記の動作を行う。

続いて、キャラクタ受信１８０−ＲＣ−Ｄがコールされ、エラーチェック１８０ −Ｃ３１６−Ａ及び受信確認１８０−Ｃ３−Ｂが上記のように動作する。キャラ クタの受信が確認されると、セツション終了キャラクタが、セツションの終了１ ８０−Ｃ１９によって送信され、キャラクタ受信１８〇−ＲＣ−Ｄが遠隔ノード からのキャラクタの受信に使用される。

エラーが検出されると、エラーチェック１８０−Ｃ３−１６−Ｂが処理をタイム アウトエラーリターン１８０−Ｃ３４に渡す。受信したキャラクタが、セツショ ン終了キャラクタである場合には、処理は、セツション終了チェック１８０−Ｃ Ｓ２０に移行し、次いでリターン１８０−Ｃ３２１に渡され、さもない時は送信 ／受信エラー１８０−Ｃ３ＩＯに渡される。

キャラクタステータスの受信機能１８０−ＲＣ３は、第４０図に示されている。

この機能は、レジスタＡＬに一つのキャラクタを受け取るか、若しくはキャラク タが準備されていない場合にはＺフラグをセットする。最初に、キャラクタステ ータスの受信機能１８０−ＲＣ３はスタートテスト１８０−ＲＣ３Ｉを行う。ス タートテスト１８０ＲＣＳ１は、接続がされているか否か及びフレーミングエラ ーが発生しているか否かを判定する。フレーミングエラーは、二つのノードが相 互に異なるボーレートで送信を行っている場合のみに発生する。接続エラーまた はフレーミングエラーが発生している場合には、スタートテスト１８０−ＲＣ３ Ｉは処理を以下により詳細に第４３図に関して説明する速度再同期１８０−３Ｒ Ｅに渡す。速度再同期１８０−ＳＲＥは接続速度を調整して両方のノードは同一 速度で通信を行うようにする。

速度再同期１８０−３ＲＥがエラーを返した場合には、エラーチェック１８０− ＲＣ３５は、処理をリターン１８〇−ＲＣ３４に返し、Ｚフラグをクリアしてコ ールもとの機能に返る。一方、速度再同期がエラーを返さなか；た場合には、エ ラーチェック１８０−ＲＣ３５は、処理をエラーコードセント１８０−ＲＣ６に 移し、エラーリターン値を速度変更エラーにセットする。処理は、その後リター ン１８０−ＲＣ４に戻され、Ｚフラグをクリアして、コール元の機能に戻る。

キャラクタ受信機能１８０−ＲＣ（第４１図）は、レジスタＡＬに一つのキャラ クタを受け取る。エントリ時に、タイムアウトチェック１８０−ＲＣＩＩは、タ イムアウト変数が１か否かを判定する。変数が１の場合には、処理はエラーリタ ーン１８０−ＲＣＩＩに移り、キャリーフラグをセットしてタイムエラーを返す 。一方、タイムアウト変数がゼロでない場合には、ＵＡＲＴステータス１８０− ＲＣ２がＵＡＲＴラインのステータスを読み出し、フレーミングエラーを確認す る。

フレーミングエラー１８０−ＲＣ３は、次いでフレーミングエラーがあるか否か を判定するとともに接続ステータスフラグがゼロであるか否かを判定する。フレ ーミングエラーが生じておらず、接続ステータスフラグがゼロの場合には、処理 がキャラクタ準備チェック１８０−ＲＣ４に移る。準備状態のキャラクタがない 場合には、処理はタイムアウトチェック１８０−ＰＣＩに戻る。一方、キャラク タが＊ａされている場合には、キャラクタ読み取り１８０−ＲＣ６がキャラクタ を獲得し、処理をリターン１８０−ＲＣ７に移す。

フレーミングエラーが生じている場合または接続ステータスフラグがゼロでない 場合には、フレーミングエラー１８０−ＲＣ３は処理をタイムアウトセーブ１８ ０−ＲＣ３に移し、現在のタイムアウト値をセーブする。その後に、処理は、以 下により詳細に第４２図に関して説明する速度再同期１８０−３ＲＥに移る。速 度再同期１８０−３Ｒ，Ｅが完了すると、タイムアウトリストア１８０−ＲＣ８ がこれをセーブされたタイムアウト値にリストアして、処理を速度変更エラー１ ８０−ＲＣ９に移す。エラーが速度再同期１８０−３ＲＥにおいて発生した場合 には、速度変更エラー１８０−ＲＣ９は処理をエラーリターン１８０−ＲＣＩＩ に移す。一方、エラーが生じなかった場合には、処理は速度変更１８０−ＲＣＩ Ｏに戻り、速度の変更を示すために機能の結果をセットする。

速度再同期機能１８０−３ＲＥは、キャラクタ受信機能１８０−ＲＣ（第４１図 ）及びキャラクタステータス受信１８０−ＲＣ３（第４０図）によってコールさ れるもので、第４２図に示されている。この機能において、タイムアウトリセッ ト１８０−３ＲＥＩが、最初にタイムアウト値をゼロにする、次いで、ＵＡＲＴ ボートクリア２８０−３ＲＥ２がＵＡＲＴデータポートを読み出して、ポートを クリアする。最小速度チェック１８０−３ＲＥ３は、次いで速度が３００ボーに セットされているか否かを判定する。速度が３００ボーの場合には、エラーリタ ーン１８０−３ＲＥ４がキャリーフラグをセットし、速度エラーの値をコール元 の機能に返す。

速度が最小ではない場合には、最小速度チェック１８０−３ＲＥ３は、前述した 速度セット１８０−３Ｓに処理を移す。

特に、速度セン）１８０−３Ｓはノードの速度を３００ボーにセットし、処理を ボーレートセーブ１８０−３ＲＥ５に移行してボーレートインデックスを対応す るボーレートにセットする。ついで、リンスン速度セット１８０−ＬＳが遠隔ノ ードとの速度再同期の為にコールされる。リッスン速度七ント１８０−ＬＳの動 作は、第４３図に関して説明する。す・ノスン速度セント１８０−ＬＳを完了す ると、遅れカウントセット１８０−ＤＣがコールされる。この遅れカウントセッ トは、上述の通りであり、ここに開示の一部として援用する。

遅れカウントセント１８０−ＤＣを完了すると、制御がコール元の機能に返され る。

リンスン速度セント１８０−ＬＳは第４３図に示されている。リッスン速度セン トに対するコールによって、ボーレートがパラメータとして与えられる。接続ス テータスセット１８０−ＬＳＩは、接続ステータスフラグをセーブした後に−２ にセントして、速度の変更が試みられたことを表示する。

ついで、キャラクタ受信１８０−ＲＣがキャラクタの受信またはエラーを返すた めに使用される。エラーが返された場合には、エラーチェック１８０−ＬＳ２が 処理をエラー”）ターン１８０−ＬＳ３に移して、接続ステータスフラグをリス トアするとともにリターン前にキャリーフラグをセットする。

エラーが返されなかった場合には、リッスン終端チェック１８０−ＬＳ９がセッ トされているリッスン速度の終端が示されているか否かを判定し、示されている 場合には処理をリター７１８０−ＬＳ４に移す。リター７１８０−ＬＳ４は、セ ントされたリッスン速度の終端キャラクタの受信ＩＩｇ認を送出し、接続ステー タスフラグをエントリ時の値にリストアして。コール元の機能に戻る。さもない 時は、接続キャラクタチェ・ツク１８０−ＬＳ５が接続キャラクタが受信された が否かを判定する。このキャラクタが受信されていない場合には、処理はキャラ クタ受信１８０−ＲＣに戻る。

しかしながら、接続キャラクタチェック１８０−ＬＳ５が接続キャラクタを受信 している場合には、処理はタイムアウトセット１８０−ＬＳ６に移され、タイム アウト変数を５秒にセン）する。次いで、処理はボーレート転送１８０−ＬＳ７ に移る。本実施例において、ボーレート転送１８０−ＬＳ７は多数の動作を含ん でいる。特に、キャラクタの受信確認が転送され、２クロツク後にボーレート列 の開始キャラクタが転送される。下側ハイド、上側バイトに続いてボーレート列 の終端キャラクタが転送され、次いで処理はボーレートセーブ１８０−ＬＳ８に 移行する。ボーレートセーブ１８０−ＬＳ８は速度に基づいてテーブルからボー レートインデックスをロードし、次いで、ボーレートをロードされたインデック スにセントする。速度セント１８０−３Ｓは、局部マシンにおける速度、前述し た要領でセットする。次いで、キャラクタの受信確認が新しい速度で送信され、 処理はキャラクタ受信１８０−ＲＣに移される。

データリンク機能ＤＳＥＮＤは、処理中のＤＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥが動作中の遠隔 ノードにパケットを送信するために使用される。ＤＳＥＮＤは、パケットの送信 に成功したことを示すゼロを戻す。パケットが送信出来なかった場合には、負の エラーが返される。ＤＳＥＮＤをコールする機能は、ノードＩＤ都、メンセージ 長とメツセージバッファのポインタを機能ＤＳＥＮＤに与える。ＤＳＥＮＤの１ 実施例は第４４図に示されている。

キーボード禁止１８０−３ｌは、キーボードの操作をオフにして、処理をパケッ トサイズ送信１８０−３ＰＳに渡す。

パケットサイズ送信１８０−３ＰＳは遠隔ノードに送信するパケットのサイズを 送信する。パケットサイズ送信の動作は、第４５図により詳細に示されている。

パケットサイズ送信１８０−３ＰＳがエラーを 返した場合には、処理は、エラーチェック１８０−３３に移され、キーボードの 使用の許可１８０−３１０がキーボードの操作をリスト前記少なくとも１桁の圧 縮コード、制御をリターン１８０−３ｌから、コール元の機能に返す。

エラーチェック１８０−３３によってエラーが検出されなかった場合には、送信 ハイド増分１８０−３４によりパケットサイズが、最後にリセットされてからの 送信ハイド数をカウントするのに使用される変数に加えられる。次いで、パケッ トの各ハイドに関して使用可能なハイ）１８０−Ｓ５が追加のハイドがあるか否 かを判定し、次いで、バイトロードｌ８Ｏ−Ｓ１２がキャラクタ送信１８０−３ １３が仮想ネットワークを介してバイトを送信するために、このバイトをロード する。

パケットが送信されると、使用可能なバイト１８０−３５は、制御をパケットサ イズ獲得１８０−ＧＰＳに移す。パケットサイズ獲得１８０−ＧＰＳは、受信す るバケ・７トのサイズを遠隔ノードから獲得する。エラーが発生すると、処理は 、キーボード使用許可１８０−３ＩＯに移る。しかしながら、エラーが返されな い場合には、パケットサイズチェック１８０−３７が、パケットサイズが受信し たパケットサイズと一致しているか否かを判定する。パケットサイズが異なる場 合には、エラーセット１８０−３９がリータン値を送信／受信エラーにセットし て、処理をキーボード使用許可１８０−３１０に移す。一方、パケットサイズが 同一の場合には、正常終了セン）１８０−３８がリターン値を、処理をキーボー ド使用許可１８０−３ＩＯに渡す前に、正常終了にセットする。

機能ＤＳＥＮＤによってコールされるパケットサイズ送信１８０−５ＰＳの機能 は、第４５図に示されている。初期化１８０−３ＰＳＬは、最初に受信の動作中 の示すフラグを１にセットし、ついで、転送遅れをセーブする。転送遅れは、次 いで前述した遅れカウントにセットされる。タイムアウト変数は、１５秒にセン トされる。タイムアウト１８０−３ＰＳ２は、タイムアウト変数をチェックして 、タイムアウトが発生しているか否かを判定する。タイムアウトが発生している 場合には、エラーセット１８０−３ＰＳ３がリターン値を送信／受信エラーにセ ットし、フラグセラ）１８０−３ＰＳ４がキャリーフラグをセットする。次いで 、リストア１８０−３ＰＳ５が転送遅れの値をセーブ値にリストアし、受信動作 中フラグをリセットしてから、制御をリターン１８０−５ＰＳ６に渡す。

タイムアウトチェック１８０−３ＰＳ２が、タイムアウトを検出しなかった場合 には、転送開始１８０−３ＰＳ７が遠隔ノードへのキャラクタの転送を開始する 。キャラクタステータス受信１８０−ＲＣ３は、キャラクタまたは発生したエラ ーを受信ＳＧＩ、若しくは前述したように準備されたキャラクタがないことを表 示する。従って、準備キャラクタチェック１８０−３ＰＳ９が、キャラクタが準 備されていないと判定すると、処理はタイムアウトチェック１８０−３ＰＳ２に 移される。キャラクタが準備されており、エラーが発生した場合には、エラーチ ェック１８０−３ＰＳＩＯが処理をフラグセット１８０−３ＰＳ２に戻す。エラ ーが返されなかった場合には、受信確認チェック１８０−３ＦＳＩＩがキャラク タステータス受信１８０−ＲＣ３によって返されたキャラクタが受信確認キャラ クタであったか否かを判定する。キャラクタが受信確認キャラクタではない場合 には、処理はエラーセット１８０−３ＰＳ３に移される。

一方、受信確認が受信されると、パケットサイズ転送１８０−３ＰＳ１２が、遠 隔ノードに送信されるパケｙ　ｈのサイズを送信する。特にパケットサイズ転送 １８０−３ＰＳ１２は、転送開始、パケットサイズの下位バイト、パケットサイ ズの上位バイト及び転送終了を示すキャラクタを転送する。

キャラクタ受信１８０−ＲＣは、第４１図に関して前述したように、キャラクタ を受信する。キャラクタ受信１８０−ＲＣがエラーを返した場合には、エラーチ ェック１ｓｏ−ｓｐ３１０−Ａが処理をフラグセット１８０−３ＰＳ４に移す。

キャラクタが受信確認である場合には、受信確認テスト１８０−３ＰＳＩＩ−Ａ が処理をリストア１８０−３ＰＳ５に渡す。さもなくば、受信確認テスト１８０ −３ＰＳ　１１−Ａは、処理をエラーセント１８０−３ＰＳ３に移す。

機能ＤＳＥＮＤによってコールされるパケットサイズ獲得１８０−ＧＰＳの機能 は第４６図に示されている。初期化１８０−ＣＰＳＬは、受信動作状態フラグを １にセントし、転送遅れ及びタイムアウト値をセーブする。次いで、転送遅れは 、前述のよ゛うに遅れカウントに送られる。次いで、処理は、キャラクタ受信１ ８０−ＲＣ−Ａに移される。

キャラクタ受信がエラーを発生すると、エラーチェック１８０−ＧＰＳ２は、速 度変更エラー１８０−Ｃ，ＰＳ３に返し、速度変更エラー１８０−ＧＰＳ３は、 エラーが速度変更エラーにセットされている場合には、処理をキャラクタ受信１ ８０−ＲＣ−Ａに返す。一方、速度変更エラー１８０−ＧＰＳ３は、処理をフラ グセット１８０−ＧＳＰ４に移し、キャリーフラグをセントとして、処理をリス Ｉ・ア１８０−ＧＰＳ５に移す。リストアは、セーブされた転送遅れとタイムア ウト値を適当な変数に返し、受信動作中フラグを、処理をリターン１８０−ＧＰ Ｓ６に移す前に、ゼロにセラＩ・する。

キャラクタ受信１８０−Ｒｔ、−Ａがエラーを発生しなかった場合、エラーチェ ック１８０−ＧＰＳ２は、処理を転送起動チェック１８０−ＧＰＳ７に移す。受 信したキャラクタが転送の開始を示していない場合には、処理はキャラクタ受信 １８０−ＲＣ−Ａに移る。受信キャラクタが、転送の開始を示している場合には 、転送確認１８０−ＧＰＳ″８が確認キャラクタを遠隔ノードに送信して、処理 をキャラクタ受信１８０−ＲＣ−Ｂに渡す。

ここでエラーが発生すると、エラーチェック１８０−Ｃ，ＰＳ９は、処理を、上 記のように動作する速度変更エラー１８０−ＧＰＳ３に移す。エラーが発生して いない場合で、転送開始キャラクタが受信されていない場合には、この処理は転 送開始１８０−ＧＰＳＩＯによってキャラクタ受信１８〇−ＲＣ−Ｂに移される 。さもなくば、転送開始１８０−ＧＰＳ］、Ｏは処理をキャラクタ受信１８０− ＲＣ−Ｃに移して、パケット長の下位バイトを受信する。同様に、キャラクタ受 信１８０−ＲＣ−Ｄはパケット長の上位バイトを受信するとともに、転送終了キ ャラクタを受信する。これらの受信においてエラーが生じた場合には、処理は、 速度変更エラー１８０−ＧＰＳ２に移行する。

最後に、キャラクタ受信１８０−ＲＣ−Ｄが、転送終了キャラクタを受信しなか った場合には、転送終了チェック１８０−ＧＰＳＩＩが処理をエラーセット１８ ０−ＧＰＳ３に移し、送信／受信エラーをセントする。転送終了を受信すると、 転送確認はｉ圧信号を遠隔ノードに送出し、フラグクリア１８０−ＣＰＳＬ２が 処理をリストア１８０−ＧＰＳ５に返す前にキャリーフラグをクリアする。

先述したように、データリンクの多くの機能はハードウェアに依存している。従 って、データリンク層１８０のここで説明した実施例はＩＢＭ−ＰＣ相当のコン ピュータに使用される機能の組を示している。しかしながら、上記の説明に基づ いて、当業者はアプリケーション層及び転送層の機能を、これらの機能のサービ スを行ういかなるデータリンク層とともに使用することが出来るものである。

本実施例においてデータリンク層の機能の多くは、５５ミリ秒毎に、ＰＣバス上 のハードウェアラインＩ　ＲＱＯが起動されて、割込み０８ｈが行われることを 使用している。割込み０８ｈによって行われる動作は、コンピュータの下位メモ リの割込み０８ｈベクトルによって指定されたサービスルーチンに依存する。こ のベクトルのアドレスを変更することによって、プログラムは、５５ミリ秒の間 隔で異なる機能を行うことが出来る。前述したように、５５ミリ秒の時間間隔は 、クロック時間を意味している。

この発明のデータリンク層は割込み０８ｈに二つの異なる割込みサービスを使用 している。第一の割込みサービス１８０−ＩＮＴは第４８図に示されており、第 二の割込みサービス１８０−ＲＣＶは第４９図に示されている。第二の割込みサ ービス１８０−ＲＣＶはデータリンクが受信を行うときに使用され、第一のデー タリンクは仮想ネットワークが動作状態の場合のそれ以外の全ての時間に使用さ れる。

これらの割込みサービスの双方は、速度が重要であり、コンピュータコードは全 速で確実にランするように最適化されている。特に割込みサービスルーチン１８ ０−ＲＶＣに関しては、割込み０８ｈ以外の全ての割込みが禁止され、以下によ り詳細に説明するように、割込みサービスルーチンへのエントリ時のレジスタの 状態が仮定される。

割込みサービス１８０−ＩＮＴ（第４８図）は、エントリ時に最初にセーブレジ スタ１８０−ＩＮＴＩをアクセスして、割込みに必要なレジスタをセーブする。

次いで、遅れカウント増分１８０−ＩＮＴ２が遅れカウントを増分する。動作１ ８’０−ＩＮＴ３乃至１８０−１０は、前述したように二つのタイムアウトを調 べる。変数がタイムアウトを示している場合には、タイムアウトフラグがセット される。さもなくば、タイムアウト変数が減分される。

続いて動作フラグチェック１８０−ＩＮＴＩＩが受信した動作フラグがセフ）さ れているか否かを判定する。フラグがセントされていない場合には、割込み０８ ｈ接続１８０−ＩＮＴＩ３は前の割込み０８ｈに接続され、処理をレジスタリス ト１８０−ＩＮＴＩ４に渡す。レジスタリストア１８０−ＩＮＴＩ４はこれらの セーブレジスタにレジスタ値をリセントして、リターン１８０−ＩＮＴＩ５は処 理をコール元の機能に返す。

受信した動作フラグがセットされている場合には、処理はＢ１０３サービス実行 １８０−ＩＮＴＩ２に移る。他の処理が割込み０８ｈにサービスし、これらの処 理は完了するために長い処理時間を必要とする場合もある。従って、速度を向上 するため、機能は前の割込み０８ｈとは結合されない。むしろ、ＢＩＯＳサービ ス実行１８０−ＩＮＴＩ２は、ＢｉＯ２によって通常提供される最小のサービス を提供する。

第二の割込み１８０−ＲＣ３Ｉ　（第４９図）は、最大速度を得るために最適化 される。通常、割込みサービスルーチンは、現在のレジスタを、全ての他の処理 の前にセーブする。

しかしながら、このルーチンは、レジスタＡＸのみをセーブする。ルーチンはさ らに、このレジスタＡＸのみを使用する。

しかしながら、ルーチンは、メモリをアクセスするので、アクセスするメモリの セグメントを指定するセグメントレジスタが必要となる。通常の割込みサービス ルーチンは、少なくとも一つのセグメントレジスタをセーブし、次いで、セグメ ントレジスタを割込みサービスルーチンにロードする。しかしながら、割込みサ ービスルーチン１８０−ＲＣＶＩを許可する前に、全ての他の割込みが禁止され 、この割込みは、データリンクデータセグメントにセットされたセグメントを持 つデータリンク機能ＤＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥの小さな部分のみで許可される。全て の他の割込みが禁止されているので、データセグメントレジスタのセーブ及びロ ードは、レジスタがすでに適切な値をロードされているので、不要となる。

従って、割込みサービスルーチン１８０−ＲＣＶｌの動作は、セーブレジスタ１ ８０−Ｒ，ＣＶｌ、遅れカウントの増分１８０−ＲＣＶ２及び内部キャラクタタ イムアウト値チェック１８０−ＲＣＶ３を含んでいる。内部キャラクタタイムア ウト値が１よりも大きい場合には、タイムアウトが増分され、処理は割込み終了 １８０−ＲＣＶ５に移る。さもなくば、内部キャラクタタイムアウトチェック１ ８０−ＲＣＶ３は、処理を直接割込み終了１８０−ＲＣＶ５に渡す。割込み終了 １８０−ＲＣＶ５は、割込みコントローラに割込み終了の信号を与え、レジスタ ＡＸをリストアする。最葎に、リターン１８０−ＲＣＶ６が処理をコール元の機 能に返す。

データリンク機能ＤＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥは、メツセージの受信を待つために転送 層によって使用される。メツセージを受信すると、機能ＤＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥは メツセージの実際の長さを返す。ＤＲＥＣＥＩＶＥには、ノードＩＤと、受信バ ッファ長と、受信バッファのポインタ及びデータを待つためのクロック数に対応 したタイムアウト値が与えられる。機能ＤＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥは、メッセージ長 またはエラーコードを返す。

データリンクの機能ＤＲＥＣＥ　Ｉ　ＶＥ　１８０−Ｒの一実施例は、第４７図 に示されている。初期化１８０−Ｒ１は、与えられたパラメータにタイムアウト 変数をセントし、タイムアウトフラグをゼロにセントする。ついで、処理はパケ ットサイズ獲得１８０−ＧＰＳ（第４６図）に移行する。パケットサイズを受信 すると、エラーチェック１８０−Ｒ２は、エラーが発生していない場合には、処 理を受信初期化１８０−Ｒ７に移行する。一方、パケットサイズ獲得においてエ ラーが発生した場合には、処理はエラーチェック１８０−Ｒ２を介してエラーセ ット１８０−Ｒ３に移行して、エラーコードをパケットサイズ獲得１８０−ＣＰ Ｓの結果にセットする。

ついで、タイムアウトセント１８０−Ｒ４がタイムアウト変数と内部キャラクタ タイムアウト変数の双方をゼロにセ・ツトする。タイムアウトエラーチェック１ ８０−Ｒ５は、エラーが検出されなかった場合には、処理をエラーリターン１８ ０−Ｒ６に渡す。タイムアウトエラーチェック１８０−Ｒ５がタイムアウトエラ ーを検出すると、処理は、エラーリターン１８０−Ｒ６に返される前にパケット サイズ送信１８０−３ＰＳに移行される。パケットサイズ送信１８０−３ＰＳは 、前述した機能である（第４５図） 受信初期化１８０−Ｒ７は、エラーチェック１８０−Ｒ２より処理を受け取ると 、最初に受信動作中フラグをセ・７）し、次いでタイムアウト変数をゼロにセッ トし、内部タイムアウト変数を６にセフ）する。受信初期化１８０−Ｒ７ば、割 込みサービスルーチン１８０−ＲＣＶＩ　（第４９図）をオンにする。次いで、 処理は、ｔＪＡＲＴステータス１８０−Ｒ８（第４７図）に移行して、ＵＡＲＴ ステータスポートをチェックする。キャラクタはボートに準備されている時は、 キャラクタ準備テスト１８０−Ｒ９は処理をキャラクタ読み取り１８０−ＲＩＯ に移す。キャラクタ読み取り後に、バッファアドレスがＯ：Ｏｈであるか否かが 判定される。アドレスが０：Ｏｈではない場合には、読み取られたキャラクタは 、キャラクタ格納１８０−Ｒ１２によって格納されない。ステップ１８０−Ｒ１ １は機能１８０−Ｒから除くことが出来るもので、機能ＤＣＯＮＮＥＣＴのライ ン接続チェック動作及び機能ＤＬＩＳＴＥＮのラインリッスンチェック動作をサ ポートするためのみに使用される。以下により詳細に説明するように、再動作は 、ステップ１８０−Ｒ１１を除く必要に応じて、転送層に移すことが出来る。

バッファアドレス１８０−Ｒ１１後に、変数調整１８０−１３がキャラクタ受信 カウントを増分し、内部キャラクタタイムアウト変数を３にセットする。モアキ ャラクタテスト１８０−Ｒ１４は、さらに受信すべきキャラクタがあるか否かの 判定を行う。送信すべきキャラクタが残っている場合には、処理はＵ　Ａ、　Ｒ Ｔステータス１８０−Ｒ８に移行し、前述の処理が行われる。キャラクタが残っ ていない場合には、更新１８０−Ｒ１５が、受信したキャラクタ数を最後にリセ ットした後に受信したキャラクタ数に加算して、エラーコードをキャラクタ受信 にセットする。割込みリストア１８０−Ｒ２４が割込みサービスルーチン１８０ −ＲＣＶをオフして、割込みサービスルーチン１８０１ＮＴをオンする。処理は 、次いでタイムアウトセット１８０−Ｒ４に移行する。

上記の説明は、キャラクタ準備１８０−Ｒ９がキャラクタを剣士移したもとの仮 定している。しかしながら、キャラクタが検出されなかった場合には、処理は、 内部キャラクタタイムアウト１８０−Ｒ１６に移り、エラーコードを内部タイム アウト変数にセットし、処理が、割込みリストア１８〇−Ｒ２４に移る。

しかしながら、内部キャラクタタイムアウト変数がタイムアウトを示していない 場合には、フレーミングエラーチェック１８０−Ｒ１８が、フレーミングエラー を検出したときに処理をＵＡＲＴステータス１８０−Ｒ８に移す。さもなくば、 処理は、前述した割込みリストア１８０−Ｒ２４−Ａに移して、割込みサービス ルーチン１８０−ＩＮＴをオンにし、割込みサービスルーチン１８０−ＲＣＶを オフにする。ついで、タイムアウトセーブ１８０−Ｒ１９がタイムアウト値をタ イムアウト変数及び内部キャラクタタイムアウト変数にセーブし、次いで前述の 速度再同期１８０Ｒ２０が機能する。速度再同期を完了すると、タイムアウトリ ストア１８０−Ｒ２１がタイムアウト及び内部キャラクタタイムアウト値をセー ブパラメータにリストアする。速度再同期においてエラーが発生すると、エラー チェック１８０−Ｒ２２が処理をタイムアウトセラｌ−１８０−Ｒ４に移す。一 方、エラーが検出されなかった場合には、リストア１８０−Ｒ２３が全てのパラ メータをエントリ時の値にリストアし、処理を機能ＤＲＥＣＥ　ＩＶＥ１８０− Ｒの開始に戻す。

データリンク機能ＤＣＯＮＮＥＣＴ１８０−Ｃ（第５０図）は、転送層機能ＴＣ ＯＮＮＥＣＴによってコールされる。機能ＤＣＯＮＮＥＣＴは、特定の遠隔ノー ドとの接続を試みる。

コール元の機能は、ノードＩＤと、速度パラメータ、接続ボート及びデータを待 つクロック数を与える。前述のように、本実施例においては単一のノードのみが 存在するので、ノードＩＤは重複する。機能ＤＣＯＮＮＥＣＴに与えられた速度 パラメータは、ゼロでない場合には、１００で除算された所望のボーレートであ る。

機能ＤＣＯＮＮＥＣＴ１８０−Ｃへ０）ｘントリ時において、接続ステータスセ ント１８０−ＣＩは、まず接続ステータスフラグを−１にセットして、接続が試 みられていることを表示する。次いで、第５１図のステップ１８０−ＭＩＩ乃至 １８（＞Ｍｌ８でより詳細に示すメイン初期化１８０−Ｍｌが、−膜状態の初期 化を行う。

特に、割込みセーブ１８Ｃ１−Ｍｌｌは、最初の′現在の割込み０８ｈベクトル を獲得して、セーブする。次に、フラグクリア１８０−Ｍｌ２が受信動作中フラ グをクリアし、割込みセット１８０−Ｍｌ３が割込み０８ｈに割込みサービスル ーチン１８０−ＩＮＴをセットする。変数初期化１８０−Ｍｌ４はＤＣＯＮＮＥ ＣＴの他の変数及び他の機能で使用される変数を所要の値に初期化する。続いて 、セント速度コール１８Ｏ−ＳＳが、前述したように転送速度をセットする。禁 止１８０−Ｍｌ５は、レジスタクリア１８０−Ｍｌ６がＵＡＲＴから全てのステ ータス及びデータをレジスタを繰りするために読みだしている間、ＵＡＲＴ割込 みを禁止する。次に、速度計算１８０−Ｍｌ７が、二つのクリック間の時間間隔 においてレジスタ対ＤＸ　：　ＡＸを増分することが出来る回数をカウントし、 その値を本実施例においてループカウントと呼ばれる変数に記憶する。リターン １８０−Ｍｌ８は、処理を第５０図の接続／リンスン初期化１８０−ＣＬＩに渡 す。接続／リソスン初期化１８０−ＣＬＩの動作は、第５２図により詳細に示さ れている。特に、タイムアウトチェック１８〇−ＣＬＩは、タイムアウト変数を 機能Ｄ　ＣＯＮ　Ｎ　Ｅ　ＣＴ　１８０−Ｃに与えられたパラメータにセットす る。速度チェック１８０−ＣＬＩ２は、速度パラメータがＤＣＯＮＮＥＣＴに与 えられている場合、処理をパラメータリターン１８０−ＣＬＩ５に渡す。パラメ ータリターン１８０−ＣＬＩ５は、与えられたパラメータのインデックスを返す 。一方、速度パラメータが与えられて以内場合には、即ちゼロが機能ＤＣＯＮＮ ＥＣＴに与えられた場合には、パラメータセット１８０−ＣＬＩ３は速度パラメ ータを最大ボーレートにセットし、リターン１８０−ＣＬＩ４が３００ボーのイ ンデックスをボーレートインデックス七ッ）１８０−Ｃ３２（第５０図）に返す 。

ボーレートインデックスセツト１８０−Ｃ２はボーレートインデックスを接続／ リッスン初期化１８０−ＣＬＩＩの戻り値にセットする。次いで処理は、正当速 度チェック１８０−Ｃ３に移行して、要求速度が正当か否かの判定を行う。

要求速度が不正な場合には、処理は正当速度チェック１８０−０３からエラーセ ット１８０−Ｃ４に移り、リターン値を不正ライン速度エラーにセットする。エ ラーセット１８０−Ｃ４は、処理を接続状態上ンｌ−１８０−Ｃ１−Ａに移行し て、接続状態フラグをゼロにセットし、処理をリストア１８０−Ｃ１４に移行す る。リストア１８０−Ｃ１５は、ＵＡＲＴの除数のアクセスを拒否して、ＵＡＲ Ｔの割込みを不能とし、次いで割込み０８ｈを記憶された前回の割込み０８ｈの ベクトルにリストアする。処理は、次いでリターン１８０−Ｃ１５に移る。

要求接続速度が正当な場合には、正当速度チェック１８０−Ｃ３は、処理を先に 機能を説明した速度セフ）１８０−３Ｓに移して要求速度をセットする。次いで 、速度変更１８０−Ｃ５が特定された速度がセフ）されまたは速度変更が要求さ れているか否かを判定する。

特定速度がセットされている場合には、処理はキャラクタ転送１８０−Ｃ１ｌに 移行して、遠隔ノードに接続／リンスン終了キャラクタを送信する。１クロック 待った後に、タイムアウトチェック１８０−Ｃ１２はタイムアウトの発生を判定 する。タイムアウトが発生している場合には、エラーセット１８０−Ｃ１３がリ ターン値をタイムアウトエラーにセントして、処理が前述した接続ステータス１ ８０−ＣＩ−Ａに移行される。

タイムアウトが発生していない場合には、タイムアウトチェック１８０−Ｃ１２ は、前述したキャラクタステータス受信１８０−ＲＣ３処理を移行する。キャラ クタが準備されている場合、またはキャラクタステータス受信１８０−ＲＣ５に よって受信されたキャラクタが転送終了の確認ではない場合には、処理は、キャ ラクタ転送１８０−Ｃ１ｌに戻る。しかしながら、キャラクタテスト１８０−Ｃ １６が接続終了の確認を検出した場合には、処理は先に説明した遅れカウンタセ ット１８０−ＤＣ，−Ａに移る。接続セント１８０−ＣＩＢは接続ステータスフ ラグをゼロにセットし。、処理をリターン１８０−Ｃ１５に移行する。

速度変更１８０−Ｃ５がゼロ値を検出すると、処理がキャラクタセット１８０　 Ｃ６に移り、接続キャラクタが第一のキャラクタにセントされる。次いで、セッ ト接続速度１８０−Ｃ３が第３９ａ図及び第３９ｂ図に関して説明した機能を行 う。接続キャラクタセフ）１８０−Ｃ６−Ａは、第二の接続キャラクタをセット し、処理を接続ステータスセット１８０−Ｃ１−Ａに移す。接続ステータスセッ ト１８０−ＣＩ−Ａは接続ステータスフラグをゼロにセットする。次いで、遅れ カウントセント１８０−ＤＣが前述のように機能し及びボーレートチェック１８ ０−Ｃ７、ボーレートが１９２００以下の場合には、処理を遅れカウントセット １８０９−ＤＣ−Ａに移す。さもなくば、ボーレートチェック１８０−Ｃ７は処 理を、第５３図に関して詳述する送信ラインチェック１８０ＣＬＳに移行する。

送信ラインチェック１８０−ＣＬＳが完了すると、エラーチェック１８０−Ｃ８ が、エラーが戻されたか否かを判定する。エラーが返されている場合には、エラ ーチェック１８０−Ｃ８は処理を前述した接続ステータスセット１８０−ＣＩ− Ａに移す。一方、エラーが返されていない場合には、エラーチェック１８０−Ｃ Ｂは、処理をブロック受信１８０−Ｃ９に移し、データリンクの機能ＤＲＥＣＥ 　Ｉ　ＶＥをコールして１５秒のタイムアウト時間で、遠隔ノードからのデータ のブロックを受信する。ブロックがエラーを発生せずに受信されると、エラーチ ェック１８０−ＣＩＯは、処理を接続ステータス１８０−ＣＩ−Ａに移行する。

さもなくば、１８０−ＣＩＯは処理を遅れカウントセット１８０−ＤＣ，−Ａに 移行する。

接続１８０−Ｃにおいて、動作１８０−ＣＬＳ、１８〇−Ｃ８，１８０−Ｃ９及 び１８０−ＣＩＯはコンピュータのライン接続を確認するために使用される。他 の実施例において、これらの動作は、効率を改善するために転送層に移される。

送信ラインチェック１８０−ＣＬＳの機能は、第５３図により詳細に示されてい る。エントリ時において、ブロック送信１８０−ＣＬＳＩは最初にデータのプロ ′ツクを発生し、次いでデータリンクの機能ＤＳＥＮＤをコールして、仮想２／ トワークを介してデータのブロックを送信する。ＤＳＥＮＤがエラーを発生せず に機能した場合には、エラーチェック１８０−ＣＬＳ２が処理をリターン１８０ −ＣＬＳ３に移す。

しかしながら、ブロック送信１８０−ＣＬＳＩがエラーを発生している場合には 、処理はエラーチェック１８０−ＣＬＳ２によって速度低下１８０−ＣＬＳ４に 移される。速度低下１８０−ＣＬＳ４はデータリンク機能ＤＲＥＳＥＴを速度の 変更を示すパラメータによってコールする。

従って、機能ＤＲＥＳＥＴは前述したようにエラーを返す。

ＤＲＥＳＥＴがエラーを返すと、エラーチェック１８０−ＣＬＳ５は、処理をエ ラーリターン１８０−ＣＬＳ６に移し、キャリーフラグをセントして、コール元 の機能に帰る。速度低下１８０Ｃ−ＣＬＳ４からエラーが返されなかった場合に は、エラーチェック１８０−ＣＬＳ５はブロック送信１８０−ＣＬＳＩを再度コ ールすることによって低下された速度でラインチェックを開始する。

機能Ｄ　ＣＯＮ　Ｎ　Ｅ　ＣＴに対応するデータリンク機能はＤＬＩＳＴＥＮで あり、ＤＣＯＮＮＥＣＴの到来を待ち、セツションの開始を示す信号を発生する 。ＤＬ　Ｉ　５ＴＥＮは、さらに、最適ライン速度を決定するためにライン速度 の変更を行う準備をする。ＤＬ　Ｉ　５ＴＥＮは、速度と、タイムアウト値と接 続ボートを与える。

機能ＤＬ　Ｉ　５ＴＥＮの一実施例は第５４図に示されている。

動作１８０−Ｌｌ乃至１８０−Ｌ２は、第５０図に関して上述した動作１８０− Ｃ１乃至１８０−Ｃ２と等価であり、その記載はここに開示の一部として援用す る。正当速度１８０−Ｌ３は、要求された速度が不当な場合には、処理をエラー セット１８０−Ｌ４に移す。エラーセット１８０−Ｌ４は、リターン値を不正ラ イン速度エラーにセントして、処理を接続ステータスセット１８０−Ｃ３に移行 して、接続ステータスフラグをゼロにセントする。続いて、リストア１８０−Ｌ ６が前述のりストア１８０−Ｃ４（第５０図）と同じ動作を行う。この動作は、 ここで開示の一部として援用する。

要求されている速度が正当な場合、正当速度チェック１８０−Ｌ３は処理を前述 した速度セフ）１８０−３Ｓに移す。

速度セ・ノドを完了すると、接続キャラクタセット１８０−ＬＳが最初に接続キ ャラクタを形成し、次いです・ンスン速度セ、７）１８０　ＬＳが前述した機能 を実行する。リッスン速度のセット１８０−ＬＳが完了すると、接続キャラクタ セント１８０−ＬＩＯがキャラクタセット１８０−ＬＳによってセットされたも のとは異なる接続キャラクタをセントする。リッスン速度セット１８０−ＬＳが エラーを発生した場合には、エラーチェック１８０−Ｌｌｌは処理を前述した接 続ステータスセット１８０−Ｌ５に移す。

リッスン速度セット１８０−ＬＳが動作を正常終了すると、エラーチェック１８ ０−Ｌｌｌは処理を速度変更１８０−Ｌ１２に移す。与えられた速度パラメータ がゼロでない場合には、速度変更１８０−Ｌ１２は、制御を前述した遅れ力ウン タセン）１８０−ＤＣ−Ａに移行する。一方、速度変更が指定された場合、速度 変更１８０−Ｌ１２は、処理を、前述した機能の遅れカウント七ッ）１８０−Ｄ Ｃに渡す。ボーレートチェック１８０−Ｌ１３は、現在のボーレートが１９２０ ０以下の場合には、１８０−Ｌ　１４を介してコール元のプログラムに返す。ボ ーレートが１９２００よりも大きい場合には、ボーレートチェック１８０−Ｌ　 １３はタイムアウト七ッ）１８０−Ｌ１５に処理を渡し、タイムアウト値を１５ 秒にセットする。タイムアウト値をセントした後に、接続確認１８０−Ｌ１６が データリンクの機能ＤＲＥＣＥＴＶＥをコールして接続を確認する。ＤＲＥＣＥ ＩＶＥがエラーを発生した場合には、エラーチェック１８０−Ｌ１７が処理をタ イムアウト１８０−Ｌ１８に移す。タイムアウト１８０−Ｌ１８は、タイムアウ トエラーのチェックを行う。タイムアウトエラーが検出されると、エラーリター ン１８０−Ｌ１９が処理をタイムエラーとともに返し、さもなくば、処理はタイ ムアウトセント１８０−Ｌ１５に返される。

接続確認１８０−Ｌ１６がエラーを生しなかった場合には、エラーチェック１８ ０−Ｌ１７は、前述した処理をライン速度チェック１８０−ＣＬＳを介して返す 。次いで、処理は、遅れカウントセット１８０−ＤＣ−Ａに移行される。機能Ｄ Ｌ　Ｉ　５ＴＥＮによって行われるラインのチェックは、転送層で行うことも可 能である。

ＤＳＴＡＴＵＳ、ＤＣＯＮＮＥＣＴ、ＤＤＩＳＣＯＮＮＥＣＴ及びＤＦＬＵＳＨ のデータリンクの残りの機能は、一義的である。機能ＤＳＴＡＴＵＳは供給され たバッファに必要なステータス情報を供給する。特に、ノードＩＤは１にセット される。最後にリセットされてから送受信されたバイト数を追跡するために用い られる変数が構造中に含まれ、速度インデックスが現在の速度を検索する為に使 用され、続いてバッファに格納される。その後にバッファは、転送層に返される 。

本実施例において、機能ＤＦＬＵＳＨはヌル動作であり、従って機能は単にコー ル元の機能に返ることである。

機能ＤＤＳ　Ｉ　Ｃ０ＮＮＥＣＴは、ＵＡＲＴ除数のアクセスを禁止しｔＪＡＲ Ｔへの割込みを不能とするとともに、割込み０８ｈを前回の割込み０８ｈベクト ルにリセットして、正常終了を返す。

前述したデータリンクエラーは負の値として転送層に返される。正常終了は、正 のリターン値（一般的にゼロ）で示される。本実施例における発生の可能性のあ るリターン値を表６に示す。

表６ リターン値　データリンクの機能の結果〇　−正常終了 −１＝　接続切断 −２−未知のノードＩＤ −３−不正なライン速度　 −４−送信／受信エラー −５−タイムアウトエラー −６−速度変更不能 −７＝　内部キャラクタタイムアウトエラー従来の第−及び第二のコンピュータ システム間における情報の伝達システムと異なり、ユーザーアプリケーションは 、二つのコンピュータ間で情報を伝達するために、本発明の仮想ネットワーク管 理機能を使用することが出来る。ユーザーアプリケーションは、単に前述した情 報及びコマンドをアプリケーション層に与えることのみが必要である。以下に、 本発明の仮想ネットワーク管理機能を使用する二つのユーザーアプリケーション を説明する。一方のユーザーアプリケーションは、「ボーケントリンク（Ｐｏｑ ｅｔＬｔｎｋ）　Ｊと呼ばれるＭＳ−ＤＯＳオペレーティングシステムのユーザ ーインターフェースアプリケーションである。ボーケ・ンドリンクは、ＭＳ−Ｄ Ｏ３の最少の知識を有する全ての者にディスクファイルの管理を特徴とする 特にボーケントリンクは、ユーザーによるファイル及びディレクトリのコピー、 削除、ファイル名変更、プリント、ファイルの表示等の操作を可能にすると共に 、ディレクトリの表示、作成、削除を可能とする。従って、ユーザーアプリケー ションのボーケントリンクとＭＳ−ＤＯ３のＣ０ＰＹ、ＤＥＬ、ＲＥＮ、ＰＲＩ ＮＴ、ＲＥＤＩＲ，ＣＨＤＴＲ，ＭＫＤＩＲ，ＤＩＲ，ＰＲＩＮＴ、ＴＹＰＥの 各コマンドとはほぼ対応している。

さらに、ボーケントリンクは、ａｔｔａｃｈ、　ｄｅｔａｃｈ、　ｃｏｎｎｅｃ ｔ。

ｄｉｓｃｏｎｎｅｃｔ、　５ｅｒｖｅｒ及びｃｏｎｆ　ｉｇｕｒｅのコマンドに よって、仮想ネットワーク管理機能の操作を可能とする。ボーケントリンクのプ ログラムはユーザーインターフェースを提供し、インターフェースを介して与え られるコマンドを、本発明の仮想ネットワーク管理機能の適当なコマンド列及び 情報に変換する。

ボーケントリンクを局部処理のユーザーアプリケーションとして使用する場合に は、仮想ネットワークアーキテクチャシステムが、ボーケントリンクの実行前に コンピュータにロードされていなければならない。遠隔処理の為には、局部及び 遠隔コンピュータは、仮想ネットワークアーキテクチャによって直接接続、即ち Ｒ３２３２で接続されていなければならず、ボーケントリンクが両方のコンピュ ータで動作されていなければならない。

ボーケントリンクのコマンドを実行するためには、ユーザーは例えばカーソル制 御キーを用いて作業を行うファイルをハイライトし、次いでメニューキー（ファ ンンクションキーＦＩＯ）を押圧し、カーソル制御キーを操作して適当な項目、 例えば「ファイルコをハイライトする。ユーザーは次いで、リターンキーを押圧 し、再びカーソル制御キーで、適当なオプション、例えば「コピー」を選択する 。ここでエンターキーを押圧することにより、オプションが実行され、ユーザー に必要な情報が要求される。

マシンをこうした動作を行うために構成する為には、ユーザーは、最初に一方の ボーケントリンクをサーバーとしてセットする（これはマシンを遠隔マシンとし て指定することと同じである）。局部マシンとしての他方のマシンに対して、ユ ーザーはボーケントリンクが、接続機能を実行して、遠隔マシンと論理接続する ように指令する。仮想ネットワーク管理機能の接続が形成されると、全ての遠隔 ディスクドライブの処理は、仮想ネットワークを介して、遠隔マシンに方向付け し直される。

さらに仮想ネットワークの接続が既に形成されている場合に、接続要求が実行さ れた場合、接続オプションは何の動作も行わない。さもなくば、ボーケントリン クの接続要求が、仮想矛ノドワーク管理機能の前述したＶＣＯＮＮＥＣＴを発生 する。接続が正常終了すると、局部マシンとサーバーマシンの間の一般的な送受 信の交換により遠隔ドライブの使用可能なドライブが表示される。特に、ボーケ ントリンクは、前述したように一般的な送受信メ・ッセージを使用して使用可能 なドライブのリストを得る。次いで、サーバーマシンのカレントドライブが、使 用可能な局部ドライブにマツプされる。

二つ以上の遠隔ドライブがある場合には、他の遠隔ドライブはマツプされない。

他の遠隔ドライブをマツプするためには、ユーザーはポーケンドリンクのアタッ チオプションを実行しなければならない。アタツチが行われる遠隔ドライブは局 部ドライブとして扱われる。

上述したサーブ要求が実行された後に、仮想ぶットヮークのサーバーは、前述し たように、接続要求が所定時間内に受信されなかった場合には、処理を終了する 。タイムアウトが生じると、ボーケントリンクは仮想ネットワークのサーブ要求 を再実行する。サーバーが接続解除要求を受けると、接続解除が実行され、仮想 ネットワーク管理機能がリセットされ、制御はメインポーケソドリンク画面を表 示するボーケントリンクのユーザーアプリケーションに戻る。

上述したように、ボーケントリンクのユーザーアプリケーションは、ＭＳ−ＤＯ ３のオペレーティングシステムに関して直接的な知識を有せずともファイルの操 作を行うことを可能とする。ボーケントリンクのユーザーアプリケーションによ って、ユーザーは−乃至複数のディレクトリの−乃至複数のファイルにタグ（ま たはマーク）を付すことが出来る所望の機能を行うことが出来る。ここで、タグ はボーケントリンクの機能であり、ファイルのコピーまたは削除を行うファイル を表示するために使用される。ファイルにタグを付す為に、ユーザーはハイライ トバーを対象のファイル名に移動してタブキーを押圧しまたは、タグメユーから タグオプションを使用する。ディレクトリ名にタグを付す場合には、ディレクト リがオーブンされ、ディレクトリ内の全てのファイルにタグが付される。

タグの消去は、ファイルの′７−りを消去する為のボーケンドリンクを使用した 機能である。ファイルのタグを消去するために、ユーザーはハイライトバーをフ ァイル名に移動し、シフトとタブキーを同時に押圧するか、若しくは、タグメニ ューのタグ消去オプションを使用する。ディレクトリ名のタグを消去する場合に は、ディレクトリがオーブンされ、ディレクトリ内のファイルの全てのタグが消 去される。

ファイルをコピーを行うためには、ユーザーはコピーするファイルにタグを付け 、ファイルメニューからコピーオプションを実行する。ボーケントリンクは、こ のときコピー先を尋ねる。ユーザーは、フルのドライブ及びディレクトリのバス またはパスのみを与えることが出来る。ドライブが与えられない場合、タグを付 されたファイルは、カレントドライブにコピーされる。このカレントドライブは 、ファイルメニューのチェンジボリュームコマンドで変更することが出来る。

ファイルを削除するためには、ユーザーは削除するファイルにタグを付し、ファ イルメニューから削除オプションを実行する。

ファイル名を変更する場合には、ハイライトバーを変更するファイル名に合わせ て、ファイルメニューよりリネームオプションを実行する。

ボーケントリンクは、ＤＯ５のプリントコマンドと、遠隔プリンタにいってファ イルのプリントを行い得る以外は、同様のプリントコマンドを持っでいる。遠隔 プリントは、ボーケントリンクが遠隔プリンタを使用するように設定されている ことが必要となる。プリントされるファイルにはタグが付され、次いで、ファイ ルメニューからプリントオプションが選択される。いずれのファイルにもタグが 付されていない場合には、現在ハイライトされているファイルがプリントされる 。

他のボーケントリンクの機能はビュー機能である。ビューはＭＳ−ＤＯ３のタイ プコマンドのような機能であるが、より大きな能力を有している。ファイルをビ ューするためには、ユーザーはハイライトバーをファイル名に合わせ、コントロ ール＋エンターを押圧するか、又はファイルメニューからビュー機能を実行する 。ビュー＠能において、ボーケントリンクは上記した適当なアプリケーション層 のコマンドを使用して特定の情報をアクセスして、仮想ネットワーク管理機能に 情報がリドリーブされると、ボーケントリンクは、テキストをスクリーンに表示 するために必要なコード化を行う。

ポーケントリンクを使用してディレクトリ情報をビューする場合には、ユーザー はそのディレクトリをオーブンする。

ボーケントリンクは、最初にルートディレクトリをオーブンし、このディレクト リをオーブン状態に保持する。ポーケントリンクはディレクトリ情報をリストと して表示し、リストの中間のディレクトリがオーブンされると、ボーケントリン クはその位置にディレクトリ情報を挿入する。ユーザーは、リストを上下にスク ロールし、上下に頁送りし、リストの始端及び終端に移動し、またはディレクト リ塩の前後に移動することによってブローズすることが出来る。

ディレクトリ自体ではなくディレクトリ情報を削除しようとする場合、ディレク トリをクローズすることにより行うことが出来る。ディレクトリのクローズはデ ィレクトリ情報をリストから消去するのみでディスクからは削除しないことを意 味する。ポケットリンクは、オープン状態及びクローズ状態で、リストの全ての ディレクトの状態を保持する。ディレクトリレベルはインデントされている。即 ち、ルートまたは親ディレクトリが最初の行を占有し、サブディレクトリはイン デントされ、サブディレクトリのサブディレクトリはさらにインデントされる。

親ディレクトリがクローズされている場合にサブディレクトリの情報をビューす る為には、ユーザーはハイライトバーを親ディレクトリに合わせ、オープンを実 行する。続いて、ユーザーは、ハイライトバーをサブディレクトリに合わせてオ ーブンを実行する。＼Ａ＼Ｂのように、新しいサブディレクトリを作成する、ハ イライトバーをＡディレクトリに合わせ、ディレクトリオプションを選択する。

ディレクトリがオーブンされていない場合には、そのディレクトリがインサート キーを押圧することによってオープンされる。ここで、ポケットリンクのディレ クトリ作成の選択が行われる。ユーザーは、作成する新しいサブディレクトリ塩 の入力を要求される。同様にボーケラトリンクを使用してディレクトリの削除を 行う場合には、ハイライトバーを削除するディレクトリ塩に合わせ、次ぎに削除 オプションが選択される。

リンクは、一連の選択メニューを提供し、ユーザーはファイルまたはディレクト リを選択し、次いで選択されたファイルまたはディレクトリに関して第二のメニ ューオプションの選択を行って所望の動作を行う。ユーザーがコマンドの選択を 行うと、ボーケラトリンクは、ユーザーの選択を一連の動作に変換し、即ち、前 述したようにユーザーによって要求された動作を実行するためのアプリケーショ ン層のコマンドに変換する。

第二のユーザーアプリケーションは、ポーケラトリンクを使用して遠隔ノードを サーバーモードとすることを必要とする。この第二のユーザーアプリケーション は、その後に他のマシンにロードされ、サーバーのディスクのディレクトリ情報 を得るために使用される。

上記した本発明の実施例はＩＢＭのパーソナルコンピュータ及びＩＢＭ相当のパ ーソナルコンピュータ上で動作するように設計されている。しかしながら、この 実施例は、本発明の詳細な説明する為のみのものであり、本発明を特定の実施例 に限定することを意図するものではない。上記の説明に基づいて、当業者が本発 明の仮想ネットワーク管理機能を他のコンピュータアーキテクチャ及びコンピュ ータプログラム言語において実現することは容易である。

本発明の仮想ネットワークアーキテクチャはユーザーアプリケーションとコンピ ュータのオペレーティングシステムとの間に介在する。一つの実施例において、 上述したように、仮想ネットワークは、コンピュータ内のり−ドオンリメモリ（ ＲＯＭ）を含んでおり、ＲＯＭ−Ｂ　ＩＯＳの一部としてロードされる。他の実 施例において、仮想ネットワークは常駐プログラムとしてロードされる。いずれ の場合においても仮想ネットワーク機能のロード後は、常駐プログラムとなる。

従来技術における常駐プログラムでは、実行可能なコードとデータは目盛りの常 駐部分と一時記憶部分に分離され、その双方がランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ ）（即ち、メインメモリ１７Ｂ（第１図）にロードされていた。メモリの常駐部 分にはアプリケーションの実行可能なコードとデータが格納される。一時記憶部 分には、実行可能なアプリケーションコードがインストールされる。一般に、従 来技術の一時記憶部分の常駐（ＴＳＲ）プログラムの初期化データ及びメモリの 常駐部分に格納された割込みハンドラ及びＲＡＭの常駐部分に残された実行され たＭＳ−ＤＯ３機能は、一時記憶部分によって使用されるメモリを開放する。

本発明の原理によれば、仮想ネットワークアーキテクチャの実行可能なコードは 、従来技術のようにＲＡＭからではなくＲＯＭから直接ランされる。ＲＯＭから 実行されるプログラムは差異は位置を行うことが出来ないので、コンピュータシ ステムをＲＯＭから実行されるプログラムに環境設定するために新規な「ローダ 」が用いられる。ここで「実行可能なプログラム」は、「実行可能なイメージ」 と同一の意味である。さらに、本発明のローダはＲＯＭベースのＴＳＲアプリケ ーションに限定されるものではない。一般に、本発明のローダは、いかなるプロ グラムをもメモリーカードＲＯＭ、、ＲＯＭ−ＢＩＯ３等のコンピュータに内蔵 されたＲＯＭを含むＲＯＭから実行できるようにコンピュータシステムの環境設 定を行うものである。

本発明の一実施例によるローダ１１００を含むコンピュータシステム１２２０が 第５５Ａ図に示されている。コンピュータシステム１２２０　（第５５Ａ図）は 、従来のシステム２０（第１図）と同様の入力モジュール及び出力モジュールを 含んでいる。しかしながら、説明の明瞭化のために。ローダ１１００に関連した 重要な構成部のみがコンピュータシステム１２２０　（第５５Ａ図）に示されて いる。一般に、ローダ１１００は、コンピュータシステム１２２０に二次記憶装 置１２１７Ａに、ＥＸＥファイルまたは、Ｃ０Ｍファイルとして格納される。リ ードオンリメモリＲＯＭ１２３０はローダ１１００に関連づけられた実行可能な プログラム１２５０を有している。ＲＡＭ１２１７Ｂはオペレーティングシステ ム１２０３を有している。ＣＰＵ２１０はＲＯＭ１２３０．ＲＡＭ１２１７Ｂ及 び二次記憶装置１２１７Ａと通路１２４０．１２４１及び１２４２を介してそれ ぞれ連絡されている。さらに、通路１２４３は、二次記憶装置１２１７Ａ及び１ ２１７Ｂを接続するとともに、ＣＰＵ１２１０がローダ１１００をオペレーティ ングシステム１２０３を使用して直接ＲＡＭ１２１７Ｂに移動させるために使用 される。コンピュータシステム１２２０の動作及びアーキテクチャは従来のシス テム２０（第１図）と同様であり、従って当業者において自明である。

本発明のローダ１１００（第５５Ａ図）は、オペレーティングシステム１２０３ によってＲＡＭ１２１７Ｂにロードされる。例えば、ローダ１１００は、ＲＡＭ １２１７ＢのアドレスＸχＸ及びＹＹＹの部分にオペレーティングシステム１２ ０３によって。、ユーザーからの特定のＲＯＭベースの実行可能なプログラム１ ２５０のためにローダ１１００の実行の指示に対応して、上記の従来の方法によ って格納される。

ローダ１１００がＲＡＭ１２１７Ｂにロードされると、ローダ１１００は、ＲＯ Ｍ１２３０から直接ＲＯＭベースの実行可能なプログラムを実行するために必要 な環境設定を実行する。特に、初期化手段１１００−１（第５５Ｂ図）は、ＲＯ Ｍベースの実行可能なプログラム１２５０を実行するために初期化を行う。初期 化手段１１００−１は、ＲＯＭベースの実行可能なプログラム】２５０のために ＲＡＭ１２１７Ｂにデータエリアを形成する。

ＲＯＭベースの実行可能なプログラム１２５０を直接実行するための条件が設定 されると、ローダ１１００は好ましくは、それ自体をＲＡＭの開放手段１１００ −２（第５５Ｂ図）を使用して、ＲＡＭ１２１７Ｂから排除する。ローダ１１０ ０がそれ自体をＲＡＭ１２１７Ｂからを排除した後に、ＲＯＭベースの実行可能 なプログラム１２５０の為のデータエリアがメモリに残る。ＲＯＭベースの実行 可能なプログラム１２５０　（第５５Ａ図）は、しかして、ＲＯＭ１２３０から 直接実行可能となる。

本発明の原理によれば、一実施例によるローダ１１００は、ＲＯＭベースの実行 可能なプログラム１２５０をＲＯＭ１２３０から直接実行するためのコンピュー タシステム１２２０の初期化手段と、ＲＡＭを開放する手段を有している。勿論 、この実施例においては、ローダ１１００が、ローダ自体によってランダムアク セスメモリを開放する手段を含んでいるが、本発明のローダは、ローダによって 占有されたＲＡＭを開放しなくとも適切に動作することが出来る。しかしながら 、こうした実施例は、もはや不要となったローダがＲＡＭを占有するので、ＲＡ Ｍ１２１７Ｂの使用効率を明らかに低下させる。

ＲＯＭからのアプリケーションの実行は、アプリケーションの実行可能なプログ ラムの大きさによってユーザーが使用可能なＲＡＭを減少させることがなので、 コンピュータの動作を向上させることが出来る。従って、ユーザーが、データ及 びまたは他のアプリケーション等の情報を格納するため使用可能なＲＡＭの容量 を、実行可能なプログラムによってＲＡＭが占をされた場合に比べて、大きくな る。さらに、ローダ１１００は、ＲＡＭカードまたはコンピュータ内の全てのＲ ＯＭに格納された実行可能なプログラムを使用して携帯用コンピュータを動作さ せることが出来るものとする。

ローダの構造及び動作は、ＲＯＭベースの実行可能なプログラム１２５０に応し て、又ローダ１１００を使用するステップに応じて変化する。いずれの場合にお いても、ローダ１１００は、ＲＯＭベースのアプリケーションが適切な実行を確 実とする。

本発明のローダ１１００の詳細は第５６Ａ図に示されている。この実施例におい て、ローダは、データエリア初期化手段１１１０とアプリケーションの存在確認 手段１１２０及びセットアンプ手段１１３０を含んでいる。　′データエリア初 期化手段１１１０は、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムの為のデータエリア をＲＡＭに設定する。

一実施例におけるデータエリア初期化手段１１１０は、（ｉ）ＲＯＭベースの実 行可能なプログラムのための作業データエリア１１１０−１（第５６Ｂ図）をＲ ＡＭに作成する手段と、（ｉ　ｉ）ＲＯＭベースの実行可能なプログラムをＲＯ Ｍから直接実行するために必要なデータエリア内の変数を初期化する手段とを含 んでいる。

アプリケーションの存在確認手段１１２０　（第５６Ａ図）は、ＲＯＭベースの 実行可能なプログラムがコンピュータ内のＲＯＭに物理的に存在していることを 確認する。アプリケーションの存在確認手段１１２０がＲＯＭベースのプログラ ムを検出すると、ローダ１１００はセンドア・ノブ手段１１３０による動作を継 続する。しかしながら、ＲＯＭベースのプログラムがコンピュータシステム内の ＲＯＭに存在しない場合には、エラーメソセージが、エラーメツセージ手段１１ ５０によってユーザーに発せられ、ローダ１１００は中止手段１１４０によって 動作を中止する。

センドア・ノブ手段１１３０は、デーやセグメントレジスタ及びＲＯＭベースの 実行可能なプログラムが必要とする全てのレジスタ及び／またはベクトルをセッ トする。セ・ノドアップ手段１１３０の動作は、ＲＯＭベースの実行可能なプロ グラムに応じて変化するもので、以下により詳細に説明する。

一般に、セ・ノドアップ手段１１３０は少なくともローダ１１００自体によって 要求されるＲＡＭの開放を行い、コンピュータシステムの制御をＲＯＭベースの 実行可能なプログラムに引き渡す。ローダ１１００がＲＡＭの所要部分を開放し た後、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムのデータエリアがＲＡＭに残る。

ＲＯＭベースの実行可能なプログラムの実行は、そのＲＯＭベースのプログラム の性質に応して変化する。一般に、実行可能なプログラムは、（ｉ）ＴＳＲアプ リケーション、及び（ｉ　ｉ）非ＴＳＲアプリケーションに分けられる。非ＴＳ Ｒアプリケーションに関しては、制御がＲＯＭベースの実行可能なプログラムに 渡され、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムはＲＡＭのデータエリアの初期化 後に直接実行される。

実行が完了すると、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムは、通常ＭＳ−ＤＯＳ オペレーティングシステムに戻る。

ＴＳＲアプリケーションに関しては、セットアツプ手段１１３０は、ＲＯＭベー スの実行可能なプログラムをＴＳＲプログラムとして設定することが出来る。そ の詳細は、以下に詳述する。一方、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムは、（ ｉ）必要な割込みベクトルのセ・ノトアソブを行い、（ｉ　ｉ）ＴＳＲプログラ ムとしてのアプリケーションを形成するＲＯＭベースのコードを実行し、（ｉ　 ｉ　ｉ）不要なコード／データを開放しながら常駐する。ＲＯＭベースの実行可 能なプログラムは、ＴＳＲプログラムとして設定されるので、ＲＯＭベースの実 行可能なプログラムは、ＲＡＭのデータエリアの初期化後に直接実行されること はない。従って、本発明の原理によれば、ローダ１１００はＲＯＭから直接実行 されるＲＯＭベースの実行可能なプログラムの実行に必要な動作を行うために必 要な構造を有している。

ＲＯＭベースの実行可能なプログラムのためのローダ１１００の作業データエリ アの作成手段１１００−１の構造は、（ｉ）実行可能なプログラムの態様、即ち 、ＲＯＭから実行される。ＥＸＥ実行ファイルか、ＣＯＭ実行ファイルかに応し 、またある場合には（ｉ　ｉ）ＲＯＭから直接実行されるＲＯＭベースの実行可 能なプログラムの実行に必要なデータエリアの大きさに応じて変化する。一般に 、当業者において自明なように、アセンブリコード等のソースコードはマシンコ ードを含む、ＥＸＥファイル形成するためにコンパイルされ、リンクされている 。一方１．ＥＸＥファイルは、ＭＳ−Ｄ。

Ｓのオペレーティングシステムを使用して、Ｃ０Ｍファイルに変換することが出 来る。、Ｃ０Ｍファイルに関しては、オペレーティングシステムはＲＡＭの６４ キロハイドを割り当てて、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムが６４キロハイ ドよりも小さい作業データエリアを必要とする場合には本発明のローダ１１００ が作業データエリアの作成を要しないものとする。

一方、ローダ１１００が作成されると、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムの ためのデータモジュールはローダ１１００の為のコンパイルされたソースコード をリンクされる。

この場合、ローダ１１００のために発生された。ＥＸＥファイルは、実行可能な プログラムの実行に必要なデータエリアの大きさを示す、、　Ｅ　Ｘ　Ｅファイ ルのヘッダを含んでいる。従って、この実施例において、作業データエリア作成 手段１１００−１は、ＲＯＭからＲＯＭベースの実行可能なプログラムを実行す るだめの作業データエリアを特別に割り当てる必要がないものとなる。

最後に、実行可能なプログラムがオペレーティングシステムによって割り当てら れたよりも大きな作業データエリア、即ちローダ１１００が、Ｃ０Ｍファイルの 場合に割り当てられる６４キロハイドよりも大きい作業データエリアを必要とす る場合には、作業データエリア作成手段１１００−１は、所要の追加のＲＡＭを 割り当てる。

これらの動作の概略は、第５７Ａ図乃至第５７Ｃ図に示されている。第一実施例 において、ローダ１１００の実行時にオペレーティングシステムによって最初に 割り当てられたメモリは、メモリアドレスＸＸχからＹＹＹ　（第５７Ａ図）で ある。この割り当てられたメモリはローダ１１００によってさらにメモリの割当 動作を必要としないものである。第１の実施例において、オペレーティングシス テムはローダ１１００のメモリをＲＡＭのアドレスＸＸχ乃至ＹＹＹ　（第５７ ８図）に割り当てる。しかしながら、ローダ１１００はメモリのアドレスＸＸＸ 乃至ＡＡＡのみを必要とし、メモリのアドレスＡＡＡ乃至ＹＹＹはローダ１１０ ０によって開放される。

最後に、第三実施例においては、ローダ１１００は、オペレーティングシステム によって、アドレスＸＸＸ乃至ＹＹＹが割り当てられるが、ローダ１１００はＲ ＯＭベースの実行可能なプログラムとしてより大きなデータエリアを必要−し、 このためローダ１１００がオペレーティングシステムを使用してアドレスＹＹＹ 乃至ＢＢＢの追加のメモリを割り当てる。

第一実施例（第５７Ａｌｆｆｌ）は、例えば、所要メモリサイズをファイルのヘ ッダに含む、ＥＸＥファイルのローダに対応している。第二実施例（第５７Ｂ図 ）は、オペレーティングシステムが６４頃バイトを割当、実行可能なプログラム が６４キロバイトよりも小さいデータエリアを必要とする。００Ｍファイルのロ ーダに対応している。第三実施例（第５７Ｃ図）は、実行可能なプログラムが６ ４キロバイトよりも大きなデータエリアを必要とする。Ｃ０Ｍファイルのローダ に対応している。

データエリア初期化手段１１１０、存在ｉ認手段１工２０及びセットアツプ手段 １１３０の動作は、本発明のローダの特定の実施例に関してより詳細に説明する 。

一つの実施例において、ローダ（第５８Ａ図）は、例えば、呂願人に培液された 出願係属中のアメリカ特許出願第０７／３７５．７２１号のジョン　ビイ、フェ アハンクス等（ＪｏｈｎＰ、　Ｆａｉｒｂａｎｋｓ　ｅｔ　ａｌ、）の「携帯用 低電力コンピュータ（ＦｏｒｔａｂｌｅＬｏｗ　Ｐｏｗｅｒ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ ）　Ｊ　、１９８９年６月３０日出願に開示されているような携帯用コンピュー タにおいてＲＯＭベース機能のライブラリの設定に使用される。なお、上記にの 米国特許出願の開示内容は本明細書の開示の一部として援用する。

本実施例及び以下に説明する他の各実施例のソースコードはアセンブリ言語で記 述され、マイクロソフト　マクロ　アセンブラ（Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ　Ｍａｃｒ ｏ　Ａｓ５ｃｖｂｌｅｒ）バージョン５．１によってコンパイルされる。コンパ イルされたコードは、マイクロソフト　オーバーレイ　リンカ（Ｍｉｃｒｏｓｏ ｆｔ　０ｖｅｒｌａｙ　Ｌｉｎｋｅｒ）バージョン３．６５を使用してリンクさ れる。マクロ・アセンブラ及びオーバーレイ・リンカの双方はワシントン州しン ドモンドのマイクロソフト・コーポレーションから入手可能である。

この実施例において、機能のＲＯＭベースライブラリのデータセグメント情報は 、ローダｌ１００Ａのソースコードのコンパイルにリンクされ、実行可能なファ イル、即ち、、ＥＸＥファイルを生成する。データセグメント情報は、ＲＯＭベ ースの実行可能なプログラムによって決定される必要がある。

はとんどの良好に動作するプログラムに関しては、少なくともＴＳＲプログラム が制御を渡された前回の割込みのベクトルがデータセグメント情報に保持され、 ＴＳＲプログラムが割込みに連結される。

ライブラリ機能の性質は、本発明の特徴とは無関係である。

ローダｌ１００Ａは、ローダ１１００Ａに含まれたＲＯＭから直接実行される機 能に必要とされる、以下にさらに詳細に説明する初期化動作に関しては、ＲＯＭ ベースのライブラリ機能をサポートする。

ＲＯＭベースのライブラリ機能ローダｌ１００Ａは、オペレーティングシステム によって実行され、オペレーティングシステムは１．ＥＸＥファイルのヘッダを 読み取り、ローダ１１００ＡにＲＯＭベースのライブラリ機能のための十分なラ ンダムアクセスメモリＲＡＭとデータセグメントを割り当てる。さらに、当業者 において自明なように、オペレーティングシステムはプログラムのサフィックス 及びプレフィックス（ＰＳＰ）をメモリに格納してローダｌ１００Ａの開始を指 定する。ＰＳＰの発注はＭＳ−ＤＯＳオペレーティングシステムによって行われ る標準機能であり、ビイ、ダンカンＧＥＮ、Ｅｄ、ｆ７）ｒＭＳ−ＤＯ３百科辞 典」マイクロソフト　プレス、ワシントン州しドモンド、頁１０８乃至１１１に 示されている。なお、この開示内容は、明細書の開示の一部とし援用する。

［：ｌ−ダ１ｌＯＯＡの実行可能なプログラムはオペレーティングシステムがＲ ＯＭベースライブ９９機能に作業データエリアを割り当てるために十分な情報を 含んでいるので、作業データエリア作成手段１１１０Ａ−１によって実行される 動作はセグメントのセットアツプｌｌｌ０Ａ−１−１のみであり、セグメントレ ジスタＤＳ及びＥＳがデータセグメントにセットされる。本実施例において、Ｒ ＯＭベースのライブラリ機能のスタックは、データセグメント内に含まれる。

データエリアの初期化１１１０Ａ−２（第５８Ａ図）は、本実施例においては四 つの動作を含んでいる。データセグメントの初期化手段１１１０Ａ−２−１はＲ ＡＭのデータエリアをゼロにする。これは、データエリアをクリアすることによ って行われる。ＰＳＰ格納手段１１１０Ａ−２−２は、プログラムセグメントの プレフィックスのアドレスを後で使用するために格納する。変数初期化手段１１ １０Ａ−２−３は、ＲＯＭベースの関数のライブラリを連続的に実行するために 必要な全ての変数の初期化を行う。この実施例において、これは、（ｉ）ライブ ラリ内の機能による割込みの連結に用いる前の割込みベクトルのポインタの格納 と、（ｉ　ｉ）メニューシステムメモリの割当図式の初期化、（ｉ　ｉ　ｉ）機 能のライブラリを使用する他のＲＯＭベースのアプリケーションのためのデータ セグメントの格納に使用するワードの初期化を必要とする。変数の正確な初期化 は本発明において必須な要件ではない。重要な特徴は、ローダｌ１００Ａが、Ｒ ＡＭのデータエリア及びＲＯＭからの実行可能なプログラムの連続的な実行に必 要な全ての変数の初期化を行うことである。

当業者において周知のように、オペレーティングシステムはローダのＰＳＰを、 コマンドラインパラメータ及びローダ環境のセグメントアドレスを含むローダｌ １００Ａの独特の所定のデータを追跡するために使用する。従って、データエリ アｌｌｌ０Ａ−２の初期化の最後の動作は、コマンドラインｌｌｌ０Ａ−２−４ の処理である。

最初に、コマンドラインｌｌｌ０Ａ−２−４の処理において、ＰＳＰはルックア ップ１１１０Ａ−２−４−１（第５８Ｂ図）によって、全てのコマンドラインア ーギュメントを獲得する。コマンドラインの引数が”　■”の場合には、コマン ドラインアーギュメントチェック機能１１１０Ａ−２−４−２は処理をコマンド ラインプロセッサｌｌｌ０Ａ−２−４−１０のバージョンナンバーリポートｌｌ ｌ０Ａ−２−４−３に渡し、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムのバージョン ナンバーをリポートして、通常終了１’ｌ　４０　Ａを介して終了する。

コマンドラインのアーギュメントがＲ”の場合には、コマンドラインアーギュメ ントチェック機能１１１０Ａ−２−４−４は処理をコマンドラインプロセッサ１ １０２Ａ−２−４−１０のリセット１１０２Ａ−２−４−５に渡し、データエリ アをリセットして、通常、終了１１４０Ａを経て終了する。最後に、コマンドラ インが”１″またはＲ″ではなく”Ｕ”である場合には、コマンドラインのアー ギュメントチェック機能１１１０Ａ−２−４−６は処理をコマンドラインプロセ ッサ１１０２Ａ−２−４−１０のアンロード１１１０Ａ−２−４−７に渡し、ロ ーダ１１１０Ａ及びＲＯＭベースの実行可能なプログラムに関連した情報をメモ リから消去し、通常、終了１１４０Ａを経て終了する。

ＰＳＰのルックアップ１１１０Ａ−２−４−１がコマンドラインアーギュメント を検出しなかった場合、処理は三つのチェック機能１１１　ＱＡ−２−４−２、 ｌｌｌ０Ａ−２−４−４及び１１１０Ａ−２−４−６を経て存在確認手段１１２ ０Ａ（第５８Ｃ図）に移行する。

本実施例において、チェックメモリ手段１１２０−１はＲＯＭベースの機能のラ イブラリが既にロードされているか否かを判定する。割込みベクトルにおいて検 索されたローダ１１１０Ａが処理を受け取るコードは、コードがライブラリの機 能を示しているか否かが判定される。ライブラリの初期設定において、コードは ”ＶＮＡ”である。従って。チェック１１２ＯＡ−１が、”ＶＮＡ、、、、”の 文字列を検出した場合には、エラーメツセージ１１５０Ａがライブラリ機能が既 にメモリに存在していることを示すエラーメツセージを発生して、通常の終了１ １４０Ａを経て処理を終了する。

しかしながら、ライブラリ機能が使用可能ではない場合には、ＲＯＭチェック手 段１１２ＯＡ−３は、機能のライブラリがコンピュータシステム内のＲＯＭにあ ることを確認する。

特に、本実施例において、手段１１２ＯＡ−３はライブラリの文字列コード、即 ち”ＶＮＡ、、、　、”をチェックする。

ＲＯＭベースのライブラリ機能が使用可能でない場合には、ＲＯＭチェック手段 １１２０−３は処理をエラーメツセージ１１５０Ａに渡し、ライブラリ機能がＲ ＯＭにないことを示すエラーメツセージを発生する。処理は、次いで、終了１１ ４０Ａに移され、コンピュータシステムをローダｌｌｌ０Ａの実行開始直前の状 態にリストアするために必要な動作が行われる。これらの動作は、実行可能なプ ログラムの終了時に行われる通常の動作であり、当業者において自明の動作であ る。

ＲＯＭベースのライブラリ機能の終了が確認されると、処理はＲＯＭチェック手 段１１２ＯＡ−３からセットアツプ１１３０Ａ（第５８ｃ図）に移行して、本実 施例においては、ローダｌｌｌ０Ａ自体に関連づけられたＲＡＭのメモリエリア が開放される。従って、ＲＡＭに残る全てはデータエリア、即ちＲＯＭベースの 実行可能なプログラムの為のデータセグメントとなり、この中には、ＲＯＭより ＲＯＭベースのプログラムを直接実行するために必要な初期化された変数及びＰ ＳＰが含まれる。従って、再配置に関連したプログラムを排除されたＲＯＭベー スのライブラリ機能を、ローダ１１００Ａは、ＲＡＭ内にデータエリア及び、Ｒ ＯＭベースのライブラリ機能を実行するために必要な状態をセットアツプするこ とにより効果的に実行させる。

本発明の、上記したようにＲＯＭベースの実行可能なプログラムの為の新規なロ ーダの他の適用において、ＲＯＭへ一部の機能のライブラリに基づいて機能する アプリケーションプログラムは、ＲＯＭに保持される。この実施例において、ロ ーダｌ１００Ｂ（第５９Ａ図乃至第５９Ｄ図）は１．００Ｍファイルである。ロ ーダｌｌｌ０ＢはＲＯＭベースのプログラムのランに必要となるステップを実行 するばかりではなく、ＲＯＭベースのアプリケーションプログラムを常駐プログ ラムとしてセントアップするステップも含んでいる。

本実施例において、以下に詳述するデータエリア初期化手段１１．１０　Ｂ及び アプリケーションの存在確認手段１１２０Ｂの構造は先の実施例の手段１１１０ Ａ及び１１２ＯＡと幾分相違している。構造の変化は、最も早いレスポンスをユ ーザーに提供する。これは、この説明に基づいて、当業者が、ＲＯＭから直接に ＲＯＭベースのアプリケーションを実行するためにコンピュータシステムの環境 設定を行う基本的な目的に加えて、本発明のローダの機能の各要素の構造を配置 して所望の速度及び他の機能を達成することが可能であることを示している。

前述したように、オペレーティングシステムが、００Ｍファイルを実行する場合 、メモリの特定のセグメント、即ちメモリの６４キロバイト、が割り当てられる 。従って、作業データエリア作成１１１０Ｂ−１（第５９Ａ図）の動作は、単に オペレーティングシステムによって割り当てられたデータエリアないにスタンク をセ・ントア・ノブすることのみとなる。

本実施例において、ＲＯＭベースの各アプリケーションがＲＡＭが確実に適切に 初期設定されるようにデータエリアをセットアツプするので、データエリアはロ ーダｌｌｌ０Ｂによってゼロにはされない。

本実施例において、ＲＯＭベースのアプリケーションは上記の機能のライブラリ のもとで動作するように設計される。

従って、データエリア初期化手段１１１０Ｂ−２は、最初にメモリチェック１１ １０Ｂ−２−１を使用してＲＯＭベースのライブラリ機能がロードされているか 否かを判定する。特に、ＲＯＭベースのライブラリ機能の為の割込みベクトルに 関連づけられたコードが、コードが”ＶＮＡ、、、”の文字列のコードであるか 否かを調べるためにチェックされる。ライブラリ機能がロードされていない場合 には、処理はエラーメツセージ１１５０Ｂに移行する。エラーメツセージ１１５ ０Ｂは、ユーザーにライブラリ機能が見つからないことをリポートして、処理が 、通常、終了１１４０Ｂを経て終了される。終了１１４０Ｂは上述した終了１１ ４０Ａと等価の機能を行う。

マツプ１１．１０Ｂ−２−２は、出願人に譲渡された出願係属中のアメリカ特許 出願筒０７／３７５．７２’１号のジョン。

ビイ、フェアバンクス等（Ｊｏｈｎ　Ｐ、　Ｆａｉｒｂａｎｋｓ　ｅｔ　ａｌ、 ）の［携帯用低電力コンピュータ（Ｐｏｒｔａｂｌｅ　Ｌｏｉｎ　Ｐｏｗｅｒ　 Ｃｏｍｐｕｔｅｒ）　Ｊ、１９８９年６月３０日出願、及び出願人に譲渡された 出願係属中のアメリカ特許出願筒０７／３７４．６９１号のイアンエイチ、ニス 、クリモア（Ｉａｎ　Ｈ，Ｓ、　Ｃｕｌｌｉｍｏｒｅ）の「コンピュータシステ ムにおける情報管理方法及びその装置（Ｍｅｔｈｏｄａｎｄ　Ａｐｐａｒａｔｕ ｓ　ｆｏｒ　Ｉｎｆｏｒ＋ｗａｔｉｏｎ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　Ｉｎ　ａ　Ｃ ｏｍｐｕｔｅｒＳｙｓｔｅｍ）　Ｊ、１９８９年６月３０日出願に示されている コンピュータの拡張ＢＩＯＳにおける割込み機能をアクセスして、アドレスセグ メントＥＯＯＯｈをＴＲＡＭＵＢＥ−３Ｕアプリケーシヨンとして設定する。こ れら二つの出願の開示内容は明細書の一部として援用する。一般に、拡張ＢＩＯ ３は、コンピュータ内のＢｉＯ２ＲＯＭまたはＲＯＭメモリカードのいずれかか らセグメントをアドレスするように指令される。

マツプ１１１０Ｂ−１−２が終了すると、処理は確認手段１１２０Ｂに渡される 。ローダｌ１００Ｂによって指定されたアプリケーションがＲＯＭチェック１１ ２０Ｂ−１（第５９Ｂ図）によってＲＯＭ内に検出されると、（即ち、文字列” ＰＱＴＬ”が「検出」されると）処理が継続される。しかしながら、アプリケー ションがＲＯＭ内に検出されない場合には、処理はエラーメツセージ１１５０Ｂ に移行される。

アプリケーションがＲＯＭに存在しないエラーが、エラーメツセージ１１５０Ｂ によってリポートされ、処理が通常のように終了される。

ＲＯＭチェック１１２０Ｂ−１が終了すると、オペレーティングシステムのバー ジョンが、オペレーティングシステムチェック１１２０Ｂ−２によってチェック され、オペレーティングシステムはＲＯＭベースのアプリケーションに適合して いることが確認される。オペレーティングシステムが適合していない場合には、 オペレーティングシステムがエラーをリポート出来ないことを示すエラーメツセ ージ１１５０が発生され、処理が通常終了される。

次に、メモリチェック１１２０−Ｂ−３（第５９Ｃ図）は、ＲＯＭアプリケーシ ョンがコンピュータシステムに既にロードされているか否かを判定する。ローダ ｌ１００Ａと同様に、機能のライブラリを使用するＲＯＭベースのアプリケーシ ョンのためのデータセグメントを格納するために初期化されたワードが使用され る。本実施例において、ワードはゼロに初期設定される。アプリケーションがロ ードされると、適当なワードがゼロでない値にセットされる。従って、メモリチ ェック１１２０−Ｂ−３は単にワードがゼロかゼロでないかを判定することによ り、アプリケーションが既にロードされているか否かを判定する。ＲＯＭベース のアプリケーションがロードされていない場合には、処理は以下に詳述するセン トアップ１１３０Ｂに移行する。

しかしながら、ＲＯＭベースのアプリケーションが既にロードされている場合に は、ルックアップ１１２０Ｂ−４がＰＳＰコマンドラインチェック１１２０Ｂ− ５をアクセスする。

前述の実施例と同様に、ルックアンプは、データエリアの初期化手段１１１０Ａ に含まれる。これは、本発明のローダによって構成された構造の一つが動作の特 定の割当を構成することが本発明の必須な特徴ではないことを示す。従って、本 発明のローダの多くの変形は当業者において自明である。

コマンドラインチェック１１２０Ｂ−５は、ユーザーが”Ｕ”を入力したか否か を判定する。コマンドラインが”Ｕ”を持っている場合、コマンドラインプロセ ッサ１１２０Ｂ＝６は、ローダｌ１００Ｂに割り当てられたメモリを開放して、 アプリケーションがロードされていることを示すワードをゼロにする。処理は、 次いで、通常終了される。しかしながら、コマンドラインが”Ｕ“を持っていな い場合またはパラメータを有していない場合には、エラーメンセージ１１５０Ｂ はアプリケーションが既にロードされていることをリポートする。コマンドライ ン処理はローダ１１００Ａ及び１１００Ｂの双方においてサポートされているが 、コマンドライン処理はローダに適切な動作のためには必要とされない。コマン ドライン処理は、単にユーザーにＲＯＭベースの実行可能なプログラムの付加的 な制御手段を提供するのみである。

二のＲＡＭベースアプリケーションのためのセットアツプ１１３０Ｂは、前述し たローダｌ１００Ａのセットアツプ１１３０Ａよりも複雑である。セントアップ １１３０Ｂにおける第一の動作は、アプリケーションのためのＲＡＭデータエリ ア内の常駐変数の初期設定を行う変数初期化１１３０Ｂ−１である。本実施例に おいて、二つのジャンプ先があり、アラームフラグがクリアされ、割込みベクト ルが格納される。

アラームフラグはＲＯＭベースアプリケーションの可聴音による警報に使用され る。ＩＮＤＯＳカウンタ及びディスク転送アドレスも初期化される。

セットアツプ１１３０Ｂにおいて、次にレジスタセット１１３０Ｂ−２がレジス タＡＸが、ＴＳＲのためのデータメモリ割当の後のジャンプのために初期化され る。モア１１３０Ｂ−３（第５９Ｄ図）は再ベクトル及びＴＳＲのための割込み コードの再配置を行ってメモリデータの割当の為の容量を確保し、レジスタＡＸ は再ベクトルされたコードを配置するためにリセ・ントされる。処理は、レジス タＡＸの再ベクトルされた位置にジャンプする。ＴＳＲ割込みのリセット１１３ ０Ｂ−４においては、ＴＳＲ割込みがリセットされて、割込みベクトルコードの 再配置を可能とする。ＲＯＭベースのアプリケーションのエントリコードがエン トリ手段１１３０Ｂ−６によってコールされて初期化が完了する。最後に、開放 手段１１３０Ｂ−７が不要なＲＡＭを開放し、インストールされたＴＳＲプログ ラムとして設定されたＲＯＭベースアプリケーションが残される。

例えば、セットアツプ１１３０Ｂによっれ行われる特定の変数の初期化等の正確 な動作は本発明の特徴に関しては必須な要件ではない。重要な特徴は、ＲＯＭベ ースのアプリケーションの動作の為に、必要な再配置及び初期化がローダによっ て行われ、ＲＯＭベースのアプリケーションがＴＳＲプログラムとして正確に機 能することである。

ポケットリンクが、コンピュータシステムにＲＯＭベースのアプリケーションと して含まれる場合には、さらに他の実施例のローダが使用される。このローダは 、ローダが実行される時に、オペレーティングシステムのよって割り当てられた メモリよりも小さいメモリを必要とする。従って、二〇ローダは、第５７Ｂ図に 示すようにメモリの割当を開放する。

また、ＲＯＭベースの実行可能なプログラムは、前述したように、ローダの消去 を含むローダの動作が完了すると、非ＴＳＲアプリケーションとして直接実行さ れる。前述したように、ローダ自体が消去されたのち、ＲＯＭベースのポケット リンクアプリケーションのＰＳＰ及びデータセグメントがＲＡＭに残る。この実 施例において、ＲＯＭベースのポケットリンクは、必要に応じて付加的なメモリ を割り当てられる。

上記した本発明の種々の実施例は、１８Ｍパーソナルコンピュータ及びＩＢＭ相 当のパーソナルコンピュータにおいて動作するように設計されている。しかしな がら、これらの実施例は単に本発明の詳細な説明するものであり、上述した特定 の実施例に本発明を限定することを意味するものではない。

本明細書の開示に基づいて、当業者が本発明の新規なローダを他のコンピュータ のアーキテクチャ及び他のコンピュータプログラム言語において実施することが 出来ることは、自明である。

従来技術 従来技術 ２の−１２の−２ ２の−１２の−２２の−Ｎ 従来技術 日Ｇ、１７Ａ 日Ｇ、１７日 日Ｇ、１８Ａ 日Ｇ、１９Ａ 巳Ｇ、１９８ ＦＩＧ、２のＡ 日Ｇ、　２１Ａ ＦＩｏ、　２１日 日０．２２Ａ 口Ｇ、２３Ａ 日Ｇ、２３日 口Ｇ、　２４８ 日Ｇ、２５Ａ 口０．２５日 日Ｇ、２６Ａ 日Ｇ、２７８ 日Ｇ、２８Ａ 巳Ｇ、２９ ０Ｇ、３０ 口０．３１ ＦＩＧ　３２−１ 口Ｇ　３２−２ 日Ｇ３４−１ ＫＥＹ　Ｔｏ　ＦＩＧ　３４ 日Ｇ　３４−２ 口Ｇ　３９Ｂ−２ 口Ｇ　ヰ７−１ ０Ｇ　４７−２ ＫＥＹ　Ｔｏ　ロＧ　４７ 日Ｇ　４７−３ 特表平５−５０２５２８　（６６） 口Ｇ　４８−１ ０Ｇ　４８−２ ＦＩＧ、５４−１ 日Ｇ　５５Ａ １１のの−１ 日Ｇ　５５８ 日Ｇ、５７Ａ ロＧ、５７日 日Ｇ、５７Ｃ 国際調査報告 １ＭｍＭＩ＋ａｌＩａｌ＾””””＋１−　ｔｒｒ／＋＜（ｆｆｉ／ｎ＜１！Ｒ

Claims (58)

【特許請求の範囲】
1. １．第一のコンピュータ手段と、 第二のコンピュータ手段と、 前記第一及び第二のコンピュータを動作可能に連結し、前記第一及び第二のコン ピュータ手段間にて情報を転送する手段と、 前記の各コンピュータ手段にて動作して、（ｉ）第一のモードの動作において前 記転送手段を介して前記第一のコンピュータと前記第二のコンピュータ手段間で 情報を転送するとともに、（ｉｉ）第二のモードの動作において、前記第一のコ ンピュータ手段と前記第二のコンピュータ手段を含む仮想コンピュータを形成す る仮想ネットワーク管理手段とで構成され、 前記仮想ネットワーク管理手段が前記コンピュータ手段を仮想コンピュータとし て設定したときに、前記第一のコンピュータ手段が前記仮想コンピュータを制御 し、前記第二のコンピュータ手段が前記第一のコンピュータ手段からのコマンド にサービスして、前記第一のコンピュータ手段において実行されるユーザーアプ リケーションが仮想コンピュータ内に記憶された全ての情報をアクセスするよう にしたことを特徴とする装置。
2. ２．前記仮想ネットワーク管理手段は、一方のコンピュータ手段のユーザーアプ リケーションに応答して、情報を送受信し前記情報を含む第一のメッセージ構造 を発生する第一の手段と、 前記第一の手段に動作可能に結合され、前記情報を受信及び送信し第二のメッセ ージ構造を発生する第二の手段とによって構成され、 前記第二の手段が、ヘッダと、少なくとも第一のメッセージの一部と、エラーコ ードを含む前記第一のメッセージ構造を受信し、 さらに、前記第二の手段及び前記転送手段に結合され、前記情報の受信及び送信 する第三の手段を含み、前記第三の手段が前記第二のメッセージ構造をブロック サイズ及び転送速度を含む所定の転送パラメータとともに前記転送手段を介して 受信し及び送信するようにした請求の範囲第１項の装置。
3. ３．前記第一の手段は、 前記情報を前記第一のメッセージ構造を発生する前に圧縮し、圧縮された情報を 前記第一のメッセージ構造に使用するデータ圧縮手段を有する請求の範囲第２項 の装置。
4. ４．前記第一の手段は、圧縮された情報を受信したときに、該圧縮された情報を 復元する復元手段を有する請求の範囲第３項の装置。
5. ５．前記第二のメッセージ構造は、データのバイト情報で構成され、前記第二の 手段が、 前記第二のメッセージ構造のヘッダと、少なくとも前記第一のメッセージ内部の 情報の各バイトの処置に基づいてエラーコードを発生して、いずれかのバイトが 変化した時に異なるエラーコードを発生する手段を有している請求の範囲第２項 の装置。
6. ６．前記第二の手段は、（ｉ）前記第二のメッセージのサイズ及び（ｉｉ）前記 転送手段を介して前記第二のメッセージを送信する前記第三の手段によって使用 される転送速度、を含む予め定められた転送パラメータ調整する手段を含み、少 なくともメッセージサイズ及び転送速度の一方が前記第二のメッセージ構造の送 信において所定回数のエラーが発生したときに調整される請求の範囲第２項の装 置。
7. ７．第一及び第二のコンピュータ装置間において情報を転送するために前記第一 及び第二のコンピュータ装置を連結し、第一のモードの動作において、転送手段 を介して前記第一及び第二のコンピュータ装置間において情報を転送し、第二の モードの動作において、前記第一のコンピュータと前記第二のコンピュータ装置 によって仮想コンピュータを形成し、 前記コンピュータ手段が仮想コンピュータとして設定されたときに、前記第一の コンピュータ手段が前記仮想コンピュータを制御し、前記第二のコンピュータ手 段が前記第一のコンピュータ手段からのコマンドにサービスして、前記第一のコ ンピュータ手段において実行されるユーザーアプリケーションが仮想コンピュー タ内に記憶された全ての情報をアクセスするようにしたことを特徴とする二つの コンピュータ装置間の通信方法。
8. ８．第一及び第二のコンピュータ装置間において情報を転送するために前記第一 及び第二のコンピュータ装置を連結し、前記の各コンピュータ手段で動作して、 （ｉ）第一のモードの動作において前記転送手段を介して前記第一のコンピュー タと前記第二のコンピュータ手段間で情報を転送するとともに、（ｉｉ）第二の モードの動作において、前記第一のコンピュータ手段と前記第二のコンピュータ 手段によって仮想コンピュータを形成する仮想ネットワーク管理手段を設け、前 記仮想ネットワーク管理手段が前記コンピュータ手段を仮想コンピュータとして 設定したときに、前記第一のコンピュータ手段が前記仮想コンピュータを制御し 、前記第二のコンピュータ手段が前記第一のコンピュータ手段からのコマンドに サービスして、前記第一のコンピュータ手段において実行されるユーザーアプリ ケーションが仮想コンピュータ内に記憶された全ての情報のアクセスするように したことを特徴とする二つのコンピュータ装置間の通信方法。
9. ９．第一のコンピュータ手段が、第一の仮想ネットワーク管理手段を有し、組の コマンドの各コマンドに応答して、（ｉ）第一のモードの動作において、第一の コンピュータ手段と他方のコンピュータ手段間に介在された連結手段を介して前 記第一のコンピュータ手段と前記他方のコンピュータ手段間で情報を転送すると ともに、（ｉｉ）第二のモードの動作において、前記第一のコンピュータ手段と 前記他方のコンピュータ手段によって仮想コンピュータを形成し、第一のユーザ ーアプリケーションを実行し、前記第一のコンピュータ手段が該第一のユーザー アプリケーションが前記組のコマンドの中のコマンドを発生することにより前記 仮想ネットワーク管理手段をアクセスし、 第二のコンピュータ手段が、第二の仮想ネットワーク管理手段を有し、組のコマ ンドの各コマンドに応答して、（ｉ）第一のモードの動作において、第二のコン ピュータ手段と他方のコンピュータ手段間に介在された連結手段を介して前記第 二のコンピュータ手段と前記他方のコンピュータ手段間で情報を転送するととも に、（ｉｉ）第二のモードの動作において、前記第二のコンピュータ手段と前記 他方のコンピュータ手段によって仮想コンピュータを形成し、第二のユーザーア プリケーションを実行し、前記第二のコンピュータ手段が該第二のユーザーアプ リケーションが前記組のコマンドの中のコマンドを発生することにより前記仮想 ネットワーク管理手段をアクセスし、 前記第一及び第二のコンピュータ手段を動作可能に連結して、前記第一及び第二 のコンピュータ手段間で情報を転送する手段を設けて構成し、 前記第二のユーザーアプリケーションは前記第二の仮想ネットワーク管理手段に サーバーコマンドを発生し、前記第二の仮想ネットワーク管理手段は前記第二の コンピュータ手段をサーバーとして構成して、前記第一及び第二のコンピュータ 手段が仮想コンピュータを構成し、前記第一のコンピュータ手段で実行される第 一のユーザーアプリケーションか前記仮想コンピュータを制御するようにしたこ とを特徴とする装置。
10. １０．データリンクを介して情報の送信及び受信を行う為に動作可能に連結され た複数のコンピュータを有するコンピュータシステムにおいて動作する仮想ネッ トワーク管理機能であって、 ブロックサイズと転送速度とを含む所定の転送パラメータを使用してデータリン クを介して情報の転送及び受信を行う手段と、 前記データリンクを介しての情報の転送におけるエラーを検出する手段と、 前記転送における所定数のエラーを検出したときに情報の転送を調整する手段と によって構成したことを特徴とする仮想ネットワーク管理機能。
11. １１．前記転送及び受信手段が、 メッセージ構造を発生する手段を有し、前記メッセージ構造がヘッダと、前記情 報の一部とエラーコードを含んでおり、前記メッセージ構造が前記転送及び受信 手段によって転送受信される請求の範囲第１０項の仮想ネットワーク管理機能。
12. １２．前記メッセージ構造は、バイトで構成され、前記転送及び受信手段は、 前記メッセージのヘッダ及び少なくとも情報の一部の情報のバイトの処理に基づ いてエラーコードを発生する手段を有し、いずれかのバイトが変化したときに異 なるエラーコードを発生することを特徴とする請求の範囲第１１項の仮想ネット ワーク管理機能。
13. １３．前記エラー検出手段は 前記転送及び受信手段と動作可能に連結され、受信したメッセージのヘッダ及び 受信した少なくとも情報の一部に関して第二のエラーコードを発生するとともに 、前記第二のエラーコードを受信したエラーコードと比較して、前記第一及び及 び第二のエラーコードが相違する場合に、転送エラーを検出する請求の範囲第１ ２項の仮想ネットワーク管理機能。
14. １４．前記の情報の転送を調整する手段は、（ｉ）前記メッセージ構造のサイズ と、（ｉｉ）転送速度を含む所定の転送パラメータを調整する手段を有し、前記 第二のメッセージ構造の転送中に所定数のエラーが発生した場合に、少なくとも メッセージのサイズ及び前記転送速度の一方を調整する請求の範囲第１３項の仮 想ネットワーク管理機能。
15. １５．データリンクを介して情報の送信及び受信を行う為に動作可能に連結され た複数のコンピュータを有するコンピュータシステムにおいて動作する仮想ネッ トワーク管理機能であって、 一方のコンピュータ手段のユーザーアプリケーションに応答して、情報を送受信 するために前記情報を含む第一のメッセージ構造を発生する第一の手段と、 前記第一の手段に動作可能に結合され、前記情報を受信及び送信するために第二 のメッセージ構造を発生する第二の手段とによって構成され、 前記第二の手段は前記第一のメッセージ構造を受信し、前記第二のメッセージ構 造がヘッダと、少なくとも前記第一のメッセージ構造の一部とエラーコードを含 んでおり、さらに、情報を受信及び送信するために前記第二の手段及びデータリ ンクに動作可能に結合された第三の手段を有し、前記第三の手段は、前記第二の メッセージ構造をデータリンクを介してブロックサイズと転送速度を含む所定の 転送パラメータで受信及び送信するようにしたことを特徴とする仮想ネットワー ク管理機能。
16. １６．前記第一の手段は、 前記情報を前記第一のメッセージ構造を発生する前に圧縮し、圧縮された情報を 前記第一のメッセージ構造に使用するデータ圧縮手段を有する請求の範囲第１５ 項の仮想ネットワーク管理機能。
17. １７．前記第一の手段は、圧縮された情報を受信したときに、該圧縮された情報 を復元する復元手段を有する請求の範囲第１６項の仮想ネットワーク管理機能。
18. １８．前記第二のメッセージ構造は、データの情報バイトで構成され、前記第二 の手段が、 前記第二のメッセージ構造のヘッダと、少なくとも前記第一のメッセージの内部 の情報の各バイトの処置に基づいてエラーコードを発生して、いずれかのバイト が変化した時に異なるエラーコードを発生する手段を有している請求の範囲第１ ５項の仮想ネットワーク管理機能。
19. １９．前記第二の手段は、（ｉ）前記第二のメッセージのサイズ及び（ｉｉ）前 記転送手段を介して前記第二のメッセージを送信するために前記第三の手段によ って使用される転送速度を含む予め定められた転送パラメータ調整する手段を含 み、少なくともメッセージサイズ及び転送速度の一方が前記第二のメッセージ構 造の送信において所定回数のエラーか発生したときに調整される請求の範囲第１ ５項の仮想ネットワーク管理機能。
20. ２０．データリンクを介して情報を所定の転送パラメータで転送し、 データリンクを介しての転送中のエラーを検出し、転送中において所定数のエラ ーを検出したときに転送パラメータを調整するようにしたデータリンクを介して 結合された少なくとも二つのコンピュータシステム間の情報転送方法。
21. ２１．前記転送及び受信ステップの前に、メッセージ構造を発生し、該メッセー ジ構造がヘッダと、少なくとも前記情報の一部とエラーカードを含み、前記メッ セージが前記転送及び受信ステップにおいて転送及び受信される請求の範囲第２ ０項の方法。
22. ２２．前記メッセージ構造は、バイトで構成され、前記メッセージのヘッダ及び 少なくとも前記情報の一部の情報の各バイトの処理に基づいて、いずれかのバイ トが変化したときに異なるエラーコードを発生するようにして、エラーコードを 発生するステップを有する請求の範囲第２１項の方法。
23. ２３．前記のエラー検出ステップが、受信したヘッダと受信した少なくとも情報 の一部に関して第二のエラーコードを発生し、該第二のエラーコードを受信した エラーコードと比較して、第一及び第二のエラーコードが異なる時に転送エラー を検出するステップを有する請求の範囲第２２項の仮想ネットワーク管理機能。
24. ２４．前記の転送パラメータの調整ステップは、（ｉ）前記メッセージサイズ及 び（ｉｉ）転送速度の少なくとも一方を調整するステップを有する請求の範囲第 ２３項の仮想ネットワーク管理機能。
25. ２５．情報の転送方向及び情報の転送先を示すヘッダ手段と、 ヘッダ手段に隣接し、情報を格納する手段とによって構成されたコンピュータ間 の情報転送に使用する構造。
26. ２６．前記ヘッダ手段は、 前記構造の発生源を示す手段を有する請求の範囲第２５項の構造。
27. ２７．前記ヘッダ手段は、 前記構造に格納された情報を使用して行われる動作を指定する手段を有している 請求の範囲第２６項の構造。
28. ２８．前記構造の各対は、行われる動作の一つと一義的に関連づけられ、前記対 の一方の構造は送信され、前記対の他方の構造は受信される請求の範囲第２７項 の構造。
29. ２９．オペレーティングシステムとランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）と、リー ドオンリメモリ（ＲＯＭ）に格納された実行可能なプログラムのためのローダと を有し、前記ローダの実行時に、前記ＲＡＭが前記ローダに割り当てられるコン ピュータ装置において、前記ローダは、前記ＲＯＭに格納された実行可能なプロ グラムを実行するために前記コンピュータ手段を初期化する手段と、前記初期化 手段と動作可能に結合され、前記ＲＡＭを開放する手段とによって構成され、 前記初期化手段による前記コンピュータ装置の初期化が完了したときに、前記開 放手段が前記ローダ自体が必要としたＲＡＭを開放し、前記ＲＯＭに格納された 実行可能なプログラムが前記コンピュータ装置内のＲＯＭから直接実行できるよ うに設定されることを特徴とするローダ。
30. ３０．ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムを実行するためにコンピュータ 装置を初期化する手段と、前記初期化手段と動作可能に結合され、ランダムアク セスメモリ（ＲＡＭ）を開放する手段とで構成され、前記コンピュータシステム にローダをロードする時及び前記初期化手段による前記コンピュータ装置の初期 化が終了したときに、前記開放手段がローダ自体を使用してＲＡＭを開放し、前 記ＲＯＭに格納されたプログラムをＲＯＭから直接実行するように設定すること を特徴とするリードオンリメモリ（ＲＯＭ）に格納された実行可能なプログラム のローダ。
31. ３１．前記初期化手段は、データエリアの初期設定を行う手段を有し、該データ エリア初期設定手段は前記ＲＡＭのデータエリアを前記ＲＯＭに格納された実行 可能なプログラムに設定する請求の範囲第２９項または第３０項のローダ。
32. ３２．前記初期化手段は、前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムのため の作業ＲＡＭデータエリアを作成する手段を有し、前記作業データエリア作成手 段は、前記ＲＡＭデータエリアのサイズを設定する請求の範囲第３１項のローダ 。
33. ３３．前記初期化手段は、前記作業データエリア作成手段と動作可能に結合され たデータ初期設定手段を有し、該データ初期設定手段は前記ＲＡＭデータエリア 内の前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムを実行するために必要な変数 を初期化する請求の範囲第３２項のローダ。
34. ３４．前記初期化手段は、データ初期設定手段を有し、該データ初期設定手段は 前記ＲＡＭデータエリア内の前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムを実 行するために必要な変数を初期化する請求の範囲第３１項のローダ。
35. ３５．前記初期化手段及び前記開放手段と動作可能に結合されたアプリケーショ ンの存在確認手段を有し、該アプリケーションの存在確認手段は、前記コンピュ ータ装置内のＲＯＭ内にＲＯＭに格納された実行可能なプログラムの存在を確認 する請求の範囲第３１項のローダ。
36. ３６．前記存在確認手段は、ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムが既にコ ンピュータ装置にロードされているか否かを判定する手段を有している請求の範 囲第３５項のローダ。
37. ３７．前記開放手段はセットアップ手段を有している請求の範囲第３１項のロー ダ。
38. ３８．前記セットアップ手段が、前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラム を常駐プログラムとして設定する手段を有する請求の範囲第３７項のローダ。
39. ３９．ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムを実行するためにリードオンリ メモリ（ＲＡＭ）のデータエリアを設定するデータエリア初期設定手段と、 前記データエリア初期設定手段と動作可能に結合され、ＲＯＭ内のＲＯＭに格納 された実行可能なプログラムのをチェックするアプリケーションの存在確認手段 によって構成したことを特徴とするリードオンリメモリ（ＲＯＭ）に格納された 実行可能なプログラムのローダ。
40. ４０．前記データエリア初期化手段は、前記ＲＯＭに格納された実行可能なプロ グラムのための作業ＲＡＭデータエリアを作成する手段を有し、前記作業データ エリア作成手段は、前記ＲＡＭデータエリアのサイズを設定する請求の範囲第３ ９項のローダ。
41. ４１．前記データエリア初期化手段は、前記作業データエリア作成手段と結合さ れ、データを初期化する手段を有し、データ初期化手段は前記ＲＡＭデータエリ ア内でＲＯＭベース実行プログラムに必要な変数を初期化する請求の範囲第４０ 項のローダ。
42. ４２．前記データエリア初期化手段は、データ初期設定手段を有し、該データ初 期設定手段は前記ＲＡＭデータエリア内の前記ＲＯＭに格納された実行可能なプ ログラムを実行するために必要な変数を初期化する請求の範囲第３９項のローダ 。
43. ４３．前記存在確認手段は、ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムが既にコ ンピュータ装置にロードされているか否かを判定する手段を有している請求の範 囲第３５項のローダ。
44. ４４．前記セットアップ手段が、前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラム を常駐プログラムとして設定する手段を有する請求の範囲第３９項のローダ。
45. ４５．ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムを実行するためにコンピュータ 装置を初期化するステップと、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）を開放するス テップとによって構成され、 前記初期化ステップによる前記コンピュータ装置の初期化完了時に、前記初期化 ステップにおいて使用したＲＡＭを開放して、ＲＯＭに格納された実行可能なプ ログラムをＲＯＭから直接実行するように設定したことを特徴とするリードオン リメモリ（ＲＯＭ）に格納された実行可能なプログラムをＲＯＭから実行するよ うにコンピュータ装置を設定する方法。
46. ４６．前記初期化ステップが、前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムの ために前記ＲＡＭにデータエリアを割り当てるステップを有する請求の範囲第４ ５項の方法。
47. ４７．前記初期化手段が前記ＲＡＭのデータエリアのサイズを設定するステップ を有している請求の範囲第４６項の方法。
48. ４８．前記初期化ステップが、前記ＲＡＭのデータエリア内の前記ＲＯＭに格納 された実行可能なプログラムの実行に必要な変数を初期設定するステップを含む 請求の範囲第４７項の方法。
49. ４９．前記初期化ステップが、前記ＲＡＭのデータエリア内の前記ＲＯＭに格納 された実行可能なプログラムの実行に必要な変数を初期設定するステップを含む 請求の範囲第４５項の方法。
50. ５０．前記コンピュータ装置内のＲＯＭの前記ＲＯＭに格納された実行可能なプ ログラムの存在をチェックするステップを有している請求の範囲第４５項の方法 。
51. ５１．前記チェックステップは、前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラム が既にコンピュータ装置にロードされているか否かを判定するステップを有して いる請求の範囲第５０項の方法。
52. ５２．前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムをコンピュータ装置に常駐 プログラムをして設定するステップを有する請求の範囲第４５項の方法。
53. ５３．ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムのためにランダムアクセスメモ リ（ＲＡＭ）にデータエリアを作成するステップと、 コンピュータ装置内のＲＯＭ内の前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラム の存在をチェックするステップによって構成したことを特徴とするリードオンリ メモリ（ＲＯＭ）に格納された実行可能なプログラムをＲＯＭから実行するよう にコンピュータ装置を設定する方法。
54. ５４．前記作成ステップは、ＲＡＭのデータエリアを設定するステップを有して いる請求の範囲第５３項の方法。
55. ５５．前記の作成ステップは、ＲＡＭのデータエリア内の、前記ＲＯＭに格納さ れた実行可能なプログラムの実行に必要な変数を初期設定するステップを有して いる請求の範囲第５４項の方法。
56. ５６．前記の作成ステップは、ＲＡＭのデータエリア内の、前記ＲＯＭに格納さ れた実行可能なプログラムの実行に必要な変数を初期設定するステップを有して いる請求の範囲第５３項の方法。
57. ５７．前記のチェックステップは、前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラ ムが既にコンピュータ装置にロードされているか否かを判定するステップを有し ている請求の範囲第５３項の方法。
58. ５８．前記ＲＯＭに格納された実行可能なプログラムをコンピュータ装置に常駐 プログラムをして設定するステップを有する請求の範囲第５３項の方法。