JPH088570B2 - 通信セッション監査方法及び装置 - Google Patents
通信セッション監査方法及び装置Info
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- JPH088570B2 JPH088570B2 JP18820891A JP18820891A JPH088570B2 JP H088570 B2 JPH088570 B2 JP H088570B2 JP 18820891 A JP18820891 A JP 18820891A JP 18820891 A JP18820891 A JP 18820891A JP H088570 B2 JPH088570 B2 JP H088570B2
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- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/40—Network security protocols
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Hardware Redundancy (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は一般にデータ通信および
ネットワークシステムに関し、詳細にはルート障害のよ
うな異常条件下での通信セッションに含まれるシステム
ノードにおけるバッファ等のような資源のタイミングを
とった解放に関する。
ネットワークシステムに関し、詳細にはルート障害のよ
うな異常条件下での通信セッションに含まれるシステム
ノードにおけるバッファ等のような資源のタイミングを
とった解放に関する。
【０００２】
【従来の技術】ある形式のデータ通信システムは１次お
よび２次ノードすなわち論理ユニット（ＬＵ）の概念を
それらノード間のセッションにおいてデータ通信を制御
するために用いる。このシステムネットワークアーキテ
クチャ（ＳＮＡ）は例えばＩＢＭ ＧＣ３０−３０７
３、１９８６年の文献「システムズネットワーク・アー
キテクチャ‐テクニカル・オーバビュー」に示されてい
るようにＬＵに対する関係を与える。ＳＮＡの場合には
１次ＬＵは１以上のルートを介して２次ＬＵにセッショ
ンの成立を開始させる。１次および２次ノード間の１つ
のルートは中間ノードを含み、そして一つのルートが多
くのセッションを含みうる。セッションはＬＵ間の論理
通信接続である。ＳＮＡに定義されるＬＵはネットワー
クがアドレス可能な論理エンティティであり、これを介
してユーザまたは適用業務がネットワークを介して、サ
ービス可能な異なるノードについて他のＬＵへのアクセ
スを得ることが出来る。
よび２次ノードすなわち論理ユニット（ＬＵ）の概念を
それらノード間のセッションにおいてデータ通信を制御
するために用いる。このシステムネットワークアーキテ
クチャ（ＳＮＡ）は例えばＩＢＭ ＧＣ３０−３０７
３、１９８６年の文献「システムズネットワーク・アー
キテクチャ‐テクニカル・オーバビュー」に示されてい
るようにＬＵに対する関係を与える。ＳＮＡの場合には
１次ＬＵは１以上のルートを介して２次ＬＵにセッショ
ンの成立を開始させる。１次および２次ノード間の１つ
のルートは中間ノードを含み、そして一つのルートが多
くのセッションを含みうる。セッションはＬＵ間の論理
通信接続である。ＳＮＡに定義されるＬＵはネットワー
クがアドレス可能な論理エンティティであり、これを介
してユーザまたは適用業務がネットワークを介して、サ
ービス可能な異なるノードについて他のＬＵへのアクセ
スを得ることが出来る。
【０００３】上記文献ＧＣ３０−３０７３に示されるよ
うに従来の技術は１次および２次ＬＵ間の活性セッショ
ンについてバックアップセッションを与える能力を含
む。この能力は拡張リカバリファシリティ（Extended R
ecovery Facility）（ＸＲＦ）と呼ばれる。バックアッ
プセッションは活性セッションが動作的なものである間
アイドルにとどまる。この活性セッションの障害が検出
されると、バックアップセッションが主ＬＵから副ＬＵ
に送られるＳＷＩＴＣＨメッセージにより自動的にその
活性セッションに置き換わり、主ＬＵと副ＬＵとの間に
中断のない動作を可能にする。ソフトウェアで行われる
この従来技術は活性チャンネルについてのバックアップ
通信チャンネルを与える他の周知の技術に似たものであ
る。例えば、ハードウェアにより、チャンネル障害の検
出によって活性チャンネルをバックアップチャンネルに
自動的に代えることは周知である。
うに従来の技術は１次および２次ＬＵ間の活性セッショ
ンについてバックアップセッションを与える能力を含
む。この能力は拡張リカバリファシリティ（Extended R
ecovery Facility）（ＸＲＦ）と呼ばれる。バックアッ
プセッションは活性セッションが動作的なものである間
アイドルにとどまる。この活性セッションの障害が検出
されると、バックアップセッションが主ＬＵから副ＬＵ
に送られるＳＷＩＴＣＨメッセージにより自動的にその
活性セッションに置き換わり、主ＬＵと副ＬＵとの間に
中断のない動作を可能にする。ソフトウェアで行われる
この従来技術は活性チャンネルについてのバックアップ
通信チャンネルを与える他の周知の技術に似たものであ
る。例えば、ハードウェアにより、チャンネル障害の検
出によって活性チャンネルをバックアップチャンネルに
自動的に代えることは周知である。
【０００４】ＳＮＡアーキテクチャではルート故障の検
出によりルートを代えるべくセッションを切換えること
も知られている。米国特許出願第３０１，１９３号はス
イッチコマンドに等価なメッセージを用いる方法を示し
ている。
出によりルートを代えるべくセッションを切換えること
も知られている。米国特許出願第３０１，１９３号はス
イッチコマンドに等価なメッセージを用いる方法を示し
ている。
【０００５】主ノードが一つのセッションを終了しよう
とするとき、それが副ノードにそれを行うメッセージを
送りそして副ノードが、例えばそのセッションに割当て
られたバッファの割振りを解除しその内部メモリを更新
する等の適正なアクションによりそれに応答する。しか
しながら、異常な状態では主ノードがセッションを停止
しそしてその停止の通知が副ノードにとどかないことが
ありうる。そのような状況は主ノードからの終了メッセ
ージがルートの障害のため副ノードにとどかない時に生
じうる。その結果、主ノードは両ノードが終了を知って
いるものと誤認し、他方副ノードはそのセッションがま
だ活性であると誤認することになる。主および副ノード
間に同様な歩調ずれ条件が生じうる他の状況も存在する
ことは疑いがない。そのような場合、副ノードはセッシ
ョン通信の中断あるいは副ノードがルート障害に気が付
いた後のセッションスイッチメッセージの受信障害まで
そのセッションについて例えばバッファのような資源を
不必要に保持することになる。主および副ノードの歩調
が合わなくなるような状況を避けるための充分な注意を
しても、それを保証することは出来ない。
とするとき、それが副ノードにそれを行うメッセージを
送りそして副ノードが、例えばそのセッションに割当て
られたバッファの割振りを解除しその内部メモリを更新
する等の適正なアクションによりそれに応答する。しか
しながら、異常な状態では主ノードがセッションを停止
しそしてその停止の通知が副ノードにとどかないことが
ありうる。そのような状況は主ノードからの終了メッセ
ージがルートの障害のため副ノードにとどかない時に生
じうる。その結果、主ノードは両ノードが終了を知って
いるものと誤認し、他方副ノードはそのセッションがま
だ活性であると誤認することになる。主および副ノード
間に同様な歩調ずれ条件が生じうる他の状況も存在する
ことは疑いがない。そのような場合、副ノードはセッシ
ョン通信の中断あるいは副ノードがルート障害に気が付
いた後のセッションスイッチメッセージの受信障害まで
そのセッションについて例えばバッファのような資源を
不必要に保持することになる。主および副ノードの歩調
が合わなくなるような状況を避けるための充分な注意を
しても、それを保証することは出来ない。
【０００６】ルート障害の場合などにおいて、主ノード
が現在のセッションを別のルートに再割当てすることを
希望するときには、そのノードはスイッチメッセージを
発生する。そのメッセージは、そのセッションに用いら
れるべき別のルートを介して副ノードに送られる。スイ
ッチメッセージは副ノードに、主ノードが１以上の現在
のセッションを、現在そのセッションが割当てられてい
るものとは異なるルートに再割当てしつつあることを知
らせる。本発明の課題とする問題の分野では、主ノード
はいかなる理由によってもスイッチメッセージを送ら
ず、かくして副ノードに、問題のセッションがタイムア
ウトするまで、セッション資源を不必要に維持させる。
が現在のセッションを別のルートに再割当てすることを
希望するときには、そのノードはスイッチメッセージを
発生する。そのメッセージは、そのセッションに用いら
れるべき別のルートを介して副ノードに送られる。スイ
ッチメッセージは副ノードに、主ノードが１以上の現在
のセッションを、現在そのセッションが割当てられてい
るものとは異なるルートに再割当てしつつあることを知
らせる。本発明の課題とする問題の分野では、主ノード
はいかなる理由によってもスイッチメッセージを送ら
ず、かくして副ノードに、問題のセッションがタイムア
ウトするまで、セッション資源を不必要に維持させる。
【０００７】
【課題を解決するための手段】本発明はこの問題を避け
そして中断によってのみ可能な速度より高い速度で一つ
のノードにおけるセッションに割振られる資源を解放す
る。第１のノードが第２のノードに、１以上の別のルー
トの内のこれらノード間の第１のルートにセッションを
再分配するように求める１以上のスイッチメッセージを
送る。夫々のスイッチメッセージは切換えられるべきセ
ッションと、それらセッションが切換えられるべき一つ
の別ルートとを識別する。第１ノードにより送られる最
終スイッチメッセージは適当な方法での最後であること
の表示を含む。第２ノードはスイッチ要求を受けた第１
ルート上のセッションの数の合計のカウントを累積す
る。第２ノードはそれ自体の累積カウントと最終スイッ
チメッセージからとり出される合計カウントとを比較
し、両者が等しいとき第１ルート上の残りのすべてのセ
ッションに割振られる資源を解放する。
そして中断によってのみ可能な速度より高い速度で一つ
のノードにおけるセッションに割振られる資源を解放す
る。第１のノードが第２のノードに、１以上の別のルー
トの内のこれらノード間の第１のルートにセッションを
再分配するように求める１以上のスイッチメッセージを
送る。夫々のスイッチメッセージは切換えられるべきセ
ッションと、それらセッションが切換えられるべき一つ
の別ルートとを識別する。第１ノードにより送られる最
終スイッチメッセージは適当な方法での最後であること
の表示を含む。第２ノードはスイッチ要求を受けた第１
ルート上のセッションの数の合計のカウントを累積す
る。第２ノードはそれ自体の累積カウントと最終スイッ
チメッセージからとり出される合計カウントとを比較
し、両者が等しいとき第１ルート上の残りのすべてのセ
ッションに割振られる資源を解放する。
【０００８】
【作用】好適な実施例においては、各スイッチメッセー
ジは、スイッチメッセージ内で識別されるセッションを
用いるための号レートを介して、第２ノードに送られ
る。最終メッセージにはそれが最終メッセージであるこ
とのインジケーションがセットされる。最終であるとさ
れるスイッチメッセージに含まれるカウントは、スイッ
チメッセージがその送出順序とは異なる順序で第２ノー
ドに入る場合に適合すべく保存される。最後の印を有す
るメッセージ内のカウントが第２ノードに累積したカウ
ントに等しくない場合には、第２ノードは、最終とされ
たメッセージ後に入る以降のスイッチメッセージに応じ
て切換を要求されたセッションの数のトータルカウント
の累積を続ける。第１ルートの残りのセッションに割振
られた資源は、両カウントが等しくなったときにか、あ
るいはスイッチメッセージの結果として切換えられるセ
ッションの数には無関係にタイマの計時が終了したとき
には、いつでも解放される。
ジは、スイッチメッセージ内で識別されるセッションを
用いるための号レートを介して、第２ノードに送られ
る。最終メッセージにはそれが最終メッセージであるこ
とのインジケーションがセットされる。最終であるとさ
れるスイッチメッセージに含まれるカウントは、スイッ
チメッセージがその送出順序とは異なる順序で第２ノー
ドに入る場合に適合すべく保存される。最後の印を有す
るメッセージ内のカウントが第２ノードに累積したカウ
ントに等しくない場合には、第２ノードは、最終とされ
たメッセージ後に入る以降のスイッチメッセージに応じ
て切換を要求されたセッションの数のトータルカウント
の累積を続ける。第１ルートの残りのセッションに割振
られた資源は、両カウントが等しくなったときにか、あ
るいはスイッチメッセージの結果として切換えられるセ
ッションの数には無関係にタイマの計時が終了したとき
には、いつでも解放される。
【０００９】
【実施例】図１は本発明を実施するためのデータ通信シ
ステムの一例の一般的レイアウトを示す。このシステム
は多数のデータ処理ノード１００，１０２，１０４，１
０６，１０８を含む。各ノードはコンピュータまたはデ
ータ処理ユニットおよびこのコンピュータの制御により
このシステム内の他のノードと通信を行うための適当な
周辺ユニットを含む。一つのノードのコンピュータはこ
こに示す原理にもとづきプログラムされうる任意の形式
の汎用または特殊目的用のコンピュータでよい。好適な
実施例ではそのようなコンピュータはＩＢＭ３０９０お
よび９３７０コンピュータを含む。例えば、ノード１０
０と１０２の間に物理的な通信リンク１０９があり、そ
してこのリンクに多数のセッションアクティブがあると
する。また、ノード１００が主ノードでありノード１０
２が副ノードであるとする。リンク１０９を介しての主
ノード１００と副ノード１０２の間には介在ノードはな
いから、リンク１０９もＳＮＡにおけるルートと等価で
あり、用語リンクとルートは１０９に関しては同義であ
る。従来例に従い、主および副ノードはセッション用に
バッファ１２０と１２２を夫々含む資源群を割振る。ま
た従前のごとく、ノード１００と１０２は、ルート１０
９が故障したとき知らされる。そのような場合、ノード
１００はいくつかのセッションを終了させそしてルート
１０９上の他のセッションをそれらノード間の他のルー
トに切換える。そのような別ルートの内の二つを図１に
示す。一方はリンク１１０，１１２，１１４および中間
ノード１０４，１０６からなる。第２の別ルートはリン
ク１１６，１１８および中間ノード１０８からなる。ノ
ード１００はこれら別ルート間に障害ルート上のセッシ
ョンを再割当てしそして夫々の別ルートを介して副ノー
ド１０２に送られるスイッチメッセージによりこの再割
当てを副ノードに知らせる。本発明の問題とする異常な
条件下では主および副ノードが歩調の合わない状態にな
る、すなわち、、主ノードがルート１０９上のいくつか
のセッションを終了し、終了したセッションに割り振ら
れた資源１２０を解放したにも拘らず副ノードがその終
了を知らされずその資源を維持する状態となっていると
する。
ステムの一例の一般的レイアウトを示す。このシステム
は多数のデータ処理ノード１００，１０２，１０４，１
０６，１０８を含む。各ノードはコンピュータまたはデ
ータ処理ユニットおよびこのコンピュータの制御により
このシステム内の他のノードと通信を行うための適当な
周辺ユニットを含む。一つのノードのコンピュータはこ
こに示す原理にもとづきプログラムされうる任意の形式
の汎用または特殊目的用のコンピュータでよい。好適な
実施例ではそのようなコンピュータはＩＢＭ３０９０お
よび９３７０コンピュータを含む。例えば、ノード１０
０と１０２の間に物理的な通信リンク１０９があり、そ
してこのリンクに多数のセッションアクティブがあると
する。また、ノード１００が主ノードでありノード１０
２が副ノードであるとする。リンク１０９を介しての主
ノード１００と副ノード１０２の間には介在ノードはな
いから、リンク１０９もＳＮＡにおけるルートと等価で
あり、用語リンクとルートは１０９に関しては同義であ
る。従来例に従い、主および副ノードはセッション用に
バッファ１２０と１２２を夫々含む資源群を割振る。ま
た従前のごとく、ノード１００と１０２は、ルート１０
９が故障したとき知らされる。そのような場合、ノード
１００はいくつかのセッションを終了させそしてルート
１０９上の他のセッションをそれらノード間の他のルー
トに切換える。そのような別ルートの内の二つを図１に
示す。一方はリンク１１０，１１２，１１４および中間
ノード１０４，１０６からなる。第２の別ルートはリン
ク１１６，１１８および中間ノード１０８からなる。ノ
ード１００はこれら別ルート間に障害ルート上のセッシ
ョンを再割当てしそして夫々の別ルートを介して副ノー
ド１０２に送られるスイッチメッセージによりこの再割
当てを副ノードに知らせる。本発明の問題とする異常な
条件下では主および副ノードが歩調の合わない状態にな
る、すなわち、、主ノードがルート１０９上のいくつか
のセッションを終了し、終了したセッションに割り振ら
れた資源１２０を解放したにも拘らず副ノードがその終
了を知らされずその資源を維持する状態となっていると
する。
【００１０】図２は主および副ノードが歩調ずれとなる
問題を直ちに解決するためにルート障害に応じて主ノー
ド１００により行われる手順を示す。図３、４、５は同
じ目的を達成するために副ノードで行われるべき手順を
示す。
問題を直ちに解決するためにルート障害に応じて主ノー
ド１００により行われる手順を示す。図３、４、５は同
じ目的を達成するために副ノードで行われるべき手順を
示す。
【００１１】図２において、ルート故障メッセージによ
り主ノードがスタートする。ステップ２００でシステム
サービス（文献ＧＣ３０−３０７２に開示）を呼び出
し、主および副ノード間に別ルートがあればそれを決定
しそして障害ルートのセッションを停止しあるいはこれ
ら別ルートに割振る選択をする。いくつかのセッション
が別ルートに切換えられるべきとすると、ステップ２０
２で主セッションスイッチカウンタＰＳＳＣを０に初期
化して副ノードへのスイッチメッセージを送る用意をす
る。このカウンタは、副および主ノードが何らかの理由
により歩調ずれを生じたとき障害のあるルートから切換
えられるセッションの数を同期させうるようにするため
に用いられる。ステップ２０４において、ループカウン
タＬＯＯＰＣＴＲを、この障害ルートについてのシステ
ムサービスによりもどされる別ルートの数に初期化す
る。ＰＳＳＣとＬＯＯＰＣＴＲは図６に示す主ノードル
ート制御ブロックに含まれる。この制御ブロックはそれ
が関連するルートおよびそのルート上の第１セッション
に関連した他の制御ブロックへのリンク（ポインタ）も
含んでいる。ステップ２０６でこれら別ルートの内の第
１のものについてのスイッチメッセージを発生する。図
７に示すように、このスイッチメッセージは障害ルート
の識別、別ルートの識別およびこの別ルートに切換えら
れつつあるセッション識別のリストを含む。更に、この
スイッチメッセージは、それにより切換えられるセッシ
ョンの数に等しい値にセットされるフィールドＣＵＲＣ
ＮＴとフィールドＦＩＮＣＮＴを含む。フィールドＦＩ
ＮＣＮＴは問題の障害ルートについて主ノードにより発
生される最終スイッチメッセージを除くすべてのメッセ
ージで０にセットされる。ステップ２０８でそのスイッ
チメッセージに含まれるセッションの数だけＰＳＳＣの
値を増加させる。このようにＰＳＳＣは、主ノードが別
ルートに切換えられるセッションの数の合計の累積カウ
ントを保持する。ステップ２０９でＬＯＯＰＣＴＲを減
算する。次にステップ２１０でＬＯＯＰＣＴＲから、現
在の別ルートが別ルート中の最終のものであるかどうか
を決定する。この例ではそうでないからステップ２１２
において、上記のようにスイッチメッセージ内のＦＩＮ
ＣＮＴを０にセットする。このスイッチメッセージはス
テップ２１４においてその別ルートを介して副ノードに
送られそして、ステップ２０６を次のスイッチメッセー
ジの発生開始のため再び実行する。このメッセージがほ
ぼ完了すると、ステップ２１０においてこの例ではそれ
が最終スイッチメッセージであることを決定する。その
結果、ステップ２１６が行われそのメッセージのＦＩＮ
ＣＮＴをＰＳＳＣに含まれる切換えられたセッション数
の合計にセットしそしてステップ２１８でそのメッセー
ジを送り、主ノードのワークを終了する。
り主ノードがスタートする。ステップ２００でシステム
サービス（文献ＧＣ３０−３０７２に開示）を呼び出
し、主および副ノード間に別ルートがあればそれを決定
しそして障害ルートのセッションを停止しあるいはこれ
ら別ルートに割振る選択をする。いくつかのセッション
が別ルートに切換えられるべきとすると、ステップ２０
２で主セッションスイッチカウンタＰＳＳＣを０に初期
化して副ノードへのスイッチメッセージを送る用意をす
る。このカウンタは、副および主ノードが何らかの理由
により歩調ずれを生じたとき障害のあるルートから切換
えられるセッションの数を同期させうるようにするため
に用いられる。ステップ２０４において、ループカウン
タＬＯＯＰＣＴＲを、この障害ルートについてのシステ
ムサービスによりもどされる別ルートの数に初期化す
る。ＰＳＳＣとＬＯＯＰＣＴＲは図６に示す主ノードル
ート制御ブロックに含まれる。この制御ブロックはそれ
が関連するルートおよびそのルート上の第１セッション
に関連した他の制御ブロックへのリンク（ポインタ）も
含んでいる。ステップ２０６でこれら別ルートの内の第
１のものについてのスイッチメッセージを発生する。図
７に示すように、このスイッチメッセージは障害ルート
の識別、別ルートの識別およびこの別ルートに切換えら
れつつあるセッション識別のリストを含む。更に、この
スイッチメッセージは、それにより切換えられるセッシ
ョンの数に等しい値にセットされるフィールドＣＵＲＣ
ＮＴとフィールドＦＩＮＣＮＴを含む。フィールドＦＩ
ＮＣＮＴは問題の障害ルートについて主ノードにより発
生される最終スイッチメッセージを除くすべてのメッセ
ージで０にセットされる。ステップ２０８でそのスイッ
チメッセージに含まれるセッションの数だけＰＳＳＣの
値を増加させる。このようにＰＳＳＣは、主ノードが別
ルートに切換えられるセッションの数の合計の累積カウ
ントを保持する。ステップ２０９でＬＯＯＰＣＴＲを減
算する。次にステップ２１０でＬＯＯＰＣＴＲから、現
在の別ルートが別ルート中の最終のものであるかどうか
を決定する。この例ではそうでないからステップ２１２
において、上記のようにスイッチメッセージ内のＦＩＮ
ＣＮＴを０にセットする。このスイッチメッセージはス
テップ２１４においてその別ルートを介して副ノードに
送られそして、ステップ２０６を次のスイッチメッセー
ジの発生開始のため再び実行する。このメッセージがほ
ぼ完了すると、ステップ２１０においてこの例ではそれ
が最終スイッチメッセージであることを決定する。その
結果、ステップ２１６が行われそのメッセージのＦＩＮ
ＣＮＴをＰＳＳＣに含まれる切換えられたセッション数
の合計にセットしそしてステップ２１８でそのメッセー
ジを送り、主ノードのワークを終了する。
【００１２】一つのスイッチメッセージに応じて副ノー
ドで図３のプログラムＳＥＣ−ＲＥＣＥＩＶＥに入る。
障害ルートに関連して従来のスイッチタイマが設けられ
る。このタイマが計時を終了するとき、副ノードにおい
て別ルートに割当てられていないすべてのセッションが
終了する。ステップ３００でスイッチタイマが障害ルー
ト１０９についてすでに活性となっているかどうかを決
定する。図示のように、そのようなタイマはルート１０
９に属する主ノードからのその前のスイッチメッセージ
の受信または副ノードへのルート障害の通知によりすで
に活性化されている。このタイマが活性となっていない
とすると、ステップ３０２でそれを活性化しそしてステ
ップ３０４で図８の副ノードルート制御ブロックに含ま
れるカウンタＳＳＳＣとフラグＲＣＶＦＩＮを初期化す
る。カウンタＳＳＳＣはＰＳＳＣの副ノードにおける均
等物である。これは副ノードにより、主ノードから入る
スイッチメッセージに示される切換えられるセッション
の総数を累積するために用いられる。フラグＲＣＶＦＩ
Ｎは図示のように副ノードが主ノードから最終スイッチ
メッセージを受けたときセットされてその事実を記憶す
るために用いられる。副ノードがリンク障害の通知を受
けたとき、図４のプログラムＳＥＣ−ＲＣＶ−ＦＡＩＬ
ＵＲＥが実行される。ＳＥＣ−ＲＣＶ−ＦＡＩＬＵＲＥ
は図３のステップ３００，３０２，３０４と同じステッ
プを行う。すなわち、スイッチタイマがルート障害に対
しまだ活性となっていないならば、ステップ４０２でそ
れを活性化しそしてステップ４０４でカウンタＳＳＳＣ
とフラグＲＣＶＦＩＮを初期化する。図３のステップ３
０６にもどり、主ノードからのスイッチメッセージに応
じて、識別されたセッションが直ちに識別された別ルー
トに切換えられる。これは適正なデータ構造リンケージ
を反映するように内部メモリの更新を課すがその他の点
は本発明の範囲外である。次にステップ３０８でカウン
タＳＳＳＣの現在の値をスイッチメッセージ内のセッシ
ョンスイッチカウントＣＵＲＣＮＴだけ増加させる。か
くしてＳＳＳＣは障害ルートについて切換要求を受けた
セッションの合計数を累積する。主ノードが出した最終
スイッチメッセージが前もって受信されていないとする
と、副ノードフラグＲＣＶＦＩＮは０でありステップ３
１０はステップ３１２に移る。ステップ３１２ではスイ
ッチメッセージ内のＦＩＮＣＮＴの値を呼び出してこれ
が主ノードからの最終メッセージであるかどうかを決定
する。これらステップは、主ノードからのスイッチメッ
セージは異なる別ルートを介しての伝送により乱れたシ
ーケンスをもって副ノードに入るからこの例では必要な
ものである。このメッセージが最終の主ノードメッセー
ジであればステップ３１４において、ＲＣＶＦＩＮがこ
のメッセージのＦＩＮＣＮＴに含まれ主ノードにより切
換えられるセッションの数にセットされる。次にステッ
プ３１６において、ＳＳＳＣの値がＲＣＶＦＩＮのそれ
と同じかどうかを決定する。同じであれば副ノードは主
ノードから送られたすべてのスイッチメッセージを受け
たことになる。従って、この場合、ステップ３１８で、
副ノードにまだ存在する残りのセッションがあればその
すべてが終了する。ステップ３２０と３２２においてス
イッチタイマが不活性とされそして最終クリーンアップ
処理の部分としてＲＣＶＦＩＮが初期化される。このよ
うに、もし最終スイッチメッセージが乱れた順序で副ノ
ードに入るとすれば、ステップ３１４でそのメッセージ
でのＦＩＮＣＮＴにＲＣＶＦＩＮがセットされる。ステ
ップ３１２と３１４はステップ３１０でＲＣＶＦＩＮが
非ゼロであるから副ノードでのスイッチメッセージの以
降の受信については回避される。以降に入るスイッチメ
ッセージによりＳＳＳＣの値がＲＣＶＦＩＮのそれと等
しくなる（ステップ３０８）とすると、ステップ３１８
において障害ルートのすべての残りのセッションが終了
する。
ドで図３のプログラムＳＥＣ−ＲＥＣＥＩＶＥに入る。
障害ルートに関連して従来のスイッチタイマが設けられ
る。このタイマが計時を終了するとき、副ノードにおい
て別ルートに割当てられていないすべてのセッションが
終了する。ステップ３００でスイッチタイマが障害ルー
ト１０９についてすでに活性となっているかどうかを決
定する。図示のように、そのようなタイマはルート１０
９に属する主ノードからのその前のスイッチメッセージ
の受信または副ノードへのルート障害の通知によりすで
に活性化されている。このタイマが活性となっていない
とすると、ステップ３０２でそれを活性化しそしてステ
ップ３０４で図８の副ノードルート制御ブロックに含ま
れるカウンタＳＳＳＣとフラグＲＣＶＦＩＮを初期化す
る。カウンタＳＳＳＣはＰＳＳＣの副ノードにおける均
等物である。これは副ノードにより、主ノードから入る
スイッチメッセージに示される切換えられるセッション
の総数を累積するために用いられる。フラグＲＣＶＦＩ
Ｎは図示のように副ノードが主ノードから最終スイッチ
メッセージを受けたときセットされてその事実を記憶す
るために用いられる。副ノードがリンク障害の通知を受
けたとき、図４のプログラムＳＥＣ−ＲＣＶ−ＦＡＩＬ
ＵＲＥが実行される。ＳＥＣ−ＲＣＶ−ＦＡＩＬＵＲＥ
は図３のステップ３００，３０２，３０４と同じステッ
プを行う。すなわち、スイッチタイマがルート障害に対
しまだ活性となっていないならば、ステップ４０２でそ
れを活性化しそしてステップ４０４でカウンタＳＳＳＣ
とフラグＲＣＶＦＩＮを初期化する。図３のステップ３
０６にもどり、主ノードからのスイッチメッセージに応
じて、識別されたセッションが直ちに識別された別ルー
トに切換えられる。これは適正なデータ構造リンケージ
を反映するように内部メモリの更新を課すがその他の点
は本発明の範囲外である。次にステップ３０８でカウン
タＳＳＳＣの現在の値をスイッチメッセージ内のセッシ
ョンスイッチカウントＣＵＲＣＮＴだけ増加させる。か
くしてＳＳＳＣは障害ルートについて切換要求を受けた
セッションの合計数を累積する。主ノードが出した最終
スイッチメッセージが前もって受信されていないとする
と、副ノードフラグＲＣＶＦＩＮは０でありステップ３
１０はステップ３１２に移る。ステップ３１２ではスイ
ッチメッセージ内のＦＩＮＣＮＴの値を呼び出してこれ
が主ノードからの最終メッセージであるかどうかを決定
する。これらステップは、主ノードからのスイッチメッ
セージは異なる別ルートを介しての伝送により乱れたシ
ーケンスをもって副ノードに入るからこの例では必要な
ものである。このメッセージが最終の主ノードメッセー
ジであればステップ３１４において、ＲＣＶＦＩＮがこ
のメッセージのＦＩＮＣＮＴに含まれ主ノードにより切
換えられるセッションの数にセットされる。次にステッ
プ３１６において、ＳＳＳＣの値がＲＣＶＦＩＮのそれ
と同じかどうかを決定する。同じであれば副ノードは主
ノードから送られたすべてのスイッチメッセージを受け
たことになる。従って、この場合、ステップ３１８で、
副ノードにまだ存在する残りのセッションがあればその
すべてが終了する。ステップ３２０と３２２においてス
イッチタイマが不活性とされそして最終クリーンアップ
処理の部分としてＲＣＶＦＩＮが初期化される。このよ
うに、もし最終スイッチメッセージが乱れた順序で副ノ
ードに入るとすれば、ステップ３１４でそのメッセージ
でのＦＩＮＣＮＴにＲＣＶＦＩＮがセットされる。ステ
ップ３１２と３１４はステップ３１０でＲＣＶＦＩＮが
非ゼロであるから副ノードでのスイッチメッセージの以
降の受信については回避される。以降に入るスイッチメ
ッセージによりＳＳＳＣの値がＲＣＶＦＩＮのそれと等
しくなる（ステップ３０８）とすると、ステップ３１８
において障害ルートのすべての残りのセッションが終了
する。
【００１３】従来のごとく、図５のプログラムＴＩＭＥ
Ｒ−ＥＸＰはスイッチタイマがステップ３２０での不活
性化の前に計時を終了する場合に実行される。ＴＩＭＥ
Ｒ−ＥＸＰのステップ５００においてそのタイマに関連
する障害ルートについてのすべての残りのセッションが
終了する。勿論、本発明には直接関係のない他のクリー
ンアップワークも行われる。
Ｒ−ＥＸＰはスイッチタイマがステップ３２０での不活
性化の前に計時を終了する場合に実行される。ＴＩＭＥ
Ｒ−ＥＸＰのステップ５００においてそのタイマに関連
する障害ルートについてのすべての残りのセッションが
終了する。勿論、本発明には直接関係のない他のクリー
ンアップワークも行われる。
【００１４】以上述べた本発明は種々の変更が可能であ
る。上記の実施例においては夫々の別ルートについてス
イッチメッセージを発生しそして意図する別ルートを介
してそのメッセージを伝送する。しかしながら、１個の
メッセージを発生しそれを任意の使用可能なルートを介
して副ノードに送り、そしてこの単一メッセージをすべ
ての別ルートで識別して夫々の別ルートにセッションを
切換えるようにしてもよいことは当業者には明らかであ
る。
る。上記の実施例においては夫々の別ルートについてス
イッチメッセージを発生しそして意図する別ルートを介
してそのメッセージを伝送する。しかしながら、１個の
メッセージを発生しそれを任意の使用可能なルートを介
して副ノードに送り、そしてこの単一メッセージをすべ
ての別ルートで識別して夫々の別ルートにセッションを
切換えるようにしてもよいことは当業者には明らかであ
る。
【図１】複数のデータ処理ノードとこれらノードを接続
して通信ルートおよび代替ルートを形成する通信リンク
を含むテレコミュニケーションネットワークを示す図。
して通信ルートおよび代替ルートを形成する通信リンク
を含むテレコミュニケーションネットワークを示す図。
【図２】第１および第２ノード間の第１ルートでのセッ
ションを１個以上の代替ルートに再配分するためのスイ
ッチメッセージを発生するために第１ノードのコンピュ
ータにより実行されるステップを示す図。
ションを１個以上の代替ルートに再配分するためのスイ
ッチメッセージを発生するために第１ノードのコンピュ
ータにより実行されるステップを示す図。
【図３】第１ノードからのスイッチメッセージに応じて
第２ノードで実行されるステップを示す図。
第２ノードで実行されるステップを示す図。
【図４】ルート障害の警報に応じてタイマを活性化する
ために第２ノードのコンピュータにより実行されるステ
ップを示す図。
ために第２ノードのコンピュータにより実行されるステ
ップを示す図。
【図５】スイッチメッセージの受信には無関係にタイマ
の計時終了に応じて資源を解放するために第２ノードの
コンピュータにより実行されるステップを示す図。
の計時終了に応じて資源を解放するために第２ノードの
コンピュータにより実行されるステップを示す図。
【図６】第１および第２ノードにおけるデータ構造およ
びスイッチメッセージのフォーマットを示す図。
びスイッチメッセージのフォーマットを示す図。
【図７】第１および第２ノードにおけるデータ構造およ
びスイッチメッセージのフォーマットを示す図。
びスイッチメッセージのフォーマットを示す図。
【図８】第１および第２ノードにおけるデータ構造およ
びスイッチメッセージのフォーマットを示す図。
びスイッチメッセージのフォーマットを示す図。
１００，１０２，１０４，１０６，１０８ データ処理
ノード １０９ 物理的通信リンク（ルート） １１０，１１２，１１４ リンク
ノード １０９ 物理的通信リンク（ルート） １１０，１１２，１１４ リンク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 12/28 (72)発明者 オーウェン、ヒュンホ、チョイ アメリカ合衆国ノースカロライナ州、ロー リー、キー、コート、305 (72)発明者 ジョン、ゲイリー、ダドレイ アメリカ合衆国ノースカロライナ州、ロー リー、ゲインズボロ、ドライブ、6113 (72)発明者 ダイアン、アメリア、シャスター アメリカ合衆国ノースカロライナ州、ロー リー、トリニティー、ファームズ、ロー ド、2429 (56)参考文献 特開 昭62−159942（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−242441（ＪＰ，Ａ) 欧州特許出願公開221360（ＥＰ，Ａ)
Claims (10)
- 【請求項１】データ通信ネットワークにおいて、第１お
よび第２のデータ処理のノード間の通信セッションを監
査するための、下記段階を含む方法： 上記第１のノードにおける、 １以上のスイッチメッセージを前記第２のノードに送
り、１又はそれ以上の他のルート間における前記ノード
間の第１ルート上のセッションを再配分する段階であっ
て、各スイッチメーセージは、スイッチされるべきセッ
ションと、そのセッションがスイッチされる他のルート
を識別するものである、段階； どのスイッチメッセージが最後のスイッチメッセージで
あるかを示す段階； この最終メッセージに、切換要求がなされたセッション
の総数の表示を含める段階； 上記第２ノードにおける、 各スイッチメッセージの受信に応じて、切換要求がなさ
れた上記第１ルート上の上記セッションの総数のカウン
トを累積する段階； この累積されたカウントと、トータルカウントと、を比
較する段階であって、このトータルカウントは、前記最
後のメッセージにおいて、スイッチすることを要求され
たセッションのトータル数の表示から得られるものであ
る、段階； 比較結果が等しい場合に、前記第１のルート上の残りの
全てのセッションに割り振られたノード資源の割り振り
を解除する段階。 - 【請求項２】前記スイッチメッセージを送る段階は、前
記スイッチメッセージ内で識別されるセッションについ
て、前記別のルートを介して、前記第２のノードに各ス
イッチセッセージを送る段階を更に含む請求項１の方
法。 - 【請求項３】前記最後のメッセージを示す段階はその最
後のメッセージ内にそれが最後のメッセージであること
のインジケーションをセットする段階を含む請求項１ま
たは２の方法。 - 【請求項４】前記表示を含める段階は前記最終メッセー
ジ内に前記トータルカウントをセットする段階を含む請
求項１の方法。 - 【請求項５】前記第２のノードにおいて下記段階を更に
含む請求項４の方法： 最後であると表示されるメッセージに含まれるカウント
を保存する段階； このメッセージのカウントが上記第２ノードにおいて累
積されたカウントに等しくないとき、最後であると表示
されるそのメッセージの後に入る次のスイッチメッセー
ジに応じて、切換えられるようにと要求されたセッショ
ン数のトータルカウントの累積を続ける段階； 上記保存されたカウントと上記累積されたカウントが等
しくなったときはいつでも、前記第１のルート上のいか
なる残りのセッションに割り振られたノード資源の割り
振りを解除する段階。 - 【請求項６】前記第２ノードに下記段階を更に含む請求
項５の方法： 前記第１ルートの故障を示す信号の受信に応じてタイマ
ーを作動させる段階； スイッチメッセージの結果として切換えられるセッショ
ンの数には無関係に、上記タイマの計時終了に応じて、
上記第１ルート上に残存するセッションに割り振りされ
た資源の割り振りを解放する段階。 - 【請求項７】データ通信ネットワークにおいて、第１お
よび第２データ処理のノード間の通信セッションを監査
する、下記段階を含む方法： 上記第１のノードにおける、 １以上のスイッチメッセージを前記第２のノードに送
り、１又はそれ以上の他のルート間における前記ノード
間の第１ルート上のセッションを再配分する段階であっ
て、各スイッチメーセージは、スイッチされるべきセッ
ションと、そのセッションがスイッチされる他のルート
を識別するものである、段階； 最後のメッセージにそれが最後であることのインジケー
ションを記憶させる段階； この最後のメッセージ中に、切換え要求がなされていた
セッションのトータル数を記憶させる段階； 上記第２ノードにおける、 各スイッチメッセージの受信に応じて、切り換え要求が
なされた上記第１ルート上に上記セッションのトータル
数のカウントを累積する段階； 各スイッチメッセージに応じて、この累積されたカウン
トを、上記最後のメッセージ中のトータルカウントと比
較する段階； 上記両カウントが等しいとき、上記第１ルート上のすべ
ての残存セッションに割当てられたノード資源の割り当
てを解放する段階。 - 【請求項８】複数のデータ処理ノードとこれらノードを
相互接続する通信リンクを含むデータ通信ネットワーク
において、このネットワークの第１および第２のノード
間のネットワークルート上における通信セッションを監
査するための、下記要件を含む装置： 第１ノードにおいて、 １以上のスイッチメッセージを前記第２のノードに送
り、１又はそれ以上の他のルート間における前記ノード
間の第１ルート上のセッションを再配分する手段であっ
て、各スイッチメーセージは、そのメッセージの結果と
してスイッチされるべきセッションと、そのセッション
がスイッチされる他のルートを識別するものである、手
段； 最終のメッセージ中にそれが最後であることのインジケ
ーションをセットする手段； この最後のメッセージ中に、切換要求がなされていたセ
ッションのトータル数のカウントを格納する手段； 第２ノードにおいて、 各スイッチメッセージの受信に応じて、切り換え要求が
なされた上記第１ノード上のセッションのトータル数の
カウントを累積する手段； この累積されたカウントを、上記最後のメッセージであ
ると示されたメッセージ中に含まれるトータルカウント
と比較する手段； 上記両カウントが等しいとき、上記第１ルート上に残存
するすべてのセッションに割付けられたノード資源の割
り付けを解放する手段。 - 【請求項９】前記第２ノードにおいて、 最後であると示されたメッセージに含まれるカウントを
保存する手段； このメッセージのカウントが上記第２ノードにおける累
積されたカウントに等しくないとき、そのメッセージの
後に入る次のスイッチメッセージに応じて、切換えられ
るべく要求されたセッション数のトータルカウントの累
積を更に続けるようになった前記累積手段； 上記両カウントが等しくなるときはいつでも、上記第１
ルート上に残存するセッションに割当てられたノード資
源の割り当てを解放する手段； を更に含む請求項８の装置。 - 【請求項１０】前記第２ノードにおいて、下記要件を更
に含む請求項９の装置： 前記第１ルートの故障を示す信号の受信によりタイマを
活性化させる手段； スイッチメッセージの結果として切換えられるセッショ
ン数とは無関係に、上記タイマの計時終了に応じて、上
記第１ルート上に残存するセッションに割当てられるノ
ード資源の割り当てを解放する手段。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US561625 | 1990-08-02 | ||
| US07/561,625 US5077730A (en) | 1990-08-02 | 1990-08-02 | Method of auditing primary and secondary node communication sessions |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04234240A JPH04234240A (ja) | 1992-08-21 |
| JPH088570B2 true JPH088570B2 (ja) | 1996-01-29 |
Family
ID=24242751
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP18820891A Expired - Lifetime JPH088570B2 (ja) | 1990-08-02 | 1991-07-02 | 通信セッション監査方法及び装置 |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5077730A (ja) |
| EP (1) | EP0469495A3 (ja) |
| JP (1) | JPH088570B2 (ja) |
Families Citing this family (12)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5293635A (en) * | 1991-04-30 | 1994-03-08 | Hewlett-Packard Company | Detection on a network by a mapping application of a relative location of a first device to a second device |
| EP0520117A1 (en) * | 1991-06-28 | 1992-12-30 | International Business Machines Corporation | Communication controller allowing communication through an X25 network and an SNA network |
| JPH0752437B2 (ja) * | 1991-08-07 | 1995-06-05 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレイション | メッセージの進行を追跡する複数ノード・ネットワーク |
| NL9200279A (nl) * | 1992-02-14 | 1993-09-01 | Nederland Ptt | Werkwijze voor het detecteren van een routeringslus in een telecommunicatienetwerk, telecommunicatienetwerk voor toepassing van de werkwijze en detectiemiddelen voor toepassing in het telecommunicatienetwerk. |
| US5485465A (en) * | 1992-05-20 | 1996-01-16 | The Whitaker Corporation | Redundancy control for a broadcast data transmission system |
| JPH0758744A (ja) * | 1993-08-20 | 1995-03-03 | Fujitsu Ltd | 緊急呼と通常呼が混在される呼収容方式 |
| US5734811A (en) * | 1996-06-26 | 1998-03-31 | Mci Corporation | Segment substitution/swap for network restoration pre-plans |
| US7493391B2 (en) * | 2001-02-12 | 2009-02-17 | International Business Machines Corporation | System for automated session resource clean-up by determining whether server resources have been held by client longer than preset thresholds |
| KR20070024183A (ko) * | 2005-08-26 | 2007-03-02 | 삼성전자주식회사 | 데이터 전송 제어 방법 및 상기 방법에 의해 데이터를전송하는 네트워크 장치 |
| US8539033B2 (en) | 2010-06-29 | 2013-09-17 | Alcatel Lucent | Diameter session audits |
| US10250695B2 (en) * | 2013-03-14 | 2019-04-02 | Comcast Cable Communications, Llc | Mitigation of processing loops in a communication network |
| FR3107590B1 (fr) * | 2020-02-25 | 2022-01-21 | Sagemcom Energy & Telecom Sas | Compteur de fluide inflammable agencé pour détecter une anomalie de température |
Family Cites Families (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| DE3069679D1 (en) * | 1980-12-08 | 1985-01-03 | Ibm | Method of transmitting information between stations attached to a unidirectional transmission ring |
| US4677588A (en) * | 1983-11-14 | 1987-06-30 | International Business Machines Corp. | Network interconnection without integration |
| DE3687400T2 (de) * | 1985-11-04 | 1993-07-15 | Ibm | Digitale nachrichtenuebertragungsnetzwerke und aufbau von uebertragungswegen in diesen netzwerken. |
| DE3788577T2 (de) * | 1986-01-09 | 1994-07-07 | Nippon Electric Co | Paketvermitteltes Fernmeldenetz mit parallelen virtuellen Verbindungen zur Umweglenkung von Nachrichtenpaketen. |
| US4748620A (en) * | 1986-02-28 | 1988-05-31 | American Telephone And Telegraph Company, At&T Bell Laboratories | Time stamp and packet virtual sequence numbering for reconstructing information signals from packets |
| US4975914A (en) * | 1989-01-24 | 1990-12-04 | International Business Machines Corporation | Non-disruptive session recovery |
-
1990
- 1990-08-02 US US07/561,625 patent/US5077730A/en not_active Expired - Fee Related
-
1991
- 1991-07-02 JP JP18820891A patent/JPH088570B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1991-07-27 EP EP19910112671 patent/EP0469495A3/en not_active Withdrawn
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0469495A2 (en) | 1992-02-05 |
| US5077730A (en) | 1991-12-31 |
| EP0469495A3 (en) | 1994-06-08 |
| JPH04234240A (ja) | 1992-08-21 |
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