JPH10510403A - 多プロセッサ環境 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 多プロセッサ環境（図２参照）では、それぞれが多数のユーザプロセス（図３の31,32,など）を実行している多数の網（10,21,22）によって相互接続される複数のノード（10,11,12）があり、および該プロセスによって転送されるメッセージが送りノードから受けノードへ連続的に転送されるのに、異なる網を使用して各データグラムを転送する各データグラム（データ・グラムに由来し、データを搬送する電子メッセージである）を転送するようにした。

Description

【発明の詳細な説明】 多プロセッサ環境 本発明は、多プロセッサ環境、とくにこの環境内で動作するプロセス間でデー タを転送するための構造に関する。例えば電話網のような複雑なシステムにおい て、“インテリジェンス”は多数のポイントに存在する。多数の制御プロセッサ が網の主機能を有するが、実質的な処理能力が中央局から離れても存在している 。 とくに、インテリジェント周辺装置、すなわちデータ処理意志決定能力を含む 周辺装置は、顧客により近い場所に存在する。 インテリジェント周辺装置によって与えられる機能によって、特定の網を介す る物理的な接続の設定は必要とされない。したがって、このようなインテリジェ ンス周辺装置のなかには、幾つかの異なる動作網上のノードを代表することがで きるものがある。さらに、網が多数のホストコンピュータを含むとき、該ホスト コンピュータの１つにおけるプロセスは他のホストコンピュータにおけるプロセ スと直接に相互作用することが必要な場合がある。 したがって、異なるホストで動作するプロセス間通信は信頼性がなければなら ない。 プロセス間の恒久的リンクは信頼性があるのだが、それらは多くの資本投下を 示し、変えられないものとなっている。したがってホストコンピュータは、イン ターネットのような共有の公衆網を介してより日常的にアクセスすることができ るようにしている。 インターネットは、ホストプロセス間のデータ転送を可能にする単純なデータ グラム装置を設けている。（尚、データグラムとはデータテレグラムという技術 用語を短縮したものである。したがってこれはデータを搬送する電子メッセージ を示す。）転送には、インターネットによって供給される単純なユーザデータグ ラムプロトコル（ＵＤＰ）が使用される。このようなプロトコルは、例えば Pos tel，Jによって、ARPANET Working Group Request for Comments number 768に 記載されている。データグラム（UDP datagram）によって、プロセス間のデータ 転送は可能になったが、固定されたまたはＰＳＴＮリンクにおけるデータ転送方 法ほど信頼性はない。 ＴＣＰとして知られる装置を含むこれまでのデータグラム転送装置は、メッセ ージ境界を維持しないので、データグラム内に含まれるデータを分割する可能性 があり、実際に配送の失敗の報告があるときは、それを相当な時間をかけて知ら せる。 したがって本発明は、インターネットタイプの網における信頼性のあるデータ 転送方法を提供することである。 この発明によると、多プロセッサ環境内で動作するプロセス間でデータパケッ トを転送する方法が提供されており、この環境の種類はというと、それぞれが複 数の網ノードアドレスでアクセス可能である複数のホスト計算機で成る。この構 成方法は、アドレスされる各プロセスに対して指向地ホスト識別子と指向地ホス トポートとを設定する段階と、各指向地ホスト識別子に対して複数の対応する網 ノードアドレスで成るアドレスリストを設定する段階と、データパケットの各伝 送に対して、目的地ホストに対するそれぞれのアドレスリストから、ノード間の 伝送に使用された最終アドレスに対するリスト内で循環的に次のアドレスとなる 網ノードアドレスを選択する段階と、データパケットに選択された網ノードアド レスと目的地ポートとを定義するヘッダを加える段階と、パケットの受領告知の ための戻りデータを監視する段階と、受領告知されないデータパケットをアドレ スリスト内の次の網ノードアドレスへ再送信する段階とからなる方法である。 プロセス間で送られる各メッセージヘッダは、伝送プロセッサによってインク リメントされるメッセージのシーケンス番号を含むことができるので、受けプロ セッサは正しい順番でメッセージを再構成することができ、一連のメッセージに おいて１以上のメッセージがないことを識別できる。 より長いデータパケットでは、ヘッダは伝送される特定のデータパケットに対 する部分的な番号を含むことができる。第１のホストコンピュータ上の複数のプ ロセスが第２のホストコンピュータ上の複数のプロセスと相互作用をするとき、 シーケンス番号はノード間で転送されるメッセージを表し、受けユーザプロセス の形成前に完全なメッセージであることを再断定可能とするためにプロセス間で 転送される一連のポートメッセージを表している部分的な番号をシーケンス内に 有さなくてもよい。 ここで本発明の方法を使用して分散された多プロセッサ網が、添付の図面を参 照して例のみの目的で記載される。 図１は、遠隔通信システムの一部分を概略的に示す。 図２は、配置された多プロセッサ網の概略的なブロック図を示す。 図３は、図２の網の通信プロセスとのプロセスの相互作用を概略的に示す。 図４は、プロトコルにおいて使用されるデータおよびヘッダ情報を概略的に示 す。 図５は、送りの端末プロセッサ（エンドプロセッサ）の動作を示す状態変化図 である。 図６は、受けの端末プロセッサの動作を示す状態変化図である。 図７ないし９は、図１の構造の伝送ノードにおける図３のモジュールの１つの 動作を示すフローチャートである。 図１１ないし１３は、受けノードにおける図３のモジュールの動作の一部分を 示すフローチャートである。 最初に図１を参照すると、一般的な通信構造の中央局交換器が、多数の制御プ ロセッサ１（その中の１つのみが図示されている）、並びにスイッチ選択、遠隔 測定、および他の網におけるサービスのような機能を行なう資源２を含んでいる 。 したがって、制御プロセッサ１が、応用ソフトウエア３の実行によって、特定 の資源２が要求される機能を実行するために使用されることを識別するとき、制 御プロセッサ１は該資源２に対するメッセージの形態で情報を転送することが必 要である。 この動作を完了するために、制御プロセッサは参照符号４で概略的に示された 通信ソフトウエア、および多数の通信出力ポート５を含む。遠隔通信出力ポート ５は、１つ以上の網によって必要される資源に接続される。これらの網は、図１ においてメッセージインターフェイス６として概略的に示されている。メッセー ジ転送動作は、以下の説明からさらに詳細が明白になる。 資源２に対応する通信ポート７が設けられ、網を変化させることによってメッ セージを受ける。 さらに図２を参照すると、各通信ポート10ａ、10ｂ、10ｃ等によって多数の網 20-2ｍに各々が接続されている多数のノード10-1が示されており、これらのポー トは図１の通信ポート５および７を表している。ノード10-1ｎの接続パターンは ノードによって異なるが、全てのポートが全ての網に接続されている訳ではない ことに注意すべきである。例えばノード10は代表的に示されている網20、21、お よび 2ｍに各ポートによって接続され、一方でノード11は網21には接続されてい ないが、網22に接続される。 上述のように、網20-2ｍの通信リンクは、ＵＤＰとして知られている単純なデ ータグラム転送プロトコルで与えられるインターネット内に含まれていることも ある。ユーザデータグラムプロトコル（ＵＤＰ）では、メッセージをその他のプ ログラムに送るための応用プログラムのための処理手順がある。転送されるメッ セージは、通信プロトコルがソース識別子、指向地識別子、長さ、およびチェッ クサムバイトを付加することになるデータバイト数として纏められる。ＵＤＰソ フトウエアモジュールは、ソースおよび指向地アドレスを使用してインターネッ トのヘッダを形成し、２つのプロセッサ間でデータメッセージの転送を行なう。 一般的なＵＤＰメッセージは、以下で参照する図４ａに概略的に示されている。 ここで図１および３を参照すると、図１の資源２に制御されるソフトウエアお よび制御プロセッサ１に制御される応用ソフトウエア３が、図３のユーザプロセ ス31-3ｐによって表されている。１つのユーザプロセス31-3ｐが、同じまたは異 なるプロセッサにおいて情報を別のユーザプロセス31-3ｐに転送することを要求 するならば、それは指向地ヘッダおよび転送されるデータを含むデータグラムに 纏められる。 さらに図４ａを参照すると、既知のシステムにおいてデータグラム40は、ヘッ ダ42内の指向地ノード（インターネットアドレス）およびポートアドレスと一緒 にプロセッサ上のＵＤＰプロセス41に送られる。ＵＤＰプロセス41はヘッダ42か らのインターネットアドレスを使用し、それ自身のヘッダ43に別の情報を付加す る。この別の情報には、ソースプロセス31-3ｐのポートアドレス44、データグラ ム40によって決定される長さバイト45、および伝送においてエラーが発生したか 否かを検査するために指向地ノードにおいて使用することができるチェックサム バイト46が含まれる。 ＵＤＰプロセス41は、完全なＵＤＰデータグラム47からインターネットプロト コルモジュール48を通り、そこでデータパケットは適切なドライバ49によって網 （例えば参照符号20）へ、さらに指向地プロセスへ転送される。該指向地におい て、網20から受けたデータは対応するドライバ49およびインターネットモジュー ル48を介してＵＤＰモジュール41に、さらに指向地プロセス31-3ｐに送られる。 本発明のシステムには、ユーザプロセス31-3ｐとＵＤＰプロセス41との間に別 のプロセスが導入されれている。このプロセス、すなわちＲＤＰドライバ50は、 オペレーティングシステムインターフェイス51-5ｐによってユーザプロセス31-3 ｐからデータグラム40を受ける。これらのインターフェイスは、ＵＤＰプロセス 41のみを使用するシステムにおいてデータを転送するために使用することができ 、目的によって特定されるメモリ区域内のプロセスによりデータ転送のために使 用される効果的なデータメモリ区域である。ここでさらに図４ｂを参照すると、 このケースにおいて、ヘッダ42はＲＤＰノード61およびＲＤＰポート62のアドレ スを搬送する。 ユーザプロセスによって割当てられるメモリ区域に転送されるデータグラムを ユーザプロセス31-3ｐがコンパイルするシステムもある。続いてオペレーティン グシステムインターフェイス51-5ｐによって、記憶されたデータグラムのアドレ スは、ＲＤＰモジュール50に転送され、そこで別の処理のために特定されたメモ リ区域からデータグラムを回復する。別のケースでは、纏められたデータグラム を、オペレーティングシステムインターフェイス51-5ｐを介して直接に転送する ことができる。 受けノードにおいて、ＲＤＰモジュール50はデータグラムを受けるときに、受 けプロセス31-3ｐのためのメモリスペースを割当てられたポート待ち行列にデー タグラムを入れる。 指向地ノード61はルックアップ表（検索表）と対照して考慮され、ＲＤＰドラ イバ50内では、ソースノードが接続されているどの網において、該指向地ノード が現れるかを判断する。したがって、図２、３、および４を見ると、ノード10で 動作しているプロセス31が、ノード12で動作しているプロセス32に対してデータ グラム40を転送することを要求するとき、両方のノードがイーサーネットタイプ の網20および21によって接続される。そのためＲＤＰドライバ50はこれらの網の １つを選択し、１６ビットのＤＮバイトで指向地ノードアドレス（16）を転送す ることになる。指向地ポートは１６ビットバイト（ＤＰ）として纏められ、一方 でソースノード（ＳＮ）およびソースポート（ＳＰ）は同じ様に識別される。 明白にするために、ユーザプロセス31-3ｐは指向地プロセスに対して単一のノ ードアドレスのみを使用し、ノードアドレス61はさらにＵＤＰによって使用され 、この変換はＲＤＰモジュール50によって幾つかのインターネットアドレスの１ つに変換されるので、ユーザに透明であることに注意すべきである。 論理（ＲＤＰ）アドレスのためのアドレスリストは、データパケットをその論 理ノードに伝送する間であっても、ユーザが付加的なまたは別のアドレスを特定 することによって変更できることにも注意すべきである。アドレスリストからア ドレスを除去することも可能であり、次のデータグラムを指向地ノードに伝送す るために、修正されたアドレスリストが使用される。したがってユーザはノード 上のポート間の移動中にデータグラムの喪失なしに使用中の網を修正できる。 アドレスが使用できないと示されていない限り、ノード間の各伝送において、 アドレスリストから次の利用可能なアドレスが使用されることに注意すべきであ る。したがって、論理（ＲＤＰ）アドレスがそれに関係付けられている複数のイ ンターネットアドレスを有するとき、インターネットアドレスは循環して使用さ れる。 ＲＤＰヘッダ63内のその他のバイトは、８ビットエラーフィールド（Ｅ）、フ ラッグフィールド（ＦＬ）、部分的およびシーケンスの番号（それぞれＦＬＡＧ およびＳＥＱで表される）、およびデータの長さフィールドから構成される。最 後の３つの各フィールドは、３２ビットから成る。フラッグ（ＦＬ）バイトは、 以下の指示を与える。 ビット１ 第１のフラッグ データグラムが分割されたときのデータの 第１の部分を示し、部分的な番号（フィー ルドＦＬＡＧ内に含まれる）は第１の部分 として示される； ビット２ 最後のフラッグ 分割されたデータグラムの最後の部分を示 す； ビット３ セットシーケンス ２つのノード間のシーケンス番号を初期設 定するためのメッセージ； ビット４ 受領告知 前もって受けたデータグラムの受領告知； （アクノレッジメント） ビット５ 前のデータグラムに対する受領告知の否定 ； ビット６ テストインジケータ； ビット７ 高優先順位インジケータ； ビット８ 告知ビット−スペースのないプロセス待ち 行列のために指向地ＲＤＰプロセスが有効 なデータグラムを配送することができない ことを示すために使用される。 ユーザプロセス相互間のデータグラムの転送を考慮することによって、本発明 をさらに理解することができる。転送されるデータ、すなわちユーザプロセス、 例えば参照符号31によって供給されるデータは、ＲＤＰデータグラム内でパッケ ージ化されており、それ自身ＵＤＰデータグラム内でパッケージ化されている。 言い換えればそのヘッダを含む完全なＲＤＰデータグラムは、適切なＵＤＰヘッ ダ43が付加された図４ａに示された形のデータグラムとして扱われる。 指向地ノード識別子ＤＮは、適切なインターネット指向地アドレスに変換され 、データグラムはその指向地ノードに伝送される。ＲＤＰを送るプロセスは、タ イムアウト（中休み）を始める。これが２つのノード間の第１のメッセージであ るとき、データグラムが出てくるノード内のポートに関係なく、セットシーケン スフラッグＳはＦＬバイトに設定され、シーケンスバイト（ＳＥＱ）はある数を 含むようになる。しばらくの間、データグラムの部分化に関係するバイトを無視 することが好都合である。上で説明したように動作しているＵＤＰモジュール41 は、ＲＤＰヘッダを含むデータグラムを指向地ノードに配送する。ＵＤＰヘッダ は指向地ノードで除去され、データグラムは指向地ノード12のＲＤＰドライバ50 へ送られる。最初のノード10のＲＤＰドライバ50で始まったタイムアウトは、指 向地ノード12からデータグラムを受けるのを待つ。 第１のメッセージを受けたときに指向地ノード12のＲＤＰドライバ50は、ＳＮ バイトによって識別されるそれぞれのソースノードからデータグラムの受領に対 してシーケンス番号（一連番号）を設定してシーケンスバイトで特定されるシー ケンス値にする。受けＲＤＰドライバは、シーケンス番号およびフラッグフィー ルドにおいて設定された受領告知ビット（Ａ）を含むデータグラムを戻す。 送りノード10と指向地ノード12との間で転送される第１のデータグラムは、現 在ユーザプロセスからデータを保持していないが、それは可能である。データの 長さバイトはゼロに設定され、データは流れない。現在のシステム開発において 、伝送された第１のデータグラムは、受領告知が送られる前に送りノードと指向 地ノードとの間で転送することができるデータグラム数を決定するスライディン グウインドウを修正するために使用される。 送りノード10から第１の伝送が行われるこのケースでは、ノードは送信端が最 大値として機能するように修正された値を含むことになる。受けのとき、指向地 ノード12は受けノードの容量内であるならば、送信端で出された値を受取る。し かしながら、受けノード12が送りノード10によって出される値よりも小さい最大 能力（ウインドウ）であれば、そのときはＡＣＫ（受領告知信号）を送りノード へ戻すときに、指向地ノード12はそれ自身の最大値になる。次に修正された値は 送りノード10によって採用される。 第１の伝送の受領告知が、タイムアウトが終了する前に第１のノード10のＲＤ Ｐプロセス50によって受けられないときは、ＲＤＰドライバ50は、例えば代りの 網21によって同じデータグラムを進めようとし、第１のＲＤＰ変換、すなわちノ ード12を特定する変換に網20では失敗したとしるしをする。ＲＤＰ変換によって 決定された特定のアドレスに伝送するための所定数の試行が失敗するとき、ＲＤ Ｐモジュール41はリンクの故障としてこれを識別することができ、再設定された ようにテストデータグラムが特定のリンクの識別に成功するまで、使用できない リンクとしるしをつける。 複数のプロセスが同時にノード10と12との間でデータを転送することができ、 第１のデータ転送が成功すると、このデータは逐次に（シーケンスで）転送され 、最初の送りノード10は正しいシーケンス番号を含み、かつＡフラッグを設定す る 有効な戻りデータグラムを受領していることに注意すべきである。次のデータグ ラムは、Ｓフラッグを設定することなく、ソースノード10によって前へ送られる 。 ＲＤＰプロセス50は、ソースノード10と指向地ノード12との間でデータグラム を前へ進めるための多数の試行をすることができ、所定数の試行が済むまで、異 なる網アドレスによってデータグラムを伝送するための試行が続けられる。所定 数の試行が行われてしまうと、受けノードが失敗したことを基礎として失敗のメ ッセージはソースノード上の最初のプロセスに戻される。２つのノード間でルー トを設定するための別の試行は、２つのノード間におけるデータグラムの転送の 初期化に関して上で説明したように、多数のシーケンス番号を使用して実行され ることになる。 受領告知（ＡＣＫ）、再伝送、シーケンス番号、および多イーサーネット網相 互接続を使用して、別々のノードにおけるデータプロセス間のデータ転送の信頼 性が達成される。１ノードにおいてポートとして動作する送りプロセス31-3ｐと 別のノードにおいてポートとして動作する受けプロセス31-3ｐとのリンクは接続 されていない。その結果送りプロセスは、異なる受けプロセスに対して一連のデ ータグラムを同時に送ることができる。同様に、受けプロセスは多数の異なる送 りプロセスからデータグラムを受けることができる。 受領告知されたシーケンス番号でデータ転送路を確立した後に、データグラム はソースノードから指向地ノードへ順次インクリメントされたシーケンス番号で 送られる。送られたメッセージの受領告知が受け取られたことになるときまで、 ＲＤＰドライバ50は全ての伝送されたメッセージのコピーを保持する。受領告知 が受取られてしまうと、次のメッセージは第１のノードから第２のノードへのみ 送られる。しかしながら、受領告知が受領される前に“Ｎ”のメッセージのウイ ンドウが受容可能であるという上記で参照した好ましい動作方法では、データグ ラムを待ちわびているＡＣＫの最大数が送られてしまうまでメッセージを順次転 送することができる。したがって、シーケンス番号は、各伝送されたデータグラ ムに対して送りノードＲＤＰドライバ50によってインクリメントされ、受領告知 が受けられないときにリセットされる。受けＲＤＰドライバ50は、各データグラ ムが到達するときに、メッセージのシーケンス番号を検査する。受けノード12に おけるＲＤＰドライバ50は、それが有効であるとすることができる限定された数 のシーケンス番号を有する。正しくない、最大の許容値外であるシーケンス番号 をドライバが受けるとき、またはその他の失敗、例えばデータグラムヘッダ内で 特定される指向地ホストポートが受けＲＤＰドライバに知られていないときは、 “Ｎ”フラッグのセットを備えたデータグラムを戻して、最初のデータグラムに 最初のＲＤＰモジュールを再送させるか、または失敗の理由に応じてデータグラ ムを最初のプロセスに戻すようにする。 ここで、失敗を迅速に識別し、送りノードを介して否定（ＮＡＣＫ）信号を直 ちに戻すことによって、失敗の素早い告知が受けられることに気付く。 受けノード12のＲＤＰプロセス50はデータグラムを順次受けることを予期して いる。しかしながら、受けたデータグラムのシーケンス番号がスライディングウ インドウの制限内であり、受けたデータグラムが、最後に受けて、受領告知され たデータグラムよりも“Ｎ”を越えないだけ大きいのであれば、モジュールは、 若い番号のデータグラムの受領を留保して、後で受けるデータグラムを保持する 。受けモジュール内のタイムアウトが終了すると、または後で受けたデータグラ ムのシーケンス番号が前に受けたデータグラムのシーケンス番号よりも大きいと 、受けモジュールは、最後に連続的に受けたシーケンス番号を有するデータグラ ムに関して受領告知を送る。この受領告知は、送りモジュールに対して全てのよ り若いシーケンス番号を付けたデータグラムを受領告知もする。したがって、こ の受領告知を受けると、送りノード10のＲＤＰプロセス50は、受けノード12によ って受けた最後に受領告知されたデータグラムによる限度まで表示された送りウ インドウをリセットすることができる。現在送られているシーケンス番号のデー タグラムと最後に受領告知されたシーケンス番号のデータグラムとの間の差が“ Ｎ”に到達するとき、タイムアウトが終了する。受領告知を受けるまで別のデー タグラムが送られ、さもなければより若い番号のデータグラムの再伝送が行われ る。 上述の説明のように、受領告知を受けずに送ることができるデータグラム数は 、最初のノード10と受けノード12との間で調節することができる。別のセキュリ ティ（保安）尺度にデータグラムが含まれ、最初のＲＤＰドライバ50によって受 領告知された“Ｎ”フラッグセットと一緒に、データグラムに対する受領告知が 失 敗したデータグラムに続いて送られる前に、受けＲＤＰドライバによって送られ るようにする。したがって、システムが、例えば10のシーケンス番号のウインド ウで動作し、次にデータグラム３を除いて、前もってデータグラム１、２、４、 ５等に対するシーケンス番号が受領されているならば、受けノード12内のＲＤＰ ドライバモジュール50は、データグラム２の受領告知を送ることになる。送りＲ ＤＰモジュール50は、悪い兆しがなくなると、データグラム３を再送する。 データグラム３を受領すると、受けノード12のＲＤＰモジュール50は今度は大 きなシーケンス番号を有する前に受けたデータグラムの受領告知を送ることがで き、例えばデータグラム８の受領告知がデータグラム３の再送に応答することに なる。 受けノード12での指向地ユーザプロセスが、データグラムを受けるときほど素 早くそれらを受入れることができない場合、ＲＤＰモジュール50は受けた各デー タグラムを待ち行列に加える。ホストプロセッサが待ち行列の大きさを制限され 、受けて待ち行列に加えたデータグラムの数が大きすぎると、指向地ＲＤＰモジ ュール50は短期間の間送りノード10に対する受領告知を行なわず、一方でその待 ち行列にデータグラムを再び加えようとする。データグラムを待ち行列に加える 試みが何度も行われるが、最大数の反復試行が行われると、最初のノード10に対 してデータグラムで否定の受領告知が戻され、それによってそのノードがユーザ プロセスに対して失敗したデータグラムを再試行するようにする。 その信頼性を考慮して、ユーザプロセスはこのような受領告知を受けることを 期待しないので、通常ＲＤＰモジュールはユーザプロセスに対するデータグラム の配送確認を送らない。しかしながら、ユーザプロセスはとくに確認を要求する ことができ、その場合に、ＲＤＰモジュールは受けノードから受領告知を受ける とき、オペレーティングシステムインターフェイス51−50を経由して配送確認を 送る。 最初のＲＤＰモジュールドライバ50が、送ってあるが、まだ受領告知を受けて いないデータグラムのどれにも対応しないシーケンス番号で受領告知を受けると き、その受領告知を無視する。タイムアウトが終了するとき、ソースから指向地 への失敗した伝送は修正される。 受領の通知の中で、ＲＤＰモジュールは、（ｎ−ｓ）ないし（（ｎ＋ｓ）−１ ）（なお、ｎは受けたが、まだ受領告知していない最小のシーケンス番号であり 、ｓはデータグラムの番号である）の範囲内のシーケンス番号で受けたデータグ ラムを受入れることができ、送りモジュールは受領告知を受けずに送りができる 。このケースにおいて、戻された受領告知は、シーケンスの順番で一番最近に受 けたデータグラムのシーケンス番号を有している。受けＲＤＰドライバが、前に 受けたデータグラムに対して受領告知を送り、そのシーケンス番号をインクリメ ントするときに、この状況になるが、ソースノードは戻された受領告知を受取ら ない。第１のＲＤＰドライバのタイムアウトが終了するとき、ソースノード10に おける第１のＲＤＰドライバ50は再送を試みる。 ２つのノード間の新しい伝送路を設定することが要求される場合はいつも、セ ットのシーケンスフラッグとシーケンス番号とはソースノードから指向地ノード へ伝送されることに注意すべきである。両方向においてデータの相互交換が行わ れるとき、別々の転送が行われ、すなわち１つのケースでは、ソースノード、例 えば参照符号10が最初に第１のメッセージを指向地ノード12へ送るというシーケ ンスをセットし、メッセージの別のシーケンスが、ソースノードとしてのノード 12から指向地ノードとしてのノード10へ送り始められる。第１の方向、すなわち ノード10からノード12への伝送においては、ノード12からノード10への送り用の 異なる網を使用することができる。 ここで部分バイトＦＲＡＧ、および最初と最後の部分フラッグＦおよびＬに関 して考慮する。ユーザプロセス31-3ｐから得られたデータグラム40が顕著な長さ を有するならば、そのデータグラム部分が直列となっているところに送ることが 必要である。このとき、２つのノード間での最初の送りは、部分は第１の部分Ｆ であり、１に等しいかまたは等しくない部分の番号を有することを示すことにな る。データグラム40の次の部分のそれぞれを送るとき、特定のダイヤグラム40の 最後の部分が送られて、そこでＬフラッグが設定されるまで、部分番号ＦＲＡＧ は１だけ増加する。 転送データがどの部分が最初でどの部分が最後であるかを示すものを含み、Ｆ ＲＡＧにおいて一連番号付け機構が使用されるので、データグラム部分がシーケ ンス外で受けられても、指向地ノードにおいて完全なデータグラム40を再び纏め ることができる。ユーザプロセスデータグラムの部分化が要求されないとき、す なわち、ノルムでもよい場合のようなとき、部分化プロセスに割当てられたバイ トとビットとを他の目的に使用できるし、また全く存在しなくてもよいことに注 意すべきである。部分化が使用されるとき、ノード間で転送される部分化されて いないデータパケットは、フラッグ（ＦＬ）バイト内で設定された最初および最 後の部分（ＦおよびＬ）ビットの両方を有することができる。システム機能をさ らに拡大できるように、他の余分なバイトをヘッダ中に用意することができる。 これは、２つのノード間の転送の初期設定の際に示すようにできる。 １つの特定のノードの異なるポートとして動作している多数のプロセスが、同 じ指向地ノードのポートとして動作している１つ以上のプロセスと通信するとき 、この２つのノード間のメッセージの相互交換は連続する１つのデータグラム部 分ではなくてもよいことが認識されるであろう。 多数のデータグラムがＲＤＰモジュール50によって取扱われるときはいつも、 送りノードから受けノードへの送りを待っているデータグラムの待ち行列を生ず る。ＦＬバイト内にｐビットを設定することによって高い優先順位としてユーザ プロセス31-3ｐが特定されているデータグラムは、他のデータグラムの転送を取 扱う前に、モジュール50によって取扱われることになる。高い優先順位を有する 複数のデータグラムが待ち行列に加えられているときは、ＲＤＰモジュール50に よって受けた順に、高い優先順位のデータグラムが送られる。 上述の説明のように、特定のＲＤＰ指向地ノードに対する特定の指向地アドレ スは使用できないと判断されたとき、失敗したルート上でテストメッセージを送 ることができ、それがそのメッセージの受領告知を受けるまで続く。そのような メッセージはフラッグフィールド内にＴフラッグを設定することによって示され る。１つ以上の成功したテストメッセージが送られたとき、アドレスが無効であ ることを示すマーカは放棄される。失敗したルートをテストする目的には活きた データは使用されない。 使用できないとしてアドレスリスト内の特定の指向地アドレスに最初にマーク を付けると、ＲＤＰモジュール50は、特定のアドレスへの接続が失敗して、特定 のアドレスが使用できないことをそのノードの１ポートに告知することができる 。そのような告知は、そのポートで動作しているプロセスによって、ノード間の 単一のインターネットリンクの失敗をユーザに警告するために使用され、さもな ければユーザはこのようなリンクの失敗に気付かないことになる。 その目的地に到達するのに失敗し、かつ部分が特定の順番で受領されてないデ ータグラムを再構成することに失敗したデータグラムを識別するというＲＤＰド ライバ50の能力は、（応用可能であるならば）通常のＵＤＰプロセスにおける信 頼性の著しい向上を確実にする。したがって、網20-2ｍの１つの失敗は、ＲＤＰ プロセスによって克服され、ＵＤＰのみを使用して相互接続されるプロセスによ って時々必要とされる反復的な試行を無くすことができる。 ここで図５を参照すると、送り状態機械は、指向地ノードのアドレスリストを 与えることによって初期化を完了すると、同様のものがセットのシーケンス状態 を送るために待機状態で静止する。ユーザプロセスから有効なデータグラムを受 けるとき、図７および４ｂをさらに参照すると、図３のＲＤＰプロセス50は、デ ータグラムを一時的に記憶し（ステップ（段階）700）、特定の指向地ノードに 対するアドレスリストから新しい網指向地ノードアドレスを得る送りのための、 新しいデータグラムを準備する（ステップ705）。データグラムのＤＮフィール ドは、与えられたアドレスに対して設定される。指向地ポートアドレスは、ステ ップ715 で指向地ポートフィールドＤＰに転送され、ステップ720 において現在 の転送ラウンドで使用するために提案されたメッセージのシーケンス番号がＳＮ ビットに設定される。最後に、ＲＤＰヘッダ63のＦＬフィールド内のＳフラッグ は、ステップ730 でタイマが始動する前に１に設定され、この再送信タイマは、 受けノードへデータグラムを送り、受領告知ウインドウ プラス２によって乗算 される受領告知を戻すためにこのノードに関係するアドレスにかかる最大時間に ほぼ等しい。ステップ735 では完全なＲＤＰデータグラムは、インターネットへ の転送のためにアドレスリスト（ステップ205 において得られる）から指向地ノ ードの周期的アドレスと一緒に、図３のＵＤＰモジュール41に送られる。ここで ＲＤＰモジュール50は、セットウインドウ状態80の待ち状態に入る。 セットウインドウ状態80の待ち状態は、図８に一層詳細に示されており、ここ で参照する。図３のＵＤＰモジュール41を使用することによってデータグラムを 受けノードから受けるとき、第１の出口路が生成される。ＲＤＰプロセス50は、 ステップ810 でブランクフィールドに質問し、セットビット“Ｓ”が設定される か否かを判断する。Ｓビットが設定されるとき、ステップ815 でシーケンス番号 のビットが検査されて、それがゼロであるか、または最初のメッセージ番号に等 しいか否かを判断する。 シーケンス番号がゼロであることは、受信端は逐次的でない順番で受けたデー タグラムと動作することができ、最大のウインドウサイズはデータグラムの部分 40内に保持されることを示す。データグラム40に保持される値Ｎが、ステップ82 0 で判断されたように送りノードが動作適用されている、Ｎの最大値の限度を越 えないならば、ウインドウ値はステップ825 でＮに設定されるか、さもなければ ステップ830 でウインドウは送信端が処理できる最大値に設定される。ここで受 領告知およびセットビットをフラッグフィールド内に設定するデータグラムを含 み、セットウインドウ受領告知データグラムは受信端に送られ、ステップ825 お よび830 でシーケンス番号はゼロに設定され、データグラムは送りノードによっ て選択されたウインドウサイズに設定される。ここでＲＤＰモジュールは、セッ トシーケンス受領告知状態100 のための待ち状態に入る。 しかしながら、シーケンス番号がステップ815 でゼロに等しくないと判断され ると、ステップ805 で受領告知ビットが質問される。受領告知ビットが設定され ていれば、受信端は、ある時刻に転送される１つのメッセージのみで動作するこ とが要求されていることを示す。受領告知ビットはステップ805 で設定されない ならば、否定の受領告知がステップ840 で設定されるか否かが判断され、設定さ れないときは、“？？？ウインドウ”は退出しない。しかしながら、ステップ84 0 で、否定の受領告知ビットが設定されると、通信の試みにエラーが存在するこ とを示し、ステップ845 で特定の指向地ノードおよびポートへの転送のために保 持されるデータグラムは、送りノードと受けノードとの間の通信を再び初期設定 するためにセットシーケンス状態を送るための待ち状態に入るのに先立って、エ ラー識別子と一緒にユーザに戻される。 ここで図９を参照すると、受領告知の待ち状態において、次のイベント（事象 ）、すなわち前もって設定されたタイムアウトの終了、ヘッダ63のフラッグフィ ールドに設定された受領告知ビットを含むＵＤＰモジュール41からのデータグラ ム、およびユーザプロセスからの別のデータラムの受けが認識される。 最初に受領告知フラッグを含むデータグラムを受けることを考慮すると、ステ ップ900 では、最後に受けたメッセージ手段の受領告知は前もって送られたデー タグラムをもはや保持する必要がないことを意味するので、前に保持されていた 全メッセージが受領告知のシーケンス番号まで放棄される。ステップ905 では、 特定のノードに関してアドレスリスト内の失敗したアドレスを判断するのに使用 される試行カウントのように前もって設定したタイマはリセットされる。 ステップ910 では、別のデータグラムが送られた待ち行列内に存在するかに関 して判断され、否であれば、ステップ915 で前もって送られた全てのデータグラ ムが受領告知されたかを判断するために検査が行われる。前に受けたデータグラ ムの全てが受領告知されていて、送られるべき別のデータグラムがないときは、 ＲＤＰモジュール50は、ユーザまたは受信端から別の動作を待つアイドル状態に 入る。 ステップ910 で別のデータグラムが送られた待ち行列にあるとき、ステップ92 0 では、送られるべき次のデータグラムが、前もってセットしたウインドウ（Ｎ ）内に含まれるかが判断される。それが未解決の受領告知の所定数内であるとき 、ここでステップ930 に記載されているようにメッセージヘッダが生成され、網 へ 送られるように最後のメッセージがＵＤＰモジュール41へ転送される。ここでシ ステムは、送られるべき別のデータグラムがあるかを検査することができる。 ステップ935 でユーザプロセスの１つからの新しいデータグラムを受けると、 受けたデータグラムは、送られるべき記憶されたメッセージの待ち行列に加入さ れる。送ることが必要な別のデータグラムに関して前に記載されているような処 理手順がステップ920 で行われる。 受信端から受領告知を待つ一方でタイムアウトの再送を行なうとき、最古の記 憶したデータグラム、すなわち一番初期のデータグラムで未だ受領告知されてい ないものがステップ940 で再生され、このデータグラムを送るのに使われるアド レスリスト内の指向地アドレスが使用できないとしるしを付けられる。もっとも 特定のアドレスを使ってデータグラムの送りを試行した数が超過した場合でこの ステップは図示していない。ステップ945 で特定のデータグラムに対するデータ グラム転送試行カウントが限度を越えたとき、要求される指向地に対するアドレ スリスト内の幾つかのまたは全てのアドレスが試行されることになるので、該指 向地は使用できないと決め込むことができる。この結果、全ての後続の未送のデ ータグラムを有するユーザプロセスに対してエラーメッセージが戻される。試行 カウントが限度を越えていないとすると、ステップ950 で試行数はインクレメン トし、ステップ955 でアドレスリストの別のアドレスに最古のデータグラムを送 る別の試みが行われる。 ユーザプロセスからの有効なデータグラムを受けて、ＲＤＰモジュール50が、 上述の説明のようにステップ935 に戻って、データグラムを送ることに注意する ことを除けば、本発明の実行のためにアイドル状態をさらに詳細に説明する必要 はないと考える。 セットシーケンス受領告知の待ち状態100 において、図８のステップ805 ない し860 に示されたのと同じ方法でセットシーケンスを受けると、システムは受領 告知の待ち状態90に入る。その代りに、例えば図８のステップ840 で、または図 ７のステップ740 ないし745 で設定された方法で発生するタイムアウトによって 判断されるように、否定の受領告知信号が送られるならば、セットシーケンスの 受領告知システムはシステムをリセットしてセットシーケンス状態を送るために 待ち状態を始めるようにする。 ここで図６を参照すると、図３のＲＤＰモジュール50の受けユニット側は、最 初にセットシーケンスの待ち状態200 になる。さらに図１０を参照すると、ＦＬ フィールドの“Ｓ”ビットが設定されるＵＤＰモジュール41からのデータグラム の受けることによって、モジュールはこの状態から受けたデータグラムを検査す る状態に移行する。 ステップ210 でＲＤＰヘッダ63に保持されるシーケンス番号が記憶され、ヘッ ダの別の検査によって図２の送りノード10が少なくとも１つの未解決の受領告知 で動作できるか否かが確認される。したがってステップ215 で複数の未解決のデ ータグラムが許されるならば、ステップ220 で受けノード12が処理することがで きる最大数の未解決のメッセージがメモリから再生され、ステップ225 でこの値 がＲＤＰデータグラムのメッセージ部分に転送され、受領告知ビットがクリアさ れ、ヘッダ63のフラッグフィールドＦＬのセットビットが設定され、シーケンス 番号がクリアされて、これがセットウインドウの要求メッセージであることを送 りノードに示す。ここでステップ230 でデータグラムはインターネット網への転 送のためにＵＤＰモジュール41に転送される。 ステップ235 でタイマが始動され、このタイマは受領告知ウインドウサイズを 送りおよび受けノード10および12の間で予測される最悪の往復時間倍した値にセ ットされる。ここでモジュール50は、セットウインドウの受領告知の待ち状態30 0 に入る。 ここでステップ215 で送りノード10がスライディングウインドウプロトコルで 動作することができないと判断されるときは、ステップ240 で受領告知されてい ない未解決のデータグラムが何れも許可されないことを確実にするために受けた ウインドウを設定し、かつ全てのデータグラムが受けた順番に受領告知されるこ とを確実にするために受領告知されたウインドウを設定する。 ここでステップ250 では、受領告知ビットは設定するが、セットウインドウ受 領告知を要求しないというデータグラムが構築される。したがって、戻されたデ ータグラムは、記憶され受領されるときのシーケンス番号、“Ａ”ビット、およ びゼロに設定された“Ｓ”ビットを含み、再びステップ255 でデータグラムはユ ーザデータグラムプロトコルモジュール41に転送され、ＲＤＰモジュール50の受 け側は別のデータグラムを受けるのを留保するアイドル状態に入る。 最後に図１０を参照すると、セットシーケンスの待ち状態200 における動作、 すなわち無効のデータグラムを受けた結果はエラーを戻すことになり、そこには 否定の受領告知を含んでいて、ステップ260 で受けたシーケン番号と共に“Ｎ” ビットを使用して、ステップ265 でユーザデータグラムプロトコルを介して戻す 。このケースではＲＤＰモジュール50は最初の状態、すなわちセットシーケンス の待ち状態200 のままである。 再び図６を参照すると、セットウインドウ受領告知の待ち状態300 において、 図３のＲＤＰモジュール50は、ステップ230 で前もって送られたウインドウサイ ズのセットメッセージの受領告知を待つ。データグラムに保持されているＮと異 なる値のモジュールから受領告知を受け、かつＳビットが設定されると、受けた ウインドウサイズは新しいＮに調節され、図１０のステップ250 および255 と同 じ方法でセットシーケンスの受領告知が設定され、その後にＲＤＰモジュールが アイドル状態となって別のデータグラムが送りノードからメッセージを戻すのの 受け待ちに入る。 その代りに、ステップ235 で設定されたタイマが終了するときには、ＲＤＰモ ジュールをセットシーケンスの待ち状態200 に戻すことができ、またはセットシ ーケンス要求を再び受けるときには、図１０のステップ210 で始まる処理手順が 反復される。 アイドル状態400 では、出口は網からのデータグラムによる。したがって図１ １を参照すると、データグラムを受けるとき、第１のステップはヘッダ63からメ ッセージのシーケンス番号が得ることである。したがってステップ405 でヘッダ からシーケンス番号が取除かれ、ステップ410 で比較されて、それが（ｎ−ｓ） ないし（(n＋s)−１）の範囲内にあることを確実にする（尚、ｎは受けたがまだ 受領告知されていない最小のシーケンス番号であり、ｓは受領告知を受けずに送 りモジュールが送ることができるデータグラム数である）。これがステップ410 であり、加えてメッセージのシーケンス番号が範囲外であるならば、データグラ ムは放棄され、モジュール50はアイドル状態のままである。シーケンス番号が範 囲内にあるとすると、ステップ415 でこれが実際に複製されたデータグラムであ るかを調べるための検査が実行される。したがって受けたメッセージのシーケン ス番号が前に受けたメッセージのシーケンス番号と同じであるとき、そのデータ グラムが関係する受領告知は送りノード10によって受けておらず、ステップ415 で受領告知が再送されることが示される。 ステップ415 でこれが実は複製でないと判断されると、ステップ430 で検査が 行われ、連続する番号のメッセージのみが指向地の待ち行列に転送されることを 確実にする。したがってステップ430 およびステップ435 に示されているように 前に番号を付けた全てのメッセージが受領されて、ポート待ち行列に転送され、 特定のポートに対する処理待ち行列にこのメッセージ用の記憶スペースが依然と してあると判断をすると、ステップ440 でメッセージは配送され、受領告知を送 るために待ち状態に入る。 しかしながら、データグラムが喪失している、すなわちシーケンス番号中に欠 番があると、ステップ450 では受けたデータグラムが一時的に記憶され、喪失メ ッセージの待ち状態に入る。同様に、ステップ435 でポート待ち行列が一杯であ り、したがって指向地プロセスが十分に素早くメッセージを処理できないでいる と、ステップ460 で、メッセージは一時的メモリに保持される。ステップ465 に おいて配送試行カウンタが設定され、システムは、スペースを有するポート待ち 行列を保留する間に再配送待ち状態に入る。 ここで図１２を参照すると、受領告知を送る待ち状態中に別のデータグラムを ＵＤＰモジュール41から受けると、図１１のメッセージ処置手順が実行される。 メッセージ処理手順から戻ると、ＲＤＰモジュール50は、ステップ510 で受領告 知無しに受けられるデータグラムの最大許容数を受領したかを判断する。この段 階において受領告知なしに受けた連続するデータグラムの最大数が受けていない とき、このモジュールは受領告知された状態を送り戻すための待ち状態で安定し 続ける。しかしながらステップ510 で判断されたところにより受領告知無しに受 けることができるデータグラム数に到達しているならば、または安定状態で、最 初に受けた受領告知されていないデータグラムを受けるときにセットされたタイ マが終了するならば、ステップ515 で受領告知は送りノードに送られ、次にそれ ぞれステップ520 および525 で受けウインドウおよび受領告知ウインドウの値が 調節される。 ここで送りおよび受けノードにおけるデータグラム流の制御が３つのウインド ウという限度の制御のしたにあり、これらは送り状態機械における送りウインド ウと、受け状態機械における受けウインドウと受領告知ウインドウであることに 注意すると便利である。送り状態機械における送りウインドウは、未解決になる ことができるデータグラム、すなわち送られたが、まだ受領告知されていないデ ータグラム数を制限する。データグラムが受領告知されると、それらは送り待ち 行列から取除かれ、送りウインドウはシーケンス番号と一緒に調節され、別のデ ータグラムを送ることができるようにする。送りウインドウは受けウインドウほ ど大きくないことに注意すべきである。 受けウインドウは、受けて記憶することができるデータグラム数、すなわちＲ ＤＰモジュール50によって纏めることができるデータグラム数を制限し、したが って喪失データグラムの後で受けることができるデータグラム数を制限する。受 領告知ウインドウは受領告知を送る前に順番に受け、受け待ち行列に記憶するこ とができるデータグラム数を制限する。 ここで図１３を参照すると、再配送待ち状態600 において、受領告知のタイム アウトが終了するか、またはステップ605 に示されているように、既に受けたメ ッセージのシーケンス番号を有するメッセージを再び受けるとき、システムは特 別な告知メッセージを送りノードに送り、データグラムを配送すべきでないこと を示し、受けプロセス31ないし３ｐが前に待ち行列に加えられたデータグラムを 処理していないので受領告知又は否定の受領告知を留保する。もっともステップ 605 で有効なデータグラムを受けて、それが配送を留保する一時的メモリに加入 されることを条件とする。 再配送のタイムアウトが終了するときに第３の状態が発生し、その場合に、ス テップ620 で処理待ち行列が検査され、それがもはや一杯でないならば、ステッ プ625 で最古の未解決のデータグラムをユーザ処理待ち行列に配送する試みが行 われる。さてステップ630 では最も古いデータグラムが配送されて、配送を待っ ている別のデータグラムがあるかを判断する検査が行われ、それがないときは、 前に受けた全てのデータグラムが受領告知されてしまっていれば、ＲＤＰモジュ ール50はアイドル状態に入る。 ステップ630 で別のデータグラムが配送のために利用可能であると判断される と、ステップ620,625,630 のループを通って別のデータグラムを配送する試みが 行われる。 しかしながらステップ620 で待ち行列が一杯であると判断されると、試行カウ ントがその最大値に到達していないならば、ステップ645 において再配送のタイ ムアウトが再び始められる。 試行カウントの質問によって、待ち行列に配送するためにした試行数が、ユー ザプロセスが失敗したことを示すと判断するときは、ステップ650 で否定の受領 告知が送られ、システムは送られる否定受領告知の受領告知を待つ。 最後に受けたデータグラムが逐次的順番でないと識別される場合に、多数の状 態から喪失データグラムの待ち状態に入ることができる。全ての受けたデータグ ラムが正しい順番になるまで、この状態は図１１で設定されたステップの順序に 従う。 明白にするために、いつでも設定されたシーケンス要求は受けられ、未解決の 受けたデータグラムは無視され、送りノードと受けノードとの間の通信が再び初 期設定されるとした。通信が２つのノード間で設定されると、完全にネットワー クが失敗しない限り、反復設定されたシーケンス要求信号が送られる可能性が低 いことにも注意すべきである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，Ｍ Ｃ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ， ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＫＥ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ，Ｕ Ｇ)，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，Ｂ Ｙ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，ＥＳ ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＨＵ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ， ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，Ｌ Ｖ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ， ＳＫ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＳ，ＵＺ，Ｖ Ｎ (72)発明者 ラッキング、 アンドリュー・マイケル イギリス国、アイピー５・７ワイビー、サ フォーク、イプスウィッチ、ケスグレイ ブ、グランジ・ファーム、マーシャル・ク ローズ ９ (72)発明者 チャップマン、 ジェイムズ・クリストフ ァー・ティッド イギリス国、アイピー３・８アールエフ、 サフォーク、イプスウィッチ、パーディ ス・ファーム、ヘーゼル・ドライブ ６

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．それぞれが複数の網ノードアドレスにアクセス可能な複数のホスト計算機で 成る種類の多プロセッサ環境で動作しているプロセス間でのデータパケット転送 方法であって、 アドレスされる各プロセスに対して指向地ホスト識別子と指向地ホストポー トとを設定する段階と、 各指向地ホスト識別子に対して複数の対応する網ノードアドレスで成るアド レスリストを設定する段階と、 データパケットの各伝送に対して、目的地ホストに対するそれぞれのアドレ スリストから、ノード間の伝送に使用された最終アドレスに対するリスト内で循 環的に次のアドレスとなる網ノードアドレスを選択する段階と、 データパケットに選択された網ノードアドレスと目的地識別ポートとを定義 するヘッダを加える段階と、 パケット受領告知のための戻りデータを監視する段階と、 受領告知されないデータパケットをアドレスリスト内の次の網ノードアドレ スへ再送信する段階とから成る方法。 ２．プロセス間で送られる各メッセージヘッダが、メッセージのシーケンス内に 少なくとも１のメッセージが欠けていることを受けノードが識別するために送り ノードによってインクリメントされるメッセージのシーケンス番号を含むことを 特徴とする請求項１記載のデータパケット転送方法。 ３．受けノードから受領告知を受けるときに、送りノードがシーケンス番号をイ ンクリメントすることをさらに特徴とする請求項２記載のデータパケット転送方 法。 ４．受けノードが最後に受けたシーケンス番号の記録を保持し、正しいシーケン ス番号を含むデータパケットを受けたときに、送りノードの受領告知を戻し、そ のシーケンス番号をインクリメントすることをさらに特徴とする請求項２または ３のデータパケット転送方法。 ５．正しいシーケンス番号よりも１だけ小さい不正確なシーケンス番号を検出し たときに、受けノードが受領告知を送りノードに戻すことをさらに特徴とする請 求項４記載のデータパケット転送方法。 ６．正しく受けたシーケンス番号がないときに、受けノードがシーケンス外のデ ータパケットを受けたことを示すフラッグを伴う受けシーケンス番号を有するメ ッセージを戻すことを特徴とする請求項４または５記載のデータパケット転送方 法。 ７．ヘッダが部分番号を含み、それは転送データパケットが送りプロセスと受け プロセスとの間で転送されることとなる完全なデータパケットの一部分のみであ り、かつ受けノードが、受けプロセスへ送るための多数の転送されたデータパケ ットから完全なデータパケット部分を再び纏めることを示す部分的な番号を示す ことをさらに特徴とする請求項１ないし６の何れか１項記載の方法。 ８．データパケットの故障の所定数を越える各アドレスリスト内の網ノードアド レスが、アドレスリストから削除されることを特徴とする請求項１ないし７の何 れか１項記載のデータパケット転送方法。 ９．削除された網ノードアドレスへの接続を確立するために周期的な間隔で複数 の試みが行われることをさらに特徴とする請求項８記載のデータパケット転送方 法。 １０．一連のメッセージ内にメッセージがないことを識別するときに、受けノー ドが送りノードからの受領告知を与えないでおくことをさらに特徴とする請求項 ２ないし６の何れか１項記載のデータパケット転送方法。 １１．所定の時間内に受領告知がないとき、送りノードが以前に前送りしたデー タパケットでそれについて受領告知を前に受けていなかったものを再送させるよ うにすることをさらに特徴とする請求項１０記載のデータパケット転送方法。 １２．前記受けノードが送りノードから複数のデータパケットを受け、所定数の データパケットを受けたかまたは所定の期間を終了したときに、受けノードが送 りノードから複数のデータパケットを受け、かつ受領告知を送ることをさらに特 徴とする請求項２または３記載のデータパケット転送方法。 １３．特定のメッセージのシーケンス番号を有する受領告知を受けたとき、送り ノードが前に番号を付けられた全てのデータパケットを受けたと判断することを さらに特徴とする請求項１２記載のデータパケット転送方法。 １４．シーケンス外のメッセージ番号を有するデータパケットを受けると、デー タパケットの受領告知を送る前に番号を付けた全てのデータパケットを受けるま で受けノードがデータパケットを記憶することをさらに特徴とする請求項１３記 載のデータパケット転送方法。 １５．最も新しく受けたデータパケットの受けノードメッセージシーケンス番号 が、まだ受けていないメッセージの最小シーケンス番号に所定数を乗じたものを 越えるときは、受けノードが、連続するメッセージの最大シーケンス番号を有す る最後に受けたデータパケットの受領告知を送ることを特徴とする請求項１４記 載のデータパケット転送方法。