JPH1093655A - 着信メッセージを経路指定する方法及びシステム - Google Patents
着信メッセージを経路指定する方法及びシステムInfo
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- JPH1093655A JPH1093655A JP9223516A JP22351697A JPH1093655A JP H1093655 A JPH1093655 A JP H1093655A JP 9223516 A JP9223516 A JP 9223516A JP 22351697 A JP22351697 A JP 22351697A JP H1093655 A JPH1093655 A JP H1093655A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 カプセル化クラスタの全体的なスループット
を改善すること及び遠隔サービス要求の総合的な遅れを
少なくすること。 【解決手段】 ＴＣＰ接続ルータは各カプセル化クラス
タをいくつかの仮想ＥＣ（ＶＥＣ）に分割し、構成可能
なポリシーにしたがって現行のサーバ負荷メトリックに
基づいてＶＥＣ内に着信接続を分配することによってカ
プセル化クラスタリングを行う。実施の形態の１つにお
いて、接続ルータはクラスタの動的な構成をサポート
し、ＶＥＣクライアントに中断のないサービスを与える
透過的回復を可能とする。
を改善すること及び遠隔サービス要求の総合的な遅れを
少なくすること。 【解決手段】 ＴＣＰ接続ルータは各カプセル化クラス
タをいくつかの仮想ＥＣ（ＶＥＣ）に分割し、構成可能
なポリシーにしたがって現行のサーバ負荷メトリックに
基づいてＶＥＣ内に着信接続を分配することによってカ
プセル化クラスタリングを行う。実施の形態の１つにお
いて、接続ルータはクラスタの動的な構成をサポート
し、ＶＥＣクライアントに中断のないサービスを与える
透過的回復を可能とする。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はネットワーク・コン
ピューティングに関する。詳細にいえば、本発明はコン
ピュータをクラスタ化して一連の遠隔サービスをサポー
トすることに関する。
ピューティングに関する。詳細にいえば、本発明はコン
ピュータをクラスタ化して一連の遠隔サービスをサポー
トすることに関する。
【０００２】
【従来の技術】カプセル化クラスタ（ＥＣ）は一連のサ
ービス（たとえば、ウェブ・サービス、ＮＦＳなど）を
もたらす接続ルータ（ＣＲ）と複数のサーバ・ホストを
特徴としている。カプセル化クラスタリングを提供する
システムの例には、米国特許第５３７１８５２号があ
る。
ービス（たとえば、ウェブ・サービス、ＮＦＳなど）を
もたらす接続ルータ（ＣＲ）と複数のサーバ・ホストを
特徴としている。カプセル化クラスタリングを提供する
システムの例には、米国特許第５３７１８５２号があ
る。
【０００３】遠隔クライアントは、たとえばＴＣＰ／Ｉ
Ｐ（たとえば、ＨＴＴＰ）に基づくプロトコルを使用し
てＥＣにサービスを要求する。各要求に対するサービス
時間はサービスのタイプ、及び対応するサーバ・アプリ
ケーションの可用性に応じて変動する。それ故、接続の
固有割振りは、利用可能なＥＣリソースの利用度が低い
偏った割振りを急速に作り出し、要求に対して不必要な
遅れを導入する。
Ｐ（たとえば、ＨＴＴＰ）に基づくプロトコルを使用し
てＥＣにサービスを要求する。各要求に対するサービス
時間はサービスのタイプ、及び対応するサーバ・アプリ
ケーションの可用性に応じて変動する。それ故、接続の
固有割振りは、利用可能なＥＣリソースの利用度が低い
偏った割振りを急速に作り出し、要求に対して不必要な
遅れを導入する。
【０００４】従来技術はサーバのスケーリングに関連す
る多くの性能上の問題が存在していることを示してい
る。たとえば、ＮＣＳＡの「World Wide Web Server: D
esignand Performance」、IEEE Computer、第２８巻第
１１号、１９５５１１月、６８−７４ページ参照。ウェ
ブ・サーバ（すなわち、ｈｔｔｐｄデーモン）をサポー
トするのにラウンドロビンＤＮＳを使用しているＥＣを
考えてみる。サーバはｈｔｔｐを介して、ビデオ・スト
リーム、データベース照会、及び静止ウェブ・ページへ
のアクセス・サービスを与える。各タイプの要求に対す
るサービス時間は、与えられるサービスのタイプ、及び
関与する実際のコンテンツに応じて変動する。たとえ
ば、複雑なデータベース照会には静止したプリロードＨ
ＴＭＬページの何倍もの時間がかかる。要求処理時間に
おけるこの不釣り合いはサーバ・クラスタの偏った利用
を引き起こすことがしばしばある。ラウンドロビンＤＮ
Ｓに関連した問題は、「User Access Patterns to NCS
A's Worldwide Web Server」、Kwa他、Technical Repor
t UIUCDSD-R-95-1394、Department of Computer Scienc
e、University of Illinois Urbana-Champaign、１９９
５年２月に記載されている。
る多くの性能上の問題が存在していることを示してい
る。たとえば、ＮＣＳＡの「World Wide Web Server: D
esignand Performance」、IEEE Computer、第２８巻第
１１号、１９５５１１月、６８−７４ページ参照。ウェ
ブ・サーバ（すなわち、ｈｔｔｐｄデーモン）をサポー
トするのにラウンドロビンＤＮＳを使用しているＥＣを
考えてみる。サーバはｈｔｔｐを介して、ビデオ・スト
リーム、データベース照会、及び静止ウェブ・ページへ
のアクセス・サービスを与える。各タイプの要求に対す
るサービス時間は、与えられるサービスのタイプ、及び
関与する実際のコンテンツに応じて変動する。たとえ
ば、複雑なデータベース照会には静止したプリロードＨ
ＴＭＬページの何倍もの時間がかかる。要求処理時間に
おけるこの不釣り合いはサーバ・クラスタの偏った利用
を引き起こすことがしばしばある。ラウンドロビンＤＮ
Ｓに関連した問題は、「User Access Patterns to NCS
A's Worldwide Web Server」、Kwa他、Technical Repor
t UIUCDSD-R-95-1394、Department of Computer Scienc
e、University of Illinois Urbana-Champaign、１９９
５年２月に記載されている。
【０００５】従来技術はリソースの動的割振りの必要が
あることを示している。たとえば、「Evaluating Manag
ement Decisions via Delegation」、German Goldszmid
t and Yechiam Yemeni、The Third International Symp
osium on Integrated Network Management、San Franci
sco、CA、１９９３年４月を参照されたい。ＥＣは通常
はホストの集合体に対して、サーバの集合体の単一のシ
ステム・イメージを与える。しかしながら、実際のイン
ストレーションはサービスを特定のユーザのポリシーに
したがって割り振ることを必要とすることがある。たと
えば、ホストの特定のサブセットをマーチャント・ウェ
ブ・サーバの機密トランザクションに割り振るととも
に、ビデオ・オン・デマンド・サービスを、専用のハー
ドウェアを含んでいるサーバの他のサブセットによって
サポートする。
あることを示している。たとえば、「Evaluating Manag
ement Decisions via Delegation」、German Goldszmid
t and Yechiam Yemeni、The Third International Symp
osium on Integrated Network Management、San Franci
sco、CA、１９９３年４月を参照されたい。ＥＣは通常
はホストの集合体に対して、サーバの集合体の単一のシ
ステム・イメージを与える。しかしながら、実際のイン
ストレーションはサービスを特定のユーザのポリシーに
したがって割り振ることを必要とすることがある。たと
えば、ホストの特定のサブセットをマーチャント・ウェ
ブ・サーバの機密トランザクションに割り振るととも
に、ビデオ・オン・デマンド・サービスを、専用のハー
ドウェアを含んでいるサーバの他のサブセットによって
サポートする。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、カプ
セル化クラスタの全体的なスループットを改善すること
である。
セル化クラスタの全体的なスループットを改善すること
である。
【０００７】本発明の他の目的は、遠隔サービス要求の
総合的な遅れを少なくすることにある。
総合的な遅れを少なくすることにある。
【０００８】本発明のさらに他の目的は、指定されたノ
ードが障害を起こした接続ルータの動作を引き継ぎ、ネ
ットワーク・クライアントがサービスの中断を受けない
ようにする手段を提供することである。
ードが障害を起こした接続ルータの動作を引き継ぎ、ネ
ットワーク・クライアントがサービスの中断を受けない
ようにする手段を提供することである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明の第１の態様によ
れば、カプセル化クラスタ（ＥＣ）はゲートウェイ・ノ
ードとサーバ・ホストとを特徴としている。ゲートウェ
イ・ノードは（１）ＥＣをいくつかの仮想ＥＣ（ＶＥ
Ｃ）に分割し、（２）構成可能なポリシーにしたがって
現行のサーバの負荷に基づいて着信接続をＶＥＣ内に動
的に分配し、（３）クラスタの動的な構成をサポートす
る。
れば、カプセル化クラスタ（ＥＣ）はゲートウェイ・ノ
ードとサーバ・ホストとを特徴としている。ゲートウェ
イ・ノードは（１）ＥＣをいくつかの仮想ＥＣ（ＶＥ
Ｃ）に分割し、（２）構成可能なポリシーにしたがって
現行のサーバの負荷に基づいて着信接続をＶＥＣ内に動
的に分配し、（３）クラスタの動的な構成をサポートす
る。
【００１０】本発明の第２の態様によれば、ゲートウェ
イ・ノードの障害からの透過的な回復を可能として、ク
ライアントへの中断のないサービスを提供するシステム
及び方法が提供される。この方法によれば、クラスタま
たはＶＥＣ内の各ノードはゲートウェイで保持されてい
る状態情報のサブセットのコピーを維持する。ゲートウ
ェイが障害を起こすと、状態情報がバックアップ・ゲー
トウェイへ転送される。
イ・ノードの障害からの透過的な回復を可能として、ク
ライアントへの中断のないサービスを提供するシステム
及び方法が提供される。この方法によれば、クラスタま
たはＶＥＣ内の各ノードはゲートウェイで保持されてい
る状態情報のサブセットのコピーを維持する。ゲートウ
ェイが障害を起こすと、状態情報がバックアップ・ゲー
トウェイへ転送される。
【００１１】好ましい実施の形態において、ＥＣは
（１）ＶＥＣ（すべての遠隔クライアントに対して単一
のＩＰアドレス）、または（２）複数のＶＥＣ（いくつ
かのＩＰアドレスをエイリアス化する）として現れる。
ＴＣＰ−ＣＲノードはＩＰアドレスを所有しており、す
べてのこれらのＴＣＰ接続要求を受け取る。各ＩＰアド
レスはＶＥＣと関連づけられる。ＴＣＰ−ＣＲはＶＥＣ
に関連づけられた重みにしたがって、新しいＴＣＰ接続
をホストへ分配する。ＴＣＰ−ＣＲはＶＥＣの動的定
義、ＶＥＣに関連づけられた重みの動的構成、ＶＥＣの
自動または手動管理（ホスト、サービスなどの追加、除
去）を可能とする。この解決策はサーバ・ホストの動的
構成、追加または除去を可能とするとともに、ネットワ
ーク内のキャッシュされたサーバ名の問題を回避する。
（１）ＶＥＣ（すべての遠隔クライアントに対して単一
のＩＰアドレス）、または（２）複数のＶＥＣ（いくつ
かのＩＰアドレスをエイリアス化する）として現れる。
ＴＣＰ−ＣＲノードはＩＰアドレスを所有しており、す
べてのこれらのＴＣＰ接続要求を受け取る。各ＩＰアド
レスはＶＥＣと関連づけられる。ＴＣＰ−ＣＲはＶＥＣ
に関連づけられた重みにしたがって、新しいＴＣＰ接続
をホストへ分配する。ＴＣＰ−ＣＲはＶＥＣの動的定
義、ＶＥＣに関連づけられた重みの動的構成、ＶＥＣの
自動または手動管理（ホスト、サービスなどの追加、除
去）を可能とする。この解決策はサーバ・ホストの動的
構成、追加または除去を可能とするとともに、ネットワ
ーク内のキャッシュされたサーバ名の問題を回避する。
【００１２】
１．概要 本仮想カプセル化クラスタ・システムは米国特許第５３
７１８５２号の改良形として実施できる。米国特許第５
３７１８５２号は参照することにより、以下に全文が記
載されているかのように、本明細書の一部となるもので
ある。図１は米国特許第５３７１８５２号のカプセル化
クラスタの発明の実施の形態を示している。米国特許第
５３７１８５２号のシステムと同様に、本システムはＴ
ＣＰ情報を送り、これはコンピュータ・クラスタの境界
を越える。情報はポート・タイプ・メッセージの形態を
している。着信メッセージが送られ、サーバが応答する
ので、各クラスタは外部ホストに対して単一のコンピュ
ータ・イメージとして現れる。本システムにおいて、ク
ラスタはいくつかの仮想クラスタ（仮想カプセル化クラ
スタ）に分割されている。各仮想カプセル化クラスタ
は、クラスタ外にあるネットワーク上の他のホストに対
して単一のホストとして現れる。メッセージは負荷のバ
ランスがクラスタ・ノードのセットの間で維持されてい
る態様で、各仮想カプセル化クラスタのメンバに送られ
る。
７１８５２号の改良形として実施できる。米国特許第５
３７１８５２号は参照することにより、以下に全文が記
載されているかのように、本明細書の一部となるもので
ある。図１は米国特許第５３７１８５２号のカプセル化
クラスタの発明の実施の形態を示している。米国特許第
５３７１８５２号のシステムと同様に、本システムはＴ
ＣＰ情報を送り、これはコンピュータ・クラスタの境界
を越える。情報はポート・タイプ・メッセージの形態を
している。着信メッセージが送られ、サーバが応答する
ので、各クラスタは外部ホストに対して単一のコンピュ
ータ・イメージとして現れる。本システムにおいて、ク
ラスタはいくつかの仮想クラスタ（仮想カプセル化クラ
スタ）に分割されている。各仮想カプセル化クラスタ
は、クラスタ外にあるネットワーク上の他のホストに対
して単一のホストとして現れる。メッセージは負荷のバ
ランスがクラスタ・ノードのセットの間で維持されてい
る態様で、各仮想カプセル化クラスタのメンバに送られ
る。
【００１３】図３はＴＣＰファミリのプロトコル用の接
続ルータ、すなわちＴＣＰ接続ルータ（ＴＣＰ−ＣＲ）
３００の実施の形態を示す。この装置は相互接続１１０
と呼ばれる通信リンクによってまとめて接続され、クラ
スタを形成している２つ以上のコンピュータ・ノード
（１０５−１０９）を備えている。（本発明の実施の形
態の１つにおいて、相互接続はネットワークとなること
に留意されたい。）ゲートウェイ１０９として働く、ク
ラスタ内のコンピュータの１つはネットワーク１２０と
呼ばれる他の通信リンクを介して、１つまたは複数の外
部コンピュータもしくはクラスタ（ホスト）に接続され
ている。ゲートウェイを２つ以上のネットワークに接続
することができ、またクラスタ内の２つ以上のノードが
ゲートウェイになることができる。ネットワーク、すな
わち境界への各ゲートウェイの接続はネットワーク上で
複数のアドレスを有することができる。各ゲートウェイ
はマネージャ３２０及びエグゼクタ３４０からなるＴＣ
Ｐ接続ルータ（ＴＣＰ−ＣＲ）３００と、図１２に記載
する光学式回復マネージャとを有している。マネージャ
はコマンド要求３４４をエグゼクタへ送り、応答３４６
を評価することによって、経路を制御する。エグゼクタ
は米国特許第５３７１８５２号のものと同様なメッセー
ジ・スイッチ１４０及びＶＥＣルータ３１０からなって
いる。
続ルータ、すなわちＴＣＰ接続ルータ（ＴＣＰ−ＣＲ）
３００の実施の形態を示す。この装置は相互接続１１０
と呼ばれる通信リンクによってまとめて接続され、クラ
スタを形成している２つ以上のコンピュータ・ノード
（１０５−１０９）を備えている。（本発明の実施の形
態の１つにおいて、相互接続はネットワークとなること
に留意されたい。）ゲートウェイ１０９として働く、ク
ラスタ内のコンピュータの１つはネットワーク１２０と
呼ばれる他の通信リンクを介して、１つまたは複数の外
部コンピュータもしくはクラスタ（ホスト）に接続され
ている。ゲートウェイを２つ以上のネットワークに接続
することができ、またクラスタ内の２つ以上のノードが
ゲートウェイになることができる。ネットワーク、すな
わち境界への各ゲートウェイの接続はネットワーク上で
複数のアドレスを有することができる。各ゲートウェイ
はマネージャ３２０及びエグゼクタ３４０からなるＴＣ
Ｐ接続ルータ（ＴＣＰ−ＣＲ）３００と、図１２に記載
する光学式回復マネージャとを有している。マネージャ
はコマンド要求３４４をエグゼクタへ送り、応答３４６
を評価することによって、経路を制御する。エグゼクタ
は米国特許第５３７１８５２号のものと同様なメッセー
ジ・スイッチ１４０及びＶＥＣルータ３１０からなって
いる。
【００１４】図４は本発明の他の実施の形態を示す。好
ましい実施の形態におけるのと同様に、クラスタのノー
ド１０７はその応答を直接クライアント１３０へ返送す
る。しかしながら、この実施の形態においては、専用の
相互接続１１０（図３におけるような）はなく、すべて
のクラスタ・ノードが外部のネットワーク１２０によっ
て接続されている。ＴＣＰ接続ルータは同じものであ
る。サンプル要求３４８はゲートウェイ１０９を通って
クライアント１３０から、外部ネットワーク１２０を介
してクラスタ・ノード１０７へ送られる。対応する応答
３５０はノード１０７からクライアント１３０へ外部ネ
ットワーク１２０を介して直接送られる。
ましい実施の形態におけるのと同様に、クラスタのノー
ド１０７はその応答を直接クライアント１３０へ返送す
る。しかしながら、この実施の形態においては、専用の
相互接続１１０（図３におけるような）はなく、すべて
のクラスタ・ノードが外部のネットワーク１２０によっ
て接続されている。ＴＣＰ接続ルータは同じものであ
る。サンプル要求３４８はゲートウェイ１０９を通って
クライアント１３０から、外部ネットワーク１２０を介
してクラスタ・ノード１０７へ送られる。対応する応答
３５０はノード１０７からクライアント１３０へ外部ネ
ットワーク１２０を介して直接送られる。
【００１５】マネージャ３２０の構成要素は接続割振り
ポリシーを実施し、仮想カプセル化クラスタの動的構成
を可能とする。マネージャは動的フィードバック制御ル
ープを介して各カプセル化クラスタのメンバにおける現
行の負荷を監視し、評価する。マネージャは接続割振り
ポリシーを実施するものであり、このポリシーは仮想カ
プセル化クラスタ・サーバ全体にわたる着信接続のイン
テリジェントな拡散を行って、クライアント要求のサー
ビスを迅速化する。新しい重みの割当てが、クラスタ・
アドミニストレータによって構成できるマネージャ・ア
ルゴリズムによって計算される。重み割当てに対するこ
の判断アルゴリズムの入力は、評価された負荷メトリッ
ク、及び時間閾値などのアドミニストレータが構成でき
るパラメータを含んでいる。着信接続は上記の入力に基
づいて各ＶＥＣに動的に割り振られ、クラスタ・リソー
スがクライアントに最高速のサービスを与えるように割
り振られるようにする。マネージャはコマンド・インタ
フェースも含んでおり、このインタフェースは仮想カプ
セル化クラスタを動的に構成するために、アドミニスト
レータによって使用される。マネージャの詳細について
は、第３節で説明する。
ポリシーを実施し、仮想カプセル化クラスタの動的構成
を可能とする。マネージャは動的フィードバック制御ル
ープを介して各カプセル化クラスタのメンバにおける現
行の負荷を監視し、評価する。マネージャは接続割振り
ポリシーを実施するものであり、このポリシーは仮想カ
プセル化クラスタ・サーバ全体にわたる着信接続のイン
テリジェントな拡散を行って、クライアント要求のサー
ビスを迅速化する。新しい重みの割当てが、クラスタ・
アドミニストレータによって構成できるマネージャ・ア
ルゴリズムによって計算される。重み割当てに対するこ
の判断アルゴリズムの入力は、評価された負荷メトリッ
ク、及び時間閾値などのアドミニストレータが構成でき
るパラメータを含んでいる。着信接続は上記の入力に基
づいて各ＶＥＣに動的に割り振られ、クラスタ・リソー
スがクライアントに最高速のサービスを与えるように割
り振られるようにする。マネージャはコマンド・インタ
フェースも含んでおり、このインタフェースは仮想カプ
セル化クラスタを動的に構成するために、アドミニスト
レータによって使用される。マネージャの詳細について
は、第３節で説明する。
【００１６】ＴＣＰ接続ルータ１０９が動作を停止した
場合、クラスタのすべてのノードはそれぞれの遠隔クラ
イアントにサービスを行うことができなくなる。この問
題に対処するため、機能しているゲートウェイが障害を
起こした場合に、指定のバックアップ・ゲートウェイ・
ノード内で活動状態となり、かつサーバ・ノードを拡張
して、回復データを維持するようにする回復マネージャ
を追加した。クライアントがゲートウェイの障害から回
復するために何らかの処置を取る必要はなく、クラスタ
から中断なしにサービスを受け取る。回復マネージャの
詳細については、第４節で説明する。
場合、クラスタのすべてのノードはそれぞれの遠隔クラ
イアントにサービスを行うことができなくなる。この問
題に対処するため、機能しているゲートウェイが障害を
起こした場合に、指定のバックアップ・ゲートウェイ・
ノード内で活動状態となり、かつサーバ・ノードを拡張
して、回復データを維持するようにする回復マネージャ
を追加した。クライアントがゲートウェイの障害から回
復するために何らかの処置を取る必要はなく、クラスタ
から中断なしにサービスを受け取る。回復マネージャの
詳細については、第４節で説明する。
【００１７】２．エグゼクタ 図５はエグゼクタ３４０の好ましい実施の形態を示す。
エグゼクタはコマンド・プロセッサ５４０、メッセージ
・スイッチ１４０、及びＶＥＣルータ３１０からなる。
コマンド・プロセッサ５４０はエグゼクタ３４０に対す
る要求を受け取って、応答３４６を返す。コマンド・プ
ロセッサはメッセージ・スイッチ１４０及びＶＥＣルー
タ３１０と対話を行って、要求を行い、応答を構成す
る。コマンド・プロセッサは接続テーブル５１０、ＶＥ
Ｃテーブル５５０、ポート・テーブル５２０またはサー
バ・テーブル５３０に影響を及ぼす。メッセージ・スイ
ッチ１４０及び接続テーブル５１０は、米国特許第５３
７１８５２号のメッセージ・スイッチ及び接続テーブル
と同じものである。本発明の好ましい実施の形態におい
て、ＶＥＣルータ３１０は着信パケットを修正しない。
パケットはサーバへ送られるが、サーバは応答が内部ノ
ードからクライアントへ直接送られるように構成されて
いる。
エグゼクタはコマンド・プロセッサ５４０、メッセージ
・スイッチ１４０、及びＶＥＣルータ３１０からなる。
コマンド・プロセッサ５４０はエグゼクタ３４０に対す
る要求を受け取って、応答３４６を返す。コマンド・プ
ロセッサはメッセージ・スイッチ１４０及びＶＥＣルー
タ３１０と対話を行って、要求を行い、応答を構成す
る。コマンド・プロセッサは接続テーブル５１０、ＶＥ
Ｃテーブル５５０、ポート・テーブル５２０またはサー
バ・テーブル５３０に影響を及ぼす。メッセージ・スイ
ッチ１４０及び接続テーブル５１０は、米国特許第５３
７１８５２号のメッセージ・スイッチ及び接続テーブル
と同じものである。本発明の好ましい実施の形態におい
て、ＶＥＣルータ３１０は着信パケットを修正しない。
パケットはサーバへ送られるが、サーバは応答が内部ノ
ードからクライアントへ直接送られるように構成されて
いる。
【００１８】メッセージ・スイッチ１４０は本質的に、
米国特許第５３７１８５２号のメッセージ・スイッチと
同じものである。しかしながら、本発明のため、好まし
い実施の形態のメッセージ・スイッチは最適化され、付
加的なチェックがメッセージ・スイッチに追加されてい
る。メッセージ・スイッチはメッセージがＶＥＣルータ
に既知のＶＥＣに対するものであるかどうかを調べるた
めにチェックを行わなければならない。
米国特許第５３７１８５２号のメッセージ・スイッチと
同じものである。しかしながら、本発明のため、好まし
い実施の形態のメッセージ・スイッチは最適化され、付
加的なチェックがメッセージ・スイッチに追加されてい
る。メッセージ・スイッチはメッセージがＶＥＣルータ
に既知のＶＥＣに対するものであるかどうかを調べるた
めにチェックを行わなければならない。
【００１９】ＶＥＣルータは外部ネットワーク上のクラ
イアントに対する各ＶＥＣを表す一連のアドレスを維持
している。ＶＥＣルータは要求をクラスタの内部ノード
へ送るが、受け取った要求を修正しない。クラスタの各
内部ノードは１つまたは複数のＶＥＣに関連づけられて
おり、関連づけられているＶＥＣに対する要求だけを受
け取る。当分野で周知の技法を使用して、本発明におい
ては、ＶＥＣを表すアドレスに送られたパケットを受け
入れ、クライアントに直接応答するように、内部ノード
を構成する。従来技術においては、メッセージ・スイッ
チ１４０は着信要求（図１の１４０）に合わせてパケッ
ト・ヘッダを書き換え、要求に対する応答（図１の１２
０）に合わせてパケット・ヘッダを書き換えなければな
らなかった。本発明においては、パケット・ヘッダの書
き換えは必要ない。（従来技術を本発明とともに使用す
ることはできる。）パケット・ヘッダが書き換えられ
ず、応答パケットがゲートウェイ・ノード１０９を通っ
て流れないため、本発明の性能は従来技術よりも良好な
ものである。応答パケットがＴＣＰ接続ルータを通って
流れないため、メッセージ・スイッチはクラスタ内部の
ノードから応答パケットを受け取ることはない。その結
果、好ましい実施の形態において、ヘッダの書き換えが
排除され、内部ノードからの応答パケットに対するチェ
ックが排除される。
イアントに対する各ＶＥＣを表す一連のアドレスを維持
している。ＶＥＣルータは要求をクラスタの内部ノード
へ送るが、受け取った要求を修正しない。クラスタの各
内部ノードは１つまたは複数のＶＥＣに関連づけられて
おり、関連づけられているＶＥＣに対する要求だけを受
け取る。当分野で周知の技法を使用して、本発明におい
ては、ＶＥＣを表すアドレスに送られたパケットを受け
入れ、クライアントに直接応答するように、内部ノード
を構成する。従来技術においては、メッセージ・スイッ
チ１４０は着信要求（図１の１４０）に合わせてパケッ
ト・ヘッダを書き換え、要求に対する応答（図１の１２
０）に合わせてパケット・ヘッダを書き換えなければな
らなかった。本発明においては、パケット・ヘッダの書
き換えは必要ない。（従来技術を本発明とともに使用す
ることはできる。）パケット・ヘッダが書き換えられ
ず、応答パケットがゲートウェイ・ノード１０９を通っ
て流れないため、本発明の性能は従来技術よりも良好な
ものである。応答パケットがＴＣＰ接続ルータを通って
流れないため、メッセージ・スイッチはクラスタ内部の
ノードから応答パケットを受け取ることはない。その結
果、好ましい実施の形態において、ヘッダの書き換えが
排除され、内部ノードからの応答パケットに対するチェ
ックが排除される。
【００２０】この改善の直接的な結果として、ＶＥＣが
調べるのはクライアントと、サービスを与える内部ノー
ドとの間の流れの半分だけとなる。これは正確な接続テ
ーブルを維持することを困難とする。この問題を解決す
るために、本発明はその接続テーブルに固有な２つの新
しいタイマ、状態タイムアウトとＦＩＮタイムアウトを
使用する。これら２つのタイマと通信流、及び当分野で
周知のタイマを使用すると、接続テーブルを正確に維持
することができる。
調べるのはクライアントと、サービスを与える内部ノー
ドとの間の流れの半分だけとなる。これは正確な接続テ
ーブルを維持することを困難とする。この問題を解決す
るために、本発明はその接続テーブルに固有な２つの新
しいタイマ、状態タイムアウトとＦＩＮタイムアウトを
使用する。これら２つのタイマと通信流、及び当分野で
周知のタイマを使用すると、接続テーブルを正確に維持
することができる。
【００２１】接続テーブル項目は２つの状態ＡＣＴＩＶ
Ｅ及びＦＩＮの１つであると考えられる。新しい接続が
確立された場合には、接続テーブル項目が作成され、活
動状態にされる。パケットが接続テーブル内に項目があ
る接続を流れている場合、接続項目にはタイム・スタン
プがつけられる。ＶＥＣルータがクライアントからサー
ビスを与えるノードへのＦＩＮ流を見つけた場合、関連
する接続テーブル項目がＦＩＮ状態にされる。（パケッ
トはＦＩＮ状態にされた接続上を流れることができ
る。）接続テーブル項目は閉じられており、最後のパケ
ットがクライアントからその接続上のサーバに送られて
から、ＦＩＮタイム・アウトによって特定されている時
間数が経過した場合に、パージを行うのに利用できると
考えられる。クライアントがＦＩＮを送出することなく
障害を起こした場合、接続レコード項目が残る。失効し
たタイムアウトは最後のパケットが活動会話上を流れて
からどれくらい待ってから、接続テーブル項目をパージ
するかを指定する。
Ｅ及びＦＩＮの１つであると考えられる。新しい接続が
確立された場合には、接続テーブル項目が作成され、活
動状態にされる。パケットが接続テーブル内に項目があ
る接続を流れている場合、接続項目にはタイム・スタン
プがつけられる。ＶＥＣルータがクライアントからサー
ビスを与えるノードへのＦＩＮ流を見つけた場合、関連
する接続テーブル項目がＦＩＮ状態にされる。（パケッ
トはＦＩＮ状態にされた接続上を流れることができ
る。）接続テーブル項目は閉じられており、最後のパケ
ットがクライアントからその接続上のサーバに送られて
から、ＦＩＮタイム・アウトによって特定されている時
間数が経過した場合に、パージを行うのに利用できると
考えられる。クライアントがＦＩＮを送出することなく
障害を起こした場合、接続レコード項目が残る。失効し
たタイムアウトは最後のパケットが活動会話上を流れて
からどれくらい待ってから、接続テーブル項目をパージ
するかを指定する。
【００２２】図７−図９はＶＥＣルータ３１０の流れ図
を示す。図７において、ＶＥＣルータはパケット７０２
を待っている。パケットを受け取ると、ＶＥＣルータは
パケットが既存のＴＣＰ接続に対するものであるか、新
しいＴＣＰ接続に対するものであるかをチェックする
（７４０）。パケットが既存のＴＣＰ接続に対するもの
である場合、パケットがＦＩＮであるか、ＳＹＮである
か、ＲＳＴであるか（すべてのパケット・タイプは当分
野で周知のものである）をチェックする（７０８）。パ
ケットがこれらのものの１つでない場合には、パケット
を接続に関連づけられた内部ノードに送る（７２２）。
これ以外の場合には、パケットがＲＳＴであるかどうか
をチェックする（７０１）。パケットがＲＳＴである場
合には、会話が接続テーブルからパージされて、接続を
リセットし（７１２）、パケットはその接続と関連づけ
られている内部ノードに送られる（７２２）。パケット
がＲＳＴでない場合には、ＶＥＣルータ３１０はパケッ
トがＳＹＮであるかどうかをチェックする（７１４）。
パケットがＳＹＮである場合には、接続を確立し（７１
６）、この接続が以前に存在していても、その接続を活
動状態にする。ＶＥＣルータ３１０は次いで、パケット
がＦＩＮであるかどうかをチェックする（７１８）。パ
ケットがＦＩＮである場合には、接続はＦＩＮ状態とな
る（７２０）。ＦＩＮ処理後、あるいはパケットがＦＩ
Ｎでない場合、パケットは接続に関連づけられているサ
ーバへ送られる（７２２）。
を示す。図７において、ＶＥＣルータはパケット７０２
を待っている。パケットを受け取ると、ＶＥＣルータは
パケットが既存のＴＣＰ接続に対するものであるか、新
しいＴＣＰ接続に対するものであるかをチェックする
（７４０）。パケットが既存のＴＣＰ接続に対するもの
である場合、パケットがＦＩＮであるか、ＳＹＮである
か、ＲＳＴであるか（すべてのパケット・タイプは当分
野で周知のものである）をチェックする（７０８）。パ
ケットがこれらのものの１つでない場合には、パケット
を接続に関連づけられた内部ノードに送る（７２２）。
これ以外の場合には、パケットがＲＳＴであるかどうか
をチェックする（７０１）。パケットがＲＳＴである場
合には、会話が接続テーブルからパージされて、接続を
リセットし（７１２）、パケットはその接続と関連づけ
られている内部ノードに送られる（７２２）。パケット
がＲＳＴでない場合には、ＶＥＣルータ３１０はパケッ
トがＳＹＮであるかどうかをチェックする（７１４）。
パケットがＳＹＮである場合には、接続を確立し（７１
６）、この接続が以前に存在していても、その接続を活
動状態にする。ＶＥＣルータ３１０は次いで、パケット
がＦＩＮであるかどうかをチェックする（７１８）。パ
ケットがＦＩＮである場合には、接続はＦＩＮ状態とな
る（７２０）。ＦＩＮ処理後、あるいはパケットがＦＩ
Ｎでない場合、パケットは接続に関連づけられているサ
ーバへ送られる（７２２）。
【００２３】図８は非存在接続の流れ図を示す。チェッ
ク７０４で非存在接続が見つかった場合、ＶＥＣルータ
はまずパケットがＳＹＮであるかどうかをチェックする
（７２４）。パケットがＳＹＮでなければ、廃棄する
（７２６）。パケットがＳＹＮである場合、接続が活動
状態にセットアップされ（７２８）、サーバが選択され
（７３０）、パケットが選択されたサーバへ送られる
（７２２）。
ク７０４で非存在接続が見つかった場合、ＶＥＣルータ
はまずパケットがＳＹＮであるかどうかをチェックする
（７２４）。パケットがＳＹＮでなければ、廃棄する
（７２６）。パケットがＳＹＮである場合、接続が活動
状態にセットアップされ（７２８）、サーバが選択され
（７３０）、パケットが選択されたサーバへ送られる
（７２２）。
【００２４】図９は新しい接続に対してサーバを選択す
る（７３０）処理の流れ図を示す。本発明において、こ
の機能は加重経路指定を実現する。サーバの選択に関す
るこの検討のために、ＶＥＣの内部ノードには１からｎ
までの番号がつけられているものと考える。たとえば、
ＶＥＣに７つのノードがある場合、番号は１、２、３、
４、５、６及び７となる。サーバの選択に関するこの検
討のために、適格な重みを適正な最大値から１までの番
号がつけられているものと考える。たとえば、最大適正
値が５である場合、適格な重みは５、４、３、２、及び
１となる。０は特別な値である。重みは降順で選択する
こともできる。本発明は重みを個々ののサービスを与え
る各内部ノードと関連づける。これは各サービスに対し
て、少なくとも１つのノードが最大の非ゼロの重みを有
しているか、あるいはすべてのノードがゼロの重みを有
していることを保証する。
る（７３０）処理の流れ図を示す。本発明において、こ
の機能は加重経路指定を実現する。サーバの選択に関す
るこの検討のために、ＶＥＣの内部ノードには１からｎ
までの番号がつけられているものと考える。たとえば、
ＶＥＣに７つのノードがある場合、番号は１、２、３、
４、５、６及び７となる。サーバの選択に関するこの検
討のために、適格な重みを適正な最大値から１までの番
号がつけられているものと考える。たとえば、最大適正
値が５である場合、適格な重みは５、４、３、２、及び
１となる。０は特別な値である。重みは降順で選択する
こともできる。本発明は重みを個々ののサービスを与え
る各内部ノードと関連づける。これは各サービスに対し
て、少なくとも１つのノードが最大の非ゼロの重みを有
しているか、あるいはすべてのノードがゼロの重みを有
していることを保証する。
【００２５】サーバを選択する機能（７３０）はまず、
次にもっとも高いサーバ（７３４）と現行の適格な重み
を拾い出す。次いで、この値が大きすぎるものかどうか
をチェックする（７３５）。この値が大きすぎない場合
には、この値に対応するサーバが良好な選択であるかど
うかをチェックする（７４６）。（このチェックについ
ては、後述する。）この値が大きすぎる場合には、最初
のサーバ（７３６）と次に低い重みを拾い出す。次い
で、次に低い重みがゼロであるかどうかをチェックする
（７３８）。次に低い重みがゼロでない場合には、現行
の適格な重みの代わりに、これを使用する。この機能は
現行のサーバが良好な選択であるかどうかをチェックす
る（７４６）。最初のサーバと最大の重みを選択した
後、この機能はパケットを送るのに利用できるサーバが
あるかどうかをチェックする（７４２）。利用可能なす
べてのノードの重みがゼロである場合、サーバはまった
く利用できない。利用できるサーバがない場合には、サ
ーバを選択することなく、パケットは戻される（７４
４）。利用可能なサーバがある場合には、この機能は良
好な選択があるかどうかをチェックする（７４６）。良
好な選択は、重みが現行の適格な重みよりと等しいか、
それよりも大きいサーバとして定義されている。これが
良好な選択である場合には、サーバが選択され（７４
８）、ＶＥＣルータへ戻される（７５０）。これが良好
な選択でない場合には、アルゴリズムは次のサーバを拾
い出す（７３４）。
次にもっとも高いサーバ（７３４）と現行の適格な重み
を拾い出す。次いで、この値が大きすぎるものかどうか
をチェックする（７３５）。この値が大きすぎない場合
には、この値に対応するサーバが良好な選択であるかど
うかをチェックする（７４６）。（このチェックについ
ては、後述する。）この値が大きすぎる場合には、最初
のサーバ（７３６）と次に低い重みを拾い出す。次い
で、次に低い重みがゼロであるかどうかをチェックする
（７３８）。次に低い重みがゼロでない場合には、現行
の適格な重みの代わりに、これを使用する。この機能は
現行のサーバが良好な選択であるかどうかをチェックす
る（７４６）。最初のサーバと最大の重みを選択した
後、この機能はパケットを送るのに利用できるサーバが
あるかどうかをチェックする（７４２）。利用可能なす
べてのノードの重みがゼロである場合、サーバはまった
く利用できない。利用できるサーバがない場合には、サ
ーバを選択することなく、パケットは戻される（７４
４）。利用可能なサーバがある場合には、この機能は良
好な選択があるかどうかをチェックする（７４６）。良
好な選択は、重みが現行の適格な重みよりと等しいか、
それよりも大きいサーバとして定義されている。これが
良好な選択である場合には、サーバが選択され（７４
８）、ＶＥＣルータへ戻される（７５０）。これが良好
な選択でない場合には、アルゴリズムは次のサーバを拾
い出す（７３４）。
【００２６】最大の重みが非ゼロであり、少なくとも１
つのノードが最大の重みを有しているか、あるいはすべ
てのノードの重みがゼロであるため、サーバ選択機能は
常に終了する。正の重みのあるノードがある場合、サー
バを選択する機能は重みの比に基づいてパケットを分配
する。たとえば、任意の２つのノードの間で、一方の重
みが３であり、他方の重みが２である場合、重みが３の
ノードは、重みが２のノードが受け取る２つのパケット
ごとに３つのパケットを取得する。
つのノードが最大の重みを有しているか、あるいはすべ
てのノードの重みがゼロであるため、サーバ選択機能は
常に終了する。正の重みのあるノードがある場合、サー
バを選択する機能は重みの比に基づいてパケットを分配
する。たとえば、任意の２つのノードの間で、一方の重
みが３であり、他方の重みが２である場合、重みが３の
ノードは、重みが２のノードが受け取る２つのパケット
ごとに３つのパケットを取得する。
【００２７】図１０はＶＥＣルータが使用するデータ構
造の実施の形態を示す。ＶＥＣテーブル５５０は外部ネ
ットワーク上のＶＥＣアドレスである一連のアドレスを
含んでいる。ＶＥＣに個々に関連づけられるすべてのパ
ラメータも、このテーブルに含まれている。各ＶＥＣテ
ーブルはポート・テーブル５２０に関連づけられてお
り、このポート・テーブルはＶＥＣがサービスを与えて
いる一連のポート８０２を含んでいる。各ポート項目８
０２には失効タイムアウト８０４、ＦＩＮタイムアウト
８０６及びその他のポート固有の属性８０８が関連づけ
られている。各ポートには、このポートに関連づけられ
ているサービスを与えるために使用されるＶＥＣの内部
ノードのサブセットが関連づけられている。ノード・テ
ーブル５３０はポートに関連づけられているノード８２
０のアドレス、このノードに関連づけられている現行の
重み８２２、及びその他のノード固有の情報８３０を含
んでいる。（ノード固有の情報の例は、活動状態の接続
の数、ＦＩＮ状態の接続の数、及び完成した接続の総数
を示すカウンタである。）ノード・テーブル５３０はこ
のテーブル内のノードのセットに対して加重経路指定を
実施するためにサーバを選択する機能に必要な状態も含
んでいる。ノード・テーブルはノード８１０の総数、最
後に選択されたノード８１２、現行の適格な重み８１
４、最大重み８１６、及び重みのバウンド８１８を含ん
でいる。重みのバウンドは最大重みの変動を制限するた
めに使用される。いずれのノードも、重みのバウンドよ
りも大きい重みを持つことはできない。
造の実施の形態を示す。ＶＥＣテーブル５５０は外部ネ
ットワーク上のＶＥＣアドレスである一連のアドレスを
含んでいる。ＶＥＣに個々に関連づけられるすべてのパ
ラメータも、このテーブルに含まれている。各ＶＥＣテ
ーブルはポート・テーブル５２０に関連づけられてお
り、このポート・テーブルはＶＥＣがサービスを与えて
いる一連のポート８０２を含んでいる。各ポート項目８
０２には失効タイムアウト８０４、ＦＩＮタイムアウト
８０６及びその他のポート固有の属性８０８が関連づけ
られている。各ポートには、このポートに関連づけられ
ているサービスを与えるために使用されるＶＥＣの内部
ノードのサブセットが関連づけられている。ノード・テ
ーブル５３０はポートに関連づけられているノード８２
０のアドレス、このノードに関連づけられている現行の
重み８２２、及びその他のノード固有の情報８３０を含
んでいる。（ノード固有の情報の例は、活動状態の接続
の数、ＦＩＮ状態の接続の数、及び完成した接続の総数
を示すカウンタである。）ノード・テーブル５３０はこ
のテーブル内のノードのセットに対して加重経路指定を
実施するためにサーバを選択する機能に必要な状態も含
んでいる。ノード・テーブルはノード８１０の総数、最
後に選択されたノード８１２、現行の適格な重み８１
４、最大重み８１６、及び重みのバウンド８１８を含ん
でいる。重みのバウンドは最大重みの変動を制限するた
めに使用される。いずれのノードも、重みのバウンドよ
りも大きい重みを持つことはできない。
【００２８】３．マネージャ 接続ルータマネージャ（マネージャ３２０）の発明は構
成可能なポリシーにしたがって、いくつかの負荷メトリ
ックを使用して着信接続を動的に分配する方法及び装置
である。マネージャはエグゼクタ３４０の経路指定アル
ゴリズムの重みを動的に修正して、クラスタ・リソース
の割振りを最適化する制御ループを備えている。本発明
の目的は、クラスタの現行状態にしたがって着信ＴＣＰ
を分配することによって、クラスタの全体的なスループ
ットを改善し、サービス要求の総合的な遅れを少なくす
ることである。それ故、本発明は接続をサーバ・ホスト
へ分配する、サーバの利用度を改善し、要求のサービス
を行うことの遅れを少なくする方法を記載する。
成可能なポリシーにしたがって、いくつかの負荷メトリ
ックを使用して着信接続を動的に分配する方法及び装置
である。マネージャはエグゼクタ３４０の経路指定アル
ゴリズムの重みを動的に修正して、クラスタ・リソース
の割振りを最適化する制御ループを備えている。本発明
の目的は、クラスタの現行状態にしたがって着信ＴＣＰ
を分配することによって、クラスタの全体的なスループ
ットを改善し、サービス要求の総合的な遅れを少なくす
ることである。それ故、本発明は接続をサーバ・ホスト
へ分配する、サーバの利用度を改善し、要求のサービス
を行うことの遅れを少なくする方法を記載する。
【００２９】図６は５つのノード（１０５、１０６、１
０７、１０８、及び１０９）のクラスタ６００内の、本
発明のマネージャ３２０の実施の形態のサンプルを示
す。図６は図４の代替ネットワーク構成を使用している
が、図３の構成も可能である。ノードの１つはゲートウ
ェイ１０９であり、これは外部ネットワーク１２０に接
続しており、ＴＣＰ接続ルータ３００（エグゼクタ３４
０及びマネージャ３２０）を実行する。マネージャ３２
０は５つの一般的な構成要素、負荷マネージャ（Ｍｂｕ
ｄｄｙ）６１０、外部制御インタフェース（Ｃａｌｌｂ
ｕｄｄｙ）６２０、クラスタ・ホスト・メトリック・マ
ネージャ（Ｈｏｓｔｍｏｎｉｔｏｒ）６３０、順方向メ
トリック・ジェネレータ（ＦＭＧ）６４０、及びユーザ
・プログラマブル・メトリック・マネージャ（ＵＰＭ
Ｍ）６５０からなっている。
０７、１０８、及び１０９）のクラスタ６００内の、本
発明のマネージャ３２０の実施の形態のサンプルを示
す。図６は図４の代替ネットワーク構成を使用している
が、図３の構成も可能である。ノードの１つはゲートウ
ェイ１０９であり、これは外部ネットワーク１２０に接
続しており、ＴＣＰ接続ルータ３００（エグゼクタ３４
０及びマネージャ３２０）を実行する。マネージャ３２
０は５つの一般的な構成要素、負荷マネージャ（Ｍｂｕ
ｄｄｙ）６１０、外部制御インタフェース（Ｃａｌｌｂ
ｕｄｄｙ）６２０、クラスタ・ホスト・メトリック・マ
ネージャ（Ｈｏｓｔｍｏｎｉｔｏｒ）６３０、順方向メ
トリック・ジェネレータ（ＦＭＧ）６４０、及びユーザ
・プログラマブル・メトリック・マネージャ（ＵＰＭ
Ｍ）６５０からなっている。
【００３０】Ｍｂｕｄｄｙ６１０は入力メトリック、ホ
スト・メトリック、サービス・メトリック、及びユーザ
・メトリックという４つの異なるクラスのメトリックを
使用して、エグゼクタ用の重み機能を実行することがで
きる。Ｍｂｕｄｄｙ６１０はこれらのメトリックとその
他の関連する情報を、エグゼクタ・インタフェース３４
６、Ｃａｌｌｂｕｄｄｙインタフェース６２４、Ｈｏｓ
ｔｍｏｎｉｔｏｒインタフェース６３４、ＦＭＧインタ
フェース６４４、及びＵＰＭＭインタフェース６５４か
ら受け取る。Ｍｂｕｄｄｙはインタフェース３４４を介
して、各ＶＥＣポート・サーバに対するエグゼクタ経路
指定アルゴリズムに関連づけられた重みを制御する。
スト・メトリック、サービス・メトリック、及びユーザ
・メトリックという４つの異なるクラスのメトリックを
使用して、エグゼクタ用の重み機能を実行することがで
きる。Ｍｂｕｄｄｙ６１０はこれらのメトリックとその
他の関連する情報を、エグゼクタ・インタフェース３４
６、Ｃａｌｌｂｕｄｄｙインタフェース６２４、Ｈｏｓ
ｔｍｏｎｉｔｏｒインタフェース６３４、ＦＭＧインタ
フェース６４４、及びＵＰＭＭインタフェース６５４か
ら受け取る。Ｍｂｕｄｄｙはインタフェース３４４を介
して、各ＶＥＣポート・サーバに対するエグゼクタ経路
指定アルゴリズムに関連づけられた重みを制御する。
【００３１】Ｍｂｕｄｄｙ６１０は定期的にエグゼクタ
３４０に、インタフェース３４６を介して、各サーバに
関連づけられた内部カウンタの値を要求する。たとえ
ば、各サーバに対して確立された接続の総数に関するカ
ウンタの値を定期的に要求する。時間Ｔ１及びＴ２でポ
ーリングされた２つのカウンタを減算することにより、
Ｍｂｕｄｄｙ６１０は時間間隔Ｔ１−Ｔ２中に受け取っ
た接続の数を表すメトリック変数を計算する。このよう
な入力メトリックの集合は各ＶＥＣ及び各ポート・サー
ビスに対する接続要求の特性速度の概数を与える。
３４０に、インタフェース３４６を介して、各サーバに
関連づけられた内部カウンタの値を要求する。たとえ
ば、各サーバに対して確立された接続の総数に関するカ
ウンタの値を定期的に要求する。時間Ｔ１及びＴ２でポ
ーリングされた２つのカウンタを減算することにより、
Ｍｂｕｄｄｙ６１０は時間間隔Ｔ１−Ｔ２中に受け取っ
た接続の数を表すメトリック変数を計算する。このよう
な入力メトリックの集合は各ＶＥＣ及び各ポート・サー
ビスに対する接続要求の特性速度の概数を与える。
【００３２】Ｈｏｓｔｍｏｎｉｔｏｒ６３０は定期的に
Ｍｂｕｄｄｙ６１０に、メッセージ・インタフェース６
３４を介して、クラスタ内の各ホストの状態に関する情
報を送る。この状態情報を得るのには、さまざまな周知
の方法がある。たとえば、Ｈｏｓｔｍｏｎｉｔｏｒはプ
ログラム・スクリプトを実行して、ホスト固有のメトリ
ックを評価する監視エージェント６３５を使用すること
ができる。たとえば、スクリプトはネットワーク接続に
対するメモリ・バッファの現行レベルの利用度を評価す
ることができる。メトリック・レポートをポリシー固有
の閾時間内に受け取らなかった場合には、対応するホス
ト・メトリックに特別な値が与えられ、マネージャはホ
ストに到達できないと判断することができ、それ故、そ
れ以上の接続要求はこのホストに送られない。Ｈｏｓｔ
ｍｏｎｉｔｏｒ６３０はすべての監視エージェントのレ
ポートを調整し、これをＭｂｕｄｄｙに提示する。
Ｍｂｕｄｄｙ６１０に、メッセージ・インタフェース６
３４を介して、クラスタ内の各ホストの状態に関する情
報を送る。この状態情報を得るのには、さまざまな周知
の方法がある。たとえば、Ｈｏｓｔｍｏｎｉｔｏｒはプ
ログラム・スクリプトを実行して、ホスト固有のメトリ
ックを評価する監視エージェント６３５を使用すること
ができる。たとえば、スクリプトはネットワーク接続に
対するメモリ・バッファの現行レベルの利用度を評価す
ることができる。メトリック・レポートをポリシー固有
の閾時間内に受け取らなかった場合には、対応するホス
ト・メトリックに特別な値が与えられ、マネージャはホ
ストに到達できないと判断することができ、それ故、そ
れ以上の接続要求はこのホストに送られない。Ｈｏｓｔ
ｍｏｎｉｔｏｒ６３０はすべての監視エージェントのレ
ポートを調整し、これをＭｂｕｄｄｙに提示する。
【００３３】順方向メトリック・ジェネレータ（ＦＭ
Ｇ）６４０は順方向要求、すなわちゲートウェイ１０９
のコンピュータから始まる要求を使用して、アプリケー
ション固有のメトリックまたはサービス固有のメトリッ
クを作成し、評価する。評価はクラスタ・ホスト・サー
バの各々に対して適切な要求を作成し、これらの応答の
遅れを測定することからなっている。たとえば、ＨＴＴ
Ｐサーバにおける順方向遅延メトリックを取得するため
に、ＦＭＧは特定のポート（たとえば、ポート８０）に
サービスを行うクラスタにおける各ＨＴＴＰサーバに対
してＨＴＴＰ「ＧＥＴ ／」を生成する。次いで、ＦＭ
Ｇ６４０はＨＴＴＰ要求にサービスを行う際の対応する
遅れを測定し、メトリックス・ベクトルをＭｂｕｄｄｙ
６１０へ送る。ポリシー固有の閾時間までに要求に回答
がない場合には、ＦＭＧは対応するサービス・ノード
に、特定のサービス・タイプの新しい要求を一時的に受
け取らないとのマークをつける。この情報をマネージャ
が使用して、特定のホストにおけるサービスに一時的に
到達できないと判断し、それ故、このタイプのこれ以外
の接続要求はこのサービスに送られなくなる。
Ｇ）６４０は順方向要求、すなわちゲートウェイ１０９
のコンピュータから始まる要求を使用して、アプリケー
ション固有のメトリックまたはサービス固有のメトリッ
クを作成し、評価する。評価はクラスタ・ホスト・サー
バの各々に対して適切な要求を作成し、これらの応答の
遅れを測定することからなっている。たとえば、ＨＴＴ
Ｐサーバにおける順方向遅延メトリックを取得するため
に、ＦＭＧは特定のポート（たとえば、ポート８０）に
サービスを行うクラスタにおける各ＨＴＴＰサーバに対
してＨＴＴＰ「ＧＥＴ ／」を生成する。次いで、ＦＭ
Ｇ６４０はＨＴＴＰ要求にサービスを行う際の対応する
遅れを測定し、メトリックス・ベクトルをＭｂｕｄｄｙ
６１０へ送る。ポリシー固有の閾時間までに要求に回答
がない場合には、ＦＭＧは対応するサービス・ノード
に、特定のサービス・タイプの新しい要求を一時的に受
け取らないとのマークをつける。この情報をマネージャ
が使用して、特定のホストにおけるサービスに一時的に
到達できないと判断し、それ故、このタイプのこれ以外
の接続要求はこのサービスに送られなくなる。
【００３４】ユーザ・プログラマブル・メトリック・マ
ネージャ（ＵＰＭＭ）６５０により、本発明のユーザが
任意の新しいメトリックを接続の管理のために考えるこ
とを定義できるようになる。このようなメトリックは所
与のクラスタ・インストレーションが実施を望むことの
できる任意のポリシーを記述できる。たとえば、任意の
ポリシーは管理上の考慮事項のため、ある期間中にある
セットのクラスタ・ホストがＴＣＰ接続を受け取っては
ならないことを必要とすることができる。ＵＰＭＭ６５
０はインタフェース６５４を介して、メトリックとして
これらのポリシーをＭｂｕｄｄｙに通信する。
ネージャ（ＵＰＭＭ）６５０により、本発明のユーザが
任意の新しいメトリックを接続の管理のために考えるこ
とを定義できるようになる。このようなメトリックは所
与のクラスタ・インストレーションが実施を望むことの
できる任意のポリシーを記述できる。たとえば、任意の
ポリシーは管理上の考慮事項のため、ある期間中にある
セットのクラスタ・ホストがＴＣＰ接続を受け取っては
ならないことを必要とすることができる。ＵＰＭＭ６５
０はインタフェース６５４を介して、メトリックとして
これらのポリシーをＭｂｕｄｄｙに通信する。
【００３５】Ｃａｌｌｂｕｄｄｙ６２０の構成要素はア
ドミニストレータが、Ｍｂｕｄｄｙ６１０のパラメータ
の任意のものを動的に調節することを可能とする。Ｃａ
ｌｌｂｕｄｄｙにより、アドミニストレータがアルゴリ
ズムを構成して、Ｍｂｕｄｄｙによって実施された重み
の割当てを計算するようにすることが可能となる。たと
えば、アドミニストレータは現行メトリックの各々に関
連づけられた重みを動的に変更しようとすることができ
る。アドミニストレータは、たとえば、（１）ホスト・
メトリックの重みを高くし、（２）サービス・メトリッ
クの重みを低くし、（３）入力メトリックに合わせてエ
グゼクタ３４０の重みをポーリングする周波数を高くす
ることを選択できる。Ｃａｌｌｂｕｄｄｙ６２０の構成
要素はインタフェース６２２を介してアドミニストレー
タの要求を受け取り、インタフェース６２４を介してＭ
ｂｕｄｄｙ６１０に通知する。
ドミニストレータが、Ｍｂｕｄｄｙ６１０のパラメータ
の任意のものを動的に調節することを可能とする。Ｃａ
ｌｌｂｕｄｄｙにより、アドミニストレータがアルゴリ
ズムを構成して、Ｍｂｕｄｄｙによって実施された重み
の割当てを計算するようにすることが可能となる。たと
えば、アドミニストレータは現行メトリックの各々に関
連づけられた重みを動的に変更しようとすることができ
る。アドミニストレータは、たとえば、（１）ホスト・
メトリックの重みを高くし、（２）サービス・メトリッ
クの重みを低くし、（３）入力メトリックに合わせてエ
グゼクタ３４０の重みをポーリングする周波数を高くす
ることを選択できる。Ｃａｌｌｂｕｄｄｙ６２０の構成
要素はインタフェース６２２を介してアドミニストレー
タの要求を受け取り、インタフェース６２４を介してＭ
ｂｕｄｄｙ６１０に通知する。
【００３６】Ｍｂｕｄｄｙ６１０の構成要素は負荷マネ
ージャであり、サーバと接続ルータ・ゲートウェイ・ノ
ードとの間の動的フィードバック制御ループを確立す
る。Ｍｂｕｄｄｙはエグゼクタ６１０の経路指定アルゴ
リズムの重みを調節するので、負荷メトリックにしたが
って軽く負荷がかけられているサーバは、そのタイプの
着信ＴＣＰ接続の大きい部分を受け取る。上記で定義さ
れたような任意のセットの負荷とポリシー・メトリック
が与えられると、Ｍｂｕｄｄｙはその現行のメトリック
及びその現行の重みに基づいて、各ＶＥＣ内の各ポート
の各サーバに対する新しい相対重みを計算する。
ージャであり、サーバと接続ルータ・ゲートウェイ・ノ
ードとの間の動的フィードバック制御ループを確立す
る。Ｍｂｕｄｄｙはエグゼクタ６１０の経路指定アルゴ
リズムの重みを調節するので、負荷メトリックにしたが
って軽く負荷がかけられているサーバは、そのタイプの
着信ＴＣＰ接続の大きい部分を受け取る。上記で定義さ
れたような任意のセットの負荷とポリシー・メトリック
が与えられると、Ｍｂｕｄｄｙはその現行のメトリック
及びその現行の重みに基づいて、各ＶＥＣ内の各ポート
の各サーバに対する新しい相対重みを計算する。
【００３７】あらゆるＶＥＣにおける各ポートに対する
重みの割当ては次のようにして計算される。（１）すべ
ての実行サーバに対するすべての総合メトリック（Ａ
Ｍ）を計算する。（２）各実行サーバ（ＣＷＰ）に対す
るすべての現行の重みの比率を計算する。（３）各メト
リックＭに関し、各サーバＳについてその値のメトリッ
ク比率（ＭＰ）を計算する（総合ＡＭに関して）。
（４）各サーバに関し、新しい重みＮＷを計算する。
（４ａ）サーバが静止している場合には、ＮＷを０にセ
ットする。（４ｂ）サーバがスティッキィ重みＷを有し
ている場合には、Ｗの値をＮＷとして使用する。（４
ｃ）次の式によって、ベクトルＮＷＶを計算する（ただ
し、各項目ＮＷＶ［ｉ］は単一のメトリックＭ［ｉ］に
基づく）。 ＮＷＶ［ｉ］＝ＡＷ＋［（ＣＷＰ−ＭＰ）／ＳＦ］ ただし、ＡＷは重みの現行範囲内での平均重みであり、
ＳＦは平滑か計数のパラメータである。（４ｄ）各サー
バの新しい重みＮＷを次のものとして計算する。 ＮＷ＝ＮＷＶ［１］＊Ｗ［１］＋ＮＷＶ［２］＊Ｗ
［２］＋．．．＋ＮＷＶ［ｉ］＊Ｗ［ｉ］
重みの割当ては次のようにして計算される。（１）すべ
ての実行サーバに対するすべての総合メトリック（Ａ
Ｍ）を計算する。（２）各実行サーバ（ＣＷＰ）に対す
るすべての現行の重みの比率を計算する。（３）各メト
リックＭに関し、各サーバＳについてその値のメトリッ
ク比率（ＭＰ）を計算する（総合ＡＭに関して）。
（４）各サーバに関し、新しい重みＮＷを計算する。
（４ａ）サーバが静止している場合には、ＮＷを０にセ
ットする。（４ｂ）サーバがスティッキィ重みＷを有し
ている場合には、Ｗの値をＮＷとして使用する。（４
ｃ）次の式によって、ベクトルＮＷＶを計算する（ただ
し、各項目ＮＷＶ［ｉ］は単一のメトリックＭ［ｉ］に
基づく）。 ＮＷＶ［ｉ］＝ＡＷ＋［（ＣＷＰ−ＭＰ）／ＳＦ］ ただし、ＡＷは重みの現行範囲内での平均重みであり、
ＳＦは平滑か計数のパラメータである。（４ｄ）各サー
バの新しい重みＮＷを次のものとして計算する。 ＮＷ＝ＮＷＶ［１］＊Ｗ［１］＋ＮＷＶ［２］＊Ｗ
［２］＋．．．＋ＮＷＶ［ｉ］＊Ｗ［ｉ］
【００３８】図１１は本発明により、メトリックがどの
ようにメトリックによって受け取られるのか、また重み
の割当てがどのように計算されるのかについての流れ図
の説明である。最上部の枠９１０はマネージャＭｂｕｄ
ｄｙがメッセージまたはタイムアウトのいずれかである
イベントを待機していることを示す。判断ブロック９２
０は発生するイベントのタイプを決定する。値のリフレ
ッシュを必要とするタイムアウトがあった場合、ブロッ
ク９３０において、エグゼクタに照会を行って、入力メ
トリックを与える一連のカウンタ値を取得する（９３
５）。ブロック９２０で、イベントがパラメータの更新
についての要求であると判断された場合、対応するパラ
メータが更新される（９２８）。たとえば、アドミニス
トレータはメトリックに関連づけられた重み、またはポ
ーリング期間を更新することができる。ブロック９２０
で、イベントがメトリック更新の受取りであったと判断
された場合には、ブロック９２５において、メトリック
が検索され、これにしたがって、内部変数がセットされ
る。新しいメトリックが到着した場合には、ブロック９
４０において、アルゴリズムがすべてのメトリックの現
行の比率と、現行の重みを計算する。次いで、ブロック
９５０において、サーバ・ノードの各々に対する新しい
重みＮＷが，上述の式を使用して計算される。このブロ
ックは各サーバｉが重み項目を有している重みＮＷ
［ｉ］の新しいベクトルを作成する。判断ブロック９６
０は任意の閾値機能によって、重みＮＷ［ｉ］の計算さ
れた新しいベクトルが、現行の重みベクトルと異なって
いるかどうかを判断する。新しいベクトルが異なってい
る場合には、ブロック９７０において、エグゼクタに新
しい重みが通知され、それ以外であれば、アルゴリズム
はＴＯＰ状態に戻り、新しいイベントを待機する。
ようにメトリックによって受け取られるのか、また重み
の割当てがどのように計算されるのかについての流れ図
の説明である。最上部の枠９１０はマネージャＭｂｕｄ
ｄｙがメッセージまたはタイムアウトのいずれかである
イベントを待機していることを示す。判断ブロック９２
０は発生するイベントのタイプを決定する。値のリフレ
ッシュを必要とするタイムアウトがあった場合、ブロッ
ク９３０において、エグゼクタに照会を行って、入力メ
トリックを与える一連のカウンタ値を取得する（９３
５）。ブロック９２０で、イベントがパラメータの更新
についての要求であると判断された場合、対応するパラ
メータが更新される（９２８）。たとえば、アドミニス
トレータはメトリックに関連づけられた重み、またはポ
ーリング期間を更新することができる。ブロック９２０
で、イベントがメトリック更新の受取りであったと判断
された場合には、ブロック９２５において、メトリック
が検索され、これにしたがって、内部変数がセットされ
る。新しいメトリックが到着した場合には、ブロック９
４０において、アルゴリズムがすべてのメトリックの現
行の比率と、現行の重みを計算する。次いで、ブロック
９５０において、サーバ・ノードの各々に対する新しい
重みＮＷが，上述の式を使用して計算される。このブロ
ックは各サーバｉが重み項目を有している重みＮＷ
［ｉ］の新しいベクトルを作成する。判断ブロック９６
０は任意の閾値機能によって、重みＮＷ［ｉ］の計算さ
れた新しいベクトルが、現行の重みベクトルと異なって
いるかどうかを判断する。新しいベクトルが異なってい
る場合には、ブロック９７０において、エグゼクタに新
しい重みが通知され、それ以外であれば、アルゴリズム
はＴＯＰ状態に戻り、新しいイベントを待機する。
【００３９】４．回復マネージャ 機能しているゲートウェイの障害を検出すると、指定さ
れたバックアップ・ゲートウェイにおける回復マネージ
ャが活動状態となる。障害検出は従来、A. Bhide他、
「A highly Available Network File Server」、USENIX
Conference、１９９１年冬期、テキサス州ダラス、第
１９９ページ、またはF. Jahanian他、「Processor Gro
up Membership Protocols: Specification, Design and
Implementation」、Proceedings of the 12th Symposi
um of Reliable Distributed Systems、第２−１１ペー
ジ、Princeton、ニュージャージー州、１９９３年１０
月、IEEE Computer Societyに記載されているようにし
て行うことができる。
れたバックアップ・ゲートウェイにおける回復マネージ
ャが活動状態となる。障害検出は従来、A. Bhide他、
「A highly Available Network File Server」、USENIX
Conference、１９９１年冬期、テキサス州ダラス、第
１９９ページ、またはF. Jahanian他、「Processor Gro
up Membership Protocols: Specification, Design and
Implementation」、Proceedings of the 12th Symposi
um of Reliable Distributed Systems、第２−１１ペー
ジ、Princeton、ニュージャージー州、１９９３年１０
月、IEEE Computer Societyに記載されているようにし
て行うことができる。
【００４０】回復マネージャはまずＨＡ／ＮＦＳで教示
されているようにして、障害を起こしたゲートウェイか
らネットワーク接続を除去し、次いで、すべての活動サ
ーバ・ノードに問い合わせを行って、それぞれのシャド
ウ接続テーブルから状態情報を取得し、この情報からゲ
ートウェイのメッセージ・スイッチ内に接続テーブルを
構成する。引継プロセスはＴＣＰ／ＩＰのタイムアウト
期間内に完了していなければならず、その結果、既存の
接続が失われることはない。これを達成するために、内
部ノードは新規なハイブリッド・アルゴリズム（後述）
を実行して、接続が非活動状態になった時点を感知し、
これらをそれぞれのシャドウ接続テーブルから除去し、
その結果、活動接続が引き継ぎゲートウェイに対して記
述される。すべての機能中のクラスタ・ノードが応答す
ると（指定の期間内に応答しないノードは機能していな
いものと見なされる）、バックアップ・ゲートウェイで
実行されている回復マネージャはそれ自体のネットワー
ク・インタフェースを使用可能とし、クラスタのｉｐア
ドレス宛のパケットを受け取る。この最後のステップは
バックアップ・ゲートウェイが作動するのを可能とする
のに必要な作業を完了する。マネージャの構成要素によ
って使用される相対的に静的な構成データは、主ゲート
ウェイトバックアップ・ゲートウェイトの間で共用され
ているファイルに維持され、引継中にバックアップによ
って読み取られる。
されているようにして、障害を起こしたゲートウェイか
らネットワーク接続を除去し、次いで、すべての活動サ
ーバ・ノードに問い合わせを行って、それぞれのシャド
ウ接続テーブルから状態情報を取得し、この情報からゲ
ートウェイのメッセージ・スイッチ内に接続テーブルを
構成する。引継プロセスはＴＣＰ／ＩＰのタイムアウト
期間内に完了していなければならず、その結果、既存の
接続が失われることはない。これを達成するために、内
部ノードは新規なハイブリッド・アルゴリズム（後述）
を実行して、接続が非活動状態になった時点を感知し、
これらをそれぞれのシャドウ接続テーブルから除去し、
その結果、活動接続が引き継ぎゲートウェイに対して記
述される。すべての機能中のクラスタ・ノードが応答す
ると（指定の期間内に応答しないノードは機能していな
いものと見なされる）、バックアップ・ゲートウェイで
実行されている回復マネージャはそれ自体のネットワー
ク・インタフェースを使用可能とし、クラスタのｉｐア
ドレス宛のパケットを受け取る。この最後のステップは
バックアップ・ゲートウェイが作動するのを可能とする
のに必要な作業を完了する。マネージャの構成要素によ
って使用される相対的に静的な構成データは、主ゲート
ウェイトバックアップ・ゲートウェイトの間で共用され
ているファイルに維持され、引継中にバックアップによ
って読み取られる。
【００４１】自明ではあるが、受け入れられない解決策
は接続情報をバックアップ・ゲートウェイに重複して維
持することである。これは各確立された接続及び各終了
した接続における主ゲートウェイトバックアップ・ゲー
トウェイの間の「２段階」プロトコルを必要とし、パフ
ォーマンスのコストが厳しいものであるため、拒絶され
た。
は接続情報をバックアップ・ゲートウェイに重複して維
持することである。これは各確立された接続及び各終了
した接続における主ゲートウェイトバックアップ・ゲー
トウェイの間の「２段階」プロトコルを必要とし、パフ
ォーマンスのコストが厳しいものであるため、拒絶され
た。
【００４２】図１２は高可用性のゲートウェイを備えた
カプセル化クラスタの構成を示す。主ゲートウェイ１０
５０は外部ネットワーク１２０に活動状態で接続されて
いる。指定されたバックアップ・ゲートウェイ１０３０
はネットワーク１２０に対する物理的ではあるが、非活
動状態の接続を含んでいる。正規のカプセル化クラスタ
・ゲートウェイの構成要素、マネージャ３２０及びエグ
ゼクタ３４０に加えて、各ゲートウェイは回復マネージ
ャ１０２０を含んでいる。（主ゲートウェイは障害及び
回復後にバックアップとなることができる。）各サーバ
・ノード１０７はシャドウ接続テーブル１０１０を含ん
でおり、このテーブルには、外部ネットワーク１２０に
対するその活動接続に関する情報が維持されている。
カプセル化クラスタの構成を示す。主ゲートウェイ１０
５０は外部ネットワーク１２０に活動状態で接続されて
いる。指定されたバックアップ・ゲートウェイ１０３０
はネットワーク１２０に対する物理的ではあるが、非活
動状態の接続を含んでいる。正規のカプセル化クラスタ
・ゲートウェイの構成要素、マネージャ３２０及びエグ
ゼクタ３４０に加えて、各ゲートウェイは回復マネージ
ャ１０２０を含んでいる。（主ゲートウェイは障害及び
回復後にバックアップとなることができる。）各サーバ
・ノード１０７はシャドウ接続テーブル１０１０を含ん
でおり、このテーブルには、外部ネットワーク１２０に
対するその活動接続に関する情報が維持されている。
【００４３】メッセージ（ｉｐパケット）がクラスタ・
ゲートウェイに到着し、特定のＴＣＰまたはＵＤＰプロ
トコル・ポートへ送られる。ゲートウェイ内のメッセー
ジ・スイッチにより、メッセージ経路指定機能をプロト
コル・ポートに合わせてインストールすることが可能と
なる。経路指定機能が関連づけられたポートに到着する
各メッセージに対して呼び出され、内部ノード及びメッ
セージが送られるポートの選択を担当する。確立済みの
接続を指定する情報及び接続を保持するクラスタが、ゲ
ートウェイ内のテーブルに記録される。このテーブルを
メッセージ・スイッチが使用して、確立済みの接続上の
着信パケットを適正なクラスタ・ノードへ送る。
ゲートウェイに到着し、特定のＴＣＰまたはＵＤＰプロ
トコル・ポートへ送られる。ゲートウェイ内のメッセー
ジ・スイッチにより、メッセージ経路指定機能をプロト
コル・ポートに合わせてインストールすることが可能と
なる。経路指定機能が関連づけられたポートに到着する
各メッセージに対して呼び出され、内部ノード及びメッ
セージが送られるポートの選択を担当する。確立済みの
接続を指定する情報及び接続を保持するクラスタが、ゲ
ートウェイ内のテーブルに記録される。このテーブルを
メッセージ・スイッチが使用して、確立済みの接続上の
着信パケットを適正なクラスタ・ノードへ送る。
【００４４】どのサーバ・ポートがインストールされた
メッセージ・スイッチ機能を持っているかなどの相対的
に静的な情報が維持され、他のマネージャ構成情報が、
主ゲートウェイ及びバックアップ・ゲートウェイ両方に
アクセス可能な共用ファイルに保管される。現行の接続
情報はきわめて迅速に変化し、本明細書に記載する技法
にしたがって管理される。
メッセージ・スイッチ機能を持っているかなどの相対的
に静的な情報が維持され、他のマネージャ構成情報が、
主ゲートウェイ及びバックアップ・ゲートウェイ両方に
アクセス可能な共用ファイルに保管される。現行の接続
情報はきわめて迅速に変化し、本明細書に記載する技法
にしたがって管理される。
【００４５】各内部ノード１０７はそれ自体の接続のた
めに（他のノードに対する接続に対してではなく）ゲー
トウェイ経路指定テーブルのシャドウ１０１０を維持し
ている。このシャドウ・テーブルをノードが使用して、
引継中にバックアップ・ゲートウェイ１０３０における
回復マネージャ１０２０からの、引継ゲートウェイの要
求に応答する。このテーブルは内部ノードが引継ゲート
ウェイに応答するのに必要とする時間を大幅に少なく
し、これは確立済みの接続を活動させておくためには、
接続ベースのプロトコルが通信を正常に完了できるよう
にする「タイムアウト」期間内に引継ゲートウェイが作
動していなければならないため、きわめて重要である。
めに（他のノードに対する接続に対してではなく）ゲー
トウェイ経路指定テーブルのシャドウ１０１０を維持し
ている。このシャドウ・テーブルをノードが使用して、
引継中にバックアップ・ゲートウェイ１０３０における
回復マネージャ１０２０からの、引継ゲートウェイの要
求に応答する。このテーブルは内部ノードが引継ゲート
ウェイに応答するのに必要とする時間を大幅に少なく
し、これは確立済みの接続を活動させておくためには、
接続ベースのプロトコルが通信を正常に完了できるよう
にする「タイムアウト」期間内に引継ゲートウェイが作
動していなければならないため、きわめて重要である。
【００４６】接続テーブルの項目に対するスペースを再
利用するため、ゲートウェイ内、及び内部ノードに維持
されているシャドウ内の両方で、次のように進める。接
続は２つの状態、すなわちＡＣＴＩＶＥまたはＦＩＮの
うちいずれかになっている。接続テーブル項目には参照
ごとにタイム・スタンプがつけられる。ＦＩＮ＿ＴＩＭ
Ｅ＿ＯＵＴと呼ばれるユーザ構成可能なタイマが維持さ
れている。このタイマは閉鎖されると考えられるＦＩＮ
状態における会話に対する最後の参照後の時点を表して
いる。タイマはサービス・アドレスごと、あるいはポー
トごとのグローバルなものでよい。活動クローズ（接続
の一方の側がＦＩＮを送ったが、他方が接続上で送信を
継続している）の意図は、サーバがクライアントへのデ
ータの送信を継続することができ、データ電送の終了時
に、会話が閉鎖されることである。クライアントはサー
バにクライアントからこれ以上要求が送られないという
ことをサーバに伝える手段として会話を能動的に閉鎖す
る。ここでの検討のために、クライアントの要求がルー
タを経由して送られているものと想定する。このプロト
コルが機能するのは、サーバが肯定応答を受けるデータ
を送り続けているからである。ルータは、したがってサ
ーバは肯定応答を見て、接続テーブル項目に連続的にタ
イム・スタンプをつける。サーバがクライアントに対す
るデータの送信を完了し、その会話の「半分」を閉鎖す
ると、最後の肯定応答がクライアントからサーバへ向か
って流れる。ＦＩＮ＿ＴＩＭＥ＿ＯＵＴが経過した後、
サーバは接続項目をパージすることができる。第２のタ
イマＳＴＡＬＥ＿ＴＩＭＥ＿ＯＵＴがゲートウェイによ
って維持されている。ＳＴＡＬＥ＿ＴＩＭＥ＿ＯＵＴ以
外にもはや何の活動もしていない活動状態の何らかの接
続はパージできる。
利用するため、ゲートウェイ内、及び内部ノードに維持
されているシャドウ内の両方で、次のように進める。接
続は２つの状態、すなわちＡＣＴＩＶＥまたはＦＩＮの
うちいずれかになっている。接続テーブル項目には参照
ごとにタイム・スタンプがつけられる。ＦＩＮ＿ＴＩＭ
Ｅ＿ＯＵＴと呼ばれるユーザ構成可能なタイマが維持さ
れている。このタイマは閉鎖されると考えられるＦＩＮ
状態における会話に対する最後の参照後の時点を表して
いる。タイマはサービス・アドレスごと、あるいはポー
トごとのグローバルなものでよい。活動クローズ（接続
の一方の側がＦＩＮを送ったが、他方が接続上で送信を
継続している）の意図は、サーバがクライアントへのデ
ータの送信を継続することができ、データ電送の終了時
に、会話が閉鎖されることである。クライアントはサー
バにクライアントからこれ以上要求が送られないという
ことをサーバに伝える手段として会話を能動的に閉鎖す
る。ここでの検討のために、クライアントの要求がルー
タを経由して送られているものと想定する。このプロト
コルが機能するのは、サーバが肯定応答を受けるデータ
を送り続けているからである。ルータは、したがってサ
ーバは肯定応答を見て、接続テーブル項目に連続的にタ
イム・スタンプをつける。サーバがクライアントに対す
るデータの送信を完了し、その会話の「半分」を閉鎖す
ると、最後の肯定応答がクライアントからサーバへ向か
って流れる。ＦＩＮ＿ＴＩＭＥ＿ＯＵＴが経過した後、
サーバは接続項目をパージすることができる。第２のタ
イマＳＴＡＬＥ＿ＴＩＭＥ＿ＯＵＴがゲートウェイによ
って維持されている。ＳＴＡＬＥ＿ＴＩＭＥ＿ＯＵＴ以
外にもはや何の活動もしていない活動状態の何らかの接
続はパージできる。
【００４７】このアルゴリズム（接続再構成アルゴリズ
ム）は、バックアップゲートウェイによる引継プロセス
のサポートを内部ノードが維持している接続テーブルの
シャドウ内の項目に対するスペースを再利用するため
に、内部ノードにおいても実行される。このようにし
て、シャドウ・テーブル内の項目の数をできるだけ少な
い数に維持し、これにより引き継ぎプロセスをできるだ
け迅速に進めることができる。
ム）は、バックアップゲートウェイによる引継プロセス
のサポートを内部ノードが維持している接続テーブルの
シャドウ内の項目に対するスペースを再利用するため
に、内部ノードにおいても実行される。このようにし
て、シャドウ・テーブル内の項目の数をできるだけ少な
い数に維持し、これにより引き継ぎプロセスをできるだ
け迅速に進めることができる。
【００４８】デフォルトとして、ＦＩＮ＿ＴＩＭＥ＿Ｏ
ＵＴをＴＣＰの最小セグメント超（ＭＳＬ）の３倍の値
にセットする必要がある。デフォルトのＳＴＡＬＥ＿Ｔ
ＩＭＥ＿ＯＵＴはＴＣＰの失効タイムアウトよりも長く
なければならない。タイマが関連づけられているプロト
コルを考慮することにより、ＦＩＮ＿ＴＩＭＥ＿ＯＵＴ
に対するより妥当な値を見つけだすことができる。
ＵＴをＴＣＰの最小セグメント超（ＭＳＬ）の３倍の値
にセットする必要がある。デフォルトのＳＴＡＬＥ＿Ｔ
ＩＭＥ＿ＯＵＴはＴＣＰの失効タイムアウトよりも長く
なければならない。タイマが関連づけられているプロト
コルを考慮することにより、ＦＩＮ＿ＴＩＭＥ＿ＯＵＴ
に対するより妥当な値を見つけだすことができる。
【００４９】主ゲートウェイが障害を起こしたと判断さ
れたか、あるいは明示のアドミニストレーション上の判
断によって判断されたかしたため、バックアップ・ゲー
トウェイが活動状態とならななければならないと判断さ
れた場合、以下のステップがバックアップ・ゲートウェ
イ１０３０内の回復マネージャ１０２０によって取られ
る。
れたか、あるいは明示のアドミニストレーション上の判
断によって判断されたかしたため、バックアップ・ゲー
トウェイが活動状態とならななければならないと判断さ
れた場合、以下のステップがバックアップ・ゲートウェ
イ１０３０内の回復マネージャ１０２０によって取られ
る。
【００５０】（１）ｉｐアドレス引継を使用して、バッ
クアップ・ゲートウェイは主ゲートウェイのネットワー
ク接続を除去する。ダウンしたと想定されるゲートウェ
イが実際に、ネットワークからのメッセージを受け入れ
ないようにするため、このステップが必要である。この
ステップを行わないと、ある種の障害、すなわち「部分
的に障害を起こしたゲートウェイ」がメッセージの受取
りを継続し、処理を行うという障害が生じる可能性があ
り、これはシステムの保全性を危険にさらすものであ
る。
クアップ・ゲートウェイは主ゲートウェイのネットワー
ク接続を除去する。ダウンしたと想定されるゲートウェ
イが実際に、ネットワークからのメッセージを受け入れ
ないようにするため、このステップが必要である。この
ステップを行わないと、ある種の障害、すなわち「部分
的に障害を起こしたゲートウェイ」がメッセージの受取
りを継続し、処理を行うという障害が生じる可能性があ
り、これはシステムの保全性を危険にさらすものであ
る。
【００５１】（２）バックアップ・ゲートウェイがクラ
スタの機能している各ノードに問い合わせを行い、それ
ぞれのノードに割り振られているすべてのＵＤＰポー
ト、主ゲートウェイトクラスタ外のホストとの間の主ゲ
ートウェイを介して確立されたＴＣＰ接続の記述を要求
する。バックアップ・ゲートウェイは私用ｉｐベース・
プロトコルを使用してこれを行う。各ノードに維持され
ているシャドウ接続テーブルはノードからの即時応答を
可能とし、確立済み接続がゲートウェイの引継時にタイ
ムアウトとならない確率を高くする。閉鎖した接続を認
識し、これらをサポートするために使用されるスペース
を再利用するための上述したアルゴリズムは、シャドウ
接続テーブルのサイズを最小限度のものとし、ゲートウ
ェイの引継を達成するのに必要な時間を短縮するのに寄
与する。
スタの機能している各ノードに問い合わせを行い、それ
ぞれのノードに割り振られているすべてのＵＤＰポー
ト、主ゲートウェイトクラスタ外のホストとの間の主ゲ
ートウェイを介して確立されたＴＣＰ接続の記述を要求
する。バックアップ・ゲートウェイは私用ｉｐベース・
プロトコルを使用してこれを行う。各ノードに維持され
ているシャドウ接続テーブルはノードからの即時応答を
可能とし、確立済み接続がゲートウェイの引継時にタイ
ムアウトとならない確率を高くする。閉鎖した接続を認
識し、これらをサポートするために使用されるスペース
を再利用するための上述したアルゴリズムは、シャドウ
接続テーブルのサイズを最小限度のものとし、ゲートウ
ェイの引継を達成するのに必要な時間を短縮するのに寄
与する。
【００５２】（３）バックアップ・ゲートウェイが機能
している各ノードからの応答を記録し、ノードのＵＤＰ
ポート及びＴＣＰ接続を、図１２のバックアップ・ゲー
トウェイのエグゼクタ３４０内の図５の接続テーブル５
１０に記録する。
している各ノードからの応答を記録し、ノードのＵＤＰ
ポート及びＴＣＰ接続を、図１２のバックアップ・ゲー
トウェイのエグゼクタ３４０内の図５の接続テーブル５
１０に記録する。
【００５３】（４）すべての機能しているクラスタ・ノ
ードが応答した場合（指定された期間内に応答しないノ
ードは機能していないものと見なされる）、バックアッ
プ・ゲートウェイはそれ自体のネットワーク・インタフ
ェースを使用可能として、クラスタのｉｐアドレス宛の
パケットを受け取るようにする。この最後のステップは
バックアップ・ゲートウェイが作動状態となることを可
能とするのに必要な作業を完了する。
ードが応答した場合（指定された期間内に応答しないノ
ードは機能していないものと見なされる）、バックアッ
プ・ゲートウェイはそれ自体のネットワーク・インタフ
ェースを使用可能として、クラスタのｉｐアドレス宛の
パケットを受け取るようにする。この最後のステップは
バックアップ・ゲートウェイが作動状態となることを可
能とするのに必要な作業を完了する。
【００５４】本発明を好ましい実施の形態により説明し
てきたが、各種の改変形及び改善が当分野の技術者には
思い浮かぶであろう。それ故、好ましい実施の形態が例
として挙げられたものであって、限定事項として挙げら
れたものではないことを理解すべきである。本発明の範
囲は首記の特許請求の範囲によって画定されるものであ
る。
てきたが、各種の改変形及び改善が当分野の技術者には
思い浮かぶであろう。それ故、好ましい実施の形態が例
として挙げられたものであって、限定事項として挙げら
れたものではないことを理解すべきである。本発明の範
囲は首記の特許請求の範囲によって画定されるものであ
る。
【００５５】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００５６】（１）コンピュータ・ノードのクラスタの
境界を越えて着信メッセージを経路指定する方法であっ
て、前記クラスタが１つまたは複数のネットワークに結
合されており、前記方法がポート・タイプ・メッセージ
のメッセージ・ヘッダ内のポート番号及び目標アドレス
を見つけだし、読み取るステップと、前記目標アドレス
に基づいて、前記コンピュータ・ノードのサブセットを
選択するステップと、前記ポート番号に基づいて、前記
サブセット内の複数の考えられる宛先からメッセージに
対する経路の宛先を判定する機能を選択するステップ
と、前記メッセージを前記経路の宛先に送るステップ
と、前記メッセージが境界を越えて送られている間に、
前記サブセット内のメンバシップの少なくとも１つと前
記サブセットの数を動的に変更するステップとを備えて
いる方法。 （２）選択が前記ポート番号と前記メッセージ・ヘッダ
内のプロトコル識別子に基づいていることを備えてい
る、上記（１）に記載の方法。 （３）前記サブセットの数が監視機能によって動的に変
更される、上記（１）に記載の方法。 （４）前記サブセットのメンバシップが監視機能によっ
て動的に変更される、上記（１）に記載の方法。 （５）変更が前記サブセットのメンバの置換、及び前記
サブセットへのメンバの追加の少なくとも１つを含む、
上記（３）に記載の方法。 （６）コンピュータ・ノードのクラスタを越えて着信メ
ッセージを透過的に経路指定するシステムであって、前
記クラスタが１つまたは複数のネットワークに結合され
ており、前記システムがポート・タイプ・メッセージの
メッセージ・ヘッダ内のポート番号及び目標アドレスを
見つけだし、読み取って、前記コンピュータ・ノードの
サブセットを選択する手段と、前記ポート番号に基づい
て、機能を選択し、該機能が前記サブセット内の複数の
考えられる宛先からメッセージに対する経路の宛先を判
定し、該経路の宛先が前記サブセット内の前記コンピュ
ータ・ノードである手段と、前記サブセット内のメンバ
シップの少なくとも１つと前記サブセットの数を動的に
変更する手段とを備えているシステム。 （７）前記サブセットの数が監視機能によって動的に変
更される、上記（６）に記載のシステム。 （８）前記サブセットのメンバシップが監視機能によっ
て動的に変更される。上記（７）に記載のシステム。 （９）変更が前記サブセットのメンバの置換、及び前記
サブセットへのメンバの追加の少なくとも１つを含む、
上記（７）に記載のシステム。 （１０）コンピュータ・ノードのクラスタの境界を越え
て着信メッセージを経路指定する方法であって、前記ク
ラスタが１つまたは複数のネットワークに結合されてお
り、前記方法が境界ノードにおいて、ポート・タイプ・
メッセージのメッセージ・ヘッダ内のポート番号を見つ
けだし、読み取るステップと、前記ポート番号に基づい
て、サブセット内の複数の考えられる宛先からメッセー
ジに対する経路の宛先を判定し、該経路の宛先が前記ク
ラスタ内のコンピュータ・ノードであるステップとを備
えており、前記境界ノードの障害を検出するステップ
と、障害の検出に応答して、状態情報のサブセットを前
記クラスタ内の各ノードから代替境界ノードへ転送する
ステップと、前記代替境界ノードにおいて、前記クラス
タ内のノードから状態情報のサブセットを収集するステ
ップと、前記状態情報を使用して、障害前の前記境界ノ
ードの作動状態を再構成し、メッセージが障害前に前記
境界ノードによって達成されていたのと同じ態様で、前
記代替境界ノードによって分配されるようにするステッ
プとを備えている方法。 （１１）ポート・タイプ・メッセージのメッセージ・ヘ
ッダ内のポート番号及び目標アドレスを見つけだし、読
み取るステップと、前記目標アドレスに基づいて、前記
コンピュータ・ノードのサブセットを選択するステップ
とをさらに備えており、経路の宛先が前記サブセットか
ら選択される、上記（１０）に記載の方法。 （１２）コンピュータ・ノードのクラスタの境界ノード
の障害から回復するシステムであって、前記境界ノード
において、ポート・タイプ・メッセージのメッセージ・
ヘッダ内のポート番号を見つけだし、読取り、前記ポー
ト番号に基づいて、サブセット内の複数の考えられる宛
先からメッセージに対する経路の宛先を判定する機能を
選択し、前記経路の宛先が前記クラスタ内の前記コンピ
ュータ・ノードである手段と、前記境界ノードの障害を
検出する手段と、障害の検出に応答して、前記クラスタ
内の各ノードから状態情報のサブセットを収集する手段
と、前記サブセットから、障害前の前記境界ノードの作
動状態を再構成し、メッセージが障害前に前記境界ノー
ドによって達成されていたのと同じ態様で、代替ノード
によって分配されるようにする手段とを備えている代替
境界ノードとを備えているシステム。 （１３）ポート・タイプ・メッセージのメッセージ・ヘ
ッダ内のポート番号を見つけだし、読取り、前記ポート
番号に基づいて、サブセット内の複数の考えられる宛先
からメッセージに対する経路の宛先を判定する機能を選
択し、前記経路の宛先がクラスタ内のコンピュータ・ノ
ードである手段と、障害の検出に応答して、前記クラス
タ内の各ノードから状態情報のサブセットを収集する手
段と、サブセットから、障害前の境界ノードの作動状態
を再構成し、メッセージが障害前に前記境界ノードによ
って達成されていたのと同じ態様で、代替ノードによっ
て分配されるようにする手段とを備えているコンピュー
タ・ノードのクラスタで使用される境界ノード。
境界を越えて着信メッセージを経路指定する方法であっ
て、前記クラスタが１つまたは複数のネットワークに結
合されており、前記方法がポート・タイプ・メッセージ
のメッセージ・ヘッダ内のポート番号及び目標アドレス
を見つけだし、読み取るステップと、前記目標アドレス
に基づいて、前記コンピュータ・ノードのサブセットを
選択するステップと、前記ポート番号に基づいて、前記
サブセット内の複数の考えられる宛先からメッセージに
対する経路の宛先を判定する機能を選択するステップ
と、前記メッセージを前記経路の宛先に送るステップ
と、前記メッセージが境界を越えて送られている間に、
前記サブセット内のメンバシップの少なくとも１つと前
記サブセットの数を動的に変更するステップとを備えて
いる方法。 （２）選択が前記ポート番号と前記メッセージ・ヘッダ
内のプロトコル識別子に基づいていることを備えてい
る、上記（１）に記載の方法。 （３）前記サブセットの数が監視機能によって動的に変
更される、上記（１）に記載の方法。 （４）前記サブセットのメンバシップが監視機能によっ
て動的に変更される、上記（１）に記載の方法。 （５）変更が前記サブセットのメンバの置換、及び前記
サブセットへのメンバの追加の少なくとも１つを含む、
上記（３）に記載の方法。 （６）コンピュータ・ノードのクラスタを越えて着信メ
ッセージを透過的に経路指定するシステムであって、前
記クラスタが１つまたは複数のネットワークに結合され
ており、前記システムがポート・タイプ・メッセージの
メッセージ・ヘッダ内のポート番号及び目標アドレスを
見つけだし、読み取って、前記コンピュータ・ノードの
サブセットを選択する手段と、前記ポート番号に基づい
て、機能を選択し、該機能が前記サブセット内の複数の
考えられる宛先からメッセージに対する経路の宛先を判
定し、該経路の宛先が前記サブセット内の前記コンピュ
ータ・ノードである手段と、前記サブセット内のメンバ
シップの少なくとも１つと前記サブセットの数を動的に
変更する手段とを備えているシステム。 （７）前記サブセットの数が監視機能によって動的に変
更される、上記（６）に記載のシステム。 （８）前記サブセットのメンバシップが監視機能によっ
て動的に変更される。上記（７）に記載のシステム。 （９）変更が前記サブセットのメンバの置換、及び前記
サブセットへのメンバの追加の少なくとも１つを含む、
上記（７）に記載のシステム。 （１０）コンピュータ・ノードのクラスタの境界を越え
て着信メッセージを経路指定する方法であって、前記ク
ラスタが１つまたは複数のネットワークに結合されてお
り、前記方法が境界ノードにおいて、ポート・タイプ・
メッセージのメッセージ・ヘッダ内のポート番号を見つ
けだし、読み取るステップと、前記ポート番号に基づい
て、サブセット内の複数の考えられる宛先からメッセー
ジに対する経路の宛先を判定し、該経路の宛先が前記ク
ラスタ内のコンピュータ・ノードであるステップとを備
えており、前記境界ノードの障害を検出するステップ
と、障害の検出に応答して、状態情報のサブセットを前
記クラスタ内の各ノードから代替境界ノードへ転送する
ステップと、前記代替境界ノードにおいて、前記クラス
タ内のノードから状態情報のサブセットを収集するステ
ップと、前記状態情報を使用して、障害前の前記境界ノ
ードの作動状態を再構成し、メッセージが障害前に前記
境界ノードによって達成されていたのと同じ態様で、前
記代替境界ノードによって分配されるようにするステッ
プとを備えている方法。 （１１）ポート・タイプ・メッセージのメッセージ・ヘ
ッダ内のポート番号及び目標アドレスを見つけだし、読
み取るステップと、前記目標アドレスに基づいて、前記
コンピュータ・ノードのサブセットを選択するステップ
とをさらに備えており、経路の宛先が前記サブセットか
ら選択される、上記（１０）に記載の方法。 （１２）コンピュータ・ノードのクラスタの境界ノード
の障害から回復するシステムであって、前記境界ノード
において、ポート・タイプ・メッセージのメッセージ・
ヘッダ内のポート番号を見つけだし、読取り、前記ポー
ト番号に基づいて、サブセット内の複数の考えられる宛
先からメッセージに対する経路の宛先を判定する機能を
選択し、前記経路の宛先が前記クラスタ内の前記コンピ
ュータ・ノードである手段と、前記境界ノードの障害を
検出する手段と、障害の検出に応答して、前記クラスタ
内の各ノードから状態情報のサブセットを収集する手段
と、前記サブセットから、障害前の前記境界ノードの作
動状態を再構成し、メッセージが障害前に前記境界ノー
ドによって達成されていたのと同じ態様で、代替ノード
によって分配されるようにする手段とを備えている代替
境界ノードとを備えているシステム。 （１３）ポート・タイプ・メッセージのメッセージ・ヘ
ッダ内のポート番号を見つけだし、読取り、前記ポート
番号に基づいて、サブセット内の複数の考えられる宛先
からメッセージに対する経路の宛先を判定する機能を選
択し、前記経路の宛先がクラスタ内のコンピュータ・ノ
ードである手段と、障害の検出に応答して、前記クラス
タ内の各ノードから状態情報のサブセットを収集する手
段と、サブセットから、障害前の境界ノードの作動状態
を再構成し、メッセージが障害前に前記境界ノードによ
って達成されていたのと同じ態様で、代替ノードによっ
て分配されるようにする手段とを備えているコンピュー
タ・ノードのクラスタで使用される境界ノード。
【図１】従来技術のカプセル化クラスタ・システムを示
す図である。
す図である。
【図２】従来技術のメッセージ・スイッチを示す図であ
る。
る。
【図３】本発明の実施の形態による仮想カプセル化クラ
スタ・システムを示す図である。
スタ・システムを示す図である。
【図４】本発明の他の実施の形態による仮想カプセル化
クラスタ・システムを示す図である。
クラスタ・システムを示す図である。
【図５】図３及び図４のエグゼクタの詳細な図である。
【図６】図３及び図４のマネージャの詳細な図である。
【図７】エグゼクタの流れ図である。
【図８】エグゼクタの流れ図である。
【図９】エグゼクタの流れ図である。
【図１０】エグゼクタのデータ構造を示す図である。
【図１１】マネージャの流れ図である。
【図１２】本発明の実施の形態による高可用性ゲートウ
ェイを有するクラスタを示す図である。
ェイを有するクラスタを示す図である。
１０５ コンピュータ・ノード １０６ コンピュータ・ノード １０７ コンピュータ・ノード １０８ コンピュータ・ノード １０９ ゲートウェイ １１０ 相互接続 １２０ ネットワーク １４０ メッセージ・スイッチ ３００ ＴＣＰ接続ルータ（ＴＣＰ−ＣＲ） ３１０ ＶＥＣルータ ３２０ マネージャ ３４０ エグゼクタ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジャーマン・セルジオ・ゴールドシュミッ ト アメリカ合衆国10522 ニューヨーク州ド ッブス・フェリー チェストナット・リッ ジウェイ 21 (72)発明者 ガーニイ・ダグラス・ホロウェイ−ハント アメリカ合衆国12590 ニューヨーク州ワ ッピンジャー・フォールス エッジヒル・ ドライブ 127 (72)発明者 ステファン・エドウィン・スミス アメリカ合衆国10541 ニューヨーク州マ ホパックハットフィールド・ロード 19
Claims (13)
- 【請求項１】コンピュータ・ノードのクラスタの境界を
越えて着信メッセージを経路指定する方法であって、前
記クラスタが１つまたは複数のネットワークに結合され
ており、前記方法がポート・タイプ・メッセージのメッ
セージ・ヘッダ内のポート番号及び目標アドレスを見つ
けだし、読み取るステップと、 前記目標アドレスに基づいて、前記コンピュータ・ノー
ドのサブセットを選択するステップと、 前記ポート番号に基づいて、前記サブセット内の複数の
考えられる宛先からメッセージに対する経路の宛先を判
定する機能を選択するステップと、 前記メッセージを前記経路の宛先に送るステップと、 前記メッセージが境界を越えて送られている間に、前記
サブセット内のメンバシップの少なくとも１つと前記サ
ブセットの数を動的に変更するステップとを備えている
方法。 - 【請求項２】選択が前記ポート番号と前記メッセージ・
ヘッダ内のプロトコル識別子に基づいていることを備え
ている、請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】前記サブセットの数が監視機能によって動
的に変更される、請求項１に記載の方法。 - 【請求項４】前記サブセットのメンバシップが監視機能
によって動的に変更される、請求項１に記載の方法。 - 【請求項５】変更が前記サブセットのメンバの置換、及
び前記サブセットへのメンバの追加の少なくとも１つを
含む、請求項３に記載の方法。 - 【請求項６】コンピュータ・ノードのクラスタを越えて
着信メッセージを透過的に経路指定するシステムであっ
て、前記クラスタが１つまたは複数のネットワークに結
合されており、前記システムがポート・タイプ・メッセ
ージのメッセージ・ヘッダ内のポート番号及び目標アド
レスを見つけだし、読み取って、前記コンピュータ・ノ
ードのサブセットを選択する手段と、 前記ポート番号に基づいて、機能を選択し、該機能が前
記サブセット内の複数の考えられる宛先からメッセージ
に対する経路の宛先を判定し、該経路の宛先が前記サブ
セット内の前記コンピュータ・ノードである手段と、 前記サブセット内のメンバシップの少なくとも１つと前
記サブセットの数を動的に変更する手段とを備えている
システム。 - 【請求項７】前記サブセットの数が監視機能によって動
的に変更される、請求項６に記載のシステム。 - 【請求項８】前記サブセットのメンバシップが監視機能
によって動的に変更される。請求項７に記載のシステ
ム。 - 【請求項９】変更が前記サブセットのメンバの置換、及
び前記サブセットへのメンバの追加の少なくとも１つを
含む、請求項７に記載のシステム。 - 【請求項１０】コンピュータ・ノードのクラスタの境界
を越えて着信メッセージを経路指定する方法であって、
前記クラスタが１つまたは複数のネットワークに結合さ
れており、前記方法が境界ノードにおいて、 ポート・タイプ・メッセージのメッセージ・ヘッダ内の
ポート番号を見つけだし、読み取るステップと、 前記ポート番号に基づいて、サブセット内の複数の考え
られる宛先からメッセージに対する経路の宛先を判定
し、該経路の宛先が前記クラスタ内のコンピュータ・ノ
ードであるステップとを備えており、 前記境界ノードの障害を検出するステップと、 障害の検出に応答して、状態情報のサブセットを前記ク
ラスタ内の各ノードから代替境界ノードへ転送するステ
ップと、 前記代替境界ノードにおいて、 前記クラスタ内のノードから状態情報のサブセットを収
集するステップと、 前記状態情報を使用して、障害前の前記境界ノードの作
動状態を再構成し、メッセージが障害前に前記境界ノー
ドによって達成されていたのと同じ態様で、前記代替境
界ノードによって分配されるようにするステップとを備
えている方法。 - 【請求項１１】ポート・タイプ・メッセージのメッセー
ジ・ヘッダ内のポート番号及び目標アドレスを見つけだ
し、読み取るステップと、 前記目標アドレスに基づいて、前記コンピュータ・ノー
ドのサブセットを選択するステップとをさらに備えてお
り、 経路の宛先が前記サブセットから選択される、請求項１
０に記載の方法。 - 【請求項１２】コンピュータ・ノードのクラスタの境界
ノードの障害から回復するシステムであって、 前記境界ノードにおいて、ポート・タイプ・メッセージ
のメッセージ・ヘッダ内のポート番号を見つけだし、読
取り、前記ポート番号に基づいて、サブセット内の複数
の考えられる宛先からメッセージに対する経路の宛先を
判定する機能を選択し、前記経路の宛先が前記クラスタ
内の前記コンピュータ・ノードである手段と、 前記境界ノードの障害を検出する手段と、 障害の検出に応答して、前記クラスタ内の各ノードから
状態情報のサブセットを収集する手段と、前記サブセッ
トから、障害前の前記境界ノードの作動状態を再構成
し、メッセージが障害前に前記境界ノードによって達成
されていたのと同じ態様で、代替ノードによって分配さ
れるようにする手段とを備えている代替境界ノードとを
備えているシステム。 - 【請求項１３】ポート・タイプ・メッセージのメッセー
ジ・ヘッダ内のポート番号を見つけだし、読取り、前記
ポート番号に基づいて、サブセット内の複数の考えられ
る宛先からメッセージに対する経路の宛先を判定する機
能を選択し、前記経路の宛先がクラスタ内のコンピュー
タ・ノードである手段と、 障害の検出に応答して、前記クラスタ内の各ノードから
状態情報のサブセットを収集する手段と、サブセットか
ら、障害前の境界ノードの作動状態を再構成し、メッセ
ージが障害前に前記境界ノードによって達成されていた
のと同じ態様で、代替ノードによって分配されるように
する手段とを備えているコンピュータ・ノードのクラス
タで使用される境界ノード。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/701,939 US5918017A (en) | 1996-08-23 | 1996-08-23 | System and method for providing dynamically alterable computer clusters for message routing |
| US08/701939 | 1996-08-23 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH1093655A true JPH1093655A (ja) | 1998-04-10 |
| JP3452466B2 JP3452466B2 (ja) | 2003-09-29 |
Family
ID=24819290
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP22351697A Expired - Fee Related JP3452466B2 (ja) | 1996-08-23 | 1997-08-20 | 着信メッセージを経路指定する方法及びシステム |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| US (2) | US5918017A (ja) |
| EP (1) | EP0838931A3 (ja) |
| JP (1) | JP3452466B2 (ja) |
| KR (1) | KR100255626B1 (ja) |
| CN (1) | CN1146186C (ja) |
| TW (1) | TW340921B (ja) |
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| CN114968746A (zh) * | 2022-06-22 | 2022-08-30 | 中国平安财产保险股份有限公司 | 网络性能数据获取方法、装置、计算机设备及存储介质 |
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