JPS62120147A

JPS62120147A - 論理パス接合通信方式

Info

Publication number: JPS62120147A
Application number: JP60259996A
Authority: JP
Inventors: Shinji Inosaka; 猪阪　伸二; Hiroto Kawahara; 川原　洋人; Yukio Saito; 斎藤　幸雄
Original assignee: Fujitsu Ltd; NEC Corp; Nippon Telegraph and Telephone Corp
Current assignee: Fujitsu Ltd; NEC Corp; NTT Inc
Priority date: 1985-11-20
Filing date: 1985-11-20
Publication date: 1987-06-01

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】〔目　次〕概要産業上の利用分野従来の技術発明が解決しようとする問題点問題点を解決するだめの手段（第１図）作用実施例（ａ）　　一実施例の構成の説明（第２図、第３図）（
ｂ）　　一実施例の動作の説明（第４図、第５図、第６図）（Ｃ）　　他の実施例の説明（第７図、第８図、第９図、第１０図）（ｄ）　　別の
実施例の説明発明の効果〔概　要〕区間内で独立な制御を行う複数のルーティング区間に関
し異なるルーティング区間のノード間で論理パスを用い
て通信を行なう方式において、ルーティング区間の境界
に位置する接合ノードに、論理パス接合のためのルーテ
ィング情報を設け。

ルーティング情報によって接合ノードで論理パス間を接
合することによって、一の区間内で独立な制御を行うル
ーティング区間のノードと他の区間内で独立な制御を行
うルーティング区間のメートとの間で１本の論理パスで
通信するものである。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、データ通信ネットワークにおいて区間内で独
立な制御を行う複数のルーティング区間の論理パスを接
合して９区間内で独立な制御を行う複数のルーティング
区間のノード間での通信を可能とする論理パス接合通信
方式に関する。

近年のデータ通信の発展に伴い、コンピュータ間のデー
タ通信ネットワークの大規模化、複雑化が進みつつある
。

第１１図（５）に示す如くデータ通信ネットワークシス
テムにおいては、複数のセンター１１〜１ｎが通信回線
網１０に物理的に接続されて構成され。

各センター１１〜１ｎは他のセンターと通信回線網１０
によって物理的接続が行なわれ、データ通信が実行され
る。このため、各センター１１〜１ｎでは各々通信制御
を行うために例えば通信制御処理装置ＣＣＰが設けられ
ている。

一方、ネットワークを論理的構成で示すと、第１１図（
５）に示す如く、各センター１１〜１ｎはノードと称さ
れる論理的装置とみなされ２例えば４つのノードで構成
されるネットワークでは、ノード間を接続する通信回線
を論理的伝送路Ｐ１〜Ｐ６でとらえている。

このようなノード間の通信規約はプロトコルと称され、
係るプロトコルにおいては、論理構造で規定される各通
信機能階層の同一レベル間での通信を統一的に行うべく
プロトコルの機能階層構成が用いられており２例えば第
１１図（Ｑの如く、上位から順に機能制御レベル、トラ
ンスポートレベル、データリンクレベル、物理レベルと
いう４つの通信機能レベルが設定されている。これらの
各機能レベルについては２例えば電子通信学会よシ発行
された「新版データ通信」（昭和５４年１２月１日初版
発行）に示されており、説明は簡略化するが、物理レベ
ルとは、物理回線の制御をいい。

例えば回線インターフェイス制御、交換接続手順等であ
り、データリンクレベルとは、隣接装置間の物理回線上
に設定する論理パスの制御で６ｉ）。

例えば、伝送制御手順である。又、トランスポートレベ
ルとは、複数の回線を経由して接続された両端の装置間
の論理パスの制御であシ、論理パス制御の他にルーティ
ング制御等があシ２機能制御レベルとは、情報の入出力
制御や情報変換であシ。

ファイル転送制御等がある。

この内、トランスポートレベルでは、送受信ノード間の
制御を行うものであシ、論理パスの制御が行われ、即ち
２通信を行う１対のプロセスに対して設けた論理パスの
識別制御を行うものである。

このような論理パスでは、各ノードにおいて識別番号（
以下ＴＣＮ番号と呼ぶ）を付し、データ通信において送
受されるデータの先頭にＴＣＮ番号′を付し、どの論理
パスを使用して伝送されてきたかをトランスポートレベ
ルのプログラムが認識できるようにしている。

〔従来の技術〕

係る論理パスの制御において、論理パスの両端にあるプ
ログラムで同一のＴＣＮ番号を使用し。

ＴＣＮ番号とデータリンクとの対応関係によりルーティ
ングを行う方式をＴＣＮルーティングという。また、必
らずしも同一のＴＣＮ番号を使用するのではなく、論理
パスの両端にある各プログラムで任意にＴＣＮ番号を使
用し、宛先ノードアドレス（ノード識別詞）とデータリ
ンクとの対応関係によシル−ティングを行う方式をＮＡ
Ｄルーティングという。例えば、ＴＣＮルーティングの
場合第１２図では、データ転送単位の制御情報部に論理
パス情報として論理パスに白側および相手側が付した同
一のＴＣＮ番号がセットされ、転送が行われる。

このような論理パスが設定される区間内で独立な制御を
行うルーティング区間内においては、ルーティング区間
内の各ノードはその区間内で独立に行われる制御を用い
て論理パスを設定することが可能でアシ、その論理パス
を介し通信が可能である。

〔発明が解決しようとする問題点〕

第１３図囚の如くノードＡとＢの間に区間内で独立な制
御を行うルーティング区間が、ノードＢとＣとの間に区
間内で別の独立な制御を行うルーティング区間が設けら
れていると、ノードＡとノードＣとの通信は同一ネット
ワーク内でも既存のルーティング制御に大きな影響を与
えることなく実現することは不可能であシ、ネットワー
クの再構築が必要となる。

一方、第１３図（ハ）の如くノードＡとＢを含む論理ネ
ットワークＬＮＩと、ノードＣとＤを含む論ネットワー
ク間ＬＮＩ、ＬＮ２との間での通信を既存のルーティン
グ制御に大きな影響を与えることなく実現することは同
様に不可能である。

このため、これら区間内で独立な制御を行うルーティン
グ区間の間、ネットワーク間で通信を行うには、従来、
これらの間に中継用ノード（接続装置）を設け、中継用
ノードでいったん該区間。

ネットワークに設けられた独立の論理パスを切シ。

別途論理パスを設けて通信を行なうようにする必要があ
った。

従って、係る従来技術では、中継用ノードで論理パスを
切シ、更に物理的に接続を行ない、論理パスを設けると
いう動作を行なわねばならず、全てのプロトコルの通信
機能レベルを実行しなければならないという問題があっ
た。

本発明は、トランスポートレベルによって論理パスの接
合を行なうことによって、複雑な各レベルの制御を行な
うことなく、また、既存のルーティング制御に大きな影
響を与えることなく容易に区間内で独立な制御を行う複
数のルーティング区間のノード間の通信を行なうことの
できる論理パス接合通信方式を提供することを目的とす
る。

〔問題点を解決するための手段〕

第１図は本発明の原理説明図である。

図中、Ａ、Ｂ、Ｃ，Ｄはノードであシ、８Ｒ８は論理パ
ス接合のためのルーティング情報である。

本発明では、第１図の如くノードＡ、Ｂの第１の区間内
で独立な制御を行うルーティング区間と。

ノードＣ，Ｄの第３の区間内で独立な制御を行うルーテ
ィング区間とが存在し、さらに第１の区間内で独立な制
御を行うルーティング区間と第３の区間内で独立な制御
を行うルーティング区間との間に第２の区間内で独立な
制御を行うルーティング区間が存在する場合に各区間内
で独立な制御を行うルーティング区間の境界に位置する
ノードを接合ノードとしくこの例ではノードＢ、Ｃ）、
接合ノードＢ、Ｃには論理パス接合のためのルーティン
グ情報ＳＲ８を設ける。

このルーティング情報ＳＲ８は９例えば宛先ノードへの
経由ノードアドレス、論理パスのＴＣＮ番号（ＰＶＣの
場合のみ）等である。

従って、ノードＡからノードＤへ通信するには。

ノードＢへ独立の論理パスＰ１を張って接合ノードＢへ
通信すると、接合ノードＢはルーティング情報８Ｒ８に
従って論理パスＰ４を張シ接合ノードＣと接続し、Ｐｌ
とＰ４の接続情報を作成する。

更に接合ノードＣはルーティング情報ＳＲ８に従って論
理パスＰ６をノードＤと張ってノードＤと接続し、Ｐ４
とＰ６の接続情報を作成する。

即ち、独立の論理パスＰｉ、Ｐ４．Ｐ６の接合を接続ノ
ードＢ、Ｃで実行することによって、ノードＡからノー
ドＤまであたかも１本の論理パスが張られているように
見せてノードＡとノードＤの通信を行なわせるものであ
る。

尚、ノードＢとノードＤ、ノードＡとノードＣとの通信
の場合も同様にして論理パス接合通信が行なわれる。

〔作　用〕

本発明では４区間内で独立な制御を行うルーティング区
間内の区間内で独立な制御を行うためのルーティング情
報とは別に、論理パス接合のためのルーティング情報を
接合ノードに用意し、接合ノードにおいてこのルーティ
ング情報に従って論理パスの接合を行ない９区間内で独
立な制御を行う複数のルーティング区間の独立の論理パ
スが１本の論理パスとして接合された状態にしている。

従って、論理パスの切断をしなくても、トランスポート
レベルの制御で容易に区間内で独立な制御を行う複数の
ルーティング区間間（ネットワーク間）の通信を実現で
きる。

〔実施例〕

伸）一実施例の構成の説明第２図は本発明の一実施例構成図である。

図中、Ａ、Ｂ、Ｃ，Ｄ、’Ｂ、Ｆはノードであシ。

後述する通信制御処理装置ＣＣＰ等が設けられるもので
ありｌ　ａＩ　ｂｅ　Ｃ＃　ｃｔ、ｅ、ｆは各ノードア
ドレスが設定されているもの＋　ｎ１＋　ｎ２１　ｎ３
＋　ｎ４＋ｍｌ、　ｍ１’、　ｍ２．　ｍ直ｍＳ、　ｍ
、：はＴＣＮ番−Ｑで６す、各ノード間の論理パスに対
する各ノードのＴＣＮ番号であシ、α、β、γ、δ、ε
、ζはＤＴＥ（Ｄａｔａ　Ｔｅｒｍｉｎａｌ　Ｅｑｕｉ
ｐｒｎｅｒｕｔ）番号であ＃）、一種の電話番号でおる
。Ｎ、は疑似ノードであり、ノくケラト網相当で構成さ
れるものであり、この例ではノードＢとＣ，ノードＤと
Ｅ、ノードＥとＦを接続するためのものである。

この実施例では、ノードＡとＢとの間がＮＡＤルーティ
ング区間、ノードＣとＤとの間がＮＡＤルーティング区
間として設定され、ノ（ケラト網である疑似ノードＮ！
を含むノードＢとＣとの間、ノードＤとＥとの間、ノー
ドＥとＦとの間はＴＣＮルーティング区間で設定されて
いる。

従って２区間内で独立な制御を行うルーティング区間の
境界に位置する接合ノードはＢ、Ｃ，Ｄ。

Ｅでおる。

即ち、接合ノードＢ−でＮＡＤルーティング区間とＴＣ
Ｎルーティング区間とが接続され、接合ノードＣでＴＣ
Ｎルーティング区間とＮＡＤルーティング区間とが接続
され、接合ノードＤでＮＡＤルーティング区間とＴＣＮ
ルーティング区間が接続され、接合ノードＥでＴＣＮル
ーティング区間同志が接続される形態をとっている０尚、ＮＡＤルーティ／グ区間においては、ノードＡとＢ
、ノードＣとＤの間に別のノードが丸印の如く介在して
もよい。

第３図は各ノードに設けられたｃｃｐ（通信制御処理装
置）のブロック図である。

図中、１は論理ユニットであり２通信制御を行うもので
あシ２例えばミニコンピユータで構成され、主にトラン
スポートレベル及び機能制御レベルの通信機能を実行す
るもの、２は記憶部（メモリ）であシ、各種の通信制御
プログラムの他に係る通信制御プログラムの制御データ
（論理）くス制御のルーティング情報等）を格納してお
くもの。

３は回線インターフェイス部であり、物理レベル（回線
インターフェイス制御）、データリンクレベル（データ
リンク制御）の通信機能を実行するためのハードウェア
であり９通信回線と接続された複数のラインアダプタ（
以下ＬＡと称す）３２〜３ｎと、ラインアダプタ共通部
（以下ＬＡＢと称す）３１と、ラインコントローラ（以
下ＬＣと称す）３０とを有しているもの、４はホストイ
ンターフェイス部でメジ、後述するホストとデータチャ
ネルよ多接続するもの、５は周辺装置インターフェイス
部で６５．ｃｃｐに接続される入出力装置（入力装置２
表示装置等）との接続のためのものであり、６はホスト
コンピュータ（以下、ホストと称す）であシ、データ処
理を実行するものである。

メモリ２には、論理パス接合のためのルーティング情報
としての８Ｇ情報を格納する８Ｇ格納エリア２０と、生
成情報を格納する生成格納エリア２１とが設けられてい
る。

（ｂ）　　一実施例の動作の説明第４図は本発明の一実施例データ転送説明図。

第５図は本発明の一実施例ＲＰ（パス要求。

Ｒｅｑｕｅｓｔ　Ｐａｔｈ）動作説明図、第６図は本発
明の−実施例ＡＰ（パス受入、　Ａｃｃｅｐｔ　Ｐａｔ
ｈ　）動作説明図である。

論理パスの接続には、　Ｖ　Ｃ（Ｖｅｒｔｕａｌ　Ｃ１
ｒｃｕｉｔ）方式とＰ　Ｖ　Ｃ（Ｐｅｒｍａｎｅｎｔ　
Ｖｅｒｔｕａｌ　Ｃ１ｒｃｕｉｔ）方式とがあｐ、ｖｃ
方式は、実際にデータを交信する時に論理パスの両端に
あるプログラムで同期をとってＴＣＮ番号を決定し、交
信中は専有して用い。

交信終了すれば解放するものでオシ、頻繁に交信しない
プログラムにおいて用いられる。一方、ＰＶＣｖｃ方式
ネットワークを設計する段階で設計者が論理パスに対し
固定的に定めるものであシ。

これによって論理パスは常にそのプログラムによって確
保され、頻繁に交信する際に、ｖｃ方式に比し、ＴＣＮ
番号の決定、解放という処理を要せず、ＴＣＮが他で専
有されているときにビジー状態となって論理パスの設定
ができなくなるという問題も生ぜず有利である。

論理パスがＶＣの場合について、ノードＡとノードＦと
の間で論理パスを設定する場合のメカニズムを説明する
。

第４図回に示す如く、論理パスをノードＡとＦとの間に
設定するには、ノードＡからＲＰ送信（パス要求送信）
を行ない、ノードＦからＡＰ送信を受けて論理パスの設
定が行なわれる。

又、ＮＡＤルーティング区間では、ＮＡＤ（ノードアド
レス）とＴＣＮ番号によってルーティングが行なわれ、
データ転送単位（ＴＵ）は、第４図回に示す如く、ヘッ
ダはＲＣＨおよびＴＵＨと称され、制御情報として、ノ
ードアドレス（ＮＡＤ）、論理パス情報（ＴＣＮ番号）
等がセットされる。

一方、ＴＣＮルーティング区間では、ＴＣＮ番号により
ルーティングが行なわれ、データ転送単位（ＴＵ）は、
第４図（ロ）に示す如く、ヘッダはＴＵＨと称され、制
御情報としてＤＴＥ番号対、論理パス情報等がセットさ
れる。

更に、第５図に示す如く、論理パス接合通信の主体とな
るノードＡ及び接合ノードＢ、Ｃ，Ｄ。

Ｅでは、論理パス接合通信を意識したルーティング情報
をＳＧ情報としてメモリ２のエリア２０に予じめ格納し
ておく。

このＳＧ情報は、宛先（ここではｆ）に対する経由ノー
ド又は経由ＤＴＥの対照表であシ１例えば、ノードＡで
は、宛先ノードＦのノードアドレスｆに対し経由ノード
Ｂのノードアドレスｂが。

ノードＢでは、ノードアドレスｆに対し、ノードＣへの
経由ＤＴＢ番号α、βが格納される。以下。

ノードＣ，Ｄ、Ｂでも同様である。

先づノードＡからノードＦへのＲＰ送信について説明す
る。

■　ノードＡでは、メモリ２のエリア２０のＳＧ情報よ
シ宛先ノードＦへの経由ノードがＢであることを知る。

そとでノードＡでは、第４図ＣＢ）のＲＰのルーティン
グ用ヘッダＲＣＨにノードアドレスとしてＮＡＤ（［）
（宛先ノードアドレス）としてす、ＮＡＤ（Ｓ）（ソー
スノードアドレス）としてａを、又論理パス情報のソー
スＴＣＮ番号であるＴ　ＣＮ　（Ｓ）にｎｌ（自ＴＣＮ
番号）を、ＴＵデータとして真のＮＡＤ（Ｄ）　＝　ｆ
　、　Ｎ　Ａ　Ｄ（Ｓ）　＝　ａ等を設定し、ノードＢ
へ転送する。

同時にこれらの生成情報ＮＡＤ■／　Ｎ　Ａ　Ｄ　（Ｓ
）　。

Ｔ　ＣＮ　（８）　、真のＮＡＤ（Ｄ）／ＮＡＤ（Ｓ）
をメモリ２の生成エリア２１にルーティング情報として
格納する。

■　ノードＡからノードＢまでの中継ノードでは、従来
のＩＮＡＤルーティング区間のルーティング制御をＲＰ
のヘッダＲＣＨの情報によシ行なう。

ノードＢでは、到来したＲＰが論理パス接合通信用のも
のであることを判別する。判別の方法としてはＴＵ長に
よる方法、ヘッダ中に論理パス接合通信であることを示
す表示を設ける等の方法がある。ノードＢでは更に、Ｔ
Ｕデータ中の真のＮＡＤ（ｌを調べ、更に中継するか否
か決定する。中継する場合には、宛先ノードＦへの経由
ＤＴＥ番号がα、βであることを自己のＣＣＰのメモリ
２のエリア２０の８Ｇ情報より知る。

そこで、今度はＴＣＮルーティングであるから。

第４図（ハ）のＲＰのヘッダＴＵＨにＤＴＥ番号対とし
てα、βを、ＴＣＮ番号としてｍｌを、ＴＵＨに真（Ｑ
　Ｎ　Ａ　Ｄ（ＩＪ　＝　ｆ　、　Ｎ　Ａ　Ｄ（Ｓ）　
＝　ａを設定し、送信する。

又、生成情報としてＮＡＤルーティング区間の他端ａ、
ＮＡＤルーティング区間の論理パス情報の宛先ＴＣＮ番
号であるＴＣＮ（至）＝ｎ１．論理パス情報０ンーｘＴ
ＣＮ番号であるＴＣＮ（８）＝ｎｔと。

ＴＣＮルーティング区間のＴＣＮ番号ｍ１との対照表を
作成し、メモリ２のエリア２１にルーティング情報とし
てセットしておく。

■　ＴＣＮルーティング区間では、パケット網Ｎｓによ
って従来のＴＣＮルーティング制御がＲＰのヘッダＴＵ
Ｈの情報によシ行なわれ、ノードＣにＲＰが到達する。

ノードＣでは、ＲＰのヘッダＴＵＨ中の真のＮＡＤ（Ｄ
Ｊが存在することを知シ、それをみて更に中継するか否
かを決定する。

中継する場合には、自ＣＣＰのメモリ２のエリア２０の
ＳＧ情報よシ、宛先ノードＦへの経由ノードがＤである
ことを知る。

そこで、ＲＰのヘッダＲＣＨにＮ　Ａ　Ｄ　（Ｄ）とし
てｄを、ＮＡＤ（Ｓ）としてＣを、又Ｔ　ＣＮ　（Ｓ）
としてｎｌを、ＴＵデータに真のＮＡＤ（Ｄ）＝ｆ、Ｎ
ＡＤ（８）＝ａを設定し、ノードＤへ送信する。

更に、ＮＡＤルーティング区間の他端ｄと、ＴＣＮルー
ティング区間＋７）ＴＣＮ番号番号７と、ＮＡＤルーテ
ィング区間のＴ　ＣＮ　（Ｓ）＝　ｎ、との対照表を作
成し、メモリ２のエリア２１にルーティング情報として
セットしておく。

■　ノードＣからノードＤｔでの中継ノードでは、ステ
ップ■と同様従来のＩＮＡＤルーティング区間のルーテ
ィング制御をＲＰのヘッダＲＣＨの情報に↓シ行なう。

ノードＤでは、ステップ■のノードＢと同様。

到来したＲＰが論理パス接合通信用かを判別し。

更に中継するか否かを決定する。そして、中継する場合
には、ステップ■と同様ＳＧ情報よシ宛先ノードＦへの
経由ＤＴＥ番号がγ、δであることを知、り、ＲＰのヘ
ッダＴＵＨにＤ’Ｉ’Ｂ番号対してγ、δを、ＴＣＮ番
号としてｍｌを、真０ＮＡＤ（ＩＩＪ：ｆ、ＮＡＤ（Ｓ
）＝ａを設定し、送信する。

更に、生成情報としてＮＡＤルーティング区間の他端Ｃ
と、ＮＡＤルーティング区間のＴＣＮＱ））＝　ｎｓ、
　Ｔ　ＣＮ　（Ｓ）　”　”４と、ＴＣＮ／Ｉ／−フイ
ング区間のＴ　ＣＮ　（Ｓ）　＝　ｍｌとの対照表を作
成し、メモリ２のエリア２１にルーティング情報として
セットしておく。

■　ノードＤからノードＥまでのＴＣＮルーティング区
間では、パケット網Ｎｓによって従来と同一のＴＣＮル
ーティング制御がＲＰのヘッダＴＵＨの情報により行な
われ、ノードＥにＲＰが到達する。

ノードＥでは、到来したＲＰのヘッダＴＵＨ中の真のＮ
ＡＤ（［］を見て、更に中継するか決定する。

中継する場合には、メモリ２のエリア２ｏのＳＧ情報を
見て、宛先ノードＦへの経由ＤＴＥ番号がε、ζである
ことを知る。

そこで、ＲＰのヘッダＴＵＨにＤＴＥ番号対としてε、
ζを、ＴＣＮ番号としてｍ、を、又真のＮＡＤ（Ｉ）、
ＮＡＤ（Ｓ）としてｆ、ａをそれぞれ設定し。

送信する。

又、ＴＣＮルーティング区間のＴＣＮ番号ｍ≦とＴＣＮ
ルーティング区間のＴＣＮ番号番号との対応表を作成し
、メモリ２のエリア２１にルーティング情報として格納
しておく。

■　ノードＥからノードＦまでのＴＣＮルーティング区
間では、パケット網Ｎ、にょって従来と同一のルーティ
ング制御がＲＰのヘッダＴＵＨの情報によシ行なわれ、
ノードＦにＲＰが到達する。

ノードＦではＲＰのヘッダＴＵＨ中の真のＮＡＤｏをみ
て、自ノード宛であることが判る。

又、　Ｘ（７）ＮＡＤ（ＩＪ　＝　ｆ　、　ＮＡＤ（Ｓ
）　＝　ａ　、　Ｔ　ＣＮ番号ｍＩ等をルーティング情
報としてメモリ２のエリア２１にルーティング情報とし
て格納しておく。

このようにして各接合ノードＢ、Ｃ，Ｄ、Ｅでパス要求
ＲＰの中継が行なわれ、異なるルーティング区間を介し
ノードＦにノードＡからのＲＰが伝達される。

次に、ノードＦからノードＡへのＡＰ送信について第６
図を用いて説明する。

■　ノードＦでは、ＡＰのヘッダＴＵＨにＴＣＮ番号と
してｍＩを設定し、送信する。

■　パケット網Ｎ、では、ＴＣＮルーティング制御によ
、９ＡＰのＴＣＮ番号ｍｉよリノードＥにＡＰを伝播す
る。

ノードＥでは、ＡＰのヘッダＴＵＨ中のＴＣＮ番号＝ｍ
ｓをもとに、メモリ２のエリア２１のＲＰ通過時に生成
したルーティング情報を検索することによシ、当該ＡＰ
をＴＣＮ番号＝幌へ中継する必要のあることがわかる。

そこで、ＡＰのヘッダＴＵＨにＴＣＮ番号＝ｍｉを設定
し送信する。

■　同様にパケット網Ｎ！では、ＴＯＮルーティング制
御によｊ５．ＡＰのＴＣＮ番号ｍノよシノードＤにＡＰ
を伝播する。

ノードＤでは、ＡＰのヘッダＴＵＨ中のＴＣＮ番号；ｍ
ｌをもとに、メモリ２のエリア２１のＲＰ通過時に生成
したルーティング情報を検索することにより、当該ＡＰ
をノードＣへ中継する必要のあることがわかる。そこで
、ＲＰ通過時に生成したルーティング情報をもとに、Ａ
ＰのヘッダＲＣＨにＮＡＤＣＩＩＪ、ＮＡＤ（Ｓ）とし
てｃ、ｄを、　Ｔｌ：Ｎ（ＣＩ、ＴＣＮ（Ｓ）として０
３＋　ｎ４を、また、ＴＵＨに１０８口としてｎｌを設
定し送信する。

又、これとともに、メモリ２のエリア２１に帰シのルー
ティング情報としてＮＡＤルーティングの他端ｃ、ＮＡ
Ｄルーティングの’ｒｃＮ（Ｉ）、ＴＣＮ　（Ｓ）とし
てｎ、、　ｎ、、　Ｔ　ＣＮ／Ｌ／−ティングｏＴｃＮ
番号（パケット網Ｎ３の種別を含む）としてｍｌを格納
しておく。

＠　ノードＤからノードＣまでの中継ノードでは従来の
ＮＡＤルーティング制御をＡＰのヘッダＲＣＨの情報に
より行なう。

ノードＣでは、ＡＰのヘッダＲＣＨ中のＴＣＮ（至）＝
ｎｓをもとに、メモリ２のエリア２１のＲＰ通過時に生
成したルーティング情報を検索することによシ、当該Ａ
ＰをＴＣＮ番号番号ｒｎｌへ中継する必要のあることが
わかる。そこで、ＡＰのヘッダＴＵＨにＴＣＮ番号＝ｍ
Ｉを設定し送信する。また。

Ｔ　ＣＮ　（８）　＝ｎａ　−Ｔ　ＣＮ　（Ｊ）＞　＝
−をメモリ２のエリア２１に帰シのルーティング情報と
して退避しておく。

■　ノードＣからノードＢへはパケット網Ｎ、によって
同様にＴＣＮルーティング制御によってノードＢへＡＰ
を伝播する。

ノードＢでは、ステップ■のノードＤと同様にＡＰのヘ
ッダＴＵＨ中のＴＣＮ番号ｍ１よシ、メモリ２のエリア
２１のルーティング情報を検索し。

当該ＡＰをノードＡへ中継する必要があることがわかる
。

そこで、ＲＰ通過時に生成したルーティング情報を元に
、ＡＰのヘッダＲＣＨにＮＡＤ（至）、Ｎ、ＡＤ　（Ｓ
）としてａ、ｂを、ＴＣＮ（Ｄ）、ＴＣＮ（８）として
ｎ、、　　ｎ＝を、又ＴＵＨにＴＣＮ（１）としてｎｌ
を設定し。

送信する。

又、これとともに、メモリ２のエリア２１に帰シのルー
ティング情報としてＮＡＤルーティングの他端ａ、ＮＡ
ＤルーティングのＴＯＮ◎、ＴＣＮ（ｓ）トシテｎｌ、
ｎｔ、ＴＣＮルーティングのＴＣＮ番号としてｍｌを格
納しておく。

■　ノードＢからノードＡまでの中継ノードでハ、従来
のＮＡＤルーティング制御をＡＰのヘッダＲＣＨの情報
によシ行なう。

ノードＡでは、ＡＰのヘッダＲＣＨ中のＴＣＮ（Ｉｌ］
＝ｎｔをもとに、ＲＰ送信時に生成したルーティング情
報を検索することによシ、当該ＡＰが自ノードであるこ
とがわかる。また、　Ｔ　ＣＮ　（Ｓ）−＝　ｎｘ　−
ＴＣＮ０＝ｎ８．ＮＡＤルーティングの他端すを帰シの
ルーティング情報としてエリア２１に退避しておく。

このようにして、予じめ論理パス接合通信の主体となる
ノードＡ及び接合ノードＢ、Ｃ，Ｄ、Ｅに論理パス接合
通信を意識したルーティング情報をＳＧ情報としてＣＣ
Ｐのメモリ２のエリア２０に保持しておき、ＮＡＤルー
ティング区間とＴＣＮルーティング区間の接合を９両ル
ーティング区間の境界となる接合ノードで行う。

即ち、論理パスがＶＣの場合、論理パスの設定時に、Ｔ
ＣＮルーティング区間とＮＡＤルーティング区間のパス
接合のだめのルーティング情報を接合ノードで生成する
。論理パスの解放時には。

当該ルーティング情報を解放する。

一方、ＮＡＤルーティング区間では、ＮＡＤとＴＣＮ番
号によシル−ティングを行い、ＴＵのヘッダ中のＮＡＤ
には、ＮＡＤルーティング区間内の発信元ＮＡＤ及び宛
先ＮＡＤを設定する。

更に、論理パスがＶＣの場合には、ＲＰのＴＵデータ域
に真の発信元ＮＡＤ及び宛先ＮＡＤを退避する。又、Ｔ
ＣＮルーティング区間ではＴＣＮ番号によシル−ティン
グを行う。

このようにしてノードＡからノードＦまでの論理パスの
設定を行なう。

論理パスの設定後、ＲＰ、ＡＰ以外のコマンドを送受信
する場合は、論理パス設定時に生成したルーティング情
報をもとに各接合ノードＢ、Ｃ。

Ｄ、Ｅで各ルーティング区間の接合を行なう。

そのメカニズムはＡＰ送信の場合と同一であシ。

ルーティング情報の検索によシ、中継の有無を判定し、
ＴＣＮ番号、ＮＡＤを設定して順次中継を行なう。

この場合、新たなルーティング情報の設定は行なわない
。従って、ＶＣの場合、ＲＰ、ＡＰ送信によって生成さ
れた論理パス接合のためのルーティング情報に従って各
接合ノードで論理パスの接合を行って中継を行ない、ノ
ードＡからノードＦへは１本の論理パスとしてみなして
通信を行なえるようにしている。

一方、論理パスがＰＶＣの場合には、前述の生成情報を
接合ノードＢ、Ｃ，Ｄ、Ｅ及びノードＡ。

Ｆで予じめＳＧ情報として格納しておくことによって、
同様に論理パス接合通信が可能となる。

また、ＶＣの論理パスとＰＶＣの論理パスとを接合ノー
ドにおいて接合し、一本の論理パスとみなして通信を行
う論理パス接合通信も可能である。

（Ｃ）　　他の実施例の説明第７図は本発明の他の実施例の構成図である。

図中、第２図で示したものと同一のものは同一の記号で
示しである。

この実施例では、ノードＡとノードＢとを含むＮＡＤル
ーティング区間で第１の論理ネットワーク（ＬＮ）を構
築し、ノードＣ，Ｄ、Ｅ、Ｆを含むＮＡＤ、ＴＣＮルー
ティング区間で第２の論理ネットワークを構築している
。

ノードＢとノードＣがＬＮ間接合ノードでアシ。

接合ノードＢとＣはパケット網Ｎ、を介しＴＣＮルーテ
ィング区間として接続され２両ＬＮ間の通信を可能とし
ている。

この実施例でも、各ノードＡ、Ｂ、Ｃ，Ｄ、Ｂ。

Ｆに第３図の通信制御処理装置ＣＣＰが設けられている
。

第８図は本発明の他の実施例のデータ転送説明図、第９
図は本発明の他の実施例ＲＰ動作説明図。

第１０図は本発明の他の実施例ＡＰ動作説明図であるＱ論理パスがＶＣの場合について、ノードＡとノードＦと
の間で論理パスを設定する場合のメカニズムを説明する
。

自ＬＮ以外のＬＮに属するノードのノードアドレスＮＡ
Ｄに対し、ＬＮ識別詞を付することによって行なう。

即ち、第１のＬＮに属するノードには「＃１」を、第２
のＬＮに属するノードには「＃２」をＬＮ識別詞として
付する。

メモリ２のエリア２０にＳＧ情報として格納しておくも
のは、第９図の如く、ノードＡでは論理パス接合のだめ
の宛先＃２．経由ノードアドレスｂであシワノードＢで
は論理パス接合のだめの宛先＃２．経由ＤＴＥ番号α、
βである。また、ノードＣ，Ｄ、Ｂは同−ＬＮ内である
から、第１の実施例の第５図のものと変シない。

先づ、ノードＡからノードＦへのＲＰ送信について第５
図の実施例と比較して説明する。

ノードＡからノードＦのＲＰ送信に当っては。

第１のＬＮ内ではノードＦのノードアドレスｆに第２の
ＬＮの識別詞＃２を付し、第２のＬＮ内ではノードＡの
ノードアドレスａに第１のＬＮの識別詞＃１を付して送
信を行なう。

例えば、ノードＡからノードＢの第１のＬＮ内では、第
８図（ｎ）及び第９図に示す如く、ヘッダＲＣＨのＮＡ
Ｄ（［］／ＮＡＤ（Ｓ）及びＴＣＮ番号は、同一のＬＮ
内であるため、第５図のものと変らないｉｌ　、　Ｘ　
ｏ　Ｎ　Ａ　Ｄ　５））　／　Ｎ　Ａ　Ｄ　（Ｓ）は＄
２．ｆ／ａとして、ノードアドレスｆに第２のＬＮ識別
詞＃２を付する。

これによってノードＢでは、ＬＮ識別詞よシＳＧ情報を
検索し、ＤＴＥ番号番号、βを得、今度は第２のＬＮの
ノードＣに送信するため、真のＮＡＤ（Ｄ）／ＮＡＤ（
８）はｆ／ａ、＃ｘとして、／−ドアドレスａに第１の
識別詞＃ｌを付する。以降。

ノードＣ，Ｄ、Ｅ、Ｆの動作は第１の実施例の第５図の
ものと変りない。但し、真のＮＡＤ（至）／ＮＡ　Ｄ　
（Ｓ）をｆ／ａ、＃１とする。

ＲＰ通過時に各ノードＡ、Ｂ、Ｃ，Ｄ、Ｅ、Ｆに生成さ
れるルーティング情報は第５図のものと変シない。但し
、ノードＡ、Ｆでは各々ＬＮ識別のため、真のＮＡＤ（
ト）／　Ｎ　Ａ　Ｄ　（Ｓ）として＃２．ｆ／ａ、ｆ／
＃１１　ａを生成する。

尚、これらを第９図のカッコに示す如く、ノードＢ、Ｃ
，Ｄ、Ｅで生成しておいてもよい。

このＬＮ識別詞の意味は、他のＬＮにおいて同一のノー
ドアドレスが付されていることを考慮して付されるもの
である。

一方、ノードＦからノードＡへのＡＰ送信については、
第１０図に示す如（、ＡＰ送信のＴＵ中の情報は第５図
の場合と変りな（’、ＡＰ通過時の各ノードＡ、Ｂ、Ｃ
，Ｄ、Ｅ、Ｆに生成されるルーティング情報も第５図の
ものと変シない。

但し、ノードＡ、Ｆでは各々ＬＮ識別のため。

真のＮＡＤ（［９／ＮＡＤ（８）としてそれぞれ＃２．
ｆ／ａｔｆ／＃１１ａを生成する。

従って、他のＬＮのノードＦへ接続するだめ。

ノードＡから宛先ＮＡＤ（ｌを＃２．ｆとして送信し、
接合ノードＢで宛先ＮＡＤ鋤をｆとし、ソースＮ　Ａ　
Ｄ　（Ｓ）をａ、＃１として他（７）ＬＮＯ／−）’Ｃ
へ送信して自ＬＮ以外のＮＡＤを識別させるようにして
いる。他のＬＮ内ではこれをそのままノードＦまで伝え
る。

即ち、第５図に比し、自ＬＮ以外のＬＮＫ属するＮＡＤ
について、ＮＡＤ−、ＬＮ識別詞十ＮＡＤへの読みかえ
を行うことによって実現し、それ以外は第２図乃至第６
図の実施例のものを踏襲する。

同様に論理パス設定後、ＲＰ、ＡＰ以外のコマンドを送
受信する場合は、論理パス設定時に生成したルーティン
グ情報をもとに各接合ノードＢ。

Ｃ，Ｄ、Ｅで各ルーティング区間の接合を行なう。

そのメカニズムは、同様にＡＰ送信の場合と同一であシ
、ルーティング情報の検索によシ、中継の有、無を判定
し、ＴＣＮ番号、ＮＡＤを設定して順次中継を行ない、
この場合新たなルーティング情報の設定は行わない。

なお、自ＬＮ以外のＬＮに属するＮＡＤのみならず自Ｌ
Ｎに属するＮＡＤについてもＮＡＤ−、ＬＮ識別詞＋Ｎ
ＡＤへの読みかえを行うことも可能である。

Ｆで予じめＳ＋Ｇｈｙ報として格納しておくことによっ
て、同様に論理パス接合によるＬＮ間通信が可能となる
。

このようにして、異なるノードアドレス体系のＬＮ間を
容易に論理パス接合によって接続することができる。

（ｄ）　　別の実施例の説明第２図の実施例においては、ＴＣＮルーティング区間と
ＮＡＤルーティング区間という異なるルーティング区間
の接続の例で説明したが、同一のルーティング方式の区
間２例えば、ＮＡＤルーティング区間とＮＡＤルーティ
ング区間、ＴＣＮルーティング区間とＴＣＮルーティン
グ区間との接続にも適用できる。

又、同様にしてノードＡからノードＣ，Ｄ、Ｅへの論理
パス設定も可能でアリ、ノードＢからノードＣ，Ｄ、Ｅ
、Ｆへの論理パス設定も可能となシ、逆にノードＣ，Ｄ
、Ｂ、Ｆから、′−ドＡ、　Ｂへの論理パス設定もでき
る。

更に、第７図の２つのＬＮ間のみならず、複数のＬＮ間
の多段接続もＬＮ鷹別詞の数を増やすことによって実現
できる。

又、ノードＢ、Ｃ間はパケット網接続のみならず専用直
結回線による物理的接続であってもよい。

以上本発明を実施例によシ説明したが２本発明は本発明
の主旨に従い種々の変形が可能でオシ。

本発明からこれらを排除するものではない。

〔発明の効果〕

以上説明した様に２本発明によれば、接合ノードで論理
パスの接合によって区間内で独立な制御を行う複数のル
ーティング区間の接続を行なうことができ、独立の論理
パスを切断することなく。

区間内で独立な制御を行う複数のルーティング区間間の
通信ができるという効果を奏する。又、接合ノードでＴ
ＣＮ番号等のルーティング情報を保持しておくことによ
って論理パス接合ができ、特別の中継装置や中継のため
のプロトコル変換機能を持たせずに実現できるという実
用１優れた効果も奏する。

【図面の簡単な説明】第１図は本発明の原理説明図。第２図は本発明の一実施例構成図。第３図は第２図構成のノードに設けられる通信制御処理
装置（ＣＣＰ　）の構成図。第４図は本発明の一実施例データ転送説明図。第５図は本発明の一実施例ＲＰ送信動作説明図。第６図は本発明の一実施例ＡＰ送信動作説明図。第７図は本発明の他の実施例構成図。第８図は他の実施例のデータ転送説明図。第９図は他の実施例ＲＰ送信動作説明図。第１０図は他の実施例ＡＰ送信動作説明図。第１１図はデータ通信ネットワーク制御の説明図。第１２図はデータ転送フォーマット説明図。第１３図は従来技術の問題点説明図である。図中、　Ａ、　Ｂ、　Ｃ，Ｄ、　Ｅ、　Ｆ　　・・・ノ
ード。Ｂ、Ｃ・・・接合ノード。８Ｒ８・・・ルーティング情報。Ｐ１〜Ｐ６・・・独立の論理パス。ｊ７゛５“ｊ″−（Ｂ）ａｍ。プ゛′−タ通イ＄牛ットワーフ奉ｊ卿の説明図薄り端斬テ゛′−タ阜りにフ丁−マソト畜荒明図第１２図

Claims

【特許請求の範囲】

（１）複数のノードからなるネツトワークにおける通信
において一の区間内で独立な制御を行うルーテイング区
間と他の区間内で独立な制御を行うルーテイング区間と
の境界に位置する接合ノードに、論理パス接合のためのルーテイング情報を設け、該ルー
テイング情報により該接合ノードで該一の区間内で独立
な制御を行うルーテイング区間の論理パスと該他の区間
内で独立な制御を行うルーテイング区間の論理パスを接
合し、該一の区間内で独立な制御を行うルーテイング区間のノ
ードと該他の区間内で独立な制御を行うルーテイング区
間のノードとの間で通信を行なうことを特徴とする論理
パス接合通信方式。
（２）前記ルーテイング情報が宛先ノードに対する経由
情報であることを特徴とする特許請求の範囲第（１）項
記載の論理パス接合通信方式。