JPS62164341A - 同報通信方法 - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、複数のノードが通信路により接続されたネッ
トワークにおける同報通信方法に関する。

〔従来の技術〕

従来、同報通信方法には種々の方法が考えられている。

例えば、プレンティス・ホール（ｈ・ｃ＋＋１．ｉｃｅ
　１ｌａｌｌ）社から出版されている、アンドリュー・
ニス・タン札ンバウム（Ａｎｄｒｅｗ　Ｓ、　Ｔａｎｅ
ｎｂａｕｍ）著のコンビ、１−タ・ネッ１−ワークス（
Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｎｃｔｗｏｒｋｓ）１９８１年の２
１３ページから２１４ページにかけて記載されている方
法のうち、本発明に直接関係する方法を以下で述べる。

（＋）ポイント間ルーティング これは同報通信の対象となるノード集＆に対して同報通
信発呼者が１ノードずつ同報メツセージを送出する方法
である。この方法は同報通信に要する時間か長くかかる
し、また各ノードがネッｉ・ワークトポロジーを知る必
要があり、有効な方法とは言えない。

（２）フラッデングルーティング これは各ノードにて、全ての到着同報メ・ソセージを全
ての出力リンクに送出する方法である。この方法は全て
のノードが到達可能であれば、最短の時間で同報メツセ
ージを送ることができるが、同報メツセージが無限にネ
ットワーク内をまわり続ける可能性があり、それを避け
るために、各同報メンセージにはノードを通過する度に
インクリメンｌ〜されるカウンタフィールドを有してお
り、このカウンタフィールドの値が一定値以上になると
同報メツセージを棄却する方法を併用している。

不必要な同報メツセージがリンクに多数存在するが各ノ
ードは全体のネットワークボロジーを知る必要かなく、
また同報通信の高応答性、高信頼性も保証される。

（３）　リバースバスフォワーディングルーティング この方ｄＥは前記のフラップインクルーティングを改良
した乙のである。各ノー１〜ではルーティングテーブル
を持っており５同報メツセージか到着すると、同報メツ
セージ発呼ノードから受信ノードへのパスがルーティン
クチ−プルで最短となるような隣接ノードから到着した
ものである場合には、このメツセージを受信して入力リ
ンク以外の全ての出力リンクに送出し、それ以外の場合
は、メツセージは棄却される。また同じ効果は到着同報
メツセージが既に以前に受信されたものであるならばこ
のメツセージを棄却するという方法でら得られる。い、
ずれにせ９よ、同報メツセージが無限にネットワーク内
をまわり続けることはない。

フラッディングに比べ不必要な同報メツセージの数は減
り効率的となるがまだ不要な同報メツセージは存在する
。

〔発明が解決しようとする問題点３ 以上述べたいずれの従来方法にても５同報メツセージ受
信に対する送達確認（以下Ａ　Ｃｆ（と称す）情報ζ、
Ｈ周側のノードから発呼ノードに返される。

この場合、ネッ）・ワークのノード数が増えてくると、
大量のＡＣＫ情報がネッ１−ワーク内に行き交わされる
ことになり効率が落ちてくるという問題点がある。

Ｃ問題点を解決するための手段ノ 第１の発明の方法は、複数のノードが通信路により接続
されているネッＩ−ワークで同報通信を行なう同報通信
方法において、 制位ｆ情報を示す制御フィールドと同報メツセージか通
過してきたノードのアドレス列を示すパスフィールドと
、情報データ分示すＶｉ報データフィールドより成る同
報メッセージを使用し、各ノードにはそれぞれ１＜スフ
イールドメモリを用意し、 前記各ノードでは前記同報メツセージ企受信すると該入
力同報メツセージが既に受信している同報メ・ソセージ
と同一の二重受信メツセージであるかどうかの第１の判
定を行ない、 前記第１の判定で二重受信メツセージでないならば前記
入力同報メツセージ中の前記パスフィールドドのノード
アドレスが、自ノードのリンクに接続されている隣接ノ
ードの全てのアドレスを含むかどうかの第２の判定を行
ない、 前記第２の判定で全てのア１くレスを含むならば前記入
力同報メツセージの発呼ノードに対してパスフィールド
ドのアドレス別に自ノードのアドレスを付加した情報を
送達確認メツセージとして送出し、 前記第２の判定で全てのアドレスは含まないならは首記
入力同報メツセージのパスフィールドに自ノードのアド
レスを付加して新たなパスフィールドを構成し１、該新
たなパスフィールドを自ノードの前記パスフィールドメ
モリに蓄積すると共に出力同報メツセージのパスフィー
ルドとして自ノードに接続されている隣接ノードのうち
、前記入力同報メツセージが入力されたノードを除く全
ての隣接ノードに出力し、 前記第１の判定で二重受信メツセージであるならば自ノ
ードにある前記パスフィールドメモリの格納ノードアド
レス列と前記入力同報メツセージ中のパスフィールドの
ノードアドレス列の双方の中に自ノードのリンクに接続
されている隣接ノードの全てのアドレスが含まれるかど
うかの第３の判定を行ない、 前記第３の判定で全てのアドレスが含まれるならば前記
同報メツセージの発呼ノードに対して前記パスフィール
ドメモリの内容と前記入力同報メ・ソセージ中のパスフ
ィールドの内容とから重複がないようなアドレス列情報
を送達確認メツセージとして送出し、 前記第３の判定で全てのアドレスは含まれないならば前
記アドレス列情報を前記パスフィールドメモリに格納し
同報メツセージは出力しないで構成される。

第２の発明の方法は、複数のノードが通信路により接続
されているネッＩ・ワークで同報通信を行なう同報通信
方法において、 制御情報を示す制御フィールドと同報メツセージが通過
してきたノードのアドレス列を示すパスフィールドと、
情報データと示す情報データフィールドより成る同報メ
ツセージを使用し、谷ノードにはそれぞれパスフィール
ドメモリを用意し、 前記各ノードでは前記同報メツセージを受信すると該入
力同報メツセージが既に受信している同報メツセージと
同一の二重受信メツセージであるかどうかの第１の判定
を行ない、 前記第１の判定で二重受信メツセージでないならば前記
入力同報メツセージ中の前記パスフィールドドのノード
アドレスが、自ノードのリンクに接続されている隣接ノ
ードの全てのアドレスを含むかどうかの第、２の判定を
行ない、 前記第２の判定で全てのアドレスを含むならば前記入力
同報メツセージの発呼ノードに対してバスフィーｌレド
のアドレス別に自ノードのアドレスを付加した情報を送
達確認メツセージとして送出し、 前記第２の判定で全てのアドレスは含まないならば前記
入力同報メツセージのパスフィールドに自ノードのアド
レスを付加して新たなパスフィールドを構成し、該新た
なパスフィールドを自ノードの前記パスフィールドメモ
リに蓄積すると共に出力同報メツセージのパスフィール
ドとして自ノードに接続されている隣接ノードのうち、
前記パスフィールドメモリに蓄積されているノードを除
く全ての隣接ノードに出力し、 前記第１の判定で二重受信メ・ソセージであるならば自
ノードにある前記パスフィールドメモリの格納ノードア
ドレス列と前記入力同報メ・ソセージ中のパスフィール
ドのノードアドレス列の双方の中に自ノードのリンクに
接続されている隣接ノードの全てのアドレスが含まれる
かどうかの第３の判定を行ない、 前記第３の°Ｉ’１１定で全てのアドレスが含まれるな
らば前記同報メツセージの発呼ノードに対して前記パス
フィールドメモリの内容と前記入力同報メツセージ中の
パスフィールドの内容とから重複がないようなアドレス
列情報を送達確認メツセージとして送出し。

前記第３の判定で全てのアドレスは含まれないならば前
記アドレス列情報を前記パスフィールド、メモリに格納
し同報メツセージは出力しないで構成される。

〔実施例Ｊ 次に、本発明の一実施例について図面を参照して説明す
る。

本発明における同報メツセージの構成例を第４図（ａ）
および（１））に示す、、第４図（ａ）および（ｂ）に
おいて、制御フィールドにこは、メッセージ長メッセー
ジ識別番号メッセージ種々情報メッセージの発呼ノード
アドレス、着呼、ノードアドレス等、を含み、パスフィ
ールドにはこの同報メツセージが通過してきたノードの
アドレスが全て古まれる。例えば第１１図（ａ）の例で
はこの同報メツセージが受信される前に、Ａ１〜Ａ６の
ノードを通過してきている。また、この同報−メツセー
ジの受信ノードアドレスがＡ７であったとすると、この
ノードから出力される時の同報メ・ソセ−シのバスフィ
ール）〈は、第４図（ｂ）のようにＡ７が１付加された
形となる。

第１図は第１の発明の一実施例を示す流れ図である。

第１図に示す同報通信方法の流れ図により第１の発明の
詳細な説明する。

各ノードには、そのノードのリンクが直接に接続されて
いる隣接ノードのリストが格納されている。例えば、第
３図（ａ＞に示すネットワーク例では、ノード３２の隣
接ノードのリスＩ・は、ノード３１，３３．３４となる
。各ノードではステップ１００で同報メツセージを受信
すると、受信された同報メツセージが既に受信済のもの
であるが、初めて受信されたものであるかをステップ１
０１で判定する。もし初めて受信されたものであると、
即ちステップ１０１の判定結果がＮｏであると、このメ
ツセージの識別子（同報メツセージの発呼ノードアドレ
スとメツセージ番号）を格納する。

この識別子は同じ同報メツセージを２度受信したことを
検出する前記ステップ１０１で用いられる。

次に、ステップ１０１の判定結果かＮ　Ｏの場き、量子
））メ・ノセージ中のパスフィールＩ・の内容か該ノー
ドの隣接ノードのリス１〜を全て含んでいるかどらかを
ステップ１０２で判定する。ここでパスフィールドの内
容は同報メツセージが通過し一ζきたノードのアドレス
を全て含むものである。もし、ステップ１０２での判定
結果がＮｏであると、次にステップ１０３で自ノードの
アドレスを該パスフィールドに追加し、ステップ１０４
でこのパスフィールドを自ノード内のパスフィールドメ
モリリに格納する。続いて、自ノードのアドレスが付加
されたパスフィールドを同報メツセージに入れ。

ステップ１０５にて受信リンクを除いた全ての出力リン
クに１．この同報メツセージを出力し、制御の流れが終
了する。このようなパスフィールドの存在により、各ノ
ードでは同報メツセージを受信すると、このメツセージ
の受信ノード履歴を即座に知る。二とができる。

ステップ１０２の判定結果がＹＥＳ、即ち受信した同報
メッセージのパスフィールドの内容か受信ノー１−の隣
接ノードリストを全て３むならば、ステップ”１０６で
パスフィールドを情報として持つＡ　ＣＫ情報を同報メ
ツセージの発呼ノードに送出し、制（卸の流れが終了す
る。

ステップ１０１の判定結果がＹＥＳ、即ち受信した同報
メッセージが既に受信されている二重メツセージである
場合、パスフィールド内容を読みとり、ステップ１０７
で自ノード内のパスフィールドメモリの内容を更新する
。例えば、同報メツセージ受信前のパスフィールドメモ
リの内容がＡＩ、Ａ２．Ａ３で受信同報メツセージのパ
スフィールドがＡｔ、Ａ３．Ａ５．Ａ７であ−）ななら
ば、更新されたパスフィールＩ・メモリの内容は、Ａｔ
。

Ａ２．Ａ３．Ａ５．Ａ７となる。続くステップ１０８に
て、この更新されたパスフィールドメモリの内容が、こ
のノードの隣接ノードリストの全てを舒むかどうかの判
定がなされろ。もし、ステップ１０８の１″、り定結果
がＮｏ１即ちパスフィールドメモリカ内容か隣接ノード
リストを全てはよまないならば、受信された二重同報メ
ツセージは棄却されて終了する６もし、ステップ１０８
の判定結果がＹＥＳ、即ちパスフィールドメモリの内容
が隣接メートリストを全て含むならば、ステップ１１０
にてパスフィールドメモリの内容を情報として持つＡ　
ＣＫ情報を同報メツセージの発呼ノードに送出し終了す
る。

発呼ノード側では、Ａ　ＣＫ　ｌｒＷ報を受信すると、
情報として入っている前記パスフィールドメモリに示さ
れたノードが同報メツセージを受けとったことを知るこ
とができる。

第２図は、第２の発明の一実施例を示す流れ図である。

第２図の横或は、ステップ２００の送出、ノード決定及
びそれに続くステ・ツブ２０１σ）同報メツセージ送出
以外は第１図の構成と同じである。

以下ではステップ２００及びステップ２０１の動作を説
明する。

ステップ２００の送出ノード決定では、ノードの隣接ノ
ーＩ・リスＩ・のうち、パスフィールドメモリにない１
（４接ノードを決定し、続くステップ２０１の同報メ・
ソセージ送出で、ステップ２００にて決定された隣接メ
ートだけ〆メッセージを送出する。

このようにすることで、不必要な同報メツセージ数を減
少させることができる。

第３図（ａ＞のネットワークＩ−ボロジー例で、１およ
び第２の発明の詳細な説明する。第３図においた、参照
数字３０〜３５の白丸はノードを表わし、参照数字３０
０〜３０８の実線はリンクを表わす。各リンクは双方リ
ンクとする。また、同報通信の発呼ノードをノード３０
とする６（第０段階） この段階ではノード３０が同報メ・ソセージをノード３
１，３５に送出し１、ノード３１．３５がこの同報メツ
セージを受信する。この時、各ノードのパスフィールド
メモリの内容は以下の通りである。ここで（パスフィー
ルドメモリ）ｎとは、ノードＨのパスフィールドの内容
という意である。

（パスフィールドメモリ＞３１＝　（３０，３１）（パ
スフィールドメモリ）３２＝φ （パスフィールドメモリ）３３＝φ （パスフィールドメモリ〉３４＝φ （パスフィールドメモリ＞３５＝　（３０，３５＞ここ
で、φはパスフィールドメモリにまだ何も書きこまれて
いない状態を示す。第Ｏ段階での同報メツセージの流れ
は第３図（１））のようになる。

第３図（１））において、矢印付きの太線が有効なメツ
セージの流れを示す。

（第１段階） 次に、ノード３１がノード３２．３４．３５に同報メツ
セージを送出し、ノード３５がノード３１．３４に同報
メツセージを送出する。この時ノード３１からノード３
４よりもノード３５からノード３４への同報メツセージ
の方がはやく到着するものとする−６よって、ノード３
１から３４、ノード３１から３５、ノード３５から３１
への各同報メツセージは二重メツセージであるので棄却
される。

各ノードが同報メツセージ受信後（二重メツセージも含
めて）のパスフィールドメモリの内容は以下のようにな
る。

（パスフィールドメモリ）３１＝　（３０，３１゜（パ
スフィールドメモリ）３２＝　（３０，３１゜（パスフ
ィールドメモリ）３３＝φ （パスフィールドメモリ）３４＝　（３０，３１。

３４．３５） （パスフィールドメモリ）３５＝　（３０，３１゜各ノ
ードとも、それぞれのパスフィールドメモリの内容がす
べての隣接ノードを含まないのでＡＣＫ情報は発呼ノー
ド３０には返さない。第１段階での同報メツセージの流
れは第３図（ｃ）のようになる。第３図（Ｃ）において
、点線は二重メツセージとして受信ノードで棄却される
無効同報メツセージの流れを示す。

（第２段階） 次に、ノード３２がノード３３，３４に同報メツセージ
分送出し、ノード３４がノード３１．３２．３３に同報
メツセージを送出する。第１の発明では前述のようにノ
ード３４はノード３１，３２．３３に同報メツセージを
送出するが、第２の発明では、ノード３４のパスフィー
ルドメモリにノード３１が書き込まれているので、ノー
ド３４はノード３２，３３にのみ同報メツセージを送出
する。

以下の動作の説明では、第１の発明に従かった方法で動
作を説明する。同報メツセージの到着に関して、ノード
３２からノード３３の方がノード３４からノード３３よ
りもはやく到着するものとする。

ノード３２からノード３３への同報メツセージが到着し
、ノード３４からノード３３／＼の同報メツセージが到
−着していない状態での各ノードのパスフィールドメモ
リの内容は以下のようになる。

（パスフィールド、メモリ）　３１．　＝　（３０、３
１。

３４．３５＞ （パスフィールドメモリ＞３２＝　（３０，３１゜３２
．３４．３５） （パスフィールドメモリ＞３３＝　（３（”）、３１　
。

３２、　３３） （パスフィール１〜メモリ＞３４＝　（３０，３１゜３
２．３４．３５） （パスフィールドメモリ＞３５＝　（３０，３１゜各ノ
ー１〜とも、それぞれのパスフィールドメモリの内容が
隣接ノードをすべては含まないので、Ａ、　ＣＫ　Ｍ報
は発呼ノード３０に返さない。第２段＋！？、Ｆでの同
報メ・ソセージの流れは第３図（ｄ）にようになる。

（第３段階） ノード３３がノード３４に同報メツセージを送出し、第
２段１借にてノード３４からノード３３に送出された同
報メツセージがノード３３に到着した時の各ノードのパ
スフィールドメモリの内容は以下のようになる。

（パスフィールドメモリ＞３１＝　（３，０，３１゜３
４．３５） （パスフィールドメモリ＞３２＝　（３０，３１゜３２
．３４．３５） （パスフィールドメモリリ）　３３−（３０、、−３１
。

３２　、　３３．　３４．　３５＞ （パスフィール１′：メモリ＞３４＝　（３０，３１。

３２　、３３．３４　、３５　） （パスフィールドメモリ）３５＝　（３０，３１。

ここでノード３３及びノード３４のパスフィールドメモ
リの内容はそれぞれノード３３．３４の１束接ノードを
すべて含むので、ノード’３３．３４がへ光呼ノード３
０に対してＡＣＫ情報が返される。

本例では２個のＡ　ＣＫ　＋ｆ＃報が発呼ノードに返さ
れるだけで、従来方法の５個（即ち、全てのノードから
個別にＡＣＫ情報が返されるものとすると）に比べ大幅
に、減少させることができる。また、本例グ）２個のＡ
　ＣＫ情報の中には同報されるべきすべてのノードのノ
ードアドレスが含まれることは保証される。

ここで、何個のＡＣＫ情報が返されるかは、各リンクで
の転送遅延に依存するものであるが以下に示す作置があ
る。

すなわち、 任意のネットワーク構造で、第１および第２の発明の方
法により発生するＡＣＫ情報の総数は、ネットワーク構
造にもしループがある場合はネジ１〜ワークの連結性を
保ちながらループがなくなるようにリンクを収り除いて
いった場合にできる本構造ネットワークの端点の総数に
等しい。

この性質は、例えば第３図（ａ＞のネットワークを例に
とって考えると次のようになる。このネ・ｉ、　ｌ−ワ
ークには例えば、リンク３００，３０２゜３０１で構成
されるようなループが多数存在する。

よって上記性質よりこのループがなくなるようにリンク
を除去してみると、例えばリンク３０２゜３０５．３０
’６．３０８を収り除くことで第５図（ａ）に示すよう
に本構造ネットワークが得られる。この本構造ネットワ
ークの端点数は２であるので、返されるＡ　ＣＫ情報の
総数は２となる。別のリンクの収り除き方を考えてみる
。このリンクの収り除き方は、リンクの転送遅延（即ち
どのルーＩ・を通ってきた同報メツセージがはやく到着
するか）に依存するものである。例えば第３図（ａ）の
リンク３０２，３０３，３０５．３０７を取り除くこと
で第５図（ｂ＞に示すような木構造ネットワークが得ら
れる。この本構造ネットワークの端点数は３であるので
、返されるＡＣＫ情報の総数は３となる。

イ・・ソトワーク構造が決まった場合に、返されるＡ　
ＣＫ　ｖｔ報の総数の最大値が次に問題となってくる。

、即ぢ、どのようなリンクの取り除き方をした場合に、
出来る本構造ネットワークの端点数が最大になるかとい
うことである。これは、リンクの転送遅延のパ、ターン
が返されるＡ　ＣＫ数を最大にするような、いわば最悪
のパターンとなったときのＡ　ＣＫ情報の最大値を求め
ることと等しい２今。

第６図（Ｘ］）に示されるような、４　゛＜−１のメ・
ソシュ状ネッＩ・ワーク分考え、ノード５０か同報メツ
セージの発呼ノードと仮定する。勿論、第６図（１〕）
に示すようなリンクのＩＸり除き方て１．メ・ソシュ状
ネットワークのループを取り除き木楕遣ネットワークを
構成すると、端点数は最小となり１となる。ただし発呼
ノード５０は省いて考えている。

しかし、第６図（ｃ）に示すようにリンクを取り除くと
端点数は最大となり８となる６−最に、ｎ×ｎの正方メ
ツシュ状ネットワークにおいては、リンクを取り除いて
得られる木構造ネ・ソトワ値となる　この値は、とりも
なおさず本発明の方法によって発生するＡＣＫ情報の総
数であるので、従来方式のｎ２に比べると、最悪の場合
でも約１／２になることがわかる７ 〔発明の効果］ 以上述べたように、第１および第２の発明には同報メ・
ソセージの発呼ノードに対するＡＣＫ情報の返送個数を
従来方式と比べ大幅に減少させることができ、通信効率
を向上できるという効果がある。また、第２の発明には
同報メツセージの個数る。また、第２の発明には同報メ
ツセージの個数そのものも減少させることができるとい
う効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は第１の発明の一実施例を示す流れ図、第２図は
、第２の発明の一実施例を示す流れ図、第３図はネッＩ
・ワーク例及び同報メツセージの流れを示す説明図、第
４図は第１および第２の発明に用いられる同報メツセー
ジのメツセージ構成例を示す図、第５図及び第６図はネ
ットワークトポロジーの変ｆヒ例を示す図である。 １００・・・同報メツセージ受信ステップ、１０１・・
・二重メッセー　ジ検出ステップ、１０２，１０８・・
・パスフィールド（メモリ）と隣接ノードリストの比較
ステップ、１０３・・・パスフィールドに自ノードアド
レスを追加するステップ、１０・１・・・パスフィール
ドの内容をパスフィールド、メモリに格納するステップ
、１０５・・・同報メツセージ送出ステップ、１０６，
１１０・・・Ａ　ＣＫ送出ステップ、１９・・・同報メ
ツセージ棄却ステップ、２００・・・同報メツセージ送
出ノード決定ステップ、２０１・・・同報メツセージ送
出ステップ。 夷２　図 第３　回 Ｃαノ 。ｂ）（Ｃ） （注２ 第４　面 （ａ−） （、ｂ） （（Ｌ）

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数のノードが通信路により接続されているネッ
   トワークで同報通信を行なう同報通信方法において、 制御情報を示す制御フィールドと同報メッセージが通過
   してきたノードのアドレス列を示すパスフィールドと、
   情報データを示す情報データフィールドより成る同報メ
   ッセージを使用し、 各ノードにはそれぞれパスフィールドメモリを用意し、 前記各ノードでは前記同報メッセージを受信すると該入
   力同報メッセージが既に受信している同報メッセージと
   同一の二重受信メッセージであるかどうかの第１の判定
   を行ない、 前記第１の判定で二重受信メッセージでないならば前記
   入力同報メッセージ中の前記パスフィールドのノードア
   ドレスが、自ノードのリンクに接続されている隣接ノー
   ドの全てのアドレスを含むかどうかの第２の判定を行な
   い、 前記第２の判定で全てのアドレスを含むならば前記入力
   同報メッセージの発呼ノードに対してパスフィールドの
   アドレス列に自ノードのアドレスを付加した情報を送達
   確認メッセージとして送出し、 前記第２の判定で全てのアドレスは含まないならば前記
   入力同報メッセージのパスフィールドに自ノードのアド
   レスを付加して新たなパスフィールドを構成し、該新た
   なパスフィールドを自ノードの前記パスフィールドメモ
   リに蓄積すると共に出力同報メッセージのパスフィール
   ドとして自ノードに接続されている隣接ノードのうち、
   前記入力同報メッセージを入力したノードを除く全ての
   隣接ノードに出力し、 前記第１の判定で二重受信メッセージであるならば自ノ
   ードにある前記パスフィールドメモリの格納ノードアド
   レス列と前記入力同報メッセージ中のパスフィールドの
   ノードアドレス列の双方の中に自ノードのリンクに接続
   されている隣接ノードの全てのアドレスが含まれるかど
   うかの第３の判定を行ない、 前記第３の判定で全てのアドレスが含まれるならば前記
   同報メッセージの発呼ノードに対して前記パスフィール
   ドメモリの内容と前記入力同報メッセージ中のパスフィ
   ールドの内容とから重複がないようなアドレス列情報を
   送達確認メッセージとして送出し、 前記第３の判定で全てのアドレスは含まれないならば前
   記アドレス列情報を前記パスフィールドメモリに格納し
   同報メッセージは出力しないことを特徴とする同報通信
   方法。
2. （２）複数のノードが通信路により接続されているネト
   ッワークで同報通信を行なう同報通信方法において、 制御情報を示す制御フィールドと同報メッセージが通過
   してきたノードのアドレス列を示すパスフィールドと、
   情報データを示す情報データフィールドより成る同報メ
   ッセージを使用し、 各ノードにはそれぞれパスフィールドメモリを用意し、 前記各ノードでは前記同報メッセージを受信すると該入
   力同報メッセージが既に受信している同報メッセージと
   同一の二重受信メッセージであるかどうかの第１の判定
   を行ない、 前記第１の判定で二重受信メッセージでないならば前記
   入力同報メッセージ中の前記パスフィールドのノードア
   ドレスが、自ノードのリンクに接続されている隣接ノー
   ドの全てのアドレスを含むかどうかの第２の判定を行な
   い、 前記第２の判定で全てのアドレスを含むならば前記入力
   同報メッセージの発呼ノードに対してパスフィールドの
   アドレス別に自ノードのアドレスを付加した情報を送達
   確認メッセージとして送出し、 前記第２の判定で全てのアドレスは含まないならば前記
   入力同報メッセージのパスフィールドに自ノードのアド
   レスを付加して新たなパスフィールドを構成し、該新た
   なパスフィールドを自ノードの前記パスフィールドメモ
   リに蓄積すると共に出力同報メッセージのパスフィール
   ドとして自ノードに接続されている隣接ノードのうち、
   前記パスフィールドメモリに蓄積されているノードを除
   く全ての隣接ノードに出力し、 前記第１の判定で二重受信メッセージであるならば自ノ
   ードにある前記パスフィールドメモリの格納ノードアド
   レス列と前記入力同報メッセージ中のパスフィールドの
   ノードアドレス列の双方の中に自ノードのリンクに接続
   されている隣接ノードの全てのアドレスが含まれるかど
   うかの第３の判定を行ない、 前記第３の判定で全てのアドレスが含まれるならば前記
   同報メッセージの発呼ノードに対して前記パスフィール
   ドメモリの内容と前記入力同報メッセージ中のパスフィ
   ールドの内容とから重複がないようなアドレス列情報を
   送達確認メッセージとして送出し、 前記第３の判定で全てのアドレスは含まれないならば前
   記アドレス列情報を前記パスフィールドメモリに格納し
   同報メッセージは出力しないことを特徴とする同報通信
   方法。