JP2967178B2 - パケットモードデータ接続の再ルーチング方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、パケットモードデータ接続を再ルーチング
するための、添付クレーム１の前文に従う方法に関す
る。

本発明は、原則として、いずれのパケット交換ネット
ワークにも使用できるが、主として、その特徴（バッフ
ァリングの使用）が非常に適合するFRネットワーク（フ
レーム・リレイ・ネットワーク）に使用するものと考え
ている。しかしながら、本発明は、例えば、ATM（非同
期転送モード）ネットワークにも使用することができ
る。

従来のパケットネットワーク接続に置き代わるフレー
ム・リレイは、異なる長さのフレームを伝送するための
パケットネットワーク技術であり、多数の処理を必要と
する今日一般に使用されているプロトコル（X.25）の重
いストリップ・ダウン版である。伝送ネットワークの品
質改善によって時間を必要としなくなったストリッピン
グ作業によって、フレーム・リレイ技術のフレーム・リ
レイはより高速且つより効率的なものとなった。

ATMは、新しいパケット交換技術であり、ここでは、
従来のパケットネットワークの問題が、セルとして知ら
れる標準長（53バイト）の短いパケットを導入すること
によって解決されている。各セルは、48バイト長のペイ
ロード部分と５バイト長のヘッダを含む。

しかしながら、これとの関連で、FR若しくはATM技術
は更には述べられていない。なぜなら、本発明の方法
は、いずれのFR若しくはATM特定装置にも接続されてお
らず、ネットワークのノードデバイスは、バッファを行
う能力を有することを要求されるだけだからである。フ
レーム・リレイ・サービスは、CCIT勧告I.233、「Frame
Mode Bearer Services"、関連プロトコル勧告Q.922に
記述されている。フレーム・リレイ技術をより詳細に述
べるため、論文、「An Overview of Frame Relay Techn
ology」,Data−pro Management of Data Communication
s,McGraw−Hill Inc.1991年４月を参照する。例えば、C
CIT勧告I.610の「Ｂ−ISDN operation and maintenance
principles and functions」,CCCITT Study Group XVI
II Geneva,1992年６月９〜19日、や、勧告I.361の「Ｂ
−ISDN ATM Layer Specification」,CCITT,ANSI T1.617
Annex Dで、ATM技術により近い技術を発見することが
できる。

パケットネットワークでは、主なルートに加えて、ノ
ード間に１つ若しくは２つの代替ルートを有することに
より、接続を「プロテクト」することができる。この場
合、トラフィックは、もし必要ならば、１つのルートか
ら他のルートへ伝送され得る。ATMネットワークに必要
なことの１つは、例えば、接続の際のセルの順番がネッ
トワークにおいて不変のままであること、である。デー
タセルのATMヘッダは、セルの再構成を可能ならしめる
シーケンス番号を有しておらず、このため、この接続
は、同じルートを介してネットワークに伝送されなけれ
ばならない。

あるルートから他のルートへトラフィックを伝送する
ことによってセルの順番が変化する可能性が非常に高
く、この結果、新たなルートの遅延が古いルートの遅延
よりもより小さい場合にはデータは喪失される。

本発明の目的は、上述の欠点を除去し、また、次のよ
うな方法を達成することにある、即ち、仮想接続伝送パ
ケットモードデータが、１つのルートから他のルート
へ、できるだけ高速に、最小のトラフィック損失で、し
かも、ルートの末端ポイントのノードが使用中のルート
に関して矛盾する情報を有しているといった衝突状態に
ある場合にさえ、伝送されるといった方法である。この
目的は、添付クレーム１の特徴部分に記述された事項に
よって特徴付けられる本発明の方法を使用することによ
って達成される。

本発明の概念は、ノード間の相互メッセージ交換に基
づいた、また、次の事に基づいた、方法を達成すること
である、即ち、必要とされた場合にのみ、また、同じル
ートにデータを移動させて対向エンドにおけるパケット
の順番が変更されないことを確かめることができるま
で、ノードはそれらノードの送信機にデータをバッファ
する事、である。対向エンドには、再ルーチング状態毎
にバッファを行う必要があることがメッセージ交換によ
って通知される。

本発明の方法は、パケットデータがその目的地に正し
い順番で到達する見込みを最大にするものである。トラ
フィックは、作動中のルートが物理的に誤っている場合
にのみ喪失されるが、そのときでさえ、故障の発生と検
出の間に既に伝送されてしまったトラフィックだけが喪
失される。

以下、本発明とその好ましい実施例を、添付図面の例
を参照しつつ詳細に記述する。

図１は、２つのノート間に２つの可能なルートを有し
たパケット交換ネットワークの一部を示す。

図２は、図１によるルートの末端ポイントにおけるノ
ードの構造を示す。

図３は、再ルーチングを行うための状態マシーンの動
作を示す。

図４は、バッファリングを行うための状態マシーンの
動作を示す。

図５は、ルート試験を行うための状態マシーンの動作
を示す。

本発明の方法は、半永久仮想接続（PVC）を使用する
ネットワークにあって、 ａ）故障した作動中のルート上のトラフィックが、代替
ルートへ伝送されなければならない場合、 ｂ）作動中のルート上にある、順番を有したトラフィッ
クが、他のルートへ方向付けされなければならない場
合、に特に適している。

以下、二者択一の中の１つ、ａ）を、強制型再ルーチ
ングと呼び、二者択一の中の１つ、ｂ）を、制御型再ル
ーチングと呼ぶ。制御型再ルーチングは、メンテナンス
手続のためにルートを無効とする場合、若しくは、代替
ルートから通常ルートへ再ルーチングを行うときに実行
される。

仮想接続のエンドは、しばしば、互いに離れた異なる
ノードに存在する。従って、異なるノードが、仮想接続
のエンドを独立に制御する。

図１は、ネットワーク、若しくは、ネットワークの一
部を示し、ここでは、２つの可能なルートが加入者Ａと
Ｂの間に存在する。ネットワークのノードは、参照番号
１〜４によって示されており、ノード１とノード４の間
の代替ルートは、参照記号ａ−ｂおよびＡ−Ｂによって
示されている。以下の記号が本明細書の記述で使用され
る。

・加入者A.......データ接続の第１の団体 ・加入者B.......データ接続の第２の団体 ・ａ−b,A−B....加入者Ａ若しくはＢのデータが伝送さ
れ得る両方向ルート ・ａ→b,A→B....加入者Ａのデータが加入者Ｂに伝送さ
れ得る一方向ルート ・ｂ→a,B→A....加入者Ｂのデータが加入者Ａに伝送さ
れ得る一方向ルート 本発明の方法は、決してノードの内部構造といったも
のではなく、データをバッファするための能力である。
従って、ノードの内部構造は、使用するネットワークに
依存して多くの点で変更が可能である。ノード（１若し
くは４）は、単に、図２に示されているような、FRノー
ド（それ自体知られている）と同様のものであってよ
く、ここで、加入者からのFRフレームは、入力バッファ
15aで受信され、該入力バッファ15aから、更にルータ16
上へスイッチされ、該ルータ16は、そのFRフレームを、
正しい出力バッファ（15c若しくは15e）上へルーチング
する。この場合（図１参照）には、（ノード２、３に対
する）２つのトランク接続と、１つの加入者接続（バッ
ファ15aと15b）とが存在する。

先ず、接続が故障したときに生ずる強制型再ルーチン
グについて記述する。

例えば、初期状態で、ルートａ−ｂが作動中であると
仮定する。強制型再ルーチングは、例えば、ノード１が
ルートａ→ｂ送信トラフィックが故障したことを検出し
たときに開始する（ノードは、対向エンドへのデータリ
ンクが作動中でないことを検出する）。この検出は、例
えば、対向エンドからの故障の通知に基づくことができ
る。この種の故障を検出した後、ノード１は、直ちに、
トラフィック（送信すべきデータパケット）を、使用可
能な代替ルートＡ→Ｂへ伝送し、この通知をこの新たな
ルートを介して送信する。より有効な（より実効的な）
実施例によれば、順番は上述のようなものであり、ノー
ドは、先ず、送信すべきトラフィックを代替ルートに移
動させ、その後にのみ、前記通知を送信する。（再ルー
チングが先ず行われるため、フレームは不必要には喪失
されない。） ノード４が、ノード１と同時に故障を検出した場合、
双方のノードがそのトラフィックをルートＡ−Ｂに同時
に移動させる。また、双方のノードが、その対向エンド
から、同一の両方向ルートへ他方のトラフィック方向が
遷移したことに関する通知、更に言えば、それが使用を
ちょうど開始したこと、若しくは、それが使用をちょう
ど開始していることの通知、を受ける。この場合、これ
らのノードは、これらの通知で満足し、強制型再ルーチ
ングは終了する。

ノード４が十分に早期に故障を検出しなかった場合、
ノード４は、ルートａ−ｂ上の故障の第１の表示とし
て、それ自身の代替ルートＡ−Ｂから、対向エンドの遷
移に関する通知を受けて、この新たなルートを操作す
る。（本発明の方法では、これらのノードは、また、保
留状態にあるルートを常にリッスンしている。）おそく
とも、この通知を受け取った後は、ノード４は、ルート
Ａ−Ｂからの全ての入力トラフィックを受け入れ、それ
を加入者へ向けて伝送する。同時に、ノード４は、作動
中のルートｂ→ａに送信すべきデータパケットのバッフ
ァを開始し、また、前記ルートの状態を試験する。この
試験は、例えば、ピン・ポン・タイプのメッセージ交換
によって行うことができ、このタイプは、接続の全体の
状態を試験することができるという利点を有する。ルー
トの故障が発見された後、ノード４は、バッファされた
フレームを新しいルートＢ→Ａを介して送信し、トラフ
ィックをこのルートに方向付けし続ける。この場合、強
制型再ルーチングは終了する。

可能な衝突状態、即ち、仮想接続の異なるエンド（ノ
ード１、４）がトラフィックを異なるルートに移動させ
ることを望んでいる、では、ある１つのノードの概念が
常に優勢（支配的）となっている。仮想接続を管理する
ために使用されるメッセージは、異なるエンドのランク
（換言すれば、ノードの相互階層におけるノードの優先
順位を表す階層レベル）が表示されるフィールドを有す
る（フレーム内のこのフィールドの位置は使用中のプロ
トコルに依存する）。この識別子は、例えば、ネットワ
ーク中のノード番号であってもよく、この場合は、より
高い番号（換言すれば、上位の階層レベル）を有するノ
ードが、例えば、より低い番号（換言すれば、下位の階
層レベル）を有するノードを支配する。

衝突状態は、加入者ＡとＢの間の仮想接続が、ノード
１では例えば第２の代替ルートでありノード４では第１
の代替ルートになるように形成された第３のルートａ′
−ｂ′（図示していない）も有する場合に生成される。
この場合、ノード４の動作は、それが支配ノードか、服
従ノードかに依存する。

ノード４が支配している場合、該ノードは、バッファ
されたパケットをそれ自身の第１の代替ルートａ′−
ｂ′を介して送信し、また、このルートを使用するよう
に対向エンドに命令する。その後、服従ノード１は、ト
ラフィックをルートａ′−ｂ′へ、制御型再ルーチング
によって移動させ、これにより、ノードは、それに応答
する特別の「Return−from−route」やアック応答を用
いて、新たなルートへ伝送を移動させる前に全てのデー
タ・メッセージが対向エンドに到着することを確実なも
のとする。制御型再ルーチングと本発明で使用されるメ
ッセージ交換を、以下により詳細に記述する。

ノード４が、上述の強制型再ルーチングの間に、元の
ルートｂ→ａで故障がなくなったことを検出した場合
は、衝突状態が生成される。この衝突状態にあって、ノ
ードの動作は、再び、そのノードが支配ノードであるか
若しくは服従ノードであるかに依存する。元のルートが
順番通りであることを、支配ノードが再び検出した場
合、該支配ノードは、仮想接続に送信すべきデータパケ
ットのバッファ作業を中止し、また、バッファされたパ
ケットを元のルートへ伝送し、更に、対向エンドに、元
のルートを使用するよう、この趣旨の管理メッセージを
該対向エンドに送信することによって命令を行う。この
場合、管理メッセージが最初に送信されてその後にデー
タパケットを送信するだけでよいよう、事象の順序を保
持しておくのが最も有効である。元のルートが順番通り
であることを服従ノードが再び検出した場合、その服従
ノードは、トラフィックを直接的に元のルートに戻すよ
うには移動させず、制御型再ルーチングとして機能し
て、これにより、先ずはメッセージ交換によって、全て
のデータパケットが、無効とすべきルートから対向エン
ドへ、新たなデータパケットが新たなルート上に伝送さ
れる前に、到達することを確実なものとする。

本発明の一の（高速用の）実施例では、上述の強制型
再ルーチングは、次のようにしてより効果的に行われ
る。即ち、故障を検出したノードは、先ず、対向エンド
に対し、特別の強制型再ルーチング・メッセージを送信
することによって、新たなルートにトラフィックを即座
に、即ち、全くバッファリングせずに、移動させるよう
命令する。この命令を受けたノードは、前記ルートから
トラフィックを移動させた後にのみ、古い作動中のルー
トの状態を試験する。

仮想接続の両端が同時に、作動中のルートが故障して
いることを検出したとき、それらは強制型再ルーチング
コマンドを、それらが選択した新たな作動ルートを介し
て送信する。ノードは、例えば、ノードａ′−ｂ′の関
係で上に述べたように、それらのルーチング情報が発散
するときは、異なるルートを選択する。この場合、強制
型再ルーチングコマンドを受け取った後に、服従ノード
は、該服従ノードが選択したルートから支配ノードが選
択したノートへ、何らの安全測定（バッファ作業）も行
わずに、強制的にトラフィックを移動させられる。デー
タパケットの順番が変更されてしまう危険が生じること
は正に明らかである。

上述の高速強制型再ルーチングは、それ故、仮想接続
の異なるエンドにおけるルーチングデータが矛盾する場
合には、故障してしまう。仮想接続のルーチングデータ
が順番通りの場合には、この方法は、しかしながら、安
全である。この実施例の利点は、そのスピードにある、
なぜならデータパケットがバッファされないからであ
る。

強制型再ルーチングとその異なる複数の実施例とが上
に述べられている。以下に、代替方法が記述されてい
る、即ち、制御型再ルーチングであり、これは、故障状
態を強制型再ルーチングと同じようには処理せず、双方
の接続のルートがまだ使用状態にあるため、可能な限り
高速に再ルーチングを行う真の必要は存在しないといっ
た状態である。

ルートＡ−Ｂからルートａ−ｂへの制御型再ルーチン
グは、例えば、第１のルートａ−ｂが再び順番通りであ
る場合に、若しくは、ネットワークオペレータがルート
Ａ−Ｂを幾つかの理由で無効にしたい場合に、開始され
る。（一般の状態では、第１のルートは代替ルートの中
で最も高速のルートであり、従って、それが順番通りで
ある場合には、もし可能なら、常にそれが使用される。
それ故、本明細書に示した制御型再ルーチングの例でさ
え、第１のルートａ−ｂへの戻りに関係がある。） ノード１が、例えば制御型再ルーチングを開始する最
初のノードである場合、該ノードは、仮想接続に送信す
べきデータパケットのバッファ作業を開始し、また、
（例えば、イネーブルされるルートを介して）、該ノー
ドがルートａ→ｂをイネーブルしていることを、対向エ
ンドに通知する。従って、本発明は、これら全ての管理
メッセージがそれらが移動するルートにのみ関連すると
いう利点を有す。（この場合、異なるエンドは、いずれ
の共通のルート識別データをも有する必要はない。） ノード４がこの新たなルートに満足したとき、該ルー
ト４は、トラフィックのバッファ作業を開始するととも
に、対応する通知をノード１へ伝送する。衝突状態で
は、仮想接続の異なるエンドがトラフィックを異なるル
ートへ移動させるようになっており、上で述べた方法の
ように、１つのノードの概念は支配的となっている。ノ
ードが新しい作動ルートについて同意したとき、それら
の双方が互いに特別の「Return−from−route」通知を
送信する。

「Return−from−route」通知は、無効とされる仮想
接続のルート（Ａ−Ｂ）へ送信されるが、通常のデータ
パケットと同様にルーチングされるため、その通知がそ
れら通常のデータパケットを追い越すことはない。
（「Return−from−route」通知は、このように、無効
とされるルートに、データパケットの後に送信され
る。）ノードが、仮想接続のルートから「Return−from
−route」通知を受け取ったとき、このノードは、アッ
ク応答を、同じルートを介して、送信者に送信する。
「ルートからの戻り」に関するこのアック応答を受け取
ったとき、そのノードは、全てのデータパケットが前記
ルートから対向エンドへ到着したことを確認することが
できる（もしそれらのパケットがその途中で破壊されて
いないければ）。

ノード１が、無効とされるルートＡ−Ｂから、「Retu
rn−from−route」アック応答を受け取ったとき、その
ノードは、仮想接続へ送信すべきデータパケットのバッ
ファ作業を中止して、バッファされたデータパケットを
新たな作動ルートａ→ｂへ送信する。ノード４が「Retu
rn−from−route」アック応答を受け取って、これに応
答して作動されたときも、トラフィックの全体が、メッ
セージが喪失しないよう、若しくは、それらの順番が再
ルーチングによって変更されないよう、ルートａ−ｂへ
送信される。

本発明の好ましい実施例によれば、「Return−from−
route」アック応答が到着しない場合には、制御型再ル
ーチングの時間管理を更なるチェックとして使用するこ
とが望ましい。タイムアウト間隔の満了後はトラフィッ
クのバッファ作業は中止されるが、このことは、タイム
アウト間隔を長い継続時間として、データパケットの順
番に誤りが生じる可能性を非常に小さくしなければなら
ないことを意味する。一方、時間管理間隔は、バッファ
作業を行うノードの能力（使用しているバッファの長さ
に依存する）がその間隔の間に終了してしまうことが非
常に稀であるよう、非常に短くなければならない。

本発明は、トラフィックが、仮想接続の異なるルート
から同時には受信されないことを確実なものとする。こ
の方法は、使用されるルートについてノードが同意した
後は、データパケットが他のルートから（受け取った場
合にさえ）受け入れられないようにして、できるだけ完
全なものにされ得る。この結果、データパケットが誤っ
た順番で到着しないことが更に確実なものとされるが、
これは、例えば、再ルーチングの通知が、例えば、送信
エラーによって喪失された場合には、トラフィック途絶
を発生させる。それ故、よりより代替例は、受信したデ
ータパケットの全てを加入者へ送信することである。

図３〜５は、強制型再ルーチングと制御型再ルーチン
グの両方を実行することができる状態マシーンの実質的
な部分の一例として示されている（高速強制型再ルーチ
ングは示されていない）。

図３は、ノードのルートに関する状態マシーンの動作
を示す。１つのルートが、以下に示されるような４つの
主要な状態、即ち、「使用中のルート」、「保留状態の
ルート」、「アック待ちのルート」、「故障中のルー
ト」を有する。これらの状態間の遷移は参照符号A...M
で示されている。（状態、「アック待ちのルート」若し
くは「保留状態のルート」から、「使用中のルート」へ
の遷移は２つのステージを有することができる。即ち、
Ｄ＋Ｉ、若しくは、Ｊ＋Ｉ。）、ノードによって受信さ
れたメッセージによって引き起こされる遷移と、これら
の遷移の結果送信される可能なメッセージが、以下に記
述されている。受信メッセージは、文字「Ｒ」とそれら
の前のコロンによって（R:）示される。送信されるメッ
セージは、同様に文字「Ｓ」（S:）によって示される。
これらのメッセージは、以下に記述された意味を有する
いずれかのメッセージとなり得るものであり、また、こ
れらは、対向ノードから来る必要はなく、遠く離れた所
から、例えば、ネットワーク管理者から、やって来るこ
ともある。送信すべきメッセージに関連して、メッセー
ジの目的地は、スラッシュによって離されて、文字
「Ｓ」の後に表示される。文字Ｓがカッコ内にある場
合、それは、前記のメッセージがいつも送信されるので
はなく、必要なときにだけ送信されることを意味する。

遷移Ａ R: “試験が失敗した” 遷移Ｂ R: “最後の故障もルートから除去された” S/対向エンド： “ここでは順番通りにルートしてい
るが、そちらではどうか?" 遷移Ｃ R: “試験が失敗した” R: “私自身のエンドにおけるルート故障” R: “ルートで故障” R: “対向エンドで故障” （Ｓ）／代替ルート： “すぐに作動せよ” これら４つの全ての受信メッセージは択一的であり、
それらの中の１つでも、状態「使用中のルート」から状
態「故障中のルート」への遷移を引き起こすことに注意
すべきである。最初の２つのメッセージの場合、メッセ
ージ「我々のエンド故障」は、必要なときに送信され
る。遷移Ｃでは、トラフィックが中止される（故障状
態）。

遷移Ｄ R: “服従エンドでも順番通りのルートである” 遷移Ｅ（状態「使用中のルート」における内部遷移） R: “可能な強制型再ルーチング” S: “試験開始” 遷移Ｆ（状態「使用中のルート」における内部遷移） R: “順番通りの試験” S: “バッファ作業中止” 遷移Ｇ R: “すぐに作動せよ” S/対向エンド： “このルート上へのトラフィック” S: “バッファ作業中止” この遷移が発生した場合、ノードはトラフィックを開
始し、前記メッセージを送信する。

遷移Ｈ R: “「Return−from−route」” S/対向エンド： “「Return−from−route」” 遷移Ｉ S/対向エンド “このルート上へのトラフィック” S: “バッファ作業開始” S/より前のルート： “「Return−from−route」” 遷移Ｊ R: “対向エンドの優先順位もルートのイネイブルを
許可する” R: “支配エンドがこのルートを使用する” 遷移Ｋ R: “支配エンドにおいても順番通りのルート” （Ｓ）／対向エンド： “我々の優先順位がルートのイ
ネイブルを許可する” 遷移Ｌ（状態「保留状態のルート」における内部遷移） R: “「Return−from−route」アック応答” S: “バッファ作業中止” 「Return−from−route」アック応答の代わりに、遷
移をタイムアウト間隔の満了によって生じさせることが
できる。

遷移Ｍ（状態「保留状態のルート」における内部遷移） R: “服従エンドはこのルートを使用する” S/作動中のルート： “可能な強制型再ルーチング” S: “バッファ作業開始” 強制型再ルーチングと、制御型再ルーチングは、上述
した複数の遷移から成り、例えば、１つのノードによっ
て開始された上述の制御型再ルーチングは、例えば、遷
移Ｈ、Ｌ（無効にされるルート）、Ｂ、Ｋ、ＪおよびＩ
（イネイブルされるルート／服従ノード）、若しくは、
Ｂ、ＤおよびＩ（イネイブルされるルート／支配ノー
ド）を含むことができる。（メッセージにおける優先順
位は、ノードの前記ルートに対して形成された優先順位
を表す）。

ノードが故障を検出して強制型再ルーチングを同時に
開始したとき、それらのノードは、遷移Ｃ（無効にする
ルート）とＧ（イネイブルするルート）だけを行う。支
配ノードが、服従ノードが再ルーチングに通知する前
に、故障を検出しない場合、それは（無効とするルート
上の）遷移Ｍ、Ｅ、Ｃへ集まる。衝突状態にあるとき、
ここでは、支配ノードは、遷移Ｍ、Ｅの後にルートが順
番通りであることを検出し、それは、内部遷移Ｆだけを
実行し、遷移ＣとＧは行われない。

図４は、２つの主要な状態、即ち、「フリー状態」と
「ビジー状態」を有したバッファ作業オートメーション
（バッファ作業のための状態マシーン）を示す。ノード
が、「バッファ作業開始」を示すメッセージを受け取っ
たとき、そのオートメーションは、状態フリーから状態
ビジーへ移動され、データ接続のトラフィックがバッフ
ァに書き込まれる。状態ビジーで受け取ったメッセージ
が「バッファ作業中止」 述のように、バッファされたトラフィックがデータ接続
へ使用中のルートを介して伝送される。この後、このト
ラフィックはバッファに書き込まれ、状態フリーへ遷移
が行われる。

図５は、これもまた２つの主要な状態、即ち、「試験
中のルート」と「試験中でないルート」、を有するルー
トの試験オートメーションを示す。ノードが「試験開
始」を示すメッセージを受け取ったとき、オートメーシ
ョンが試験状態に移動され、メッセージ「全てが順番通
りか？」が対向エンドへ送信される。試験状態を離れて
他の主要状態へ行くには２つの方法がある。メッセージ
「対向エンドにおいてルートは順番通りである」が受信
され、その後、メッセージ「順番通りが試験」が送信さ
れ、遷移が状態「試験していないルート」へ行われた場
合、その遷移は一方の方法で行われる。メッセージ「対
向エンドで故障」、若しくは、メッセージ「ルート上で
故障」のいずれかを試験状態で受け取ることによって、
若しくは、タイムアウト後に、もう一方の方法で、同じ
遷移が実行され得る。同時に、メッセージ「試験失敗」
が送信される。

本発明を添付図面の例を参照して上に説明したが、本
発明はこれに限定されるものではなく、上に開示された
本発明の概念および添付クレームの範囲内で変更できる
ことは明らかである。上述のように、本発明の装置は、
例えば、ノードの内部構造といったものは決して必要と
せず、データをバッファする能力を必要とする。それ
故、ノードの内部構造は、ぞれ自体知られている多くの
方法で達成することができる。バッファ作業それ自体
は、異なる方法で実行され得る。外向き若しくは入って
くる向きのデータ、若しくは、それら両方をバッファす
ることができる。しかしながら、最も普通の手続は、外
向きのデータをバッファすることである。また、状態オ
ートメーションの操作は、例えば、本発明の本質的な概
念を現実化するものではあるが、多くの点で変更が可能
であり、それらの動作の中の１つの例だけが上に示され
ている。

フロントページの続き (56)参考文献 特開 平４−176230（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−49735（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−49456（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−219115（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−222138（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−206258（ＪＰ，Ａ)

Claims (10)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】パケットモードデータ接続を再ルーチング
   する方法において、 ネットワークの２つのノード（1,4）間で伝送されるト
   ラフィックを、無効にする第１のルートから第２の新た
   なルートへ再ルーチングする段階と、 必要とされるときは、新たなルートへ伝送するデータパ
   ケットを、再ルーチング状態の送信機にバッファして、
   前記新たなルートに関するチェックを行い、若しくは、
   前記データパケットの正しい順番を確実にする段階と、 個々の再ルーチング状態毎に別々に、前記２つのノード
   のうち一方のノードから他方のノードへ、バッファする
   必要性を通知するメッセージを送信する段階であって、
   前記メッセージの内容は問題とする再ルーチング状態に
   依存する、前記段階と、 前記他方のノードにおいて、この再ルーチング状態で使
   用する再ルーチング手続を、前記メッセージの内容にし
   たがって選択する段階と、 を備えることを特徴とする方法。
2. 【請求項２】請求項１記載の方法において、強制型再ル
   ーチングでは、再ルーチングを開始するノード（１）
   が、新たなルート（Ａ−Ｂ）に、強制型再ルーチングに
   関する第１のタイプのメッセージを伝送し、トラフィッ
   クを直ちにその新たなルートへ移動させることによっ
   て、双方のノードが強制型再ルーチングを独立に開始
   し、また、対向エンドから前記メッセージを受け取るに
   あたり、それらのノードは前記メッセージを受け取った
   ときに再ルーチングを終了させる方法。
3. 【請求項３】請求項１記載の方法において、強制型再ル
   ーチングでは、再ルーチングを開始するノード（１）
   が、新たなルート（Ａ−Ｂ）に、強制型再ルーチングに
   関する第１のタイプのメッセージを伝送し、トラフィッ
   クを直ちにその新たなルートへ移動させ、また、対向エ
   ンドは前記メッセージに即座に応答して、データパケッ
   トのバッファ作業を開始し、以前に作動していた接続
   （ａ−ｂ）の状態を試験し、接続が故障していることを
   発見した後に、バッファ作業を中止してバッファされた
   データパケットを新たなルート（Ａ−Ｂ）へ方向付ける
   方法。
4. 【請求項４】請求項１記載の方法において、前記メッセ
   ージは、また、新たなルートに関する情報と、ノードの
   相互階層におけるノードの優先順位を運搬するものであ
   り、下位の階層レベルのノードは、その下位の階層レベ
   ルのノードと上位の階層レベルのノードとが元々異なる
   ルートにトラフィックを移動させていた場合には、上位
   の階層レベルのノードによって通知されたルートを使用
   し始める方法。
5. 【請求項５】請求項４記載の方法において、上位の階層
   レベルのノードによって通知されたルートへの移動にお
   いて、下位の階層レベルのノードは、 データのバッファ作業を開始し、 対向エンドのノードに特別の「Return−from−route」
   通知を送信し、 対向エンドからのアックに応答して、バッファ作業を中
   止し、その伝送を新たなルートへ移動させる、方法。
6. 【請求項６】請求項１記載の方法において、強制型再ル
   ーチングでは、再ルーチングを開始するノード（１）
   が、新たなルート（Ａ−Ｂ）に、強制型再ルーチングに
   関する第２のタイプのメッセージを伝送し、トラフィッ
   クを直ちにその新たなルートへ移動させ、また、対向エ
   ンドは前記メッセージに応答して、トラフィックを即座
   に新たなルート（Ａ−Ｂ）へ移動させる方法。
7. 【請求項７】請求項１記載の方法において、制御型再ル
   ーチングでは、ノード（１、４）は、 新たなルートに関する前記メッセージに含まれる情報を
   使用することによって新たな作動ルートについて同意
   し、おそくとも問題とするそのルートについて同意した
   後に、伝送するデータパケットのバッファ作業を開始
   し、 無効にするルート（Ａ−Ｂ）上でReturn−from−route
   通知を互いに送信し、 Return−from−route通知の受信を対向エンドにアック
   応答し、 受信されたアックに応答して、バッファ作業を中止し
   て、その伝送を新たなルート（ａ−ｂ）に移動させる、
   方法。
8. 【請求項８】請求項７記載の方法において、Return−fr
   om−route通知が送信され、それらの後に、通常のデー
   タパケットとしてルーチングされる方法。
9. 【請求項９】請求項７記載の方法において、制御型再ル
   ーチングでは、ノード（１、４）は、 新たなルートに関する前記メッセージに含まれる情報を
   使用することによって新たな作動ルートについて同意
   し、おそくとも問題とするそのルートについて同意した
   後に、伝送するデータパケットのバッファ作業を開始
   し、 無効にするルート（Ａ−Ｂ）上でReturn−from−route
   通知を互いに送信し、 対向エンドからのReturn−from−route通知に対するア
   ック応答を待ち、所定の待ち時間を超過した後に、それ
   らが独立にバッファ作業を中止して、伝送を新たなルー
   ト（ａ−ｂ）へ移動させる、 ことを特徴とする方法。
10. 【請求項１０】請求項７または９記載の方法において、
    前記メッセージは、また、新たなルートに関する情報
    と、ノードの相互階層におけるノードの優先順位を運搬
    するものであり、下位の階層レベルのノードは、その下
    位の階層レベルのノードと上位の階層レベルのノードと
    が元々異なるルートにトラフィックを移動させていた場
    合には、上位の階層レベルのノードによって通知された
    ルートを使用し始める方法。