JPH09511626A

JPH09511626A - パケットモードデータ接続の再ルーチング方法

Info

Publication number: JPH09511626A
Application number: JP7522548A
Authority: JP
Inventors: クラウスハーヴァンシー
Original assignee: ノキアテレコミュニカシオンスオサケユキチュア
Priority date: 1994-02-28
Filing date: 1995-02-28
Publication date: 1997-11-18
Anticipated expiration: 2014-10-25
Also published as: JP2967178B2; FI940939A0; EP0748545A1; US5905714A; AU693865B2; FI940939L; FI98772C; FI98772B; WO1995024085A2; AU1813995A; CN1159267A; WO1995024085A3

Abstract

(57)【要約】本発明は、パケットモードデータ接続、取り分け、フレームリレイネットワークデータ接続、を再ルーチングする方法に関する。この方法では、２つのノード（１、４）間で伝送されるトラフィックが、無効とされる第１のルートから第２の新たなルートへ移動される。再ルーチング状態では、新たなルートへ伝送されるデータパケットが、必要なときに、送信機へバッファされて、ルートに関するチェックを行い、若しくは、データパケットの正しい順番を確実にする。再ルーチングをできるだけ高速に、且つ、最少のデータ損失で達成するため、バッファ作業の必要性が、問題となっている再ルーチング状態に依存するメッセージを送信することによって対向エンドに知らされる。

Description

【発明の詳細な説明】パケットモードデータ接続の再ルーチング方法本発明は、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 Technology」，Data-pro Management of Da ta Communications，McGraw-Hill Inc．1991年４月を参照する。例えば、ＣＣＩＴＴ勧告Ｉ．６１０の「B-ISDN operation and maintenance principles and func tions」，CCCITT Study Group XVIII Geneva，1992年６月９〜19日、や、勧告Ｉ．３６１の「B-ISDN ATM Layer Specification」，CCITT，ANSI TI.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つのノード間に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。）最後に、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、より高い番号を有するノードが、例えば、より低い番号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、ルート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ルートへ、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ヘ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、「Ｒｅｔｕｒｎ−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「Ｒｅｔｕｒｎ−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、よりよい代替例は、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ＡＲ： “試験が失敗した” 遷移ＢＲ： “最後の故障もルートから除去された” Ｓ／対向エンド： “に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ＣＲ： “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ＤＲ： “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ＧＲ： “すぐに作動せよ” Ｓ／対向エンド： “に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ＨＲ： “「Ｒｅｔｕｒｎ−ｆｒｏｍ−ｒｏｕｔｅ」” Ｓ／対向エンド： “「Ｒｅｔｕｒｎ−ｆｒｏｍ−ｒｏｕｔｅ」” 遷移ＩＳ／対向エンド “に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ＪＲ： “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ＫＲ： “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？」が対向エンドヘ送信される。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「順番通りか試験」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 (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＫＥ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ，ＵＧ)，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＨＵ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＬ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＴＪ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＳ，ＵＺ，ＶＮ

Claims

【特許請求の範囲】１．パケットモードデータ接続、取り分け、フレームリレイネットワークデータ接続、を再ルーチングする方法であって、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が、無効とされる第１のルートから第２の新たなルートへ移動され、これにより、新たなルートへ伝送されるデータパケットが、必要なときに、再ルーチング状態の送信機にバッファされて、ルートに関するチェックを行い、若しくは、データパケットの正しい順番を確実にする、前記方法において、個々の再ルーチング状態において、その内容が問題となっている再ルーチング状態に依存しているようなメッセージを送信することによって、バッファ作業の必要性が対向エンドに知らされることを特徴とする方法。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新たなルートへ移動させることによって、両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ので、前記メッセージを受け取ったときにノードが再ルーチングを終了させる方法。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１記載の方法において、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、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、それらのノードが元々トラフィックを異なるルートへ移動させていた場合に、使用し始める方法。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、トラフィックを直ぐに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、問題となるルート上で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７記載の方法において、Ｒｅｔｕｒｎ−ｆｒｏｍ−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、問題となるルート上で同意した後に、最後に、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７又は９に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を運搬し、下位の階層レベルのノードは、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、それらのノードが元々トラフィックを異なるルートへ移動させていた場合に、使用し始める方法。