WO2024004792A1 - ブロックチェーンシステム、ノード、及びプログラム - Google Patents

Abstract

階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムにおいて、最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードは、前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理し、前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う。当該ノードは、前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する台帳情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する。

Description

ブロックチェーンシステム、ノード、及びプログラム

　本開示は、ブロックチェーンシステム、ノード、及びプログラムに関する。

　近年、ブロックチェーン技術が注目されている。ブロックチェーン技術では、複数のノードによって自律分散型のネットワーク、具体的には、Ｐ２Ｐ（Ｐｅｅｒ　ｔｏ　Ｐｅｅｒ）ネットワークが形成されるため、システムダウンが起きないというメリットがある。

　ブロックチェーン技術は、Ｐ２Ｐネットワーク内の取引（トランザクション）の履歴を各ノードが台帳として管理する仕組みを有する。このような仕組みは分散型台帳技術とも称される。１つのノードでトランザクションが発生した場合、参加している全てのノードで計算（検算）処理を行う。これにより、参加しているノードの中に不正がある場合及び／又は正常に動作しなかった場合でも、改ざんが非常に困難な正しい取引の履歴が残る仕組みが提供される。

　ここで、特許文献１には、各ノードが保持する取引履歴（台帳）の肥大化によるノードの容量逼迫の問題を解決するために、Ｐ２Ｐネットワークを階層化された複数のネットワークに分割し、ネットワークごとに独立して取引データを管理するシステムが記載されている。このシステムでは、取引相手が自ネットワークに存在する場合、当該自ネットワーク内でのみ取引データを共有して記憶する。

特開２０１８－６７１０８号公報

　第１の態様に係るブロックチェーンシステムは、階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムである。最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードは、前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理し、前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う。当該ノードは、前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する台帳情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する。

　第２の態様に係るノードは、階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムにおいて最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードである。当該ノードは、前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理する処理と、前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う処理と、前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する処理と、を実行するプロセッサを備える。

　第３の態様に係るプログラムは、階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムにおいて最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードに、前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理する処理と、前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う処理と、前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する処理と、を実行させる。 

一般的なブロックチェーンシステムにおけるネットワーク構成例を示す図である。 実施形態に係る各ノードが管理する台帳の構成例を示す図である。 実施形態に係る台帳に新たなブロックを追加する際（すなわち、台帳を更新する際）の動作例を示す図である。 実施形態に係る台帳に新たなブロックを追加する際の動作例を示す図である。 実施形態に係る各ノードの構成例を示す図である。 実施形態に係るネットワーク構成例を示す図である。 実施形態に係る台帳の管理方法を示す図である。 実施形態に係る台帳の管理方法を示す図である。 実施形態に係る階層構造ネットワークを一般的なネットワーク構成と比較した場合の計算量の削減効果を説明するための図である。 実施形態に係る上位階層台帳と下位階層台帳とのリンクについて説明するための図である。 実施形態に係るグループ（Ａ）が形成された後、新たにグループ（Ａ）の下位にグループ（Ｂ）が形成される場合における動作例を示す図である。 実施形態に係るグループ（Ａ）が形成された後、新たにグループ（Ａ）の下位にグループ（Ｂ）が形成され、さらにその後、新たにグループ（Ａ）の下位にグループ（Ｃ）が形成される場合における動作例を示す図である。 実施形態に係るグループ（Ａ）が形成された後、新たにグループ（Ａ）の下位にグループ（Ｂ）が形成され、さらにその後、新たにグループ（Ａ）の下位にグループ（Ｃ）が形成される場合における動作例を示す図である。 実施形態に係る下位階層グループのグループ分けについて説明するための図である。 実施形態に係る下位階層グループのグループ分けについて説明するための図である。 実施形態に係るグループ内の優先順位について説明するための図である。 実施形態に係るグループ内の優先順位について説明するための図である。 実施形態に係る台帳に格納するノードパラメータの一例について説明するための図である。 実施形態に係る台帳のロックについて説明するための図である。 実施形態に係る台帳更新のロック動作を説明するための図である。 実施形態に係る動作の一例を示す図である。 実施形態に係るロック期間の設定方法について説明するための図である。 実施形態に係るロック期間の設定方法について説明するための図である。 実施形態に係る台帳ロックに関する動作の具体例１を示す図である。 実施形態に係る台帳ロックに関する動作の具体例２を示す図である。 実施形態に係る階層構造ネットワークへのノード追加時のフロー例を示す図である。 実施形態に係る階層構造ネットワークにおける親ノードローテーションのフロー例を示す図である。 実施形態に係る階層構造ネットワークにおける下位階層へのノード追加（下位階層グループ追加）時のフロー例を示す図である。 実施形態に係る階層構造ネットワークにおけるノード削除時のフロー例を示す図である。 実施形態に係る台帳ロックのメイン処理の一例を示す図である。 実施形態に係るトランザクションデータ処理の一例を示す図である。 実施形態に係るメモリ余裕のある他ノードを探す処理の一例を示す図である。 実施形態に係るメモリ余裕のあるノード側の処理の一例を示す図である。 実施形態に係るメモリ余裕のある他ノードが自グループ内に存在しない場合の処理の一例を示す図である。 実施形態に係る複数の子グループの台帳（子台帳）が更新された場合の処理の一例を示す図である。 実施形態に係る子グループの台帳が複数回更新された場合の処理の一例を示す図である。 実施形態に係る子台帳更新失敗時の処理の一例を示す図である。 実施形態に係る子台帳更新処理の一例を示す図である。

　特許文献１に記載の技術のように、Ｐ２Ｐネットワーク内のノードをグループ化し、グループごとに個別に台帳を管理することで、台帳の更新頻度及び肥大化を抑制できると考えられる。しかしながら、このような手法では、各グループの台帳の内容が他グループの台帳とリンクしていないため、ブロックチェーン技術における信頼性が低下し得るという問題がある。

　そこで、本開示は、ブロックチェーン技術を適用する場合において台帳の更新頻度及び肥大化を抑制しつつ信頼性の低下を抑制可能とすることを目的とする。

　図面を参照しながら実施形態について説明する。図面の記載において、同一又は類似の部分には同一又は類似の符号を付している。

　（ブロックチェーン技術の概要）
　まず、図１乃至図４を参照して、一般的なブロックチェーン技術について説明する。

　図１は、一般的なブロックチェーンシステムにおけるネットワーク構成例を示す図である。図１において、ノード間を結ぶ線はノード間の通信接続を表している。

　ブロックチェーン技術では、複数のノード１００によって自律分散型のネットワーク、具体的には、Ｐ２Ｐネットワークが形成される。各ノード１００は、相互に通信可能に接続されている。ノード１００間の通信は、公衆通信網及び／又はローカル通信網を介して行われてもよい。なお、図１において、ノード１００ａ乃至１００ｅの合計５つのノードを例示しているが、ノード１００の数は５つに限定されない。各ノード１００は、少なくとも通信機能及び演算処理機能を有する機器、例えば、ＰＣ（Ｐｅｒｓｏｎａｌ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ）である。一般的なブロックチェーン技術では、各ノード１００が十分な性能（スペック）を有していることが前提となっている。

　各ノード１００は、ネットワーク内の取引（トランザクション）の履歴を台帳として管理する。１つのノード１００（例えば、ノード１００ａ）でトランザクションが発生した場合、参加している全てのノード（ノード１００ａ乃至ノード１００ｅ）が計算（検算）処理を行う。これにより、参加しているノード１００の中に不正がある場合及び／又は正常に動作しなかった場合でも、改ざんが非常に困難な正しい取引の履歴が残る仕組みが提供される。

　なお、トランザクションは、例えば、金銭又はポイント等の送金又は決済等、或いは、通信の発生等であってもよい。その場合、台帳のブロックに格納されるトランザクションデータは、送金又は決済のデータであってもよい。或いは、当該トランザクションデータは、通信のデータであってもよい。トランザクションは、ネットワークにおけるノードの参加又は削除等であってもよい。その場合、台帳のブロックに格納されるトランザクションデータは、ノード１００のデータ（パラメータ）であってもよい。トランザクションは、台帳の更新であってもよい。台帳のブロックに格納されるトランザクションデータがノード１００のデータ（パラメータ）であってもよい。

　実施形態では、台帳のブロックに格納されるトランザクションデータがノード１００のデータ（パラメータ）を含む一例を主として想定する。このようなノード１００のデータ（パラメータ）を台帳で管理することにより、ネットワーク内のノード１００が真正な機器であることを保証することが容易になる。

　図２は、各ノード１００が管理する台帳の構成例を示す図である。

　各ノード１００は、ネットワーク内で発生したトランザクションの記録をブロックに格納する。１つのブロックは、ヘッダ部分であるブロックヘッダと、少なくとも１つのトランザクションのデータを格納するトランザクションデータ部分とを有する。ブロックヘッダには、１つ前に生成されたブロックから計算されたハッシュ値等が格納される。例えば、ブロックｎ＋１のブロックヘッダには、ブロックｎから計算されたハッシュ値等が格納される。このように、台帳は、生成された各ブロックが時系列に沿ってチェーン状に連結されるデータ構造を有する。ブロックヘッダは、該当するブロックの番号を表すハイトと、ハッシュ値の計算に用いる値であるナンスとをさらに含んでもよい。

　図３及び図４は、台帳に新たなブロックを追加する際（すなわち、台帳を更新する際）の動作例を示す図である。

　図３に示すように、Ｐ２Ｐネットワークを構成するグループ内でトランザクションが発生した後、当該トランザクションに対応する新たなブロックを、「プロポーザ」と称されるノード１００が生成し、他のノード１００に対して新たなブロックを通知することで提案する。例えば、複数のノード１００がナンスの値を変化させながらトランザクションデータ等と合わせてそのハッシュ値を計算し、特定条件を満たすハッシュ値を見つけたノード１００（プロポーザ）が、生成したブロックを他のノード１００に通知する。新たなブロックの提案を受けた他のノード１００は、新たなブロックのハッシュ値を検算する。ここでは検算に成功したと仮定して説明を進める。

　続いて、図４に示すように、新たなブロックの提案を受けた他のノード１００は、検算したブロックを新たなブロックとして認めるようにノード１００（プロポーザ）に対して投票する。投票を行う他のノード１００を「投票者」と称する。ノード１００（プロポーザ）は、他のノード１００（投票者）からある一定数の投票が得られた場合、提案した新たなブロックを確定し、当該新たなブロックを台帳に追加する。

　図５は、各ノード１００の構成例を示す図である。

　図５に示すように、ノード１００は、通信部１１０と、制御部１２０と、記憶部１３０とを有する。ノード１００は、バッテリ１４０を有していてもよい。

　通信部１１０は、他ノードとの通信を行うための通信インターフェイスを含む。通信インターフェイスは、無線通信インターフェイス、又は有線通信インターフェイスであってもよい。

　制御部１２０は、ノード１００における各種の制御及び処理を行う。このような処理は、上述の処理及び後述の処理を含む。制御部１２０は、少なくとも１つのプロセッサ１２１を含む。プロセッサ１２１は、記憶部１３０に記憶されるプログラムを実行して各種の処理を行う。

　記憶部１３０は、プロセッサ１２１により実行されるプログラム、及びプロセッサ１２１による処理に用いられる情報を記憶する。記憶部１３０は、不揮発性メモリ及び揮発性メモリを含む。

　バッテリ１４０は、ノード１００（機器）の各部に供給する電力を蓄える。

　（階層構造ネットワーク）
　次に、図６を参照して、実施形態に係るブロックチェーンシステムについて説明する。実施形態に係るブロックチェーンシステムは、階層構造を有するネットワーク（以下、「階層構造ネットワーク」と称する）１０を含んで構成される。

　上述のように、ブロックチェーン技術では、各ノード１００が十分な性能を有していることを前提として、いずれか１つのノード１００でトランザクションが発生すれば全てのノード１００で計算（検算）を行う。そのため、バッテリ容量が小さい、計算能力が低い、記憶容量が小さいといった性能の劣る機器、例えば、センサデバイス等のＩｏＴ機器に対してブロックチェーン技術を適用することが難しい。

　実施形態では、階層構造ネットワーク１０を形成し、各ノード１００を当該ノード１００の性能に応じた階層に配置する。階層構造にすることで、上位の階層を計算頻度（すなわち、台帳の更新頻度）が高い階層としつつ、下位の階層については計算頻度を抑制できる。そして、性能の高い機器を上位の階層に配置し、性能の低い機器を下位の階層に配置することで、性能の良し悪しに依存することなくブロックチェーンの階層構造ネットワーク１０に参加可能になる。

　図６は、実施形態に係るネットワーク構成例を示す図である。図６の例では、階層構造ネットワーク１０は、階層１乃至階層３の３つの階層からなる階層構造を有する。以下において、３つの階層を用いる一例について主として説明するが、階層の数は２つ、又は４つ以上であってもよい。図６に示す例においては、階層１が最上位の階層であって、階層３が最下位の階層である。

　このような階層構造ネットワーク１０において、各ノード１００は台帳を管理する。各ノード１００は、当該ノード１００の性能に基づいて、３つの階層のうち当該性能に応じた階層に配置される。ここで、ノード１００の性能とは、計算能力（例えば、プロセッサ能力）、記憶容量（例えば、メモリサイズ）、及びバッテリ容量のうち少なくとも１つをいう。ノード１００の性能には、後述のスリープ時間が含まれてもよい。例えば、新たなノードが追加される場合、当該新たなノード又は他ノードは、当該新たなノードが配置される階層を当該新たなノードの性能に基づいて決定する。

　階層１に配置される各ノード１００及び階層２に配置される各ノード１００は、上位階層グループを形成する。図６において、階層１に属するノード１００がノード１００Ａのみである一例を示しているが、階層１に複数のノード１００が配置されてもよい。

　階層２に配置されるノード１００は、ノード１００Ｂ１、ノード１００Ｃ１、及びノード１００Ｄ１の３つである。上位階層グループであるグループ（Ａ）２００Ａに属する各ノード１００は、上位階層台帳である台帳（Ａ）を管理する。

　階層２に配置される各ノード１００及び階層３に配置される各ノード１００は、下位階層台帳を管理する下位階層グループを形成する。例えば、性能の高い機器は階層１（又は階層２）に配置され、当該機器に比べて性能が低い機器は階層３に配置される。すなわち、下位階層グループに属するノード１００は、上位階層グループに属するノード１００に比べて低い性能を有する。

　図６において、グループ（Ｂ）乃至グループ（Ｄ）の合計３つの下位階層グループが形成される一例を示している。但し、下位階層グループの数は３つに限定されず、下位階層グループの数は１つ、又は４つ以上であってもよい。

　グループ（Ｂ）には、階層２に配置される１つのノード１００Ｂ１と、階層３に配置される複数のノード１００Ｂ２とが属している。グループ（Ｂ）に属する各ノード１００Ｂは、下位階層台帳である台帳（Ｂ）を管理する。ノード１００Ｂ１は、グループ（Ａ）及びグループ（Ｂ）の両方に属し、台帳（Ａ）及び台帳（Ｂ）の両方を管理する。ノード１００Ｂ１は、グループ（Ｂ）の親ノードである。ノード１００Ｂ２は、グループ（Ｂ）のみに属するため、台帳（Ｂ）のみを管理する。

　同様に、グループ（Ｃ）には、階層２に配置される１つのノード１００Ｃ１と、階層３に配置される複数のノード１００Ｃ２とが属している。グループ（Ｃ）に属する各ノード１００Ｃは、下位階層台帳である台帳（Ｃ）を管理する。ノード１００Ｃ１は、グループ（Ａ）及びグループ（Ｃ）の両方に属し、台帳（Ａ）及び台帳（Ｃ）の両方を管理する。ノード１００Ｃ１は、グループ（Ｃ）の親ノードである。ノード１００Ｃ２は、グループ（Ｃ）のみに属するため、台帳（Ｃ）のみを管理する。

　同様に、グループ（Ｄ）には、階層２に配置される１つのノード１００Ｄ１と、階層３に配置される複数のノード１００Ｄ２とが属している。グループ（Ｄ）に属する各ノード１００Ｄは、下位階層台帳である台帳（Ｄ）を管理する。ノード１００Ｄ１は、グループ（Ａ）及びグループ（Ｄ）の両方に属し、台帳（Ａ）及び台帳（Ｄ）の両方を管理する。ノード１００Ｄ１は、グループ（Ｄ）の親ノードである。ノード１００Ｄ２は、グループ（Ｄ）のみに属するため、台帳（Ｄ）のみを管理する。

　各グループ（Ａ）乃至（Ｄ）内では、各ノード１００が相互に通信可能に接続されており、グループ内で共通の台帳を保持及び管理し、グループ内では従来のブロックチェーンと同様の処理を行う。このようなグループ化により、各グループ内のノード数を減らすことができるため、台帳の肥大化を抑制できる。

　また、一般的に、性能の低いノード１００（例えば、センサデバイス等のＩｏＴ機器）は、性能の高いノード１００に比べてトランザクションの発生頻度が低い。例えば、性能の低いノード１００は、消費電力を低減するために通信を間欠的に行い、通信を行わない間はスリープ状態になり、スリープ時間中はトランザクションが発生しない。

　性能の高いノード１００により形成される上位階層グループであるグループ（Ａ）内では、下位階層グループに比べて、台帳（Ａ）が頻繁に更新され得るとともに、台帳（Ａ）のデータ量が大きくなり易い。一方、性能の低いノード１００により形成されるグループ（Ｂ）内では、台帳（Ｂ）の更新頻度を抑制できるとともに、台帳（Ｂ）のデータ量の増大を抑制できる。同様に、性能の低いノード１００により形成されるグループ（Ｃ）内では、台帳（Ｃ）の更新頻度を抑制できるとともに、台帳（Ｃ）のデータ量の増大を抑制できる。同様に、性能の低いノード１００により形成されるグループ（Ｄ）内では、台帳（Ｄ）の更新頻度を抑制できるとともに、台帳（Ｄ）のデータ量の増大を抑制できる。

　しかしながら、グループごとに個別に台帳を管理することで台帳の更新頻度及び肥大化を抑制できるが、各グループの台帳の内容が他グループの台帳とリンクしていないと、ブロックチェーン技術における信頼性が低下し得る。そこで、実施形態では、グループ間で台帳の内容をリンクさせることで、台帳の更新頻度及び肥大化を抑制しつつ信頼性の低下を抑制可能とする。

　具体的には、第１台帳を管理する１つ又は複数のノード１００により形成される第１グループと、第１台帳と異なる第２台帳を管理する１つ又は複数のノード１００により形成される第２グループと、を含む複数のグループにより構成される階層構造ネットワーク１０において、第２グループに属するノード１００は、第２台帳に関する台帳情報を第１グループに通知する。第１グループに属する各ノード１００は、通知された台帳情報を第１台帳の一部として管理する。これにより、グループ間で台帳の内容をリンクさせることができる。

　ここで、第１グループは上位階層グループ及び下位階層グループのうち一方であり、第２グループは上位階層グループ及び下位階層グループのうち他方である。すなわち、直接的な通信接続を有するグループ間で台帳をリンクさせる。一方、下位階層グループ間、すなわち、直接的な通信接続を有しないグループ間では、台帳をリンクさせない。これにより、１つの下位階層グループにおける台帳の更新が他の下位階層グループにおける台帳に影響を与えずに、下位階層グループ間で独立して台帳を管理可能になる。

　（台帳の管理方法）
　次に、図７乃至図９を参照して、実施形態に係る台帳の管理方法について説明する。

　図７に示すように、上位階層台帳を管理する上位階層グループに属するノード１００は、当該上位階層グループ内のトランザクション及び下位階層グループ内のトランザクションのそれぞれに応じて、当該上位階層台帳を更新する。

　例えば、上位階層グループであるグループ（Ａ）２００Ａに属するノード１００（ノード１００Ａ、１００Ｂ１、１００Ｃ１、及び１００Ｄ１）は、グループ（Ａ）２００Ａ内のトランザクションに応じて、上位階層台帳である台帳（Ａ）を更新するだけではなく、いずれかの下位階層グループ（グループ（Ｂ）２００Ｂ、グループ（Ｃ）２００Ｃ、グループ（Ｄ）２００Ｄ）内のトランザクションに応じて台帳（Ａ）を更新する。図７においては、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード１００（ノード１００Ａ、１００Ｂ１、１００Ｃ１、及び１００Ｄ１）が、グループ（Ｂ）２００Ｂにおいて台帳（Ｂ）が更新されたことに応じて台帳（Ａ）を更新する一例を示している。

　上位階層グループにおける上位階層台帳の更新頻度は、階層構造を有しない一般的な階層構造ネットワーク１０（図１参照）における台帳の更新頻度と同様である。下位階層グループ（グループ（Ｂ）２００Ｂ、グループ（Ｃ）２００Ｃ、グループ（Ｄ）２００Ｄ）内のトランザクションが上位階層台帳である台帳（Ａ）に反映されることにより、ブロックチェーン技術における信頼性を維持できる。

　一方、図８に示すように、下位階層台帳を管理する下位階層グループに属するノード１００は、上位階層グループ内のトランザクションに応じて当該下位階層台帳を更新せずに、当該下位階層グループ内のトランザクションに応じて下位階層台帳を更新する。すなわち、上位階層台帳が更新されても、下位階層台帳は更新されない。これにより、下位階層グループにおける下位階層台帳の更新頻度を低減できる。

　例えば、下位階層グループであるグループ（Ｂ）２００Ｂに属するノード１００Ｂ（ノード１００Ｂ１、１００Ｂ２）は、グループ（Ｂ）２００Ｂ内のトランザクションに応じて下位階層台帳である台帳（Ｂ）を更新するが、グループ（Ａ）２００Ａ内のトランザクションに応じて台帳（Ｂ）を更新しない。同様に、下位階層グループであるグループ（Ｃ）２００Ｃに属するノード１００Ｃ（ノード１００Ｃ１、１００Ｃ２）は、グループ（Ｃ）２００Ｃ内のトランザクションに応じて下位階層台帳である台帳（Ｃ）を更新するが、グループ（Ａ）２００Ａ内のトランザクションに応じて台帳（Ｃ）を更新しない。同様に、下位階層グループであるグループ（Ｄ）２００Ｄに属するノード１００Ｄ（ノード１００Ｄ１、１００Ｄ２）は、グループ（Ｄ）２００Ｄ内のトランザクションに応じて下位階層台帳である台帳（Ｄ）を更新するが、グループ（Ａ）２００Ａ内のトランザクションに応じて台帳（Ｄ）を更新しない。

　また、図７に示すように、下位階層台帳を管理する下位階層グループに属するノード１００は、他の下位階層グループ内のトランザクションに応じて当該下位階層台帳を更新しない。例えば、下位階層グループであるグループ（Ｂ）２００Ｂにおいて台帳（Ｂ）が更新されても、他の下位階層グループであるグループ（Ｃ）２００Ｃ及びグループ（Ｄ）２００Ｄは台帳（Ｃ）及び台帳（Ｄ）を更新しない。これにより、下位階層グループにおける下位階層台帳の更新頻度を低減できる。

　このように、下位階層グループでトランザクションが発生した場合、上位階層グループで上位階層台帳の更新が発生するが、それ以外の下位階層グループでは台帳の更新は不要である。また、上位階層グループでトランザクションが発生しても下位階層グループで下位階層台帳の更新は不要である。これにより全体の計算量を削減することができる。よって、計算処理能力及び／又はメモリ容量の少ない機器に対してもブロックチェーン技術を適用可能になる。

　図９は、実施形態に係る階層構造ネットワーク１０を一般的なネットワーク構成（図１参照）と比較した場合の計算量の削減効果を説明するための図である。ここでは、２分木による階層構造を採用する一例を示している。また、ｎ個（ｎ≧４）のノード１００が存在し、各ノード１００におけるトランザクション発生頻度が同等であるものとする。

　図９に示すように、最上位階層（Ｌａｙｅｒ１）のノード１００は、すべてのノードのトランザクションの計算が必要であるため、一般的なブロックチェーン技術と同じ計算頻度である。一方、最下層のノード１００は、自身の参加しているグループのトランザクションについてのみ計算が必要である。２分木の場合、各グループ内のノード数は３であるため、３／ｎの計算頻度に抑制できる。

　例えば、最上位階層以外が２層構造（ｎ＝７）である場合、全体の約３８％の計算が削減可能である。最上位階層以外が３層構造（ｎ＝１５）である場合、全体の約６１％の計算が削減可能である。ｎが十分大きい（ｌｉｍｉｔ→∞）である場合、全体の約６７％の計算が削減可能である。すなわち、階層が下になればなるほど、計算頻度を削減できる。よって、一般的なブロックチェーン技術と比較して、通信量及び計算回数を抑制することができる。そのため、一般的なブロックチェーン技術では参加することができない性能の機器でもブロックチェーン技術を活用することができる。

　なお、図９に示すようなネットワーク構成において、直接的な通信接続を有する２つのグループ間で上位階層グループ及び下位階層グループが構成される。例えば、グループ２００Ｂを基準とすると、グループ２００Ａが上位階層グループであり、グループ２００Ｄ及びグループ２００Ｅのそれぞれが下位階層グループである。グループ２００Ｄ及びグループ２００Ｅを基準とすると、グループ２００Ｂが上位階層グループである。同様に、グループ２００Ｃを基準とすると、グループ２００Ａが上位階層グループであり、グループ２００Ｆ及びグループ２００Ｇのそれぞれが下位階層グループである。グループ２００Ｆ及びグループ２００Ｇを基準とすると、グループ２００Ｃが上位階層グループである。

　（上位階層台帳と下位階層台帳とのリンク）
　次に、図１０乃至図１３を参照して、実施形態に係る上位階層台帳と下位階層台帳とのリンクについて説明する。

　図１０に示すように、台帳（Ａ）を管理するノード１００（ノード１００Ａ、１００Ｂ１）により形成されるグループ（Ａ）２００Ａと、台帳（Ｂ）を管理するノード１００（ノード１００Ｂ１、１００Ｂ２）により形成されるグループ（Ｂ）２００Ｂと、により階層構造ネットワーク１０が構成されている。

　グループ（Ａ）２００Ａに属するノード１００は、台帳（Ａ）に関する台帳情報をグループ（Ｂ）２００Ｂに通知する。例えば、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード１００Ｂ１は、台帳（Ａ）に関する台帳情報をグループ（Ｂ）２００Ｂ内の他ノード１００Ｂ２に通知する。そして、グループ（Ｂ）２００Ｂに属する各ノード１００（ノード１００Ｂ１、１００Ｂ２）は、当該台帳情報を台帳（Ｂ）の一部として管理する。このように、下位階層台帳を管理する下位階層グループに属する各ノード１００は、上位階層台帳に関する台帳情報を当該下位階層台帳の一部として管理する。これにより、下位階層台帳を上位階層台帳とリンクさせることができる。

　例えば、下位階層台帳である台帳（Ｂ）の一部として管理する台帳情報は、上位階層台帳である台帳（Ａ）を示すチェーンＩＤを含んでもよい。台帳（Ｂ）の一部として管理する台帳情報は、台帳（Ａ）のブロックから計算されるハッシュ値を含んでもよい。台帳（Ｂ）の一部として管理する台帳情報は、台帳（Ａ）のブロック番号を示すブロックハイトを含んでもよい。ここで、グループ（Ｂ）に属する各ノード１００（ノード１００Ｂ１、１００Ｂ２）は、当該台帳情報を台帳（Ｂ）のブロックにおけるヘッダ部分（ブロックヘッダ）に格納してもよい。これにより、グループ（Ｂ）２００Ｂにおける検算時に、台帳（Ａ）を特定して台帳（Ａ）のどのブロックとリンクしているかを検索することが容易になるとともに、検算結果等の情報をグループ（Ｂ）２００Ｂからグループ（Ａ）２００Ａに伝達することが容易になる。

　一方、グループ（Ｂ）２００Ｂに属するノード１００は、台帳（Ｂ）に関する台帳情報をグループ（Ａ）２００Ａに通知する。例えば、グループ（Ｂ）２００Ｂに属するノード１００Ｂ１は、台帳（Ｂ）に関する台帳情報をグループ（Ａ）２００Ａ内の他ノード１００Ａに通知する。そして、グループ（Ａ）２００Ａに属する各ノード１００（ノード１００Ｂ１、１００Ａ）は、当該台帳情報を台帳（Ａ）の一部として管理する。このように、上位階層台帳を管理する上位階層グループに属する各ノード１００は、下位階層台帳に関する台帳情報を当該上位階層台帳の一部として管理する。これにより、上位階層台帳を下位階層台帳とリンクさせることができる。

　例えば、上位階層台帳である台帳（Ａ）の一部として管理する台帳情報は、下位階層台帳である台帳（Ｂ）を示すチェーンＩＤを含んでもよい。台帳（Ａ）の一部として管理する台帳情報は、台帳（Ｂ）のブロックから計算されるハッシュ値を含んでもよい。台帳（Ａ）の一部として管理する台帳情報は、台帳（Ｂ）のブロック番号を示すブロックハイトを含んでもよい。ここで、グループ（Ａ）に属する各ノード１００（ノード１００Ｂ１、１００Ａ）は、当該台帳情報を台帳（Ａ）のブロックにおけるトランザクションデータ部分に格納してもよい。これにより、台帳（Ｂ）の更新頻度が少なく、その長さが十分に長くなくても、十分に長い台帳（Ａ）と交わることで、セキュリティの強度の低下を抑制できる。例えば、グループ（Ａ）２００Ａにおける検算時に、台帳（Ｂ）のフォークプロテクションの確認をすることが容易になる。つまり、間違った（偽物の）ブロックチェーンが分岐せず、正しい台帳（Ｂ）の確認をすることが容易になる。

　図１１は、グループ（Ａ）２００Ａが形成された後、新たにグループ（Ａ）２００Ａの下位にグループ（Ｂ）２００Ｂが形成される場合における動作例を示す図である。ここでは、グループ（Ａ）２００Ａに属するノードをノード（Ａ）と称し、グループ（Ｂ）２００Ｂに属するノードをノード（Ｂ）と称する。但し、親ノードはグループ（Ａ）２００Ａ及びグループ（Ｂ）２００Ｂの両グループに属するため、図１１の動作は同一のノード（親ノード）内で実行されてもよい。

　図１１に示すように、第１に、台帳（Ａ）を管理するノード（Ａ）は、ｍ－１番目のブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該ｍ－１番目のブロックは、台帳（Ａ）の前のブロックから計算されたハッシュ値を含むブロックヘッダと、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータとを有する。当該ブロックヘッダは、台帳（Ａ）を示すチェーンＩＤ（親チェーンＩＤ）と、当該ブロックのブロック番号であるｍ－１を示すブロックハイトとの少なくとも一方をさらに含んでもよい。

　第２に、グループ（Ｂ）２００Ｂが形成される。台帳（Ｂ）を管理するノード（Ｂ）は、台帳（Ｂ）における最初のブロック、すなわち、０番目のブロックを台帳（Ｂ）に追加することで台帳（Ｂ）を更新（生成）する。当該０番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、当該０番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ａ）のブロック、すなわち、台帳（Ａ）のｍ－１番目のブロックにおけるブロックヘッダを、台帳（Ａ）に関する台帳情報として含む。また、当該０番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ｂ）２００Ｂにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータを含む。ここで、当該トランザクションは、例えば、グループ（Ｂ）２００Ｂにおけるノード追加（ノードｊｏｉｎ）であってもよい。当該トランザクションデータは、当該追加されたノードのノードパラメータを含んでもよい。

　第３に、台帳（Ａ）を管理するノード（Ａ）は、ｍ番目のブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該ｍ番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、台帳（Ａ）の前のブロックであるｍ－１番目のブロックから計算されたハッシュ値を含む。また、当該ｍ番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータと、台帳（Ｂ）に関する台帳情報とを含む。当該台帳情報は、ｍ番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ｂ）のブロック、すなわち、台帳（Ｂ）の０番目のブロックから計算されたハッシュ値と、台帳（Ｂ）を示すチェーンＩＤとを含む。当該台帳情報は、０番目のブロックのブロック番号である０を示すブロックハイトをさらに含んでもよい。

　第４に、台帳（Ｂ）を管理するノード（Ｂ）は、台帳（Ｂ）における１番目のブロックを台帳（Ｂ）に追加することで台帳（Ｂ）を更新する。当該１番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、当該１番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ａ）のブロックにおけるブロックヘッダを、台帳（Ａ）に関する台帳情報として含む。また、当該１番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、台帳（Ｂ）の０番目のブロックから計算されたハッシュ値を含む。また、当該１番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ｂ）２００Ｂにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータを含む。ここで、当該トランザクションは、例えば、グループ（Ｂ）２００Ｂにおけるノード追加（ノードｊｏｉｎ）であってもよい。当該トランザクションデータは、当該追加されたノードのノードパラメータを含んでもよい。

　第５に、台帳（Ａ）を管理するノード（Ａ）は、ｎ番目のブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該ｎ番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、台帳（Ａ）の前のブロックであるｎ－１番目のブロックから計算されたハッシュ値を含む。また、当該ｎ番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータと、台帳（Ｂ）に関する台帳情報とを含む。当該台帳情報は、ｎ番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ｂ）のブロック、すなわち、台帳（Ｂ）の１番目のブロックから計算されたハッシュ値と、台帳（Ｂ）を示すチェーンＩＤとを含む。当該台帳情報は、当該１番目のブロックのブロック番号である１を示すブロックハイトをさらに含んでもよい。

　図１２及び図１３は、グループ（Ａ）２００Ａが形成された後、新たにグループ（Ａ）２００Ａの下位にグループ（Ｂ）２００Ｂが形成され、さらにその後、新たにグループ（Ａ）２００Ａの下位にグループ（Ｃ）２００Ｃが形成される場合における動作例を示す図である。ここでは、グループ（Ａ）２００Ａに属するノードをノード（Ａ）と称し、グループ（Ｂ）２００Ｂに属するノードをノード（Ｂ）と称し、グループ（Ｃ）２００Ｃに属するノードをノード（Ｃ）と称する。ここでは、図１１の動作との相違点について主として説明する。

　図１３に示すように、第１に、台帳（Ａ）を管理するノード（Ａ）は、ｍ－１番目のブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。第２に、グループ（Ｂ）２００Ｂが形成される。台帳（Ｂ）を管理するノード（Ｂ）は、台帳（Ｂ）における最初のブロック、すなわち、０番目のブロックを台帳（Ｂ）に追加することで台帳（Ｂ）を更新（生成）する。第３に、台帳（Ａ）を管理するノード（Ａ）は、ｍ番目のブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。このような動作は、図１１の動作と同様である。

　第４に、台帳（Ａ）を管理するノード（Ａ）は、ｎ－１番目のブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該ｎ－１番目のブロックは、台帳（Ａ）の前のブロックから計算されたハッシュ値を含むブロックヘッダと、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータとを有する。当該ブロックヘッダは、台帳（Ａ）を示すチェーンＩＤ（親チェーンＩＤ）と、当該ブロックのブロック番号であるｎ－１を示すブロックハイトとの少なくとも一方をさらに含んでもよい。

　第５に、グループ（Ｃ）２００Ｃが形成される。台帳（Ｃ）を管理するノード（Ｃ）は、台帳（Ｃ）における最初のブロック、すなわち、０番目のブロックを台帳（Ｃ）に追加することで台帳（Ｃ）を更新（生成）する。当該０番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、当該０番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ａ）のブロック、すなわち、台帳（Ａ）のｎ－１番目のブロックにおけるブロックヘッダを、台帳（Ａ）に関する台帳情報として含む。また、当該０番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ｃ）２００Ｃにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータを含む。ここで、当該トランザクションは、例えば、グループ（Ｃ）２００Ｃにおけるノード追加（ノードｊｏｉｎ）であってもよい。当該トランザクションデータは、当該追加されたノードのノードパラメータを含んでもよい。

　第６に、台帳（Ａ）を管理するノード（Ａ）は、ｎ番目のブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該ｎ番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、台帳（Ａ）の前のブロックであるｎ－１番目のブロックから計算されたハッシュ値を含む。また、当該ｎ番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータと、台帳（Ｃ）に関する台帳情報とを含む。当該台帳情報は、ｎ番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ｃ）のブロック、すなわち、台帳（Ｃ）の０番目のブロックから計算されたハッシュ値と、台帳（Ｃ）を示すチェーンＩＤとを含む。当該台帳情報は、当該０番目のブロックのブロック番号である０を示すブロックハイトをさらに含んでもよい。

　第７に、台帳（Ｃ）を管理するノード（Ｃ）は、台帳（Ｃ）における１番目のブロックを台帳（Ｃ）に追加することで台帳（Ｃ）を更新する。当該１番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、当該１番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ａ）のブロック、すなわち、台帳（Ａ）のｎ番目のブロックにおけるブロックヘッダを、台帳（Ａ）に関する台帳情報として含む。また、当該１番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ｃ）２００Ｃにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータを含む。ここで、当該トランザクションは、例えば、グループ（Ｃ）２００Ｃにおけるノード追加（ノードｊｏｉｎ）であってもよい。当該トランザクションデータは、当該追加されたノードのノードパラメータを含んでもよい。

　第８に、台帳（Ｂ）を管理するノード（Ｂ）は、台帳（Ｂ）における１番目のブロックを台帳（Ｂ）に追加することで台帳（Ｂ）を更新する。当該１番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、当該１番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ａ）のブロック、すなわち、台帳（Ａ）のｎ番目のブロックにおけるブロックヘッダを、台帳（Ａ）に関する台帳情報として含む。また、当該１番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ｂ）２００Ｂにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータを含む。ここで、当該トランザクションは、例えば、グループ（Ｂ）２００Ｂにおけるノード追加（ノードｊｏｉｎ）であってもよい。当該トランザクションデータは、当該追加されたノードのノードパラメータを含んでもよい。

　第９に、台帳（Ａ）を管理するノード（Ａ）は、ｎ＋１番目のブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該ｎ＋１番目のブロックは、そのブロックヘッダ部分に、台帳（Ａ）の前のブロックであるｎ番目のブロックから計算されたハッシュ値を含む。また、当該ｎ＋１番目のブロックは、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータと、台帳（Ｂ）に関する台帳情報と、台帳（Ｃ）に関する台帳情報とを含む。当該台帳（Ｂ）に関する台帳情報は、ｎ＋１番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ｂ）のブロック、すなわち、台帳（Ｂ）の１番目のブロックから計算されたハッシュ値と、台帳（Ｂ）を示すチェーンＩＤとを含む。当該台帳情報は、当該台帳（Ｂ）の１番目のブロックのブロック番号である０を示すブロックハイトをさらに含んでもよい。当該台帳（Ｃ）に関する台帳情報は、ｎ＋１番目のブロックを追加する時点で最新の台帳（Ｃ）のブロック、すなわち、台帳（Ｃ）の１番目のブロックから計算されたハッシュ値と、台帳（Ｃ）を示すチェーンＩＤとを含む。当該台帳情報は、当該台帳（Ｃ）の１番目のブロックのブロック番号である０を示すブロックハイトをさらに含んでもよい。

　（下位階層グループのグループ分け）
　次に、図１４及び図１５を参照して、実施形態に係る下位階層グループのグループ分けについて説明する。

　図１４に示すように、階層構造ネットワーク１０は、複数の下位階層グループであるグループ（Ｂ）２００Ｂ乃至グループ（Ｄ）２００Ｄを有する。当該複数の下位階層グループに属するノード１００は、当該ノード１００のスリープ時間の長さに応じて、当該複数の下位階層グループのうち１つに配置される。上述のように、ＩｏＴ機器等の低性能ノードは、消費電力を低減するために通信を間欠的に行い、通信を行わない間はスリープ状態（待機状態）になり、スリープ時間（待機時間）中はトランザクションが発生しない。２下位階層目以下ではスリープ時間の範囲によるグループ分けを行うことにより、スリープ時間の長いグループ及び短いグループにグループ化できる。

　具体的には、スリープ時間の近い機器ごとにグループに分ける。スリープ時間の長い機器はトランザクションの発生頻度が低いため、計算頻度が低く、その結果、計算頻度の削減が可能である。ここで、スリープ時間の長い機器は性能が低いものが多いので、当該グループ分けが有効である。このように、トランザクションの発生頻度を考慮したノードの集合にすることで、計算量を抑制しつつ、台帳の肥大を抑制できる。

　複数の下位階層グループのうち１つの下位階層グループに属する各ノード１００のスリープ時間は、第１の所定時間の範囲内であってもよい。当該１つの下位階層グループとは異なる他の下位階層グループに属する各ノード１００のスリープ時間は、第１の所定時間とは異なる第２の所定時間の範囲内であってもよい。図１４の例において、グループ（Ｂ）２００Ｂに属する各ノード１００は、スリープ時間が１日よりも長い。グループ（Ｃ）２００Ｃに属する各ノード１００は、スリープ時間が１日以下であって、且つ１時間以上である。グループ（Ｄ）２００Ｄに属する各ノード１００は、スリープ時間が１時間未満である。なお、このようなグループ分けは一例であって、図１４の例に限定されない。

　各グループに属するノード１００の最大数は、当該グループに属するノード１００の性能に応じて定められてもよい。例えば、１つのグループのノード数の制限は、当該グループに参加しているノードのうち最も性能の低いノードに依存して決定されてもよい。１つのグループのノード数が多いほど、台帳の更新頻度及びサイズが大きくなり易い。そのため、最も性能の低いノードの性能に応じて、当該ノードが属するグループの最大数を決定することとしている。

　図１５に示すように、下位階層グループに属するノード１００の数が、当該下位階層グループに属するノード１００の最大数を超える場合、新たな下位階層グループが形成されてもよい。図１５において、スリープ時間が１日よりも長いノード１００の数がグループ（Ｂ）２００Ｂの最大数（制限数）を超えたことにより、スリープ時間が１日よりも長いノード１００からなる新たなグループ（Ｅ）２００Ｅが形成される一例を示している。このように、制限数以上のノードがある場合、同じスリープ時間の範囲のグループを新規に追加する。或いは、下位階層グループに属するノード１００の数が、当該下位階層グループに属するノード１００の最大数を超える場合、階層を１つ下に追加し、さらに下位のグループが形成されてもよい。

　（グループ内の優先順位）
　次に、図１６及び図１７を参照して、実施形態に係るグループ内の優先順位について説明する。

　図１６に示すように、性能のパラメータを用いて各グループのノードに優先順位をつける。優先順位は、性能のパラメータであるバッテリ容量、計算能力、記憶容量、及びスリープ時間のうち少なくとも１つを元に計算される。１つのグループ内において、優先順位１位のノードを親ノード、優先順位２位のノードをサブ親ノード、それ以外は子ノードに設定される。図１６において、下位階層グループであるグループ（Ｂ）２００Ｂの各ノード１００の優先順位を数字で示している。例えば、新たなノード１００が下位階層グループに追加される場合、当該新たなノード１００又は他ノード１００は、当該新たなノード１００を親ノード、サブ親ノード、及び子ノードのいずれに設定するかを、当該新たなノード１００の性能に基づいて決定する。

　１つのグループを形成する複数のノード１００は、上位階層グループ及び下位階層グループの両方に属し、下位階層台帳及び上位階層台帳を管理する親ノードと、下位階層グループに属し、親ノードが当該親ノードとして機能しなくなったときに新たな親ノードに変更されるサブ親ノードと、下位階層グループに属し、親ノード１００及びサブ親ノード１００のいずれにも該当しない子ノード１００と、を含む。

　ここで、サブ親ノード１００は、子ノード１００に比べて高い性能を有し、親ノード１００は、サブ親ノード１００に比べて高い性能を有する。また、サブ親ノード１００は、子ノード１００に比べて多くの役割を果たし、親ノード１００は、サブ親ノード１００に比べて多くの役割を果たす。そのため、ノード１００が果たす役割とその性能とを整合させることとしている。

　例えば、親ノードは、下位階層グループでトランザクションが発生して下位階層台帳が更新された場合、上位階層グループに更新された旨を伝える。それにより、上位階層グループでトランザクションが発生（上位階層台帳が更新）される。具体的には、親ノードは、下位階層グループ内のトランザクションに応じて、下位階層台帳の更新を上位階層グループに属するノード１００に通知し、上位階層グループに属するノード１００は、当該親ノードからの通知に応じて、上位階層台帳を更新する。

　また、親ノードは、上位階層グループの上位階層台帳が更新されると、サブ親ノードに上位階層台帳を渡す。すなわち、親ノードは、上位階層台帳が更新された場合、更新後の上位階層台帳をサブ親ノードと共有する。

　図１６の例においては、グループ（Ｂ）２００Ｂの親ノードは、グループ（Ｂ）２００Ｂでトランザクションが発生して台帳（Ｂ）が更新された場合、グループ（Ａ）２００Ａに、台帳（Ｂ）が更新された旨を伝える。それにより、グループ（Ａ）２００Ａでトランザクションが発生（台帳（Ａ）が更新）される。また、グループ（Ｂ）２００Ｂの親ノードは、グループ（Ａ）２００Ａの台帳（Ａ）が更新されると、グループ（Ｂ）２００Ｂのサブ親ノードに台帳（Ａ）を渡す。

　図１７に示すように、親ノードが何らかの要因（例えば、自分からグループを抜ける、又は不正行為による強制削除等）でグループから削除された場合、自動的に優先順位２位のサブ親ノードが優先順位１位、すなわち、新たな親ノードとなる。それ以外の各ノードも優先順位が１つ繰り上がる。また、サブ親ノードが新たな親ノードに変更された場合、又は、サブ親ノードが当該サブ親ノードとして機能しなくなった場合、複数の子ノードのうち優先順位が最も高い子ノードが新たなサブ親ノードに変更される。なお、優先順位は各グループに紐づく必要があるため、各ノード１００は、チェーンＩＤに紐づいた優先順位のパラメータ値を持つ。

　初期に親ノードに設定されたノード１００は、性能のパラメータから選択されているため問題がないが、親ノード削除に伴う繰り上がりで設定される新たな親ノードは、性能のパラメータが不十分である可能性がある。そのため、各階層の性能パラメータに閾値を設定し、閾値を下回っている親ノードに関しては、一定回数のトランザクションごとに親ノードを変更（ローテーション）してもよい。すなわち、親ノードの削除に応じてサブ親ノードが新たな親ノードに設定され、且つ、新たな親ノードの性能が所定基準を満たしていない場合、親ノードとして設定されるノード１００は、所定回数のトランザクションごとに変更されてもよい。変更の際に自身の優先順位をグループの最下位に設定し、サブ親ノードが次の親ノードとなる。親ノードをローテーションさせるトランザクションの回数はノードパラメータとして保持し、変更可能とする。

　（台帳に格納するノードパラメータの一例）
　次に、図１８を参照して、実施形態に係る台帳に格納するノードパラメータの一例について説明する。

　上述のように、実施形態では、ノードパラメータが台帳に格納され得る。例えば、上位階層グループに属する各ノード１００は、上位階層グループに新たなノード１００が追加される場合、上位階層グループに追加される新たなノード１００のパラメータを上位階層台帳に追加するように上位階層台帳を更新してもよい。下位階層グループに属する各ノード１００は、下位階層グループに新たなノード１００が追加される場合、下位階層グループに追加される新たなノード１００のパラメータを下位階層台帳に追加するように下位階層台帳を更新してもよい。

　図１８に示すように、最上位階層のノード１００Ａ及び最下位階層のノード１００Ｂ２以外のノード１００、すなわち、ノード１００Ｂ１は、２つのグループに所属することになる。そのため、ノード１００Ｂ１は、それぞれのグループごとに共通の台帳を保持する必要があり、２つの台帳（台帳（Ａ）及び台帳（Ｂ））を持つ。ここで、２つのグループ（グループ（Ａ）及びグループ（Ｂ））は、それぞれチェーンＩＤに紐づいた形で分別できるようにパラメータを持つ。上述のように、上位階層台帳である台帳（Ａ）には、下位階層台帳である台帳（Ｂ）のハッシュ値等が含まれているため、台帳（Ｂ）が更新されると、台帳（Ａ）も更新が必要である。

　台帳に格納するノードパラメータは、例えば次のパラメータのうち少なくとも１つである。

　・チェーンＩＤ：最大２つ必要である。チェーンＩＤで、２つのグループのどちらが上位階層グループかを判別できるようにしている。

　・台帳のハッシュ値：チェーンＩＤに紐づいた値であり、最大で２つ必要である。

　・ノード優先順位：チェーンＩＤに紐づいた値であり、最大で２つ必要である。

　・親チェーンＩＤ：グループの親ノードが参加する上位階層のチェーンＩＤである。グループの親子関係を明確化することで、階層構造の自動化をスムーズに行えるようにしている。

　・バリデータノードＩＤ：台帳が正しいことを証明したノードのＩＤである。

　・親ノードローテーション値：親ノードローテーションを発生させるトランザクションの回数である。親ノードトランザクション回数がこの値になった時に親ノードのローテーションが発生する。

　・親ノードトランザクション回数：親ノードになってから発生したトランザクションの回数である。

　・ノードの性能パラメータ：例えば、バッテリ容量、計算能力、記憶容量（メモリ余裕情報）、及びスリープ時間のうち少なくとも１つである。

　（台帳のロック）
　次に、図１９乃至図２４を参照して、実施形態に係る台帳のロックについて説明する。

　上述のように、階層構造ネットワーク１０を構成することで、低スペックの機器がノードとしてブロックチェーンに参加することが可能である。また、実施形態では、下位階層グループの下位階層台帳を更新する場合、第１に、上位階層台帳の情報を下位階層台帳に含めて下位階層台帳を更新し、第２に、更新された下位階層台帳の情報を上位階層台帳に含めて上位階層台帳を更新することで、上位階層台帳と下位階層台帳とをリンクさせている（図１１参照）。すなわち、実施形態では、図１９に示すステップＳ１乃至Ｓ３のような動作を繰り返すことで、上位階層台帳と下位階層台帳とを時系列順にリンクさせている。

　具体的には、図１９に示すように、ステップＳ１において、上位階層台帳である台帳（Ａ）を管理するグループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、新たなブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該新たなブロックは、台帳（Ａ）の前のブロックから計算されたハッシュ値を含むブロックヘッダと、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータとを有する。

　ステップＳ２において、下位階層台帳である台帳（Ｂ）を管理するグループ（Ｂ）２００Ｂに属するノード（Ｂ）は、新たなブロックを台帳（Ｂ）に追加することで台帳（Ｂ）を更新する。当該新たなブロックは、そのブロックヘッダ部分に、当該ブロックを追加する時点で最新の台帳（Ａ）のブロックにおけるブロックヘッダを台帳（Ａ）に関する台帳情報として含み、且つ、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ｂ）２００Ｂにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータを含む。

　ステップＳ３において、台帳（Ａ）を管理するグループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、新たなブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該新たなブロックは、そのブロックヘッダ部分に、台帳（Ａ）の前のブロックから計算されたハッシュ値を含み、且つ、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータと、台帳（Ｂ）に関する台帳情報とを含む。当該台帳情報は、ブロック追加の時点で最新の台帳（Ｂ）のブロックから計算されたハッシュ値と、台帳（Ｂ）を示すチェーンＩＤとを含む。当該台帳情報は、台帳（Ｂ）で追加されたブロックのブロック番号であるブロックハイトをさらに含んでもよい。

　このように、ステップＳ２において台帳（Ｂ）に新たなブロックが追加された後に、ステップＳ３において、当該追加された新たなブロックの情報が台帳（Ａ）の新たなブロックに書き込まれる必要がある。しかしながら、ステップＳ２がステップＳ３よりも後に発生した場合、すなわち、台帳（Ｂ）の更新処理の完了が台帳（Ａ）の更新タイミングに間に合わない場合、台帳（Ａ）と台帳（Ｂ）とを時系列順にリンクさせることができない。その場合、グループ（Ｂ）２００Ｂの検算の際にグループ（Ａ）２００Ａを利用することが出来ず、台帳（Ｂ）の長さが十分でない場合はセキュリティを担保することができない。

　そこで、実施形態では、台帳の更新後に当該台帳の更新を所定期間（以下、「ロック期間」と称する）にわたって行わない（すなわち、台帳をロックする）ことにより、そのような課題を解決する。すなわち、実施形態では、最下位階層と異なる第１階層の第１グループ（上位階層グループ）に属するノード１００は、当該第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳（上位階層台帳）を管理し、当該第１台帳が更新されてからロック期間にわたって当該第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う。当該ノード１００は、ロック期間が終了（すなわち、ロック解除）したときに、第１階層の下位の第２階層の第２グループ（下位階層グループ）で管理する第２台帳（下位階層台帳）がロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する台帳情報を第１台帳に含めるように第１台帳を更新する。

　このように、上位階層台帳をロック期間にわたってロックすることにより、下位階層台帳の更新処理の完了が上位階層台帳の更新タイミングに間に合わないことを回避しやすくなり、上位階層台帳と下位階層台帳とを時系列順にリンクさせることが容易になる。その結果、下位階層グループの検算の際に上位階層グループを利用することが容易になり、下位階層台帳の長さが十分でない場合であってもセキュリティを担保しやすくなる。なお、以下において、第１グループがグループ（Ａ）２００Ａであって、第２グループがグループ（Ｂ）２００Ｂである一例について説明するが、第１グループがグループ（Ｂ）２００Ｂであって、第２グループがグループ（Ｂ）２００Ｂの下位の階層のグループであってもよい。

　図２０は、実施形態に係る台帳更新のロック動作を説明するための図である。

　図２０に示すように、ステップＳ１１において、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、新たなブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該新たなブロックは、台帳（Ａ）の前のブロックから計算されたハッシュ値を含むブロックヘッダと、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータとを有する。

　ステップＳ１２において、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、ステップＳ１１で台帳（Ａ）の更新が完了した際にタイマ（以下、「ロックタイマ」とも称する）をスタートし、当該ロックタイマに対応するロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。

　ステップＳ１３において、グループ（Ｂ）２００Ｂに属するノード（Ｂ）は、ロック期間中に、新たなブロックを台帳（Ｂ）に追加することで台帳（Ｂ）を更新する。当該新たなブロックは、そのブロックヘッダ部分に、当該ブロックを追加する時点で最新の台帳（Ａ）のブロックにおけるブロックヘッダを台帳（Ａ）に関する台帳情報として含み、且つ、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ｂ）２００Ｂにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータを含む。その後、グループ（Ｂ）２００Ｂに属するノード（Ｂ）は、トランザクションがなければトランザクション発生まで待機する。

　ステップＳ１４において、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、ロックタイマ満了後、新たなブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該新たなブロックは、そのブロックヘッダ部分に、台帳（Ａ）の前のブロックから計算されたハッシュ値を含み、且つ、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータと、台帳（Ｂ）に関する台帳情報とを含む。当該台帳情報は、ブロック追加の時点で最新の台帳（Ｂ）のブロックから計算されたハッシュ値と、台帳（Ｂ）を示すチェーンＩＤとを含む。当該台帳情報は、台帳（Ｂ）で追加されたブロックのブロック番号であるブロックハイトをさらに含んでもよい。

　ステップＳ１５において、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、ステップＳ１４で台帳（Ａ）の更新が完了した際にロックタイマをスタートし、当該ロックタイマに対応するロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。このロック期間では、台帳（Ｂ）が更新されなかったものとする。

　ステップＳ１６において、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、ロックタイマ満了後、新たなブロックを台帳（Ａ）に追加することで台帳（Ａ）を更新する。当該新たなブロックは、そのブロックヘッダ部分に、台帳（Ａ）の前のブロックから計算されたハッシュ値を含み、且つ、そのトランザクションデータ部分に、グループ（Ａ）２００Ａにおける少なくとも１つのトランザクションに関するトランザクションデータを含む。

　ステップＳ１７において、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、ステップＳ１６で台帳（Ａ）の更新が完了した際にロックタイマをスタートし、当該ロックタイマに対応するロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。

　このように、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、台帳（Ａ）を更新するたびに、当該更新から一定の期間は台帳（Ａ）をロックする。ここで、台帳（Ａ）がロックされている間は、グループ（Ａ）２００Ａで発生したトランザクションデータを台帳（Ａ）に格納することができない。

　そのため、ロック期間中において、台帳（Ａ）に追加するブロックを生成するノードであるプロポーザがトランザクションデータを保持することが考えられる。しかし、スペックの低いノードがプロポーザであるような場合、当該ノードでトランザクションデータを保持できない懸念がある。或いは、ロック期間中において、トランザクションを発生させたノードが当該トランザクションのトランザクションデータを保持することが考えられる。しかし、スペックの低いノードがトランザクションを発生させたような場合、当該ノードでトランザクションデータを保持できない懸念がある。

　そこで、実施形態では、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、自ノード（Ａ）におけるトランザクションがロック期間内で発生したときに、当該トランザクションに関するトランザクションデータを保持するためのメモリ容量の余裕（以下、「メモリ余裕」と称する）が当該自ノード（Ａ）にある場合、当該トランザクションデータを保持する。一方、当該余裕が当該自ノード（Ａ）にない場合、メモリ余裕のある他ノードに当該トランザクションデータを保持させる。これにより、スペックの低いノードがロック期間中にトランザクションを発生させたような場合であっても、トランザクションデータを他ノードに保持させることにより、トランザクションデータを保持可能になる。このように、スペック（具体的には、メモリ容量）に余裕のあるノードがトランザクションデータを保持することで、スペックの低いノードであっても、ロック手法を取り入れた階層構造のブロックチェーングループに参加できる。

　ここで、グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、自ノード（Ａ）におけるトランザクションがロック期間内で発生したときに、メモリ余裕が当該自ノード（Ａ）にない場合であって、且つ、メモリ余裕のある他ノード（Ａ）がグループ（Ａ）２００Ａに存在しない場合、グループ（Ａ）２００Ａの上位の階層のグループに属する他ノードにトランザクションデータを保持させてもよい。上位の階層のグループは、よりスペックの高いノードによって形成されているため、トランザクションデータを保持させることが容易である。

　グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、自ノード（Ａ）がプロポーザではなく、且つ、自ノード（Ａ）がロック期間中においてトランザクションデータを保持した場合、当該自ノード（Ａ）で保持しているトランザクションデータをロック期間が終了したときにプロポーザに送信する。これにより、プロポーザは、保持されていたトランザクションデータを用いて台帳（Ａ）の新たなブロックを生成することが可能である。なお、プロポーザは、グループ（Ａ）２００Ａ内で、台帳（Ａ）内のスペック情報が示すスペックの高いノードであってもよい。すなわち、プロポーザは、グループ（Ａ）２００Ａ内であらかじめ設定されたノードであってもよい。プロポーザは、親ノードであってもよい。

　実施形態では、台帳（Ａ）は、グループ（Ａ）２００Ａに属する各ノード（Ａ）のメモリ容量に関するメモリ余裕情報を含む。グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、自ノード（Ａ）におけるトランザクションがロック期間内で発生したときに、メモリ余裕が当該自ノード（Ａ）にない場合、台帳（Ａ）に含まれるメモリ余裕情報に基づいて、トランザクションデータを保持させる他ノードをグループ（Ａ）２００Ａの中から決定する。これにより、スペックの低いノード（Ａ）がトランザクションデータを発生させた場合、共通の台帳（Ａ）を用いて、スペックに余裕のあるノードを探すことが可能になる。

　グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、グループ（Ａ）２００Ａに新たなノード（Ａ）が参加することに応じて、当該新たなノード（Ａ）のメモリ容量に関する情報を台帳（Ａ）内のメモリ余裕情報に含めるように台帳（Ａ）を更新する。すなわち、グループ（Ａ）２００Ａに新たなノード（Ａ）が参加した際に、当該新たなノード（Ａ）のメモリ容量に関する情報を台帳（Ａ）に格納する。これにより、グループ（Ａ）２００Ａに属するすべてのノード（Ａ）のメモリ容量に関する情報を台帳（Ａ）に持たせることが可能である。

　グループ（Ａ）２００Ａに属するノード（Ａ）は、自ノード（Ａ）におけるトランザクションがロック期間内で発生したときに、メモリ余裕が当該自ノード（Ａ）にない場合、メモリ余裕が当該自ノード（Ａ）にないことを示すフラグ情報（以下、「余裕フラグ」と称する）をトランザクションデータと共に他ノード（具体的には、メモリ余裕のある他ノード）に送信する。当該フラグ情報は、台帳（Ａ）内のメモリ余裕情報の一部として、グループ（Ａ）２００Ａ内で管理される。これにより、グループ（Ａ）２００Ａの各ノード（Ａ）のリアルタイムなメモリ余裕に関する情報を台帳（Ａ）に持たせることが可能である。

　このように、実施形態によれば、スペックの低いノードがロック期間中にトランザクションデータを発生させた場合、メモリ余裕のある他ノードを探して自ノードの代わりにトランザクションデータを保持してもらう。各ノードは、グループに参加する際に台帳にスペック情報（特に、メモリ余裕）が格納されるため、台帳を使ってメモリ余裕のあるノードを探すことができる。

　例えば、台帳に格納する各ノードのメモリ余裕情報は、各ノードの「メモリサイズ」及び「余裕フラグ」であってもよい。「メモリサイズ」とは、ノードのスペックにより定められるメモリのサイズ（容量）である。「メモリ」とは、トランザクションデータを格納可能なメモリであればよく、不揮発性メモリ及び／又は揮発性メモリであってもよい。「余裕フラグ」は、次のようにして管理される。

　第１に、ノードの新規登録（すなわち、グループへの参加）の際に、当該グループの台帳に当該ノードの性能（メモリサイズ）の情報を格納する。この時、規定値以上のメモリサイズの場合は「余裕フラグ」＝ＯＮ（“１”）を初期値とし、規定値未満のメモリサイズの場合は「余裕フラグ」＝ＯＦＦ（“０”）を初期値とする。

　第２に、トランザクション発生時に、次のＳＴＥＰ１乃至３により余裕フラグを更新する。

　ＳＴＥＰ１：自ノードのトランザクション発生時に自ノードのメモリ残量を確認する。

　ＳＴＥＰ２：「トランザクションデータのサイズ≦メモリ残量」であれば、「余裕フラグ」＝ＯＮとする。一方、「トランザクションデータのサイズ＞メモリ残量」であれば、「余裕フラグ」＝ＯＦＦとする。

　ＳＴＥＰ３：トランザクションデータ及び余裕フラグを、メモリ余裕のある他ノードに送信する。

　メモリ余裕のある他ノードは、トランザクションデータを正常に受信できた場合はＡｃｋ（肯定応答）を返却し、トランザクションデータを正常に受信できなかった場合はＮａｋ（否定応答）を返却する。なお、メモリ余裕のある他ノードは、スリープ中といった理由でトランザクションデータを受信できない場合は特に何も返却しない。

　メモリ余裕のある他ノードが自グループ内に存在しない場合、トランザクションデータを発生させたノードは、自グループの親ノードを介して、上位階層グループでメモリ余裕のある他ノードにトランザクションデータを渡す。或いは、メモリ余裕のある他ノードが自グループ内に存在しない場合に備えて外部データベースを使用する方法も可能である。但し、外部データベースを使用する場合、台帳を使用する場合に比べてセキュリティが低いという問題がある。

　図２１は、実施形態に係る動作の一例を示す図である。図２１では、ノード１００ａ乃至１００ｅを含むグループ（ここでは、「グループ（Ｘ）」とする）が形成され、各ノード１００がグループ（Ｘ）に固有の台帳（ここでは、「台帳（Ｘ）」とする）を保持するものとする。各ノード１００は、共通のタイマ値が設定されたロックタイマを管理し、台帳（Ｘ）が更新される度にロックタイマをスタートし、ロックタイマ動作中（すなわち、ロック期間中）は台帳（Ｘ）をロックする。

　図２１に示すように、ステップＳ２１において、各ノード１００の新規登録（すなわち、グループ（Ｘ）への参加）の際に、台帳（Ｘ）に当該ノードの性能の情報（メモリ余裕情報を含む）を格納する。この時、規定値以上のメモリサイズの場合は「余裕フラグ」＝ＯＮを初期値とし、規定値未満のメモリサイズの場合は「余裕フラグ」＝ＯＦＦを初期値とする。例えば、ノード１００ａ乃至１００ｄは「余裕フラグ」＝ＯＦＦであって、ノード１００ｅは「余裕フラグ」＝ＯＮであるものとする。

　ステップＳ２２において、ノード１００ａは、台帳（Ｘ）のロック期間中にトランザクションデータを発生させる。

　ステップＳ２３において、ノード１００ａは、トランザクションデータを保持するためのメモリ余裕を有していないため、台帳（Ｘ）に含まれるメモリ余裕情報を確認し、メモリ余裕のある他ノードを探す。すなわち、ノード１００ａは、台帳（Ｘ）に基づいて、トランザクションデータを保持させる他ノードをグループ（Ｘ）の中から決定する。ここでは、ノード１００ａは、メモリ余裕のあるノード１００ｅにトランザクションデータを保持させると決定したものとする。なお、ノード１００ａは、メモリ余裕のある他ノードがグループ（Ｘ）内に存在しない場合、グループ（Ｘ）内の親ノードを介して、グループ（Ｘ）の上位の階層のグループ内の他ノードにトランザクションデータを保持させると決定してもよい。

　ステップＳ２４において、ノード１００ａは、メモリ余裕のあるノード１００ｅにトランザクションデータを渡す。ノード１００ｅは、トランザクションデータを正常に受信できた場合はＡｃｋ（肯定応答）を返却し、トランザクションデータを正常に受信できなかった場合はＮａｋ（否定応答）を返却する。ここでは、ノード１００ｅがトランザクションデータを正常に受信できたものとする。ノード１００ｅは、トランザクションデータを保持する。但し、ノード１００ｅは、プロポーザではないものとする。

　ステップＳ２５において、ノード１００ｅは、ロックタイマ満了時（ロック解除時）に、トランザクションデータをプロポーザに渡す。プロポーザは、ノード１００ａ乃至１００ｄのいずれかであってもよい。プロポーザは、当該トランザクションデータを含む新たなブロックを生成し、当該新たなブロックを台帳（Ｘ）に追加することで台帳（Ｘ）を更新する。当該新たなブロックはグループ（Ｘ）内の各ノードで共有され、グループ（Ｘ）内の各ノードが台帳（Ｘ）を更新する。

　このように、スペック（具体的には、メモリ容量）に余裕のあるノード１００ｅがロック期間中においてトランザクションデータを保持することで、スペックの低いノードであっても、ロック手法を取り入れた階層構造のブロックチェーングループに参加できる。

　次に、実施形態に係るロック期間の設定方法について説明する。上述のように、ロック期間はロックタイマにより規定される。ロックタイマは、グループごとに個別に設定され、当該グループにおける台帳の更新間隔を規定する。図２２及び図２３は、実施形態に係るロック期間の設定方法について説明するための図である。

　図２２及び図２３に示す例では、階層構造ネットワーク１０は、グループ２００Ａ乃至グループ２００Ｇを含み、３つの階層により構成されている。グループ２００Ａ乃至グループ２００Ｇは、台帳（Ａ）乃至台帳（Ｇ）をそれぞれ管理する。グループ２００Ａは最上位階層のグループであり、グループ２００Ｄ乃至グループ２００Ｇは最下位階層のグループであり、グループ２００Ｂ及びグループ２００Ｃは中間階層のグループである。

　各グループ２００に属する各ノード１００は、グループに固有のロックタイマを管理する。あるグループ２００におけるロックタイマの値、すなわち、当該グループ２００における台帳更新間隔は、当該グループ２００におけるトランザクションの発生頻度及び当該グループ２００に参加しているノード１００のスリープ時間によって決定される。

　但し、図２２に示すように、当該グループ２００における台帳更新間隔は、「上位階層のロックタイマ＜下位階層のロックタイマ」であるように設定される。すなわち、当該台帳更新間隔は、上位階層であるほどロックタイマの値（台帳更新間隔）が短くなるように設定され、下位階層であるほどロックタイマの値が長くなるように設定される。例えば、グループ２００Ａで用いるロックタイマの値は、グループ２００Ｂで用いるロックタイマの値よりも小さい。下位階層であるほどノード１００の性能（スペック）が低いため、下位階層であるほどロックタイマの値（台帳更新間隔）が長くなるように設定することで、性能の低いノード１００であってもブロックチェーングループに参加できる。

　また、図２３に示すように、「上位階層のロックタイマ＞下位階層の台帳更新処理時間」であるように設定される。台帳更新処理時間とは、台帳の更新処理に要する時間（所要時間）をいう。例えば、グループ２００Ａで用いるロックタイマの値は、グループ２００Ｂにおける台帳（Ｂ）の更新処理時間よりも大きい。このように設定することにより、下位階層の台帳更新処理中に上位階層の台帳が更新されてしまう事態の発生を抑制できる。

　このように設定しても、下位階層の台帳更新処理中に上位階層の台帳が更新されてしまう事態が生じ得る。例えば、グループ２００Ｂにおける台帳（Ｂ）の台帳更新処理中に、グループ２００Ａにおける台帳（Ａ）が更新されてしまう事態が生じ得る。以下において、ある階層のグループを「親グループ」とも称し、親グループで管理する台帳を「親台帳」とも称し、当該階層の直下の階層のグループを「子グループ」とも称し、子グループで管理する台帳を「子台帳」とも称する。

　子台帳の更新前に親台帳の更新があった場合、子グループの親ノードから親台帳が更新されたことが通知される。その場合、子台帳は更新失敗となり、速やかに再度子台帳の更新処理を行う。例えば、グループ２００Ｂにおける台帳（Ｂ）の更新処理中に、グループ２００Ａにおける台帳（Ａ）が更新されると、グループ２００Ｂ内の親ノードは、グループ２００Ｂ内の他ノードに対し、親台帳である台帳（Ａ）が更新されたことを通知する。その場合、グループ２００Ｂ内の各ノードは、台帳（Ｂ）の更新処理に失敗したとみなし、台帳（Ｂ）の更新をやり直す。すなわち、グループ２００Ｂ内の各ノードは、台帳（Ｂ）の更新処理中に台帳（Ａ）が更新されたことを検知した場合、台帳（Ｂ）の更新失敗とみなして、台帳（Ｂ）の更新処理を再度行う。具体的には、グループ２００Ｂ内の各ノードは、台帳（Ｂ）の更新処理が失敗した場合、その間のグループ２００Ｂ内のトランザクションも追加したブロックを生成しなおし、台帳（Ｂ）の更新処理を行う。なお、同じ親台帳から子台帳の複数のブロックが生成された場合でも、親台帳の更新に間に合えば、それぞれ更新が可能である。

　しかしながら、子台帳の更新が連続して失敗した場合、親台帳のロックタイマが短い可能性がある。そのため、子台帳の更新が連続して失敗した場合、親台帳のロックタイマを延長する。例えば、グループ２００Ａに属する各ノードは、台帳（Ｂ）の更新失敗が所定回数だけ連続して発生したことを検知すると、グループ２００Ａで用いるロック期間、すなわち、台帳（Ａ）のロックタイマを延長する。

　子台帳の更新については、子グループから親グループに対して子台帳の更新情報を通知する。親台帳の更新と子台帳の更新情報通知とが同時の場合、子台帳更新の情報通知は親台帳更新処理の前に来る必要があるため、親台帳の更新が優先される。そのため、親台帳に情報がインプット出来た後に子台帳更新が確定される。

　図２４は、実施形態に係る台帳ロックに関する動作の具体例１を示す図である。本具体例１では、グループ２００Ａ、２００Ｂ、及び２００Ｄが台帳（Ａ）、（Ｂ）、及び（Ｄ）をそれぞれ管理し、グループ２００Ａがグループ２００Ｂの親グループであって、グループ２００Ｂがグループ２００Ｄの親グループであるものとする。言い換えると、グループ２００Ｂがグループ２００Ａの子グループであって、グループ２００Ｄがグループ２００Ｂの子グループである。

　図２４に示すように、ステップＳ３１において、グループ２００Ａ内の各ノードは、台帳（Ａ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ａ）のロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。台帳（Ａ）のロック期間は、子台帳（Ｂ）の更新処理時間よりも長い。

　ステップＳ３２において、グループ２００Ｂ内の各ノードは、親台帳（Ａ）のロック期間中に、親台帳（Ａ）を用いて台帳（Ｂ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ｂ）のロック期間にわたって台帳（Ｂ）をロックする。ここで、台帳（Ｂ）のロック期間は、親台帳（Ａ）のロック期間よりも長い。また、台帳（Ｂ）のロック期間は、子台帳（Ｄ）の更新処理時間よりも長い。

　ステップＳ３３において、グループ２００Ａ内の各ノードは、台帳（Ａ）のロック期間が終了すると、当該ロック期間中に更新された子台帳（Ｂ）を用いて台帳（Ａ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ａ）のロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。

　ステップＳ３４において、グループ２００Ｄ内の各ノードは、親台帳（Ｂ）のロック期間中に、親台帳（Ｂ）を用いて台帳（Ｄ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ｄ）のロック期間にわたって台帳（Ｄ）をロックする。ここで、台帳（Ｄ）のロック期間は、親台帳（Ｂ）のロック期間よりも長い。

　ステップＳ３５において、グループ２００Ａ内の各ノードは、台帳（Ａ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ａ）のロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。

　ステップＳ３６において、グループ２００Ｂ内の各ノードは、親台帳（Ａ）のロック期間中に、その時点での最新の親台帳（Ａ）と、台帳（Ｂ）のロック期間中に更新された子台帳（Ｄ）とを用いて台帳（Ｂ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ｂ）のロック期間にわたって台帳（Ｂ）をロックする。

　ステップＳ３７において、グループ２００Ａ内の各ノードは、台帳（Ａ）のロック期間が終了すると、当該ロック期間中に更新された子台帳（Ｂ）を用いて台帳（Ａ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ａ）のロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。

　図２５は、実施形態に係る台帳ロックに関する動作の具体例２を示す図である。本具体例２では、グループ２００Ａ、２００Ｂ、及び２００Ｃが台帳（Ａ）、（Ｂ）、及び（Ｃ）をそれぞれ管理し、グループ２００Ａがグループ２００Ｂ及び２００Ｃのそれぞれの親グループであるものとする。言い換えると、グループ２００Ｂ及び２００Ｃのそれぞれは、グループ２００Ａの子グループである。

　図２５に示すように、ステップＳ４１において、グループ２００Ａ内の各ノードは、台帳（Ａ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ａ）のロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。

　ステップＳ４２において、グループ２００Ｃ内の各ノードは、親台帳（Ａ）のロック期間中に、その時点での最新の親台帳（Ａ）を用いて台帳（Ｃ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ｃ）のロック期間にわたって台帳（Ｃ）をロックする。

　ステップＳ４３において、グループ２００Ｂ内の各ノードは、親台帳（Ａ）のロック期間中に、その時点での最新の親台帳（Ａ）を用いて台帳（Ｂ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ｂ）のロック期間にわたって台帳（Ｂ）をロックする。

　ステップＳ４４において、グループ２００Ｂ内の各ノードは、親台帳（Ａ）のロック期間中に、台帳（Ｂ）のロック期間が終了すると、その時点での最新の親台帳（Ａ）を用いて台帳（Ｂ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ｂ）のロック期間にわたって台帳（Ｂ）をロックする。

　ステップＳ４５において、グループ２００Ａ内の各ノードは、台帳（Ａ）のロック期間が終了すると、当該ロック期間中に更新された子台帳（Ｂ）及び（Ｃ）を用いて台帳（Ａ）を更新する。ここでは、台帳（Ａ）のロック期間中に、子台帳（Ｂ）の更新が２回発生（ステップＳ４３及びＳ４４）している。グループ２００Ａ内の各ノードは、ステップＳ４３及びＳ４４で追加された子台帳（Ｂ）の２つのブロックのそれぞれの台帳情報（Ｂ情報）を台帳（Ａ）に含めるよう台帳（Ａ）を更新する。当該台帳情報にハイトを含めることで、当該２つのブロックのそれぞれの台帳情報をハイトにより識別可能である。また、台帳（Ａ）のロック期間中に、子台帳（Ｃ）の更新が１回発生（ステップＳ４２）している。グループ２００Ａ内の各ノードは、ステップＳ４２で追加された子台帳（Ｃ）のブロックの台帳情報（Ｃ情報）を台帳（Ａ）に含めるよう台帳（Ａ）を更新する。なお、Ｂ情報及びＣ情報のそれぞれはチェーンＩＤを含むため、当該情報がどの子台帳に対応するかをチェーンＩＤにより識別可能である。

　その後、ステップＳ４６において、グループ２００Ａ内の各ノードは、台帳（Ａ）を更新し、その後、当該更新から台帳（Ａ）のロック期間にわたって台帳（Ａ）をロックする。ここで、台帳（Ａ）が更新された際に、台帳（Ｃ）が更新処理中であるものとする。

　ステップＳ４７において、グループ２００Ｃ内の各ノードは、台帳（Ｃ）が更新処理中に親台帳（Ａ）が更新されたことを検知すると、台帳（Ｃ）の更新処理に失敗したとみなす。その場合、グループ２００Ａ内の各ノードは、グループ２００Ｃのノードから台帳（Ｃ）の更新情報が通知されても、当該通知を拒否する（ステップＳ４８）。

　ステップＳ４９において、グループ２００Ｃ内の各ノードは、台帳（Ｃ）の更新処理に失敗したことに応じて、その間のグループ２００Ｃ内のトランザクションも追加したブロックを生成しなおし、台帳（Ｃ）の更新処理を改めて行う。

　（基本動作フロー例）
　次に、図２６乃至図２９を参照して、実施形態に係る基本的な動作フロー例について説明する。

　（１）ノード追加時のフロー例
　図２６は、実施形態に係る階層構造ネットワーク１０へのノード追加時のフロー例を示す図である。図２６において、省略可能なステップを破線で示している。

　ステップＳ１０１において、新規追加ノードは、既にグループに参加しているノードに対して追加申請を行う。

　ステップＳ１０２において、追加申請を受けたノード又は他ノードは、例えば検疫ネットワークを用いて、追加申請を行ったノードに計算力が備わっているか及び不正な状態でないか等の事前確認を行う。

　事前確認の結果がＮＧである場合（ステップＳ１０２：ＮＯ）、ステップＳ１０３において、追加申請を受けたノード又は他ノードは、追加申請を却下する。一方、事前確認の結果がＯＫである場合（ステップＳ１０２：ＹＥＳ）、処理がステップＳ１０４に進む。

　ステップＳ１０４において、追加申請を受けたノード又は他ノードは、追加申請を許可するか否かを決定する。追加を許可する方法については管理者が決定してもよい。或いは、当該方法については全てノード又は一部のノードによる投票によって追加可否を決定してもよい。Ｐｕｂｌｉｃ型（自由参加可能）なグループの場合、ステップＳ１０４をスキップしてもよい。

　追加不可と決定された場合（ステップＳ１０４：ＮＯ）、ステップＳ１０５において、追加申請を受けたノード又は他ノードは、追加申請を却下する。一方、追加可と決定された場合（ステップＳ１０４：ＹＥＳ）、処理がステップＳ１０６に進む。

　ステップＳ１０６において、追加申請を受けたノード又は他ノードは、新規追加ノードの性能に応じて、新規追加ノードを追加（配置）する階層を決定する。ここで、階層の決定方法は、予め設定された閾値を性能パラメータと比較することによる自動決定であってもよい。或いは、当該階層の決定方法は、他のノードとの性能優劣による決定であってもよい。或いは、当該階層の決定方法は、全てのノード又は一部のノードによる投票によって決定してもよい。

　ステップＳ１０７において、追加申請を受けたノード又は他ノードは、新規追加ノードのスリープ時間に応じて、新規追加ノードを追加（配置）するグループを決定する。ここで、グループの決定方法は、予め設定された閾値をスリープ時間と比較することによる自動決定であってもよい。或いは、当該グループの決定方法は、他のノードとのスリープ時間比較による決定であってもよい。或いは当該グループの決定方法は、全てのノード又は一部のノードによる投票によって決定してもよい。なお、新規追加ノードが最上位階層に追加される場合又は同一階層に１つしかグループがない場合、ステップＳ１０７はスキップされてもよい。

　ステップＳ１０８において、新規追加ノードが参加するグループに属する各ノードは、自身の台帳に、新規追加ノードの性能パラメータを追加する。上述のように、台帳には、グループに参加している各ノードの性能パラメータが格納されている。

　ステップＳ１０９において、追加申請を受けたノード又は他ノードは、新規追加ノードの性能に応じて、新規追加ノードの優先順位を決定する。優先順位の合意については、通常のトランザクションの合意形成と同じ処理としてもよい。

　（２）親ノードローテーションのフロー例
　図２７は、実施形態に係る階層構造ネットワーク１０における親ノードローテーションのフロー例を示す図である。

　ステップＳ２０１において、親ノード又は他ノードは、親ノードの性能パラメータが閾値以下であるか否かを判定する。親ノードの性能パラメータが閾値よりも高い場合（ステップＳ２０１：ＮＯ）は、親ノードローテーションは不要である（ステップＳ２０２）。一方、親ノードの性能パラメータが閾値以下である場合（ステップＳ２０１：ＹＥＳ）、親ノードローテーションが有効な状態になる。

　ステップＳ２０３において、親ノードが関わるトランザクションが発生する。

　ステップＳ２０４において、親ノード又は他ノードは、親ノードトランザクション回数が親ノードローテーション値に達したか否かを判定する。親ノードトランザクション回数が親ノードローテーション値に達していない場合（ステップＳ２０４：ＮＯ）、ステップＳ２０５において、親ノードトランザクション回数がインクリメント（１を加算）される。

　一方、親ノードトランザクション回数が親ノードローテーション値に達した場合（ステップＳ２０４：ＹＥＳ）、ステップＳ２０６において、当該親ノードが属するグループ内の各ノードは、当該グループにおける優先順位を変更する。例えば、親ノード（優先順位１位）のノードが優先順位最下位に変更され、それ以外のノードの優先順位を１つ繰り上げてサブ親ノードが新たな親ノードに設定される。

　ステップＳ２０７において、新たな親ノード又は他ノードは、上位階層グループのノードに新たな親ノードの性能パラメータを展開（通知）する。上位階層グループのノードは、当該新たな親ノードの性能パラメータを上位階層台帳に追加する。

　ステップＳ２０８において、上位階層グループに属するノード（当該新たな親ノードを含む）は、上位階層グループにおける優先順位を決定する。当該新たな親ノードは、前回の親ノードよりも性能パラメータが低いため、上位階層グループで優先順位１位になることはないが、例外処理として２位以下にする条件を含めてもよい。

　（３）下位階層へのノード追加時のフロー例
　図２８は、実施形態に係る階層構造ネットワーク１０における下位階層へのノード追加（下位階層グループ追加）時のフロー例を示す図である。

　ステップＳ３０１において、下位階層に子ノードが追加される。

　ステップＳ３０２において、当該下位階層に追加されたノードの優先順位が決定される。新規グループに１つ追加する場合、必然的に優先順位は２位となり、サブ親ノードとなる。

　ステップＳ３０３において、当該下位階層（新たな下位階層グループ）の下位階層台帳が生成される。上述のように、下位階層台帳には、その時点の上位階層台帳のブロックヘッダ及び親チェーンＩＤを含めてもよい。

　ステップＳ３０４において、下位階層台帳の生成に応じて、上位階層台帳が更新される。上述のように、上位階層台帳には、下位階層台帳の情報（ハッシュ値及び／又はチェーンＩＤなど）を含めてもよい。

　（４）ノード削除時のフロー例
　図２９は、実施形態に係る階層構造ネットワーク１０におけるノード削除時のフロー例を示す図である。図２９において、省略可能なステップを破線で示している。

　ステップＳ４０１において、削除要求を行った削除対象ノードが属するグループ内のノード又は他ノードは、例えば検疫ネットワークを用いて、当該削除要求を許可するか否かを判定する。例えば、削除要求したノードを削除しても不整合等が発生しないかが判定される。

　削除要求が拒否（不許可）された場合（ステップＳ４０１：ＮＯ）、ステップＳ４０２において、削除対象ノードは、削除要求を再申請するか否かを判定する。ここで、不許可の原因を除去した上で再申請させるよう制限をかけてもよい。削除要求を再申請する場合（ステップＳ４０２：ＹＥＳ）、処理がステップＳ４０１に戻る。

　ステップＳ４０３において、削除対象ノードが親ノードであるか否かが判定される。削除対象ノードが親ノードではない場合（ステップＳ４０３：ＮＯ）、削除対象ノードよりも下の優先順位が１つ繰り上がり（ステップＳ４０４）、削除対象ノードがグループから削除される（Ｓ４０５）。なお、削除処理は、通常のトランザクションと同様に処理される。

　一方、削除対象ノードが親ノードである場合（ステップＳ４０３：ＹＥＳ）、当該グループ内のノードの優先順位が１つ繰り上がり（ステップＳ４０６）、削除対象ノードがグループから削除される（Ｓ４０７）。なお、削除処理は、通常のトランザクションと同様に処理される。そして、ステップＳ４０８において、上位階層グループのノードに、新たな親ノードの性能パラメータが展開（通知）される。ステップＳ４０９において、上位階層グループに属するノード（当該新たな親ノードを含む）は、上位階層グループにおける優先順位を決定する。当該新たな親ノードは、前回の親ノードよりも性能パラメータが低いため、上位階層グループで優先順位１位になることはないが、例外処理として２位以下にする条件を含めてもよい。

　（台帳ロックに関する動作フロー例）
　次に、図３０乃至図３８を参照して、実施形態に係る台帳ロックに関する動作フロー例について説明する。

　（１）台帳ロックのメイン処理
　図３０は、実施形態に係る台帳ロックのメイン処理の一例を示す図である。

　ステップＳ５０１において、あるグループ２００にノード１００が参加した際に、当該グループ２００の各ノード１００は、新たに参加したノード１００のメモリ余裕情報を、当該グループ２００の台帳に格納する。

　ステップＳ５０２において、当該グループ２００のノード１００は、トランザクションを発生させ、トランザクションデータを生成する。

　ステップＳ５０３において、当該グループ２００の各ノード１００は、ステップＳ５０２で発生したトランザクションに応じて当該グループ２００の台帳を更新し、ロックタイマをスタートして当該台帳をロックする。

　ステップＳ５０４において、当該グループ２００のノード１００は、トランザクションを発生させ、トランザクションデータを生成する。

　ステップＳ５０５において、ステップＳ５０４でトランザクションを発生させたノード１００は、自ノード１００にメモリ余裕があるか否かを判定する。

　自ノード１００にメモリ余裕があると判定された場合（ステップＳ５０５：ＹＥＳ）、ステップＳ５０６において、当該ノード１００は、トランザクションデータを自ノード１００で保持する。

　一方、自ノード１００にメモリ余裕がないと判定された場合（ステップＳ５０５：ＮＯ）、ステップＳ５０７において、当該ノード１００は、メモリ余裕のある他ノード１００を探す処理を実行する。当該処理の詳細については、図３２を参照して後述する。

　ステップＳ５０８において、当該グループ２００の各ノード１００は、ロックタイマの満了を検知し、台帳ロックを解除し、ステップＳ５０３に処理を戻す。

　（２）トランザクションデータ処理
　図３１は、実施形態に係るトランザクションデータ処理の一例を示す図である。

　ステップＳ６０１において、グループ２００のノード１００は、トランザクションを発生させ、トランザクションデータを生成する。

　ステップＳ６０２において、当該ノード１００は、自ノード１００の現在のメモリ残量を確認する。

　ステップＳ６０３において、当該ノード１００は、当該メモリ残量が当該トランザクションデータのサイズ以上であるか否かを判定する。当該メモリ残量が当該トランザクションデータのサイズ以上と判定された場合（ステップＳ６０３：ＹＥＳ）、当該ノード１００は、余裕フラグをＯＮとし（ステップＳ６０４）、当該トランザクションデータを自ノード１００で保持する。

　一方、当該メモリ残量が当該トランザクションデータのサイズ未満であると判定された場合（ステップＳ６０３：ＮＯ）、当該ノード１００は、余裕フラグをＯＦＦとし（ステップＳ６０６）、当該トランザクションデータ及び当該余裕フラグを他ノード１００に送信する。

　（３）メモリ余裕のある他ノードを探す処理
　図３２は、実施形態に係るメモリ余裕のある他ノード１００を探す処理の一例を示す図である。

　ステップＳ７０１において、トランザクションを発生させたノード１００は、自ノード１００で保持する台帳（具体的には、自ノード１００が属するグループ２００の台帳）を確認し、余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００を探す。

　ステップＳ７０２において、当該ノード１００は、余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００が自グループ２００に存在するか否かを判定する。余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００が存在しないと判定された場合（ステップＳ７０２：ＮＯ）、メモリ余裕のある他ノード１００が自グループ２００に存在しない場合の処理に進む（ステップＳ７０３）。当該処理の詳細については、図３４を参照して後述する。

　一方、余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００が存在すると判定された場合（ステップＳ７０２：ＹＥＳ）、ステップＳ７０４において、当該ノード１００は、余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００にトランザクションデータ及び余裕フラグを送信する。そして、余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００からＡｃｋが返信された場合（ステップＳ７０５：ＹＥＳ）、当該処理が終了する。

　余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００からＡｃｋが返信されない場合（ステップＳ７０５：ＮＯ）、ステップＳ７０６において、ほかに余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００が自グループ２００に存在するか否かを判定する。ほかに余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００が自グループ２００に存在しないと判定された場合（ステップＳ７０６：ＮＯ）、メモリ余裕のある他ノード１００が自グループ２００に存在しない場合の処理に進む（ステップＳ７０７）。当該処理の詳細については、図３４を参照して後述する。

　ほかに余裕フラグ＝ＯＮの他ノード１００が自グループ２００に存在すると判定された場合（ステップＳ７０６：ＹＥＳ）、当該ノード１００は、ステップＳ７０４に処理を戻し、当該他ノード１００にトランザクションデータ及び余裕フラグを送信する。

　（４）メモリ余裕のあるノード側の処理
　図３３は、実施形態に係るメモリ余裕のあるノード１００側の処理の一例を示す図である。

　ステップＳ８００において、メモリ余裕のあるノード１００は、トランザクションデータを受け取る。但し、当該ノード１００がスリープ中であるような場合は当該トランザクションデータを受け取り不可である。

　ステップＳ８０１において、当該ノード１００は、当該トランザクションデータに対して返信可能か否かを判定する。返信が不可である場合（ステップＳ８０１：ＮＯ）、当該ノード１００は、返信せずに無視する（ステップＳ８０２）。

　返信が可能である場合（ステップＳ８０１：ＹＥＳ）、ステップＳ８０３において、トランザクションデータを受け取ることができたか否かを判定する。トランザクションデータを受け取ることができなかった場合（ステップＳ８０３：ＮＯ）、当該ノード１００は、Ｎａｋを返信する（ステップＳ８０４）。

　トランザクションデータを受け取ることができた場合（ステップＳ８０３：ＹＥＳ）、当該ノード１００は、Ａｃｋを返信する（ステップＳ８０５）。その後、ロックタイマが満了すると、当該ノード１００は、プロポーザにトランザクションデータを渡す（ステップＳ８０６）。但し、当該ノード１００がプロポーザである場合、当該ノード１００は、トランザクションデータを用いて自ノード１００で新たなブロックを生成する。

　（５）メモリ余裕のある他ノードが存在しない場合の処理
　図３４は、実施形態に係るメモリ余裕のある他ノード１００が自グループ２００内に存在しない場合の処理の一例を示す図である。

　パターン１では、ステップＳ９０１において、トランザクションを発生させたノード１００は、トランザクションデータを外部データベース（ＤＢ）に渡す。

　パターン２では、次のステップＳ９１１乃至９１５の処理を行う。具体的には、ステップＳ９１１において、トランザクションを発生させたノード１００は、自ノード１００が属する自グループ２００の親ノード１００にトランザクションデータを渡す。但し、自ノード１００が当該親ノード１００である場合、ステップＳ９１１は省略される。

　当該親ノード１００は、トランザクションを発生させたノード１００が属するグループ２００の階層の１階層上の親グループ２００の親台帳を確認し（ステップＳ９１２）、親グループ２００内でメモリ余裕のあるノード１００を探す（ステップＳ９１３）。

　その後、ステップＳ９１４において、ロックタイマが満了すると、親グループ２００内でメモリ余裕のあるノード１００から当該親ノード１００に対してトランザクションデータを渡す。当該親ノード１００は、トランザクションを発生させたノード１００が属するグループ２００（子グループ）内のプロポーザにトランザクションデータを渡す（ステップＳ９１５）。

　（６）複数の子グループの台帳が更新された場合の処理
　図３５は、実施形態に係る複数の子グループの台帳（子台帳）が更新された場合の処理の一例を示す図である。ここでは、２つの子グループ（「子１」及び「子２」と称する）においてトランザクションが発生する場合を想定する。

　ステップＳ１００１において、子１のノード１００でトランザクションが発生する。

　ステップＳ１００２において、子１のノード１００は、親グループ１００の最新の親台帳から台帳情報を取得する。また、当該親台帳のロックが開始する。

　ステップＳ１００３において、子１のノード１００は、子１の台帳の更新処理を開始する。

　子１の台帳の更新処理が完了していない場合（ステップＳ１００４：ＮＯ）において、子２のノード１００でトランザクションが発生する（ステップＳ１００５）。ここで、親台帳がロック中でない場合（ステップＳ１００６：ＮＯ）、ステップＳ１００７において、子２のノード１００は、親グループ１００の最新の親台帳から台帳情報を取得し、子２の台帳を更新する。また、当該親台帳がロックされる。親台帳がロック中である場合（ステップＳ１００６：ＹＥＳ）、ステップＳ１００８において、子１のノード１００は、子１の台帳の更新処理を行う。但し、親台帳がロック中でない場合（ステップＳ１００９：ＮＯ）、子１及び子２共に、台帳更新に失敗する。親台帳がロック中である場合（ステップＳ１００９：ＹＥＳ）、処理がステップＳ１０１５に進む。

　或いは、子１の台帳の更新処理が完了している場合（ステップＳ１００４：ＹＥＳ）において、子２のノード１００でトランザクションが発生する（ステップＳ１０１１）。ここで、親台帳がロック中でない場合（ステップＳ１０１２：ＮＯ）、ステップＳ１０１３において、子２のノード１００は、親グループ１００の最新の親台帳から台帳情報を取得し、子２の台帳を更新する。また、当該親台帳がロックされる。親台帳がロック中である場合（ステップＳ１０１２：ＹＥＳ）、ステップＳ１０１４において、子２のノード１００は、子２の台帳の更新処理を行う。ここで、親台帳がロック中でない場合（ステップＳ１０１５：ＮＯ）、子２は台帳更新に失敗する（ステップＳ１０１６）。親台帳がロック中である場合（ステップＳ１０１５：ＹＥＳ）、子１及び子２共に、台帳更新に成功（完了）する（ステップＳ１０１７）。

　（７）子グループの台帳が複数回更新された場合の処理
　図３６は、実施形態に係る子グループの台帳が複数回更新された場合の処理の一例を示す図である。

　ステップＳ１１０１において、子１のノード１００でトランザクションが発生する。

　ステップＳ１１０２において、子１のノード１００は、親グループ１００の最新の親台帳から台帳情報を取得する。

　ステップＳ１１０３において、子１のノード１００は、子１の台帳の更新処理を開始する。ここで、親台帳がロック中でない場合（ステップＳ１１０４：ＮＯ）、子１の台帳更新に失敗する（ステップＳ１１０５）。親台帳がロック中である場合（ステップＳ１１０４：ＹＥＳ）、ステップＳ１１０６において、子１の台帳の更新処理が完了する。

　ステップＳ１１０７において、子１のノード１００でトランザクションが発生する。

　ステップＳ１１０８において、子１のノード１００は、親グループ１００の最新の親台帳から台帳情報を取得する。

　ステップＳ１１０９において、子１のノード１００は、子１の台帳の更新処理を開始する。ここで、親台帳がロック中でない場合（ステップＳ１１０９：ＮＯ）、子１の台帳更新に失敗する（ステップＳ１１１０）。親台帳がロック中である場合（ステップＳ１１０９：ＹＥＳ）、ステップＳ１１１１において、子１の台帳の更新処理が完了する。その後、処理がステップＳ１１０７に戻る。

　（８）子台帳更新失敗に関する処理
　図３７は、実施形態に係る子台帳更新失敗時の処理の一例を示す図である。

　ステップＳ１２００において、ある子グループ２００で台帳更新に失敗する。

　ステップＳ１２０１において、当該子グループ２００のノード１００は、当該子グループ２００で新たなトランザクションがあるか判定する。当該子グループ２００で新たなトランザクションがある場合（ステップＳ１２０１：ＹＥＳ）、ステップＳ１２０２において、当該子グループ２００のノード１００（プロポーザ）は、当該新たなトランザクションを追加して新たなブロックを生成し、処理がステップＳ１２０３に進む。当該子グループ２００で新たなトランザクションがない場合（ステップＳ１２０１：ＮＯ）、処理がステップＳ１２０３に進む。

　ステップＳ１２０３において、当該子グループ２００のノード１００は、親グループ１００の最新の親台帳から台帳情報を取得し、当該子グループ２００の更新処理を再度開始する。ここで、親台帳がロック中である場合（ステップＳ１２０４：ＹＥＳ）、当該子グループ２００のノード１００は、自ノード１００で管理する連続失敗フラグ＝ＯＦＦとし（ステップＳ１２０５）、当該子グループ２００の台帳の更新処理が成功（完了）する（ステップＳ１２０６）。

　一方、親台帳がロック中でない場合（ステップＳ１２０４：ＮＯ）、ステップＳ１２０７において、当該子グループ２００のノード１００は、自ノード１００で管理する連続失敗フラグ＝ＯＮであるか判定する。連続失敗フラグ＝ＯＮでない場合（ステップＳ１２０７：ＮＯ）、ステップＳ１２０８において、当該子グループ２００のノード１００は、連続失敗フラグ＝ＯＮとする。連続失敗フラグ＝ＯＮである場合（ステップＳ１２０７：ＹＥＳ）、ステップＳ１２０９において、親グループ２００のノード１００は、親グループ２００のロックタイマを延長する。

　（９）子台帳更新処理
　図３８は、実施形態に係る子台帳更新処理の一例を示す図である。

　ステップＳ１３０１において、子グループ２００のノード１００（プロポーザ）は、当該新たなトランザクションを追加して新たなブロックを生成する。ここでは、当該新たなブロックは確定していない状態である。

　ステップＳ１３０２において、当該子グループ２００のノード１００は、親グループ２００に更新情報（当該子グループ２００の台帳情報）を通知する。

　ステップＳ１３０３において、当該子グループ２００のノード１００は、当該親グループ２００の台帳に当該子グループ２００の台帳情報が追加された旨の連絡を受けたか否かを判定する。当該連絡を受けない場合（ステップＳ１３０３：ＮＯ）、ステップＳ１３０４において、当該子グループ２００の台帳更新が失敗する。

　当該連絡を受けた場合（ステップＳ１３０３：ＹＥＳ）、ステップＳ１３０５において、当該子グループ２００の新たなブロックが確定し、台帳更新が成功する。

　（その他の実施形態）
　上述の実施形態において、ノード１００がバッテリ駆動型の機器であることを主として想定している。しかしながら、階層構造ネットワーク１０には、外部電源駆動型の機器が含まれていてもよい。例えば、外部電源と接続された機器は、階層構造ネットワーク１０において最上位階層に配置されてもよい。

　上述の各動作フローは、別個独立に実施する場合に限らず、２以上の動作フローを組み合わせて実施可能である。例えば、１つの動作フローの一部のステップを他の動作フローに追加してもよいし、１つの動作フローの一部のステップを他の動作フローの一部のステップと置換してもよい。また、上述の各動作フローにおけるステップの順番は一例であって、ステップの順番は適宜変更してもよい。

　ノード１００が行う各処理をコンピュータに実行させるプログラムが提供されてもよい。プログラムは、コンピュータ読取り可能媒体に記録されていてもよい。コンピュータ読取り可能媒体を用いれば、コンピュータにプログラムをインストールすることが可能である。ここで、プログラムが記録されたコンピュータ読取り可能媒体は、非一過性の記録媒体であってもよい。非一過性の記録媒体は、特に限定されるものではないが、例えば、ＣＤ－ＲＯＭ又はＤＶＤ－ＲＯＭ等の記録媒体であってもよい。また、ノード１００が行う各処理を実行する回路を集積化し、ノード１００の少なくとも一部を半導体集積回路（チップセット、ＳｏＣ：Ｓｙｓｔｅｍ　ｏｎ　ａ　ｃｈｉｐ）として構成してもよい。

　本開示で使用する「に基づいて」、「に応じて」という記載は、別段に明記されていない限り、「のみに基づいて」、「のみに応じて」を意味しない。「に基づいて」という記載は、「のみに基づいて」及び「に少なくとも部分的に基づいて」の両方を意味する。同様に、「に応じて」という記載は、「のみに応じて」及び「に少なくとも部分的に応じて」の両方を意味する。また、「含む（ｉｎｃｌｕｄｅ）」、「備える（ｃｏｍｐｒｉｓｅ）」、及びそれらの変形の用語は、列挙する項目のみを含むことを意味せず、列挙する項目のみを含んでもよいし、列挙する項目に加えてさらなる項目を含んでもよいことを意味する。また、本開示において使用されている用語「又は（ｏｒ）」は、排他的論理和ではないことが意図される。さらに、本開示で使用した「第１」、「第２」などの呼称を使用した要素へのいかなる参照も、それらの要素の量又は順序を全般的に限定するものではない。これらの呼称は、２つ以上の要素間を区別する便利な方法として本明細書で使用され得る。したがって、第１及び第２の要素への参照は、２つの要素のみがそこで採用され得ること、又は何らかの形で第１の要素が第２の要素に先行しなければならないことを意味しない。本開示において、例えば、英語でのａ，ａｎ，及びｔｈｅのように、翻訳により冠詞が追加された場合、これらの冠詞は、文脈から明らかにそうではないことが示されていなければ、複数のものを含むものとする。

　以上、図面を参照して実施形態について詳しく説明したが、具体的な構成は上述のものに限られることはなく、要旨を逸脱しない範囲内において様々な設計変更等をすることが可能である。

　本願は、日本国特許出願第２０２２－１０４０３１号（２０２２年６月２８日出願）の優先権を主張し、その内容の全てが本願明細書に組み込まれている。

　（付記）
　上述の実施形態に関する特徴について付記する。

　（付記１）
　階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムであって、
　最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードは、
　　前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理し、
　　前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行い、
　　前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する台帳情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する
　ブロックチェーンシステム。

　（付記２）
　前記第１グループに属するノードは、前記第２台帳を示すチェーンＩＤ、前記第２台帳の新たなブロックから計算されるハッシュ値、及び前記新たなブロックのブロック番号を示すブロックハイトのうち、少なくとも１つを前記台帳情報として前記第１台帳に含める
　付記１に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記３）
　前記第１グループに属するノードは、自ノードにおけるトランザクションが前記ロック期間内で発生したときに、
　　当該トランザクションに関するトランザクションデータを保持するためのメモリ容量の余裕が当該自ノードにある場合、当該トランザクションデータを保持し、
　　前記余裕が当該自ノードにない場合、前記余裕のある他ノードに当該トランザクションデータを保持させる
　付記１又は２に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記４）
　前記第１グループに属するノードは、自ノードにおけるトランザクションが前記ロック期間内で発生したときに、前記余裕が当該自ノードにない場合であって、且つ、前記余裕のある他ノードが前記第１グループに存在しない場合、前記第１階層の上位の階層のグループに属する他ノードに前記トランザクションデータを保持させる
　付記３に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記５）
　前記複数のノードは、前記第１台帳を更新するための新たなブロックを生成するノードであるプロポーザを含み、
　前記第１グループに属するノードは、自ノードが前記プロポーザではない場合、当該自ノードで保持している前記トランザクションデータを前記ロック期間が終了したときに前記プロポーザに送信する
　付記３又は４に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記６）
　前記第１台帳は、前記第１グループに属する各ノードのメモリ容量に関するメモリ余裕情報を含み、
　前記第１グループに属するノードは、自ノードにおけるトランザクションが前記ロック期間内で発生したときに、前記余裕が当該自ノードにない場合、前記第１台帳に含まれる前記メモリ余裕情報に基づいて、前記トランザクションデータを保持させる前記他ノードを前記第１グループの中から決定する
　付記３乃至５のいずれかに記載のブロックチェーンシステム。

　（付記７）
　前記第１グループに属するノードは、前記第１グループに新たなノードが参加することに応じて、前記新たなノードのメモリ容量に関する情報を前記メモリ余裕情報に含めるように前記第１台帳を更新する
　付記６に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記８）
　前記第１グループに属するノードは、自ノードにおけるトランザクションが前記ロック期間内で発生したときに、前記余裕が当該自ノードにない場合、前記余裕が当該自ノードにないことを示すフラグ情報を前記トランザクションデータと共に前記他ノードに送信し、
　前記フラグ情報は、前記メモリ余裕情報の一部として前記第１グループ内で管理される
　付記６又は７に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記９）
　前記第２グループに属するノードは、
　　前記第２台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第２台帳を更新しないよう台帳ロックを行い、
　　前記ロック期間が終了したときに、前記第２階層の下位の階層のグループで管理する台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された台帳に関する情報を前記第２台帳に含めるように前記第２台帳を更新し、
　前記第１グループで用いる前記ロック期間は、前記第２グループで用いる前記ロック期間よりも短い
　付記１乃至８のいずれかに記載のブロックチェーンシステム。

　（付記１０）
　前記第１グループで用いる前記ロック期間は、前記第２台帳の更新処理に要する台帳更新処理時間よりも長い
　付記９に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記１１）
　前記第２グループに属するノードは、前記第２台帳の更新処理中に前記第１台帳が更新されたことを検知した場合、前記第２台帳の更新失敗とみなして、前記第２台帳の更新処理を再度行う
　付記１乃至１０のいずれかに記載のブロックチェーンシステム。

　（付記１２）
　前記第１グループに属するノードは、前記第２台帳の更新失敗が所定回数だけ連続して発生した場合、前記第１グループで用いる前記ロック期間を延長する
　付記１１に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記１３）
　前記第２階層は、前記第２グループと、第３グループとを含み、
　前記第１グループに属するノードは、前記ロック期間が終了したときに、前記第２グループで管理する第２台帳と前記第３グループで管理する第３台帳とが前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する情報と当該更新された第３台帳に関する情報とを前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する
　付記１乃至１２のいずれかに記載のブロックチェーンシステム。

　（付記１４）
　前記複数のノードのそれぞれは、当該ノードの性能に基づいて、前記階層構造における複数の階層のうち当該性能に応じた階層に配置される
　付記１乃至１３のいずれかに記載のブロックチェーンシステム。

　（付記１５）
　前記第１グループに属するノードは、前記第２グループに属するノードに比べて高い性能を有する
　付記１４に記載のブロックチェーンシステム。

　（付記１６）
　前記第１グループに属するノードは、前記第１グループ内のトランザクション及び前記第２グループ内のトランザクションのそれぞれに応じて前記第１台帳を更新し、
　前記第２グループに属するノードは、前記第１グループ内のトランザクションに応じて前記第２台帳を更新せずに、前記第２グループ内のトランザクションに応じて前記第２台帳を更新する
　付記１乃至１５のいずれかに記載のブロックチェーンシステム。

　（付記１７）
　階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムにおいて最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードであって、
　前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理する処理と、
　前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う処理と、
　前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する処理と、を実行するプロセッサを備える
　ノード。

　（付記１８）
　階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムにおいて最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードに、
　前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理する処理と、
　前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う処理と、
　前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する処理と、を実行させる
　プログラム。

　１０　　　　：階層構造ネットワーク
　１００　　　：ノード
　１１０　　　：通信部
　１２０　　　：制御部
　１２１　　　：プロセッサ
　１３０　　　：記憶部
　１４０　　　：バッテリ
　２００　　　：グループ

Claims (18)

1. 　階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムであって、
   　最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードは、
   　　前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理し、
   　　前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行い、
   　　前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する台帳情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する
   　ブロックチェーンシステム。
2. 　前記第１グループに属するノードは、前記第２台帳を示すチェーンＩＤ、前記第２台帳の新たなブロックから計算されるハッシュ値、及び前記新たなブロックのブロック番号を示すブロックハイトのうち、少なくとも１つを前記台帳情報として前記第１台帳に含める
   　請求項１に記載のブロックチェーンシステム。
3. 　前記第１グループに属するノードは、自ノードにおけるトランザクションが前記ロック期間内で発生したときに、
   　　当該トランザクションに関するトランザクションデータを保持するためのメモリ容量の余裕が当該自ノードにある場合、当該トランザクションデータを保持し、
   　　前記余裕が当該自ノードにない場合、前記余裕のある他ノードに当該トランザクションデータを保持させる
   　請求項１に記載のブロックチェーンシステム。
4. 　前記第１グループに属するノードは、自ノードにおけるトランザクションが前記ロック期間内で発生したときに、前記余裕が当該自ノードにない場合であって、且つ、前記余裕のある他ノードが前記第１グループに存在しない場合、前記第１階層の上位の階層のグループに属する他ノードに前記トランザクションデータを保持させる
   　請求項３に記載のブロックチェーンシステム。
5. 　前記複数のノードは、前記第１台帳を更新するための新たなブロックを生成するノードであるプロポーザを含み、
   　前記第１グループに属するノードは、自ノードが前記プロポーザではない場合、当該自ノードで保持している前記トランザクションデータを前記ロック期間が終了したときに前記プロポーザに送信する
   　請求項３に記載のブロックチェーンシステム。
6. 　前記第１台帳は、前記第１グループに属する各ノードのメモリ容量に関するメモリ余裕情報を含み、
   　前記第１グループに属するノードは、自ノードにおけるトランザクションが前記ロック期間内で発生したときに、前記余裕が当該自ノードにない場合、前記第１台帳に含まれる前記メモリ余裕情報に基づいて、前記トランザクションデータを保持させる前記他ノードを前記第１グループの中から決定する
   　請求項３に記載のブロックチェーンシステム。
7. 　前記第１グループに属するノードは、前記第１グループに新たなノードが参加することに応じて、前記新たなノードのメモリ容量に関する情報を前記メモリ余裕情報に含めるように前記第１台帳を更新する
   　請求項６に記載のブロックチェーンシステム。
8. 　前記第１グループに属するノードは、自ノードにおけるトランザクションが前記ロック期間内で発生したときに、前記余裕が当該自ノードにない場合、前記余裕が当該自ノードにないことを示すフラグ情報を前記トランザクションデータと共に前記他ノードに送信し、
   　前記フラグ情報は、前記メモリ余裕情報の一部として前記第１グループ内で管理される
   　請求項６に記載のブロックチェーンシステム。
9. 　前記第２グループに属するノードは、
   　　前記第２台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第２台帳を更新しないよう台帳ロックを行い、
   　　前記ロック期間が終了したときに、前記第２階層の下位の階層のグループで管理する台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された台帳に関する情報を前記第２台帳に含めるように前記第２台帳を更新し、
   　前記第１グループで用いる前記ロック期間は、前記第２グループで用いる前記ロック期間よりも短い
   　請求項１に記載のブロックチェーンシステム。
10. 　前記第１グループで用いる前記ロック期間は、前記第２台帳の更新処理に要する台帳更新処理時間よりも長い
    　請求項９に記載のブロックチェーンシステム。
11. 　前記第２グループに属するノードは、前記第２台帳の更新処理中に前記第１台帳が更新されたことを検知した場合、前記第２台帳の更新失敗とみなして、前記第２台帳の更新処理を再度行う
    　請求項１に記載のブロックチェーンシステム。
12. 　前記第１グループに属するノードは、前記第２台帳の更新失敗が所定回数だけ連続して発生した場合、前記第１グループで用いる前記ロック期間を延長する
    　請求項１１に記載のブロックチェーンシステム。
13. 　前記第２階層は、前記第２グループと、第３グループとを含み、
    　前記第１グループに属するノードは、前記ロック期間が終了したときに、前記第２グループで管理する第２台帳と前記第３グループで管理する第３台帳とが前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する情報と当該更新された第３台帳に関する情報とを前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する
    　請求項１に記載のブロックチェーンシステム。
14. 　前記複数のノードのそれぞれは、当該ノードの性能に基づいて、前記階層構造における複数の階層のうち当該性能に応じた階層に配置される
    　請求項１乃至１３のいずれか１項に記載のブロックチェーンシステム。
15. 　前記第１グループに属するノードは、前記第２グループに属するノードに比べて高い性能を有する
    　請求項１４に記載のブロックチェーンシステム。
16. 　前記第１グループに属するノードは、前記第１グループ内のトランザクション及び前記第２グループ内のトランザクションのそれぞれに応じて前記第１台帳を更新し、
    　前記第２グループに属するノードは、前記第１グループ内のトランザクションに応じて前記第２台帳を更新せずに、前記第２グループ内のトランザクションに応じて前記第２台帳を更新する
    　請求項１乃至１３のいずれか１項に記載のブロックチェーンシステム。
17. 　階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムにおいて最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードであって、
    　前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理する処理と、
    　前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う処理と、
    　前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する処理と、を実行するプロセッサを備える
    　ノード。
18. 　階層構造を有するネットワークを複数のノードにより形成するブロックチェーンシステムにおいて最下位階層と異なる第１階層の第１グループに属するノードに、
    　前記第１グループ内のトランザクションに関するトランザクションデータを含む第１台帳を管理する処理と、
    　前記第１台帳が更新されてからロック期間にわたって前記第１台帳を更新しないよう台帳ロックを行う処理と、
    　前記ロック期間が終了したときに、前記第１階層の下位の第２階層の第２グループで管理する第２台帳が前記ロック期間内で更新されている場合、当該更新された第２台帳に関する情報を前記第１台帳に含めるように前記第１台帳を更新する処理と、を実行させる
    　プログラム。

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