JP2003143643A

JP2003143643A - 異種類のアクセスネットワークにおける分散型ダイナミックページング領域形成のための方法及び関連装置

Info

Publication number: JP2003143643A
Application number: JP2002291649A
Authority: JP
Inventors: Daichi Funato; ダイチフナト; Atsushi Takeshita; アツシタケシタ
Original assignee: Docomo Communications Labs USA Inc
Current assignee: Docomo Innovations Inc
Priority date: 2001-10-03
Filing date: 2002-10-03
Publication date: 2003-05-16
Anticipated expiration: 2022-10-03
Also published as: EP1301052A2; EP1301052B1; DE60225645D1; US20030143999A1; EP1301052A3; US7937096B2; DE60225645T2; JP3797553B2; DE60236630D1

Abstract

(57)【要約】【課題】遠距離通信において、ページング領域を、移
動ホストの移動トラヒックの変化に応じて再設定する。【解決手段】遠距離通信において、ページング領域は
必要に応じて自動的に再設定されえる。ページング領域
は、移動ホストの移動トラヒックの変化に応じて、適応
的に再設定されえる。このシステムと方法は、それぞれ
のページング単位領域に対し、限定された数の領域IDが
認められるという条件のもとのみ可能である。また、こ
のシステムと方法は、異なる種類のアクセスネットワー
クにおいて、可能である。ゆえに、ここに開示される実
施形態において、ページング領域は、移動ホストの移動
トラヒックの変化に応じて再設定される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本出願は、参考文献により加
えられる、フナトダイチの名により２００１年１０月３
日付けで申請された出願番号６０/３２７０９１の合衆
国仮特許出願による優先権を主張する。

【０００２】本発明は概ね、無線通信システムに関す
る。より具体的には、異種類のアクセスネットワークに
おける分散型ダイナミックページング領域形成のための
方法及び関連する装置に関する。

【０００３】

【従来の技術】無線技術とインターネットが商業的に発
達するにつれ、移動インターネットアクセスが世界的に
ますます民衆の間で広まってきている。現在、発達中の
第３及び第４世代（それぞれに３G,４G）無線システム
において、無線及びインターネットの技術は組み合わさ
れることとなる。このようなシステムにおいて、移動ホ
ストは基地局または他の固定構造基盤アクセスポイント
と無線でつながった状態で領域内を移動することが自由
となる。それぞれの、ネットワークの基地局は、基地局
を囲む地理的範囲の移動ホストを収容する。移動ホスト
が移動すると、移動ホストとの通信は一つの基地局から
もう一方へとハンドオフされる。携帯電話技術およびイ
ンターネット技術の統合に向けてのリサーチ及び標準化
の努力は現在進行中である。ページング技術はそのよう
な技術のうちの一つである。

【０００４】ページング技術は、携帯電話システムの全
てのセルを、ページング領域と呼ばれる幾多もの異なる
領域に区切る。これらのページング領域を行き来する移
動ホストは、ひとつのページング領域から異なる領域に
移動するたびに新しい位置を登録する必要がある。移動
ホストがページング領域に在圏するときは、その正確な
位置はシステムによっては把握されていない。よって、
着信があった折は、移動ホスト（以下、MHと呼ぶ）の正
確な位置はMHのページング領域の全てのセルへページン
グメッセージを送ることにより把握される。MHにおける
電池の消耗の削減のため、ページング技術は大変効果が
あることが証明されている。

【０００５】ページング技術は、休止モードにあるMHを
たどることに使用される。MHは、電池を節約するため
に、実際に通信を行っていない間は休止モードへと入
る。しかし、休止状態においてMHは、MHが移動している
ページング領域を示す領域IDを報告する信号を近隣のア
クセスポイントから受信することが可能である。ページ
ング領域は、特定のMHに対するページング信号が送信さ
れるネットワーク又はシステムの部分である。一つのペ
ージング領域から他へ移動している間、MHは、境界を越
えた折に異なるID信号を受信し始めることにより、ペー
ジング領域の境界を越え、そして他のページング領域に
入ったか否か、また、いつそのことが起こったかを認識
できる。MHは異なる領域ID信号を受信した折、休止モー
ドから活動モードへと戻り、新しいページング領域へ自
身を登録するために信号を送信する。

【０００６】３Gおよび４Gの無線システムにおいては、
インターネットプロトコル（IP）ネットワークが基幹ネ
ットワークとして想定されている。IPは、無線と有線の
両方の通信システム、又はこれら二つの組み合わせに適
応されえる標準化された通信フォーマットである。IPに
基づくページングプロトコルは、３G及び４Gの無線シス
テムに必要なものである。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】IPページング技術の発
達にとっての難問は、いかにしてページング領域を指定
するかである。ページング領域の定義と配置又は設定に
関し、二つの問題が発見されている。第一の問題は、ペ
ージング領域の大きさである。もし、それぞれのページ
ング領域が比較的大きい場合、その領域において行われ
るページング動作に相当のネットワーク手段が回されな
ければならない。たった一つのMHの位置を突き止めるた
めに、広い領域をカバーするための大規模なページング
信号が送信されなければならない。もし、それぞれのペ
ージング領域が比較的小さい場合、ページング信号受信
のために相当なエネルギーがMHにおいて使用される。も
し、ページング領域が比較的小さい場合は、二つの隣接
するページング領域の間の境界を頻繁に越えることとな
る。MHが境界を越えるたびに休止モードから戻り、新し
い領域を登録することから、電池が消耗する。

【０００８】ページング領域の大きさにおけるもう一つ
の問題は、ページング領域の重なり合いである。現在の
通信システムにおいて、それぞれのページング領域には
限定された数の領域ID（通例一つ）が認められている。
この条件のもとにそれぞれのページング領域が持つこと
ができる領域IDに関し、動的にページング領域を定義、
そして配置するために、いくつかの取り決めが必要であ
る。

【０００９】いかにして、しかるべきページング領域を
構成するかに関し、多くの既存のリサーチがなされてき
た。ある参考文献では、移動管理の平均的な信号送信コ
スト削減のために、異なる移動性と異なる発信特性によ
り移動機のユーザを扱う個人位置領域概念の使用が提案
されている。この概念に基づき、携帯電話ページングシ
ステムのために、時間に基づく方法やプロフィールに基
づく方法などの幾多もの取り組みが紹介されている。た
だし、このリサーチは静的なページング領域を設定する
ためのもので、ページング領域構造は常に固定されてい
ることを意味する。ただし、模擬実験の結果は、このよ
うなページング領域の設計は幾多の状況において高いペ
ージングコストへとつながることを示している。これ
は、ユーザトラヒックが頻繁に変わることから起こり、
静的ページング領域は、トラヒックパターンをあまりよ
くカバーできず、位置更新コストがかなり増加すること
を意味している。

【００１０】現在のページング技術は、固定ページング
領域を使用する。ページング領域は手動で定義および配
置され、一度、定義・配置されれば変えられることは稀
である。これらの手動で定義されたページング領域は、
結果融通が利かず、通信トラヒックの変化に適用するこ
とができない。また、ページング領域は手動で定義され
ていることから、人的な間違いは避けられない。ページ
ング領域の動的構造に関し、いくつかの提案がされてい
るが、これらの提案は、結果領域IDの重なり合いを許す
こととなる。これらの提案において、それぞれのMHは動
的に、トラヒック及び移動により最適なページング領域
の大きさを計算及び形成する。必然的に、それらページ
ング構想においては、それぞれのページング領域は重な
りあう。

【００１１】他の事項として、このようなネットワーク
はゆえに、コレスポンデントノード間の動的なデータパ
ケットの再ルーティングの機能を提供できるべきであ
る。現在ある固定されたIPアドレス及び固定ノード関係
に基づくインターネットアドレッシング及びルーティン
グのプロトコル及び構成はそのような機能を提供しな
い。同様に、現在ある固定ノードインターネットプロト
コルは無線LANの使用には不十分である。

【００１２】全体的なページングコストを最小限にすべ
く、ページング領域構成をもっとも効果的にするため、
いくつものリサーチがなされてきた。システムの全体の
ページングコストは、位置更新コスト及びページングコ
ストの二つである。位置更新コストは、ユーザが新しい
ページング領域へ動いたときにユーザの位置を更新する
ために使用される手段である。ページングコストはそれ
ぞれのページング領域内のユーザへメッセージを送信す
るための手段である。適切に構成されたページング領域
は、全体のページングコストを最小限に抑えることが可
能である。

【００１３】ダイナミックページング領域構成アルゴリ
ズムが提案されている。例えば、個々の位置とともに、
ページング領域の大きさと形状を動的に構成する方法
が、提案されている。ただし、提案された方法におい
て、位置領域の重なり合いを抑えることは困難である。
ページング領域の重なり合いは、日本におけるパーソナ
ルデジタル通信方式（PDC）、汎欧州デジタルセルラー
システム（GSM）及び広帯域符号分割多重アクセス方式
（W-CDMA）システムなどのほとんどの携帯電話システム
において抑えられなければならない。これら通信システ
ムは、基地局ごとに限られた数のページング領域IDをそ
のつど送信するように構成されている。結果、基地局が
多くの位置領域に同時に属することは不可能である。

【００１４】ゆえに、改善されたページング領域構成方
法及び装置が必要となる。

【００１５】

【課題を解決するための手段】前置きとして、開示され
ている本実施形態によれば、ページング領域は必要に応
じて自動的に再構成されえる。ページング領域は、MHの
移動トラヒックの変化に応じて適応的に再構成される。
これらの実施形態によるシステム及び方法は、それぞれ
のページング単位領域に認められた、限られた数のみの
領域IDという条件のもとで機能する。また、このシステ
ム及び方法は異種類のアクセスネットワークにおいて機
能する。このように、開示されている本実施形態によれ
ば、MHの移動トラヒックの変化に応じてページング領域
は自身を再構成する。

【００１６】前記の概要はあくまで前置きである。この
部分における事項は、発明の範囲を定義する特許請求の
範囲を限定するものではない。

【００１７】

【発明の実施の形態】ページングを使用するシステムに
おいて、MHは活動と休止の二つのモードのもとに作動す
る。活発的にデータを送信又は受信しているときは、移
動端末は活動的な状態にある。この状態において、ネッ
トワークはMHの位置情報を把握しており、データを直ち
に送信できる状況にある。もし、MHが一定の時間不活発
な状態にあるときは、休止モードへと変化する。休止モ
ードにおいて、ネットワークのMHの位置情報は陳腐であ
る場合がある。もし、MHのためにデータが到着すれば、
データ送信前にMHの位置は把握されなければならない。
この、MHの位置把握の手順が広くページングと呼ばれて
いる。

【００１８】ページングは、MHの電池を消耗する無線イ
ンターフェースの受け止めに費やされる時間を削減する
という点から、MHにとって有益である。更に、ページン
グはMHが基地局を行き来するたびというよりもページン
グ領域境界を越えるときのみに信号発信が求められると
いう点から、ネットワーク信号発信コストも削減する。
ページング領域が幾多もの基地局を持っている場合、移
動端末をたどるために発信される相当量の信号が削減さ
れる。

【００１９】ここからは図面を参照することとし、図１
は、無線通信ネットワーク１００の実施形態の一つを示
すブロック図である。ネットワーク１００は、第１最終
ホップルータ（LHR）１０２、第２LHR１０４、第１LHR
１０２に関連する複数のアクセスポイント（AP）１０
６，１０８，１１０及び、第２LHR１０４に関連する複
数のアクセスポイント（AP）１１２，１１４，１１６を
含む。第１MH１２０は第一の複数のアクセスポイント１
０６，１０８，１１０と通信しており、第２MH１２２は
第二の複数のアクセスポイント１１２，１１４，１１６
と通信している。ここで使用されている通り、通信は有
線又は無線のどちらでも良い。有線通信の一例はTCP/IP
によるデジタル通信である。無線通信の一例はW-CDMAネ
ットワークによるIP通信である。

【００２０】最終ホップルータ１０２及び１０４は、イ
ンターネット又はサブネットワークでありうるインター
ネットプロトコル（IP）ネットワーク１１８と通信して
いる。最終ホップルータはMHが接続され得るエッジルー
タである。最終ホップルータは最終ホップサブネット
（LHS）を収容する。最終ホップサブネットはMHが直接
接続されるエッジサブネットである。このように、LHR
１０２はLHS１３２を収容し、LHR１０４はLHS１３４を
収容する。

【００２１】アクセスポイント１０６，１０８，１１
０，１１２，１１４，１１６は、それぞれのアクセスポ
イントに収容されるセル内のMHへ、第２層コネクション
を通じてページングおよびアクセスを提供する装置であ
る。アクセスポイントの例として、携帯電話又はパーソ
ナル通信方式（PCS）ネットワーク内の基地局があげら
れる。このように、アクセスポイント１０６はセル１３
６を、アクセスポイント１０８はセル１３８を、アクセ
スポイント１１０はセル１４０を、アクセスポイント１
１２はセル１４２を、アクセスポイント１1４はセル１
４４を、そしてアクセスポイント１１６はセル１４６を
収容する。

【００２２】MH１２０，１１２などのMHは標準的なIPホ
ストであり、インターネットプロトコルを使用する遠隔
装置と通信が可能である。標準的には、MHは移動性及び
携帯性の面から電池により電力の提供を受ける。MHはさ
らに、低電力モードである、休止モードへ入る能力を有
する。休止モードは、無線チャンネルの傍受を削減する
ことにより普通のIPトラヒックの受信能力をMHが制限す
る状態をさす。これにより、MHの電池を節約でき、ネッ
トワークへの信号負荷が削減できる。実際の双方通信に
は、休止モードから活動モードへと戻ることが要求され
る。

【００２３】通信ネットワーク１００は、ネットワーク
内の移動ホストへページングを提供するために構成され
ている。ページングは、休止モードにあるMHの位置を把
握し、最終ホップ接続を達成するための無線アクセスポ
イントを通じての通信ネットワーク１００による信号発
信である。最終ホップ接続において、MHはAPと双方通信
を行っている。ページング領域は、休止状態のMHの位置
把握のために作動される無線アクセスポイントの集団で
ある。休止状態にあるMHは、MHのだいたいの位置をネッ
トワークが維持できるために、ページング領域境界を越
えるときにネットワークへ信号を送信することを必要と
する場合もある。ページング領域クラスタは、共通のペ
ージング領域識別名を持つ、ページング領域の集団であ
る。

【００２４】典型的なIPページングプロトコルは、以下
の通り作動する。

【００２５】A.登録 MHが休止モードに入るとき、又はMHが現在のページング
領域から動く場合、基地局のトラッキングエージェント
（TA）へと登録する。トラッキングエージェントは、MH
が休止モード又は活動モードにある間の位置の把握を担
っており、またMHが活動モードに入った旨も把握する。
登録は、MHの識別名（例えば、ホームアドレス）と、現
在のページング領域の識別名を特定する。ページング登
録を受け付けると、TAはホストの識別名と登録によって
特定されているページング領域を統轄しているページン
グエージェント（PA）を結びつけるエントリを作成す
る。ページングエージェントは、ホストが休止モードに
ある間にパケットが到着した場合にMHに知らせることを
担っている。また、ページングエージェントは、ホスト
が休止モードに入った折に、休止管理エージェント（DM
A）へ報告を送信する。休止管理エージェントは、休止
モードにあるホストへパケットが送信された旨を検知す
る。

【００２６】B.パケット送信休止期間に、もしMHに対しネットワークへデータが到着
したときは、データ送信に際しホストの位置がまず把握
されなければならない。DMAがホストに対するパケット
を受信すると、ホストが休止中となっていることからパ
ケットを緩衝させる。そして、DMAはTAにホストの現在
のPAを照会する。TAはそれに対して、PAにMHを呼び出す
よう求める。PAは、PAに属するネットワークの全ての基
地局にページングリクエストを送信する。最後に、それ
ぞれの基地局は休止状態にあるMHにダウンリンクによっ
てページを含む無線信号を送信する。MHが休止モードか
ら活動モードへ戻ると、ページング基地局へアップリン
クにより応答メッセージを送信する。MHは活動状態へと
入り、現在の位置を登録する。例えば、MHはケアオブア
ドレスをDMAに対し提供する。そして、DMAは登録された
MHに対し、パケットを転送する。

【００２７】C.ダイナミックページング領域構造適切なページング領域の構造は、ページングトラヒック
と位置更新トラヒックとの間のトレードオフに基づく。
ページング領域の大きさが増加するにつれ、ページング
コストが増加し、位置更新コストが減少する。逆に、ペ
ージング領域が減少するにつれ、ページングコストが減
少し位置更新コストが増加する。概ね、ページングトラ
ヒックはページング領域内の基地局に対する呼び出しに
比例し、位置更新トラヒックはページング領域境界を越
えるMHの数に比例する。

【００２８】ダイナミックページング領域構造アルゴリ
ズムは全体のネットワーク位置更新コスト及びページン
グコストを最小限に抑えなければならない。概ね、位置
更新は無線手段のみならず、TA内の分散位置データベー
スの負荷にも影響するという点から、ページングトラヒ
ックは位置更新トラヒックに比べ重要でないとされる。

【００２９】この記述において、MHに現在の位置情報を
特定させるためにそれぞれの基地局又は基地局ルータか
ら定期的にまたは連続的にビーコンフレームが送信され
ているものとする。ビーコンフレームは少なくともペー
ジング領域ID（PA-ID）と基地局ID（BS-ID）を含んでい
なければならない。

【００３０】PA-IDは現在のページング領域を示す。基
地局が自身のページング領域を変えたときにPA-IDは変
わる場合もある。BS-IDは独自に基地局を特定する。BS-
IDは固定されている。システム開始時には、PA-IDとBS-
IDは同一であるものとする。

【００３１】更に、MHは休止モードにあっても基地局か
らビーコンを受け止めることができるものとする。更
に、MHは自身の現在の位置のセル内のBS-IDを特定でき
るものとし、その後の使用のためにこの情報を保存でき
るものとする。

【００３２】更に、それぞれの基地局ルータはページン
グエージェント（PA）と休止管理エージェント（DMA）
の能力を持つものとする。また、PA-IDとBS-IDは、イン
ターアクセスポイントプロトコルなどの第２層から第３
層マッピングプロトコルを使用する基地局ルータの第３
層アドレス（IPアドレス）へ位置付けられるものとす
る。即ち、BSRのIPアドレスはビーコン情報から取得で
きるものとする。

【００３３】ネットワーク通信プロトコルは、移動トラ
ヒックサンプリングのメッセージを定義する。MHはビー
コンを受け止め、そして最新のビーコン情報を保存する
ことができる。この保存されたデータは、次の基地局へ
と渡すために使用される。MHが他のページング領域へ動
くと、休止モードから活動モードへと戻り、基地局へ送
信することを通してTAとDMAにおける自身の位置情報を
更新する。その折に、MHは基地局へ登録されていないに
せよ、前のビーコンのメモリを含んでいる。新しい基地
局に対し、情報を送信するために、メッセージが定義さ
れる。通知メッセージは、MHの出所を新しい基地局が認
識できるよう、前の基地局のPA-IDとBS-IDを含んでい
る。

【００３４】図１，２，３，４及び５は模範的なページ
ング領域のネットワークの一例を示す。図１において、
LHR１０２と１０４それぞれは３つのアクセスポイント
が配置される最終ホップサブネットを作成する。それぞ
れのAPはそれぞれのセルを定義する。

【００３５】図２〜５は更なる模範ページング領域のネ
ットワークの更なる例を示す。図２において、ネットワ
ーク２００は単一のLHR２０２と一つのAP２０４を含
む。セル２０６はAP２０４に収容される。LHR２０２は
一つのLHS２０８と一つのページング領域２１０、そし
て同延のLHS２０８を定義する。図３において、ネット
ワーク３００は一つのLHR３０２と二つのAP３０４、３
０６を含む。AP３０４はセル３０８を収容し、AP３０６
はセル３１０を収容する。LHR３０２及びAP３０４、３
０６はLHS３１２及び同延のページング領域３１４を定
義する。

【００３６】図４において、ネットワーク４００は二つ
のLHR４０２、４０４を含む。LHR４０２は二つの関連す
るAP４０６，４０８をもつ。それぞれのAP４０６，４０
８は関連するセルを収容する。動様に、LHR４０４は二
つの関連するAP４１０，４１２を持つ。AP４１０，４１
２それぞれは、関連するセルを収容する。AP４０６，４
０８はLHS４１４を形成する。AP４１０，４１２はLHS４
１６を形成する。４つ全てのAP４０６，４０８，４１
０，４１２はページング領域４１８を形成する。

【００３７】図５のネットワーク５００において、LHR
５０２は４つの関連するAP５０４，５０６，５０８，５
１０を持つ。それぞれのAPはそれぞれのセルを収容す
る。APのそれぞれの対はページング領域を形成する。こ
のように、AP５０４と５０６の対は、ページング領域５
１２を形成し、AP５０８と５１０の対はページング領域
５１４を形成する。ページング領域５１２，５１４はLH
S５１６を形成する。

【００３８】図６のネットワーク６００において、二つ
のLHR６０２、６０４は、三つのアクセスポイント６１
０，６１２，６１４とともにページング領域６１６を定
義する。AP６１０は第一アクセスネットワーク６２０と
関連する。AP６１２は第２アクセスネットワーク６２２
と関連する。AP６１４は第３アクセスネットワーク６２
４と関連する。AP６１０，６１２，６１４それぞれは関
連するセルを収容し、関連するセル内でMHに対して無線
通信を提供する。ページング領域６１６はアクセスネッ
トワーク６２０，６２２，６２４それぞれの部分を網羅
する。

【００３９】このように、ページング領域はあらゆる、
さまざまな構造で配置されるものとする。ページング領
域は、最終ホップサブネットワーク及びアクセスネット
ワーク内及び間において存在できるものとする。ここに
開示されている実施形態に基づき、ページング領域はシ
ステム事情により動的に再構成されるものとする。

【００４０】図７は無線通信システムにおけるページン
グ領域の再構成を示すブロック図である。図７は道路７
０２の傍の携帯電話無線通信ネットワーク７００を示
す。ネットワーク７００はセル７０４，７０６，７０８
といったセルを収容する複数のアクセスポイントを含
む。最初の段階では、それぞれのセルは最小のページン
グ領域に対応する。最小のページング領域は、図７の左
側に描かれた道路７０２と対称の円によって定義され
る。ネットワーク７００の無線トラヒックが道路７０２
の車両交通量とともに増加すると、図７の右側に描かれ
た一つの大きいページング領域７１０を定義すべく、道
路の傍のページング領域は統合する。その後、トラヒッ
クが許すと図７の左側に描かれているようにページング
領域は最小の単位まで解体される。

【００４１】好ましくは、ページング領域は人的努力と
間違いを最小限にするために自動的に構成されることが
望ましい。ページング領域は、ネットワーク内における
ページング効率を高めるためにユーザの動きに適応され
ることが望ましい。更に、このページング領域形成を提
供する方法は、限られた重複許容構造を提供することが
望ましい。また更に、ページング領域形成の方法は、多
くの異種類のアクセスネットワークに適応可能であるこ
とが望ましい。

【００４２】図８は、ページング領域形成の他の例を示
すブロック図の一続きである。図８は、無線通信システ
ム８００内のページング領域の時間的変化を示してい
る。図８において、それぞれの六角形は最小のページン
グ領域を示している。組み合わさった、または形成され
たページング領域は、共通のフィルパターンを持ってい
る。図８の上部左側から始まり、MHの移動トラヒックが
領域ｃから領域ｄへと増加する。MHのトラヒックの移動
は図８のそれぞれの図の中で、矢印によって示されてい
る。この描写は、実際のシステムにおけるトラヒックの
単純化である。このトラヒック移動の結果、領域ｄは領
域ｃの領域IDを取り入れ、図８の上部右側に示されてい
る領域dの変化したフィルの通り、領域ｃとｄは一つの
ページング領域となる。

【００４３】以後、上部右側の図に示すとおり、MHトラ
ヒックは領域aから領域ｂへと増加する。その結果、領
域ｂは領域aの領域IDを取り入れ、領域ｂの変化したフ
ィルが示すとおり、領域aと領域ｂは一つのページング
領域となる。以後、図８の下部右側の図に示すとおり、
MHトラヒックは領域ｂから領域ｃへと増加する。その結
果、下部左側の図に示すとおり、領域ｃとｄは領域ｂの
領域IDを取り入れ、領域a、ｂ、ｃ及びｄは一つの広い
ページング領域となる。このように、この模範的実施形
態において、ページング領域はMHの移動トラヒックの変
化に応じて自身を再構成する。

【００４４】図９は、MH９０２と最終ホップルータ９０
４，９０６の二つの模範的実施形態を示すブロック図で
ある。これらそれぞれの装置と、その構成について、以
下で説明する。

【００４５】MH９０２は、例えば携帯又はPCS電話、パ
ーソナルデジタルアシスタント（PDA）、パーソナルコ
ンピュータ、又はこれらの組み合わせ又は他のあらゆる
電子装置によって具体化される。MH９０２は、ホストレ
ポーターエージェント９０８と第３層移動エージェント
９１０を含む。典型的な実施形態において、MH９０２
は、電池、プロセッサ、メモリ、ユーザインターフェー
ス及び無線回路を含む移動又は携帯型電子装置として具
体化される。これらの構成要素は、図面を必要以上に煩
雑にしないために、図９には示されていない。MH９０２
の電力は電池によって供給される。プロセッサは、マイ
クロプロセッサ、マイクロ制御デジタル信号プロセッ
サ、他の論理回路又は、MH９０２の動作を制御する装置
の組み合わせでよい。プロセッサは、フラッシュ,EPROM
またはRAMなどの半導体メモリに保存されている、プロ
グラム指令に応じて作動する。ユーザインターフェース
はユーザにMH902の制御をさせ、ディスプレイ、キーパ
ッド、スピーカ、マイクロフォン他の構成要素を含むも
のでよい。無線回路は、最終ホップルータ９０４などの
遠隔装置との無線通信を可能にする。典型的実施形態の
無線回路は、それぞれに符号化、復号化及び変調、復調
を行う送信機及び受信機を含む。無線回路により、MH９
０２は最終ホップルータ９０４と無線リンク９１４を通
して通信する。

【００４６】ホストレポーターエージェント９０８と第
３層移動エージェント９１０は、ソフトウェア処理制御
動作及びMH９０２内の通信のために導入されたものであ
る。ホストレポーターエージェント９０８はLHR９０
４，９０６などの最終ホップルータのページング領域形
成エージェントへMH９０２の移動についての報告を担っ
ている。第３層移動エージェント９１０は、LHRの休止
管理エージェントへ、パケットの到着を知らせる。以下
に、ホストレポーターエージェント９０８と第３層移動
エージェント９１０の詳細を説明する。

【００４７】図９の模範的実施形態の最終ホップルータ
９０４，９０６は、ページング領域形成エージェント９
２０、休止管理エージェント９２２、ローカルページン
グエージェント９２４、ローカルトラッキングエージェ
ント９２６及び第３層移動エージェント９２８を含む。
典型的な実施形態において、最終ホップルータ９０４と
９０６はMH９０２などの移動ホストに無線又は有線のリ
ンクを提供する。リンクは、１つ以上のMHと無線通信を
行っている、携帯電話基地局などのアクセスポイントへ
の有線リンクを含む。最終ホップルータ９０４と９０６
は更に、他のルータなどの他のネットワーク装置へ有線
リンクを提供する。最終ホップルータ９０４と９０６と
の通信は、インターネットプロトコル（IP）によるもの
が好ましいが、いかなる適切なデータ通信プロトコルま
たは基準であってもかまわない。

【００４８】模範的な実施形態において、最終ホップル
ータ９０４と９０６は、プロセッサ、メモリ及び通信回
路を含む。プロセッサは、最終ホップルータ９０４と９
０６の動作の制御用のマイクロプロセッサ又は他のデジ
タル論理であっても良いが、いかなる適切な制御回路で
あってもよい。プロセッサは、メモリに保存された、プ
ログラム指令とデータとともに作動する。通信回路は、
最終ホップルータ９０４、９０６と他のネットワーク装
置との間のデータと指令の通信を提供する。プロセッ
サ、メモリ及び通信回路は、必要以上に図面を煩雑にし
ないために、図９には示されていない。

【００４９】図９において、最終ホップルータ９０４と
最終ホップルータ９０６は、実質同じものとして示され
ている。しかし、これらの構成要素は、動作の必要に応
じて構造及び動作を広く変化可能であることが望まし
い。

【００５０】ページング領域形成エージェント（PCA）
９２０は、最終ホップルータ９０４と９０６と通信して
いるMHの移動レポーターエージェントからの移動報告を
受信するために作動する。PCAは、休止管理エージェン
ト（DMA）によりMHへのパケットの到着を知らされ、ロ
ーカルページングエージェント（LPA）形成へページン
グ形成メッセージを送信する。PCA９２０が肯定的又は
否定的な結果をLPAクラスタから受信すると、PCAはDMA
へ知らせる。PCA９２０の構造及び動作の詳細は、図１
０とともに以下に説明をする。

【００５１】休止管理エージェント（DMA）９２２は、
休止モードにあるMH９０２などのMHに対するパケット送
信を探知し、MHを呼び出すようPCA９２０に知らせる。
休止モードは、MHの電池を節約するために、MHが入る低
電力休止状態である。PCA９２０が、MHに対しインター
ネットなどのネットワークへのルータブル接続が存在す
ることを知らせると、DMA９２２はMHに対しパケットを
配信するよう手配をする。加えて、MHは、MHがページン
グ領域を変更するとともにDMAを変更してもかまわな
い。

【００５２】ローカルページングエージェント９２４
（LPA）はMH９０２などのMHへの警告を担っている。更
に、LPA９２４は、ページング領域を特定するために、M
Hに対してリンクを通じて周期的に広く情報を送ること
によりページング領域を維持している。この模範的実施
形態において、それぞれのページング領域は、複数のLa
psに収容される。

【００５３】ローカルトラッキングエージェント（LT
A）９２６は、MHが休止モード又は、活動モードにある
とき、また、MHが同一の最終ホップサブネット（LHS）
にあるときに、MHの位置をたどることを担っている。第
３層移動エージェント９２８は、それらの用語がこれま
で知られている通り、Mobile IP Home Agent又はFor
eign Agentであってよい。第３層移動エージェント９
２８はDMA９２２に対して、IPパケットの到着を知らせ
る。

【００５４】PCA９２０、DMA９２２、LPA９２４、LTA９
２６及び第３層移動エージェント９２８は、最終ホップ
ルータ９０４と９０６に実施されるソフトウェア処理で
あることが望ましい。最終ホップルータ９０４と９０６
のプロセッサ又は他の制御回路の動作のための適切なプ
ログラムコード及びこれらのソフトウェア処理の実行の
ためのデータは最終ホップルータ９０４と９０６のメモ
リに保存されてよい。

【００５５】図１０は図９内のページング領域形成エー
ジェント９２０の動作ブロック図である。模範的実施形
態におけるページング領域形成エージェント９２０は、
可能性マップ（PMAP）１００２、クラスタマップ１００
４、可能性マップ更新処理１００６、形成処理１００８
及びページング転送処理を含む。これらページング領域
形成エージェント９２０の構成要素は、図９内のLHR９
０４、９０６などの最終ホップルータの制御のためのソ
フトウェア処理のために具体化されることが望ましい。

【００５６】ページング領域形成エージェント９２０
は、どのページンググループにPCA９２０が統合される
べきかを決定するために、可能性マップ１００２を維持
する。PCA９２０は、他のページング領域形成エージェ
ントとの関係を維持するために、クラスタマップを使用
する。可能性マップ更新処理（PUP）１００６は、可能
性マップ１００２を維持するために作動する。形成処理
１００８は、ページング領域形成エージェント９２０の
中心機能を実行する。ページング転送処理（PFP）は、
ページング要求の転送を実行する。これらそれぞれの処
理を、以下に詳細に説明する。

【００５７】図１１及び１２は、図９に示すページング
領域形成エージェント９２０の可能性マップ１００２の
一つの実施形態の構造を示すものである。可能性マップ
１００２は、MHの過去の移動トラヒックの統計記録を含
む。可能性マップ１００２において、それぞれの最小ペ
ージング領域又はページング単位領域は、図１１に示す
とおり、二つの空間変数（X,Y）によって定義される。 X=｛ξ1, ξ2,... ξj｝, ここで、ξiはページング領域iの領域IDを示す。 Y=｛η1, η2...ξk｝ここで、ηiはページング領域iのネットワークアドレス
識別子（NAI）を示す。NAIはIPアドレスでよい。

【００５８】図１２に一例を示す。過去のネットワーク
の動作において、（ξ1, η1）から（ξ５, η５）へ、
特定の時間帯にMHトラヒックが移動した可能性を４０％
とする。MHトラヒックが（ξ２, η２）から（ξ５, η
５）へ動いた可能性を３０％とする。MHトラヒックが
（ξ２, η６）から（ξ５, η５）へ動いた可能性を２
０％とする。MHトラヒックが（ξ８, η７）から（ξ
５, η５）へ動いた可能性を１０％とする。その結果、
可能性マップ１００２は、図１２において「二次元マッ
プ」と名づけられたテーブル１２０２を持つ。この二次
元マップは、「一次元マップ」と名づけられたテーブル
１２０４へと変換される。変換において、同一のページ
ング領域ID（ξ）から来る可能性が、加えられる。この
一次元マップは、過去の移動トラヒックの統計によると
MHトラヒックが領域（ξ２）より一番多くその領域に来
ていることから領域ID（ξ５）は領域ID（ξ２）へと変
化するべきことを示している。このように、可能性マッ
プ１００２はどのページング領域が統合すべきか、又
は、どのページング領域がお互いを収容すべきかを示
す。

【００５９】図１３は、図１０のページング領域形成エ
ージェント９２０のクラスタマップ（CMAP）１００４の
構成を示す。クラスタマップ１００４は、どのページン
グ領域が現在統合しているか、又はどの領域に属してい
るかの情報を維持している。図１３に示すとおり、クラ
スタマップ１００４は３種類の情報を保存、すなわちデ
フォルト情報１３０２、ブランチ情報１３０４及びルー
ト情報１３０６を保有している。動作の最初の段階にお
いて、ページング領域は独立しており他のどの領域にも
統合していない。

【００６０】図１４は、デフォルト情報１３０２の構成
の一つの実施形態を示す。デフォルト情報１３０２は、
このような独立したページング領域のページング領域ID
１４０２を含む。デフォルト情報１３０２は更に、ペー
ジング形成エージェント（PCA）のネットワークアドレ
ス識別子（NAI）１４０４を含む。NAIはPCAにとって固
有であり、例えばIPアドレスを含む。

【００６１】図１５はブランチ情報１３０４の構成の一
つの実施形態を示す。この実施形態において、ブランチ
情報１３０４は、形成グループのページング形成エージ
ェントのルートページング識別子（PID）１５０２、先
行のページング形成エージェントのネットワークアドレ
ス識別子１５０４、及び現在のPCAを継承しうるページ
ング形成エージェントのネットワークアクセス識別子１
５０６のリストを含む。

【００６２】図１６は、ルート情報１３０６の構成の一
つの実施形態を示す。ルート情報１３０６は、ページン
グ形成エージェントのデフォルトPIDと同等であること
が望ましいルートページング識別子１６０２を含む。ル
ート情報１３０６は更に、ページング領域形成エージェ
ントを継承しうるもののネットワークアドレス識別子の
完全リスト１６０４を含む。リスト１６０４において、
それぞれの一番近い継承しうるPCAは、近隣のPCAネット
ワークアドレス識別子のリストに関連付けられている。
したがって、図１６におけるリスト１６０４への最初の
登録１６０６は、継承しうるPCA NAIのリスト１６０８
である。同様に、リスト１６０４への二番目の登録１６
１０は、継承しうるPCA NAIのリスト１６１２を含む。
好適なツリー構造において、登録リスト１６０８は更
に、関連したNAI１６１４などのリーフPCA NAIを含
む。

【００６３】ブランチ情報１３０４とルート情報１３０
６は、図８の例を用いて説明できる。ページング領域
a、ｂ、ｃ、ｄは全て領域aに指定された同一のIDを持
つ。領域aはルート領域と呼ばれ、ルート情報をもって
いる。ルート情報は例えばツリー構造のｂ、ｃ及びｄに
属する全てのページング領域を示す。ルート領域以外の
ページング領域は、すぐ前のページング領域とそれから
引き継いでいる全てのページング領域を示すブランチ情
報をもっている。ゆえに、例えば、領域ｂはすぐ前の領
域がａで、引き継いでいる領域がｃとｄであることを示
す情報を持っている。

【００６４】図１７は、図１０における形成処理１００
８の動作ブロック図である。形成処理（ＣＰ）１００８
は、候補サーチ機能（ＣＳＦ）１７０２、形成管理機能
（ＣＭＦ）１７０６、ページング管理機能（ＰＭＦ）１
７０８及び実行評価機能（ＰＥＦ）１７１０を含む。可
能性マップ１００２からの情報に基づき、候補サーチ機
能１７０２は統合されるか、又は他のページング領域か
ら離れるページング領域候補を見つけ出す。形成決定機
能１７０４は、見つけ出されたページング領域候補の中
から、どのページング領域が実際に統合されるべきか、
または離れるべきかを決定する。例えば、一つのみの領
域ＩＤを持つことが許され、また既に他の領域に統合さ
れているページング領域は、現在の領域から離れない限
り他のどのページング領域とも統合することはできな
い。形成決定機能１７０４は、現在のどの領域から離
れ、他の領域と統合すべきかを決定できる。形成管理機
能１７０６は、形成決定機能１７０４による決定に基づ
き、クラスタマップ１００４を更新する。形成管理機能
１７０６はまた、ページング領域が離れた及び/又は統
合した他の領域のクラスタマップを更新する。

【００６５】それに対し、ページング管理機能１７０８
はページングの頻度を示すページング転送処理１０１０
からの情報と、例えばいくつのＭＨが一つの領域からも
う一方へ動いたかを表すＭＨトラヒックの変化を示す可
能性マップ更新処理１００６からの情報を管理する。実
行評価機能１７１０は、現在のページング領域の大きさ
を判断する。概ね、ページング動作の数が増えるにつ
れ、ページングネットワークトラヒックの全体のコスト
削減のためにページング領域の大きさは減少すべきであ
る。これに対し、ＭＨの移動トラヒックが増加するにつ
れ、ページング領域はそのサイズが増加すべきである。

【００６６】図１８は、図１０におけるページング転送
処理１０１０の動作ブロック図である。ページング転送
処理は、クラスタマップ発見機能（ＣＭＤＦ）１８０
２、ページング転送機能（ＰＦＦ）１８０４及びページ
ング通知機能（ＰＮＦ）１８０６を含む。クラスタマッ
プ発見機能１８０２は、休止メモリエージェント（ＤＭ
Ａ）動作１８０８からページングトリガパケットを受信
し、クラスタマップ１００４にどの領域にパケットは配
信されるべきかを決定するよう求める。決定された領域
は、ページングトリガパケットが向けられたＭＨを含ん
でいる。ページング転送機能１８０４は、クラスタマッ
プ発見機能１８０２によって決定された領域にページン
グトリガパケットを転送する。ページング通知機能１８
０６は、形成処理１００８へ、ＤＭＡ動作１８０８から
受信されたページングトリガパケットの頻度を通知す
る。図１９は図１０における可能性マップ更新処理１０
０６の動作ブロック図である。可能性マップ更新処理１
００６は、可能性マップ維持機能（ＰＭＭＦ）１９０
２、報告受信機能（ＰＡＦ）１９０４及び移動通知機能
（ＭＮＦ）１４０６を含む。報告受信機能１９０４はＭ
Ｈ９０２のホストレポーターエージェント（ＨＲＡ）９
０８（図９）からの登録信号を受信する。報告受信機能
１９０４による通知によって、可能性マップ維持機能１
９０２は行き来しているＭＨの統計を計算し、可能性マ
ップ１００２を更新する。移動通知機能１９０６は、行
き来しているＭＨの頻度を決定し、形成処理１００８へ
通知する。

【００６７】図２０は、ＭＨ９０２内のホストレポータ
ーエージェント（ＨＲＡ）９０８（図９）の動作ブロッ
ク図である。ＨＲＡは、レポーター処理（ＲＥＰＦ）２
００２、前位置テーブル（ＰＬＴ）２００４と現在位置
テーブル（ＣＬＴ）２００６を含む。ＭＨが移動する
と、レポーター処理２００２は前位置テーブル２００４
と現在位置テーブル２００６の両方を更新し、ＭＨを新
しい領域に登録する。レポーター処理２００２は、現在
のページング領域形成エージェントに対して、ページン
グ領域移動を報告する。図２０に示されている通り、前
位置テーブル２００４は、ページング識別子（ＰＩＤ）
と前のページング領域形成エージェントのネットワーク
アクセス識別子（ＮＡＩ）を記憶する。同様に、現在位
置テーブル２００６は、ページング識別子（ＰＩＤ）と
現在のページング領域形成エージェントのネットワーク
アクセス識別子（ＮＡＩ）を記憶する。ＭＨが他のペー
ジング領域に移動すると、レポーター処理２００２は現
在位置テーブル２００６情報を前位置テーブル２００４
へと移す。図２１は、それらのページング領域形成エー
ジェント（ＰＣＡ）によって示されるページング領域の
形成を示すものである。クラスタ２１０２は、クラスタ
２１０２内の他の全てのＰＣＡが属するか関連する一つ
のＰＣＡを持つ。このようなＰＣＡはルートＰＣＡ２１
０４と呼ばれる。クラスタ２１０２はまた、ツリー構造
が終了するＰＣＡを持つ。これらは以下、リーフＰＣＡ
２１０８と呼ばれる。ツリー構造内のルートＰＣＡ２１
０４とリーフＰＣＡ２１０８間の他のＰＣＡは中間ＰＣ
Ａ２１０６と呼ばれる。

【００６８】図２２〜２６は形成動作を示す。図２２は
統合動作を示す。統合動作において、現在どのクラスタ
にも属さないＰＣＡは他のクラスタか既存のＰＣＡクラ
スタの一部に統合する。図２１に示されるとおり、ＰＣ
Ａ２はクラスタ２２０２を形成すべくＰＣＡ１と統合す
る。以後、ＰＣＡ３はＰＣＡ１とＰＣＡ２のクラスタ２
２０２と統合する。

【００６９】図２３は「分離」と呼ばれる第２の形成動
作を示す。この動作において、リーフＰＣＡ又は中間Ｐ
ＣＡはＰＣＡクラスタを離れる。図２３において、ＰＣ
Ａ３はＰＣＡ１とＰＣＡ２を構成しているクラスタ２３
０２から自身を切断する。その結果、クラスタ２３０２
はＰＣＡ１とＰＣＡ２のみを含む。

【００７０】図２４は、「クラスタ統合」と呼ばれる第
３の動作を示す。クラスタ統合において、ルートＰＣＡ
はＰＣＡ又は既存のＰＣＡクラスタの一部と統合する。
図２４において、ＰＣＡ１，ＰＣＡ２及びＰＣＡ３を構
成しているクラスタ２４０２は、ＰＣＡ４及びＰＣＡ５
を構成しているクラスタ２４０４と統合する。統合した
クラスタ２４０６はＰＣＡ１，ＰＣＡ２，ＰＣＡ３，Ｐ
ＣＡ４及びＰＣＡ５の全てを含む。ＰＣＡ１はクラスタ
２４０２のルートクラスタであったが、この結果統合し
たクラスタ２４０６のルートクラスタとなる。

【００７１】図２５は、「クラスタ刈り」と呼ばれる第
４の動作を示す。この動作において、ルートＰＣＡまた
は中間ＰＣＡは、最初のクラスタから続きのＰＣＡのセ
ットを刈り取るか又は取り除く。この結果によるクラス
タのＰＣＡは、それぞれのクラスタのルートＰＣＡとな
る。図２５に示すとおり、最初のクラスタ２５０２は、
二つの別々のクラスタ２５０４と２５０６になる。ＰＣ
Ａ４とＰＣＡ５を構成しているクラスタ２５０４はＰＣ
Ａ１，ＰＣＡ２，及びＰＣＡ３を構成しているクラスタ
２５０６から自身を切断する。

【００７２】図２６は「クラスタ分割」と呼ばれる最後
の動作を示すものである。この動作において、ルートＰ
ＣＡはクラスタを離れ、クラスタ情報を以降のルートク
ラスタへと移す。図２６において、ＰＣＡ１はクラスタ
２６０２のルートＰＣＡである。ＰＣＡ１は、他のＰＣ
Ａを残しつつ、クラスタ２６０２を離れる。ＰＣＡ２
は、残りのクラスタ２６０２のルートＰＣＡとなる。

【００７３】以下のテーブルは、ここに説明されたシス
テム及び方法の一つの実施形態に使用されたメッセージ
を示すものである。｛JOIN REQ, ALLOW JOIN, DENY JOI
N｝は統合動作のメッセージである。｛LEAVE REQ, LEAV
E ACK｝は分離動作のメッセージである。｛PRUNE REQ,
PRUNE ACK｝はクラスタ刈り動作のメッセージである。
分離及びクラスタ刈り動作にはALLOW又はDENYメッセー
ジはない。最後のメッセージはトラヒック報告のための
ものである。これらのメッセージは、ページングクラス
タ内のマスタースレーブ関係を通して、ホップごとに伝
えられる。テーブル：プロトコルメッセージメッセージ記述発信元受信先 JOIN REQ クラスタ統合のため送信 ROOT ROOT ALLOW JOIN JOIN REQ許可 ROOT ROOT DENY JOIN JOIN REQ拒絶 ROOT ROOT LEAVE REQ クラスタ分離のため送信 BRANCH,LEAF ROOT LEAVE ACK LEAVE REQのAck ROOT BRANCH,LEAF PRUNE REQ ツリーを切るため送信 ROOT BRANCH,LEAF PRUNE ACK PRUNE REQのAck BRANCH,LEAF ROOT PMAP REPORT PMAP報告 BRANCH,LEAF ROOT

【００７４】最初の段階では、基地局ルータ（ＢＳＲ）
は孤立している。全てのBSRは、それぞれのブートスト
ラップ段階の始まりにおいて、Main（）プロシージャを
実行する。Main()プロシージャの一実施形態を以下に示
す。プロシージャの実行において、BSRは二つのクラス
タへと分け隔たれる。クラスタは、相互接続されたBSR
のセットである。クラスタは、単一のBSRによって構成
されても良い。それぞれのクラスタには、ROOT BSRは
一つのみである。一つのBSRクラスタを占める部分はROO
T BSRのみである。ROOT BSRが撤退すると、ROOTとし
ての機能が停止し、再びROOTとならない限りその後のRO
OTアルゴリズムにおいて不活発となる。

【００７５】Main()プロシージャは、BSRの状態に応じ
て、プロシージャを求める。もしBSRがROOTであれば、R
oot Main()を求める。さもなければOther Main()プロ
シージャを求める。これは、非同期式分散アルゴリズム
であることから、ロックミューテックス変数がBSR内の
重要部分を保護することを担っている。 Main () [//Main for all 1 prepare a mutex Lock; 2 variable v is this BSR; 3 while true [ 4 if (v == ROOT) 5 Root Main (v); 6 else 7 Other Main (v); 8 ] 9 ]

【００７６】Root#Main()プロシージャは、T周期におい
て、上のテーブルにおいて定義されているメッセージを
待つ。非同期の到着するリクエストを受信するために、
Wait#For#Input()プロシージャが使用される。Wait#For
#Input()プロシージャが戻ると、受信したメッセージを
処理するRoot#Msg#Recv()プロシージャを実行する。定
数Tは、T周期においてユーザ移動とページングトラヒッ
ク統計がサンプリングされたものとする。Tの選択は、
操作者によって設定されても良い。

【００７７】T周期の後、Root#Main()プロシージャはRo
ot#Trigger()プロシージャを求める。このプロシージャ
は、ROOT BSRが統合か刈り取りかの動作を行うことを
判断する。Root#Trigger()プロシージャは、以下に詳細
に記述する。 Root#Main(v) [// Main for ROOT 1 var#BSR u; 2 t0 = current#time(); 3 while(current#time() - t0 T period)[ 4 Wait#For#Input(&Root#Msg#Recv(),timeout); 5 ] 6 switch(Root#Trigeer(v,PMAP,&u)) [ 7 case JOIN : 8 Join(u,v); break; 9 case PRUNE : 10 Prune(); break ; 11 case default : 12 break; 13 ] 14 return 15 ]

【００７８】Root#Msg#Recv()プロシージャは、Root#Ma
in()プロシージャによって求められる。その処理は、メ
ッセージを受信する。PMAP REPORTメッセージはスレー
ブＢＳＲからメッセージを受信する。全ての隣接するペ
ージング領域を検知するために、クラスタ内の全てのPM
AP情報はROOT BSRへと報告されなければならない。ク
ラスタを統合することを要求するJOIN REQメッセージ
は、他のROOT BSRから来る。JOIN REQメッセージは、マ
スタースレーブルーピングを避けるために、要求されて
いるROOT BSRの現在のPA-IDを含まなければならない。L
EAVE REQメッセージは、クラスタからの分離を要求する
スレーブＢＳＲから来る。Root#Msg#Recv()プロシージ
ャはまた、データ不整合をさけるために、ロックをメッ
セージ受信後に取得する必要がある。ロックが取得でき
ない場合は、エラーメッセージを前の送信者へと送信す
る。 Root#Msg#Recv(v) [// Message handler for Root 1 Msg = receive(); 2 if(acquire (Lock) == true) [ 3 switch(msg.type) [ 4 case PMAP#REPORT: 5 PMAP msg.body; break; 6 case JOIN REQ: 7 Join#hdr(msg,v); break; 8 case LEAVE#REQ: 9 Leave#hdr(msg,v); break; 10 ] 11 release(Lock); 12 ] else [ 13 send(msg.sender, ERROR); 14 ] 15 ]

【００７９】Join#hdr()プロシージャは、他のROOT BS
Rからの統合リクエストを処理する。これは、分散プロ
シージャであるため、近隣のページング領域に関して古
い情報を持っている場合がある。プロシージャは、現在
のスレーブの可能性マップを求めることにより、近隣の
情報を取りに行く。そして、ROOTは、以下で詳細に説明
をするプロシージャ、CostChange()を計算する。もし、
CostChange()プロシージャの結果が正数であれば、Join
#hdr()プロシージャは、クラスタの最大サイズKを調べ
る。クラスタのサイズがK未満の場合は、ROOT BSRは統
合を認める。そして、ツリートポロジーと統合動作に関
連する近隣情報を更新しなければならない。最後に、RO
OT BSRはALLOW JOINメッセージを発信者に送信する。
さもなければ、DENY JOINによって応答する。プロシー
ジャはまた、ミューテックスロック以内で実行されなけ
ればならない。 Join#hdr(msg,v) [// Join request handler 1 fetch current PMAP into from slaves; 2 if (Cost Change (v) == positive) [ 3 if (total size of the cluster K) [ 4 msg.sender added to the cluster ; 5 Update topology information; 6 Update neighbor information; 7 send(msg.sender,ALLOW#JOIN); return; 8 ]else 9 send(msg.sender, DENY#JOIN); return; 10 else 11 send(msg.sender, DENY JOIN); return; 12 ]

【００８０】Leave()プロシージャは分離リクエストを
処理する。ROOT BSRはBRANCH及びLEAF BSRに随時分離
することを許可する。Leave()プロシージャは、リクエ
スタを切断することで、ツリートポロジーを更新する。
その後、ROOT BSRは肯定応答を送信する Leave-hdr(msg,v) [//Leave request handler 1 msg.sender removed from the cluster; 2 send(msg.sender, LEAVE#ACK); 3 ]

【００８１】Join()プロシージャが、ROOT BSRが他の
クラスタに統合する決定をした後に再び要求される。メ
ッセージを送信する前に、ロックが取得されなければな
らない。他のROOT BSRはROOT BSRの統合を認めた場
合、リクエスタはALLOW＿JOINメッセージを受信する。
そして、リクエスタのROOT BSRはROOTではなくなり、B
RANCHまたはLEAFとなる。 Join(u,v) [// Join request sender 1 if (acquire (Lock) == true) [ 2 send(u,JOIN#REQ); 3 msg = receive(); 4 if (msg.type == ALLOW#JOIN) [ 5 v retired from root; 6 release (Lock); 7 return 8 ] else if (msg.type == DENY#JOIN) [ 9 release(Lock); 10 return; 11 ] 12 ] else 13 return; 14 ]

【００８２】ROOT BSRがクラスタ内の幾つかのBRANCH
ツリー又はリーフを刈り取ることを決定した後、Prun
e()プロシージャが要求される。この刈り取り決定は、
以下に記載するとおりにRoot Trigger()によって決定
される。 Prune(v) [// Prune request sender 1 if (acquire(Lock) == true) [ 2 for each remaining w 2 v's slaves; 3 send(w,PRUNE#REQ); 4 msg = receive(w); 5 if (msg.type == PRUNE#ACK) 6 Separate w; 7 else 8 return; 9 ] 10 ]

【００８３】Other#Main()プロシージャは、BRANCHとLE
AF BSRのためのものである。T周期の後、自身のROOT
BSRへ可能性マップ記録が送信される。BRANCHとLeaf B
SRは唯一の任意の動作である分離のみが認められてい
る。Others#Trigger()プロシージャは、以下に記載の通
り現在のクラスタから離れるかあるいはとどまるかを決
定する。BSRが離れる決定をすると、ROOT BSRに対しLE
AVE＿REQメッセージを送信する。ROOT BSRより、リク
エストをしたBSRが許可を受信すると、トポロジーと近
隣情報が更新される。特筆すべきは、BSRがROOT状態に
ないときは、分離動作は許可されない点である。 Other Main(v)[// BRANCH and LEAF's Main 1 t0 = current time(); 2 while(current time() t0 T period)[ 3 Wait For Input(&Other Msg Recv,timeout); 4 ] 5 send(master, PMAP#info); 6 if (Leave#Trigger(PMAP,v) == negative)[ 7 acquire(Lock); 8 send(ROOT,LEAVE#REQ) 9 msg = receive(ROOT); 10 if (msg,type == ALLOW#LEAVE) [ 11 Update topology information; 12 Update neighbor information; 13 release(Lock); 14 return; 15 ]; 16 release(Lock); 17 return; 18 ] 19 ]

【００８４】BRANCH及びLEAF BSRは、T周期の間に４つ
のメッセージを受信することになっている。BRANCHまた
はLEAVE BSRがJOIN#REQ及びLEAVE#REQメッセージを受
信すると、単に母体BSRへと転送される。BSRがFETCH#RE
Qを受信すると、リクエスタに自身の可能性マップ情報
を返信する。BSRがPRUNE REQを受信すると、下部のス
レーブBSRとともに現在のクラスタから離れるべく、Pru
ne()動作を実行する。特筆すべきは、任意の分離に際し
てはBSRはスレーブなしで離れる点である。ただし、刈
り取りの際は、BSRはスレーブBSRとともに離れる。 Other#Msg#Recv(v) [ // Message handler for Others 1 msg = receive(); 2 if(acquire(Lock) == true) [ 3 switch(msg.type) [ 4 case JOIN#REQ 5 send(master,msg); break; 6 case LEAVE#REQ 7 send(master,msg); break; 8 case PRUNE#REQ 9 Prune(v); break 10 case FETCH#REQ 11 send(msg.sender,PMAP); break; 12 ] 13 else 14 send(msg.sender. ERROR); 15 ] 16 release(Lock); 17 ]

【００８５】トリガ機能は、上述のトラヒックサンプリ
ングによって作成された統計テーブルを使用する。ROOT
BSRは、他のクラスタに統合するか、ツリーを刈り取
るかの決定が可能となる。 Root#Trigger(v,PMAP,*u) [ 1 var int max,min,tmp; 2 var BS w; 3 neighbor#list find#Paneighbors(PMAP); 4 if (Cost(v) > PruneThreshold)[ 5 return prune; 6 ] 7 for each remaining w∈neighbor#list [ 8 tmp = CostChange(W) ; 9 if (min > tmp) [ 10 min = tmp; 11 u w; 12 ] 13 if (min<JoinThreshold) [ 14 u removed from neighbor list; 15 return join; 16 ] 17 ] 18 ]

【００８６】まず、Root#Triggerは集められた可能性マ
ップを使用することにより、近隣ページング領域を発見
しようとする。そして、刈り取りトリガの計算を開始す
る。ページングコストがある限度を超える場合、無線帯
域幅を大きく占めすぎることがないようページング領域
の大きさは削減されるべきである。もし、以下に記載の
Cost()の結果がPruneThreshouldの値よりも大きい場合
は、全てのブランチは独立したBSRとなるべく解放され
る。

【００８７】次に、Root#Triggerは統合トリガを計算す
る。ROOT BSRはスレーブからそのルートへと報告され
る全てのスレーブの可能性マップを知ることができる。
選ばれた可能性マップは、近隣ページング領域の周辺確
率分布を提供する。統合トリガは可能性マップを参照す
ることにより、全ての可能な近隣領域を探す。それぞれ
の候補に関し、以下の記述の通りCost#Change（）関数
が計算される。Root#Trigger()は、候補統合への最低コ
ストを探索する。もし、候補が、JoinThreshold変数未
満の値であれば、ROOT基地局は統合を決定する。

【００８８】もし、JoinThreshold変数の値が相当大き
い場合は、ROOT BSRは他により早く統合する手段を取
る。

【００８９】Leave#Trigger()プロシージャは、非R00T
BSRが実行する唯一の動作である。全てのBSRは自身の
可能性マップを維持し、そしてもしBSRが現在のクラス
タ内の動きが他のページング領域に比べて弱いと判断し
た場合は、現在のクラスタを離れようとする。 Leave#Trigger(PMAP,v)[ 1 refresh PMAP information; 2 for each remaining w∈PMAP[ 3 if (current cluster is lower than w) 4 return negative; 5 ] 6 return positive; 7 ]

【００９０】まず、Leave#Trigger()プロシージャは、
可能性マップ情報を更新する。そして、BSRは可能性マ
ップ内の周辺確率分布を現在のクラスタ内の周辺確率分
布と比較する。もし、現在のクラスタの値が、他に比べ
て低い場合は、負の数を戻すことにより離れることを決
定する。さもなければ、同じクラスタにとどまる。

【００９１】特筆すべきは、二つのセルが同じページン
グ領域にある場合、休止モードにあるユーザはこれら二
つのセルの間を行き来している間は位置情報の更新をし
ない。これは、MHが異なるPA-IDを受け止めるまでは活
動モードに入らないためである。この結果、ユーザトラ
ヒックが管理されている位置更新メッセージが送信され
ない。これは、隠れた移動上の問題と呼ばれても良い。
内部トラヒックパターンが変化した際、コストがここで
消費されることから古いパターンのコストが大きくなる
ことがある。これらの事情から、BSRは最良の新しいペ
ージング領域を統合のために選択することを可能とすべ
く、古いページングエリアから離れることが可能でなけ
ればならない。この問題を解決するために、模擬アニー
リング方法が提案されている。可能性マップにおける、
全ての入力更新において、BSRは以下の方程式を計算す
る。

【数１】 τpvは現在のトラヒック情報であり、ρ∈[0,1]はセル
がどれだけ早く独立するかを決定する書き換え可能な定
数である。

【００９２】この方程式の意味は、率直である。ページ
ング領域をセルが統合した結果、境界が消えるとする
と、アルゴリズムはその境界におけるトラヒックは減少
するものと仮定する。τpv(t+1)がある閾値よりも低い
場合、アルゴリズムは統合動作を再び実行すべくセルを
独立させる。その結果、ある周期の後にセルは独立す
る。セルが、その境界において異なるページング領域が
ないとわかると、アニーリングアルゴリズムは実行され
ない。

【００９３】ここに記載されたアルゴリズムは、ページ
ングエリアを統合／分離するための、適切なトリガ次第
である。ダイナミックページング領域を構築することの
一つの目的は、全体のページングコストを最小限にする
ことにあることから、コスト機能をトリガとして使用す
ることは自然である。上述の通り、全体のページングコ
ストは、ページングコストと位置更新コストの二つの部
分に分けることができる。

【００９４】ページングコストページングコストは、次の要求が受信される際にページ
ング領域内において発信されるバイト/秒によって定義
される。ページングコストは更に、有線チャンネルのた
めのコストと、無線チャンネルのためのコストの二つに
分けることができる。ページングコストを測定するた
め、以下のパラメータが定義される。 PAi-i番目のページング領域 Ri-ページング領域i（PAi）の次の要求割合。（要求/
秒） Cp-要求に対するセル内のページングコスト（バイト/
（要求―セル）） Ncells(i)-ページング領域ｉにおけるセルの数（セル）更に、αＣｐはルータから他のルータへのページングリ
クエスト送信のコストであり、βＣｐは無線におけるペ
ージングリクエスト送信コストである。αとβは有線及
び無線送信への加重である。それぞれの次のＰＡｉ要求
に関し、それぞれのセルに対しページングメッセージは
一度のみ送信され、そして、無線で送信されるものとす
る。ページングコストはそして、以下の方程式で表され
るものとする。

【数２】

【００９５】位置追跡コストユーザが前のPAjから新しいPAｉへと移った場合、位置
情報が更新されなければならない。位置更新コストは、
ユーザが異なるページング領域を分けている境界を越え
るときに秒ごとに送信されるビット数で定義される。特
筆すべきは、ユーザがこれら二つのセルの境界を超えた
ときに、二つのセルが同じページング領域にあったとす
ると、ユーザは情報を更新しない点である。この位置更
新コストを測定するに当たり、以下のパラメータが定義
される。 pji−ユーザのＰＡｊからＰＡｉへの移動の割合（users
ec） pij−ユーザのＰＡｉからＰＡｊへの移動のパーセンテ
ージ（usersec） dBSRi;TAi-ＢＳＲとＰＡｉ内のＴＡ間の、例えばホップ
数による平均距離（hops） dBSRi;DMAi-ＢＳＲとＰＡｉ内のＤＭＡ間の例えばホッ
プ数による平均距離（hops） CU−ホップごとの位置更新コスト（bytesuser¢hop ） N(i)−PAiに近いページング領域を含むセット、ＰＡｉ
を含まない。それぞれのページング領域ｉに対し、

【数３】

【００９６】全体のページングコストここに示されるコスト関数に基づき、ある時間帯におけ
る全体のコストは以下の通り定義される：

【数４】この方程式に基づき、３つのパラメータ、次の要求割
合、ページング領域の大きさそして２つのページング領
域間のトラヒック情報は全体のコストに大きく寄与す
る。次に、これらのパラメータとダイナミックページン
グ領域構築の関係について解析する。

【００９７】トラヒックパターンコスト関数に基づき、二つのページング領域間のトラヒ
ックは、ページングコストに大きく寄与することがわか
る。直観的に、ふたつの異なるページング領域間のトラ
ヒックが大変詰まっている状態のときは、より少ない位
置更新情報が送信されることから全体のページングコス
トを二つのセルを組み合わせることにより削減できるこ
とがわかる。この事実に基づき、統合動作のトリガにつ
いて解析する。

【００９８】隣接する二つのページング領域ｉ、ｊにつ
いて考察する。そして、上記コスト関数に基づき、固定
周期におけるページング領域iのコストは

【数５】 T周期における全体のコストは cost= costi+costj PAｉとＰＡｊのふたつを組み合わせた後、同じ周期にお
ける全体のコストは

【数６】これらを組み合わせる前に全体のページングコストから
減じると

【数７】距離が類似している場合、以下の方程式となる。

【数８】ここで、pi;j=pij+pjiとなり、これは二つの異なるペー
ジング領域間の全てのトラヒックをさす。Costchangeが
０未満の場合、全外のページングコストは二つのページ
ング領域を組み合わせることにより削減できることは明
らかである。組み合わせ処理は、関連する二つのページ
ング領域の全体のページングコストのみに影響する。

【００９９】次の要求割合統合動作のトリガについては上述の通りである。幾つか
の場合において、ページングコストの上限は固定されて
いる。例えば、作動者によって、無線帯域を占めすぎる
ことのないよう、コスト関数の上限を設定することがで
きる。この場合、固定エネルギー量環境として定義する
ことができる。ページング領域が安定化され、入ってく
る割合が大きく増加すると、ページング領域の大きさを
削減することにより、コストを最初の規模に削減するこ
とができる。現在開示されている実施形態において、刈
り取り動作がこのような事情の下でトリガされる。

【０１００】図２７〜３５は形成動作処理における通信
を示すものである。ここに示す実施形態は、６つの処理
からなる：移動報告処理、統合処理、分離処理、クラス
タ統合処理、クラスタ刈り取り処理及びクラスタ分割処
理。これらそれぞれについては、順に説明をする。

【０１０１】図２７は、移動報告処理における通信を示
すものである。図２７に示す通り、ＭＨは現在、通信ネ
ットワーク内でｎＰＣＡによって指定されているネット
ワークの最終ホップルータに登録されている。ＭＨは移
動し、ｎ＋１ＰＣＡで指定されている最終ホップルータ
にｎＰＣＡから２７０２第３層ハンドオフを行う。いか
なる、適切な従来のハンドオフ処理が使用されてもかま
わない。そしてＭＨは、ｎ＋１ＰＣＡへの移動報告２７
０４又はｎ＋１ＰＣＡへの登録を行う。

【０１０２】図２８及び２９は、第二の手順である「統
合手順」を示すものである。図２８において、ＰＣＡ１
はＰＣＡ２と統合する。ＰＣＡ１はまず、ＰＣＡ２への
統合のリクエスト２８０２を送信する。ＰＣＡ１の統合
が認められた場合、ＰＣＡ２はＰＣＡ１に対し、ＰＣＡ
１の統合を受け付ける応答２８０４を送信する。ＰＣＡ
１と統合された後、ＰＣＡ２はルートＰＣＡとなる。Ｐ
ＣＡ２はデフォルト情報（図１４）からルート情報（図
１６）へと変換し、ＰＣＡ１を従属ＰＣＡとしてルート
情報に加えるためにルート情報を更新する。ＰＣＡ１は
ＰＣＡ２と従属関係になる。ＰＣＡ１は、ＰＣＡ２を自
身のルートＰＣＡとして加えるために、デフォルト情報
からブランチ情報（図１５）へと変換する。

【０１０３】一つのＰＣＡがＰＣＡのクラスタに統合し
てもかまわない。図２９に示すとおり、ＰＣＡ１がＰＣ
Ａ４，ＰＣＡ３及びＰＣＡ２を構成しているクラスタに
統合しようとしている。このクラスタにおいては、ＰＣ
Ａ４はルートＰＣＡ、ＰＣＡ３は中間ＰＣＡそしてＰＣ
Ａ２はリーフＰＣＡである。ＰＣＡ１はまず、ＰＣＡ２
に対し統合リクエスト２９０２を送信する。クラスタマ
ップ（ＣＭＡＰ）をたどり、ＰＣＡ２は同様にルートＰ
ＣＡであるＰＣＡ４へ統合リクエスト２９０６を転送す
るそのすぐ前のＰＣＡ３へリクエスト２９０４を転送す
る。ＰＣＡ１の統合が受け付けられる場合、ＰＣＡ４は
ＰＣＡ１との統合を受け付ける応答２９１０を送信す
る。この応答はＰＣＡ３を通して２９１２として、そし
てＰＣＡ２を通して２９１４としてＰＣＡ１へ転送され
る。ＰＣＡ４，ＰＣＡ３及びＰＣＡ２は、それらのツリ
ー構造内のＰＣＡ２に接続されている末端ＰＣＡとして
ＰＣＡ１をクラスタマップに加える。

【０１０４】第３の手順は「分離手順」と呼ばれる。図
３０〜３２は分離手順の例を示す。図３０において、Ｐ
ＣＡ４，ＰＣＡ３，ＰＣＡ２及びＰＣＡ１は、ＰＣＡ４
をルートＰＣＡとして、ＰＣＡ１をリーフＰＣＡとし
て、そしてＰＣＡ３及びＰＣＡ２を中間ＰＣＡとしてク
ラスタを形成する。ＰＣＡ１は、自身をクラスタから切
断しようとしている。ＰＣＡ１からのリクエスト３００
２は、中間ＰＣＡ２及び３を通してＰＣＡ４へ転送され
る。ＰＣＡ４はこれに応じて、応答３００４を同じ経路
を通して逆方向からＰＣＡ１へと送信する。ＰＣＡ１が
クラスタから切断された後、ＰＣＡ４，ＰＣＡ３及びＰ
ＣＡ２はそれらのクラスタマップのクラスタツリーから
ＰＣＡ１を抹消する。

【０１０５】図３１は、ＰＣＡ２がクラスタから自身を
切断するもう一つの分離手順の例である。ＰＣＡ２はＰ
ＣＡ３を通してリクエスト３１０２をＰＣＡ４へ送信す
る。これに応じて、ＰＣＡ４はＰＣＡ３を通して応答３
１０４をＰＣＡ２へ送信する。一方で、ＰＣＡ２は同じ
リクエスト３１０６をＰＣＡ２へ応答３１０８を返信す
るＰＣＡ１へ送信する。ＰＣＡ２がクラスタから切断さ
れると、ＰＣＡ４と３はそれらのクラスタマップのクラ
スタツリーからＰＣＡ２を抹消する。ＰＣＡ１はデフォ
ルト情報へと変換し、ＰＣＡ３と統合すべくリクエスト
３１１０を送信する。ＰＣＡ３とＰＣＡ４を構成するク
ラスタに統合するＰＣＡ１の手順は、上記と同じであ
る。

【０１０６】図３２は、ＰＣＡ３が自身をクラスタから
切り離す分離手順の他の例を示したものである。ＰＣＡ
３は、ＰＣＡ４からの分離のためのリクエスト３２０２
を送信する。ＰＣＡ４はＰＣＡ３へ応答３２０４を返信
する。その一方、ＰＣＡ３は、ＰＣＡ３へ応答３２０８
を返信するＰＣＡ２へ、同じリクエスト３２０６を送信
する。ＰＣＡ３がクラスタから切断されると、ＰＣＡ４
はデフォルト情報から再変換する。そして、ＰＣＡ２は
ＰＣＡ４へ統合すべくリクエスト３２１０を送信する。
統合の手順は上述の通りである。

【０１０７】図３３は、「クラスタ統合手順」と呼ばれ
る第４の手順を示したものである。図３３に示すとお
り、ＰＣＡ１を含むクラスタは、ＰＣＡ４，ＰＣＡ３，
ＰＣＡ２を構成するクラスタと統合している。ＰＣＡ４
は、統合されたクラスタのルートＰＣＡである。統合し
ているクラスタは、統合しているクラスタのルートＰＣ
ＡであるＰＣＡ１の他のＰＣＡを含んでいてもかまわな
い。ＰＣＡ１は、ＰＣＡ３を通してＰＣＡ４へリクエス
ト３３０４を転送するＰＣＡ２へ、統合のためのリクエ
スト３３０２を送信する。統合が重なり、又は他への制
約を破らない場合、ＰＣＡ４は中間ＰＣＡ３及び２を通
じて３３０８が転送されたＰＣＡ１に対して応答３３０
６を返送する。統合が完了すると、ＰＣＡ４，ＰＣＡ３
及びＰＣＡ２は、ＰＣＡ２へ従属するＰＣＡ１を含む統
合クラスタを加えるべくそれらのクラスタマップを更新
する。同様に、統合クラスタのＰＣＡもまた、それらの
クラスタマップを更新する。

【０１０８】第５の手順は「クラスタ刈り取り手順」と
呼ばれる。図３４は、ＰＣＡ３がルートＰＣＡでＰＣＡ
２とＰＣＡ１が中間ＰＣＡである、これら３つのＰＣＡ
によって構成されるクラスタを示すものである。ＰＣＡ
２は、ＰＣＡ３よりＰＣＡ１と自身の切断を希望する。
ＰＣＡ２はまた、ＰＣＡ１にその結果できるクラスタの
ルートＰＣＡとなることを希望する。ＰＣＡ２は、ＰＣ
Ａ３へ刈り取りのリクエスト３４０２と、ＰＣＡ１へリ
クエスト３４０４ａを送信する。もし刈り取りが受付可
能であれば、ＰＣＡ３とＰＣＡ１はＰＣＡ２へ応答３４
０６と３４０８を送信する。ＰＣＡ１及びＰＣＡ２が最
初にＰＣＡ３から切断される。ＰＣＡ３はデフォルト情
報へ再変換する。ＰＣＡ１はそしてルートＰＣＡとな
り、ＰＣＡ２はＰＣＡ１の従属となる。ＰＣＡ１は、Ｐ
ＣＡ２を従属として含んでいるルート情報へと変換す
る。

【０１０９】最後の手順は「クラスタ分割処理」と呼ば
れる。図３５は、ＰＣＡ３、ＰＣＡ２、ＰＣＡ１及びＰ
ＣＡ０で構成するクラスタを示すものである。このクラ
スタでは、ＰＣＡ３がルートＰＣＡである。ＰＣＡ２と
ＰＣＡ３は同レベルにおいてＰＣＡ３の従属である。Ｐ
ＣＡ０はＰＣＡ１から依存されている。ＰＣＡ３はクラ
スタから自身を切断しており、ＰＣＡ２へ自身切断のリ
クエスト３５０２を送信する。リクエストは、クラスタ
のツリー構造を示すＰＣＡ３のクラスタマップ内の情報
を含む。ＰＣＡ２はＰＣＡ３へ応答３５０４を返信す
る。そして、ＰＣＡ１は自身をクラスタから切断する。
同時に、ＰＣＡ２はルートＰＣＡとなる。もしＰＣＡ３
がＰＣＡ１にルートＰＣＡとなることを望む場合、ＰＣ
Ａ２の代わりにＰＣＡ１へ同じリクエストを送信するよ
うにしても良い。ＰＣＡ２は、ルートＰＣＡとしてＰＣ
Ａ１とＰＣＡ０へクラスタ構造３５０６を通知する。こ
れに対し、ＰＣＡ１とＰＣＡ０はＰＣＡ２へ肯定応答３
５０８を送信する。ここでは、本発明の特定の実施形態
を示し説明をしたが、変形をさせてもかまわない。ゆえ
に、付加されている特許請求の範囲は、本発明の誠の思
想及び範囲内でそのような変更及び変形を含むものとす
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】無線通信ネットワークの様々な実施形態のブ
ロック図である。

【図２】無線通信ネットワークの様々な実施形態のブ
ロック図である。

【図３】無線通信ネットワークの様々な実施形態のブ
ロック図である。

【図４】無線通信ネットワークの様々な実施形態のブ
ロック図である。

【図５】無線通信ネットワークの様々な実施形態のブ
ロック図である。

【図６】無線通信ネットワークの様々な実施形態のブ
ロック図である。

【図７】無線通信システムにおけるページング領域の
再構成を示すブロック図である。

【図８】無線通信システムにおけるページング領域の
再構成を示すブロック図である。

【図９】移動ホスト及び二つの最終ホップルータの模
範的実施形態を示すブロック図である。

【図１０】図９のページング形成エージェントの動作
ブロック図である。

【図１１】図９におけるページング形成エージェント
の可能性マップの一つの実施形態の構成を示す。

【図１２】図９におけるページング形成エージェント
の可能性マップの一つの実施形態の構成を示す。

【図１３】図９のページング形成エージェントの模範
的クラスタマップを示す。

【図１４】図１３の模範的クラスタマップのデフォル
ト情報のフォーマットの一実施形態を示す。

【図１５】図１３の模範的クラスタマップのブランチ
情報のフォーマットの一実施形態を示す。

【図１６】図１３の模範的クラスタマップのルート情
報のフォーマットの一実施形態を示す。

【図１７】図１０の形成処理の動作ブロック図であ
る。

【図１８】図１０のページング転送機能の動作ブロッ
ク図である。

【図１９】図１０の可能性マップ更新処理の動作ブロ
ック図である。

【図２０】図９のMHのホストレポーターエージェント
の動作ブロック図である。

【図２１】ページング領域形成エージェントによって
示されるページング領域の形成を示すものである。

【図２２】形成動作を示す。

【図２３】形成動作を示す。

【図２４】形成動作を示す。

【図２５】形成動作を示す。

【図２６】形成動作を示す。

【図２７】形成動作手順における通信を示す。

【図２８】形成動作手順における通信を示す。

【図２９】形成動作手順における通信を示す。

【図３０】形成動作手順における通信を示す。

【図３１】形成動作手順における通信を示す。

【図３２】形成動作手順における通信を示す。

【図３３】形成動作手順における通信を示す。

【図３４】形成動作手順における通信を示す。

【図３５】形成動作手順における通信を示す。

【符号の説明】

１００・・・無線通信ネットワーク１０２・・・第１最終ホップルータ１０４・・・第2最終ホップルータ１０６・・・アクセスポイント１０８・・・アクセスポイント１１０・・・アクセスポイント１１２・・・アクセスポイント１１４・・・アクセスポイント１１６・・・アクセスポイント１１８・・・IPネットワーク１２０・・・移動ホスト１２２・・・移動ホスト１３２・・・最終ホップサブネット１３４・・・最終ホップサブネット１３６・・・セル１３８・・・セル１４０・・・セル１４２・・・セル１４４・・・セル１４６・・・セル２０２・・・最終ホップルータ２０４・・・アクセスポイント２０６・・・セル２０８・・・最終ホップサブネット２１０・・・ページング領域３００・・・ネットワーク３０２・・・最終ホップルータ３０４・・・アクセスポイント３０６・・・アクセスポイント３０８・・・セル３１０・・・セル３１２・・・最終ホップサブネット３１４・・・ページング領域４００・・・ネットワーク４０２・・・最終ホップルータ４０４・・・最終ホップルータ４０６・・・アクセスポイント４０８・・・アクセスポイント４１０・・・アクセスポイント４１２・・・アクセスポイント４１４・・・最終ホップサブネット４１６・・・最終ホップサブネット４１８・・・ページング領域５００・・・ネットワーク５０２・・・最終ホップルータ５０４・・・アクセスポイント５０６・・・アクセスポイント５０８・・・アクセスポイント５１０・・・アクセスポイント５１２・・・ページング領域５１４・・・ページング領域５１６・・・最終ホップサブネット６００・・・ネットワーク６０２・・・最終ホップルータ６０４・・・最終ホップルータ６１０・・・アクセスポイント６１２・・・アクセスポイント６１４・・・アクセスポイント６１６・・・ページング領域６２０・・・アクセスネットワーク６２２・・・アクセスネットワーク６２４・・・アクセスネットワーク７００・・・携帯電話無線通信ネットワーク７０２・・・道路７０４・・・セル７０６・・・セル７０８・・・セル７１０・・・ページング領域８００・・・無線通信システム９０２・・・移動ホスト９０４・・・第１最終ホップルータ９０６・・・第２最終ホップルータ９０８・・・ホストレポーターエージェント９１０・・・第３層移動エージェント９１４・・・無線リンク９２０・・・ページング領域形成エージェント９２２・・・休止管理エージェント９２４・・・ローカルページングエージェント９２６・・・ローカルトラッキングエージェント９２８・・・第３層移動エージェント１００２・・・可能性マップ１００４・・・クラスタマップ１００６・・・可能性マップ更新処理１００８・・・形成処理１０１０・・・ページング転送処理１２０４・・・テーブル１３０２・・・デフォルト情報１３０４・・・ブランチ情報１３０６・・・ルート情報１４０２・・・デフォルトページング領域ID １４０４・・・ページング形成エージェントのネットワ
ークアドレス識別子１５０２・・・ルートページング領域ID １５０４・・・先行のページング形成エージェントのネ
ットワークアドレス識別子１５０６・・・第１及び第２ページング形成エージェン
トのネットワークアドレス識別子１６０２・・・ルートページング識別子１６０４・・・ページング領域形成エージェントを継承
しうるもののネットワークアドレス識別子の完全リスト１６０６・・・リスト１６０４への最初の登録１６０８・・・継承しうるページング形成エージェント
のネットワークアドレス識別子のリスト１６１０・・・リスト１６０４への二番目の登録１６１２・・・継承しうるページング形成エージェント
のネットワークアドレス識別子のリスト１６１４・・・リーフPCA NAI １７０２・・・候補サーチ機能１７０４・・・形成決定機能１７０６・・・形成管理機能１７０８・・・ページング管理機能１７１０・・・実行評価機能１８０２・・・クラスタマップ発見機能１８０４・・・ページング転送機能１８０６・・・ページング通知機能１８０８・・・休止メモリエージェント１９０２・・・可能性マップ維持機能１９０４・・・報告受信機能１９０６・・・移動通知機能２００２・・・レポーター処理２００４・・・前位置テーブル２００６・・・現在位置テーブル２１０２・・・クラスタ２１０４・・・ルートＰＣＡ２１０６・・・中間ＰＣＡ２１０８・・・リーフＰＣＡ２２０２・・・クラスタ２３０２・・・クラスタ２４０２・・・クラスタ２４０４・・・クラスタ２４０６・・・クラスタ２５０２・・・クラスタ２５０４・・・クラスタ２５０６・・・クラスタ２６０２・・・クラスタ２７０２・・・nPCAからn+1PCAへの第３層ハンドオフ手
順２７０４・・・n+1PCA（現在）への移動報告２８０２・・・統合リクエスト２８０４・・・統合応答２９０２・・・統合リクエスト２９０４・・・統合リクエスト２９０６・・・統合リクエスト２９１０・・・統合応答２９１２・・・統合応答３００２・・・分離リクエスト３００４・・・分離応答３１０２・・・分離リクエスト３１０４・・・分離応答３１０６・・・分離リクエスト３１０８・・・分離応答３１１０・・・統合リクエスト３２０２・・・分離についての問い合わせ３２０４・・・分離についての問い合わせに対する応答３２０６・・・分離リクエスト３２０８・・・分離応答３２１０・・・統合リクエスト３３０２・・・統合リクエスト３３０４・・・統合リクエスト３３０６・・・統合応答３３０８・・・統合応答３４０２・・・刈り取り問い合わせリクエスト３４０４・・・刈り取りリクエスト３４０６・・・刈り取り問い合わせに対する応答３４０８・・・刈り取り応答３５０２・・・分割リクエスト３５０４・・・分割応答３５０６・・・委託リクエスト３５０８・・・委託応答

フロントページの続き (72)発明者フナトダイチアメリカ合衆国，カリフォルニア州 95110，サンノゼ，スイート300，メトロドライブ181 (72)発明者タケシタアツシアメリカ合衆国，カリフォルニア州 95110，サンノゼ，スイート300，メトロドライブ181 Ｆターム(参考） 5K030 GA03 GA12 HA08 HC09 JT09 KA05 LB08 5K067 AA12 BB04 DD11 EE02 EE10 EE16 JJ61 JJ71

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ページング領域識別情報を移動ホストで
受信するステップと、位置情報を移動ホストから電気通信システムのアクセス
ポイントへ送信するステップと、後続のページング領域識別情報を移動ホストで受信する
ステップと、移動ホストの位置変更検知後に、電気通信システムの新
しいアクセスポイントへ古い位置情報を送信するステッ
プと、を備えることを特徴とする電気通信システム内の
移動ホスト作動方法。
【請求項２】古い位置情報の送信は、受信したページ
ング領域識別情報の送信を含むことを特徴とする、請求
項１に記載の方法。
【請求項３】ページング領域識別情報は、電気通信ネットワークのアクセスポイントにより送信さ
れたページング領域識別子と、送信するアクセスポイントに関連する現在のページング
領域のページング領域識別子と、を含むことを特徴とする請求項２に記載の方法。
【請求項４】受信したページング領域識別情報を記憶
されたページング領域識別情報と比較するステップと、受信したページング領域識別情報が記憶されたページン
グ領域と一致しない場合に、新しいアクセスポイントへ
古い位置情報を送信するステップと、を更に備えることを特徴とする請求項１に記載の方法。
【請求項５】電気通信システムにおいて移動ホストか
ら移動報告を受信するステップと、移動報告に基づき、電気通信システム内のページング領
域の形成を決定するステップと、を備えることを特徴とする電気通信システム内の最終ホ
ップルータ作動方法。
【請求項６】移動報告の受信は、移動ホストの、前の
基地局識別子と前のページング領域識別子を定義する情
報の受信であることを特徴とする請求項５に記載の方
法。
【請求項７】ページング領域の形成に関する情報を記
憶することを更に特徴とする、請求項５に記載の方法。
【請求項８】受信した移動報告に基づき、移動ホスト
の過去の移動トラヒックの統計記録を記憶することを更
に特徴とする、請求項５に記載の方法。
【請求項９】ページング領域の形成の決定は、統計記録に基づき、どのページング領域が統合されるべ
きかの決定と、統合記録に基づき、どのページング領域が切断されるべ
きかの決定であることを特徴とする、請求項８に記載の
方法。
【請求項１０】電気通信システムにおいて、移動ホス
トの過去の移動トラヒックに関する可能性情報を記憶す
る方法と、電気通信システムにおいて、ページング領域に入る移動
ホストに関する可能性情報を組み合わせる方法と、組み合わされた可能性情報に基づき、電気通信システム
のページング領域を組み合わせる方法と、を備えることを特徴とする電気通信システム内の最終ホ
ップルータ内でページング領域を形成する方法。
【請求項１１】電気通信システム内の移動ホストから
移動報告を受信し、ページングメッセージを呼び出され
た移動ホストへ送信するページング領域形成エージェン
トと、休止モードにある移動ホストに宛てられたパケットの配
信を検知し、移動ホストへページングメッセージを送信
するページング領域形成エージェントを稼動させる休止
管理エージェントとを備えることを特徴とする電気通信
システム内での使用のために構成された最終ホップルー
タ。
【請求項１２】最終ホップルータに関連するページン
グ領域を識別する移動ホストへ、ページング信号を送信
するローカルページングエージェントを更に備えること
を特徴とする請求項１１に記載の最終ホップルータ。
【請求項１３】ページング領域形成エージェントは、
一つ以上の移動ホストの過去の移動に関する情報を記憶
するために構成された可能性マップを備えることを特徴
とする、請求項１１に記載の最終ホップルータ。
【請求項１４】ページング領域形成エージェントは、
電気通信システムのページング領域形成エージェントと
他のページング領域形成エージェント間の関係を定義す
るクラスタマップを更に備えることを特徴とする請求項
１３に記載の最終ホップルータ。
【請求項１５】ページング領域形成エージェントは、可能性マップ更新処理を定義するコンピュータ読み取り
可能なソフトウェアコードと、形成処理を定義するコンピュータ読み取り可能なソフト
ウェアコードと、ページング転送処理を定義するコンピュータ読み取り可
能なソフトウェアコードと、を備えることを特徴とする請求項１４に記載の最終ホッ
プルータ。
【請求項１６】電気通信システムにおける移動ホスト
の移動を表す複数のデータ要素を備えることを特徴とす
る、データ記憶媒体に記憶可能なデータ構造。
【請求項１７】電気通信システムのページング領域識
別子とネットワークアドレス識別子に応じてデータ要素
が記憶された第一マップと、電気通信システムのページング領域識別子に応じてデー
タ要素が記憶された第一マップに基づき作成された第二
マップと、を備えることを特徴とする、請求項１６に記載のデータ
構造。
【請求項１８】データ要素は、報告された移動ホスト
の移動に基づく移動ホストの移動の可能性であることを
特徴とする、請求項１６に記載のデータ構造。
【請求項１９】形成動作のために電気通信システムの
候補ページング領域を見つけるための、候補探索手段
と、見つけ出された候補ページング領域から、どのページン
グ領域が形成されるべきかを決定する形成決定手段と、形成決定手段の決定に基づき、記憶された形成データを
更新するための形成管理手段と、を備えることを特徴とする、複数の移動ホストと無線通
信が可能な複数のアクセスポイントを含む電気通信シス
テムに連動して作動可能な形成処理。
【請求項２０】候補探索手段は、複数のアクセスポイ
ントのそれぞれのアクセスポイントに記憶されたコンピ
ュータ読み取り可能なプログラムコードを備えることを
特徴とする請求項１９に記載の形成処理。
【請求項２１】候補探索手段は、電気通信システムに
おいて、移動ホストの移動に関するページングマップ記
憶情報と作動可能なように連動する請求項２０に記載の
形成処理。
【請求項２２】形成管理手段は、複数のアクセスポイ
ントのそれぞれのアクセスポイントに記憶されたコンピ
ュータ読み取り可能なプログラムコードを備えることを
特徴とする請求項１９に記載の形成処理。
【請求項２３】形成管理手段は、電気通信システムに
おけるページング領域の現在の形成に関する情報を記憶
するクラスタマップと作動可能なように連動することを
特徴とする、請求項２２に記載の形成処理。
【請求項２４】電気通信システムにおいて、ページン
グと移動ホストの移動に関する情報を集めるページング
管理手段と、ページング管理手段によって集められた情報に基づき、
形成処理の動作を査定する動作査定手段と、を更に備えることを特徴とする、請求項１９に記載の形
成処理。
【請求項２５】電気通信システムにおいて、動的に再
構成可能なクラスタを表す複数のデータ要素を備えるこ
とを特徴とする、データ記憶媒体に記憶可能なクラスタ
マップデータ構造。
【請求項２６】複数のデータ要素は、それぞれのページング領域のデフォルト情報を記憶する
デフォルトデータ要素と、それぞれのページング領域のブランチ情報を記憶するブ
ランチデータ要素と、それぞれのページング領域のルート情報を記憶するルー
トデータ要素と、を備えることを特徴とする、請求項２５に記載のクラス
タマップデータ構造。
【請求項２７】受信したページングトリガパケットに
応じて、どの電気通信システムのページング領域にパケ
ットが配信されるべきかをクラスタマップ内で決定する
クラスタマップ発見手段と、クラスタマップ発見手段によって決定されたページング
領域へ、ページングトリガを転送するページング転送手
段と、を備えることを特徴とする、複数の移動ホストと
無線通信が可能な複数のアクセスポイントを含む電気通
信システムと連動して作動可能なページング転送処理。
【請求項２８】ページングトリガパケットの受信の頻
度をたどるページング通知手段を更に備えることを特徴
とする請求項２７に記載のページング転送処理。
【請求項２９】電気通信システムの一つのアクセスポ
イントにおいて、統合する他のアクセスポイントを検知
する方法と、他のアクセスポイントへ統合するためのリクエストを送
信する方法と、統合後、一つのアクセスポイントにおいて、ブランチ形
成情報をデフォルト形成情報に置換する方法と、他のアクセスポイントをルートとして特定する方法と、
を備えることを特徴とする電気通信システム内のページ
ング領域形成のための統合方法。
【請求項３０】統合する他のアクセスポイントの検知
は、電気通信システムにおいて、移動ホストの移動につ
いての情報の可能性マップの記憶と、可能性マップに基づき、統合されるページング領域識別
であることを特徴とする、請求項２９に記載の統合方
法。
【請求項３１】電気通信システムのアクセスポイント
のページング領域クラスタのリーフアクセスポイントに
おいて、統合するアクセスポイントから受信することに
よりページング領域クラスタ統合のためのリクエストを
検知し、ページング領域クラスタ内において、一つ以上の先行ア
クセスポイントを通じてリクエストをルートアクセスポ
イントへ転送し、ルートアクセスポイントにおいて、統合を許可するかを
決定し、統合が許可された場合は、アクセスポイント統合のため
の通信のために一つ以上の先行アクセスポイントを通じ
リーフアクセスポイントへルートアクセスポイントから
応答を送信することを特徴とする、電気通信システム内
のページング領域形成のための統合方法。
【請求項３２】電気通信システム内のアクセスポイン
トにおけるページング領域クラスタの分離するアクセス
ポイントにおいて、ページング領域から分離するリクエ
ストを発し、ページング領域クラスタ内で、一つ以上の先行アクセス
ポイントを通じてリクエストをルートアクセスポイント
へ転送し、ルートアクセスポイントにおいて、分離を許可するかど
うかを決定し、分離が許可された場合、一つ以上の先行アクセスポイン
トを通じルートアクセスポイントから分離するアクセス
ポイントへ応答を送信し、ページング領域クラスタから分離するアクセスポイント
が切断された後、一つ以上の先行アクセスポイントとル
ートアクセスポイントにおける記憶装置から分離するア
クセスポイントに関する情報を削除する、ことを特徴とする電気通信システム内のページング領域
の形成のための分離方法。
【請求項３３】アクセスポイントの第一ページング領
域クラスタにおいて、アクセスポイントの第二ページン
グ領域クラスタから統合のためのリクエストを受信し、第一ページング領域クラスタのルートへリクエストを転
送し、ルートにおいて、統合のためのリクエストを認めるかど
うかを決定し、第二ページング領域クラスタへ応答を返信し、第一ページング領域クラスタと第二ページング領域クラ
スタの統合後、アクセスポイントの第一ページング領域
クラスタのアクセスポイントにおいて統合を反映させる
べく記憶されている形成データを更新することを特徴と
する電気通信システム内の、ページング領域形成のため
のクラスタ統合方法。
【請求項３４】アクセスポイントのページング領域ク
ラスタの一つのアクセスポイントにおいて、アクセスポ
イントのページング領域クラスタの他のアクセスポイン
トに刈り取りのリクエストを発し、他のアクセスポイントから応答を受信し、他のアクセスポイントの集合から、アクセスポイントの
ページング領域クラスタのアクセスポイントの集合を切
断することを特徴とする電気通信システム内の、ページ
ング領域形成のためのクラスタ刈り取り方法。
【請求項３５】刈り取りのリクエストの発信は、新しいクラスタ形成のため、ページング領域クラスタか
ら一つ以上のアクセスポイントの切断を確認し、新しいクラスタのルートとなるための一つ以上のアクセ
スポイントのうちの一つのアクセスポイントを確認する
ことを特徴とする請求項３４に記載のクラスタ刈り取り
方法。
【請求項３６】アクセスポイントのページング領域ク
ラスタのルートアクセスポイントにおいて、アクセスポ
イントのページング領域クラスタの他のアクセスポイン
トへ、ページング領域クラスタのツリー構造を定義する
情報を含む分割のためのリクエストを発し、ルートアクセスポイントにおいて応答を受信し、応答の受信に応じて、ページング領域クラスタから切断
することを特徴とする電気通信システム内のページング
領域の形成のためのクラスタ分割方法。
【請求項３７】第二アクセスポイントにおいて、リク
エストを受信し、ルートアクセスポイントへ応答を送信し、切断後、第二アクセスポイントが新しいルートアクセス
ポイントである旨をページング領域クラスタの他のアク
セスポイントへ通知することを更に特徴とする請求項３
６に記載のクラスタ分割方法。