JP4222938B2 - 網事象を調整する装置及び方法 - Google Patents

Description

この発明は、網事象（events）の調整（コーディネーション）に係り、限定するわけではないが、とくに、インターネットプロトコルアドレス管理事象での適用を備えたものである。

現在、すべての商用インターネットプロトコル（ＩＰ）網はＩＰバージョン４（ＩＰｖ４）網であるが、将来ある時点では、商用ＩＰ網はＩＰバージョン６（ＩＰｖ６）網となるであろう。それまで間は遷移（transition）期間であり、その間に商用ＩＰ網はＩＰｖ４とＩＰｖ６網との混合したものを備えることになる。ＩＰｖ６はＩＰｖ４とは全く異なるプロトコルであり、基本的にはＩＰｖ４とは両立性がない。したがって、この遷移期間中は少くとも、網装置及び／又は網はＩＰｖ４網内でノード及び／又はホストが、ＩＰｖ４アドレスを有して、ＩＰｖ６アドレスを有するＩＰｖ６網内でのノード及び／又はホストと通信することができる機構を必要とすることになる。

いくつかの移行(migration)機構が開発されている。例えば、Internet Engineering Task Force(IETF)により２０００年１１月に公開されかつIETFからhttp://www.ietf.org/internet-drafts/draft-ietf-ngtrans-introduction-to-ipv6-transition-05.txtで入手できるドキュメントで題名が“An Overview of the Introduction of IPv6 in the internet”，著者がW. Biemolt et al, IETF Status：Draft working towards Informational RFCを参照せよ。

一つの特定な移行方法で二重スタック遷移機構（Dual Stack Transition Mechanism）(ＤＳＴＭ)として知られているものはホストがＩＰｖ４とＩＰｖ６との両方のデータを送信
しまた受信することができるようにしている。この機構は、ＩＰｖ６網内に置かれたホストがいくつかのＩＰｖ４アプリケーション（application）を実行しているときに、したがってＩＰｖ４網内に置かれたホストと通信が必要なときに、一般に使用される。このようなホストを以下二重スタックホスト（dual stack host）と称する。ＤＳＴＭ方法の特徴は、ＩＰｖ４パケットが二重スタックホストを去るときにＩＰｖ６パケット内に閉じ込められる（encapsulated）ことであり、また後にＩＰｖ４とＩＰｖ６網の境界に置かれているルータによって、閉じ込めが解かれることである。

二重スタックホストはＩＰｖ４アドレスを指定されていて、このアドレスは二重スタックホスト用のエーリアス（alias）として使用され、閉じ込められたパケットのソースアドレスを形成している。この指定されたＩＰｖ４アドレスは、特定された期間について二重スタックホストに対して貸与されていて（leased）、この期間後に別の二重スタックホストによる使用のために更新される(renewed)か、リリース（released）されるかすることができる。

ＤＳＴＭ方法の有する問題は、更新とリリースとの情報がタイムリィな（timely）やり方でルータに伝えられることが一般には行なわれず、したがってパケットが誤って方向付けされることが可能であったり、併せて／あるいは意図された二重スタックホスト宛先への経路上で外れてしまう（dropped）ことがあったり、スヌープされる（snooped）ことがあったりすることである。

この発明の第一の特徴によると、ルート設定装置とホスト機とにおけるアドレス割当て事象を調整する方法が提供され、該ルート設定装置は該ホスト機と少くとも一つの他のホスト機との間でデータをルート設定するように構成されており、該ホスト機は第一の網内に置かれていて、該第一の網は第一の伝送プロトコルにより動作し、また該他のホスト機は第二の網内に置かれていて、該第二の網は第二の伝送プロトコルにより動作しており、該ホスト機はいずれかの伝送プロトコルによりデータのパケットを処理するように動作可能である。この方法は、
該他のホスト機と通信している該ホスト機による使用のために割当てられたアドレスを受領する段階と；
該割当てられたアドレスの割当て状態を表わすインディケータ（indicator）を受領する段階と；
該ルート設定装置に向けて、該割当てられたアドレスを該ホスト機のアドレスと一緒に送る段階と；
該割当てられたアドレスと該ホスト機のアドレスとの間の写像(mapping)を記憶する段階と；
該インディケータを監視して、該インディケータが割当てられたアドレスは該ホスト機に対してもはや有効ではないことを示すかを監視する段階と；
該記憶された写像を使用不能にする（render）段階とを含む。

好ましくは、この方法がトンネルを該ルート設定装置と該ホスト機との間に設定するために該写像を使用することを含むことであり、該トンネルは該ホスト機と該他のホスト機との間でデータの該ルート設定で使用されるものである。

便利なのは、該方法がさらに、該インディケータが該割当てられたアドレスはもはや該ホスト機について有効でないことを示すならば、該割当てられたアドレスの更新を要求することを含むことである。

好都合なのは、該方法が、該割当てられたアドレスは更新されるべきかどうかを判断するために少くとも一つのホストのインターフェースをチェックすることを含むことである。これは、本質的にはホストがデータを送る及び／又は受ける過程にあるかどうかを設定する手段を提供することである。

便利なのは、該記憶された写像を使用不能にする段階が該記憶した写像をルート設定装置から削除されるようにして、それにより該トンネルが除去される。

この発明の第二の特徴によると、上記の方法を実行するための装置が提供される。この装置は好ましくは諸装置とルート設定装置（routing device）との間に分散されていて、それにより、少くともいくらかの機能であって該装置により提供されるものが該ホスト機上に置かれてもよく；該ルート設定装置上に置かれてもよく；第一の網中に置かれている予約された装置上に置かれてもよく、あるいは該割当てられたアドレスを発行するように構成された装置と該ホスト機との間に分散されてもよい。要求しているホスト機に向けてアドレスを割当てるように構成されている装置は動的なホスト構成プロトコルのサーバであるのがよい。

以下の記述では“ホスト”という用語を使用するがこの用語は以下のように定義される。“ホスト”―インターネットもしくはイントラネットのような網の中で他の計算機に向けて二路（two-way）アクセスを有するいずれかの計算機。ホストの例には、クライアント、ルータ、スイッチ（switches）、及びサーバが含まれる。

この発明のさらなる特徴と利点とは、添付の図面を例示の目的に限って参照しながら、好ましい実施形態についての以下の記述から明らかになると思料する。

この発明の実施例はＩＰｖ４からＩＰｖ６網への移行に係る問題と関係している。とくに、この発明の実施例はＩＰｖ６網内部に置かれたホスト上で実行しているＩＰｖ４適用(application)と、ＩＰｖ４網内部で実行している、対応している、ＩＰｖ４適用との間の通信を可能とすることと関係している。

この発明の一実施例は二重スタック遷移機構(Dual Stack Transition Mechanism)（ＤＳＴＭ）として知られている遷移機構と関係していて、ＤＳＴＭはInternet Engineering Task Force (ＩＥＴＦ)によって文書化されていて、これがＩＥＴＦから入手可能なdocument draft-ietf-ngtrans-dstm-04.txt（この文書はその与えられた題名（２００１年８月付）で参照されるが、ＩＥＴＦ刊行物にとって共通なことであるように、題名は後に変更されることがあり、従って読者は疑問がある場合にはＩＥＴＦに照会すべきことに留意されたい）にある。ＤＳＴＭを実行するホストはＩＰｖ４とＩＰｖ６との両方のスタックをそこに有していて、これが意味するところはＩＰｖ４プロトコルに従って送信されることになるデータはＩＰｖ４スタック（もしくはレイヤ）を介して送られ、またＩＰｖ６プロトコルに従って送信されることになるデータはＩＰｖ６スタックを介して送られて、それによって処理される。

したがって、入来しまた送出するＩＰｖ４とＩＰｖ６パケットはそれぞれスタックのＩＰｖ４もしくはＩＰｖ６部分を経てルート設定される。こうして、ＤＳＴＭにより動作するときには、ＤＳＴＭを実行するホストはＩＰｖ６網内に置かれて、そのＩＰｖ４機能を保存できる。

図１は第一の網ＮＷ１（第一の伝送プロトコルに従って動作する）と第二の網ＮＷ２（第二の伝送プロトコルに従って動作する）との間で動作しているＤＳＴＭの実施を示す。この例では、第一の網はＩＰｖ６網であり、第二の網はＩＰｖ４網である。

ＤＳＴＭの従来の動作が図２に示されている。当業者にとって知られているように、二重スタックホストＨ１でＩＰｖ６網ＮＷ１の中のものがＩＰｖ４通信に関与するときに、ＩＰｖ４アドレスは二重スタックホストＨ１に向けてアドレスプール（address pool）によって動的に割当てられる。このアドレスプールはＩＰｖ６ダイナミックホスト構成プロトコル(Dynamic Host Configuration Protocol)（ＤＣＨＰｖ６）サーバ１０３によって提供され、ＤＣＨＰｖ６サーバは要求により網内の他の機械に向けて貸与するＩＰｖ４アドレスのプールを記憶している。

従って、段階Ｓ２．１では、二重スタックホストＨ１はＤＨＣＰｖ６サーバに向けてＩＰｖ４アドレスについて要求を作る。段階Ｓ２．２では、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３はＩＰｖ４アドレスを二重スタックホストＨ１に向けて割当てることによって応答し、次に段階Ｓ２．３で、該割当てられたＩＰｖ４アドレスを二重スタックホストＨ１に向けて送る。この割当てられたアドレスは二つのタイムアウト（timeout）値を伴っている。すなわち好ましい値と有効な値とであり、それぞれ更新可能と更新不能なアドレスタイムアウトである。好ましい形式のタイムアウトの時間切れ(expiry)では、二重スタックホストＨ１が送出される通信での関与を継続したいとすることを条件に、そこに割当てられたアドレスの更新を要求しなければならない。有効な形式のタイムアウトの時間切れでは、割当てられたアドレスはどんな通信形式についても更新されることができない。もし、好ましいタイマが更新されるときには、好ましいタイマと有効なタイマの両方が同時にリフレッシュされる。

二重スタックホストＨ１については、いくつかのＩＰｖ４網内に置かれたいくつかのホストに向けて情報を送るか、このホストから情報を受けるかするためには、二つの形式の網ＮＷ１，ＮＷ２との間に置かれているボーダルータＢＲに二重スタックホストＨ１を接続しているトンネルが作られなければならない。当業者に知られているように、“トンネリング（tunnelling）”との語はあるプロセスを言うために使用されていて、このプロセスによってパケットが別のパケットの内部に閉じ込められる（encapsulated）。既知の方法では、事実本発明の実施例のように、ＩＰｖ４パケットはＩＰｖ６パケット内部に閉じ込められる。したがって、トンネルはトンネリングプロセスを実行するための手段であり、本質的にはアクセスポイント（エンドポイント（end points）と呼ばれ、以下そのように記述される）を備えていて、パケットの閉じ込め（packet-encapsulation）を実行する。

当業者にとって知られているところであるが、トンネルは手操作でもまた自動的にも構成できる。いくつかの既知トンネリング方法が存在し、その中には“６ to ４”，“６ over ４”動的トンネリング、トンネルブローカリング（brokering）、及び本願出願人により開発された方法が含まれていて、出願人の方法は同時継続中の公開特許出願（ＷＯ０１／２２６８３（出願人事件番号Ａ２５８００））に記述されている。さらに多くの情報については読者は次のドキュメントを参照することができる：“Request for comments number RFC2529”；draft-ietf-ngtrans-6 to 4-02.txt（もしくはRFC3056）；draft-ietf-ngtrans-dstm-04.txt；draft-ietf-ngtrans-broker-00.txt（もしくはRFC3053）．これらはすべてＩＥＴＦから入手できる（これらのドキュメントはそれらの与えられた題名（２００１年８月付）で参照される）。ＩＥＴＦ公開物に共通なことであるが、題名は後に変更されることがあり、疑問のあるときには読者はＩＥＴＦを参照すべきであることに留意されたい。

したがって、段階Ｓ２．４では、二重スタックホストＨ１は、ＩＰｖ６トンネル１０５の第一のエンドポイントＥＰ１を構成している。段階Ｓ２．５では、二重スタックホストＨ１はそのＩＰｖ６アドレスを、段階Ｓ２．２でのＤＨＣＰｖ６によって割当てられたＩＰｖ４アドレスと一緒に、ボーダルータＢＲに向けて送り、ボーダルータＢＲがＩＰｖ６トンネル１０５の第二のエンドポイントＥＰ２を構成することができる（これは二重スタックホストＨ１がその第一のパケットをＩＰｖ４ホストＨ２へ宛てて送るときにされる）。

次に、段階Ｓ２．６では、ボーダルータＢＲはＩＰｖ６トンネル１０５の第二のエンドポイントＥＰ２を構成し、それによってＩＰｖ４パケットは二つのエンドポイントＥＰ１，ＥＰ２の間でＩＰｖ６網ＮＷ１を通ってトンネルすることができるようになる。

アドレス割当ての管理は本質的に二重のスタックホストＨ１によって実行され、それにより、もし好ましいタイムアウトが時間切れとなり、また二重のスタックホストＨ１がＩＰｖ４網ＮＷ２内のＩＰｖ４ホストＨ２との通信というプロセスに依然としてあるとすると、二重スタックホストＨ１はアドレスとタイマとの更新を始動しなければならない。

現在のＤＳＴＭドラフト（draft-ietf-ngtrans-dstm-04.txt）は時間（timing）問題については触れておらず、とくに二重スタックホストとボーダルータＢＲとの間のアドレス割当ての更新及びリリースを調整することには触れていない。もし二重スタックホストＨ１がＩＰｖ４ホストＨ２との通信を修了し、段階Ｓ２．２で割当てられたＩＰｖ４アドレスをボーダルータＢＲに告知せずにリリースしてしまうとすると、問題が生ずる可能性がある。もし、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３がその後にＩＰｖ４アドレスを別の二重スタックホストＨｄに割当てて、またボーダルータＢＲが第二のトンネルエンドポイントＥＰ２を修正していないとすると、第二のエンドポイントＥＰ２は間違った二重スタックホストを“指す（pointing）”することになる（その理由はトンネルが新しく割当てられたホストＨｄのＩＰｖ６アドレスに向けて指すのに代ってホストＨ１のＩＰｖ６アドレスを指すことになることである）。

この発明の実施例は、それ故に、ＩＰｖ４アドレスの割当てとリリースとを調整することに関係していて、とくにトンネルエンドポイントＥＰ１，ＥＰ２はＩＰｖ４アドレス割当ての寿命(lifetime)についてのみ存在することを確保している。これが第一の利点をもっていて、すなわち、タイマの時間切れの場合とか、二重スタックホストＨ１の一部についてのアドレス割当ての明白な取消しの場合には、トンネルエンドポイントＥＰ１，ＥＰ２がリリースされることであり、また第二の利点として、タイマの時間切れで二重スタックホストＨ１がＩＰｖ４アドレス割当てを更新する場合には、実施例は正しいトンネルエンドポイントＥＰ１，ＥＰ２を保持するということが挙げられる。

第一の実施例では、二重スタックホストとボーダルータＢＲ（各々はトンネル１０５のそれぞれの端（end）を形成している）との間でのアドレス割当ての調整は二重スタックホストにより第一のトンネルエンドポイントＥＰ１で制御されている。これは網トラヒックを最小にするという利点を有していて、それは情報が、トンネルに変化があるときにボーダルータＢＲに向けて送られるだけであることによる。別な実施例では二重スタックホストとボーダルータＢＲとの間のアドレス割当ての調整はボーダルータＢＲにより制御されるか、又は第一の網ＮＷ１内に置かれた独立した装置により制御されるかである。

図３を参照して、この発明の第一の実施例がもっと詳しく論じられることになる。

図３は二重スタックホストＨ１を示し、二重スタックホストＨ１は、中央処理ユニット（ＣＰＵ）３０１と、メモリユニット３０３と、入力／出力デバイス３０５（ホストＨ１を網ＮＷ１に接続するためのもの）と、メモリ３０７と、オペレーテングシステムプログラムの群（suite）３０９（これがホストＨ１の低レベル動作を制御しかつ調整し、またとくにＩＰｖ４とＩＰｖ６スタックの動作を担当する）とを備えている。このような構成は当業者に周知のところである。

一般にこの発明の実施例は調整器（coordinator）３００と呼ばれ、少くともプログラム３１１，３１３，３１５のいくつかを備えている。これらのプログラムはメモリ３０７上で記憶されて、ＣＰＵ３０１による処理が可能とされている。

これらのプログラムはタイマ状態を監視するためのプログラム３１１と、更新（renewal）もしくは再割当てを割当てられたアドレスについて要求するためのプログラム３１３と、アドレス割当て情報でボーダルータＢＲを更新するためのプログラム３１５とを含んでいる。

監視用プログラム３１１は好ましい及び／又は有効なタイマを監視して、その時間切れを識別し、更新プログラム３１３はＤＨＣＰｖ６サーバ１０３と対話をして前に割当てたＩＰｖ４アドレスの更新を要求し、また更新用プログラム３１５はボーダルータＢＲにアドレス割当て及び／又はタイマ情報についてされたいずれかの変化について通知する。

上述の通り一実施例では調整器３００はＤＨＣＰｖ６サーバ１０３からアドレス割当て情報を求めかつ受領している二重スタックホストＨ１上に置かれるようにできて、第二の実施例では調整器３００はアドレス割当てと再割当てとを管理することを専任している制御器装置１０７（図１参照）上に置かれるようにできて、この装置は二重スタックホストＨ１と、ボーダルータＢＲとＤＨＣＰｖ６サーバ１０３との間で一種のブローカ（broker）として動作しているし、また第三の実施例では、調整器３００はボーダルータＢＲ内に置かれることが可能となっている。

調整器３００の動作で、この発明の第一の実施形態によるものを図４ないし図９に示した流れ図を参照して記述して行くこととする。第一の実施形態では、調整器３００は二重スタックホストＨ１の上に置かれることになると仮定している。

この発明の機能はエンドからエンドまでの通信プロセスというコンテクスト（context）で記述するのに一番容易なものとなっているので、したがって図４はＩＰｖ６網内の二重スタックホストＨ１とＩＰｖ４ホストＨ２との間の通信を確立するのに含まれる段階を示しており、ここでは通信が二重スタックホストＨ１により始動されるときのこととなっている。こういった段階の大部分は標準的なものであり、上記で参照したドキュメントdraft-ietf-ngtrans-dstm-04.textに開示されていて、またその他のものは調整器３００の機能を利用している。図５と６とは後続の管理で調整器３００によって確立された通信設定について行なわれるものに含まれている段階を示し、またこの発明のもつ新規創作の（inventive）コンセプトを示している。

図４，図５，図６では（また後続の図でこの形式で情報を表わしているものでは）、段階が列挙されていて、あるものには矢印が付けられている。矢印の始めと終りとはそれぞれ通信の始動先（initiator）と受け手（recipient）を示していて、矢印の垂直位置は事象（events）の時系列におけるそれが対応している段階の位置を示している。

先ず、図４を考察すると、二重スタックホストＨ１はＩＰｖ６形式でホストＨ２のＩＰアドレスについてのＩＰｖ４ドメイン名サーバ（ＤＮＳ）要求をＩＰｖ６網ＮＷ１内に置かれたＤＮＳｖ６サーバ１１１に向けて送る（４０２）。ＤＮＳ要求はボーダルータＢＲに送られ、これがＤＮＳ要求をＤＮＳｖ４サーバ１０９に向けて送る（４０４）。この段階４０４はボーダルータからＤＮＳｖ４サーバ１０９に向けてパケットを“中継すること（relaying）”を含んでいる。

中継することは以下の例の状態のいずれについても使用できる。ＩＰｖ６ＤＮＳ記録がＩＰｖ４ＤＮＳサーバ上に保持されている場合；ＩＰｖ４ＤＮＳ記録がＩＰｖ６ＤＮＳサーバ上に保持されている場合；あるいはＩＰｖ６ＤＮＳメッセージが応答用ＤＮＳサーバに到達するためにＩＰｖ４網を通って進むことを要求している場合（すなわち、中継することがＤＮＳ要求の異質な形式の処理を可能にする場合）。後の方のシナリオでは、該ＤＮＳサーバはＩＰｖ４サーバでもまたＩＰｖ６サーバであってもよい。現在の例として図４に示したものでは、中継することが使用されていて、二重スタックホストは、ＩＰｖ６ＤＮＳメッセージを経てＩＰｖ４ＤＮＳサーバ１０９上に保持されているＤＮＳ記録にアクセスするようになる。

ＤＮＳ要求で二重スタックホストＨ１からボーダルータＢＲに到達するものはＩＰｖ４適用から発生している。したがってＤＮＳ要求はＩＰｖ４ＤＮＳペイロード（payload）（ここにはＩＰｖ４ホストＨ２のドメイン名が含まれていて、二重スタックホストＨ１はこれと通信することを望んでいる）とＩＰｖ６ヘッダとを有しており、このＩＰｖ６ヘッダは第一の網ＮＷ１を通るパケットのルート設定のために必要とされている。ボーダルータＢＲは受領したＩＰｖ６パケットヘッダをＩＰｖ４ヘッダに変換し(translates)、第二の網ＮＷ２でのＩＰｖ４ＤＮＳサーバ１０９に向けてのこの先のルート設定にあてる。この変換プロセスの間に、ペイロードは変更されずにそのまま留まる。

ひとたび、ＤＮＳメッセージがＤＮＳｖ４サーバ１０９に到達したとすると、ＤＮＳｖ４サーバ１０９はＩＰｖ４ペイロードに対応しているＩＰｖ４アドレスを検索する（４０６）。ＩＰｖ４ＤＮＳサーバ１０９はそこでＤＮＳ応答を生成して送る（４０８）が、この応答は検索したＩＰｖ４ペイロード（段階４０６で検索したホストＨ２のＩＰｖ４アドレスを含んでいる）であってＩＰｖ４ヘッダを含んでいるパケット内に記憶されたものを含んでいる。ボーダルータＢＲに到達すると、ＩＰｖ４ＤＮＳ応答パケットのヘッダはＩＰｖ６ヘッダに変換されて、第一の網ＮＷ１内部でのこの先のルート設定にあてられる。再び、この変換プロセスの間に、パケットのペイロードは不変となっている。いったんＩＰｖ４ＤＮＳ応答が二重スタックホストＨ１に到達すると、ＩＰｖ４適用であってＤＮＳ要求を始動したものがＩＰｖ４ＤＮＳペイロードを変換（interpret）することになる。

二重スタックホストＨ１は次にＤＨＣＰｖ６サーバ１０３に向けて要求を送り（４１０）ＩＰｖ４アドレスが割当てられることを求め、その上でＤＨＣＰｖ６サーバ１０３は割当られたＩＰｖ４アドレスを好ましいかつ有効なタイマと一緒に送り返す（４１２）。一般に、二重スタックホストＨ１とＤＨＣＰｖ６サーバ１０３とは要求と応答メッセージとを（それぞれ段階４１０と４１２）送ることを、例えば伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）のような代替プロトコルを使用することもできるけれども、ユーザデータグラムプロトコル（ＵＤＰ）に従って行なう。

次に、二重スタックホストＨ１上で実行している更新（updating）プログラム３１５はボーダルータＢＲに向けて、段階４１２でＤＨＣＰｖ６サーバ１０３から返されたＩＰｖ４アドレスの詳細を送る。これが調整器３００により実行される第一の動作であり、パケットを送る更新プログラム３１５を本質的に含んでいて、この送りはＵＤＰプロトコルを用いて、ボーダルータＢＲに向けてされるのが好ましいとされる。例えば更新プログラム３１５は段階４１２で受領した応答パケットのコピーをボーダルータＢＲに向けて送ってもよい。

ＤＳＴＭプロセスと関係している既存のドキュメンテーション（documentation）（上記のdraft-ietf-ngtrans-dstm-01.txt）はＩＰｖ４アドレス割当て情報が問題であるかどうかについては沈黙を守り、確かにＩＰｖ４アドレス割当て情報についての積極的な通信を示唆しない。したがって、もし標準ドキュメンテーションについてＤＳＴＭ通信を動作させるとすると、ボーダルータＢＲは、二重スタックホストＨ１がＩＰｖ４網ＮＷ２内でＩＰｖ４ホストＨ２に向けたパケットを送るときには、ＩＰｖ４割当てアドレスについて学習することになる。

この発明の実施例では、二重スタックホストＨ１が（段階４１４で上述したように）ボーダルータＢＲにパケットを送り、これがＩＰｖ４ホストＨ２に向けて宛てられたパケットを送る前に割当てられたＩＰｖ４アドレスを詳記したものとなっているので、ボーダルータＢＲは二つのホストＨ１，Ｈ２の間を通るパケットについての準備でトンネル１０５を設定できる。

段階４１４で送られたアドレス割当てメッセージを受領すると、ボーダルータＢＲはその中にあるアドレス情報を検索して、割当てられたＩＰｖ４アドレスとＩＰｖ６アドレスで二重スタックホストＨ１についてのものとの間に写像(mapping)を作る（４１６）。この写像はトンネル１０５の第二のエンドポイントＥＰ２を作るために後に使用される。

二重スタックホストＨ１がボーダルータにこのアドレス情報を送った（４１４）後に、ホストＨ１はＩＰｖ４網内のホストＨ２に宛てられた閉じ込められたＩＰｖ４データパケットを送る（４１８）。このデータパケットは二重スタックホストＨ１上で実行しているＩＰｖ４アプリケーションからのデータを含んでいて、このデータパケットはＩＰｖ６網上での伝送用にＩＰｖ６パケットに閉じ込められている。このようなパケットの閉じ込めは当業者にとって周知のことであり、読者はもっと詳しいことについてはＩＥＴＦから入手できるＲＦＣ２８９３を参照することができる。

二重スタックホストＨ１は、したがって、送出する閉じ込められたパケットのソースアドレスとして、二重スタックホストＨ１のＩＰｖ６アドレスを設定し、また閉じ込められたパケットの宛先アドレスとして、ボーダルータＢＲのＩＰｖ６アドレスを設定する。このパケットのペイロードは、ソースアドレスとして段階４１２で割当てられたＩＰｖ４アドレスを有するＩＰｖ４パケットと、宛先アドレスとして段階４０８でＤＮＳｖ４サーバ１０９によって戻されたＩＰｖ４アドレス（すなわちＨ２のＩＰｖ４アドレス）とを含んでいる。閉じ込められたパケットの受領で、ボーダルータＢＲは受領したパケットの閉じ込めを解除し（４２０）、また現在のＩＰｖ４パケットをＩＰｖ４網ＮＷ２内に送る（４２２）。

ＩＰｖ４ホストＨ２が、ソースアドレスとしてＩＰｖ４ホストＨ２のＩＰｖ４アドレスと、また宛先アドレスとしてＩＰｖ４割当てられたアドレスを有する応答パケットを送る（４２４）と仮定すると、このような応答パケットはボーダルータＢＲで受領されることになる。この応答パケットの受領に応答して、ボーダルータＢＲは受領したパケットのＩＰｖ４宛先アドレスに対応しているＩＰｖ６アドレスを段階４１６で記憶されたトンネル情報をアクセスすることにより、検索する（４２６）。

ボーダルータＢＲは後に受領したパケットを、検索したＩＰｖ６アドレスを宛先アドレスとして、またボーダルータＢＲのＩＰｖ６アドレスをソースアドレスとして用いて、閉じ込める（４２８）。このパケットは次にＩＰｖ６網に送られ（４３０）、その上で二重スタックホストＨ１によってそれが受領される。

データは二重スタックホストＨ１とＩＰｖ４ホストＨ２との間で段階４１８〜４３０に従って継続して送られるようにできる。その条件はトンネル１０５と従ってＩＰｖ４アドレスで二重スタックホストＨ１に割当てられたものとが活性であることである。上述のように、ＤＣＨＰｖ６サーバ１０３はＩＰｖ４アドレスを要求している二重スタックホストに割当てるときには、サーバ１０３はＤＣＨＰｖ６応答メッセージを送る。このメッセージは割当てられたＩＰｖ４アドレスと、好ましくかつ有効なタイマとを含んでいる。好ましいタイマは、アドレスが二重スタックホストＨ１に割当てられるとすぐにデクレメント（decrementing）を開始し（４１２）、それによって好ましいタイマの時間切れを過ぎて通信を継続するために、対応するアドレス割当てとタイマとが更新を必要とする。アドレス割当てとタイマとの更新をしないとＩＰｖ４アドレス割当ての消滅とトンネル１０５の除去とをもたらす（このことについては後に述べる）。

この更新プロセスは図５に示すように調整器３００により取扱いがされる。一般に、割当てられたＩＰｖ４アドレスは二重スタックホストＨ１上の特定のインターフェース（ここではエンキャプシュレーテングインターフェース(encapsulating interface)と称する）に適用され、それによりすべての送出しまた入来するＩＰｖ４閉じ込められたパケットはこのインターフェースを通る。監視プログラム３１１は好ましいタイマのカウントダウンと閉じ込めインターフェースに到来するパケットとの両方を監視する（５０２）ように構成されていて、それにより、もし好ましいタイマが時間切れとなり、また例えば送出するＩＰｖ４パケットが閉じ込めインターフェースに到達するとこれが更新プログラム３１３をトリガして(triggers)ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３から前に割当てられたＩＰｖ４アドレスの更新を要求する（５０４）。

これに代って、割当てられたアドレスはアドレス割当てデータベース（図示せず）内にその状態を示しているフラグとともに記憶することができる。段階５０２では、監視プログラム３１１は好ましいタイマと有効なタイマとの両方をデクレメントでき、その間に両者が時間切れとなっているかどうかを連続して調べる。ひとたび好ましいタイマが時間切れとなったと識別されると、監視プログラム３１１はアドレス割当てデータベース内の割当てられたアドレスの状態を調べることができて、フラグの状態が通信は継続されるべきことを示していることを条件として、段階５０４で更新プログラム３１３は前記前に割当てられたＩＰｖ４アドレスの更新を要求することができる。フラグは二重スタックホストＨ１上で実行しているアプリケーションによって修正可能である。もしフラグが通信は継続すべきであることを示していなければ、有効なタイマが時間切れとなったと識別されるまで、そのフラグはプログラム３１１によって連続して監視されてもよい。有効なタイマの時間切れとなる前のいずれかの時点であれば、フラグは通信が継続すべきことを示し、更新プログラム３１３は段階５０４で前記前に割当てられたＩＰｖ４アドレスの更新を要求できることになる。

閉じ込めインターフェースに到達するＩＰｖ４パケットの受領に応答するか、あるいはホストＨ１上のＩＰｖ４ＴＣＰかＵＤＰかの創生に応答して、フラグを修正することができる。

更新要求の受領に応答して、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３は更新された割当てられたＩＰｖ４アドレスを好ましいかつ有効なタイマのリセットと一緒に二重スタックホストＨ１に向けて送る（５０６）。これらが監視用プログラム３１１によって受領され、これが好ましい、また有効なタイマで二重スタックホストＨ１上に保持されているものを段階５０６で送られたタイマ値に設定する（５０８）。このプロセス（段階５０２〜５０８）は、少くとも一つの応用（application）が二重スタックホストＨ１でＩＰｖ４網への通信経路を要求することを条件に（あるいはアドレス割当てデータベース内のフラグの状態が通信は継続すべきであることを示すことを条件に）、限界なく継続する。

この実施例では、二重スタックホストＨ１はボーダルータＢＲと通信をすることだけを要するが、その条件は割当てられたＩＰｖ４アドレスが更新されていないことであり、言い換えればトンネル１０５が破壊されることになることである。したがって、この実施例では、更新プロセスはボーダルータＢＲとの通信を含んでいない。

もしアプリケーションプログラムのどれもが割当てられたＩＰｖ４アドレスの更新を必要としていないならば（あるいは、アドレス割当てデータベース内のフラグが何らかの理由でナル（null）に設定されていれば、そのときは好ましいタイマが時間切れとなるときに、監視用プログラム３１１が割当てられたＩＰｖ４アドレスのリリースをトリガする（６０２）。このリリースは二つの方法の一つで実効あるものとすることができる。図６を参照すると、更新プログラム３１３がリリースメッセージをＤＨＣＰｖ６サーバ１０３に向けて送る（６０４）か、あるいは二重スタックホストＨ１が有効なタイマが時間切れとなるのを待つかのどちらかとなっている。（有効なタイマの時間切れで、割当てられたＩＰｖ４アドレスの割当てが自動的に無効（annulled）とされることを思い出してほしい。）
いずれの場合も、更新用プログラム３１５はリリースメッセージをボーダルータＢＲに向けて送り（６０６）、その上でボーダルータＢＲは段階４１６で記憶した写像を除去する（６０８）。これが二重スタックホストＨ１とボーダルータＢＲとの間のトンネル１０５を取除くという効果をもっている。

上述したように、調整器３００は、代って独立の制御器デバイス１０７かボーダルータＢＲかのいずれかで記憶されて、そこから実行されるようにできる。図７〜図１０は、割当て、更新及びリリースプロセスを示し、制御器デバイス１０７により制御されているときのプロセスが示されている。この実施例は一般に図１〜図６を参照して記述した第一の実施例と類似しているので、図７〜図１０では類似部分には同じ参照番号が付されていて、詳細はさらに記述しないこととする。

最初に図７を参照すると、段階４０２〜４１２とは上述のものと同一である。その後は二重スタックホストＨ１は制御器１０７に割当てられたＩＰｖ４アドレスと好ましいかつ有効なタイマの詳細を送り（４１４）、その上で制御器１０７は割当てられたＩＰｖ４アドレスをボーダルータＢＲに向けて送り、ボーダルータＢＲがトンネル１０５を作ることができるようにする（４１６）。後続の段階は第一の実施例でのように進行する。

好ましいタイマの更新が図８に示されている。制御器１０７上で実行している監視プログラム３１１は好ましいタイマのカウントダウンを監視する（５０２）。好ましいタイマが時間切れとなったときには、制御器１０７がメッセージを二重スタックホストＨ１に送って（５０３ａ）、ＩＰｖ４アドレスが更新されるべきかどうかを尋ねる。もし肯定的な応答を二重スタックホストＨ１から受領すると（５０３ｂ）、更新プログラム３１３は、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３から前に割当てられたＩＰｖ４アドレスの更新を要求する（５０４）。第一の実施例についてのように、二重スタックホストＨ１はアドレス割当てデータベースを持つことができ、このデータベースには割当てられたアドレスとフラグで割当ての状態を示しているものが記憶されている。したがって、段階５０３ａは前記アドレス割当てデータベース内に記憶されたフラグ状態を問合せることを含むことができる。

応答して、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３は更新された割当てられたＩＰｖ４アドレスを、新しい好ましいかつ有効なタイマと一緒に制御器１０７に向けて送る（５０６）。これらが監視用プログラム３１１によって受領され、このプログラムは好ましいまた有効なタイマで制御器１０７上に保持されているものを段階５０６で送られたタイマ値に設定する（５０８）。このプロセス（段階５０２〜５０８）は無期限に継続されるが、その条件は少くとも一つのアプリケーションで二重スタックホストＨ１上にあるものがＩＰｖ４網に向けた通信経路を求めることである。

図９を参照すると、段階５０３ｂで送られた応答が否定的であるとすると、これは例えば二重スタックホストＨ１上で実行しているアプリケーションのいずれもがＩＰｖ４網との通信を求めていないことを意味するのであり、監視用プログラム３１１は有効なタイマが時間経過(elapse)できるものとする（６０５）。ひとたび有効なタイマが時間経過したときは、更新プログラム３１５はリリースメッセージをボーダルータＢＲに向けて送り（６０６）、その上でボーダルータＢＲは段階４１６で記憶された写像を取除く（６０８）。加えて、更新プログラム３１５はメッセージを二重スタックホストＨ１に向けて送り（６１０）、二重スタックホストＨ１に割当てられたＩＰｖ４アドレスがもはや有効でないことを通知し、その上でホストＨ１が割当てられたＩＰｖ４アドレスを内部で保存したアドレステーブルから除去する。これが二重スタックホストＨ１とボーダルータＢＲとの間のトンネル１０５を除去するという効果をもっている。

これに代って、図１０に示すように、二重スタックホストＨ１はＤＨＣＰｖ６サーバに、割当てられたＩＰｖ４アドレスがもはや必要でないことを先を見越して通知する（１００２，１００４）。この場合に、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３は前記消滅の制御器１０７について通知し（１００６）、その上で更新プログラム３１５はボーダルータＢＲに向けてリリースメッセージを送る（１００８）。図８と９とに示すように、リリースメッセージの受領で、ボーダルータＢＲは段階４１６で記憶した写像を除去する（１０１０）。

調整器３００がボーダルータＢＲ上に置かれることとなったとすると（図示せず）、段階４１４は、図４に示すように、ボーダルータＢＲに向けて直接にＩＰｖ４アドレス割当てとタイマ情報を送ることを含むことになり、アドレスとタイマ情報の管理とが図８，９，１０に示すように調整器３００により監視され更新されるが、ボーダルータＢＲ上で実行している関連プロセスを伴うことになる。

別な代替として、調整器３００はＤＨＣＰｖ６サーバ１０３上で実行することができ、それによってＤＨＣＰｖ６サーバ１０３は本質的に制御器１０７として動作する。この構成では、更新プログラム３１３によって実行される段階、例えば図８に示した段階５０４のようなもの、が内部でプロセスを実行するようにされることになる。

さらに別な代替として、調整器３００は図１３に示すようにホストＨ１とＤＨＣＰｖ６サーバ１０３との間に分散されるようにできる。割当てと割当てられたＩＰｖ４アドレスの更新に関係するプロセス段階は図１４，１５に示すように進む。図１４と図１５とはそれぞれ図４と図６とに対応している。先ず図１３を参照すると、監視用と更新用とのプログラム３１１，３１３はホストＨ１上で実行され、その間に更新用プログラム３１５がＤＨＣＰｖ６サーバ１０３上で実行する。したがって、ボーダルータＢＲと対話をするデバイスだけがＤＣＨＰｖサーバ１０３となる。

図１４を見ると、段階４０２〜４１０は第一の実施例のように進行する。次に段階１４０１では、更新用プログラム３１５であってＤＨＣＰｖ６サーバ１０３上で実行しているものがボーダルータＢＲにＩＰｖ４アドレス（段階４１２においてホストＨ１に向けてＤＨＣＰｖ６サーバ１０３が送ったもの）からなるパケットをホストＨ１のＩＰｖ６アドレスと一緒に送る。ボーダルータＢＲはそこでそのパケット内のアドレス情報を読取り（retrieve）（４１６）、割当てられたＩＰｖ４アドレスと二重スタックホストＨ１のＩＰｖ６アドレスとの間で写像を生成する。段階４１８〜４３０は第一の実施例のように進行する。

上述のように、監視用と更新用のプログラム３１１，３１３はこの実施例ではホストＨ１上で実行する。一旦ホストＨ１が段階４１２で、その割当てられたＩＰｖ４アドレスとタイマ情報とを受領したならば、監視プログラム３１１は好ましいタイマのカウントダウンを第一の実施例のように監視して、それによりタイマの更新が図５の段階５０２〜５０８で記述したように進む。しかしながら、ホストが割当てられたＩＰｖ４アドレスをリリースする準備ができているときにはＤＨＣＰｖ６サーバ１０３はリリースメッセージをボーダルータに向けて通信する。これが図１５に示されていて、ここではホストＨ１からのリリースメッセージの受領に応答して（段階６０４）、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３上で実行している更新プログラム３１５がアドレス費消（expiry）についてボーダルータＢＲに通知する（１５０１）。

図１６は代りのシナリオを示し、ここでは、割当てられたＩＰｖ４アドレスが有効なタイマの消滅に起因してデフォルトによりリリースされる。タイマはＩＰｖ４アドレスを割当てるときに（段階４１２）、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３から送出されるから、好ましいまた有効なタイマの状態もまたＤＨＣＰｖ６サーバ１０３上で実行中のプロセスによって観察される。したがって、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３が図５に示すように割当てられたアドレスの更新についての要求を受取らないという場合では、有効時間が消滅するのを待って、それからボーダルータＢＲに割当てられたアドレスがホストＨ１についてもはや有効でないことを通知する（１６０１）。ボーダルータＢＲはそこで対応している写像を、第一実施例の情況(context)における段階６０８での記述のように、削除する。

図１７に示す構成によると、ボーダルータＢＲとＤＨＣＰｖ６サーバ１０３とは単一のデバイス内部で組合されている。管理を必要とするデバイスの数に網マネーシャのジョブの複雑さが尺度が一致するので、この構成はＤＳＴＭ網管理と関係するオーバーヘッドを減らすという利点を有している。とくに、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３は本質的にＩＰｖ４アドレスのプールであるから、ボーダルータＢＲとＤＨＣＰｖ６サーバ１０３との機能を一つのデバイスの中で組合せることは、アドレスプールの管理と関係したオーバーヘッドを減らす。さらに、この構成は、ボーダルータＢＲによるパケットの処理にとって便利なものであり、この理由はＤＨＣＰｖサーバ１０３によって割当てられたＩＰｖ４アドレスのリストを記憶するか、あるいはそこへのアクセスを有するかが、こういった割当てられたアドレスを用いてパケットを検出し（また処理する）ために必要とされることによる。

この発明の実施例の追加の利点は図１１と１２とを参照して見ることができるのであり、これらの図は二重スタックホストＨ１、ＤＨＣＰｖ６サーバ１０３、及びボーダルータＢＲの動作を調整器３００がない状態で示している。図７〜図１０についてのように、第一の実施例と、図１１と図１２との間で共通の部分と段階とは詳細に記述されていない。（調整なしでの通信がそれにあたる。）
図１１は有効なタイマの消滅後の状態を示し、ここではＩＰｖ４アドレスで二重スタックホストＨ１に割当てられたものがリリースされる（１１０２）。もしＩＰｖ４ホストＨ２が後に段階４２４でパケットを二重スタックホストＨ１に向けて、宛先アドレスとして有効な前に割当てられたＩＰｖ４アドレスを用いて送るとすると、ボーダルータＢＲは受領したパケットを（図４を参照して上述したように）閉じ込めて（encapsulate）（４２６）、この閉じ込めたパケットを二重スタックホストＨ１に向けて送る（４３０）ように進行する。このパケットが二重スタックホストＨ１に到達すると、そのときは、二重スタックホストＨ１がこの割当てられたＩＰｖ４アドレスをリリースすることが理由となって、二重スタックホストＨ１上のインターフェースのいずれもがそのパケットのＩＰｖ４アドレスを認識することをせず、こうしてこのパケットは落される（dropped）。

これとは逆に、この発明の実施例では、ボーダルータＢＲは割当てられたＩＰｖ４アドレスのリリースを通知されることになり、その上でトンネル１０５が取り除かれることになる。リリースされたＩＰｖ４アドレスの宛先アドレスとともにボーダルータＢＲに後に到達するいずれのパケットも、その後にルータＢＲで落されることになる。

また図１１に示されている第二のシナリオでは、リリースされたＩＰｖ４アドレスは後に別の二重スタックホストＨｄに向けてＤＨＣＰｖ６サーバ１０３により割当てられ、その上で他の二重スタックホストＨｄが割当てられたＩＰｖ４アドレスを用いて閉じ込められたＩＰｖ４パケットを生成し（段階４１８）、閉じ込められたパケットをＩＰｖ６網ＮＷ１に送る（この発明の実施例の機能なしに、ボーダルータＢＲは、ａ）二重スタックホストＨ１による割当てられたＩＰｖ４アドレスのリリースについて知らないこと、またｂ）他の二重スタックホストＨｄに向けた後の割当てについて知らないことについて思い出してほしい。）
パケットがボーダルータＢＲに到達するときには、ＩＰｖ６アドレス（閉じ込められたパケットのソースアドレスであり、ここでは他の二重スタックホストＨｄでのものである）が、ボーダルータによって予期されるソースアドレス（前に記憶された二重スタックホストＨ１のＩＰｖ６アドレス）と整合していないので混同が存在している。標準のＤＳＴＭ方法では、ボーダルータＢＲはいずれか存在しているエンドポイントＥＰ２写像をＩＰｖ６アドレスと割当てられたＩＰｖ４アドレスとの間の新しい写像で置換えしそうである。このやり方は重要な安全性（security）実現をもつことができ、とくにこの理由はボーダルータＢＲが“正しい”ＩＰｖ４アドレス割当てを評価する手段をもっていないことである。

本質的には、ボーダルータＢＲは、二重スタックホストＨｄが割当てられたＩＰｖ４アドレスを事実上リリースしたかどうかを知る方法はない。例えば、他の二重スタックホストＨｄが網ＮＷ１における他の二重スタックホストに宛てられたパケットに介入しようと試みて割当てられたＩＰｖ４アドレスをだましている（spoofing）していることであり得ることである。明らかにこの状態では、ボーダルータＢＲはエンドポイントＥＰ２写像を変えてはならないが、この発明の実施例なしに、ボーダルータＢＲはエンドポイントＥＰ２写像を変更することになりそうであり、したがって二重スタックホストＨｄが他の二重スタックホストに宛てられるデータへアクセスできるようにしている。

第三のシナリオで図１２に示したものは、上述した状態に対する代替であり、ここではボーダルータＢＲは他の二重スタックホストＨｄからのパケットの受領でエンドポイントＥＰ２写像を修正する。図１２はしたがって、他の二重スタックホストＨｄからのパケットの受領で、二重スタックホストと割当てられたＩＰｖ４アドレスとの間で写像をボーダルータＢＲは変更しない場合を示している。しかしながら、この動作はボーダルータＢＲの一部では、問題をまた生じさせていて、明らかにボーダルータＢＲは他の二重スタックホストＨｄがそのＩＰｖ４アドレスを論理的に割当てられたときにエンドポイント写像を修正しなければならない。

ボーダルータＢＲがエンドポイントＥＰ２写像の修正に失敗した結果として、パケットが第二の網ＮＷ２内のＩＰｖ４ホストからボーダルータＢＲに到達すると、ボーダルータＢＲは日付がずれているＩＰｖ６宛先アドレスを用いて受領したパケットを閉じ込めることになり、その結果パケットが誤った二重スタックホストＨ１に到達することになる。

上述しかつ図１１と図１２に示したシナリオはしたがって、アドレス割当て調整機構のある種のものなしでは、パケットはドロップされたり（dropped）、スヌープしたり(snooped)、誤って方向付けされ得ることを示していて、この機構は追加の網トラヒックを生成し、かつ安全性問題の可能性を増している。この発明の実施例は、このような調整機構を提供し、それによってＤＳＴＭ移行方法についてパケットルート設定を管理するための改良された解決を提供する。

実際には、この発明の実施例はいずれの通信方法にも適用できるものであり、その方法の中には、
・アドレスが動的に割当てられる。
・割当てられたアドレスは複数の機構の一つに割当て可能である。
・割当てられたアドレスは網内部でデータをルート設定するのに使用される。
といったことが含まれる。

当業者には理解されるところであろうが、上述のこの発明はいくつかの計算機プログラム内で実施されてよい。これらのプログラムは各種の伝送及び／又は記憶媒体上に含まれることが可能であり、記憶媒体はフロッピイディスク、ＣＤ−ＲＯＭ、あるいは他の光で読取り可能な媒体、または磁気テープのようなもので、それによりプログラムがいくつかの汎用計算機上にロードされることができるようになり、あるいは適当な伝送媒体を用いて計算機網上でダウンロードされることが可能となる。

この発明のプログラム３１１，３１３，３１５はＣプログラム用言語を用いて容易に書くことができるが、このことはこの発明の本質部分ではないことを理解すべきである。

この発明の実施形態が動作する網の模式図。 既知の二重スタック遷移機構の動作を示す流れ図。 図１の網の部分を含む装置の部品の模式図。 第一の網内に置かれた二重スタックホストと第二の網内に置かれたホストとの間で、この発明の第一の実施例の特徴をとり入れた通信に含まれるプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の第一の実施例の調整特徴に含まれるプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の第一の実施例の調整特徴に含まれる別のプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の第一の実施例の調整特徴に含まれるさらに別のプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の第一の実施例の調整特徴に含まれる別のプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の第一の実施例の調整特徴に含まれるプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の第一の実施例の別の調整特徴に含まれるプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の実施例なしで、アドレス割当ての特徴に含まれるプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の実施例なしで、アドレス割当ての別の特徴に含まれるプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明の別の実施例によって構成された、図３の部品を示す模式図。 第一の網内に置かれた二重スタックホストと第二の網内に置かれたホストとの間で、図１３の実施例の特徴をとり入れた通信に含まれるプロセスを示す模式的な流れ図。 図１３の実施例の調整特徴に含まれる別のプロセスを示す模式的な流れ図。 図１３の実施例の調整特徴に含まれるさらに別のプロセスを示す模式的な流れ図。 この発明のさらに別な実施例によって構成された図３の部品を示す模式図。

Claims (13)

1. ルート設定装置とホスト機とにおけるアドレス割当て事象を調整する方法であって、該ルート設定装置は該ホスト機と少くとも一つの他のホスト機との間でデータをルート設定するように構成されており、該ホスト機は第一の網内に置かれていて、該第一の網は第一の伝送プロトコルにより動作し、また該他のホスト機は第二の網内に置かれていて、該第二の網は第二の伝送プロトコルにより動作し、該ホスト機はどちらかの伝送プロトコルに対応しているデータのパケットを処理するように動作可能であり、
   （ｉ）割当てられたアドレスを該他のホスト機と通信している該ホスト機による使用のために受領する段階と；
   （ii）該割当てられたアドレスの割当て状態を表わすインディケータを受領する段階と；
   （iii）該ルート設定装置に向けて、該割当てられたアドレスを該ホスト機の該アドレスと一緒に送る段階と；
   （iv）該割当てられたアドレスと該ホスト機の該アドレスとの間の写像をルート設定装置において記憶する段階と；
   （ｖ）該インディケータを監視して、該割当てられたアドレスがもはや該ホスト機に対して有効でないことを該インディケータが示しているならば、該ルート設定装置に該インディケータに向けた変更について警告する段階と；
   （vi）該警告を受領すると、該記憶された写像を使用不能にする段階と、を備えている方法。
2. 該ルート設定装置と該ホスト機との間でトンネルを設定するために該写像を使用することを含み、該トンネルは該ホスト機と該他のホスト機との間でデータを前記ルート設定する際に使用されるものである請求項１記載の方法。
3. 該インディケータはタイマを含み、該方法は、該ホスト機に向けて割当てられたアドレスの割当てが消滅したことを該インディケータが示す事象では該割当てられたアドレスの更新を要求することを含んでいる請求項１または請求項２記載の方法。
4. 該割当てられたアドレスが更新されるべきかどうかを判断するために、該ホストの少くとも一つのインターフェースをチェックすることを含む請求項３記載の方法。
5. 該インディケータは通信状態を含み、該方法は該割当てられたアドレスが更新されるべきものかどうかを判断するために該通信状態をチェックすることを含む請求項１ないし請求項３のいずれか１項記載の方法。
6. 該記憶された写像を使用不能にする段階が該記憶された写像を削除されるようにする請求項１ないし請求項５のいずれか１項記載の方法。
7. ルート設定装置とホスト機とにおけるアドレス割当て事象を調整するための装置であって、該ルート設定装置は該ホスト機と少くとも一つの他のホスト機との間でデータをルート設定するように構成されており、該ホスト機は第一の網内に置かれていて、該第一の網は第一の伝送プロトコルにより動作し、該他のホスト機は第二の網内に置かれていて、該第二の網は第二の伝送プロトコルにより動作し、該ホスト機はどちらかの伝送プロトコルに対応しているデータのパケットを処理するように動作可能であり、該アドレス割当て事象を調整するための装置は、
   （ａ）割当てられたアドレスを、該他のホスト機と通信している該ホスト機による使用のために受領し、かつ該割当てられたアドレスの割当て状態を表わしているインディケータを受領するように構成された受領手段と；
   （ｂ）該割当てられたアドレスを該ホスト機の該アドレスと一緒に該ルート設定装置に向けて送るように構成された手段と；
   （ｃ）該インディケータを監視するように構成され、かつ該ルート設定装置に該インディケータに向けた変更について警告するように動作可能な監視手段と、を備えており、
   前記ルート設定装置は、該割当てられたアドレスを受領すると、該割当てられたアドレスと該ホスト機のアドレスとの間の写像を記憶し、また該警報を受領すると、該記憶された写像を使用不能にするように構成されている、アドレス割当て事象を調整するための装置。
8. ルート設定装置とホスト機とにおけるアドレス割当て事象を調整するための装置であって、該ルート設定装置は該ホスト機と少くとも一つの他のホスト機との間でデータをルート設定するように構成されており、該ホスト機は第一の網内に置かれていて、該第一の網は第一の伝送プロトコルにより動作し、該他のホスト機は第二の網内に置かれていて、該第二の網は第二の伝送プロトコルにより動作し、該ホスト機はどちらかの伝送プロトコルに対応しているデータのパケットを処理するように動作可能であり、該アドレス割当て事象を調整するための装置は、
   （ａ）該他のホスト機と通信している該ホスト機による使用のために該ホスト機にアドレスを割当てるように構成された割当て手段と；
   （ｂ）該割当てられたアドレスを該ホスト機のアドレスと一緒に該ルート設定装置に向けて送るように構成された手段と；
   （ｃ）該割当てられたアドレスの割当て状態を表わすインディケータを受領するように構成され、かつもし該インディケータが該割当てられたアドレスは更新されるべきと示すときには、該更新を識別するデータを該ホスト機に向けて送るように構成されており、またもし該インディケータが該割当てられたアドレスは更新されるべきでないと示すときには、警報を該ルート設定装置に向けて送るように構成されている更新手段と、を備え、
   前記ホスト機は、該インディケータを監視するよう構成されて、該インディケータに対する変更を識別するデータを該装置に向けて送るように動作可能であり、またルート設定装置は、該割当てられたアドレスを受領すると、該割当てられたアドレスと該ホスト機のアドレスとの間の写像を記憶するように構成され、また該警報を受領すると該記憶した写像を使用不能にするように構成されている、アドレス割当て事象を調整するための装置。
9. 該ルート設定装置は該警報の受領で該記憶された写像を除去するように構成された請求項７または請求項８記載のアドレス割当て事象を調整するための装置。
10. 該インディケータはタイマを含み、また該割当てられたアドレスは、該タイマが時間切れとなったときに、該ホスト機について無効であると見做される請求項７ないし請求項９のいずれか１項記載のアドレス割当て事象を調整するための装置。
11. 該ホスト機は該第二の伝送プロトコルにより少くとも一つのアプリケーションを処理するように動作可能である請求項７ないし請求項１０のいずれか１項記載のアドレス割当て事象を調整するための装置。
12. 請求項７ないし請求項１１のいずれか１項記載のアドレス割当て事象を調整するための装置を含んでいる網を管理するためのデバイス。
13. 計算機もしくは計算機群上にロードされたときには請求項１ないし請求項６のいずれか１項記載の方法を実行するように動作可能な計算機プログラムもしくは計算機プログラム群。

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