JP4974287B2

JP4974287B2 - Ｄｈｃｐサーバのアドレス割当容量を制御する割当容量制御サーバ及びプログラム

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Publication number: JP4974287B2
Application number: JP2007171479A
Authority: JP
Inventors: 賢治堀; 貴仁吉原; 彰井戸上; 浩規堀内
Original assignee: KDDI Corp
Current assignee: KDDI Corp
Priority date: 2007-06-29
Filing date: 2007-06-29
Publication date: 2012-07-11
Anticipated expiration: 2027-06-29
Also published as: JP2009010803A

Description

本発明は、ＤＨＣＰ(Dynamic Host Configuration Protocol)サーバのアドレス割当容量を制御する割当容量制御サーバ及びプログラムに関する。

ＤＨＣＰとは、ＩＰ(Internet Protocol)ネットワークに一時的に接続するホスト（クライアント）に、ＩＰアドレス等の接続情報を自動的に割り当てるプロトコルをいう（例えば非特許文献１参照）。ＤＨＣＰサーバには、（１）ゲートウェイサーバ又はＤＮＳ(Domain Network System)サーバのＩＰアドレス、（２）サブネットマスク、（３）クライアントに割当可能なＩＰアドレスの範囲等が、予め設定される。ＤＨＣＰサーバは、予め設定されたアドレス範囲で、クライアントへ接続情報を割り当てる。そのクライアントが通信を終えると、ＤＨＣＰサーバは、自動的にアドレスを回収し、次に、他のクライアントにそのアドレスを割り当てる。ＤＨＣＰを用いることにより、ユーザにとっては、クライアントに特別の設定をすることなくＩＰネットワークに接続することができる。また、ネットワーク管理者にとっては、多くのクライアントを容易に一元管理することができる。

図１は、従来技術におけるエクストラネットのシステム構成図である。

図１によれば、複数のＬＡＮ（Local Area Network、以下「セグメント」という)３が、ＷＡＮ（Wide Area Network、例えばインターネット）４を介して相互に接続されている。遠隔に位置する複数のセグメントは、インターネット内に構成される仮想的な１つのＶＬＡＮ(Virtual
LAN)によって論理的に結合される。図１によれば、セグメントＡ〜Ｃに接続される複数のクライアント６は、１つのブロードキャストセグメントを共有する。

セグメントは、Ｌ２スイッチ５を介して、ＷＡＮ又は他のセグメントに相互接続される。図１によれば、セグメントＡは、Ｌ２スイッチＡを介してインターネット４に接続され、セグメントＢは、Ｌ２スイッチＢを介してインターネット４に接続され、セグメントＣは、Ｌ２スイッチＣを介してセグメントＢに接続されている。

１つアドレス空間（以下サブネットという）は、少なくとも１つのＤＨＣＰサーバ２を備える。ＤＨＣＰサーバは、ネットワークに接続するクライアント６に、アドレスを割り当てる。従って、異なるＤＨＣＰサーバが、異なるクライアントへ同じアドレスを割り当てることが無いように、各ＤＨＣＰサーバには、割当可能なアドレス範囲が予め設定されている。

エクストラネットの場合、ＩＰの経路数の増大に応じて、ＩＰルータの負荷が増大するために、経路集約を考慮する必要がある。同一のＶＬＡＮ内のクライアント同士は、ＩＰルータを経由することなく、相互にＩＰパケットを送受信できる。従って、同一ＶＬＡＮ内のクライアント同士は、同じサブネット内のＩＰアドレスを割り当てることによって経路を集約する。例えば、セグメントＣに接続されたクライアント６は、セグメントＡに接続されたクライアント６との間で、１つのＶＬＡＮ−ＩＤを共用することによって、ＩＰルータを介することなく、同じアドレス空間で相互に通信をすることができる。

また、エクストラネットの場合、グローバルにクライアントが散在する。従って、ＩＰアドレス割り当てのサービスが停止された場合の影響が多大である。ＩＰアドレス割り当てのサービスが停止される原因としては、ＤＨＣＰサーバ自体の故障だけでなく、ＶＬＡＮにおける回線又はＬ２スイッチの故障がある。これによって、セグメントが孤立し、他セグメントと通信できない状態になる。従って、ＩＰアドレス割り当てサービスにおけるサービス停止危険率を最小化する必要がある。

ここで、ＶＬＡＮ内でＤＨＣＰサーバを冗長化することによって、セグメントが孤立する確率を小さくし、アドレス割り当てのサービス停止危険率を小さくすることができる。「冗長」とは、複数のＤＨＣＰサーバから、同じサブネット内のＩＰアドレスを、常時重複なく割当て可能であることを意味する。セグメントが孤立した状態から復帰した場合であっても、割り当てられたアドレスに重複を生じさせないようにするには、各サーバは、それぞれ異なるアドレス割り当て範囲を有する必要がある。

従来、ＤＨＣＰサーバを冗長的に構成する技術がある（例えば非特許文献２参照）。この技術によれば、２台のＤＨＣＰサーバ（プライマリＤＨＣＰサーバ及びセカンダリＤＨＣＰサーバ）を分散配置させる。両ＤＨＣＰサーバは、１つのサブネット内で異なるＩＰアドレス範囲を割り当てる。従って、同じサブネット内で、ＩＰアドレスを重複無く、クライアントに割り当てることができる。尚、この技術によれば、２台までのＤＨＣＰサーバに限定された条件下で、冗長化の機能を提供する。

尚、説明を容易にするために、本明細書全体について以下のように用語を定義する。
割当容量：各ＤＨＣＰサーバのＩＰアドレスの割り当て可能な数
割当数：クライアントへ既に割り当てたＩＰアドレスの数
割当残量＝割当容量−割当数

非特許文献２に記載された技術によれば、システム運用者は、プライマリサーバに、当該サーバが割り当て可能なアドレス範囲（初期割当容量）を予め設定する。セカンダリサーバは、起動時に、プライマリサーバに割り当てられていないアドレス範囲を、当該サーバが割り当て可能なアドレス範囲として設定される。

また、この技術によれば、プライマリサーバの割当残量とセカンダリサーバの割当残量との差が、再配分閾値を超えた場合に、一方のサーバから他方のサーバへの割当容量の再配分が実行される。即ち、割当残量の大きいサーバから、割当残量の小さいサーバへ、自動的に、割当容量を配分する。これによって、運用後における両サーバの割当残量の均等化を実現する。

プライマリサーバ及びセカンダリサーバは、障害によって互いに孤立した場合であっても、それぞれの現在の割当残量の範囲内で、新規なアドレス割当を継続する。このようにして、２台のサーバによって、アドレス割当サービスの停止リスクを最小化しようとしている。

Ralph Droms, "Dynamic HostConfiguration Protocol," IETF RFC2131, 1997年3月 Ralph Droms, Kim Kinnear, Mark Stapp,Bernie Volz, Steve Gonczi, Greg Rabil, Michael Dooley and Arun Kapur,"DHCP Failover Protocol," draft-ietf-dhc-failover-12.txt, 2003年3月

ＶＬＡＮ内に多数のセグメントを含むエクストラネットの場合、アドレス割当サービスを、わずか２台のＤＨＣＰサーバのみで実現することは十分でない。また、そのような構成は、そのエクストラネットに接続されるクライアントの数が膨大になるほど、そのサービス停止リスクを高めることにつながる。

しかしながら、３台以上となるｎ台のＤＨＣＰサーバによって冗長的な構成を実現しようとする場合、非特許文献２に記載された技術のように、サーバ間の割当残量の大小関係によって割当容量を再配分することは難しい。大小関係のパターンは、ｎの階乗となるために、割当容量の算出が複雑にならざるを得ない。従って、３台以上のＤＨＣＰサーバによる冗長的な構成については、割当容量を容易に算出することができなかった。

仮に、３台以上のＤＨＣＰサーバによる冗長的に構成をエクストラネットに構築できたとしても、非特許文献２に記載された技術のように、割当残量が均等になるように割当容量を変更するだけでは、アドレス割り当てのサービス停止危険率を低下させることはできない。即ち、当該セグメントと、ＷＡＮ又は他のセグメントとの間の接続回線における故障率（ＭＴＢＦの長短、回線の本数など)が、アドレス割り当てのサービス停止危険率に影響するからである。

従って、本発明は、複数のセグメントを含むエクストラネットについて、アドレス割り当てのサービス停止危険率を、同一のアドレス空間全体に渡って平均的に削減すると共に一定の率以下に収めるように、ＤＨＣＰサーバのアドレス割当容量を制御する割当容量制御サーバ及びプログラムを提供することを目的とする。

本発明によれば、セグメントは、少なくとも１つのＤＨＣＰサーバを備えており、複数のセグメントが１つのアドレス空間で構成されたネットワークに接続された、複数のＤＨＣＰサーバと通信可能な割当容量制御サーバであって、
セグメント毎に、当該セグメントにおけるＤＨＣＰサーバの故障確率と、当該セグメントにおけるＤＨＣＰサーバのアドレス割当残量が０となる枯渇確率と、当該セグメントにおけるリンクの故障確率とに基づいて、ＤＨＣＰサーバにおけるサービス停止危険率を算出する停止危険率算出手段と、
サービス停止危険率に応じて、当該セグメントにおけるアドレス割当容量を算出する割当容量算出手段と
を有することを特徴とする。

本発明の割当容量制御サーバにおける他の実施形態によれば、
ｋ番目のセグメントにおけるアドレス割り当てのサービス停止危険率をｐ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるＤＨＣＰサーバ数をｓ(k)とし、
ＤＨＣＰサーバの故障確率をｆserverとし、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバのアドレス割当残量が０となる枯渇確率をｆpool(k,i)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｊ番目のリンクの故障確率をｆlink(k,j)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるリンク本数をｌ(k)とし、
サービス停止危険率ｐ(k)は、

によって算出されることも好ましい。

本発明の割当容量制御サーバにおける他の実施形態によれば、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの割当容量をｃ(k,i)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの割当数をａ(k,i)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの割当残量をｃ(k,i)−ａ(k,i)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの１アドレス割り当ての稼働時間をuptime(k,i)とし、
定数としてｂを設定し、
枯渇確率ｆpool(k,i)は、

によって算出されることも好ましい。

本発明の割当容量制御サーバにおける他の実施形態によれば、
ｋ番目のセグメントにおけるアドレス割り当てのサービス停止危険率をｐ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるＤＨＣＰサーバ数をｓ(k)とし、
ＤＨＣＰサーバの故障確率をｆserverとし、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバのアドレス割当残量が０となる枯渇確率をｆpool(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｊ番目のリンクの故障確率をｆlink(k,j)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるリンク本数をｌ(k)とし、
サービス停止危険率ｐ(k)は、

によって算出されることも好ましい。

本発明の割当容量制御サーバにおける他の実施形態によれば、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの割当容量をｃ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの割当数をａ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの割当残量をｃ(k)−ａ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるＤＨＣＰサーバの１アドレス割り当ての稼働時間をuptime(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの先の合計割当容量をｃ_prev(k)とし、
定数としてｂ_１、ｂ_２を設定し、
枯渇確率ｆpool(k)は、

によって算出されることも好ましい。

本発明の割当容量制御サーバにおける他の実施形態によれば、
割当容量算出手段によって算出されたアドレス割当容量に応じて、当該セグメントにおけるアドレス範囲を蓄積する割当範囲蓄積手段と、
ＤＨＣＰサーバから割当範囲要求を受信し、割当範囲蓄積手段から当該セグメントにおけるアドレス範囲を取得し、該アドレス範囲を含む割当範囲応答をＤＨＣＰサーバへ返信する割当範囲設定手段と、
ＤＨＣＰサーバから、クライアントに対するアドレスの割当／解放を表す割当通知／解放通知を受信し、当該ＤＨＣＰサーバに対する割当数をカウントする割当数監視手段と
を更に有することも好ましい。

本発明の割当容量制御サーバにおける他の実施形態によれば、
停止危険率算出手段は、（１）所定時間の経過毎、（２）割当数におけるセグメント間の分散が所定閾値以上となった場合、又は、（３）サービス停止危険率ｐ(k)におけるセグメント間の分散が所定閾値以上となった場合に、再度、サービス停止危険率を算出し、
割当範囲設定手段は、サービス停止危険率が算出された際に、アドレス割当容量が変更された各ＤＨＣＰサーバへ、割当範囲拡大通知／割当範囲縮小通知を送信することも好ましい。

本発明によれば、セグメントは、少なくとも１つのＤＨＣＰサーバを備えており、複数のセグメントが１つのアドレス空間で構成されたネットワークに接続された、複数のＤＨＣＰサーバと通信可能なサーバに搭載されたコンピュータを機能させる割当容量制御プログラムであって、
セグメント毎に、当該セグメントにおけるＤＨＣＰサーバの故障確率と、当該セグメントにおけるＤＨＣＰサーバのアドレス割当残量が０となる枯渇確率と、当該セグメントにおけるリンクの故障確率とに基づいて、ＤＨＣＰサーバにおけるサービス停止危険率を算出する停止危険率算出手段と、
サービス停止危険率に応じて、当該セグメントにおけるアドレス割当容量を算出する割当容量算出手段と
してコンピュータを機能させることを特徴とする。

本発明によれば、コンピュータを搭載したＤＨＣＰサーバであって、前述した割当容量制御プログラムによって、コンピュータを機能させることを特徴とする。

本発明の割当容量制御サーバ及びプログラムによれば、複数のセグメントを含むエクストラネットについて、アドレス割り当てのサービス停止危険率を、同一のアドレス空間全体に渡って平均的に削減すると共に一定の率以下に収めるようにすることができる。即ち、障害によって、エクストラネット内でセグメントが孤立した場合であっても、そのセグメントに配置されたＤＨＣＰサーバは、より多数のクライアントにＩＰアドレスを割り当てることができる。これは、結果的に、アドレス割当てサービスにおけるサービス停止危険率を小さくし、可用率を高めることにつながる。

以下では、図面を用いて、本発明を実施するための最良の形態について詳細に説明する。

最初に、アドレス割当サービスに求められる要件を、以下のように整理する。

（要件１）ＶＬＡＮ内におけるＤＨＣＰサーバの数が多くなるほど、ＤＨＣＰサーバ自体の故障によるアドレス割り当てのサービス停止危険率が小さくなる。また、同一セグメント内におけるＤＨＣＰサーバの数が多くなるほど、セグメント孤立によるアドレス割り当てのサービス停止危険率が小さくなる。

従って、ＶＬＡＮ内の各セグメントに、少なくとも１台以上のＤＨＣＰサーバを分散配置することが望ましい。

（要件２）セグメントが孤立した場合、そのセグメント内のＤＨＣＰサーバが、なるべく多くのアドレスを新規に割り当てることができれば、その分だけ、長時間の孤立状態に耐えられることになり、アドレス割り当てのサービス停止危険率が小さくなる。

従って、孤立する可能性が高いセグメントに配置されたＤＨＣＰサーバほど、アドレス割当容量を多くすることによって、障害によってそのセグメントが孤立した場合であっても、長時間に渡って、クライアントに新規にアドレスを割り当てることができる。

本発明では、（要件１）及び（要件２）を満足するために、複数のＤＨＣＰサーバによる冗長的な構成とし、かつ、ＶＬＡＮ内全域に渡ってアドレス割り当てのサービス停止危険率を最小化するように、各ＤＨＣＰサーバの割当容量の配分を自動的に算出することができる。

図２は、本発明におけるエクストラネットのシステム構成図である。

図２によれば、図１と比較して、ＶＬＡＮ内に１つの割当容量制御サーバ１を備える。割当容量制御サーバ１は、ＶＬＡＮ内の全てのＤＨＣＰサーバと通信する。割当容量制御サーバ１の機能は、いずれか１つのＤＨＣＰサーバ２内に搭載されていてもよい。割当容量制御サーバ１は、各ＤＨＣＰサーバ２に対する割当容量を自動的に算出し、その割当容量を各ＤＨＣＰサーバへ通知する。

図３は、本発明における割当容量制御サーバの機能構成図である。

図３のサーバは、割当容量制御機能と、ＤＨＣＰサーバ機能とを包含している。割当容量制御機能として、停止危険率算出部１０１と、割当容量算出部１０２と、割当範囲蓄積部１０３と、割当範囲設定部１０４と、割当数監視部１０５とを有する。これら機能構成部は、サーバに搭載されたコンピュータを機能させるプログラムを実行することによって実現できる。

停止危険率算出部１０１は、セグメント(k)毎に、各ＤＨＣＰサーバ(i)におけるアドレス割り当てのサービス停止危険率ｐ(k,i)を算出する。算出されたサービス停止危険率ｐは、割当容量算出部１０２へ出力される。以下では、停止危険率算出部１０１におけるサービス停止危険率ｐ(k,i)の算出方法について説明する。

あるセグメントについて、アドレス割当サービスが停止するのは、以下の場合と考えられる。
（１）当該セグメント内における全てのＤＨＣＰサーバが故障した場合。
（２）当該セグメント内における全てのＤＨＣＰサーバの割当残量が０となった場合。
（３）当該セグメントと、隣接するＷＡＮ又はセグメントとの間の全てのリンクが、断となった場合。

従って、サービス停止危険率ｐ(k,i)を、以下のパラメータによって算出する。
（１）当該セグメント(k)におけるＤＨＣＰサーバの故障確率ｆserver
（２）当該セグメント(k)におけるＤＨＣＰサーバ(i)の割当残量０となる枯渇確率ｆpool(k,i)
（３）当該セグメント(k)におけるリンク(j)の故障確率ｆlink(k,j)

但し、上記の条件は、線形計画法又は二次計画法を適用可能とするために、１つの仮定を導入している。その仮定とは、隣接するＷＡＮ又はセグメントとの間で少なくとも１本のリンクが、断となっていなければ、いずれかのセグメントに配置されたＤＨＣＰサーバからのアドレス割当サービスが利用可能となる、という点である。この仮定は、リンク断確率若しくはＤＨＣＰサーバの故障率が極端に高い場合、又は、ＤＨＣＰサーバの割当残量がＶＬＡＮ内全体に渡って極端に少ない場合を除いて、その妥当性を失わない。

これにより、セグメント(k)におけるアドレス割り当てのサービス停止危険率ｐ(k)は、以下の式（１）のように定義される。

ｐ(k)：セグメント(k)のアドレス割り当てのサービス停止危険率
(k)：ｋ番目のセグメント
(k,i)：セグメント(k)におけるｉ番目のＤＨＣＰサーバ
(k,j)：セグメント(k)におけるｊ番目のリンク
ｓ(k)：セグメント(k)に配置されたＤＨＣＰサーバの数
ｆserver：ＤＨＣＰサーバの故障確率（全サーバについて一定）
ｆpool(k,i)：ＤＨＣＰサーバ(k,i)の割当残量が０となる確率（枯渇確率）
ｆlink(k,j)：リンク(k,j)の故障確率（時不変）
ｌ(k)：セグメント(k)の持つリンクの本数。

また、枯渇確率ｆpool(k,i)は、以下の式（２）のように定義される。

ｃ(k,i)：ＤＨＣＰサーバ(k,i)の割当容量
ａ(k,i)：ＤＨＣＰサーバ(k,i)の割当数
ｃ(k,i)−ａ(k,i)：ＤＨＣＰサーバ(k,i)の割当残量
uptime(k,i)：ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの稼働時間
（1個目のアドレス割当時間より起算)。
ｂ：定数

式（２）によれば、現在の割当残量（ｃ(k,i)−ａ(k,i)）から、その後、一定の割当率（ａ(k,i)／uptime(k,i)）で割当数が増加していくという仮定の下で、枯渇確率ｆpool(k,i)は、割当残量が０になるまでの時間に反比例することを意味する。

しかし、式（２）を式（１）に代入した場合、サービス停止危険率ｐ(k)は、ＤＨＣＰサーバの割当容量ｃ(k,i)の積を含み、且つ、平均値又は分散値がｃ(k,i)の積を分母に含むこととなる。この場合、シンプレックス法又はＳＱＰ法によって、ｐ(k)の平均値又は分散値を最小化するようなｃ(k,i)を算出することが不可能となる（より計算時間のかかる他の計算法を用いなければならない)。

そこで、ＤＨＣＰサーバの割当容量ｃ(k,i)を直接的に算出する代わりに、１つのセグメント内における１つ以上のＤＨＣＰサーバの合計割当容量ｃ(k)を導出することとした。

１つのセグメント内における１つ以上のＤＨＣＰサーバの合計割当容量ｃ(k)は、以下の式（３）によって算出される。

式（３）によって、式（１）は、以下の式（４）のように、ｃ(k,i)の積を含まないように簡略化される。

更に、式（２）を、以下の式（５）のように書き換えることができる。式（５）は、式（２）と異なって、ｃ(k)が分母に表れない。式（５）は式（２）に対し、式（３）に従ってｃ(k,i)を取り除いた上、更にｃ（ｋ）が分母に現れないよう、ｃ（ｋ）のｆpool(k)への影響を、除算ではなく減算で加味するよう改めたものである。

(k)：ｋ番目のセグメント
ｆpool(k)：セグメント(k)のＤＨＣＰサーバの割当残量が全て０となる確率
ｃ(k)：セグメント(k)における全てのＤＨＣＰサーバの合計割当容量
ａ(k)：セグメント(k)における全てのＤＨＣＰサーバの合計割当数
uptime(k)：セグメント(k)におけるＤＨＣＰサーバの平均稼動時間
ｂ_１、ｂ_２：係数
ｃ_prev(k)：ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの先の合計割当容量
（本計算の直前時点における合計割当容量）

式（４）及び式（５）によれば、シンプレックス法又はＳＱＰ法を用いて、ｃ(k)を算出することができる。

尚、セグメントにおける割当容量ｃ(k)には、以下の式（６）及び（７）のような制約条件がある。

ｎ：１つのＶＬＡＮ内のセグメント数
Ｎ：当該ＶＬＡＮで利用可能な総ＩＰアドレス数

割当容量算出部１０２は、停止危険率算出部１０１からサービス停止危険率ｐ(k)を受け取る。そして、割当容量算出部１０２は、サービス停止危険率ｐ(k)に応じて、当該セグメントにおけるアドレス割当容量ｃ(k)を算出する。このとき、割当容量算出部１０２は、ＶＬＡＮ内全体について、各セグメントにおけるアドレス割り当てのサービス停止危険率が平均化するように、各ＤＨＣＰサーバの割当容量を最適配分する。算出されたＤＨＣＰサーバ(k,i)毎の割当容量ｃ(k,i)は、割当範囲蓄積部１０３に蓄積される。

各セグメント(k)のサービス停止危険率ｐ(k)における平均値Ａｖｇ（ｐ(k)）を最小化するようなｃ＝｛ｃ(k)｝を、シンプレックス法によって算出する。また、サービス停止危険率ｐ(k)における分散Ｖａｒ（ｐ(k)）を最小化するようなｃ＝｛ｃ(k)｝をＳＱＰ法（逐次二次計画法）によって算出する。ここで、サービス停止危険率ｐ(k)における平均値Ａｖｇ（ｐ(k)）及び分散Ｖａｒ（ｐ(k)）は、以下の式（８）及び式（９）のように定義される。

尚、シンプレックス法及びＳＱＰ法については、周知技術である。シンプレックス法（単体法）とは、線形計画問題を解くアルゴリズムの中で最も周知な方法であって、実行可能解から出発して目的関数の値をなるべく大きく（又は小さく）するようなところに移動させていく動作を繰り返して最適解を見つけ出す方法である。尚、ｃ(k)は、式（６）及び式（７）の制約条件の下で導出される。

算出されたｃ(k)から、セグメント(k)におけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの割当容量ｃ(k,i)は、以下の式（１０）によって算出される。即ち、セグメント(k)における総割当容量ｃ(k)を、セグメント(k)内の各ＤＨＣＰサーバで均等に配分する。

割当範囲蓄積部１０３は、ＤＨＣＰサーバ(k,i)毎に割当容量ｃ(k,i)を蓄積する。割当容量は、先頭アドレスと末尾アドレスとからなるアドレス範囲として表される。

割当範囲設定部１０４は、ＤＨＣＰサーバ２に対するインタフェースの機能である。ＤＨＣＰサーバ２から割当範囲要求を受信した場合、当該ＤＨＣＰサーバ２に対応するアドレス割当範囲を、割当範囲蓄積部１０３から取得する。割当範囲設定部１０４は、取得されたアドレス割当範囲を含む割当範囲応答を、ＤＨＣＰサーバ２へ返信する。

また、割当範囲設定部１０４は、割当範囲蓄積部１０３に蓄積された割当範囲が変更された場合、即ち、ＤＨＣＰサーバの割当容量が変更された場合、当該ＤＨＣＰサーバへ、割当範囲拡大通知／割当範囲縮小通知を送信する。

割当数監視部１０５は、ＤＨＣＰサーバ２から割当通知／解放通知を受信する。受信した割当通知／解放通知は、停止危険率算出部１０１へ通知され、割当数が変動する。ＤＨＣＰサーバは、あるアドレスをクライアントへ割り当てた際に、その旨を表す割当通知を割当容量制御サーバ１へ送信する。また、ＤＨＣＰサーバは、あるアドレスをクライアントから回収した際に、その旨を表す解放通知を割当容量制御サーバ１へ送信する。

次に、ＤＨＣＰサーバ機能について説明する。ＤＨＣＰサーバ機能は、割当範囲要求部１１１と、アドレス割当記憶部１１２と、アドレス割当部１１３とを有する。これら機能構成部は、既存のＤＨＣＰサーバと同じである。

割当範囲要求部１１１は、割当範囲蓄積部１０３から、当該ＤＨＣＰサーバにおけるアドレス割当範囲を取得する。取得したアドレス割当範囲は、アドレス割当記憶部１１２へ出力される。

アドレス割当記憶部１１２は、当該ＤＨＣＰサーバが、クライアントへ割り当てることができるアドレス割当範囲を蓄積する。アドレス割当記憶部１１２は、クライアントへ割当可能なアドレスと、割当済みのアドレスとを管理する。

アドレス割当部１１２は、クライアントからアドレス割当要求を受信する。このとき、アドレス割当部１１２は、アドレス割当記憶部１１２へアドレスを問い合わせ、割当可能なアドレスを取得する。取得したアドレスは、アドレス割当応答に含まれる。そして、アドレス割当部１１２は、そのアドレス割当応答を、クライアントへ返信する。

ここで、割当容量算出部１０２における具体的な算出方法について説明する。

以下では、各セグメントのリスク率ｐ(k)の平均値Ａｖｇ（ｐ(k)）を最小化するようなｃ＝｛ｃ(k)｝を、シンプレックス法によって算出する具体例を示す。シンプレックス法を適用するためには、目的関数（式（８）の最小化)と制約条件とを、直接適用可能な形式へと変換する必要がある。

最初に、目的関数を形式的に書き換える。まず、ｆpool(k)をシンプレックス法の最適化変数ｘ(k)とするように、式（１）を書き換える。

ｄ(k)、ｅ(k)：各セグメントにより決定する定数

このとき、式（１）は、以下の式（１１）のように書き換えることができる。
ｐ(k)＝ｄ(k)・ｘ(k)＋ｅ(k)・ｄ(k) 式（１１）

式（１１）を式（８）に代入すると、以下の式（１２）のようになる。

ｄ(k)及びｅ(k)は、定数であり、ｘ(k)の係数でもないために、無視できる。

従って、目的関数を以下のように定義する。式（１３）において、min以降が実際の目的関数であり、この値を最小化(minimize)することが目的である。

次に、制約条件をシンプレックス法によって、直接利用可能な形式に書き換える。まず、式（６）を書き換える。式（６）には、求めるべき最適化変数ｘ(k)が無いために、目的関数の制約条件とすることができない。そこで、式（５）を変換し、式（６）の制約条件式に当てはめることとする。

ここで、以下のように定義する。

ａ(k)、uptime(k)及びｃ_prev(k)は、セグメント毎に計算時に決定できる。

このとき、式（５）は、以下のように書き換えることができる。
ｘ(k)＝ｇ(k)・｛１−ｈ(k)・（ｃ(k)−ａ(k)）｝式（１６）

式（６）で使用するために、ｃ(k)を左辺としたｘ(k)の一次式に書き換える。

式（６）は、以下のように書き換えることができる。

ここで、以下のように定義する。

式（１９）によって、制約条件を、以下のように定義する。

ｇ(k)、ｈ(k)、Ｑは、セグメント毎に、計算時に決定できる。

式（６）と同様に、式（７）も書き換える。

ｇ(k)は、セグメント毎に計算時に決定できる。

次に、書き換え後の最適化問題は、式（１３）、式（２０）、式（２１）となる。

前述の形態を用いて、以下にシンプレックス法を適用する数値計算例を表す。ここでは、以下の例を想定する。
セグメント数ｎ＝２（ｋ＝１，２）
総アドレス数Ｎ＝８
任意kに対してｅ(k)＝ｇ(k)＝ｈ(k)＝１
ｃ(k)の初期値＝４
ｄ(1)＝１
ｄ(2)＝２
全セグメント内のＤＨＣＰサーバ数ｓ(k)＝１
ｃ(k)は、そのままＤＨＣＰサーバの割当容量となる。

この場合、前述した最適化問題は、以下のようになる。
目的関数：
ｍｉｎ｛ｘ(1)＋２・ｘ(2)｝式（２２）
制約条件：
−ｘ(1)−ｘ(2)＝Ｑ式（２３）
ｘ(k)≦１式（２４）

ｘ(k)＝１−ｃ(k)＋ａ(k) 式（２５）
Ｑ＝６−ａ(1)−ａ(2) 式（２６）
ｐ(1)＝ｘ(1)＋１式（２７）
ｐ(2)＝２・ｘ(2)＋２式（２８）

ここで今、割当てが進み、ａ(1)＝１、ａ(2)＝３になっていると仮定する。このとき、以下のようになる。
式（２５）によって、ｘ(1)＝−２、ｘ(2)＝０となる。
式（２２）によって、目的関数の値は−２となる。
式（２７）によって、ｐ(1)＝−１、ｐ(2)＝２、Ａｖｇ（ｐ(k)）＝０．５となる。
この結果、運用者の設定したＡｖｇ（ｐ(k)）の閾値（例えば０．１）を超過したとする。この場合、ｃ(k)の再計算が実行される。

今、Ｑ＝２となる。このとき、以下のようになる。
式（２３）及び式（２４）を満たし、式（２２）の目的関数を最小化するｘ(k)をシンプレックス法によって算出すると、ｘ(1)＝１、ｘ(2)＝−３となる。
式（２２）によって、目的関数の値は−５に降下する。
式（２７）によって、ｐ(1)＝０、ｐ(2)＝−４、Ａｖｇ（ｐ(k)）＝−２．０となる。
式（２５）によって、ｃ(1)＝１、ｃ(2)＝７となる。

図４は、本発明におけるシーケンス図である。

図４ではＤＨＣＰサーバ２台の構成となっているが、３台以上の場合も同様なシーケンスとなる。すなわち、３台目以降のＤＨＣＰサーバも、第１、第２のＤＨＣＰサーバと同様なシーケンスで割当容量制御サーバやクライアントと通信を行うということである。

表１は、図４に表されたメッセージのプロトコル構成を表す。

（Ｓ４０１）最初に、割当容量制御サーバ１に、そのＶＬＡＮ内で割当可能なアドレスの割当容量を設定する。
（Ｓ４０２）第１のＤＨＣＰサーバ２は、起動すると、自ら割当可能なアドレス範囲を取得するべく、割当範囲要求を割当容量制御サーバ１へ送信する。これに対し、割当容量制御サーバ１は、割当可能なアドレス範囲を含む割当範囲応答を、第１のＤＨＣＰサーバ２へ返信する。これにより、第１のＤＨＣＰサーバ２は、クライアントに対するアドレス割当サービスを開始することができる。
（Ｓ４０３）第２のＤＨＣＰサーバ２も、Ｓ４０２と同様に、割当可能なアドレス範囲を割当容量制御サーバ１から取得し、クライアントに対するアドレス割当サービスを開始することができる。

（Ｓ４０４）クライアント６は、起動後、ネットワークに接続するために、ＤＨＣＰサーバ２へアドレス割当要求を送信する。これに対し、ＤＨＣＰサーバ２は、アドレスを含むアドレス割当応答を、クライアント６へ返信する。クライアント６は、アドレス割当応答に含まれるアドレスを用いて、そのネットワークに接続することができる。
（Ｓ４０５）このとき、クライアント６へアドレスを割り当てたＤＨＣＰサーバ２は、割当容量制御サーバ１へ、割当通知を送信する。これにより、割当容量制御サーバ１は、割当数をカウントすることができる。

（Ｓ４０６）クライアント６は、ネットワークへの接続を終了する際に、ＤＨＣＰサーバ２へアドレス解放容量を送信する。これに対して、ＤＨＣＰサーバ２は、そのアドレスを回収し、アドレス解放応答をクライアント６へ返信する。ＤＨＣＰサーバ６は、回収したそのアドレスを、次に、他のクライアントへ割り当てることができる。
（Ｓ４０７）このとき、クライアント６からアドレスを回収したＤＨＣＰサーバ２は、割当容量制御サーバ１へ、解放通知を送信する。これにより、割当容量制御サーバ１は、割当数をカウントすることができる。

（Ｓ４０８）割当容量制御サーバ１は、複数のＤＨＣＰサーバ２から割当通知／解放通知を受信することによって、各ＤＨＣＰサーバ２における割当数をカウントすることできる。その後、例えば、以下のタイミングに、各ＤＨＣＰサーバ２に対する割当容量の再計算処理を実行する。
（１）所定時間の経過毎
（２）割当数ａ(k)におけるセグメント間の分散が、所定閾値以上となった場合
（３）サービス停止危険率ｐ(k)におけるセグメント間の分散が、所定閾値以上となった場合

割当容量制御サーバは、システム全体が稼働中に、オンラインで割当容量を再計算するのが好ましい。従って、セグメントにおけるアドレス割り当てのサービス停止危険率の算出には、線形計画法又は二次計画法において用いられる、例えばシンプレックス法や逐次二次計画法のような比較的軽量な計算法を用いて、妥当性を著しく失うことなく、計算量を減少させる。

（Ｓ４０９）割当容量制御サーバ１は、各ＤＨＣＰサーバ２に対する割当容量の再計算処理を実行した後、各ＤＨＣＰサーバ２へ割当範囲拡大通知／割当範囲縮小通知を送信する。

尚、他の実施形態として、非特許文献２に記載された技術（プライマリサーバ及びセカンダリサーバ）を用いて、プライマリ割当容量制御サーバと、セカンダリ割当容量制御サーバとから構成することもできる。即ち、各ＤＨＣＰサーバは、起動時に、初期の割当容量をプライマリ割当容量制御サーバ又はセカンダリ割当容量制御サーバから取得する。また、各ＤＨＣＰサーバは、クライアントからアドレス割当要求を受信した場合、割り当てたアドレスを含む割当通知を、プライマリ割当容量制御サーバ及びセカンダリ割当容量制御サーバの両方に送信する。２台の割当容量制御サーバは、各ＤＨＣＰサーバの割当数を知ることができる。この実施形態によれば、ＤＨＣＰサーバは、プライマリ割当容量制御サーバと通信ができなくなっても、セカンダリ割当容量制御サーバから割当容量を取得することができる。

以上、詳細に説明したように、本発明の割当容量制御サーバ及びプログラムによれば、複数のセグメントを含むエクストラネットについて、アドレス割り当てのサービス停止危険率を、同一のアドレス空間全体に渡って平均的に削減すると共に一定の率以下に収めるようにすることができる。即ち、障害によって、エクストラネット内でセグメントが孤立した場合であっても、そのセグメントに配置されたＤＨＣＰサーバは、より多数のクライアントにＩＰアドレスを割り当てることができる。これは、結果的に、アドレス割当てサービスにおけるサービス停止危険率を小さくし、可用率を高めることにつながる。

前述した本発明の種々の実施形態において、本発明の技術思想及び見地の範囲の種々の変更、修正及び省略は、当業者によれば容易に行うことができる。前述の説明はあくまで例であって、何ら制約しようとするものではない。本発明は、特許請求の範囲及びその均等物として限定するものにのみ制約される。

従来技術におけるエクストラネットのシステム構成図である。本発明におけるエクストラネットのシステム構成図である。本発明における割当容量制御サーバの機能構成図である。本発明におけるシーケンス図である。

符号の説明

１割当容量制御サーバ
１０１停止危険率算出部
１０２割当容量算出部
１０３割当範囲蓄積部
１０４割当範囲設定部
１０５割当数監視部
１１１割当範囲要求部
１１２アドレス割当記憶部
１１３アドレス割当部
２ＤＨＣＰサーバ
３セグメント、ＬＡＮ
４インターネット、ＷＡＮ
５Ｌ２スイッチ
６クライアント、ホスト

Claims

セグメントは、少なくとも１つのＤＨＣＰサーバを備えており、複数のセグメントが１つのアドレス空間で構成されたネットワークに接続された、複数の前記ＤＨＣＰサーバと通信可能な割当容量制御サーバであって、
前記セグメント毎に、当該セグメントにおけるＤＨＣＰサーバの故障確率と、当該セグメントにおけるＤＨＣＰサーバのアドレス割当残量が０となる枯渇確率と、当該セグメントにおけるリンクの故障確率とに基づいて、ＤＨＣＰサーバにおけるサービス停止危険率を算出する停止危険率算出手段と、
前記サービス停止危険率に応じて、当該セグメントにおけるアドレス割当容量を算出する割当容量算出手段と
を有することを特徴とする割当容量制御サーバ。
ｋ番目のセグメントにおけるアドレス割り当てのサービス停止危険率をｐ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるＤＨＣＰサーバ数をｓ(k)とし、
ＤＨＣＰサーバの故障確率をｆserverとし、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバのアドレス割当残量が０となる枯渇確率をｆpool(k,i)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｊ番目のリンクの故障確率をｆlink(k,j)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるリンク本数をｌ(k)とし、
前記サービス停止危険率ｐ(k)は、

によって算出されることを特徴とする請求項１に記載の割当容量制御サーバ。
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの割当容量をｃ(k,i)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの割当数をａ(k,i)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの割当残量をｃ(k,i)−ａ(k,i)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｉ番目のＤＨＣＰサーバの１アドレス割り当ての稼働時間をuptime(k,i)とし、
定数としてｂを設定し、
前記枯渇確率ｆpool(k,i)は、

によって算出されることを特徴とする請求項２に記載の割当容量制御サーバ。
ｋ番目のセグメントにおけるアドレス割り当てのサービス停止危険率をｐ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるＤＨＣＰサーバ数をｓ(k)とし、
ＤＨＣＰサーバの故障確率をｆserverとし、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバのアドレス割当残量が０となる枯渇確率をｆpool(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるｊ番目のリンクの故障確率をｆlink(k,j)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるリンク本数をｌ(k)とし、
前記サービス停止危険率ｐ(k)は、

によって算出されることを特徴とする請求項１に記載の割当容量制御サーバ。
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの割当容量をｃ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの割当数をａ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの割当残量をｃ(k)−ａ(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおけるＤＨＣＰサーバの１アドレス割り当ての稼働時間をuptime(k)とし、
ｋ番目のセグメントにおける全てのＤＨＣＰサーバの先の合計割当容量をｃ_prev(k)とし、
定数としてｂ_１、ｂ_２を設定し、
前記枯渇確率ｆpool(k)は、

によって算出されることを特徴とする請求項４に記載の割当容量制御サーバ。
前記割当容量算出手段によって算出されたアドレス割当容量に応じて、当該セグメントにおけるアドレス範囲を蓄積する割当範囲蓄積手段と、
前記ＤＨＣＰサーバから割当範囲要求を受信し、前記割当範囲蓄積手段から当該セグメントにおける前記アドレス範囲を取得し、該アドレス範囲を含む割当範囲応答を前記ＤＨＣＰサーバへ返信する割当範囲設定手段と、
前記ＤＨＣＰサーバから、クライアントに対するアドレスの割当／解放を表す割当通知／解放通知を受信し、当該ＤＨＣＰサーバに対する割当数をカウントする割当数監視手段と
を更に有することを特徴とする請求項１から５のいずれか１項に記載の割当容量制御サーバ。
前記停止危険率算出手段は、（１）所定時間の経過毎、（２）割当数におけるセグメント間の分散が所定閾値以上となった場合、又は、（３）サービス停止危険率ｐ(k)におけるセグメント間の分散が所定閾値以上となった場合に、再度、前記サービス停止危険率を算出し、
割当範囲設定手段は、サービス停止危険率が算出された際に、アドレス割当容量が変更された各ＤＨＣＰサーバへ、割当範囲拡大通知／割当範囲縮小通知を送信する
ことを特徴とする請求項６に記載の割当容量制御サーバ。
セグメントは、少なくとも１つのＤＨＣＰサーバを備えており、複数のセグメントが１つのアドレス空間で構成されたネットワークに接続された、複数の前記ＤＨＣＰサーバと通信可能なサーバに搭載されたコンピュータを機能させる割当容量制御プログラムであって、
前記セグメント毎に、当該セグメントにおけるＤＨＣＰサーバの故障確率と、当該セグメントにおけるＤＨＣＰサーバのアドレス割当残量が０となる枯渇確率と、当該セグメントにおけるリンクの故障確率とに基づいて、ＤＨＣＰサーバにおけるサービス停止危険率を算出する停止危険率算出手段と、
前記サービス停止危険率に応じて、当該セグメントにおけるアドレス割当容量を算出する割当容量算出手段と
してコンピュータを機能させることを特徴とする割当容量制御プログラム。
コンピュータを搭載したＤＨＣＰサーバであって、
請求項９に記載の割当容量制御プログラムによってコンピュータを機能させることを特徴とするＤＨＣＰサーバ。