JP5102372B2 - 通信ネットワークにおいて使用する方法および装置 - Google Patents

Description

本発明は通信ネットワークにおいて使用する方法および装置に関する。特に、本発明は移動ノードに新しく要求する気付アドレスで在圏ネットワークにおける移動ノードが到達可能であるかを判断するモバイルＩＰネットワークにおいて使用する方法および装置に関するものである。

インターネットが当初考えられたとき、ホストは位置に固定し、実際のセキュリティ即ちホスト特定プロトコルの欠如にもかかわらずユーザ間に暗黙の信頼があり、技術の幅広い取り込みおよび使用に際してもこの状況は続いた。コンピュータは比較的嵩張り、移動できなかったのでホストの移動を扱う技術を考慮する必要は殆ど無かった。

１９９０年代初期の通信およびコンピュータ産業の変革により、より小さな通信装置およびコンピュータがより広く利用可能になり、ワールドワイドウェブの発明およびワールドワイドウェブに伴い現れた全てのサービスは最終的にインターネットを普通の人に魅力的にした。ネットワークおよび移動通信の使用の増大する組み合わせはインターネットにおける安全な移動管理の必要性を創出した。

以上の移動管理を考慮して、モバイルＩＰ標準（非特許文献１）およびモバイルＩＰｖ６標準（非特許文献２）が導入された。モバイルＩＰｖ６標準への拡張も開発され、標準化されている（例えばJ. Arkko, C. Vogt, W. Haddad, "Enhanced Route Optimization for Mobile lPv6", IETF, RFC 4866, May 2007）。これらの仕様は共に次世代インターネットの移動サポートを提供するために計画されている。

ＩＰアドレスはネットワークにおけるノードのトポロジー位置を記述する。ＩＰアドレスを使用して、ソースノードから宛先へパケットをルーティングする。同時にＩＰアドレスを一般的にまた使用して、１つのエンティティにおいて２つの異なる機能を提供するノードを特定する。誰であるかと尋ねられる場合そのホームアドレスにより応える人に、これは類似すると考えることができる。移動をまた考える場合、状況はさらに複雑になる：ＩＰアドレスはこの方式ではホスト特定情報として動作するので、ＩＰアドレスを変更しなければならない；とはいえＩＰアドレスはまたトポロジー位置も記述するので、ホストがネットワークにおいてその位置を変更する場合、ＩＰアドレスは必ず変化しなければならない。

モバイルＩＰにより解決策が使用することにするのは、ノードの「ホームアドレス」を提供する固定ホーム位置である。ホームアドレスはノードの特定、およびノードがホームにある場合ノードの安定な位置の提供の双方である。現在の位置情報は気付アドレスの形式で利用可能であり、ノードがホームから離れている場合ルーティングのために気付アドレスを使用する。

セルラーネットワークはローミング能力を提供し、ローミング能力では在圏ネットワークはローミングユーザへの接続を提供する。ローミングユーザのトラフィックはホームネットワークへトンネルで戻ることができる、または在圏ネットワークに残るかまたは終端することができる。ホームへのトンネル化を使用するありうる理由が含むのは：ホームにおける課金能力；ホームにおけるポリシー制御の権能付与；ホームにおける移動アンカーの所有；位置プライバシーの提供およびユーザサービスを提供するサーバがホームネットワークに所在する可能性の許容である。地域分割のありうる理由が含むのは：最適ルーティング；インターネットへのより短い（従ってより安価な）アクセスおよび在圏ネットワークでローカルに提供されるサービスへのアクセスである。

ホームトンネル化および最適ルーティング（地域分割）を動的に提供し、一方同じＩＰアドレスで到達可能である次の２つの機構が既知である：
・ルート最適化が完全にネットワーク集中であるＩＰ２。

・以上で説明したように移動ノード（ＭＮ）自体が対応ノード（ＣＮ）に位置更新メッセージ（バインディング更新、ＢＵ）を送信するモバイルＩＰ標準。この場合対応ノードはそのトラフィックをＭＮの現在位置に差し向ける。

ＩＰ２はネットワークに（ホームトンネル化またはルート最適化を含む）ルーティングを決定する完全な制御を許容するが、ルーティング決定の完全制御は在圏ネットワークおよびホームネットワークに、並びにまたＣＮネットワークにＩＰ２の実装を要求する複雑なシステムである。ＩＰ２の複雑度は幾つかの目的に対しＩＰ２を適さなくする。

別の形式のルート最適化は（余り強力なものではないが）通信にホームアドレスに代わりＭＮによりローカルに割り当てるＩＰアドレスを使用する。この場合、ＣＮとＭＮ間の直接ルーティングの確保に特定の機構を必要としない；とはいえＭＮが移動すれば、伝送セッションは切断しうる。ＭＮは自体の判断でローカルに割り当てるアドレスを使用して通信を開始する選択を行うことができる。

添付図面の図１および図２を参照して、次にモバイルＩＰ標準をより詳細に説明することにする。

モバイルＩＰはＩＰベースネットワークを経る移動端末または電話機のような移動ノード（ＭＮ）へおよびからの透明なネットワーク接続を維持する機構である。モバイルＩＰが可能にするのは、移動ノードが現在物理的に所属するネットワークの如何に関わらず、移動ノードがそのホームネットワークで使用するＩＰアドレス（ホームアドレス）による移動ノードのアドレス指定である。それ故移動ノードがあるサブネットから他へ移動中であっても、移動ノードへおよびからの進行中のネットワーク接続を維持することができる。ＩＰプロトコルバージョン４、ＩＰｖ４またはＩＰプロトコルバージョン６、ＩＰｖ６を使用して、モバイルＩＰを実装することができる。ＩＰｖ４は移動環境に幾つかの制限があるので、ＩＰｖ６が一般に好ましい。このようなＩＰｖ６をＲＦＣ２４６０で仕様化している。

モバイルＩＰｖ６では移動ノードのホームアドレスにより、各移動ノードを常に特定する。移動ノードのホームＩＰサブネット（ホームサブネット）から離れる間、移動ノードの現在位置を示す気付アドレスと移動ノードはまた連結する。移動ノードのホームアドレスと気付アドレスの連結はバインディング（binding）として既知である。ホームエージェントとして既知のホームサブネットのルータは移動ノードの現在のバインディングの記録を維持する。在圏（即ちフォーリン）ＩＰサブネットの自動構成と呼ぶ従来のＩＰｖ６機構により、移動ノードはその気付アドレスを獲得することができる。

移動ノードが通信しようとする任意のノードを対応ノードと呼ぶ。対応ノード自体は移動または静止の何れかでありえよう。

移動ノードと対応ノード間通信に２つの可能なモードがある。第１のモード、ホームエージェントへ／からの両方向トンネル化は対応ノードからモバイルＩＰｖ６のサポートを必要とせず、移動ノードがその対応ノードとの現在のバインディングを登録していなくとも利用可能である。第１のモードを添付図面の図１に示す。対応ノードからのＩＰパケットはホームエージェントにルーティングし、次いで移動ノードへトンネル化する。対応ノードへのパケットは移動ノードからホームエージェントへトンネル（「リバーストンネル」）し、次いでホームネットワークから対応ノードへ標準的にルーティングする。このモードでは、ホームエージェントは移動ノードのホームエージェントにアドレス指定したＩＰｖ６パケットをインターセプトし、インターセプトする各パケットを移動ノードの主気付アドレスにトンネル化する。このトンネル化を、ＩＰｖ６カプセル化を使用して実行する。

「ルート最適化」と呼ぶ第２のモードは移動ノードがその現在のバインディングを対応ノードに登録することを必要とする。第２のモードを添付図面の図２に示す。対応ノードからのパケットは移動ノードの気付アドレスに直接ルーティングすることができる。パケットをＩＰｖ６の宛先に送信する場合、対応ノードはパケットの宛先アドレスのエンティティに対する対応ノードのキャッシュバインディングをチェックする。この宛先アドレスのキャッシュバインディングが見つかれば、新しいタイプのＩＰｖ６ルーティングヘッダを使用してこのバインディングに示す気付アドレスにより、ノードはパケットを移動ノードにルーティングする。

この点において、ルーティングヘッダはＩＰｖ６のヘッダ拡張として存在することができ、標準受信ホスト処理により実行するであろう方法とは異なるある方法で有料負荷を宛先ソケットに配信しなければならないことを示す。モバイルＩＰｖ６は新しいルーティングヘッダの変形、タイプ２ルーティングヘッダを定義し、応答ノードから移動ノードの気付アドレスへのパケットの直接ルーティングを許容する。用語「ルーティングヘッダ」の使用は典型的にタイプ２ルーティングヘッダの使用を示す。移動ノードの気付アドレスをＩＰｖ６の宛先アドレスフィールドに挿入する。一度パケットが気付アドレスに到着すると、移動ノードはルーティングヘッダから最終宛先アドレス（移動ノードのホームアドレスに等しい）を抽出し、パケットが抽出アドレスにアドレス指定されていたとすればパケットを適するソケットに配信する。

新しいルーティングヘッダは「正規」ＩＰｖ６ソースルーティングに定義するのとは異なるタイプを使用し、モバイルＩＰｖ６に対するのとは異なる規則をファイアウォールがソースルーティングパケットに適用することを可能にする。このルーティングヘッダタイプ（タイプ２）をただ１つのＩＰｖ６アドレスを含むように制限し、中間ルータではなく最終宛先のみにより処理することができる。

このルーティングヘッダを処理する全てのＩＰｖ６ノードが検証しなければならないのは、ルーティングヘッダ内に包含するアドレスがパケットのノード外への転送を防止するノード自体のホームアドレスであることである。ルーティングヘッダに包含するＩＰアドレスは移動ノードのホームアドレスであるので、そのＩＰアドレスはユニキャストによりルーティング可能なアドレスでなければならない。

さらにホームアドレスの範囲が気付アドレスの範囲より小さければ、移動ノードはパケットを廃棄しなければならない。

移動ノードから対応ノードに送信する（バインディング更新確認応答メッセージにより対応ノードが確認応答する）バインディングメッセージを使用して、ルート最適化により移動ノードはその現バインディングを対応ノードにおいて登録する。バインディング更新メッセージはその宛先アドレスとして対応ノードのアドレスを包含する。メッセージのソースアドレスは移動ノードの気付アドレスであり、一方移動ノードのホームアドレスはメッセージヘッダのホームアドレスフィールド内に包含する。ルート最適化が必要とするのは、パケットを特定の方法で処理しなければならないことを示すルーティングヘッダのパケットヘッダ（タイプ２ルーティングヘッダ）への包含である。

最適ルーティング処理の安全性を高めるために、「アドレス証明」機構を使用することができる。１つのそのような機構が必要とするのは、（第１の）バインディング更新メッセージの発出前に、ローミング移動ノードの対応ノードへのルート最適化を使用する対応ノードへの第１のメッセージ（ＨｏＴＩ）およびルート最適化を使用しない第２のメッセージ（ＣｏＴＩ）の送信である。第１のメッセージはホームエージェントを介して伝わるが第２のメッセージはホームエージェントを介しては伝わらない。対応ノードは第１のメッセージに対応ノードが生成する乱数第１の部分により応答し、第２のメッセージには乱数第２の部分により応答する。乱数の両部が有効気付アドレスおよび有効ホームアドレス双方を示したとすれば、移動ノードはその場合にのみ乱数の両部を受信することになろう。バインディング更新を対応ノードに続いて送信する場合、移動ノードは乱数の両部をメッセージに含み、気付アドレスおよびホームアドレスの所有を証明する。

一度実装すると、ルート最適化は移動ノードの対応ノードへのパケットの直接送信を許容する。気付アドレスをソースアドレスとしてこれらの「出接続」パケットに含む。これを行うのは、移動ノードのモバイルＩＰプロトコルレイヤであり、このレイヤは出接続パケットのソースアドレスとしてホームアドレスを気付アドレスにより置換する。ホームアドレスをさらにヘッダフィールドに含む。パケットのソースアドレスの対応ノードのバインディングキャッシュに保持する気付アドレスとの比較により、対応ノードのモバイルＩＰプロトコルレイヤは入接続メイルをスクリーニングする。整合が見つかれば、気付アドレスをソースアドレスフィールドの対応するホームアドレスにより置換し、その後メッセージを高位レイヤに伝達する。このようにしてホームネットワークの通過を回避する。

逆方向を考えると、対応ノードからのパケットは移動ノードの気付アドレスに直接ルーティングすることができる。パケットをＩＰｖ６の宛先に送信する場合、パケットの宛先アドレスの登録に対する対応ノードのキャッシュバインディングを対応ノードはチェックする。この宛先アドレスのキャッシュバインディングが見つかれば、ノードは宛先アドレスを対応する気付アドレスと置換し、同時に宛先アドレス（即ちホームアドレス）をさらにヘッダフィールドに含む。移動ノードにおけるパケットの受信に際し、モバイルＩＰプロトコルレイヤは宛先フィールドの気付アドレスを移動ノードのホームアドレスと置換する。パケットを次いで高位レイヤに伝達する。再度ホームネットワークの通過を回避する。

「ルート最適化」による移動ノードの気付アドレスへのパケットの直接ルーティングは最短通信経路の使用を許容する。ルート最適化はまた移動ノードのホームエージェントにおける輻輳も除去する。加えてホームエージェントまたはネットワークのあらゆるありうる障害のホームエージェントへまたはからの経路への影響を軽減する。とはいえ対応ノードにおけるホームアドレスの気付アドレスへのバインディングの確立は移動ノード自体により決定、開始および実行するので、ＭＩＰｖ６が提供する「ルート最適化」の可能性は端末中心の解決策に至る。これはネットワーク運用会社にトラフィックをホームへトンネル化する、またはローカルにルーティングするかを左右することを許容しない。例えばトラフィックの特定部を、ホームネットワークを介してルーティングするかの是非の左右をホームネットワークは持たない。この点では在圏ネットワークがホームネットワークと完全に協働する場合にもこれは該当する。ローカルＩＰアドレスの単純な使用はまた端末によっても決定する。ルート最適化に関する（ホーム）ネットワークの制御が必要であれば、ローカルアドレスの使用もまた制御する必要がある。

モバイルＩＰｖ６の設計が含まなかったのは、移動ノード（ＭＮ）がそのホームエージェント（ＨＡ）を新しい気付アドレス（ＣｏＡ）により更新するたびにＣｏＡの到達可能性試験を実行することである。そのような試験を仕様外に残す１つのありうる理由は、ＭＩＰｖ６により焦点はよりルート最適化（ＲＯ）モードにあり、ルート最適化モードはＭＮがフォーリン・ネットワークに所在する限り、（進行中のセッション（単数または複数）を有する間）７分ごとに復路ルーティング可能性（ＲＲ）手順の実行を含むからである。とはいえ、ＲＲ手順はＭＮと各ＣＮ間の４つの通知メッセージ（即ち、ＨｏＴＩ／ＨｏＴおよびＣｏＴＩ／ＣｏＴ）の交換を構成上含むのみである。ＲＲ手順に続き、各ＣＮにバインディング更新（ＢＵ）メッセージを送信し、各ＣＮを新しいＭＮのＣｏＡにより更新する（そして多分バインディング確認応答（ＢＡ）を受信する）。その結果、新しいＣｏＡによる２つのＣＮの更新はＭＮがそれ自体のＨＡを新しいＣｏＡにより更新した後に少なくとも１０の移動通知メッセージを交換することを必要とし、それ自体のＨＡの新しいＣｏＡによる更新は次いでＢＵ／ＢＡメッセージの交換を必要とすることになる。データパケットの交換再開の前に、総計で１２の通知メッセージを必要とする。その後、ＭＮは７分ごとに各ＣＮとのＲＲの反復を必要とする。
ＲＯモードではＣｏＡ到達可能性試験は必須であるが、ＨＡを更新する場合ＣｏＡ到達可能性試験は無視した。これに進む１つの理由は、攻撃の場合、ＨＡは呼を受け取り（ある者からまたは自体により呼を探索し）、攻撃者を罰することである。別の理由は、データパケットを実際に交換する主タスクにより既に負荷を負う増大するＭＮの通知メッセージの負荷を回避しようとするためと考えられよう。

他方新しいＣｏＡによるＨＡ側の更新に先立ち、ＨＡ側における同じＣｏＡの到達可能性試験の実行は２つの追加移動通知を必要とする。とはいえ効率的であるには 各ＣＮの場合のように、ＣｏＡ試験を周期的に反復しなければならない。別途複数ホーム化ＭＮはＣｏＡ到達可能性試験の実行に成功し、次いで複数ホーム化ＭＮのＨＡをその新しいＣｏＡにより更新し、その後別のインタフェースを使用して、フォーリン・ネットワークに対するネットワーク氾濫攻撃を発出することができる。要するに、これはＭＮ側の通知メッセージのかなりの増加を意味する。そのようなシナリオを回避するために、ＨＡを更新する場合ＭＮはＣｏＡ到達可能性試験を必要としないことを決定した。

通知メッセージ数を下げるために、高度化モバイルＩＰｖ６ＲＯモード（J. Arkko, C. Vogt, W. Haddad, "Enhanced Route Optimization for Mobile lPv6", IETF, RFC 4866, May 2007）を設計し、標準化した。ＭＩＰｖ６プロトコルにおける場合のようにルーティング特性に頼る一時的双方向セキュリティアソシエーション（ＢＳＡ）の確立に代わり、ＥＭＩＰｖ６は暗号化生成アドレスに頼り（T. Aura, "Cryptographically Generated Addresses", IETF, RFC 3972, March 2005）、ＭＮとＣＮ間の長寿命ＢＳＡを立ち上げる。従ってＥＭＩＰｖ６はＲＲのＣＧＡ技術による置換に成功するが、ネットワーク氾濫攻撃に対する保護の放棄を犠牲にする。周期的ＲＲの再導入なくそのような威嚇に対処するために、ＭＮと在圏ネットワークのアクセスルータ（ＡＲ）間の（また「共生」関係としても既知の）暗号関係の確立に基づく防御機構が、”W. Haddad, M. Naslund, "Using 'Symbiotic' Relationship to Repel Network Flooding Attack", IETF, draft-haddad-mipshop-netflood-defense-00, December 2007”において最近導入され、これは本明細書で「ＮＦＤ」プロトコル（ネットワーク氾濫防御）と呼ぶことにする。

ＮＦＤプロトコルはＲＯモードの使用により発出することができるネットワーク氾濫攻撃撃退の権能を在圏ネットワークに付与する。しかしながらＭＮとＣＮ（単数または複数）間で交換する全てのデータパケットをＭＮのＨＡを介してトンネル化する双方向トンネル（ＢＴ）モードの使用により攻撃を発出する場合、ＮＦＤプロトコルは在圏ネットワークに何ら保護を提供しない。さらに可能な限りＭＮ側の移動通知メッセージ数を下げることがＥＭＩＰｖ６の主目的であったので、ＢＵメッセージの送信に先立ちＭＮとＨＡ間のＣｏＴＩ／ＣｏＴの交換を真似ることは適切ではない。事実ＭＮがＣＮとデータパケットを交換しようとし、常に移動する場合、ＣｏＴＩ／ＣｏＴの交換を真似ることはＥＭＩＰｖ６がＭＩＰｖ６のＲＯモードとの相違を無くすことになろう。留意されたいのは、ＭＮがそのＨＡにより複数のＣｏＡを登録している場合この状況はさらに悪化することになりうることである。

C. Perkins, "IP Mobility Support for IPv4", RFC 3220, IETF, 2002 D. Johnson, C. Perkins, J. Arkko, "Mobility Support in IPv6", RFC3775, IETF, 2004

既存手法に関する上記の問題に対処するのが望ましい。

本発明の第１の態様によれば、モバイルＩＰネットワークにおいて使用する方法を提供し、本方法が含むのは、移動ノードと在圏ネットワークのアクセスルータ間の事前確立暗号関係に関する情報を使用して移動ノードに新たに要求する気付アドレスで在圏ネットワークにおける移動ノードが到達可能であるかを判断するステップである。

本方法が含みうるのは、移動ノードのホームネットワークにおける移動ノードのホームエージェントとアクセスルータ間の通信により、そのような事前確立暗号関係が存在し、そのような事前確立暗号関係の存在が要求する気付アドレスで移動ノードが到達可能であることを示すかを判断するステップである。

本方法が含みうるのは、アクセスルータが移動ノードと事前確立暗号関係を有するかを判断するステップにアクセスルータで使用する気付アドレスをホームエージェントからアクセスルータにメッセージにおいて通信するステップである。

本方法が含みうるのは、事前確立関係の結果として気付アドレスをアクセスルータに格納しているかをチェックするステップである。

本方法が含みうるのは、移動ノードからホームエージェントへのバインディング更新メッセージにおいてアクセスルータの証明書へのリンクを通信するステップである。

本方法が含みうるのは、アクセスルータからホームエージェントにバインディング完了メッセージを送信するステップであり、バインディング完了メッセージは事前確立関係に関する情報を含み、アクセスルータが移動ノードと事前確立暗号関係を有するかを判断するステップの一部として、本方法はホームエージェントにおける情報をチェックするステップを含む。

バインディング完了メッセージにアクセスルータにより署名することができ、本方法が含みうるのは、アクセスルータが移動ノードと事前確立暗号関係を有するかを判断するステップの一部としてホームエージェントにおいてバインディング完了メッセージの署名をチェックするステップである。

セキュア近隣探索（ＳｅＮＤ）プロトコルを在圏ネットワークに配備することになろう。

移動ノードとアクセスルータ間の対応する事前確立暗号関係にそれぞれが恐らく関連する複数の移動ノードに新しく要求する気付アドレスがある場合に、本発明の実施形態はまた適用可能である。そのような場合に事前確立暗号関係のただ１つのような、全てより少数に関して、本発明に従う上記のような到達可能性試験を実行することができる。これらの一定数（例えば１つ）に対する試験が失敗すれば、その場合さらなる試験を何ら実行することなく移動ノードは不良ノードであると想定することができよう。

本発明の第２の態様によれば、モバイルＩＰネットワークのノードとして、またはノードにおいて使用する装置を提供し、本装置が含むのは、移動ノードと在圏ネットワークのアクセスルータ間の事前確立暗号関係に関する情報を使用して移動ノードに新たに要求する気付アドレスで在圏ネットワークにおける移動ノードが到達可能であるかを判断する手段またはそのような判断を行う権能を付与するそのような情報を提供する手段である。ノードは移動ノード、アクセスルータまたは移動ノードのホームネットワークにおける移動ノードのホームエージェントでありうる。

本装置が含みうるのは、移動ノードのホームネットワークにおける移動ノードのホームエージェントとアクセスルータ間の通信により、そのような事前確立暗号関係が存在し、そのような事前確立暗号関係の存在が要求する気付アドレスで移動ノードが到達可能であることを示すかを判断する手段である。ノードはアクセスルータまたはホームエージェントでありうる。

本装置が含みうるのは、アクセスルータからバインディング完了メッセージを受信し、バインディング完了メッセージが事前確立関係に関する情報を含む手段、およびさらにアクセスルータが移動ノードと事前確立暗号関係を有するかの判断の一部として情報をチェックする手段である。ノードはホームエージェントでありうる。

バインディング完了メッセージにアクセスルータにより署名することができ、本装置が含みうるのは、アクセスルータが移動ノードと事前確立暗号関係を有するかの判断の一部としてバインディング完了メッセージの署名をチェックする手段である。ノードはホームエージェントでありうる。

本装置が含みうるのは、ホームエージェントにバインディング完了メッセージを送信する手段であり、バインディング完了メッセージは事前確立関係に関する情報を含む。ノードはアクセスルータでありうる。

本装置が含みうるのは、バインディング完了メッセージに署名する手段である。ノードはアクセスルータでありうる。

本装置が含みうるのは、移動ノードからホームエージェントへのバインディング更新メッセージにおいてアクセスルータの証明書へのリンクを通信する手段である。ノードは移動ノードでありうる。

本発明の第３の態様によれば、本発明の第１の態様による方法を実行する装置を制御するプログラムを提供する。

本プログラムは担体媒体に収容することができ、担体媒体は格納媒体または伝送媒体でありうる。

本発明の第４の態様によれば、本発明の第３の態様によるプログラムを包含する格納媒体を提供する。

本発明の実施形態は高度化モバイルＩＰｖ６ルート最適化モードに適用可能である。高度化モバイルＩＰｖ６ルート最適化モードはホームエージェント側におけるあらゆる気付アドレスの到着可能性試験の欠如に対処し、この対処は少しの非技術的論拠によっておよび移動ノード自体への追加移動通知メッセージの賦課を回避するためにも正当化された。高度化モバイルＩＰｖ６ルート最適化モードは新しい方法で要求する気付アドレスの到達可能性試験の権能をホームエージェントに付与し、新しい方法は暗に複数ホーム化シナリオに対処し、移動ノードを通知メッセージ交換に何ら含むことなく氾濫攻撃撃退の権能をフォーリン・ネットワークに付与する。

本発明の実施形態が目的とするのは、ホームエージェントへの高度化気付アドレスの到達可能性試験の権能付与によるモバイルＩＰｖ６プロトコル安全性の改善である。主目的は不良移動ノードがそのホームエージェントが誤って目的フォーリン・ネットワークを氾濫に至らしめるのを阻止し、目的フォーリン・ネットワークにこのタイプの攻撃が後段で発出すれば阻む能力を与えることである。

上記のように移動ノード（ＭＮ）がフォーリン・ネットワークに所在する場合、データパケット交換を処理するモバイルＩＰｖ６プロトコルにおける２つの異なるモード、両方向トンネル化（ＢＴ）およびルート最適化（ＲＯ）は２つの共通性を有する。第１の共通性は各ＩＰハンドオフ後のＨＡの更新に使用する機構であり、気付アドレス（ＣｏＡ）構成後直ちにＭＮがそのＨＡにバインディング更新（ＢＵ）メッセージを送信することを必要とする。第２の共通性は有効ＢＵメッセージの受信に対するＨＡの反応であり、ＭＮのその新しいＣｏＡ（単数または複数）要求（単数または複数）の盲目的信頼と説明することができる。一般的結果は、新しく要求するＣｏＡに関する到達可能性試験を何ら行うことなく、ＨＡがＭＮの新しい所在地に常にデータパケットをトンネル化することになろう。

本発明の実施形態が目的とするのは、ＨＡ側のＣｏＡ到達可能性試験の欠如に関するありうる結果の回避である。このために、高度で、シームレスなＣｏＡ試験を導入し、ネットワーク氾濫攻撃の発出を十分に複雑化し、不良ＭＮがそのＨＡが特定目的を氾濫に至らしめるのを阻止する。加えて、ＣｏＡ試験は目的とするネットワークにそのような攻撃が後段で発出すれば阻む能力を与える。

本発明の実施形態が導入するのは、ＭＩＰｃ６プロトコルの潜在的脅威を取り巻く不確実性に対処するために考えた、高度で、シームレスなＣｏＡ到達可能性試験である。従って主目的は、通知メッセージの周期的交換を必要とせず、ＭＮを交換に含まない方法におけるＭＩＰｃ６の全体的安全性の改善することである。

示唆する到達可能性試験は直接ＭＮを含まず、ＢＵメッセージに関するＨＡの基本的処理（ＲＦＣ３７７５に記載のように）に影響せず、また総体遅延を増加させることもない。本発明の実施形態はＣｏＡ到達可能性試験の実行においてＭＮ１０が正しく動作するかにかかわらず在圏ネットワークが自体を保護することを許容する。

前述したモバイルＩＰの双方向トンネル化モードを示す図である。 前述したモバイルＩＰのルート最適化モードを示す図である。 本発明の実施形態において実行するステップを示す概要フローチャートである。 本発明の実施形態において実行するステップを示す概要フローチャートである。 本発明の実施形態において実行するステップを示す概要フローチャートである。 図３Ａ〜図３Ｃのステップ中で交換するメッセージの概観を提供するメッセージ交換図である。 図３Ａ〜図３Ｃの方法を実行する本発明の実施形態の部分の概要図である。

本発明の実施形態を次に図３Ａ、図３Ｂ、図３Ｃ、図４および図５を参照して説明することにする。図３Ａ乃至図３Ｃが提供するのは、ＭＮ１０，ＡＲ２０およびＨＡ３０により実行するステップを示す概要フローチャートである；一般に図３Ｂのステップは図３Ａのステップから続き、図３Ｃのステップは図３Ｂのステップから続く。図４はＭＮ１０、ＡＲ２０およびＨＡ３０間で交換する通知メッセージの概観を提示する。図５は図３Ａ乃至図３Ｃの方法を実行するＭＮ１０、ＡＲ２０およびＨＡ３０の一部を示す概要ブロック図である。

以上で説明した問題および不確実性に対処するために、ＣｏＡ到達可能性試験を本発明の実施形態に導入し、ＭＮ１０から有効ＢＵメッセージを受信するＭＮ１０と関連するＨＡ３０によりＣｏＡ到達可能性試験を起動する。

とはいえその前に図３Ａに示すように、例えば以上に記述したＮＦＤプロトコル（ ”W. Haddad, and M. Naslund, "On Secure Neighbor Discovery Proxying Using 'Symbiotic' Relationship", Internat Draft, draft-haddad-cgaext-symbiotic-sendproxy-00.txt, January 2008”も参照）におけるようにＡＲ２０との暗号または共生関係（ＳＲ）の確立に、ＭＮ１０を含む。

ＡＲ２０とのＳＲの確立が含むのはＭＮ１０であり、ＭＮ１０は特定パラメータを組み込み、ＭＮのＣＧＡアドレスの構成に使用する１２８ビットランダムパラメータＲＡＮＤ（１２８）を生成する。以上に記述した参照「「共生」関係を使用する安全な近隣探索代理化について」に記載のようにこれが意味するのは、ＭＮ１０の公開鍵および他パラメータと共に使用し、６４ビットインタフェース特定情報（ＩＩＤ）を生成するＲＡＮＤ（１２８）を次いでＡＲ２０の公開鍵および別のランダム１２８ビットパラメータＩＲＡＮＤ（１２８）から生成すべきことである；ＭＮ１０の生成部分ＡＰ１により、これを図３ＡのステップＰ１で行う。例えばＲＡＮＤ（１２８）＝Ｆｉｒｓｔ（１２８、Ｈａｓｈ（ＩＲＡＮＤ（１２８）｜ＡＲ＿Ｐｕｂｌｉｃ＿Ｋｅｙ）によりＩＲＡＮＤ（１２８）から生成するＲＡＮＤ（１２８）を持つ内部ＲＡＮＤ（１２８）であるとパラメータＩＲＡＮＤ（１２８）を考えることができる。

ステップＰ２で、ＭＮ１０の暗号化部ＡＰ２は次いでＡＲ２０の公開鍵によりＩＲＡＮＤ（１２８）を暗号化し、ステップＰ３で、ＭＮ１０の情報送信部ＡＰ３はＭＮ１０のＣＧＡの秘密鍵により署名するＮＤＰ（近隣探索プロトコル）メッセージでＡＲ２０に暗号化ＩＲＡＮＤ（１２８）を送信する。加えてＭＮ１０がまた含むのは、ＡＲ２０がまた必要とする送信ステップＰ３の２つの他のパラメータ；ＨＡ３０のＩＰｖ６アドレスおよびＨＡ３０の公開鍵である； この情報を送信することができるのは、ＮＤＰの交換中に使用するメッセージ、例えばルータ要請（ＲｔＳｏｌ）メッセージに含む新しいオプションにおいてである。ステップＰ４のＡＲ２０の情報受信部ＡＰ４における受信に続き、ＭＮ１０のＳＲ（基本的にＩＲＡＮＤ（１２８））およびＨＡ３０の公開鍵並びにＭＮ１０のＣｏＡと共に、これら２つのパラメータをステップＰ５でＡＲ２０により情報格納部ＡＰ５に格納する。ＩＲＡＮＤ（１２８）は本発明の実施形態において後に使用する認証トークンまたは共有機密であると考えることができる。

本発明の実施形態の目的の場合ＭＮ１０がＡＲ２０とそのような暗号関係ＳＲを確立するまで、以上に説明するＮＦＤプロトコルにおけるように、ＭＮ１０は在圏ネットワークにおいてアクセスを拒否される。この暗号関係はＭＮ１０にＨＡ３０への情報提供の権能を付与し、安全にＡＲ２０にコンタクトし、以下で説明するように要求するＣｏＡでＭＮ１０が到達可能であるかの判断の権能をＨＡ３０に付与する。

一度ＭＮ１０とＡＲ２０間で暗号関係が確立すると、図３ＢのステップＳ１でＢＵ送信部ＡＳ１を使用して、ＭＮ１０がＢｕメッセージＭ１をＨＡ３０に送信し、ＨＡ３０をＭＮ１０の新しいＣｏＡにより更新すると、安全なＣｏＡ到達可能性試験を起動する。

ＢｕメッセージＭ１でＭＮ１０がそのＨＡ３０に開示するのは、暗号関係に関する情報である。ＭＮ１０がＢｕメッセージＭ１に含むのは、ＡＲ２０のＩＰｖ６アドレス、ＡＲ２０の公開鍵およびＡＲ２０の証明書へのリンク、即ちＡＲ２０のリンクに所属する場合にＭＮ１０が取得したものと同じものである。加えて、ＭＮ１０が暗号化形式で含むのは、本明細書でＨＲＡＮＤ（１２８）と称するＩＲＡＮＤ（１２８）のハッシュから導出するパラメータである；これは６４ビットのパラメータであるか、または長さのより長い、例えば少なくとも９６ビットでありうる。

動作するＩＫＥｖ２（”C. Kaufman, "Internet Key Exchange (IKEv2) Protocol", IETF, RFC 4306, December 2005”を参照）から、即ち２つのノード間でＩＫＥＳＡを立ち上げる場合に、ＨＡ３０と共有する鍵により、暗号関係に関する情報（１２８ビットランダムパラメータ）をＢｕメッセージＭ１において暗号化する。２つのパラメータ、即ちＡＲのＩＰｖ６アドレスとＨＲＡＮＤ（１２８）をＢｕメッセージＭ１により含む２つの新しいオプションで送信する。

ＢｕメッセージＭ１はステップＳ２でＨＡ３０により受信する。これが開始するのは、ＨＡ３０とＭＮ１０のＡＲ２０間の新しい通知メッセージの交換であり、この交換を次により詳細に説明することにする。

新しいパラメータを含むＢｕメッセージＭ１の（ＨＡ３０のＢＵ受信部ＡＳ２による）ステップＳ２における受信に続き、ステップＳ３においてＢＵメッセージで送信するＩＰｖ６アドレスを使用して、ＨＡ３０のＢＣＲ送信部ＡＳ３は「バインディング完了要求（ＢＣＲ）」メッセージＭ２と呼ぶ新しいメッセージをＡＲ２０に送信する。このために、ＭＮ１０によりＢｕメッセージＭ１で送信するＨＲＡＮＤ（１２８）により、ＨＡ３０はＢＣＲメッセージＭ２を認証する。ＢＣＲメッセージＭ２はＢｕメッセージＭ１で送信する場合にＭＮ１０のＣｏＡを含み、ＢＣＲメッセージＭ２はＭＮ１０とＡＲ２０間で確立する暗号関係により認証する。ＢＣＲメッセージＭ２は後にＢＣ／ＢＲメッセージ（以下のステップＳ９を参照）で返送するナンスを含み、ＭＮ１０とそのＡＲ２０間で確立するＳＲについてＨＡが知るもの、即ちＨＲＡＮＤ（１２８）を開示する。加えて、ＨＡはＢＣＲメッセージＭ２に署名する。ナンスはＨＡ３０により（任意の手段により）生成する乱数であり、ナンスを次いでＢＣ／ＢＲメッセージで返送する（以下を参照）；ナンスが果たす役割は、インターネットの何処にもないノードによりメッセージが送信されたことをＨＡ３０に告げることであり、従ってナンスは攻撃の可能性をただＨＡ３０とＡＲ２０間の経路に所在するノードに狭める。

注記するのは、ＢＣＲメッセージＭ２は新しいオプションにＨＲＡＮＤ（１２８）を包含することを明確には必要としないことである。ＨＡ３０はＨＲＡＮＤ（１２８）によりＢＣＲメッセージＭ２を認証することができるが、ＨＲＡＮＤはメッセージ自体で送信する必要はない。実態のないナンスは、偽ＢＣメッセージによるＨＡ３０の氾濫を保護する方法であり、従ってＡＲ２０がナンスをコピーし、ナンスをＢＣメッセージに挿入する理由である（以下を参照）。ナンスはＨＲＡＮＤ（１２８）とは異なる。ナンスはＨＡ３０により生成する乱数であり、ＡＲ２０によりＢＣ／ＢＲメッセージで返送する。

ステップＳ４でＢＣＲメッセージＭ２を（ＡＲ２０のＢＣＲ受信部ＡＳ４で）受信すると、ＭＮ１０がなおそのリンクに所属するのをＡＲ２０が信じることの是非をＡＲ２０は判断する。

ステップＴ１における問い合わせのＣｏＡをＡＲ２０のキャッシュメモリに格納しているかのチェックにより、ＡＲ２０のＣｏＡチェック部ＡＴ１は始動することができる。次いでステップＴ２で、ＡＲ２０の取り出し部ＡＴ２はＭＮ１０の対応するＳＲ（即ちＩＲＡＮＤ（１２８））およびＨＡ３０の公開鍵を取り出す。ステップＴ３でＡＲ２０の確認およびチェック部ＡＴ３により、前者を使用してＨＡの知見を確認し、後者を使用してＢＣＲメッセージＭ２の署名をチェックする。ＨＡの知見の確認が意味するのは、ＨＡ３０が真にＨＲＡＮＤ（１２８）を受信したかをチェックすることである；ＢＣＲメッセージＭ２に含む認証のチェックにより確認を行う−鍵であるとしてＨＲＡＮＤ（１２８）により認証を行えば、その場合ＨＡは鍵を知っており、従って鍵は有効である。署名が有効であれば、その場合ＡＲ２０がそれ自体のＳＲ、ナンスを挿入し、その秘密鍵によりメッセージに署名する「バインディング確認（ＢＣ）」メッセージの送信により（以下のステップＳ９を参照）、ＡＲ２０は直ちに応答すべきである。留意されたいのは、ＡＲ２０はＨＡ３０の公開鍵によりＳＲを暗号化すべきことである。

ＡＲ２０は、例えば近隣探索（ＮＤ）メッセージ（”T. Narten, E. Nordmark, W. Simpson, H. Soliman, "Neighbor Discovery for IP version 6 (IPv6)", IETF, RFC 4861, September 2007”を参照）を使用してＭＮ１０の所属を再チェックする手順を実行することができる。

近隣探索手順を使用して、ステップＳ４でＢＣＲメッセージＭ２において受信するとＡＲ２０はＭＮ１０のＣｏＡに向けてＮＤメッセージＭ３をステップ５で送信する。ステップＳ６でＭＮ１０により（メッセージＭ３が実際にＭＮ１０に到着すると仮定して）、このメッセージＭ３を受信し、ステップＳ７でＮＤへの応答メッセージＭ４をＡＲ２０に返送し、ステップＳ８で受信する。

（メッセージＭ３およびＭ４を含む）この手順はオプションである。例えばＡＲのキャッシュメモリに格納するＭＮ１０ノードに関するＳＲがあることをＡＲが見つければ、ＭＮ１０のリンクにおける所在の有無のチェックをＡＲ２０が必要としない。事実、ＭＮ１０はある時間の間（例えば悪いサービス範囲により）到達できないことがありうるが、それが問題でないのは攻撃の場合、ＡＲ２０はＳＲのみを使用してＨＡ３０に警告することができるからである。

ＭＮ１０がなおそのリンクに所属することをＡＲ２０が信じる場合、ＡＲ２０のＢＣ／ＢＲ送信部ＡＳ９はステップ９で「バインディング完了（ＢＣ）」メッセージＭ５を送信し、メッセージＭ５を同じＲＡＮＤ（１２８）により認証する。

さもなければ、ＡＲ２０のＢＣ／ＢＲ送信部ＡＳ９は代わりにステップ９で認証する「バインディング拒否（ＢＲ）」メッセージＭ５をＨＡ３０に送信する。

ＢＣ／ＢＲメッセージＭ５はそれ故ＢＣＲメッセージＭ２に対する応答としてＡＲ２０によりＭＮ１０のＨＡ３０に送信する。ＢＣメッセージＭ５を暗号関係即ちＳＲ（本質的にＩＲＡＮＤ（））により認証し、ＡＲ２０の秘密鍵（即ち暗号関係の確立に使用したもの）により署名する。可能であれば何時でも（即ちＭＮ１０が暗号関係を確立し、その後ネットワークを去ったとしても）、ＢＲメッセージＭ５を認証する。さもなければ、ＡＲ２０は（ＢＣＲメッセージＭ２で送信するナンスを含む）ＢＲメッセージＭ５にＡＲ２０の秘密鍵により署名する（留意されたいのは、ＡＲ２０は公開鍵対で構成するＣＧＡアドレスを所有すべきであることである）。

ＢＣまたはＢＲメッセージＭ５をステップ１０でＨＡ３０のＢＣ／ＢＲ受信部ＡＳ１０により受信する。ＨＡ３０がＡＲ２０からＢＣメッセージを受信する場合、ＨＡ３０のナンスチェック部ＡＧ１はナンスのチェック（ステップＧ１）により始動し、次いでＨＡ３０のＳＲ暗号解除部ＡＧ２はＳＲを暗号解除し、ＳＲを確認する（ステップＧ２）。次いでＭＮ１０の対応する登録に既に格納するＡＲ２０の公開鍵を使用して、ＨＡ３０の署名検証部ＡＧ３は署名を検証する（ステップＧ３）。

ＡＲ２０の署名はＨＡ３０にＭＮ１０により提供する証明書の確認を許容する。署名が有効であれば、次いでステップＧ４でＭＮ１０が実際にＡＲ２０を訪れ、ＡＲ２０とＮＤＰメッセージを交換し、ＳＲが受け入れられたと、ＨＡ３０の決定実行部ＡＧ４は十分な自信を持って考えることができる。さらにＡＲ２０の署名はＨＡ３０にＭＮ１０により送信するＡＲ２０の証明書の確認を許容し、ＡＲ２０の証明書がＨＡ３０への指示として役立つのは、ＭＮ１０から発出しうる悪意のある行動、例えば後段における氾濫攻撃の発出を撃退する能力をＡＲ２０に次に与えることである。その結果、ＣｏＡ到達可能性試験は周期的に反復する必要がなくなる。

到達可能性試験の完了成功後、即ちホームネットワークにおけるＤＡＤ手順と並列に実行後、ＨＡ３０はＭＮ１０の新しいＣｏＡへのデータパケットのトンネル化を開始する。既述のように、ＭＮ１０とそのＡＲ２０間のＳＲの存在はＭＮ１０がある点で移動し去り、例えば別のインタフェースを使用して確認メッセージのＣＮへの送信を続けることにより、氾濫攻撃を発出することを防止することになろう。事実そのような攻撃を発出する場合、ＡＲ２０は素早くリンク上のＭＮ１０の不在を検出し、安全にＨＡ３０にＭＮ１０のＣｏＡへのデータパケットフローの停止を要求することになろう。留意されたいのはこのコンテキストで安全な要求をすることが意味するのは、ＡＲ２０は暗号化することなくＭＮ１０により確立するＳＲを再送しなければならず、その秘密鍵によりメッセージに署名しなければならないことである。

ステップＳ２で受信するＢＵメッセージに応答して、ステップＳ１１でＨＡ３０のＢＡ送信部ＡＳ１１によりＢＡメッセージＭ６をＭＮ１０に送信し、ＢＡメッセージＭ６をステップＳ１２でＭＮ１０のＢＡ受信部ＡＳ１２により受信する。ＢＵメッセージＭ１の直後またはＢＣＲメッセージＭ２の送信と並列に、このメッセージＭ６を送信することができる（またはメッセージＭ６をＢＣＲメッセージＭ２と共に送信することができよう）。ＢＡメッセージを認証する。

図４は図３Ａ乃至図３Ｃに示す方法でＭＮ１０、ＡＲ２０およびＨＡ３０間で交換する通知メッセージの概観を提供する。加えて図４はメッセージＭ１に先立って送信するＮＤメッセージＡ１およびＡ２を示す。ＭＮ１０によりＡＲ２０にメッセージＡ１を送信し、メッセージＡ１にＭＮ１０はＳＲおよびＨＡパラメータを含める。メッセージＡ２はＡＲ２０からＭＮ１０が得る応答である。これら２つのメッセージはＭＮ１０により送信するルータ要請およびＡＲ２０により送信するルータ公示でありうる。

ＭＮ１０がＡＲ２０との暗号関係の確立を必要とするのであれば、ＨＡ３０とＡＲ２０間の通知メッセージの交換が必要である理由が考えられ得る。事実暗号関係確立の保護の制限は氾濫攻撃の発出をより困難にするので、暗号関係確立の保護を制限するだけでもかなりの改善を事実もたらすが、これは氾濫攻撃の完全な除去に十分ではない。入力フィルタリング設備がないインタフェースを使用し、目的プレフィックスにより構成するＣｏＡによりＨＡ３０を更新するＭＮ１０の潜在能力から、この場合に残る脆弱性が生じる。そのようなシナリオでは、目的ネットワークに所在するＡＲ２０は攻撃を検出し、入接続パケットを廃棄することはできようが、ＡＲ２０は偽ＣｏＡについてＨＡ３０に警告する機構を持たないので、氾濫を止めることはできないであろう。

ＡＲにおいて構成しない別のＩＰｖ６アドレスのＢＵメッセージでの送信により、悪意ＭＮはＡＲの迂回を試行することができる。例えば更新を実行するのに複数のインタフェースを使用する場合、これが当てはまりうる。そのような場合、ＨＡが常に信じるであろうことは、ＢＵメッセージＭ１で送信されるＩＰｖ６アドレスへのＢＣＲメッセージの送信により、ＨＡがＭＮの到達可能性をチェックすることができることである。しかしながらＡＲがＢＣＲメッセージを受信する場合、ＩＰアドレスに関連するＭＡＣアドレスを知るにはＮＤを使用する必要がある。

本発明の実施形態では、ＭＡＣアドレスの探索に先立ちＡＲはそのキャッシュメモリにＩＰｖ６アドレスを格納しているかをまずチェックし、これがまた意味するのは、暗号関係を確立したかの是非のチェックである。確立していなければ、ＡＲは入接続ＢＣＲメッセージを廃棄すべきであり、これが悪意ＭＮの到達可能性試験の実行を防止する。このシナリオにおける唯一の結果は、ＨＡがバインディングを拒否し、目的ネットワークにデータパケットをトンネル化せず、従って攻撃をＨＡにより退けるであろうことである。

とはいえＢＣＲメッセージで送信されるＩＰｖ６宛先アドレスがＡＲと暗号関係を有する場合、その場合後者はＢＣＲメッセージをその宛先アドレスに転送するであろうし、ＨＡへの応答の是非はＭＮ次第である。直ちに生じる結果は、追加通知メッセージおよび全体手順の遅延以外にＨＡへの応答はＭＮに何ら利益をもたらさないであろうから、ＭＮ自体による到達可能性試験の交換実行にＭＮは関心を持たないことである。

本発明を実施する機構の実行はＩＰハンドオフ遅延を増加させるであろうと思われようが、ＣＮ４０の更新に先立つＨＡ３０の更新が必要であるので（ＲＯモードを使用する場合）、ＨＡ３０にけるＭＮ１０の経路へのデータパケットの交換と並列に（例えばＢＴモードが使用可能であれば）、またはＣＮ４０の更新と並列に（例えばＲＯモードを使用し、ＨＡ３０を介してデータパケットを送信しない場合）、本発明の実施形態によるＣｏＡ到達可能性試験を事実実行することができる。その上ＩＰの移動を使用する場合、容認可能な遅延を保証するために高速移動を扱う機構が不可避になる。そうでなければ周知であることは、ＭＩＰｖ６／ＥＭＩＰｖ６プロトコルにより誘導する遅延が主として時間に敏感なアプリケーションの提供に容認できずに残ることである。

ＭＮ１０が同じフォーリン・リンクに関する複数のＣｏＡを構成し、その全てを１つのＢＵメッセージでＨＡ３０に送信することが可能である。そのようなシナリオでは、ＭＮ１０はＣｏＡ当たりにＳＲを確立するであろうが、ＡＲ２０との１つの特定ＣｏＡのチェックを、ＨＡ３０はただ必要とするだけであろう；攻撃があれば、ＡＲ２０は特定ＣｏＡを使用してＨＡ３０に警告できるのは、ＭＮ１０が攻撃者であり、従って全てのＭＮ１０のＣｏＡを拒絶すべきであることである。

上記のように本発明の実施形態が目的とするのは、ＭＮにおける通知メッセージ負荷を増加させることなくＩＰｖ６の全般的安全性の改善である。このために、提案する機構における鍵の交換をＭＮのＨＡと新しいＡＲ間で実行する。留意すべきことは、ＭＮとＭＮのＣＮ（単数または複数）間で周期的に実行するものとして、即ち復路ルーティング可能性手順の一部として同じＣｏＡ到達可能性試験を反復することは、効率的であるために周期的に反復する必要があるので、ＭＮ側の通知メッセージ量のかなりの増加になろう。

提案する機構から得られる改善はまたＭＩＰｖ６の周りに考えられたその他のプロトコル、例えばネットワーク移動プロトコル（”V. Devarapalli, R. Wakikawa, A. Petrescu and P. Thubert, "Network Mobility (NEMO) Basic Support Protocol", RFC 3963, January 2005”に記載）を利する筈である。（以上に詳述した「モバイルＩＰｖ６の高度化ルート最適化」に記載の）高度化ルート最適化に対する（ＮＦＤにおけるような）ネットワーク氾濫防御機構において既に示唆したのと同じ方法におけるネットワーク保護手段の改善により、ＭＮのＨＡを介して発出するネットワーク氾濫攻撃を阻むネットワークの能力強化が、別の目的である。

セキュア近隣探索（ＳｅＮＤ）を配備することを提案する機構が仮定するように、ＳｅＮＤプロトコル（”J. Arkko, J. Kempf, B. Sommerfield, B. Zill, and P. Nikander, "Secure Neighbor Discovery (SeND)", RFC 3971, March 2005）を配備するさらに別の強い動機を提供することが、別の暗黙の目的である。これが意味するのは、ＭＮがＣＧＡを使用でき、リンクに関しＳｅＮＤにより提供する全ての保護的特徴を活用することができることである。

前記のように、示唆するＣｏＡ到達可能性試験の設計は遅延の増加を回避すべきである。このために推奨するのは、ＭＮのＩＰｖ６ホームアドレスに対するＤＡＤ手順発出直後に、即ち有効なＢＵメッセージの受信に続き、ＨＡがＣｏＡ到達可能性試験を起動することである。

認識されるであろうことは、１つまたは複数の上記構成要素の動作がデバイスまたは装置において動作するプログラムにより制御することができることである。そのような動作プログラムはコンピュータの読むことができる媒体に格納することができる、または例えばインターネットウェブサイトから提供するダウンロード可能なデータ信号のような信号で実施することができよう。添付する特許請求の範囲が包含すると解釈すべきであるのは、自体による、または担体の記録としての、若しくは信号としての、または任意の他の形式の動作プログラムである。

Claims (14)

1. モバイルＩＰネットワークで用いられる方法であって、
   在圏ネットワークの移動ノードと該在圏ネットワークのアクセスルータとの間で予め確立した暗号関係に関する情報を使用して、前記移動ノードが新規に要求する気付アドレスで該移動ノードに到達可能であるか否かを決定するステップを含むことを特徴とする方法。
2. 前記予め確立した暗号関係が存在するか否かを、前記移動ノードのホームネットワーク内にある該移動ノードのホームエージェントと前記アクセスルータとの間の通信によって判定するステップを含み、前記予め確立した暗号関係の存在は、前記要求する気付アドレスで前記移動ノードに到達可能であることを示していることを特徴とする請求項１に記載の方法。
3. 前記アクセスルータが前記移動ノードと予め確立した暗号関係を有するか否かの前記決定における前記アクセスルータによる使用のために、前記ホームエージェントから前記アクセスルータへのメッセージ内で前記気付アドレスを伝達するステップを含むことを特徴とする請求項２に記載の方法。
4. 前記予め確立した関係の結果として前記気付アドレスが前記アクセスルータに格納されているか否かを検査するステップを含むことを特徴とする請求項３に記載の方法。
5. 前記移動ノードから前記ホームエージェントへのバインディング更新メッセージ内で前記アクセスルータの証明書へのリンクを伝達するステップを含むことを特徴とする請求項２乃至４の何れか一項に記載の方法。
6. モバイルＩＰネットワークのノードとして又は該ノード内で用いられる装置であって、
   在圏ネットワークの移動ノードと該在圏ネットワークのアクセスルータとの間で予め確立した暗号関係に関する情報を使用して、前記移動ノードが新規に要求する気付アドレスで該移動ノードに到達可能であるか否かを決定する手段、又は、前記決定を可能にするための前記情報を提供するための手段、を含むことを特徴とする装置。
7. 前記予め確立した暗号関係が存在するか否かを、前記移動ノードのホームネットワーク内にある該移動ノードのホームエージェントと前記アクセスルータとの間の通信によって判定する手段を含み、前記予め確立した暗号関係の存在は、前記要求する気付アドレスで前記移動ノードに到達可能であることを示していることを特徴とする請求項６に記載の装置。
8. 前記アクセスルータからバインディング完了メッセージを受信する手段であって、該バインディング完了メッセージは前記予め確立した暗号関係に関する前記情報を含む、受信する手段と、
   前記アクセスルータが前記移動ノードと予め確立した暗号関係を有するか否かの前記決定の一部として、前記情報を検査する手段と、
   を含むことを特徴とする請求項６又は７に記載の装置。
9. 前記バインディング完了メッセージは前記アクセスルータによって署名されており、前記アクセスルータが前記移動ノードと予め確立した暗号関係を有するか否かの前記決定の一部として、前記バインディング完了メッセージの前記署名を検査する手段を含むことを特徴とする請求項８に記載の装置。
10. 前記ホームエージェントへバインディング完了メッセージを送信する手段を含み、該バインディング完了メッセージは前記予め確立した暗号関係に関する前記情報を含むことを特徴とする請求項６又は７に記載の装置。
11. 前記バインディング完了メッセージに署名する手段を含むことを特徴とする請求項１０に記載の装置。
12. 前記移動ノードから前記ホームエージェントへのバインディング更新メッセージ内で前記アクセスルータの証明書へのリンクを伝達する手段を含むことを特徴とする請求項６に記載の装置。
13. 請求項１乃至５の何れか一項に記載の方法を実行するように装置を制御するためのコンピュータプログラム。
14. 請求項１３に記載のコンピュータプログラムを格納した記憶媒体。

Images