WO2004086699A1 - 経路選択テーブルの自動設定方法 - Google Patents

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WO2004086699A1
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route selection
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Inventor
Hirohisa Mori
Original Assignee
Toudai Tlo, Ltd.
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    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks

Definitions

  • the present invention relates to a method for automatically setting a route selection table.
  • the inventor has already proposed an algorithm for automatically assigning a route selectable address across a plurality of physical networks (Japanese Patent Laid-Open No. 2001-53808). This algorithm is hereinafter referred to as ACRP. If address settings using multiple subnet addresses are actually implemented using ACRP, the phenomenon that the address is not actually determined may occur depending on the timing.
  • ACRP when a subnet address exists, one priority is given to one subnet itself formed by a group of nodes.
  • the highest priority among the priorities of the nodes belonging to the subnet is set as the subnet priority. If the strongest node leaves the subnet for any reason, the priority of the entire subnet will change. However, it takes time for the change to spread across the subnet. During that propagation time, there will be temporary subgroups of different priorities within one subnet.
  • one of the nodes recognizes that node A has disappeared by periodically collecting information from the surroundings. As a result, the priority of the subnet at Node C is corrected to the weaker one.
  • Node B also collects information from the surroundings, and the Node B subnet is modified to a lower priority. At this time, suppose that only node D remains at a high priority.
  • node C collects surrounding information again before node D information is updated. Then, your own subnet and the subnet of Node D have the same address and different priorities. Therefore, node C has to re-address according to the ACRP algorithm. The new address becomes the subnet address of node D based on information from the surroundings. Then, the priority of the subnet of Node C will be changed to the stronger one again.
  • node B Just as a weak priority propagates from node C to node B, it propagates from node B to node D, and depending on the timing, node B may have a higher priority. In this case, the priority will cycle through this loop, and the address will not be determined forever. Disclosure of the invention
  • a method for automatically setting a route selection table according to the present invention includes the following steps: (1) when there is a change in the route selection table of the node i, a step of verifying the consistency of the priority of each entry included in the table;
  • the automatic setting method may further include the following steps:
  • Step. This step is executed separately from the processing of the step (3).
  • the method for automatically setting the route selection table according to the present invention may be configured to include the following steps:
  • step (2) when it is determined that the variation of the address is biased, the step of invalidating the address already allocated in the node and re-allocating the address.
  • a computer program according to the present invention causes a computer to execute any one of the above setting methods.
  • FIG. 1 is an explanatory diagram illustrating a method for automatically setting a route selection template according to the first embodiment of the present invention, and is a diagram illustrating a configuration of a network.
  • FIG. 2 is a block diagram for explaining the configuration of a node.
  • FIG. 3 illustrates an automatic setting method of the route selection table according to the first embodiment of the present invention. This is a flowchart for explanation.
  • FIG. 4 is a diagram for explaining a method for automatically setting a route selection table according to the first embodiment of the present invention
  • FIGS. 4A to 4C are diagrams of entries.
  • FIG. 5 is a flowchart for explaining a method of automatically setting a route selection table in the second embodiment.
  • FIG. 6 is an explanatory diagram for explaining a method of automatically setting a route selection table in the second embodiment.
  • FIGS. 6A and 6B are diagrams of nodes.
  • FIG. 7 is an explanatory diagram for explaining a method of automatically setting a route selection template in the embodiment, and is a diagram of a node.
  • this node includes a transmission unit 1, a reception unit 2, a control unit 3, and a route selection table 4 as functional elements.
  • the transmitting unit 1 and the receiving unit 2 are connected to the network 1.
  • the control unit 3 transmits the route information to another node according to the information of the route selection table 4, and rewrites the route selection table 4 according to the information from the other nodes.
  • the route selection table 4 is a table for storing route selection information.
  • the configuration of the node is the same as a normal node. Also, the topology of the node in this embodiment is the same as in FIG.
  • FIG. 1 the initial state is assumed as follows. Assume that the table at node C is in the state shown in Fig. 4 (a) in the initial state.
  • the entry in the entry list 10 is 4, and the entries in the entry list 11 of the sub-net below it are 1, 2, 3, and 4. Therefore, the four addresses shown here are 4.1, 4.2, 4.3, and 4.4. These addresses are shown as 4.X.
  • the priority for entry 4 in list 10 is the highest priority of the nodes belonging to subnet 4.X below it. Priority "1". .
  • Step 3-1 if the priority of the entry corresponding to the address of this node of all levels matches the highest priority of the priority of the next lower subnet, consistency is achieved. If they do not match, it is defined as inconsistent. If the contents of the route selection table have been rewritten (that is, changed) for any reason, the node verifies the consistency using this verification method (Step 3-1).
  • Step 3— 2 determines “how much priority is given to the entry to maintain consistency” (Step 3— 2). If so, rewrite the priority of the entry immediately to maintain consistency. If the determination in step 3-2 is No, determine whether it is necessary to lower the priority to maintain consistency (step 3-4). If so, for each entry, do not immediately match and keep the old information (step 3-5). The length of the holding time is set to an appropriate value, for example, about 5 minutes. If the judgment in step 3-4 is No, there is no change in the priority, so there is no need to do anything (step 3-6). After a certain period of time after step 3-5, the priority of each entry is rewritten so that consistency can be maintained.
  • this route selection table is sent to the node that issued the reference request.
  • the priority of the subnet containing this node will be reduced.
  • the information in the routing table spreads throughout the subnet, and the priority of the problem remains high. There are no multiple pieces of information with different priorities inside the packet.
  • the retention time expires, and the routing table for each node is consistent.
  • the node in this embodiment confirms that the route selection table is not in a consistent state or an address is not allocated (step 5-1). Addresses are allocated, the consistency of the route selection table is maintained, and the state where a certain period of time has already passed is called the "node stable state". Once the node is in a stable state, add The variation of the address is determined (Step 5-2).
  • One hop that is, a node that is next to the node, has a different subnet address from the least significant digit of the node, and has very few nodes belonging to that subnet (for example, there is only one node).
  • the degree of “close to (M)” or “sufficiently larger than M (>>)” may be determined according to the performance of the system. For example, if A is 90% or more of M, it is determined that it is close to M. Also, for example, A + B is 150 of M
  • the node that satisfies the above conditions performs address reassignment as follows (step 5-3). This node will be called a node of interest.
  • attention node 0 This node will be called a node of interest.
  • node 1.0 corresponds to this.
  • An address having the same subnet address as the searched node is assigned to the target node.
  • the address of the node of interest can be set to 1.0. This state is shown in FIG.
  • each of the above-described embodiments may exist as functional components.
  • One functional element may be integrated with another element, or one element may be realized by multiple components / software.
  • a method of realizing the functional elements hardware or computer software may be used.
  • the connection form between the functional elements may be via a network. That is, a plurality of functional elements may exist at positions separated from each other.
  • the present invention it is possible to provide a method for controlling the priority of a route selection template. Further, according to the present invention, an increase in the number of address digits can be suppressed.

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)

Abstract

　　本発明は、ノードに格納された経路選択テーブルのプライオリティを制御する方法を提供するものである。　当該ノード内の経路選択テーブルに変化があった場合に、テーブルに含まれる各エントリのプライオリティの整合性を検証する。整合性を保つためにプライオリティが高くなるエントリについては、高いプライオリティに書き換える。整合性を保つためにプライオリティが低くなるエントリについては、古い情報のまま一定時間保持する。一定時間が経過した後、プライオリティの整合性を取る。　一定時間経過前に、他のノードから当該ノードの経路選択情報の参照があった場合には、プライオリティの整合性が取られた経路選択テーブルを他のノードへ送る。

Description

明 細
経路選択テーブルの自動設定方法
技術分野
本発明は、 経路選択テ一ブルの自動設定方法に関するものである。
背景技術
発明者は、 既に、 複数の物理ネットワークにまたがって、 経路選択可能ァド レスを自動的に割り当てるアルゴリズムを提案した (特開 2 0 0 1 - 5 3 8 0 6号公報）。 このアルゴリズムを以下 ACRPと称する。 ACRPを用いて、 多段 のサブネットアドレスを使ったァドレス設定を実際に実装した場合、 タイミン グによっては、 実際にァドレスが決まらない現象が発生する。
どのような時にァドレスが定まらなくなるかを以下に説明する。 ACRPでは 、 サブネットアドレスが存在するとき、 ノードが集まってできた一つのサブネ ット自体に一つのプライオリティを与える。 このプライオリティを与える方法 は、 ACRPでは、 サブネットに属しているノードのプライオリティのうち、 一 番強いものをサブネットのプライオリティとした。 何らかの理由により、 その サブネットから一番強いノードが抜けると、 サブネット全体のプライオリティ が変化することになる。 しかし、 その変化がサブネット全体に広がるには時間 がかかる。 その伝搬時間の間、 一時的に、 一つのサブネット中にプライオリ'テ ィの違う部分グループができることになる。
ACRPのルールでは、 同じアドレスであっても、 プライオリティが異なれば 、 違うサブネットであると認識することになつていた。 したがって、 同じアド レスで異なるサブネットが存在すれば、 プライオリティの比較により、 どちら かのサブネットは消滅する。 すなわち、 一時的にでも、 サブネット中に異なる プライオリティの部分ができるということは、 この二つの部分の境界線にある ノードは、 同じァドレスで、 しかも異なるサブネッ卜に接していると誤認識し 、 ァドレス重複を避けるため、 プライオリティの高い方のサブネットを消滅さ せる。 ここで、 図 1のよう-にネットワークの一部にループが存在していたとする。 ノード Aからノード Dまでの 4つが同じサブネットであったとする。 ノード A を一番プライオリティが最も高いノードとする。 こう仮定したときに、 ノード Aが何らかの理由によりネットワークから抜けたとする。
まず、 定期的な周囲からの情報収集により、 いずれかのノード (例えばノー ド C ) は、 ノード Aがなくなったことを認識する。 これにより、 ノード Cにお ける、 サブネットのプライオリティは弱い方へ修正される。 つぎに、 ノード B が、 同様に周囲から情報収集を行い、 ノード Bのサブネットが弱いプライオリ ティへ修正される。 このとき、 ノード Dだけが高いプライオリティのままで残 つていたとする。
もし、 ノード Dが有するプライオリティ情報も同様に更新されたとすると、 サブネットは全体的にプライオリティが変化するのみで、 安定する。 しかし、 タイミングによっては、 ノード Dの情報が更新される前に、 再びノード Cが周 囲の情報を収集する。 すると、 自分のサブネットと、 ノード Dのサブネットと が同一アドレスでかつ異なるプライオリティであることになる。 従って、 ノー ド Cは、 ACRPのアルゴリズムに従って、 もう一度アドレスをつけなおさなけ ればならない。 新しいアドレスは、 周囲からの情報により、 ノード Dのサブネ ットアドレスとなる。 すると、 ノード Cのサブネットのプライオリティが再び 強い方へ変化してしまうことになる。
弱いプライオリティがノード Cからノード Bへ伝搬したように、 ノード Bか らノード Dへ伝搬し、 タイミングによっては、 それを追う形で、 ノード Bが高 いプライオリティになることがある。 そうすると、 プライオリティは、 このル ープを循環することになり、 永遠にアドレスが定まらないことになる。 発明の開示
本発明は、 前記の事情に鑑みてなされたものである。 本発明の目的の一つは 、 経路選択テ一ブルのブラィオリティを制御する方法を提供することである。 本発明に係る経路選択テーブルの自動設定方法は、 以下のステップを備えて いる ： ( 1 ) 当該ノード iの経路選択テーブルに変化があった場合に、 前記テーブル に含まれる各ェントリのプライオリティの整合性を検証するステップ；
( 2 ) 前記整合性を保っためにプライオリティが高くなるェントリについては
、 前記高いプライオリティに書き換えるステップ；
( 3 ) 前記整合性を保っためにプライオリティが低くなるェントリについては 古い情報のまま一定時間保持するステップ；
( 4 ) 前記一定時間が経過した後、 前記プライオリティの整合性を取るステツ プ。
前記の自動設定方法は、 さらに以下のステップを備えることができる ：
( 5 ) 前記一定時間経過前に、 他のノードから当該ノードの経路選択情報の参 照があつた場合には、 前記プライオリティの整合性が取られた経路選択テープ ルを前記他のノードへ送るステップ。 このステップは、 前記ステップ （3 ) の 処理とは別に実行される。
本発明に係る経路選択テーブルの自動設定方法は、 以下のステップを備える 構成であっても良い：
( 1 ) ノードの安定を待つステップ；
( 2 ) 前記ノードが安定した後、 周囲のノードにおけるアドレスのばらつきの 偏りを判断するステップ；
( 3 ) 前記ステップ （2 ) において、 アドレスのばらつきが偏っていると判断 された場合には、 前記ノードにおいて既に割り振られているァドレスを無効と し、 再度アドレスを割り振るステップ。
本発明に係るコンピュータプログラムは、 前記のいずれかの設定方法をコン ピュータに実行させるものである。 図面の簡単な説明
図 1は、 本発明の第 1実施形態に係る経路選択テ一プルの自動設定方法を説 明するための説明図であって、 ネットワークの構成を説明する図である。 図 2は、 ノードの構成を説明するためのプロック図である。 ■ 図 3は、 本発明の第 1実施形態に係る経路選択テーブルの自動設定方法を説 明するためのフローチヤ一トである。
図 4は、 本発明の第 1実施形態における経路選択テーブルの自動設定方法を 説明するための図であって、 図 （a ) ~ ( c ) はエントリの図である。
図 5は、 第 2実施形態における経路選択テープルの自動設定方法を説明する ためのフローチヤ一トである。
図 6は、 第 2実施形態における経路選択テーブルの自動設定方法を説明する ための説明図であって、 図 （a ) および図 （b ) はノードの図である。
図 7は、 実施形態における経路選択テ一プルの自動設定方法を説明するため の説明図であって、 ノードの図である。 発明を実施するための最良の形態 .
(第 1実施形態…請求項 1に対応）
本発明の第 1実施形態に係る自動設定方法を以下に説明する。 まず、 この方 法に用いるノードの構成について説明する。 このノードは、 図 2に示されるよ うに、 送信部 1と受信部 2と制御部 3と経路選択テーブル 4とを機能要素とし て備えている。送信部 1および受信部 2は、ネットワーク 1に接続されている。 制御部 3は、 経路選択テーブル 4の情報に従って経路情報を他のノードに送信 したり、 他のノードからの情報に従って経路選択テーブル 4を書き換える。 詳 しい動作は後述する。 経路選択テーブル 4は、 経路選択情報を格納するテープ ルである。 ノードの構成は、 通常のノードと同様である。 また、 この実施形態 におけるノードのトポロジーは、 図 1と同様とする。
つぎに、 第 1実施形態における自動設定方法を、 図 1、 図 3および図 4を参 照して説明する。 まず、 初期状態を次のように仮定する。 ノード Cにおけるテ 一ブルが初期状態において図 4 ( a ) の状態であったとする。 この例では、 ェ ントリのリスト 1 0におけるェントリは 4、 その下位におけるサプネットのェ ントリ リス ト 1 1におけるエントリは 1， 2， 3， 4である。 したがって、 こ こに示されたアドレスは 4 . 1 , 4 . 2， 4 . 3 , 4 . 4の 4つである。 これ らのアドレスを 4 . Xのように示す。 リス ト 1 0のエントリ 4におけるプライ オリティは、 その下位におけるサブネット 4 . Xに属するノードの最高のプラ ィオリティ 「1」 となる。 .
上記プライオリティの考え方に基づき、 すべてのレべノレの、 当ノードのアド レスに該当するェントリのプライオリティが、 一つ下のサブネットのプライォ リティのうちもっとも高いプライオリティと一致した場合、 整合性がとれてい ると定義し、 また、 一致していない場合整合性がとれていないと定義する。 ノードは、 何らかの理由により、 経路選択テーブルの内容が書き変わった （ つまり変化があった) 場合、 この検証方法により、 整合性を検証する (ステツ プ 3— 1 )。
ついで、 ノードは、 自身の経路選択テ一ブルの整合性がとれていないことを 確認した場合、 「整合性を保っために、ェントリのプライオリティが高くなるか どう力」 を判断する （ステップ 3— 2 )。 そうであれば、 直ちにエントリのプラ ィオリティを書き換えて、 整合性を保つ。 ステップ 3— 2の判断が N oであれ ば、 整合性を保っためにプライオリティを低くする必要があるかどうかを判断 する （ステップ 3— 4 )。 そうであれば、 各エントリについて、 即座に整合性を 取らず、古い情報をそのまま保持する (ステップ 3— 5 )。保持する時間の長さ は、 例えば 5分程度というように、 適宜の数値に設定される。 ステップ 3— 4 の判断が N oであれば、 プライオリティに変更がないことになるので、 何もし なくて良い （ステップ 3— 6 )。 ステップ 3— 5の後、 一定時間が経過すると、 各エントリのプライオリティを、 整合性が保てるように書き換える。
プライオリティを保持している間に、 何らかの理由により、 他のノードから 当該ノードの経路選択テーブルの参照があった場合、 ノードは、 ー且経路選択 テーブルをコピーする。 ついで、 このコピーされた経路選択テープルについて は、 すべてのエントリの整合性を取る。 ついで、 この経路選択テーブルを、 参 照要求を出したノードへ送る。
通常の実施形態では、 サブネットの中の最高プライオリティを持ったノード が何らかの理由でネットワークから離脱した場合に、 このノードを含むサブネ ットのプライオリティが低下することになるが、 この実施形態では、 プライォ リティを古いまま保存する間、 経路選択テーブルの情報がサプネット全体に広 がり、 しかも、 問題のプライオリティは高いまま保たれたままなので、 サプネ ット内部に異なるプライオリティの情報が複数存在することもない。 経路選択 テーブルの情報がサブネット全体に広がったところで、 保持時間が切れ、 各ノ ードの経路選択テーブルは整合性が取られる。
参照される経路選択テ一ブルはコピーしたのち、 整合性を取って、 参照側に 渡されるので、 サブネットの外へは、 プライオリティの変化はただちに通知さ れることになり、 この実施形態においても、 サブネットの外側ではア ドレス割 り当ての時間的効率は保たれることになる。
(第 2実施形態…請求項 2に対応）
つぎに、 本発明の第 2実施形態に係る自動設定方法を説明する。 この方法に 用いるノードの構成は、 第 1実施形態と同様である。 また、 この実施形態は、 図 6 ( a ) に示されるように、 ノードがツリー構造に接続されている時に特に 有効に働く。 ノードを H， I， Jにグループ分けして説明する。
まず、 初期状態では、 アドレス 0 . 0の下に、 アドレス 0 . 1〜0 . 1 2 7 までのノードが存在すると仮定する。 ついで、 ノード 0 . 3の下に、 3つのノ ードができたとする。 これらの 3つのノードに対するアドレスは、 1 . 0 , 2 . 0， 3 . 0のようになる。 なお、 このように、 アドレスの最下位を揃えて上 位のアドレスを付加する方式を bignum整数のァドレス方式と称する。この方式 自体は周知である。 さらに、 ノ ド 2 . 0の下にノードが増えると、 それらの ノードに対しては、 1 . 0 . 0， 2 . 0 . 0 , 3 . 0 . 0のようにアドレスが 振られる。 これでは、 アドレスにおける下位の値が浪費されてしまい、 ァドレ スの桁数が増大してしまう。 このとき、 図 6 ( b ) のように、 下位アドレスを 変えながら追加ノードにァドレスを割り当てることも考えられるが、 bignum方 式の場合は、 アドレスは下位から詰まっていくので、 このような割り当ては困 難である。
そこで、 この実施形態におけるノードは、 経路選択テーブルの整合性がとれ ていない状態であったりァドレスが割り当てられていない状態でないことを確 認する (ステップ 5— 1 )。 ァドレスが割り当てられ、経路選択テーブルの整合 性が保たれてレ、て、すでにある一定の時間が経過している状態を、 「ノードが安 定した状態」 と呼ぶ。 ノードが安定状態になったら、 次の条件を用いて、 アド レスのばらつきを判定する （ステップ 5— 2 )。
(条件）
2ホップ以上離れており、 当該ノードとアドレス最下位から 2桁目のサブネ ッ トアドレスが同じノードの数： A個
1ホップ、 つまり隣にあり、 当該ノ一ドとァドレス最下位から 2桁目のサブ ネットァドレスが異なり、 しかも、 そのサブネットに属するノ一ドが非常に少 ない (たとえば 1個しかない) ノードの数： B個
ァドレス数： M ( I Pァドレスであれば、 M= 2 5 6となる）
このとき、
A Mかつ A + B > > M
を満たせば、 ァドレスのばらつきが偏っていると判定する。
前記条件において、 「Mに近い （ ）」、 「Mより十分大きい （> >)」 とはどの 程度かは、 システムの性能によって決めればよい。 例えば、 Aが Mの 9 0 %以 上であったばあい、 Mに近いと判断する。 また、 例えば、 A + Bが Mの 1 5 0
%であった場合、 Mより十分大きいと判断する。 実際にどの程度が良いかは、 システムのパランスに基づいて決定する。
前記条件を満たしたノードは、 アドレス再割り当てを次のように行う （ステ ップ 5— 3 )。 このノードを注目ノードと呼ぶことにする。 まず、 注目ノード 0
. 3の下位に位置するサブネット I中のノードにおいて、 さらに下位のサブネ ット Jにおけるノード数が最小のノードを検索する。 例えば、 図 6 ( a ) の例 では、 ノード 1 . 0がそれに該当する。 この検索されたノードと同じサブネッ トアドレスを持ったアドレスを注目ノードに割り当てる。 これにより、 注目ノ ードのアドレスを 1 . 0とすることができる。 この状態を図 7に示す。
このように注目ノードのァドレスが変わると、 その周辺のノードもァドレス を変えなければ、 これらノード間での経路選択は行えない。 従って、 ACRPが実 装されていれば、 自動的に周囲のノードもァドレスが再割り当てされることに なる。 このとき、 ACRPの原理として、 新しいァドレスをノードに割り当てよう とした場合、 できるだけ、 ノード数の少ないサブネットに属するようにァドレ スを割り振るため、 結局注目ノードと同じサプネットを持ったノードが増える ことになる。.つまり、 囪 7に示されるように、 その下位にあるノードに対して 、 1 . 1， 1 . 2， 1 . 3というアドレスを割り当てることができる。 これに よって、 下位アドレスの値の浪費を防ぐことができ、 アドレス桁数の増大を抑 えることができるという利点がある。
なお、 前記実施形態および実施例の記載は単なる一例に過ぎず、 本発明に必 須の構成を示したものではない。 各部の構成は、 本発明の趣旨を達成できるも のであれば、 上記に限らない。
また、 前記した各実施形態における構成要素は、 機能要素として存在してい ればよい。 —つの機能要素は、 他の要素と統合されていてもよく、 また、 複数 の部品ゃソフトによって一つの要素が実現されていてもよい。 さらに機能要素 の実現方法としては、 ハードウェアを用いても、 コンピュータソフトウェアを 用いてもよい。 さらに機能要素相互の接続形態は、 ネットワークを介したもの であってもよい。 つまり、 複数の機能要素が互いに離間した位置に存在してい ても良い。 産業上の利用の可能性
本発明によれば、 経路選択テ一プルのプライオリティを制御する方法を提供 することが可能となる。 また、 本発明によれば、 アドレス桁数の増大を抑える ことができる。

Claims

請 求 の 範 囲
1. 以下のステップを備える、 経路選択テーブルの自動設定方法：
(1) 当該ノード内の経路選択テーブルに変化があった場合に、 前記テーブル に含まれる各ェントリのプライオリティの整合性を検証するステップ：
(2) 前記整合性を保っためにプライオリティが高くなるェントリについては 、 前記高いプライオリティに書き換えるステップ；
(3) 前記整合性を保っためにプライオリティが低くなるェントリについては 古い情報のまま一定時間保持するステップ；
(4) 前記一定時間が経過した後、 前記プライオリティの整合性を取るステツ プ。
2. さらに以下のステップを備える、請求項 1記載の経路選択テーブルの自動 設定 法：
(5) 前記一定時間経過前に、 他のノードから当該ノードの経路選択情報の参 照があつた場合には、 プライオリティの整合性が取られた経路選択テ一プルを 前記他のノ一ドへ送るステップ。
3. 以下のステップを備える、 経路選択テーブルの自動設定方法：
(1) ノードの安定を待つステップ；
(2) 前記ノードが安定した後、 周囲のノードにおけるアドレスのばらつきの 偏りを判断するステップ；
(3) 前記ステップ （2) において、 アドレスのばらつきが偏っていると判断 された場合には、 前記ノードにおいて既に割り振られているアドレス-を無効と し、 再度アドレスを割り振るステップ。
4. 請求項 1〜3のいずれかの設定方法をコンピュータに実行させることを 特徴とするコンピュータプログラム。
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