JP2001024710A - 広域ネットワークにおける自動アドレス管理方法、ルータ、プログラム提供媒体、及び、プログラム伝送シグナル - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 階層化構造が形成された広域的ネットワーク
において、アドレスの割当を好適に管理する。 【解決手段】 広域的ネットワークは、接続関係が静的
な中核部分と、中核部分に対して動的に接続される末端
部分とで構成される。また、上位サーバが下位サーバに
アドレス・ブロックを割り当てるとともに、下位サーバ
が上位サーバにアドレス・ブロックを返却する。ネット
ワークの追加時におけるアドレス割当は、ネットワーク
の中枢部分におけるアドレス割当フェーズと、末端部分
におけるアドレス割当フェーズに分かれる。まず、代表
サーバは、広域的ネットワークへの対外リンクを果たす
ために、自らのＩＰアドレスを取得する。次いで、代表
サーバは、ネットワークの末端部分で使用するアドレス
・ブロックの割当を、直近の上位サーバに対して要求し
取得する。そして、末端部分内において、ＤＮＣＰなど
を用いてアドレスの自動割当処理を実行する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ネットワークに接
続された各ホストを識別するためのアドレスを自動的に
割り当てる自動アドレス管理技術に係り、特に、階層化
構造が形成され、上位サーバが下位サーバに対してアド
レスを割り当てるように構成されたネットワークにおい
て、アドレスの割当を管理するためのアドレスの自動割
当技術に関する。

【０００２】更に詳しくは、本発明は、階層化構造が形
成され、上位サーバが下位サーバにアドレスを割り当て
る広域的なネットワークにおいて、該ネットワークに対
する外部ネットワークの新規な接続（追加）、切断（削
除）、接続点の変更（移動）、使用アドレスの変更（付
け替え）などの事象に対してアドレス割当を好適に管理
するアドレスの自動割当・自動回収技術に関する。

【０００３】

【従来の技術】昨今、コンピュータ・システムどうしを
ネットワークによって相互接続する「ネットワーク・コ
ンピューティング」に関する技術開発が盛んに行なわれ
ている。コンピュータどうしをネットワーク接続する意
義は、互いのコンピュータ資源の共有、情報の流通・共
有などにある。

【０００４】コンピュータを相互接続する通信媒体とし
ては、企業や研究機関の構内など限定した空間内に敷設
されたＬＡＮ（Ｌｏｃａｌ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒ
ｋ）や、ＬＡＮどうしを専用線等で相互接続したＷＡＮ
（Ｗｉｄｅ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）など様々であ
る。最近では、全世界を網羅する巨大なネットワークで
ある「インターネット」の利用が盛んになってきてい
る。

【０００５】「インターネット」は、米国防総省が構築
したＡＲＰＡＮＥＴ（Ａｄｖａｎｃｅｄ Ｒｅｓｅａｒ
ｃｈ Ｐｒｏｊｅｃｔｓ Ａｇｅｎｃｙ Ｎｅｔｗｏｒ
ｋ）を原形としたネットワークであり、その後、全米科
学財団のＮＳＦＮＥＴ（Ｎａｔｉｏｎａｌ Ｓｃｉｅｎ
ｃｅ Ｆｏｕｎｄａｔｉｏｎ Ｎｅｔｗｏｒｋ）に包括
された。さらに、１９９５年にバックボーンが民間に移
管されることにより、現在における本格的な拡大がスタ
ートすることとなった。インターネットは、各大学や研
究機関等に設置されたサーバ（主にＵＮＩＸワークステ
ーション）が自主的に相互接続を繰り返した結果、その
字義通り、世界規模のネットワークへと成長を遂げた。
インターネット上のサーバどうしは、通常、ＴＣＰ／Ｉ
Ｐ（Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒ
ｏｔｏｃｏｌ／ＩｎｔｅｒｎｅｔＰｒｏｔｏｃｏｌ）接
続されている。現在、インターネット上には無数のサー
バが接続されており、各サーバは、各種の資源オブジェ
クトを無数のクライアントに公開している。

【０００６】ところで、世界中に分散されたネットワー
ク上の各ホストを一意に表すために、「ＩＰ（Ｉｎｔｅ
ｒｎｅｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）アドレス」と呼ばれるア
ドレスが導入されている。ＩＰアドレスは、ＯＳＩ（Ｏ
ｐｅｎ Ｓｙｓｔｅｍｓ Ｉｎｔｅｒｃｏｎｎｅｃｔｉ
ｏｎ）参照モデルで言う「ネットワーク層」で規定され
ている３２ビットすなわち４バイト長のアドレスであ
る。ＩＰアドレスには、世界規模のインターネット上で
一意に識別される「グローバル・アドレス」と、特定の
企業内などプライベートなネットワーク空間内でのみ通
用する「プライベート・アドレス」の２つに区分され
る。以下では、主として、グローバル・アドレスに関し
て議論する。

【０００７】世界規模のインターネットでは、ＩＡＮＡ
（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ Ａｓｓｉｇｎｅｄ Ｎｕｍｂｅｒ
ｓ Ａｕｔｈｏｒｉｔｙ）と呼ばれる世界的組織が、Ｉ
Ｐのグローバル・アドレスやドメイン名を管理してい
る。ＩＡＮＡは、米国のＩｎｔｅｒＮＩＣ（Ｎｅｔｗｏ
ｒｋ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｃｅｎｔｅｒ）やアジ
ア太平洋地域におけるＡＰＮＩＣ（Ａｓｉａ Ｐａｃｉ
ｆｉｃ ＮｅｔｗｏｒｋＩｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｃｅ
ｎｔｅｒ）、ヨーロッパ地域におけるＲＩＰＥ／ＮＣＣ
（Ｒｅｓｅａｕｘ ＩＰ Ｅｕｒｏｐｅａｎｓ Ｎｅｔ
ｗｏｒｋ Ｃｏｏｒｄｉｎａｔｉｏｎ Ｃｅｎｔｒｅ）
など、ＩＰアドレスやドメイン名を地域的に管理する下
位組織の各々に対して、アドレス・ブロックを割り当て
ている。これら地域ＮＩＣは、さらに、自己に割り当て
られたアドレス・ブロックを適当な大きさに分割して、
ＪＰＮＩＣなどの各国のＮＩＣに割り当てている。個々
のインターネット・サービス・プロバイダ（ＩＳＰ：Ｉ
ｎｔｅｒｎｅｔ Ｓｅｒｖｉｃｅ Ｐｒｏｖｉｄｅｒ）
（以下、単に「プロバイダ」とする）は、自己の直近上
位に相当する各国のＮＩＣからアドレス・ブロックを取
得する。また、各企業や大学などは、自己の直近上位に
位置付けられるプロバイダからアドレス・ブロックを取
得して、自己の下位に位置付けられる各事業所や各研究
室などに対してさらにアドレス・ブロックを分配する。

【０００８】図１２は、ＩＰアドレスの管理や割り当て
という観点から、インターネット上の各サーバ間の関係
を階層構造的に表現している。上述したように、上位サ
ーバは、自己が持つアドレス・ブロックを下位サーバに
割り当てる。アドレス・ブロックの割り当ては、通常、
下位サーバからの要求に応じて行われる。但し、図１２
に階層的に表現した上位及び下位サーバ間の関係は、必
ずしも物理的な接続関係を意味しない。言い換えれば、
図１２に示す階層構造は、アドレス・ブロックの割当と
いうネットワーク管理上の要請に従って形成された論理
的な関係を表記したものである。

【０００９】インターネット上でホストを一意に識別す
るＩＰアドレスは、外部ネットワークから特定のネット
ワーク（ＬＡＮ）を指定するためのネットワーク・アド
レスと、１つのネットワーク（ＬＡＮ）内に接続された
特定のコンピュータを指定するためのホスト・アドレス
とで構成される。ＩＰアドレスは、インターネット接続
には欠かせないが、３２ビットという固定長であり、そ
の数に限りがある。近年の接続サーバ数の爆発的な増大
に伴ない、ＩＰアドレスの枯渇が問題視されるようにな
ってきている。

【００１０】また、インターネットの物理構成は常に変
化している。すなわち、世界中の何処かでは、絶えずネ
ットワークの接続や切断が行われ、あるいは、物理リン
クやルータの故障などに伴なって同一地点間を結ぶ経路
は動的に変化している。これらの変化のうち、アドレス
管理に関係があるものは以下の４つに分類される（図１
３を参照のこと）。

【００１１】（１）ネットワークが新たに付け加わる
（追加）。 （２）ネットワークが取り除かれる（削除）。 （３）ネットワークが別の位置へ移動する（移動）。 （４）ネットワーク・アドレスを付け替える（付け替
え）。

【００１２】これらは全て、アドレスの「割当」と「返
却」という２通りの操作だけで処理することができる。
例えば、「ネットワークの追加」では、アドレス・ブロ
ックの必要量が見積もられ、割り当てられる。割り当て
る主体は、インターネット・サービス・プロバイダ（Ｉ
ＳＰ）や組織内の管理者など、追加されるネットワーク
の規模や性質に応じて定まる。

【００１３】また、「ネットワークの削除」では、使用
していたアドレスを返却する必要がある。「ネットワー
クの移動」は、例えばプロバイダの変更（あるいは同一
プロバイダ内の別のセグメントへの接続）などに相当す
る。現在のインターネットでは、経路情報を徒に増やさ
ないために、プロバイダを変更した場合は新しいアドレ
ス・ブロックを要求するとともに、古いアドレス・ブロ
ックを返却する必要がある。

【００１４】「付け替え」では、古いアドレス・ブロッ
クを回収して、その代わりに新しいアドレス・ブロック
を割り当てる。「付け替え」だけは、必ずしもネットワ
ーク構成の変化を伴なわない。例えば、ネットワーク内
のホスト数が増えたためにアドレス・ブロックが新たに
必要となった場合、経路情報が増えないように隣接する
アドレス・ブロックを割り当てるようにする。もしこれ
が可能でないなら、アドレスの付け替えを行う。また、
アドレスの割当と返却を繰り返すうちに細分化されたア
ドレス空間を整理する場合にも、付け替えを行う必要が
ある。

【００１５】上述したように、インターネットは世界規
模に展開した巨大ネットワークであり、ネットワークの
構成や規模、接続コンピュータ数などは激しく変化して
いる。それにも拘らず、アドレスの割当に関する上記の
各作業は、未だ人間が手作業で行っているのが実情であ
る。このため、世界の各地で発生している動的な変化に
対応できないばかりでなく、有限なアドレス利用の無駄
が生じている。すなわち、運用効率がよくない。

【００１６】近年になって、”Ｄｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓ
ｔ ＣｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎＰｒｏｔｏｃｏｌ”
（ＤＨＣＰ）^/*/やＩＰｖ６ Ａｕｔｏ Ｃｏｎｆｉｇ
ｕｒａｔｉｏｎ^/**/のようなＩＰアドレス自動割当機構
が開発されてきた。

【００１７】このうち、ＤＨＣＰは、ネットワーク構築
に必要な手作業の自動化を目的とするものであり、ネッ
トワーク上に少なくとも１台のＤＨＣＰサーバを設置す
ることで実現される。

【００１８】ＤＨＣＰサーバには、最初にネットワーク
のＩＰアドレス範囲やサブネットマスクなどの必要な情
報を入力しておく。ＩＰアドレスを取得する必要のある
クライアントは、まずＤＨＣＰサーバがネットワーク上
に存在するか否かを確認するためのパケット（ＤＨＣＰ
ＤＩＳＣＯＶＥＲ）をブロードキャストする。ＤＨＣＰ
サーバは、このＤＨＣＰＤＩＳＣＯＶＥＲパケットを検
出すると、これに応答するパケット（ＤＨＣＰＯＦＦＥ
Ｒ）をブロードキャストする。

【００１９】次いで、クライアントは、ＤＨＣＰＯＦＦ
ＥＲに応答して、ＩＰアドレスの要求パケット（ＤＨＣ
ＰＲＥＱＵＥＳＴ）をブロードキャストし、これに対し
てＤＨＣＰサーバはＩＰアドレスの決定を行った後に、
ＩＰアドレスとサブネットマスク（ＤＨＣＰＡＣＫ）を
ブロードキャストする。クライアントは、ＤＨＣＰＡＣ
Ｋパケットを受け取って自己のＩＰアドレスの取得を完
了する。

【００２０】ＤＨＣＰサーバはＩＰアドレスのリース期
間の制約を付けるとともに、クライアントに再度ＩＰア
ドレスの取得を許容することで、ＩＰアドレスの再利用
を円滑化することができる。

【００２１】また、ＩＰｖ６は、アドレス空間の拡張と
ルーティングの負荷の低減を主な目標として、ＩＥＴＦ
（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ Ｅｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ ＴＡＳ
ＫＦｏｒｃｅ）等で協議され標準化されたプロトコルで
ある。

【００２２】ＩＰｖ６では、ＩＰのネットワーク・アド
レスに相当するＰｒｅｆｉｘと、各ホストが固有に持つ
ＭＡＣ（Ｍｅｄｉａ Ａｃｃｅｓｓ Ｃｏｎｔｒｏｌ）
アドレスに相当するＥＵＩとを組み合わせてＩＰｖ６ア
ドレスを生成することで、世界中で一意なアドレスの自
動生成機能を実現している。この機能によって、ネット
ワークのユーザは、繁雑なアドレス設定からか解放され
る。しかしながら、このアドレス自動設定は、単一のセ
グメント（すなわち、ネットワークの単位。例えば同軸
ケーブルでＬＡＮを構築した場合はその終端から終端ま
で）内でしか利用することができない。

【００２３】また、これら上述した２つのアドレス自動
割当機構はいずれも、単体のホストを対象としたもので
あり、ネットワーク単位での自動アドレス割当に適用す
ることはできない。すなわち、スケーラビラティに欠け
る。

【００２４】また、本発明者等は、ネットワーク単位で
のアドレス自動管理機構を実現した”Ｄｙｎａｍｉｃ
Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ Ｐｒｏ
ｔｏｃｏｌ（ＤＮＣＰ）”^/***/なる手法を既に提案し
ている。

【００２５】ＤＮＣＰは、まず、各ホスト間の物理的な
接続関係が形成されたネットワーク・トポロジ（図１４
（ａ）を参照のこと）に基づいて階層的な木構造（Ｓｐ
ａｎｎｉｎｇ Ｔｒｅｅ：図１４（ｂ）を参照のこと）
を構築して、次いで、この木構造に従ってアドレスの割
当を行うものである。ネットワークを階層モデルとして
扱うことにより、スケーラビリティを比較的高く保つこ
とができる。

【００２６】図１５には、ＤＮＣＰによるアドレス割当
方式を模式的に図解している。まず、ネットワーク・ト
ポロジに従って、各サーバ間の木構造が形成される。図
１５（ａ）に示す例では、ルート・サーバＲＳの直近下
位には、２つのサーバＳ１及びＳ２が存在し、さらに、
サーバＳ１の下位として２つのサーバＳ３及びＳ４が位
置付けられている。図１５（ｂ）に示すように、ルート
・サーバＲＳに原初的に割り当てられたアドレス・ブロ
ックは適当に分割されて、ルート・サーバＲＳ自身（同
図中の斜線部分）と、その下位サーバＳ１及びＳ２の各
々（同図中のドット部分）に割り当てられる。ルート・
サーバＲＳは、自身に残したアドレス・ブロックをプー
ルしておく。また、サーバＳ２の下位に位置付けられた
（すなわち、さらにアドレスを割り当てるべき）サーバ
が存在しないので、サーバＳ２も割り当てられたアドレ
ス・ブロックをプールしておく（同図中の斜線部分）。
これに対し、サーバＳ１の下位にはサーバＳ３とＳ４が
存在するので、さらに再帰的にアドレス・ブロックの割
り当てを行わなければならない。すなわち、サーバＳ１
に割り当てられたアドレス・ブロックは適当に分割され
て、サーバＳ１自身（同図中の斜線部分）と、その下位
サーバＳ３及びＳ４の各々（同図中のドット部分）に割
り当てられる。サーバＳ１は、自身に残したアドレス・
ブロックをプールしておく。同様に、サーバＳ３及びＳ
４も、自己に割り当てられたアドレス・ブロックをプー
ルしておく（同図中の斜線部分）。

【００２７】すなわち、ＤＮＣＰによれば、上位のサー
バがアドレス・ブロックを逐次分割して下位のサーバに
割り当てることによって、効率的な自動アドレス割当を
実現することができる。

【００２８】比較的小規模なネットワーク内であれば、
ネットワークの物理的構成は静的なものとして捉えるこ
とができる（あるいは動的であっても全ての変化を掌握
し得る）ので、ＤＮＣＰを適用することができる。これ
に対し、インターネットのような広域的なネットワーク
では、世界中の何処かで絶えずネットワークの接続や切
断が行われ、ネットワークの物理的構成は常に変化して
いる。このように物理的構成が動的に変動することは、
アドレス割当のための木構造も変動することを意味し、
ゆえにＤＮＣＰをそのまま世界規模のネットワーク管理
に適用することはできない。すなわち、スケーラビリテ
ィに欠ける。

【００２９】《注釈》 ＊：ＤＨＣＰについては、Ｒ．Ｄｒｏｍｓ著の”Ｄｙｎ
ａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ Ｐ
ｒｏｔｏｃｏｌ”（ＲＦＣ ２１３１， Ｍａｒｃｈ
１９９７）や、冨永、寺岡、村井共著の”Ｐｒｏｂｌｅ
ｍｓ ａｎｄ Ｓｏｌｕｔｉｏｎｓ ｏｆ ＤＨＣＰ”
（Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ＩＮＥＴ’９５，
Ｖｏｌ．１， ｐｐ．４８１−４９０， Ｊｕｎｅ １
９９５）に記載されている。ＤＨＣＰは、ＲＦＣ（Ｒｅ
ｑｕｅｓｔ ｆｏｒ Ｃｏｍｍｅｎｔｓ）１５３３，１
５３４，１５４１，１５４２で定義されているととも
に、このプロトコル自体はＯＳＩ（Ｏｐｅｎ Ｓｙｓｔ
ｅｍｓ Ｉｎｔｅｒｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ）のアプリケ
ーション層とプレゼンテーション層をカバーしている。

【００３０】＊＊：ＩＰｖ６ Ａｕｔｏ Ｃｏｎｆｉｇ
ｕｒａｔｉｏｎについては、例えば、Ａ．Ｔｈｏｍｓｏ
ｎ及びＴ．Ｎａｒｔｅｎ共著の”ＩＰｖ６ Ｓｔａｔｅ
ｌｅｓｓ Ａｄｄｒｅｓｓ Ａｕｔｏ−ｃｏｎｆｉｇｕ
ｒａｔｉｏｎ”（ＲＦＣ １９７１， Ａｕｇ． １９
９６）に記載されている。

【００３１】＊＊＊：ＤＮＣＰについては、冨永、寺
岡、村井共著の論文「階層的手法を用いた動的ネットワ
ーク設定機構」（日本ソフトウェア科学会学会誌「コン
ピュータソフトウェア」１９９９年１月号）に記載され
ている。

【００３２】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、ネッ
トワークに接続された各ホストを識別するためのアドレ
スを自動的に割り当てることができる、優れたアドレス
自動割当・管理技術を提供することにある。

【００３３】本発明の更なる目的は、階層化構造が形成
され、上位サーバが下位サーバにアドレスを割り当てる
ネットワークにおいて、アドレスの割当を好適に管理す
ることができる、優れたアドレスの自動割当・管理技術
を提供することにある。

【００３４】本発明の更なる目的は、階層化構造が形成
され、上位サーバが下位サーバにアドレスを割り当てる
広域的なネットワークにおいて、該ネットワークに対す
る外部ネットワークの新規な接続（追加）、切断（削
除）、接続点の変更（移動）、使用アドレスの変更（付
け替え）などの事象に対してアドレス割当を好適に管理
することができる、優れたアドレスの自動割当・自動回
収技術を提供することにある。

【００３５】

【課題を解決するための手段】本発明は、上記課題を参
酌してなされたものであり、その第１の側面は、接続関
係が静的で既に割り当てられたアドレスが固定的な中核
部分と、中核部分に対して動的に接続されるアドレスが
不定の末端部分とからなり、上位サーバが下位サーバに
アドレス・ブロックを割り当てるとともに下位サーバが
上位サーバにアドレス・ブロックを返却するという上下
関係が形成された広域ネットワークにおける自動アドレ
ス管理方法であって、末端部分が中核部分に対して接続
される際に、（ａ）末端部分に含まれる対外リンクを持
つ代表サーバが、中核部分に含まれるあるセグメントに
対して接続を試みるステップと、（ｂ）前記代表サーバ
が、前記セグメントを管理する上位サーバに対してアド
レス・ブロックの割当を要求するステップと、（ｃ）前
記代表サーバが前記末端部分内でアドレス・ブロックを
分配するステップと、を具備することを特徴とする自動
アドレス管理方法である。

【００３６】本発明の第１の側面に係る自動アドレス管
理方法において、前記ステップ（ａ）では、前記代表サ
ーバは、前記セグメント上の上位サーバが持つ既知のア
ドレスを用いた接続の要求を行うようにしてもよい。

【００３７】また、前記ステップ（ａ）では、前記代表
サーバは自身のＩＰアドレスの取得を要求するようにし
てもよい。

【００３８】また、前記ステップ（ａ）では、ＤＨＣＰ
（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉ
ｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）又はＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎ
ｅｔＰｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃ
ｏｌ）に従って前記代表サーバにアドレスを自動的に割
り当てるようにしてもよい。

【００３９】また、前記ステップ（ｂ）では、アドレス
・ブロックの割当要求を受信した上位サーバが充分なア
ドレス・プールを保有していない場合には、さらに上位
のサーバに対してアドレス・ブロックの割当要求を再帰
的に行うようにしてもよい。

【００４０】また、前記ステップ（ｃ）では、ＤＮＣＰ
（Ｄｙｎａｍｉｃ ＮｅｔｗｏｒｋＣｏｎｆｉｇｕｒａ
ｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従って末端部分内の各
サーバに対してアドレス・ブロックを分配するようにし
てもよい。

【００４１】また、本発明の第２の側面は、接続関係が
静的で既に割り当てられたアドレスが固定的な中核部分
と、中核部分に対して動的に接続されるアドレスが不定
の末端部分とからなり、上位サーバが下位サーバにアド
レス・ブロックを割り当てるとともに下位サーバが上位
サーバにアドレス・ブロックを返却するという上下関係
が形成された広域ネットワーク上で、末端部分のための
対外リンクを持つ代表サーバとして機能するルータであ
って、（ａ）末端部分に含まれる対外リンクを持つ代表
サーバが、中核部分に含まれるあるセグメントに対して
接続を試みる接続手段と、（ｂ）前記代表サーバが、前
記セグメントを管理する上位サーバに対してアドレス・
ブロックの割当を要求するアドレス取得手段と、（ｃ）
前記代表サーバが前記末端部分内でアドレス・ブロック
を分配するアドレス分配手段と、を具備することを特徴
とするルータである。

【００４２】本発明の第２の側面に係るルータにおい
て、前記接続手段（ａ）は、前記セグメント上の上位サ
ーバが持つ既知のアドレスを用いた接続の要求を行うよ
うにしてもよい。

【００４３】また、前記接続手段（ａ）は、前記代表サ
ーバ自身のＩＰアドレスの取得を要求するようにしても
よい。

【００４４】また、前記接続手段（ａ）は、ＤＨＣＰ
（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉ
ｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）又はＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎ
ｅｔＰｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃ
ｏｌ）に従って前記代表サーバのアドレスの自動割当を
受けてもよい。

【００４５】また、前記アドレス取得手段（ｂ）からの
アドレス・ブロックの割当要求を受信した上位サーバ
は、充分なアドレス・プールを保有していない場合に
は、さらに上位のサーバに対してアドレス・ブロックの
割当要求を再帰的に行うようにしてもよい。

【００４６】また、前記アドレス分配手段（ｃ）は、Ｄ
ＮＣＰ（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｃｏｎｆｉ
ｇｕｒａｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従って末端部
分内の各サーバに対してアドレス・ブロックを分配する
ようにしてもよい。

【００４７】また、本発明の第３の側面は、接続関係が
静的で既に割り当てられたアドレスが固定的な中核部分
と、中核部分に対して動的に接続されるアドレスが不定
の末端部分とからなり、上位サーバが下位サーバにアド
レス・ブロックを割り当てるとともに下位サーバが上位
サーバにアドレス・ブロックを返却するという上下関係
が形成された広域ネットワークに接続されたコンピュー
タ・システムをルータとして機能させるためのコンピュ
ータ・プログラムを有形的且つコンピュータ可読な形式
で提供するプログラム提供媒体であって、前記コンピュ
ータ・プログラムは、末端部分が中核部分に対して接続
される際に自動アドレス管理を行うための、（ａ）末端
部分に含まれる対外リンクを持つ代表サーバが、中核部
分に含まれるあるセグメントに対して接続を試みるステ
ップと、（ｂ）前記代表サーバが、前記セグメントを管
理する上位サーバに対してアドレス・ブロックの割当を
要求するステップと、（ｃ）前記代表サーバが前記末端
部分内でアドレス・ブロックを分配するステップと、を
具備することを特徴とするプログラム提供媒体である。

【００４８】本発明の第３の側面に係るプログラム提供
媒体において、前記ステップ（ａ）では、前記代表サー
バは、前記セグメント上の上位サーバが持つ既知のアド
レスを用いた接続の要求を行うようにしてもよい。

【００４９】また、前記ステップ（ａ）では、前記代表
サーバは自身のＩＰアドレスの取得を要求するようにし
てもよい。

【００５０】また、前記ステップ（ａ）では、ＤＨＣＰ
（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉ
ｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）又はＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎ
ｅｔＰｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃ
ｏｌ）に従って前記代表サーバにアドレスが自動的に割
り当てられてもよい。

【００５１】また、前記ステップ（ｂ）では、アドレス
・ブロックの割当要求を受信した上位サーバが充分なア
ドレス・プールを保有していない場合には、さらに上位
のサーバに対してアドレス・ブロックの割当要求を再帰
的に行うようにしてもよい。

【００５２】また、前記ステップ（ｃ）では、ＤＮＣＰ
（Ｄｙｎａｍｉｃ ＮｅｔｗｏｒｋＣｏｎｆｉｇｕｒａ
ｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従って末端部分内の各
サーバに対してアドレス・ブロックを分配するようにし
てもよい。

【００５３】また、本発明の第４の側面は、接続関係が
静的で既に割り当てられたアドレスが固定的な中核部分
と、中核部分に対して動的に接続されるアドレスが不定
の末端部分とからなり、上位サーバが下位サーバにアド
レス・ブロックを割り当てるとともに下位サーバが上位
サーバにアドレス・ブロックを返却するという上下関係
が形成された広域ネットワークに接続されたコンピュー
タ・システムをルータとして機能させるためのコンピュ
ータ・プログラムを有線又は無線を介して伝送するプロ
グラム伝送シグナルであって、前記コンピュータ・プロ
グラムは、末端部分が中核部分に対して接続される際に
自動アドレス管理を行うための、（ａ）末端部分に含ま
れる対外リンクを持つ代表サーバが、中核部分に含まれ
るあるセグメントに対して接続を試みるステップと、
（ｂ）前記代表サーバが、前記セグメントを管理する上
位サーバに対してアドレス・ブロックの割当を要求する
ステップと、（ｃ）前記代表サーバが前記末端部分内で
アドレス・ブロックを分配するステップと、を具備する
ことを特徴とするプログラム伝送シグナルである。

【００５４】本発明の第４の側面に係るプログラム伝送
シグナルにおいて、前記ステップ（ａ）では、前記代表
サーバは、前記セグメント上の上位サーバが持つ既知の
アドレスを用いた接続の要求を行うようにしてもよい。

【００５５】また、前記ステップ（ａ）では、前記代表
サーバは自身のＩＰアドレスの取得を要求するようにし
てもよい。

【００５６】また、前記ステップ（ａ）では、ＤＨＣＰ
（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉ
ｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）又はＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎ
ｅｔＰｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃ
ｏｌ）に従って前記代表サーバにアドレスが自動的に割
り当てられてもよい。

【００５７】また、前記ステップ（ｂ）では、アドレス
・ブロックの割当要求を受信した上位サーバが充分なア
ドレス・プールを保有していない場合には、さらに上位
のサーバに対してアドレス・ブロックの割当要求を再帰
的に行うようにしてもよい。

【００５８】また、前記ステップ（ｃ）では、ＤＮＣＰ
（Ｄｙｎａｍｉｃ ＮｅｔｗｏｒｋＣｏｎｆｉｇｕｒａ
ｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従って末端部分内の各
サーバに対してアドレス・ブロックを分配するようにし
てもよい。

【００５９】

【作用】本発明の実施に供される広域的ネットワーク
は、接続関係が静的で既に割り当てられたアドレスが固
定的な中核部分と、中核部分に対して動的に接続される
アドレスが不定の末端部分とで構成される。また、広域
的ネットワーク上では、アドレスの割当という観点か
ら、各サーバ間では上位サーバと下位サーバという関係
が成立している。すなわち、上位サーバが下位サーバに
アドレス・ブロックを割り当てるとともに下位サーバが
上位サーバにアドレス・ブロックを返却するようなメカ
ニズムになっている。

【００６０】ネットワークの追加時におけるアドレス割
当は、ネットワークの中枢部分におけるアドレス割当フ
ェーズと、末端部分におけるアドレス割当フェーズに分
かれる。中枢部分におけるアドレス割当フェーズが開始
する前提として、代表サーバには、接続先となるセグメ
ント上の上位サーバのアドレスすなわちＩＰアドレスが
通知されているものとする。あるいは、接続先が、上位
サーバの下位サーバとして位置付けられている１以上の
ルータによって相互接続されたセグメントである場合に
は、このセグメント上のルータのＩＰアドレスが代表サ
ーバに通知されているものとする。

【００６１】まず、代表サーバは、広域的ネットワーク
への対外リンクを果たすために、自らのＩＰアドレスを
取得する。そして、代表サーバは、直近の上位サーバ、
すなわち接続したセグメント上の上位サーバに対して、
自らのＩＰアドレスを識別子として登録する。あるい
は、接続先が、上位サーバの下位サーバとして位置付け
られている１以上のルータによって相互接続されたセグ
メントである場合には、このセグメント上のルータに対
して、代表サーバは自己のＩＰアドレスの登録作業を行
う。

【００６２】代表サーバに割り当てられるＩＰアドレス
は、広域ネットワークの中枢部分において手動又は自動
のいずれによって設定されてもよい。自動でＩＰアドレ
スを設定する１つの例はＤＨＣＰ（前述）である。ま
た、自動設定の他の例は、ＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ
Ｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏ
ｌ）である。

【００６３】次いで、代表サーバは、ネットワークの末
端、すなわち代表サーバ自らが管理するネットワーク管
理ユニット内で使用するアドレス・ブロックの割当を、
直近の上位サーバに対して要求する。

【００６４】割当要求メッセージを受信した上位サーバ
が、充分なアドレス・プールを保有していれば、代表サ
ーバに対してアドレス・ブロックの割当を行うことで、
広域的ネットワークの中枢部分におけるアドレス・ブロ
ックの割当処理は終了する。上位サーバが充分なアドレ
ス・プールを持たない場合には、さらに上位のサーバに
対して再帰的にアドレス・ブロックの割当要求を行えば
よい。

【００６５】代表サーバが対外リンクを介してアドレス
・ブロックを取得すると、次いで、末端部分におけるア
ドレス割当、すなわちネットワーク管理ユニット内にお
けるアドレス割当を行う。

【００６６】小規模なネットワーク管理ユニット内で
は、例えば、ＤＮＣＰ（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｎｅｔｗｏｒ
ｋ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）
を適用して、ユニット内の各ホストに対してアドレスを
自動的に割り当てることができる。すなわち、上位のサ
ーバがアドレス・ブロックを逐次分割して下位のサーバ
に割り当てることによって、効率的な自動アドレス割当
を行うことができる。

【００６７】本発明の第３の側面に係るプログラム提供
媒体は、例えば、様々なプログラム・コードを実行可能
な汎用コンピュータ・システムに対して、コンピュータ
・プログラムを有形的且つコンピュータ可読な形式で提
供する媒体である。媒体は、ＣＤ（Ｃｏｍｐａｃｔ Ｄ
ｉｓｃ）やＦＤ（Ｆｌｏｐｐｙ Ｄｉｓｃ）、ＭＯ（Ｍ
ａｇｎｅｔｏ−Ｏｐｔｉｃａｌ ｄｉｓｃ）などの着脱
自在で可搬性の記憶媒体、あるいは、ネットワーク（ネ
ットワークは無線、有線の区別を問わない）などの伝送
媒体など、その形態は特に限定されない。また、本発明
の第４の側面に係るプログラム伝送シグナルは、汎用コ
ンピュータ・システム上で実行可能なプログラム・コー
ドを、有線又は無線を介して伝送可能な形態に変換され
たシグナルである。

【００６８】このようなプログラム提供媒体又は伝送シ
グナルは、コンピュータ・システム上で所定のコンピュ
ータ・プログラムの機能を実現するための、コンピュー
タ・プログラムと提供媒体又は伝送シグナルとの構造上
又は機能上の協働的関係を定義したものである。換言す
れば、本発明の第３又は第４の各側面に係るプログラム
提供媒体又はプログラム伝送シグナルを介して所定のコ
ンピュータ・プログラムをコンピュータ・システムにイ
ンストールすることによって、コンピュータ・システム
上では協働的作用が発揮され、本発明の第１の側面と同
様の作用効果を得ることができる。

【００６９】本発明のさらに他の目的、特徴や利点は、
後述する本発明の実施例や添付する図面に基づくより詳
細な説明によって明らかになるであろう。

【００７０】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照しながら本発明
の実施例を詳解する。

【００７１】本実施例で扱うネットワークはいわゆる
「クライアント−サーバ」型モデルであるとする。ネッ
トワークを構成する各セグメント（すなわち、ネットワ
ークの単位。例えば同軸ケーブルでＬＡＮを構築した場
合はその終端から終端まで）はルータによって相互接続
されている。本実施例では、ネットワーク上の全てのル
ータはサーバとして動作するものとする。また、クライ
アントは、ネットワーク上のルータ以外のコンピュータ
（ホスト）において動作するものとする。また、サーバ
間では、アドレスの割当という観点から上位／下位の関
係が形成されている。

【００７２】また、本実施例では、インターネットのよ
うな広域的なネットワークがある既存の状態ｋから状態
ｋ＋１へと変化した場合において、この変化に対応した
アドレス管理を世界規模で自動的に行うことを想定す
る。ある既存の状態ｋとは、ＩＡＮＡ、各地域ＮＩＣ、
各国ＮＩＣや、これらの下位に位置付けられた多数のプ
ロバイダが既にインターネット上に存在し、且つ、イン
ターネット上に既に存在する各サーバにはＩＰアドレス
やアドレス・ブロックが分配されている状態を意味す
る。また、インターネット上における「変化」は、ネッ
トワークの追加、削除、移動、アドレスの付け替えなど
を指す（上述及び図１３を参照のこと）。

【００７３】インターネットが状態ゼロ、すなわち全く
の初期状態からブートし直さなければならない事態は、
将来にわたって発生し得ないと予想されるので、上記の
前提は妥当なものと解する。

【００７４】また、インターネットのような広域的なネ
ットワークでは、物理的及び／又は論理的な接続関係が
固定的でほとんど変化しない静的な部分と、接続や切断
などの事象が頻繁に発生して物理的及び／又は論理的な
接続関係が動的に変化する部分とに大別される。

【００７５】前者の静的なネットワーク部分は、各国Ｎ
ＩＣ（Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｃｅ
ｎｔｅｒ）やその上位の地域ＮＩＣ、ＩＡＮＡ（Ｉｎｔ
ｅｒｎｅｔ Ａｓｓｉｇｎｅｄ Ｎｕｍｂｅｒｓ Ａｕ
ｔｈｏｒｉｔｙ）などに相当し、本明細書ではネットワ
ークの「中枢」と呼ぶことにする。中枢部分では、イン
ターネットへの接続状態が固定的・不変的で、既に割り
当てられているＩＰアドレスによって互いのホストを識
別して通信し合うことができる。

【００７６】他方、後者の動的なネットワーク部分は、
ＮＩＣにＩＰアドレス・ブロックの割当を受けるプロバ
イダ（ＩＳＰ）や、さらにその下位に位置付けられる大
学や会社などの組織に相当し、本明細書ではネットワー
クの「末端」と呼ぶことにする。末端部分は、原初的に
は自身のＩＰアドレスを持たず、したがって、新規にイ
ンターネット接続を試みるときにはＩＰアドレスによる
通信が不能である。

【００７７】既に［従来の技術］の欄でも述べたよう
に、ＩＰアドレスの割当は、基本的に、上位サーバが下
位サーバにアドレス・ブロックを割り当てるという形式
で行われる。また、下位サーバは、上位サーバに対しア
ドレス管理を委譲することができる。

【００７８】次に、本発明におけるアドレス・ブロック
の自動管理について説明する。図１には、本発明に従っ
たアドレス・ブロックの状態遷移を図解している。同図
に示すように、アドレス・ブロックは、”Ｎｕｌ
ｌ”，”Ｆｒｅｅ”，Ａｌｌｏｃａｔｅｄ”，”Ｒｅｑ
ｕｅｓｔｉｎｇ”，”Ｒｅｑｕｅｓｔ Ｆａｉｌｕｒ
ｅ”，”Ｒｅｔｒｉｅｖｉｎｇ”，”Ｒｅｔｒｉｅｖａ
ｌ Ｆａｉｌｕｒｅ”，”Ｒｅｓｅｒｖｉｎｇ”，及
び”Ｄｅｐｒｅｃａｔｉｎｇ”という９個の状態をとる
ことができる。また、本実施例では、アドレス・ブロッ
クの自動管理のために以下の表に示すようなメッセージ
が定義されている。

【００７９】

【表１】

【００８０】本実施例に係る自動アドレス管理方式で
は、上位サーバから下位サーバへのアドレス・ブロック
の割当と、下位サーバから上位サーバへのアドレス・ブ
ロックの返却という２つの操作を基本として動作する。
また、［表１］に示すメッセージを用いたアドレスの割
当・返却トランザクションにおいて、割当や返却を要求
する要求元ホストがメッセージの再送に対する責任を負
うものとする。以下、図１を参照しながら説明する。

【００８１】１．Ｎｕｌｌ状態 ”Ｎｕｌｌ”は、アドレス・ブロックの初期状態であ
り、その管理権限は他のサーバにある。

【００８２】このＮｕｌｌ状態で、上位サーバからＲｅ
ｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを受信すると、上位サーバに
対してＲｅｌｅａｓｅを送信してアドレス・ブロックを
返却する。この結果、アドレス・ブロックはＮｕｌｌ状
態を維持する（Ｔｒ１）。また、自サーバ内でアドレス
が不足すると、ＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔを上位サーバ
に送信してアドレス・ブロックの割当を要求する。この
結果、アドレス・ブロックはＲｅｑｕｅｓｔｉｎｇ状態
（後述）に遷移する（Ｔｒ２）。これに対して、上位サ
ーバからＡｌｌｏｃを受信してアドレス・ブロックの割
当を受けると、このアドレス・ブロックはＦｒｅｅ状態
に遷移する（Ｔｒ３）。また、下位サーバからＡｌｌｏ
ｃＲｅｑｕｅｓｔを受信すると、下位サーバにＡｌｌｏ
ｃＲｅｑＡｃｋを送信して確認応答する。自サーバ内の
アドレス・プールが不足している場合には、さらに上位
サーバに対してＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔを発行してア
ドレス・ブロックの割当を要求する。この場合、アドレ
ス・ブロックはＲｅｓｅｒｖｉｎｇ（後述）状態に遷移
する（Ｔｒ４）。

【００８３】

【表２】

【００８４】２．Ｆｒｅｅ状態 ”Ｆｒｅｅ”とは、下位サーバやクライアントに割り当
てられていないアドレス・ブロックの状態である。すな
わち、Ｆｒｅｅ状態のアドレス・ブロックは自サーバに
おいてプールされている。

【００８５】このＦｒｅｅ状態で、上位サーバからＲｅ
ｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを受信すると、上位サーバへ
Ｒｅｌｅａｓｅを送信してアドレス・ブロックを返却す
る。この結果アドレス・ブロックはＮｕｌｌ状態に遷移
する（Ｔｒ５）。また、下位サーバからＡｌｌｏｃＲｅ
ｑｕｅｓｔを受信すると、下位サーバに対してＡｌｌｏ
ｃを送信してアドレス・ブロックを割り当てる。この結
果、アドレス・ブロックはＡｌｌｏｃａｔｅｄ状態（後
述）に遷移する（Ｔｒ６）。また、管理しているサブネ
ットにおいてＩＰアドレスが不足すると、クライアント
群に対するＩＰアドレスの割当を開始して、アドレス・
ブロックはＡｌｌｏｃａｔｅｄ状態（後述）に遷移する
（Ｔｒ７）。

【００８６】

【表３】

【００８７】３．Ａｌｌｏｃａｔｅｄ状態 ”Ａｌｌｏｃａｔｅｄ”は、下位サーバに管理権限を委
譲したアドレス・ブロック、あるいは個々のクライアン
トへのＩＰアドレス割当に用いられているアドレス・ブ
ロックの状態である。

【００８８】このＡｌｌｏｃａｔｅｄ状態で、管理を委
譲した下位サーバからＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔを受信
すると、下位サーバにＡｌｌｏｃを送信してアドレス・
ブロックを割り当てる。この結果、アドレス・ブロック
は、Ａｌｌｏｃａｔｅｄ状態を維持する（Ｔｒ８）。ま
た、管理を委譲した下位サーバ以外からＡｌｌｏｃＲｅ
ｑｕｅｓｔを受信すると、その要求元サーバに対してＡ
ｌｌｏｃＲｅｑＮａｃｋを送信して、アドレス・ブロッ
クの割当を拒否する。この場合、アドレス・ブロックは
Ａｌｌｏｃａｔｅｄ状態を維持する（Ｔｒ９）。また、
下位サーバにおいてアドレスが余剰状態となると、Ｒｅ
ｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを下位サーバに送信して、ア
ドレス・ブロックの返却を要求る。この結果、アドレス
・ブロックはＲｅｔｒｉｅｖｉｎｇ状態（後述）に遷移
する（Ｔｒ１０）。また、下位サーバからＲｅｌｅａｓ
ｅを受信してアドレス・ブロックが返却されると、この
アドレス・ブロックはＦｒｅｅ状態に遷移する（Ｔｒ１
１）。また、上位サーバからＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅ
ｓｔを受信すると、要求元の上位サーバに対してＲｅｌ
ｅａｓｅＲｅｑＡｃｋを送信して確認応答する。そし
て、もし返却要求されたアドレス・ブロックが既に下位
サーバに委譲したアドレス・ブロックならば、下位サー
バに対してＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを送信する。
また、返却要求されたアドレス・ブロックがクライアン
トに割り当てたアドレス・ブロックであれば、ＩＰアド
レスの回収を開始する。これらの場合はいずれも、アド
レス・ブロックはＤｅｐｒｅｃａｔｉｎｇ状態（後述）
に遷移する（Ｔｒ１２）。

【００８９】

【表４】

【００９０】４．Ｒｅｑｕｅｓｔｉｎｇ状態 上位サーバに割当を要求中のアドレス・ブロックはＲｅ
ｑｕｅｓｔｉｎｇ状態にある。

【００９１】このＲｅｑｕｅｓｔｉｎｇ状態で、上位サ
ーバからＡｌｌｏｃを受信すると、このサーバにアドレ
ス・ブロックの管理権限が渡される。この結果、アドレ
ス・ブロックはＦｒｅｅ状態に遷移する（Ｔｒ１３）。
また、上位サーバからＡｌｌｏｃＲｅｑＡｃｋを受信す
ると、一定時間経過後に上位サーバにＡｌｌｏｃＲｅｑ
ｕｅｓｔを再送信し、アドレス・ブロックはＲｅｑｕｅ
ｓｔｉｎｇ状態を維持する（Ｔｒ１４）。さらに一定時
間が経過すると、上位サーバにＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓ
ｔを再送信し、アドレス・ブロックはＲｅｑｕｅｓｔｉ
ｎｇ状態を維持する（Ｔｒ１５）。また、ＡｌｌｏｃＲ
ｅｑｕｅｓｔのＮ回再送信してから一定時間経過した
後、あるいは、上位サーバからＡｌｌｏｃＲｅｑＮａｃ
ｋを受信してアドレス・ブロックの割当要求に失敗した
ときには、アドレス・ブロックはＲｅｑｕｅｓｔ Ｆａ
ｉｌｕｒｅ状態（後述）に遷移する（Ｔｒ１６，Ｔｒ１
７）。但し、再送回数Ｎは設定変更可能である。

【００９２】

【表５】

【００９３】５．Ｒｅｑｕｅｓｔ Ｆａｉｌｕｒｅ状態 ”Ｒｅｑｕｅｓｔ Ｆａｉｌｕｒｅ”とは、Ａｌｌｏｃ
ＲｅｑＮａｃｋにより割当が拒否され、割当要求の再送
信が一定時間禁止されているアドレス・ブロックの状態
に相当する。

【００９４】このＲｅｑｕｅｓｔ Ｆａｉｌｕｒｅ状態
で、下位サーバからＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔを受信す
ると、この下位サーバに対してＡｌｌｏｃＲｅｑＮａｃ
ｋを送信する。この結果、アドレス・ブロックはＲｅｑ
ｕｅｓｔ Ｆａｉｌｕｒｅ状態を維持する（Ｔｒ１
８）。また、この状態で一定時間が経過すると、アドレ
ス・ブロックはＮｕｌｌ状態に遷移する（Ｔｒ１９）。
また、上位サーバからＡｌｌｏｃを受信してアドレス・
ブロックが割り当てられると、アドレス・ブロックはＦ
ｒｅｅ状態に遷移する（Ｔｒ２０）。

【００９５】

【表６】

【００９６】６．Ｒｅｔｒｉｅｖｉｎｇ状態 下位サーバに対してＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを送
信して返却要求中のアドレス・ブロックは、Ｒｅｔｒｉ
ｅｖｉｎｇ状態にある。

【００９７】このＲｅｔｒｉｅｖｉｎｇ状態で、下位サ
ーバからＲｅｌｅａｓｅを受信してアドレス・ブロック
が返却されると、アドレス・ブロックはＦｒｅｅ状態に
遷移する（Ｔｒ２１）。また、下位サーバからＲｅｌｅ
ａｓｅＲｅｑＡｃｋを受信すると、一定時間経過後に下
位サーバにＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを再送信し、
アドレス・ブロックはＲｅｔｒｉｅｖｉｎｇ状態を維持
する（Ｔｒ２２）。また、Ｒｅｔｒｉｅｖｉｎｇ状態が
一定時間以上継続すると、アドレス・ブロックの返却に
失敗したとみなされ、アドレス・ブロックはＲｅｔｒｉ
ｅｖａｌＦａｉｌｕｒｅ状態（後述）に遷移する（Ｔｒ
２３）。また、下位サーバからＲｅｌｅａｓｅＲｅｑＮ
ａｃｋを受信してアドレス・ブロックの返却が拒否され
た場合も、アドレス・ブロックの返却に失敗したとみな
され、アドレス・ブロックはＲｅｔｒｉｅｖａｌ Ｆａ
ｉｌｕｒｅ状態（後述）に遷移する（Ｔｒ２４）。

【００９８】

【表７】

【００９９】７．Ｒｅｔｒｉｅｖａｌ Ｆａｉｌｕｒｅ
状態 アドレスの返却要求に対して下位サーバからＲｅｌｅａ
ｓｅＲｅｑＮａｃｋで返却が拒否されたアドレス・ブロ
ックはＲｅｔｒｉｅｖａｌ Ｆａｉｌｕｒｅ状態とな
る。この状態に遷移すると、一定時間が経過するまで
は、返却要求メッセージＲｅｌｅａｓｅの再送信が禁止
される。

【０１００】このＲｅｔｒｉｅｖａｌ Ｆａｉｌｕｒｅ
状態で、上位サーバからＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ
を受信すると、上位サーバに対してＲｅｌｅａｓｅＲｅ
ｑＮａｃｋを送信してアドレス・ブロックの返却を拒否
し、アドレス・ブロックはＲｅｔｒｉｅｖａｌ Ｆａｉ
ｌｕｒｅ状態を維持する（Ｔｒ２５）。また、この状態
で一定時間が経過すると、アドレス・ブロックはＡｌｌ
ｏｃａｔｅｄ状態に遷移して、アドレス・ブロックの管
理権限が下位サーバに委譲される（Ｔｒ２６）。また、
下位サーバからＲｅｌｅａｓｅを受信してアドレス・ブ
ロックが返却される。この結果、アドレス・ブロックは
Ｆｒｅｅ状態に遷移する（Ｔｒ２７）。

【０１０１】

【表８】

【０１０２】８．Ｒｅｓｅｒｖｉｎｇ状態 Ｒｅｓｅｒｖｉｎｇは、下位サーバからのアドレス割当
要求ＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔを受信して、さらに上位
サーバに割当要求中のアドレス・ブロックの状態であ
る。上位サーバからアドレス・ブロックの割当を受ける
と、直ちに下位サーバに対する割当処理が行われるよう
になっている。

【０１０３】Ｒｅｓｅｒｖｉｎｇ状態で、上位サーバか
らＡｌｌｏｃを受信してアドレス・ブロックの割当を受
けると、下位サーバにＡｌｌｏｃを送信してアドレス・
ブロックを割り当てる。この結果、アドレス・ブロック
はＡｌｌｏｃａｔｅｄ状態に遷移する（Ｔｒ２８）。他
方、上位サーバからＡｌｌｏｃＲｅｑＮａｃｋを受信し
てアドレス・ブロックの割当が拒否されると、下位サー
バに対してＡｌｌｏｃＲｅｑＮａｃｋを送信して割当を
拒否する。この結果、アドレス・ブロックはＲｅｑｕｅ
ｓｔ Ｆａｉｌｕｒｅ状態に遷移する（Ｔｒ２９）。ま
た、Ｒｅｓｅｒｖｉｎｇ状態が一定時間以上継続した場
合も、下位サーバに対してＡｌｌｏｃＲｅｑＮａｃｋを
送信して割当を拒否して、アドレス・ブロックはＲｅｑ
ｕｅｓｔ Ｆａｉｌｕｒｅ状態に遷移する（Ｔｒ３
０）。以前と同一の下位サーバからＡｌｌｏｃＲｅｑｕ
ｅｓｔを受信した場合は、この下位サーバにＡｌｌｏｃ
ＲｅｑＡｃｋを返して確認応答するとともに、上位サー
バに対してＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔを送信してアドレ
ス・ブロックの割当を要求し、アドレス・ブロックはＲ
ｅｓｅｒｖｉｎｇ状態を維持する（Ｔｒ３１）。また、
以前とは異なる下位サーバからＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓ
ｔを受信した場合は、この下位サーバにＡｌｌｏｃＲｅ
ｑＮａｃｋを返して、アドレス・ブロックの割当を拒否
して、アドレス・ブロックはＲｅｓｅｒｖｉｎｇ状態を
維持する（Ｔｒ３２）。また、上位サーバからＡｌｌｏ
ｃＲｅｑＮａｃｋを受信してアドレス・ブロックの割当
が拒否されると、タイマを延長して、アドレス・ブロッ
クはＲｅｓｅｒｖｉｎｇ状態を維持する（Ｔｒ３３）。

【０１０４】

【表９】

【０１０５】９．Ｄｅｐｒｅｃａｔｉｎｇ状態 ”Ｄｅｐｒｅｃａｔｉｎｇ”は、上位サーバからアドレ
ス返却要求を受信し、さらに下位サーバに対してアドレ
ス返却要求を送信したアドレス・ブロックの状態であ
る。下位サーバからアドレス・ブロックが返却される
と、直ちに上位サーバに対する返却処理が行われる。

【０１０６】このＤｅｐｒｅｃａｔｉｎｇ状態で、下位
サーバからＲｅｌｅａｓｅを受信してアドレス・ブロッ
クの返却を受けると、直ちに上位サーバにＲｅｌｅａｓ
ｅを送信してアドレス・ブロックを返却する。この結
果、アドレス・ブロックはＮｕｌｌ状態に遷移する（Ｔ
ｒ３４）。同様に、クライアント群からのＩＰアドレス
の回収が完了すると、直ちに上位サーバにＲｅｌｅａｓ
ｅを送信してアドレス・ブロックを返却し、アドレス・
ブロックはＮｕｌｌ状態に遷移する（Ｔｒ３５）。ま
た、この状態で、下位サーバからＲｅｌｅａｓｅＲｅｑ
Ｎａｃｋを受信してアドレス・ブロックの返却が拒否さ
れた場合、上位サーバに対してＲｅｌｅａｓｅＲｅｑＮ
ａｃｋを送信してアドレス・ブロックの返却を拒否す
る。この結果、アドレス・ブロックはＲｅｔｒｉｅｖａ
ｌ Ｆａｉｌｕｒｅ状態に遷移する（Ｔｒ３６）。同様
に、Ｄｅｐｒｅｃａｔｉｎｇ状態が一定時間継続した場
合も、上位サーバに対してＲｅｌｅａｓｅＲｅｑＮａｃ
ｋを送信してアドレス・ブロックの返却を拒否し、アド
レス・ブロックはＲｅｔｒｉｅｖａｌ Ｆａｉｌｕｒｅ
状態に遷移する（Ｔｒ３７）。上位サーバからＲｅｌｅ
ａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを受信してアドレス・ブロックの
返却が要求されると、その上位サーバに対してＲｅｌｅ
ａｓｅＲｅｑＡｃｋを返して確認応答するととにも、下
位サーバに対してＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを送信
してアドレス・ブロックの返却を要求し、アドレス・ブ
ロックはＤｅｐｒｅｃａｔｉｎｇ状態を維持する（Ｔｒ
３８）。他方、上位サーバ以外からＲｅｌｅａｓｅＲｅ
ｑｕｅｓｔを受信した場合には、そのサーバに対してＲ
ｅｌｅａｓｅＲｅｑＮａｃｋを返してアドレス・ブロッ
クの返却を拒否し、アドレス・ブロックはＤｅｐｒｅｃ
ａｔｉｎｇ状態を維持する（Ｔｒ３９）。また、下位サ
ーバからＲｅｌｅａｓｅＲｅｑＡｃｋを受信した場合に
はタイマを延長して、アドレス・ブロックはＤｅｐｒｅ
ｃａｔｉｎｇ状態を維持する（Ｔｒ４０）。

【０１０７】

【表１０】

【０１０８】次いで、ネットワークの追加、削除、移
動、付け替えの各々の事象がインターネット上で発生し
た場合における、本発明に従った自動アドレス管理の処
理手順について説明する。

【０１０９】１．ネットワークの追加 ここでは、インターネットのような広域的なネットワー
クの中枢部分に対して、ネットワーク管理の最小単位が
新規に接続される場合について説明する。但し、ここで
言うネットワーク管理の最小単位のことを、以下では
「管理ユニット」とも言う。

【０１１０】図２には、広域的ネットワークに対して、
あるネットワーク管理ユニットが新規に接続される（す
なわち追加される）様子を模式的に示している。

【０１１１】このネットワーク管理ユニットは広域的ネ
ットワークの末端部分である。図示の通り、ネットワー
ク管理ユニットは、対外リンクを持った１つのルータ
（以下、「代表サーバ」とも呼ぶ）と、このルータに接
続された物理セグメントで構成される。あるいは、ネッ
トワーク管理ユニットは、対外リンクを持つ代表サーバ
としてのルータと、その他の１以上のルータと、各ルー
タによって相互接続された複数の物理セグメントで構成
される。また、広域ネットワークは、無数の物理セグメ
ントがルータによる相互接続を繰り返すことで、世界規
模に成長したネットワークすなわちインターネットであ
る。

【０１１２】広域的ネットワークを構成する各セグメン
ト上には、図示しない複数のホストが接続されている。
ルータはいわゆる「サーバ」としても動作する。広域ネ
ットワーク上では、各サーバ間では、アドレス割当とい
う観点から、上位／下位の関係が形成されている（前
述）。また、ルータ以外のホストはクライアントとして
動作する。図２では、セグメントはイーサネット（登録
商標）（Ｅｔｈｅｒｎｅｔ（登録商標））を模した絵柄
であるが、必ずしもこれに限定されない。

【０１１３】図２に示す例では、広域的ネットワーク上
に常設されたプロバイダが管理するセグメントＳＡに、
ネットワーク管理ユニットの代表サーバＢが接続される
ことで、ネットワークの追加が行われる。プロバイダの
セグメントＳＡはサーバＡによって管理されている。ま
た、サーバＡは、広域的ネットワークの中枢部分に属す
るので、既にＩＰアドレス”ＩＰ−Ａ”が割り当てられ
ている。（但し、代表サーバＢの接続先は、サーバＡに
接続されたセグメントＳＡに限定されない。例えば、セ
グメントＳＡに対してサーバＡ’（ルータ）経由で接続
された別のセグメントＳＡ’であってもよい。この場
合、サーバＡ’はサーバＡに対する下位のサーバ、すな
わち上位サーバＡからアドレス・ブロックの割り当てを
受ける下位サーバである。サーバＡ’は自己のＩＰアド
レス”ＩＰ−ＡＡ”を所有するものとし、以下の説明で
はＩＰ−ＡをＩＰ−ＡＡと読み替えることができる。当
然、セグメントＳＡ’に対しさらに別のルータ経由で接
続されたセグメント（図示しない）が代表サーバＢの接
続先であってもよい。）

【０１１４】本実施例では、ネットワークの追加時にお
けるアドレス割当は、ネットワークの中枢部分における
アドレス割当フェーズと、末端部分におけるアドレス割
当フェーズに分かれる。中枢部分におけるアドレス割当
フェーズが開始する前提として、代表サーバＢには、サ
ーバＡのＩＰアドレス（ＩＰ−Ａ）が通知されているも
のとする。

【０１１５】まず、代表サーバＢは、広域的ネットワー
クへの対外リンクを果たすために、自らのＩＰアドレス
を取得する。これを仮に”ＩＰ−Ｂ”とする。そして、
代表サーバＢは、接続した物理セグメントＳＡ上に存在
する直近の上位サーバであるサーバＡに対して、自らの
ＩＰアドレスＩＰ−Ｂを識別子として登録する。

【０１１６】なお、代表サーバに対するＩＰアドレスＩ
Ｐ−Ｂは、広域ネットワークの中枢部分において手動又
は自動のいずれによって設定されてもよい。自動でＩＰ
アドレスを設定する１つの例はＤＨＣＰ（前述）であ
る。この場合、代表サーバＢが接続しようとするセグメ
ント上にはＤＨＣＰサーバが存在する必要がある。ま
た、自動設定の他の例は、ＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ
Ｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏ
ｌ）である。ＩＰＣＰは、ＰＰＰ（Ｐｏｉｎｔ−ｔｏ−
Ｐｏｉｎｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従ってＴＣＰ／ＩＰ
（Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏ
ｔｏｃｏｌ／Ｉｎｔｅｒｎｅｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）を
使用する場合のネットワーク制御プロトコルであり、Ｒ
ＦＣ（Ｒｅｑｕｅｓｔ Ｆｏｒ Ｃｏｍｍｅｎｔｓ）１
３３２で規定されている（周知）。

【０１１７】次いで、代表サーバＢは、自らが管理する
ネットワーク管理ユニット内で使用するアドレス・ブロ
ックの割当を、直近の上位サーバであるサーバＡに対し
て要求する。この割当要求は、ネットワーク管理ユニッ
トの代表サーバＢが、上位サーバであるサーバＡに対し
て”ＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔ”という割当要求メッセ
ージ（前述）を送信することにより行われる。

【０１１８】割当要求メッセージを受信した上位サーバ
Ａが、アドレス・プール、すなわちＦｒｅｅ状態で且つ
充分なサイズのアドレス・ブロックを保有していれば、
アドレス・ブロックの割当を意味するメッセージ”Ａｌ
ｌｏｃ”を下位サーバである代表サーバＢに返信するこ
とで、中枢部分におけるアドレス・ブロックの割当処理
は終了する。

【０１１９】これに対し、上位サーバＡがＦｒｅｅ状態
で且つ充分なサイズのアドレス・ブロックを保有してい
ない場合、上位サーバＡは、下位サーバＡに対して確認
応答メッセージ”ＡｌｌｏｃＲｅｑＡｃｋ”を返すとと
もに、さらに自身の直近上位のサーバに対してアドレス
割当要求メッセージ”ＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔ”を送
信する。このようなＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔ及びＡｌ
ｌｏｃＲｅｑＡｃｋメッセージによるハンドシェイク手
続きは、所望のアドレス・ブロックが確保されるまで、
さらに上位のサーバに向かって再帰的に実行される。図
３には、ＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔ及びＡｌｌｏｃＲｅ
ｑＡｃｋを用いた再帰的ハンドシェイク手続きを模式的
に図解している。

【０１２０】このようにして、代表サーバＢが対外リン
クを介してアドレス・ブロックを取得すると、次いで、
末端部分におけるアドレス割当、すなわちネットワーク
管理ユニット内におけるアドレス割当を行う。

【０１２１】小規模なネットワーク管理ユニット内で
は、例えば、［従来の技術］の欄で説明したＤＮＣＰ
（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｃｏｎｆｉｇｕｒ
ａｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）を適用して、ユニット
内の各ホストに対してアドレスを自動的に割り当てるこ
とができる。すなわち、上位のサーバがアドレス・ブロ
ックを逐次分割して下位のサーバに割り当てることによ
って、効率的な自動アドレス割当を行うことができる。

【０１２２】２．ネットワークの削除 次いで、インターネットのような広域的なネットワーク
の中枢部分から、末端に位置付けられたあるネットワー
ク管理ユニットが切断すなわち削除される場合について
説明する。

【０１２３】図４には、インターネットのような広域的
ネットワークから、あるネットワーク管理ユニットが切
断される（すなわち削除される）様子を模式的に示して
いる。削除されるネットワーク管理ユニットは、広域的
ネットワークの末端部分に位置付けられ、対外リンクを
持つルータＢを代表サーバとして持つ。そして、この代
表サーバＢが、広域ネットワークの中枢に存在するプロ
バイダのセグメントＳＡから切断されるという形態で、
ネットワークの削除が行われるものとする。また、該セ
グメントＳＡ内では、上位サーバとしてのルータＡによ
ってアドレス管理が行われているものとする。

【０１２４】ネットワークの削除は、ネットワーク管理
ユニット（より具体的には、その代表サーバＢ）からの
事前の通知があった後にネットワークの切断が行われる
ように準備期間がある場合と、事前の通知なしにいきな
りネットワーク管理ユニットが物理的に切断されてしま
う場合とが想定される。

【０１２５】まず、前者の事前通知後にネットワークの
削除を行う場合について説明する。本実施例では、ネッ
トワークの移動を要求するメッセージ”Ｍｉｇｒａｔ
ｅ”と、この要求に対する確認応答メッセージ”Ｍｉｇ
ｒａｔｅＡｃｋ”を、さらに付加的に定義しているもの
とする。

【０１２６】広域ネットワーク内では、全てのサーバは
直近の上位サーバに対して定期的にメッセージを送信し
ている。

【０１２７】ここで、サーバＡの下位に位置付けられた
代表サーバＢが、予め削除（すなわち、ネットワーク管
理ユニットの切断）を通知してきたとする。この事前通
知は、代表サーバＢが上位サーバＡに対してネットワー
クの移動要求メッセージＭｉｇｒａｔｅを送信すること
により実現される。

【０１２８】このような場合、上位サーバＡは、確認応
答メッセージＭｉｇｒａｔｅＡｃｋを返信する。次い
で、上位サーバＡは、下位サーバＢに対して割り当てて
おいた全てのアドレス・ブロックの返却を要求する。こ
の返却要求は、”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ”とい
う返却要求メッセージ（前述）を送信することにより行
われる。これに対し、下位サーバＢは、”Ｒｅｌｅａｓ
ｅ”というアドレス返却メッセージを送信して、使用し
ていたアドレス・ブロックの返却を行なう。このような
アドレス返却手続きが完了するまでは、下位サーバＢは
広域ネットワークから勝手に分離しないものとする。

【０１２９】また、代表サーバＢが、上位サーバＡから
アドレス返却要求されたアドレス・ブロック（すなわ
ち、上位サーバＡから割り当てられていたアドレス・ブ
ロック）を、さらに下位のサーバに対して割り当ててい
るような場合には、代表サーバＢは、上位サーバからの
返却要求”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ”に対しては
確認応答メッセージ”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑＡｃｋ”を
返すとともに、さらに下位サーバに対してアドレス返却
要求”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ”を送信する。こ
のような”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ”及び”Ｒｅ
ｌｅａｓｅＲｅｑＡｃｋ”メッセージによるハンドシェ
イク手続きは、返却要求されたアドレス・ブロックが割
り当てられている下位サーバに到達するまで、さらに下
位のサーバに向かって再帰的に実行される。図５には、
ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ及びＲｅｌｅａｓｅＲｅ
ｑＡｃｋを用いた再帰的ハンドシェイク手続きを模式的
に図解している。

【０１３０】次いで、下位サーバＢからの事前通知なし
にいきなりネットワーク管理ユニットが物理的に切断さ
れてしまう場合について説明する。

【０１３１】この場合、下位サーバＢが定期的に送信し
ていたメッセージが届かなくなる。ネットワークの管理
者（例えばプロバイダや、その上位の各国ＮＩＣや地域
ＮＩＣなど）は、定期的メッセージの不受理を以って、
ネットワークの削除を検出する。あるいは、定期的メッ
セージに頼らず、ｐｉｎｇなどを用いたポーリングや、
下位サーバからの最後のアクセスからの経過時間を以っ
て、ネットワークの不存在すなわち事前通知なしの削除
を判別してもよい。

【０１３２】このような場合、ネットワークの管理者
は、手動又は自動でアドレス・ブロックの回収を行う。

【０１３３】３．ネットワークの移動 次いで、インターネットのような広域的なネットワーク
の中枢部分から、末端に位置付けられたあるネットワー
ク管理ユニットが移動する場合について説明する。

【０１３４】図６には、インターネットのような広域的
ネットワークにおいて、あるネットワーク管理ユニット
がアクセス・ポイントを変更する（すなわち移動する）
様子を模式的に示している。移動するネットワーク管理
ユニットは、広域的ネットワークの末端部分に位置付け
られ、対外リンクを持つルータＢを代表サーバとして持
つ。そして、この代表サーバＢが今までに接続していた
セグメントＳＡ及びこれから接続しようとするセグメン
トＳＡ’は、広域的ネットワークの中枢に存在するもの
とする。また、移動先のセグメントＳＡ’は元のセグメ
ントと同じプロバイダであっても異なるプロバイダであ
ってもよい。

【０１３５】ネットワークの移動も、ネットワークの削
除と同様に、ネットワーク管理ユニット（より具体的に
は、その代表サーバＢ）からの事前通知の後にネットワ
ークの移動を行う場合と、事前通知なしに移動する場合
とが想定される。

【０１３６】まず、事前通知の後にネットワークの移動
を行う場合について説明する。本実施例では、ネットワ
ークの移動を要求するメッセージ”Ｍｉｇｒａｔｅ”
と、この要求に対する確認応答メッセージ”Ｍｉｇｒａ
ｔｅＡｃｋ”を、さらに付加的に定義している（前
述）。

【０１３７】すなわち、サーバＡに対する下位サーバと
して位置付けられている代表サーバＢは、ネットワーク
の移動要求メッセージＭｉｇｒａｔｅを送信することに
より、上位サーバＡに事前通知する。これに対し、上位
サーバＡは、確認応答メッセージＭｉｇｒａｔｅＡｃｋ
を返信する。

【０１３８】次いで、上位サーバＡは、下位サーバＢに
対して割り当てておいた全てのアドレス・ブロックの返
却を要求する。この返却要求は、”ＲｅｌｅａｓｅＲｅ
ｑｕｅｓｔ”という返却要求メッセージを送信すること
により行われる。これに対し、下位サーバＢは、”Ｒｅ
ｌｅａｓｅ”というアドレス返却メッセージを送信し
て、使用していたアドレス・ブロックの返却を行なう
（前述）。

【０１３９】このようなアドレス返却手続きが完了する
までは、下位サーバＢは広域的ネットワークから勝手に
分離しないものとする。もしもアドレス返却手続きが完
了する前に下位サーバＢが広域的ネットワークから分離
してしまったならば、上位サーバＡは、事前通知なしに
ネットワークを移動する場合（後述）と同様に取り扱っ
て処理する。

【０１４０】また、代表サーバＢが、上位サーバＡから
アドレス返却要求されたアドレス・ブロック（すなわ
ち、上位サーバＡから割り当てられていたアドレス・ブ
ロック）を、さらに下位のサーバに対して割り当ててい
るような場合には、代表サーバＢは、上位サーバからの
返却要求”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ”に対しては
確認応答メッセージ”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑＡｃｋ”を
返すとともに、さらに下位のサーバに対してはアドレス
返却要求”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ”を送信す
る。このような”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ”及
び”ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑＡｃｋ”メッセージによるハ
ンドシェイク手続きは、返却要求されたアドレス・ブロ
ックを割り当てられたサーバに到達するまで、さらに下
位のサーバに向かって再帰的に実行される。図７には、
ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ及びＲｅｌｅａｓｅＲｅ
ｑＡｃｋを用いた再帰的ハンドシェイク手続きを模式的
に図解している。

【０１４１】このような広域的ネットワークにおける分
離処理が完了した後、代表サーバＢは、別の上位サーバ
Ａ’が管理するセグメントＳＡ’に対する接続を行うこ
とで、ネットワークの移動が果たされる。代表サーバＢ
は、新しい上位サーバＡ’に対して新しいアドレス・ブ
ロックの割当を要求する。但し、セグメントＳＡ’に対
する接続処理は、前述した「ネットワークの追加」と略
同一なので、ここではこれ以上説明しない。

【０１４２】次いで、下位サーバＢからの事前通知なし
にネットワークの移動を行う場合について説明する。こ
れは、移動通知がネットワークの移動完了後（すなわ
ち、次ぎのセグメントＳＡ’への接続完了後）に送られ
る点以外は、事前通知がある場合と略同一である。

【０１４３】代表サーバＢは、移動先のセグメントＳ
Ａ’から、元の上位サーバＡに対して移動通知メッセー
ジを送信する。このメッセージを受け取った上位サーバ
Ａは、代表サーバＢに対して返却要求メッセージＲｅｌ
ｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを送信して、割り当てていたア
ドレス・ブロックの回収を計る。

【０１４４】また、代表サーバＢは、新しい上位サーバ
Ａ’に対して新しいアドレス・ブロックの割当を要求す
る。但し、セグメントＳＡ’に対する接続処理は、前述
した「ネットワークの追加」と略同一なので、ここでは
これ以上説明しない。

【０１４５】４．アドレスの付け替え ＩＰアドレスの付け替えは、ネットワークの管理者がル
ート・サーバに指示を与えることにより起動する場合
と、管理者の管理ポリシーとして予めサーバに設定した
条件を満たしたために自動的に起動する場合の２通りが
ある。

【０１４６】前者は、例えば、インターネットのサービ
ス・プロバイダを変更することに伴なってＩＰアドレス
を付け替えなければならない場合などに相当する。ま
た、後者は、管理者が設定しておいたＩＰアドレスの利
用率の下限値を下回った場合に、アドレス・ブロックの
ガーベジ・コレクションを行って利用率を回復させる場
合などに相当する（逆に、ＩＰアドレスの利用率の上限
値を越えた場合には、クライアントや下位サーバからの
割当要求に即応するために、前以てアドレス・プールを
補充しておかなければならない）。

【０１４７】アドレスの付け替えは、上位サーバから下
位サーバに対して、全てのアドレス・ブロックに関する
返却要求メッセージＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを送
信することによって行われる。

【０１４８】ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔを受信した
下位サーバは、アドレス・ブロックを返却する結果とし
て、アドレス・ブロックが不足する。このため、下位サ
ーバは、新たにアドレス・ブロックの割当を要求し、そ
の結果、以前割り当てられていたものとは別のアドレス
・ブロックが割り当てられ、アドレスが付け替えられた
ことになる。

【０１４９】図８には、「アドレスの付け替え」のため
の上位サーバ及び下位サーバ間で行われるハンドシェイ
ク手続きを模式的に図解している。但し、上述した「ネ
ットワークの追加」（図３を参照のこと）や「ネットワ
ークの削除」（図５を参照のこと）の場合と同様に、ア
ドレス・ブロックの要求や割当に関するハンドシェイク
すなわちメッセージ交換を、複数の階層の上位及び下位
サーバ間に跨って再帰的に行ってもよい。

【０１５０】《認証機構の追加》本実施例では、ネット
ワークのダイナミック・コンフィギュレーションを実現
するために、［表１］に示すようなメッセージを定義し
た。しかしながら、サーバ若しくはクライアントによる
不正なＩＰアドレスの占有を防ぐためには、受信したメ
ッセージを認証してから処理を行うことが好ましい。

【０１５１】認証は、サーバ対サーバ、あるいはサーバ
対クライアントといった具合に、ホスト単位で行う。メ
ッセージを受信したサーバやクライアントは、認証に成
功したメッセージだけを処理し、認証に失敗した場合は
メッセージを無視することとする。

【０１５２】認証用の識別子として、ネットワークの末
端部分ではＭＡＣ（Ｍｅｄｉａ Ａｃｃｅｓｓ Ｃｏｎ
ｔｒｏｌ）アドレスを、コア部分ではＩＰアドレスを用
いることとした。また、認証には、ＨＭＡＣ ＭＤ５
^/****/と呼ばれる共有秘密鍵方式の認証機構（周知）を
用いることとした。このため、サーバ木構築機能用、ネ
ットワーク設定機能用、及びホスト設定機能用の各々の
メッセージに、認証データをセットする１６オクテット
のフィールドを追加した。図９〜図１１には、各メッセ
ージのデータ構造を模式的に図解している。

【０１５３】メッセージを送信する際には、必ず認証情
報を添付する。まず、メッセージ内のＭｅｓｓａｇｅ
Ｄｉｇｅｓｔフィールドをゼロで初期化して、予め設定
された共有秘密鍵を送信メッセージの前に付加する。

【０１５４】次いで、これを入力としてハッシュ値を計
算する。ハッシュ値の計算にはＨＭＡＣ ＭＤ５を用い
ることができる。得られたハッシュ値を認証情報として
Ｍｅｓｓａｇｅ Ｄｉｇｅｓｔフィールドに挿入して送
信する。

【０１５５】メッセージを受信した場合は、同様の手順
に従ってＭｅｓｓａｇｅ Ｄｉｇｅｓｔを再計算して、
受信したＭｅｓｓａｇｅ Ｄｉｇｅｓｔと一致すること
を確認する。正しく認識できなかったサーバ木構築メッ
セージは、これ以上の処理をせずに廃棄する。

【０１５６】《Ｐｏｌｉｃｉｎｇ機構の追加》Ｐｏｌｉ
ｃｉｎｇ機構は、下位サーバが必要以上のＩＰアドレス
を利用していないか否かをチェックして、必要に応じて
アドレス割当を是正する役割を持っている。

【０１５７】ネットワークの末端部分におけるＰｏｌｉ
ｃｉｎｇ機構は、以下の手順に従って実現される。

【０１５８】（ステップ１）各サーバは、下位のサーバ
に対して、アドレス・ブロックの割当率を定期的に問い
合わせる。このとき、サーバ木構築メッセージの場合と
同様にして、認証情報を添付する。

【０１５９】（ステップ２）問合わせを受信した下位サ
ーバは、メッセージの認証を行う。認証に成功した場合
は、認証情報を添付してアドレス・ブロック割当率を返
す。認証に失敗した場合は、メッセージを無視する。

【０１６０】（ステップ３）各サーバも、受信した応答
メッセージの認証を行う。認証に失敗した場合は、メッ
セージを廃棄する。

【０１６１】（ステップ４）各サーバには、下位サーバ
におけるアドレス・ブロック割当率の下限値（Ｌｏｗ
Ｗａｔｅｒ Ｍａｒｋ）が設定されている。下位サーバ
からの応答がこの下限値を下回る場合、アドレス・ブロ
ックを回収する。回収には要求メッセージＲｅｌｅａｓ
ｅＲｅｑｕｅｓｔを用いる。このとき、特定のアドレス
・ブロックを明示的に指定してもよいし、返却させたい
アドレスの量を指定するだけでもよい。

【０１６２】アドレス・ブロック割当率は以下の式に従
って算出される。

【０１６３】

【数１】

【０１６４】ネットワークの中枢部分においても、上記
と同様の手順でＰｏｌｉｃｉｎｇを行うことができる。

【０１６５】さらに、末端部分では、個々のクライアン
トに対するＩＰアドレスの割当率も、各サブネット毎に
チェックする。このＩＰアドレス割当率は以下の式で求
められる。

【０１６６】

【数２】

【０１６７】上式の分母において２を引いているのは、
ブロードキャスト・アドレス（ＩＰアドレスのホスト部
の全ビットが１）とサブネット・アドレス（ＩＰアドレ
スのホスト部の全ビットが０）の各々に相当する個数分
を除くためである。

【０１６８】ＩＰアドレス割当率が管理者の設定した下
限値を下回った場合には、より小さなアドレス・ブロッ
クに付け替える。逆に、上限値を上回った場合には、よ
り大きなアドレス・ブロックに付け替える。

【０１６９】《注釈》 ＊＊＊＊：ＨＭＡＣ（Ｈａｓｈｅｄ Ｂａｓｅｄ Ｍｅ
ｓｓａｇｅ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ Ｃｏｄ
ｅ）は、改竄検出のためのメッセージ認証コードを生成
するアルゴリズムである。ＲＦＣ２４０３，２４０４に
は、ハッシュ関数であるＭＤ５（Ｍｅｓｓａｇｅ Ｄｉ
ｇｅｓｔ ａｌｇｏｒｉｔｈｍ ５：ＲＦＣ１３２１を
参照のこと）などをＩＰＳＥＣ（ＩＰ Ｓｅｃｕｒｉｔ
ｙ ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に実装する方法を具体的に規定
している。一旦ＭＤ５などで作ったＭＡＣをさらにハッ
シュ化するのが特徴である。

【０１７０】［追補］以上、特定の実施例を参照しなが
ら、本発明について詳解してきた。しかしながら、本発
明の要旨を逸脱しない範囲で当業者が該実施例の修正や
代用を成し得ることは自明である。すなわち、例示とい
う形態で本発明を開示してきたのであり、限定的に解釈
されるべきではない。本発明の要旨を判断するために
は、冒頭に記載した特許請求の範囲の欄を参酌すべきで
ある。

【０１７１】

【発明の効果】以上詳記したように、本発明によれば、
ネットワークに接続された各ホストを識別するためのア
ドレスを自動的に割り当てることができる、優れたアド
レス自動割当・管理技術を提供することができる。

【０１７２】また、本発明によれば、階層化構造が形成
され、上位サーバが下位サーバにアドレスを割り当てる
ネットワークにおいて、アドレスの割当を好適に管理す
ることができる、優れたアドレスの自動割当・管理技術
を提供することができる。

【０１７３】また、本発明によれば、階層化構造が形成
され、上位サーバが下位サーバにアドレスを割り当てる
広域的なネットワークにおいて、該ネットワークに対す
る外部ネットワークの新規な接続（追加）、切断（削
除）、接続点の変更（移動）、使用アドレスの変更（付
け替え）などの事象に対してアドレス割当を好適に管理
することができる、優れたアドレスの自動割当・自動回
収技術を提供することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に従ったアドレス・ブロックの状態遷移
を示した図である。

【図２】インターネットのような広域的ネットワークに
対して、あるネットワーク管理ユニットが新規に接続さ
れる様子を模式的に示した図である。

【図３】ＡｌｌｏｃＲｅｑｕｅｓｔ及びＡｌｌｏｃＲｅ
ｑＡｃｋを用いた「ネットワークの追加」のための再帰
的ハンドシェイク手続きを模式的に図解したチャートで
ある。

【図４】インターネットのような広域的ネットワークか
ら、あるネットワーク管理ユニットが切断される様子を
模式的に示した図である。

【図５】ＲｅｌｅａｓｅＲｅｑｕｅｓｔ及びＲｅｌｅａ
ｓｅＲｅｑＡｃｋを用いた「ネットワークの切断」のた
めの再帰的ハンドシェイク手続きを模式的に図解したチ
ャートである。

【図６】インターネットのような広域的ネットワークに
おいて、あるネットワーク管理ユニットが移動を行う様
子を模式的に示した図である。

【図７】Ｍｉｇｒａｔｅ及びＭｉｇｒａｔｅＡｃｋを用
いた「ネットワークの移動」のための再帰的ハンドシェ
イク手続きを模式的に図解したチャートである。

【図８】「アドレスの付け替え」のための再帰的ハンド
シェイク手続きを模式的に図解したチャートである。

【図９】認証データをセットする１６オクテットのフィ
ールドを追加した、サーバ木構築機能で用いるメッセー
ジ（末端部分用）のデータ構造を図解したものである。

【図１０】認証データをセットする１６オクテットのフ
ィールドを追加した、ネットワーク設定機能で用いるメ
ッセージ（末端部分用）のデータ構造を図解したもので
ある。

【図１１】認証データをセットする１６オクテットのフ
ィールドを追加した、ホスト設定機能で用いるメッセー
ジ（末端部分用）のデータ構造を図解したものである。

【図１２】ＩＰアドレスの管理や割り当てという観点か
ら、インターネット上の各サーバ間の関係を階層構造的
に表現した図である。

【図１３】インターネット上で発生する物理構成の変化
を図解したものである。

【図１４】ＤＮＣＰ（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｎｅｔｗｏｒｋ
Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従ってアドレ
ス割当を行う様子を図解したものであり、より具体的に
は、図１４（ａ）はネットワークのネットワーク上の物
理的な接続関係を示し、図１４（ｂ）はネットワーク・
トポロジに基づいて形成された木構造を示している。

【図１５】ネットワーク・トポロジに基づいて形成され
た木構造に従ってＤＮＣＰによりアドレス割当を行う様
子を模式的に示した図である。より具体的には、図１５
（ａ）にはネットワーク・トポロジに従って形成された
各サーバ間の木構造を示し、図１５（ｂ）には各サーバ
に対してアドレス・ブロックが逐次割り当てられていく
様子を示した図である

【符号の説明】

ＩＰ−Ａ…広域的ネットワーク（中枢部分）の上位サー
バが持つＩＰアドレス ＳＡ…広域的ネットワーク（中枢部分）上のネットワー
ク・セグメント ＩＰ−Ｂ…ネットワーク管理ユニット（末端部分）の代
表サーバに設定されたＩＰアドレス

フロントページの続き (72)発明者 寺岡 文男 東京都品川区東五反田３丁目14番13号 株 式会社ソニーコンピュータサイエンス研究 所内 (72)発明者 村井 純 神奈川県藤沢市遠藤5322 慶應義塾大学環 境情報学部 Ｆターム(参考） 5K030 GA14 HA08 HC01 HC14 HD03 HD06 HD09 JT06 KA05 MD09 MD10 5K033 AA09 CB11 DA01 DA06 DB12 DB14 DB18 DB20 EC03

Claims (24)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 接続関係が静的で既に割り当てられたア
   ドレスが固定的な中核部分と、中核部分に対して動的に
   接続されるアドレスが不定の末端部分とからなり、上位
   サーバが下位サーバにアドレス・ブロックを割り当てる
   とともに下位サーバが上位サーバにアドレス・ブロック
   を返却するという上下関係が形成された広域ネットワー
   クにおける自動アドレス管理方法であって、末端部分が
   中核部分に対して接続される際に、（ａ）末端部分に含
   まれる対外リンクを持つ代表サーバが、中核部分に含ま
   れるあるセグメントに対して接続を試みるステップと、
   （ｂ）前記代表サーバが、前記セグメントを管理する上
   位サーバに対してアドレス・ブロックの割当を要求する
   ステップと、（ｃ）前記代表サーバが前記末端部分内で
   アドレス・ブロックを分配するステップと、を具備する
   ことを特徴とする自動アドレス管理方法。
2. 【請求項２】 前記ステップ（ａ）では、前記代表サー
   バは、前記セグメント上の上位サーバが持つ既知のアド
   レスを用いた接続の要求を行うことを特徴とする請求項
   １に記載の自動アドレス管理方法。
3. 【請求項３】 前記ステップ（ａ）では、前記代表サー
   バは自身のＩＰアドレスの取得を要求することを特徴と
   する請求項２に記載の自動アドレス管理方法。
4. 【請求項４】 前記ステップ（ａ）では、ＤＨＣＰ（Ｄ
   ｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ
   Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）又はＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ
   Ｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏ
   ｌ）に従って前記代表サーバにアドレスが自動的に割り
   当てられることを特徴とする請求項３に記載の自動アド
   レス管理方法。
5. 【請求項５】 前記ステップ（ｂ）では、アドレス・ブ
   ロックの割当要求を受信した上位サーバが充分なアドレ
   ス・プールを保有していない場合には、さらに上位のサ
   ーバに対してアドレス・ブロックの割当要求を再帰的に
   行うことを特徴とする請求項１に記載の自動アドレス管
   理方法。
6. 【請求項６】 前記ステップ（ｃ）では、ＤＮＣＰ（Ｄ
   ｙｎａｍｉｃ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔ
   ｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従って末端部分内の各サ
   ーバに対してアドレス・ブロックを分配することを特徴
   とする請求項１に記載の自動アドレス管理方法。
7. 【請求項７】 接続関係が静的で既に割り当てられたア
   ドレスが固定的な中核部分と、中核部分に対して動的に
   接続されるアドレスが不定の末端部分とからなり、上位
   サーバが下位サーバにアドレス・ブロックを割り当てる
   とともに下位サーバが上位サーバにアドレス・ブロック
   を返却するという上下関係が形成された広域ネットワー
   ク上で、末端部分のための対外リンクを持つ代表サーバ
   として機能するルータであって、（ａ）末端部分に含ま
   れる対外リンクを持つ代表サーバが、中核部分に含まれ
   るあるセグメントに対して接続を試みる接続手段と、
   （ｂ）前記代表サーバが、前記セグメントを管理する上
   位サーバに対してアドレス・ブロックの割当を要求する
   アドレス取得手段と、（ｃ）前記代表サーバが前記末端
   部分内でアドレス・ブロックを分配するアドレス分配手
   段と、を具備することを特徴とするルータ。
8. 【請求項８】 前記接続手段（ａ）は、前記セグメント
   上の上位サーバが持つ既知のアドレスを用いた接続の要
   求を行うことを特徴とする請求項７に記載のルータ。
9. 【請求項９】 前記接続手段（ａ）は、前記代表サーバ
   自身のＩＰアドレスの取得を要求することを特徴とする
   請求項８に記載のルータ。
10. 【請求項１０】 前記接続手段（ａ）は、ＤＨＣＰ（Ｄ
    ｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ
    Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）又はＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ
    Ｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏ
    ｌ）に従って前記代表サーバのアドレスの自動割当を受
    けることを特徴とする請求項９に記載のルータ。
11. 【請求項１１】 前記アドレス取得手段（ｂ）からのア
    ドレス・ブロックの割当要求を受信した上位サーバは、
    充分なアドレス・プールを保有していない場合には、さ
    らに上位のサーバに対してアドレス・ブロックの割当要
    求を再帰的に行うことを特徴とする請求項７に記載のル
    ータ。
12. 【請求項１２】 前記アドレス分配手段（ｃ）は、ＤＮ
    ＣＰ（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｃｏｎｆｉｇ
    ｕｒａｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従って末端部分
    内の各サーバに対してアドレス・ブロックを分配するこ
    とを特徴とする請求項７に記載のルータ。
13. 【請求項１３】 接続関係が静的で既に割り当てられた
    アドレスが固定的な中核部分と、中核部分に対して動的
    に接続されるアドレスが不定の末端部分とからなり、上
    位サーバが下位サーバにアドレス・ブロックを割り当て
    るとともに下位サーバが上位サーバにアドレス・ブロッ
    クを返却するという上下関係が形成された広域ネットワ
    ークに接続されたコンピュータ・システムをルータとし
    て機能させるためのコンピュータ・プログラムを有形的
    且つコンピュータ可読な形式で提供するプログラム提供
    媒体であって、前記コンピュータ・プログラムは、末端
    部分が中核部分に対して接続される際に自動アドレス管
    理を行うための、（ａ）末端部分に含まれる対外リンク
    を持つ代表サーバが、中核部分に含まれるあるセグメン
    トに対して接続を試みるステップと、（ｂ）前記代表サ
    ーバが、前記セグメントを管理する上位サーバに対して
    アドレス・ブロックの割当を要求するステップと、
    （ｃ）前記代表サーバが前記末端部分内でアドレス・ブ
    ロックを分配するステップと、を具備することを特徴と
    するプログラム提供媒体。
14. 【請求項１４】 前記ステップ（ａ）では、前記代表サ
    ーバは、前記セグメント上の上位サーバが持つ既知のア
    ドレスを用いた接続の要求を行うことを特徴とする請求
    項１３に記載のプログラム提供媒体。
15. 【請求項１５】 前記ステップ（ａ）では、前記代表サ
    ーバは自身のＩＰアドレスの取得を要求することを特徴
    とする請求項１４に記載のプログラム提供媒体。
16. 【請求項１６】 前記ステップ（ａ）では、ＤＨＣＰ
    （Ｄｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉ
    ｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）又はＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎ
    ｅｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏ
    ｃｏｌ）に従って前記代表サーバにアドレスが自動的に
    割り当てられることを特徴とする請求項１５に記載のプ
    ログラム提供媒体。
17. 【請求項１７】 前記ステップ（ｂ）では、アドレス・
    ブロックの割当要求を受信した上位サーバが充分なアド
    レス・プールを保有していない場合には、さらに上位の
    サーバに対してアドレス・ブロックの割当要求を再帰的
    に行うことを特徴とする請求項１３に記載のプログラム
    提供媒体。
18. 【請求項１８】 前記ステップ（ｃ）では、ＤＮＣＰ
    （Ｄｙｎａｍｉｃ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｃｏｎｆｉｇｕｒ
    ａｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従って末端部分内の
    各サーバに対してアドレス・ブロックを分配することを
    特徴とする請求項１３に記載のプログラム提供媒体。
19. 【請求項１９】 接続関係が静的で既に割り当てられた
    アドレスが固定的な中核部分と、中核部分に対して動的
    に接続されるアドレスが不定の末端部分とからなり、上
    位サーバが下位サーバにアドレス・ブロックを割り当て
    るとともに下位サーバが上位サーバにアドレス・ブロッ
    クを返却するという上下関係が形成された広域ネットワ
    ークに接続されたコンピュータ・システムをルータとし
    て機能させるためのコンピュータ・プログラムを有線又
    は無線を介して伝送するプログラム伝送シグナルであっ
    て、前記コンピュータ・プログラムは、末端部分が中核
    部分に対して接続される際に自動アドレス管理を行うた
    めの、（ａ）末端部分に含まれる対外リンクを持つ代表
    サーバが、中核部分に含まれるあるセグメントに対して
    接続を試みるステップと、（ｂ）前記代表サーバが、前
    記セグメントを管理する上位サーバに対してアドレス・
    ブロックの割当を要求するステップと、（ｃ）前記代表
    サーバが前記末端部分内でアドレス・ブロックを分配す
    るステップと、を具備することを特徴とするプログラム
    伝送シグナル。
20. 【請求項２０】 前記ステップ（ａ）では、前記代表サ
    ーバは、前記セグメント上の上位サーバが持つ既知のア
    ドレスを用いた接続の要求を行うことを特徴とする請求
    項１９に記載のプログラム伝送シグナル。
21. 【請求項２１】 前記ステップ（ａ）では、前記代表サ
    ーバは自身のＩＰアドレスの取得を要求することを特徴
    とする請求項２０に記載のプログラム伝送シグナル。
22. 【請求項２２】 前記ステップ（ａ）では、ＤＨＣＰ
    （Ｄｙｎａｍｉｃ Ｈｏｓｔ Ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉ
    ｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）又はＩＰＣＰ（Ｉｎｔｅｒｎ
    ｅｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏ
    ｃｏｌ）に従って前記代表サーバにアドレスが自動的に
    割り当てられることを特徴とする請求項２１に記載のプ
    ログラム伝送シグナル。
23. 【請求項２３】 前記ステップ（ｂ）では、アドレス・
    ブロックの割当要求を受信した上位サーバが充分なアド
    レス・プールを保有していない場合には、さらに上位の
    サーバに対してアドレス・ブロックの割当要求を再帰的
    に行うことを特徴とする請求項１９に記載のプログラム
    伝送シグナル。
24. 【請求項２４】 前記ステップ（ｃ）では、ＤＮＣＰ
    （Ｄｙｎａｍｉｃ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｃｏｎｆｉｇｕｒ
    ａｔｉｏｎ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）に従って末端部分内の
    各サーバに対してアドレス・ブロックを分配することを
    特徴とする請求項１９に記載のプログラム伝送シグナ
    ル。