JPH0837535A - 経路指定方法 - Google Patents

経路指定方法

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JPH0837535A
JPH0837535A JP31440494A JP31440494A JPH0837535A JP H0837535 A JPH0837535 A JP H0837535A JP 31440494 A JP31440494 A JP 31440494A JP 31440494 A JP31440494 A JP 31440494A JP H0837535 A JPH0837535 A JP H0837535A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 ネットワークの各局で記憶された経路指定テ
ーブルを使って、移動局のアドホック・ネットワークの
局間でパケットを伝送する。 【構成】 要求に応じて新しい経路を示し、最近変化し
た経路を周期的に示し、それにより頻度は低いが全既知
経路の完全ダンプを提供するという３つのスケジュール
に従って、経路指定情報が同報通信またはマルチキャス
トされる。新しい経路により再同報通信が即座に開始さ
れ、その結果この情報が迅速に拡散される。経路は、周
期的に公示される。この公示はほとんどの場合、主とし
て、記憶されたすべてのものが、同報通信移動ホストに
関してまだ正しいことをすべての隣接局に通知するため
に役立つ。振動を弱めるために、経路変化の頻度に関す
る情報が保持される。このデータに基づき、まもなく変
化しようとする経路の公示を遅延するように決定が下さ
れ、これにより経路指定テーブルの振動を弱める。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般に無線データ通信
システムに関し、より詳細には移動コンピュータ用のリ
ンク層経路指定に関する。
【０００２】
【従来の技術】様々な多くのネットワーク・プロトコル
が定義されている。たとえば、インターナショナル・ビ
ジネス・マシーンズ（ＩＢＭ）コーポレイションは、Ｉ
ＢＭコンピュータおよびその互換コンピュータ用の通信
を可能にする特定のプロトコルを定義するシステム・ネ
ットワーク体系（ＳＮＡ）を確立した。国際標準化機構
（ＩＳＯ）は、開放型システム間相互接続（ＯＳＩ）ア
ーキテクチャ用の規格を発表した国際団体である。国防
データ・ネットワーク（ＤＤＮ）規格は、ローカル・エ
リア・ネットワーク（ＬＡＮ）の相互接続を支援するイ
ンターネット・プロトコル（ＩＰ）用の基準を確立して
いる。ＩＰは、ユーザに提供されるサービスを定義し、
それらのサービスを支援するために必要な機構を指定し
ている。この規格はまた、下位プロトコル層に必要なサ
ービスを定義し、上位と下位のインターフェ−スを記述
し、実施に必要な実行環境サービスの概要を記述してい
る。
【０００３】伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）は、パケッ
ト交換コンピュータＬＡＮおよびインターネットワーク
において、接続本位の信頼性の高い端末間データ伝送を
提供トランスポート・プロトコルである。ＩＰとＴＣＰ
は、ネットワークまたはサブネットワークの境界を横切
って接続するかまたは接続性を利用する可能性を有す
る、米国防総省（ＤｏＤ）のすべてのパケット交換ネッ
トワークを使用するために必須である。インターネット
ワーキングに使用されるそのようなネットワークにおい
て、ホスト、フロント・エンド、ゲートウェイなどのネ
ットワーク要素はＴＣＰ／ＩＰを実施しなければならな
い。
【０００４】ＩＰは、パケット交換通信ＬＡＮを相互接
続してインターネットワークを構成するように設計され
ている。ＩＰは、インターネット・ダイアグラムと呼ば
れるデータのブロックをインターネットを介してソース
から宛先まで伝送する。ソースおよび宛先は、同じサブ
ネットワーク上または接続されたＬＡＮ上のいずれかに
あるホストである。ＤＤＮ規格は、ホストのＩＰを指定
する。ＩＰは、ＤｏＤアーキテクチャ・モデルで定義さ
れているので、インターネットワーク層に存在する。し
たがって、ＩＰは、トランスポート層のプロトコルにサ
ービスを提供し、下位ネットワーク・プロトコルのサー
ビスに依拠する。ＩＰの下位に様々なネットワーク・ア
クセス・プロトコルが存在し、それには、たとえばイー
サネット・プロトコル、Ｘ．２５プロトコル、および本
明細書において特に重要な無線媒体アクセス・プロトコ
ルが含まれる。
【０００５】インターネット・プロトコルは本来、それ
ぞれ固有のインターネット・アドレスを指定されたユー
ザが、固定した位置でネットワークに接続されるという
仮定のもとで開発された。しかし、無線プロトコルを使
用する携帯用またはハンドヘルドのコンピュータに関し
ては、一般に、ネットワークのあちこちにユーザが移動
するのが、例外というよりもむしろ通例である。その結
果として、このタイプの使い方がインターネット・プロ
トコルの設計の暗黙的前提に反するという点で問題が生
じる。
【０００６】現在は、コンピュータ相互の位置に関して
特別な前提を設けない限り、無線データ通信装置を有す
る移動コンピュータを、互いに接続を維持したままで自
由に動き回れるようにする方法はない。ある移動コンピ
ュータはしばしば、それら自体ではデータを直接に交換
できない他の２台の移動コンピュータとデータを交換で
きることがある。その結果、会議室内のコンピュータ・
ユーザは、特にユーザが室内をあちこち移動するとき、
ネットワーク接続を維持するためにその仲間のどのコン
ピュータを頼りにすることができるか予測できないこと
がある。
【０００７】ホストに割り当てられたネットワーク層ア
ドレスがネットワーク・トポロジに関して何の意味もも
たないときに、最適ネットワーク層経路指定を移動ホス
トに提供することに関して問題が生じる。この問題が生
じるのは、ホストが、ホストが移動する時でも固定した
ままの識別子を有し、同時にネットワーク層においてネ
ットワーク層経路指定を実現可能にするのに十分な情報
を提供する必要があるためである。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】したがって、本発明の
目的は、変化する任意の相互接続経路に沿って任意の時
点でデータを交換できる移動コンピュータ群が、そのす
べてのコンピュータに、データを交換できる（できれば
複数ホップの）経路を与えることができる、データ通信
システムを提供することである。
【０００９】さらに、本発明のより具体的な目的は、固
定基地局の助けなしでリンク層経路指定を使用すること
によって、常に変化する経路に沿って複数の移動コンピ
ュータ間でデータが交換できる技法を提供することであ
る。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、無線デ
ータ通信ネットワークの局間でパケットを経路指定する
ための方法および装置が提供される。ネットワークの各
局に記憶された経路指定テーブルを使って、パケットが
ネットワークの局間で伝送される。各局で記憶された各
経路指定テーブルは、その局からアクセス可能な各局の
リストと、アクセス可能な各局に達するために必要なホ
ップ数とを提供する。これらのテーブルを動的に変化す
るトポロジにおいて維持するために、リンク層パケット
を各局から伝送してテーブルを更新する。これらのリン
ク層パケットは、各局からアクセス可能な局とこのアク
セス可能な局に達するために必要なホップ数とを示す。
【００１１】経路指定情報は、伝送されるリンク層パケ
ットを、ネットワーク内での局の移動の結果検出される
トポロジの変化として周期的かつ増分的に同報通信また
はマルチキャストすることによって公示される。また、
変動を弱めるために、経路が変化する頻度に関する情報
を保持する。このデータに基づいて、まもなく変化する
経路の公示を遅らせそれによって経路指定テーブルの変
動を弱める決定を下すことができる。干渉する２つのリ
ンク層パケット間の変動を防ぐために、ある経路の公示
が遅延される。
【００１２】
【実施例】ここで図面、特に図１を参照すると、ネット
ワークのプロトコル層を例示する国防データ・ネットワ
ーク（ＤＤＮ）のアーキテクチャ図が示されている。最
上層１１は、様々な適用業務プロトコル１１１および適
用業務プログラム１１２と１１３を含むセッション層で
ある。それに加えて通常、電子メール（ｅメール）適用
業務プログラム１１４がある。これらは、適用業務固有
のプロトコルによって、トランスポート層すなわち層４
と通信する。たとえば、適用業務プロトコル１１１はそ
の固有モード１１５を介して層４と通信し、適用業務プ
ロトコル１１２はファイル転送プロトコル（ＦＴＰ）１
１６によって通信し、適用業務プログラムはテルネット
・プロトコル１１７によって通信し、メール適用業務１
１４は単純メール転送プロトコル（ＳＭＴＰ）１１８に
よって通信する。
【００１３】層４すなわちトランスポート層は伝送制御
プロトコル（ＴＣＰ）トランスポート層１２から構成し
てもよく、層３すなわちネットワーク層はインターネッ
ト・プロトコル（ＩＰ）層１３から構成される。２つの
層１２と１３は、共通の名前とアドレス空間を共用する
一組のＴＣＰ／ＩＰプロトコルを含む。
【００１４】リンク層１４すなわち層２は、リンク層と
媒体アクセス制御（ＭＡＣ）層から構成される。リンク
層１４には、イーサネット１４１、ＤＤＮ規格Ｘ．25 1
42、無線プロトコル１４３、およびトークンリング１４
４を含む様々なネットワーク・アクセス・プロトコルが
含まれる。これらは一般に、規格団体によって公表され
た規格によって定義されている。たとえば、イーサネッ
トはＩＥＥＥ（米国電気電子学会）規格８０２．３によ
って定義され、トークン・リングはＩＥＥＥ規格８０
２．５によって定義される。
【００１５】最後に、層１（図示せず）は物理層であ
る。この層は、データ符号化を含む配線、接続および伝
送パラメータに関係する。インターネットワーキングの
層およびプロトコルの詳細な情報は、Ｅ．コマー（Come
r）著"Internetworking with TCP/IP,Volume I:Princip
les,Protocols,and Architecture"、Prentice-Hall(199
0)を参照されたい。
【００１６】従来の経路指定技法に従って、層３に同様
の技法を使用してもよいが、本発明の好ましい実施例の
実施は、図１に示したアーキテクチャのリンク層または
層２として識別された部分を特に対象とする。本発明に
よれば、各移動局は、その現隣接局のそれぞれに、それ
自体の隣接局のリストを公示する必要がある。このリス
ト内のエントリは経時的に動的にかなり変化し、したが
って、すべての移動コンピュータが常にその群の他のす
べての移動コンピュータを確実に探し出せるように十分
頻繁に公示を行わなければならない。さらに、各移動コ
ンピュータは、要求に応じて、データを別のコンピュー
タに中継することに同意する。このように、移動コンピ
ュータは、データの目標が直接通信の範囲内でない場合
でも、グループ内の他の移動コンピュータとデータを交
換することができる。他のコンピュータを中間点として
使用してデータを送るこの方法は、経路指定として知ら
れる。経路指定はこれまで、ネットワーク・プロトコル
のリンク層では移動コンピュータ・システムに関する上
記の問題には適用されていなかった。群中の特定のコン
ピュータから他のどの移動コンピュータがアクセス可能
であるかという通知は、本発明によればプロトコルのリ
ンク層で行われ、したがって上位層（たとえばネットワ
ーク層）のプロトコルが使用中であっても本発明の方法
は動作する。集合内の移動コンピュータ群は、事実上新
しい「ネットワーク」を構成し、管理なしでそうする。
この通信の形式は、「アドホック（ａｄ−ｈｏｃ）」ネ
ットワーキングと呼ばれている。
【００１７】移動コンピュータはしばしば、建物内の有
線バックボーンに沿ってネットワーク接続を維持する他
のコンピュータとデータを交換することを可能にする
「基地局」と一緒に使用される。この場合、基地局は常
に多量の電力を有すると想定され、それに対して移動コ
ンピュータは電力供給が厳しく制限されていることがあ
るので、経路指定機能は主に基地局が引き受ける。基地
局は、移動コンピュータが基地局の範囲内のあらゆる移
動コンピュータにアクセスを持つことを各基地局に任せ
るような形でリンク層経路指定に関与する。移動コンピ
ュータが基地局の範囲内にある場合は、その隣接局リス
トの周期的な同報通信によって、基地局に直接接続性を
公示する。基地局は、異なるセルの移動コンピュータ間
でデータ交換経路を作成するためにどの移動局が協力で
きるかというリストを同報通信することもしないことも
ある。
【００１８】上記の経路指定機能はすべてリンク層アド
レス指定技法（いわゆる「ハードウェア・アドレス指
定」）を使用するので、上記の方法は単一の物理媒体を
使用する導入設備にほとんど適用できる。異なるネット
ワークにあるコンピュータが、ネットワーク層技法を使
用してデータ交換用の経路を確立し維持する。本明細書
に記載するリンク層経路指定の方法は、そのような他の
技法と一緒に使用することができ、あるいは層２（すな
わち「ハードウェア」）のアドレスの代わりに層３のア
ドレスを考慮し、層３のプロトコル・リストの伝送を無
視することによって、層３で使用するためにのみ適合さ
せることもできる。リンク層で単一のネットワーク・デ
ータ経路を提示することができ、ネットワーク層で複数
のネットワーク・データ経路を処理することができる。
複数ネットワーク設備における基地局は、必要なデータ
経路をリンク層とネットワーク層のどちらで確立するか
を決定する責任がある。基地局を含まないときは、本明
細書で述べるリンク層経路指定をもっぱら移動コンピュ
ータが使用する。
【００１９】それら自体の間でデータ経路を作成するた
めに相互動作するコンピュータはすべて、周期的に、た
とえば１秒に１回または数秒に１回（あるいは、結局、
新たな同報通信が必要なことを確実に決定できる方法が
設計されているときは、必要とされるだけ）必要データ
を同報通信する。各移動コンピュータによるデータ同報
通信は、各宛先について、少なくとも以下の情報を有す
る経路指定テーブルを含む。 ・宛先のリンク層アドレス。 ・宛先に達するのに必要なホップ（ｈｏｐ）数。 ・元々宛先によってスタンプされた、その宛先に関して
受け取った情報のタイムスタンプ。 ・宛先が省略時ルータとして働くことを望むかどうか
（たとえば、宛先が基地局である）。また伝送された経
路指定テーブルは、リンク層ソフトウェアの当然の動作
によって、それらを伝送する移動コンピュータのハード
ウェア・アドレスを含む。経路指定テーブルはまた、送
信側によって作成されたタイムスタンプも含む。さら
に、特定の移動コンピュータが同一セル内でアクセス可
能か否かを決定しようとする経路指定アルゴリズムで
は、どの基地局が各移動コンピュータにサービスしてい
るかを示す表示を含んでもよい。
【００２０】そのような経路指定テーブルを移動コンピ
ュータが受け取ると、そのコンピュータは、ローカルに
記憶されたそれ自体の経路指定テーブルを更新し始め
る。各受信経路は、同じ宛先と次ホップを示す全ての既
存の経路を更新する。タイムスタンプは新しいタイムス
タンプで置き換えられ、各受信経路中に示されたホップ
数は増分され記憶される。任意のコンピュータまでの経
路に沿ったホップ数は、その経路に関する「距離（ｍｅ
ｔｒｉｃ）」と呼ばれる。経路指定テーブルの送信側の
アドレスは、宛先までの進路に沿った次ホップのアドレ
スとして記憶される。（最後の）宛先までの経路に沿っ
たさらに他のアドレスは記憶する必要がない。既存のい
ずれの（宛先、次ホップ）アドレス対にも対応しない経
路エントリを受け取ったときは、新しいエントリがその
宛先に割り振られる。伝送される経路指定テーブルを発
したコンピュータに関してローカル経路指定テーブルの
エントリが作成または更新され、そのエントリに関する
距離は１になり、コンピュータに達するためにただ１回
のホップを必要とすることを示す。言い換えると、この
２つのコンピュータ（経路指定テーブルの送信側と受信
側）は「隣接局」である。
【００２１】各宛先は、その代替経路指定経路に沿った
次ホップに関して、異なるリンク層アドレスでそれぞれ
指定された、限られた（少ない）数の代替経路を有す
る。転送決定を行うための基準として、常により新しい
タイムスタンプを有する経路が選ばれるが、必ずしも公
示（advertise）する必要はない。他にも代替経路が可
能であるようなときは、最短距離を有する経路が記憶さ
れ、その他の経路は忘れられる。同じ距離の代替経路間
で選択を行わなければならない場合は、最新のタイムス
タンプを有する経路が選択される。ローカル経路指定テ
ーブルを伝送する各移動コンピュータは、各伝送をその
ローカル時間値でスタンプするので、ほとんどすべての
タイムスタンプは最終宛先から発する。経路指定テーブ
ルが伝播される自然な方法によって、他の各コンピュー
タにタイムスタンプが選ばれ、それらの他のコンピュー
タは、起点となる移動コンピュータに関する経路指定エ
ントリを維持することを決定することができる。移動コ
ンピュータが同期している場合は、移動コンピュータの
アドホック共同体全体に対してタイムスタンプが１つだ
け必要である。
【００２２】以上述べたことは、事実上、必要な経路指
定データを伝播し記憶する方法についてだけであった。
経路指定テーブルをローカルに操作し更新する実際の方
法の詳細は後で述べる。データは、入力パケット用と出
力パケット用の２つの方法で使用される。リンク層経路
指定の動作は、リンク層と、もしある場合にはネットワ
ーク層プロトコル（国際標準化機構（ＩＳＯ）の成層ネ
ットワーク用語における「層３」）との間に挿入される
薄いプロトコル層で行われるものと考えると最もよく理
解される。すなわちリンク層経路指定は、出力パケット
については、他のリンク層動作の前、任意の高水準プロ
トコル動作の後に行われる。反対に入力パケットについ
ては、本明細書のリンク層経路指定動作は、他のリンク
層動作（たとえば、フレーム指示、データ保全性の検
査）の後、他の高水準プロトコル動作の前に実行され
る。
【００２３】出力パケットについては、リンク層経路指
定動作は実際の宛先が隣接するコンピュータか否かを判
定し、そうでない場合は、リンク層が受け取ったデータ
はカプセル化され、新しい宛先アドレスと新しい層２
（リンク層）のパケット・タイプを含む新しいリンク層
ヘッダが構築される。新しい宛先は、実際の宛先までの
進路に沿った次ホップの宛先である。パケット・タイプ
は、ここに記載するリンク層経路指定手順を開始するた
めの一般に合意された数である。すなわち、アドレス分
解プロトコル（ＡＲＰ）が要求しあるいは高水準プロト
コル処理が開始されるのと同じ方式で、新しい経路指定
要求の様々な処理が開始される。リンク層経路指定モジ
ュールが受け取ったデータが新しいパケット・タイプと
新しい宛先で包まれようがそうでなかろうが、パケット
はリンク層の通常動作によって伝送される。
【００２４】そのようなリンク層動作によって別の宛先
に経路指定される必要があるパケットが入ってくると、
そのパケットは次ホップに再アドレス指定されて送られ
る。次ホップが実際の宛先である場合は、経路指定のた
めに必要な元のデータをカプセルから取り出しカプセル
を廃棄することによって、実際の宛先と実際に必要なパ
ケット・タイプが露出される。次ホップが実際の宛先で
はない場合は、パケット・タイプとリンク層ヘッダは、
見かけ上の宛先がその進路に沿った次ホップのアドレス
に変更される以外はそのままになり、チェックサムまた
はデータ保全性標識が必要に応じて更新される。いずれ
の場合にも、リンク層経路指定を実行するコンピュータ
において、リンク層より上のプロトコルは活動化されな
い。
【００２５】図２は、両方向無線リンク５０および移動
ホストＭＨ１ないしＭＨ８を有するアドホック・ネット
ワーク１０を示す。また、点線で示すようにＭＨ２の隣
の位置からＭＨ７とＭＨ８の隣の位置に移動するＭＨ１
が示されている。本発明によって、固定した有線ネット
ワークの基地局との通信なしに、ネットワーク１０の移
動ホスト間でパケットを経路指定することができる。ネ
ットワーク１０を介してパケットを経路指定するために
必要な情報は、各移動ホストで維持される表（後に示
す）に含まれる。これらの表は、移動ホストの移動によ
って引き起こされるネットワーク１０の絶えず変化する
トポロジを反映するように更新される。
【００２６】この概念の総体は、各移動ホストにその経
路指定テーブルを周期的に同報通信させ、それに対応し
て隣接局からそのような同報通信を受け取ったとき、そ
の経路指定テーブルを更新することである。このように
して、各同報通信が処理されるとき、すべての移動ホス
トは、アドホック・ネットワークを確立することを望む
協力するすべての移動ホスト間の相互接続の現トポロジ
の完全な記述を構築する。各経路指定テーブルのエント
リはタイムスタンプでタグ付けされ、そのタイムスタン
プはベルマン・フォード経路指定などの宛先ベクトル・
アルゴリズムに付随するいくつかの問題を解決するため
に使われる。そのようなアルゴリズムは、計算上効率的
である。経路は、所望の宛先に対して「最良の」距離を
もつとき選ばれる。「距離」は通常、宛先に到達する前
にパケットが飛び越さなくてはならない「ホップ」の数
である。
【００２７】同報通信において受け取った経路はまた、
次にその経路指定情報を同報通信するときに受信側によ
って公示されるが、入力パケットが宛先に達するために
もう一回ホップ（すなわち、送信側から受信側までのホ
ップ）を必要とするため、受信側は経路を公示する前に
距離に増分を加える。
【００２８】選択すべき最も重要なパラメータの１つ
は、経路指定情報パケットを同報通信する合間の時間で
ある。しかし、移動ホストが新しい経路情報または実質
上修正された経路情報を受け取ると、新しい情報がすぐ
に再伝送され、協力するすべての移動ホストの間で最も
迅速な経路指定情報の流布を達成する。この即時の再同
報通信は、プロトコルができるだけ早く収れんしなけれ
ばならないという新しい要件を導入する。移動ホストの
移動によって、同報通信のあらしが起こり、無線媒体の
使用可能性が低下すると悲惨なことになる。
【００２９】移動ホストは、所々に移動するとき破壊リ
ンクを生じる。破壊リンクは「無限大」（すなわち、最
大許容距離よりも大きな任意の値）の距離で表される。
次ホップまでのリンクが破壊されたとき、その次ホップ
を通るすべての経路に即座に無限大の距離が割り当てら
れ、更新されたタイムスタンプが割り当てられる。これ
は実質的な経路変化とみなされるため、同報通信の経路
指定情報パケットにおいてそのような修正経路が即座に
開示される。破壊リンクを記述するための情報の構築
は、宛先移動ホスト以外の任意の移動ホストによってタ
イムスタンプが作成される唯一の状況である。また、移
動コンピュータが同期されている場合は、１つのタイム
スタンプだけが必要である。発生源である移動ホストに
よって定義されるタイムスタンプは偶数になるように定
義され、無限大の距離を示すために作成されるタイムス
タンプは奇数である。このようにして、任意の「実数」
のタイムスタンプが、無限大の距離に取って代わる。
【００３０】極めて大きい移動ホスト群においては、経
路指定情報パケットの同報通信の合間の時間におそらく
調整が行われる。これらのパケットで運ばれる情報の量
を減らすために、２つのタイプを定義する。一方は、
「全ダンプ」と呼ばれ、使用可能なすべての経路指定情
報を運ぶ。他方のタイプは、「増分式」と呼ばれ、最後
の全ダンプ以降に変化した情報だけを運ぶ。増分式経路
指定更新は、設計により、１つのネットワーク・プロト
コル・データ単位（ＮＰＤＵ）に収まるようになってい
る。比較的小さな移動ホスト群の場合でも、全ダンプに
はおそらく複数のＮＰＤＵが必要となる。移動ホストの
移動が起こらないときは、比較的まれに、全ダンプを伝
送することができる。移動が頻繁になり、増分の大きさ
がＮＰＤＵの大きさに近づくと、（次の増分が少なくな
るように）全ダンプをスケジューリングすることができ
る。
【００３１】移動ホストが新しい経路指定情報を（通常
は、前述の増分式パケットで）受け取ると、その情報
を、前の経路指定情報パケットからあらかじめ入手可能
な情報と比較する。より新しいタイムスタンプを有する
経路が使用される。古いタイムスタンプを有する経路は
破棄される。既存の経路と同じタイムスタンプを有する
経路が「より良い」距離を有する場合は、その経路が選
ばれ、既存経路は破棄され、または余り好ましくないも
のとして記憶される。新たに受け取った同報通信情報か
ら選ばれた経路の距離は、それぞれ１ホップだけ増分さ
れる。新たに記録された経路、または改善された距離を
示す経路は、現移動ホストの隣接局に即座に公示するよ
うにスケジューリングされる。
【００３２】様々な移動ホスト間のタイミング・スキュ
ーが予期される。移動ホストによる経路指定情報の同報
通信の合間の期間は、ある程度の規則正しさが予期され
る場合でも、多少非同期な事象とみなされる。そのよう
に独立して伝送するエージェント群では、経路を更新す
るために上記手順を使うことによって、若干の変動が発
生することがある。宛先移動ホストが移動しなかったと
きでも、ある次ホップから別の次ホップまでの経路を一
貫して変化させるパターンで、特定の移動ホストが新し
い経路指定情報を受け取るという問題が生じることがあ
る。これは、選ぶべき新しい経路に関して、２つの進路
すなわち遅いタイムスタンプを有するものとより良い距
離を有するものがあるからである。移動ホストは常に、
より新しいタイムスタンプとを有する、同じ宛先までの
２つの経路を（異なる隣接局を介して）次から次へと受
け取ると想像されるが、常に最初は悪い距離の経路を得
る。注意しないと、これは、その宛先からの新しいタイ
ムスタンプごとに、新しい経路伝送の連続バーストを引
き起こす。新しい距離はそれぞれ、近くにあるすべての
移動ホストに伝播され、さらにその隣接局がその隣接局
に伝播し、以下同様に続く。
【００３３】本発明の好ましい実施例による解決法は、
より良い距離を有する経路がまもなく現れそうだと移動
ホストが判定できるときに、そのような経路の公示を遅
延することである。遅いタイムスタンプを有する経路が
使用可能でなければならないが、前に到達できなかった
宛先への経路でない限り、即座に公示する必要はない。
したがって、各移動ホストで保持される経路指定テーブ
ルは２つあり、１方は転送パケットと共に使用するため
のものであり、他方は増分式（および全）経路指定情報
パケットを介して公示されるものである。より良い距離
を示す経路指定情報の到着が近い確率を判定するため
に、移動ホストは、より良い距離によって更新される前
に、一般に特定の経路が継続する長さの履歴を保持しな
ければならない。
【００３４】上記手順はすべて、プロトコル・スタック
のネットワーク層（層３）とリンク層（層２）のどちら
で実行されようとも有効である。したがって、層３のい
くつかの可能なプロコトルを使って通信できる移動ホス
トのアドホック・ネットワークを設けたい場合、パケッ
ト同報通信と転送を層２で実施することができる。これ
により、たとえば、中間移動ホストと同じ層３のプロコ
トルを実施しなかった２つの端点のサービスにおいて、
中間移動ホストがパケットを転送できるようになる。
【００３５】経路指定テーブルに記憶されたアドレス
は、このアドホック・ネットワーク・プロトコルが実施
される層に対応する。つまり、層３における動作は次ホ
ップ用のネットワーク層アドレスおよび宛先アドレスを
使用し、層２における動作は層２の媒体アクセス制御
（ＭＡＣ）アドレスを使用する。
【００３６】しかし、転送テーブルのためにＭＡＣアド
レスを使用すると新しい要件が導入される。困ったこと
に、層３ネットワーク・プロトコルはネットワークの３
つのアドレスに基づいて通信を実現するが、これらの層
３アドレスをＭＡＣアドレスに分解する方法を提供しな
ければならない。そうでなければ、多数の異なるアドレ
ス分解機構が設けられ、その分解機構を利用するときは
常に、無線媒体において対応する帯域幅の損失が認めら
れることになる。このことは重要であり、その理由は、
そのような機構はアドホック・ネットワークのすべての
移動ホストによる同報通信と再伝送同報通信を必要とす
ることになるからである。したがって特別な注意を払わ
ないと、アドレス解決はすべて、ネットワークの標準動
作における不調のように見え、それはどの活動ユーザに
もはっきりとわかるであろう。
【００３７】本発明による解決法は、層２における動作
に関して、層２の経路指定情報に加えて層３プロトコル
情報を含めることである。各宛先ホストは、層３のどの
プロトコルを支援するかを公示し、宛先への到達可能性
を公示する各移動ホストは、その公示の他に、宛先で支
援される層３プロトコルに関する情報を含むことにな
る。この情報は、変化したときにだけ伝送すればよく、
それはめったに起こらない。この情報は、各「全ダン
プ」の一部として伝送されることになる。各移動ホスト
は、いくつか（あるいは多数の）の層３プロトコルを支
援し得るので、このリストは長さが可変でなければなら
ないことになる。
【００３８】表１に、図２に示したネットワーク１０内
の各移動ホストで維持される内部転送テーブルにおける
経路エントリの構造を示す。
【００３９】
【表１】 宛先アドレス プロトコル依存サイズ 次ホップ・アドレス プロトコル依存サイズ 距離 符号なしの整数 タイムスタンプ 宛先から；符号なしの整数 導入時間 装置依存（たとえば、３２ビット） 安定度データへのポインタ 装置依存 プロトコル・データへのポインタ 装置依存、層２のみ
【００４０】たとえば、図１における移動ホスト４を検
討する。各移動ホストのアドレスをＭＨＸで表し、すべ
ての移動ホストがインターネット・プロトコル（ＩＰ）
だけで支援されると仮定する。さらにすべてのタイムス
タンプがＴＮＮＮ＿ＭＨＸで示されると仮定する。この
ＭＨＸはタイムスタンプを作成したコンピュータを指定
し、ＴＮＮＮは時間の値である。また、移動ホスト１が
移動ホスト２から移動する前に、他のすべての移動ホス
トにタイムスタンプＴＮＮＮ ＭＨＸを有するエントリ
があると仮定する。このとき、ＭＨ４における内部転送
テーブルは次のようになる（行は様々な移動ホストに対
応し、列は前記構造で記述されたデータに対応すること
に留意されたい）。
【００４１】
【表２】 宛先 次ホップ 距離 タイムスタンフ゜ 導入 フラグ 安定データ フ゜ロトコル・テ゛ータ MH1 MH2 2 T406_MH1 T001_MH4 PTR1_MH1 PTR2_MH1 MH2 MH2 1 T128_MH2 T001_MH4 PTR1_MH2 PTR2_MH2 MH3 MH2 2 T564_MH3 T001_MH4 PTR1_MH3 PTR2_MH3 MH4 MH4 0 T710_MH4 T001_MH4 PTR1_MH4 PTR2_MH4 MH5 MH6 2 T392_MH5 T002_MH4 PTR1_MH5 PTR2_MH5 MH6 MH6 1 T076_MH6 T001_MH4 PTR1_MH6 PTR2_MH6 MH7 MH6 2 T128_MH7 T002_MH4 PTR1_MH7 PTR2_MH7 MH8 MH6 3 T050_MH8 T002_MH4 PTR1_MH8 PTR2_MH8
【００４２】これから、たとえば、ほとんどのコンピュ
ータの導入時間がほぼ同じなので、すべてのコンピュー
タがほぼ同じ時間にＭＨ４にとって使用可能になったと
推定される。また、すべてのタイムスタンプ・フィール
ドが単位桁が偶数の時間を有するので、コンピュータ間
のリンクは１つも破壊されなかったと推定される。図１
には、他の経路で置き換えられそうなまたは競合しそう
な特定宛先への経路がないので、ＰＴＲ１ ＭＨＸはす
べてヌル構造へのポインタとなる。プロトコル・データ
・ポインタはすべて、以下のフォーマットを有する構造
を指す。プロトコルＩＤ＝ＩＰ、プロトコル・アドレス
長＝４バイト、プロトコル・アドレス＝［ＭＨＸ．Net.
addr.ess] ここで、ＭＨ１．Net.addr.essは、標準のＩｎｔｅｒｎ
ｅt４オクテット形式で表示されたＭＨ１に関する４バ
イトのＩＰアドレスである。
【００４３】表３は、公示された経路テーブルにおける
経路エントリの構造を示す。
【００４４】
【表３】 宛先アドレス プロトコル依存サイズ 距離 符号なしの整数 タイムスタンプ 宛先から；符号なしの整数 次の層３アドレスのサイズ ８ビット、０のときはもうない 次アドレスのプロトコルＩＤ ８ビット 次の層３プロトコルのアドレス
【００４５】最後の項目は、層２でアドホック・アルゴ
リズムが動作するときにだけ現れる。次ホップはすべて
の公示に暗示されるので、リストする必要はない。動作
が層２で行われ、移動ホストはアドレスＸ：Ｘ：Ｘ：
Ｘ：Ｘ：Ｘを有し、したがって移動ホストはＭＡＣアド
レス１：１：１：１：１：１（標準フォーマットで示し
た）を有すると仮定する。さらにＩＰは、層３のプロト
コルＩＤ７を有するものとして示されると仮定する。ま
たそれと対応して、移動ホストＭＨＸのインターネット
・アドレスは、Ｘ．Ｘ．Ｘ．Ｘ．と表されると仮定す
る。そこで、上記の状況において、公示される経路は以
下のように表される。
【００４６】
【表４】 宛先 距離 タイムスタンプ 長さ ＩＤ 層３アドレス 長さ 1:1:1:1:1:1 2 T406_MH1 4 7 1.1.1.1 0 2:2:2:2:2:2 1 T128_MH2 4 7 2.2.2.2 0 3:3:3:3:3:3 2 T564_MH3 4 7 3.3.3.3 0 4:4:4:4:4:4 0 T710_MH4 4 7 4.4.4.4 0 5:5:5:5:5:5 2 T392_MH5 4 7 5.5.5.5 0 6:6:6:6:6:6 1 T076_MH6 4 7 6.6.6.6 0 7:7:7:7:7:7 2 T128_MH7 4 7 7.7.7.7 0 8:8:8:8:8:8 3 T050_MH8 4 7 8.8.8.8 0
【００４７】ここで、移動ホスト１が移動ホスト５およ
び７の周辺に移動し、他の移動ホスト（特に移動ホスト
２）から離れたと仮定する。移動ホスト４における新し
い内部転送テーブルは以下のようになる。
【００４８】
【表５】 宛先 次ホップ 距離 タイムスタンフ゜ 導入 フラグ 安定データ フ゜ロトコル・テ゛ータ MH1 MH6 3 T516_MH1 T810_MH4 M PTR1_MH1 PTR2_MH1 MH2 MH2 1 T238_MH2 T001_MH4 PTR1_MH2 PTR2_MH2 MH3 MH2 2 T674_MH3 T001_MH4 PTR1_MH3 PTR2_MH3 MH4 MH4 0 T820_MH4 T001_MH4 PTR1_MH4 PTR2_MH4 MH5 MH6 2 T502_MH5 T002_MH4 PTR1_MH5 PTR2_MH5 MH6 MH6 1 T186_MH6 T001_MH4 PTR1_MH6 PTR2_MH6 MH7 MH6 2 T238_MH7 T002_MH4 PTR1_MH7 PTR2_MH7 MH8 MH6 3 T160_MH8 T002_MH4 PTR1_MH8 PTR2_MH8
【００４９】ＭＨ１のエントリだけが新しい距離を示し
ているが、間の時間には、多くの新しいタイムスタンプ
・エントリを受け取っている。すなわち、最初のエント
リは、フラッグＭ（距離MetricのＭ）を有し、次の全ダ
ンプが生じるまでに、続いて起こる増分経路指定情報の
更新において公示されなければならない。移動ホスト１
が移動ホスト５と７の周辺に移動したとき、増分式経路
指定情報の即時更新を開始した。これはその後、移動ホ
スト６に同報通信された。また、移動ホスト６は、重要
で新しい経路指定情報を受け取ったと判断し、移動ホス
ト１に関する新しい経路指定情報を移動ホスト４に運ぶ
即時更新を開始した。移動ホスト４は、この情報を受け
取ると、次の経路指定情報の全ダンプまで、それをすべ
ての間隔で同報通信することになる。移動ホスト４にお
いて、増分式公示経路指定の更新は以下の形式を有す
る。
【００５０】
【表６】 宛先 距離 タイムスタンプ 4 4 4 4 4 4 0 T820_MH4 1 1 1 1 1 1 3 T516_MH1 2 2 2 2 2 2 1 T238_MH2 3 3 3 3 3 3 2 T674_MH3 5 5 5 5 5 5 2 T502_MH5 6 6 6 6 6 6 1 T186_MH6 7 7 7 7 7 7 2 T238_MH7 8 8 8 8 8 8 3 T160_MH8
【００５１】この公示では、移動ホスト４が公示を行っ
ているので、移動ホスト４に関する情報が最初になる。
移動ホスト１は、低いアドレスを有するためではなく、
影響を及ぼす重要な経路変更を有するただ１つのものな
ので、移動ホスト１に関する情報が次になる。増分式経
路指定の更新全体は、以下のような形式を有する。
【００５２】
【表７】 伝送情報 「自局アドレス」、距離≡０ 層３のプロトコル使用可能度情報が変更された経路 距離が変更された経路 タイムスタンプが変更された経路
【００５３】この例では、層３プロトコル構成を変更し
た移動ホストはない。１つのコンピュータが新しい位置
にあるため、その経路指定情報を変更した。すべてのコ
ンピュータは、新しいタイムスタンプを最新に伝送し
た。更新されたタイムスタンプが多すぎて単一のパケッ
トに収まらない場合は、収まるタイムスタンプだけが伝
送される。これらは、いくつかの増分更新間隔にわたっ
て公平に伝送するために選択される。
【００５４】全経路指定情報パケットの伝送には、その
ようなフォーマットは必要でない。必要な数のパケット
が使用され、（必要な層３アドレス情報を含めて）使用
可能な情報がすべて伝送される。
【００５５】アドホック・ネットワーク・プロトコル内
で時間依存性のいくつかの動作を処理するために、標準
の事象リスト構造を維持しなければならない。ノードの
例は、以下のようでもよい。
【００５６】
【表８】 事象時間 事象識別 事象データ（経路エントリへのポインタ）
【００５７】コンピュータのクロックが刻時するとき、
事象リストが検査される。最初のノードが満了した場
合、リストと、修正処理手順を呼ぶために使用される識
別と、事象処理ルーチンへの引数として引き渡される事
象データとから事象ノードが引き出される。
【００５８】以下の説明は、安定待ち待ち時間テーブル
に関し、経路指定テーブル・エントリの変動を防ぐ際の
その使用法を説明する。経路更新は以下の基準に従って
選択されるために、全般的な問題が生じる。 ・タイムスタンプがより新しい場合、その経路は常に好
ましい。 ・そうでなければ、タイムスタンプが同じではあるが距
離がより良い（短い）場合に、その経路は好ましい。 問題を理解するために、識別タイムスタンプを有する２
つの経路を、間違った順序で移動ホストが受け取ったと
仮定する。すなわち、移動ホスト４が、最初により長い
距離の次ホップを受け取り、そのすぐ後にタイムスタン
プが同じで短い距離の別の次ホップを得ると仮定する。
これは、それほど規則的でなく更新を伝送する多数の移
動ホストがあるときに起こり得る。その代わりに、移動
ホストが著しく異なる伝送間隔でまったく無関係に動作
している場合は、それに対応してより少ないホストでこ
の状況が起こり得る。いずれにせよ、図３において、共
通の宛先ＭＨ９に両方とも接続されているが他の移動ホ
ストは共通でない、２つの別々の移動ホスト群中に、こ
の問題を引き起こすのに十分な移動ホストがあると仮定
する。さらに、すべての移動ホストは約１５秒毎に更新
を伝送しており、移動ホストＭＨ２はＭＨ９まで１２ホ
ップの経路を有し、移動ホストＭＨ６はＭＨ９まで１１
ホップの経路を有すると仮定する。さらに、ＭＨ２から
の経路指定情報の更新は、ＭＨ６からの経路指定情報の
更新よりも約１０秒前にＭＨ４に到着すると仮定する。
これは、移動ホストＭＨ９から新しいタイムスタンプが
発行されるたびに行われる。実際には、たとえば、新し
いタイムスタンプ更新を有するホストが多すぎて全ホス
トが単一の増分パケットの更新内に収まらないときに起
こるように、群IIの任意の移動ホストが複数の増分式更
新間隔でそのタイムスタンプ更新を発行し始める場合
に、時間差が激烈になり得る。一般に、ホップ数が大き
くなるほど、図３における更新配送の差が激烈になると
予期される。
【００５９】安定待ち時間データは、最初の２つのフィ
ールドによって指定される、以下の形式を有するテーブ
ルに記憶される。
【００６０】
【表９】 宛先アドレス 次ホップ・アドレス 最終安定待ち時間 平均安定待ち時間
【００６１】新しい経路指定情報の更新が移動ホスト４
に達すると仮定する。新しいエントリのタイムスタンプ
は、今使用したエントリ内のタイムスタンプと同じであ
り、より新しいエントリはより悪い（すなわち、より長
い）距離を有する。そこで、移動ホスト４は、次の転送
決定を行う際に新しいエントリを使用しなければなら
い。ただし、移動ホスト４は、新しい経路を即座に公示
する必要はなく、公示する前にどれだけ待つかを決める
ためにその経路の安定待ち時間テーブルを調べることが
できる。この決定のために平均安定待ち時間を使用す
る。たとえば、経路を公示する前に、移動ホスト４は
（平均安定待ち時間＊２）遅延することを決定できる。
【００６２】これは非常に有益なことである。というの
は不安定な可能性がある経路が即座に公示されると、そ
の結果がネットワークを介して波及し、移動ホストＭＨ
９のタイムスタンプの更新がアドホック・ネットワーク
を介して波及するたびに、この悪い結果がおそらく繰り
返されることになるからである。一方、移動ホストＭＨ
６を経由するリンクが本当に壊れた場合は、ＭＨ２を経
由する経路の公示をすぐに行うべきである。これを達成
するために、移動ホストＭＨ４に変動の履歴があるとき
は、群II内の中間ホストが問題を発見し、移動ホストＭ
Ｈ９までの進路に沿った経路に関して無限の距離を示す
トリガされた増分更新を開始するように、十分早くリン
ク破壊を検出すべきである。すなわち、以前に起こった
経路指定更新の変動に類似する問題が現れる場合、その
問題は、変動を回避する機構を無力にするのに十分な時
間経路更新パターンを支配する他の効果を有するように
思われる。さらに、無限大の距離を有する経路は、定義
によりすぐに公示しなければならない。
【００６３】ダンピング機構を最新の事象に有利に片寄
らせるために、特定経路の安定待ち時間の最新の測定値
を、古い測定値よりも大きな加重因子でカウントしなけ
ればならない。そして、重要なことに、経路が真に安定
状態とみなされる前にどれだけ安定状態でなければなら
ないかを示すパラメータを選択しなければならない。こ
れは結局、安定待ち時間テーブルにおける１対のアドレ
ス（宛先、次ホップ）の、安定待ち時間の最大値を指定
することになる。この最大値を有する経路よりも安定な
経路は、それが異なる次ホップまたは距離を有する別の
経路で置き換えられる場合と、トリガされた更新を引き
起こす。
【００６４】リンク層ソフトウェアが経路指定テーブル
管理を実施する方法は周知であるが、説明のために、特
定の実施態様について若干の詳細を示す。このテーブル
自体は、オペレーティング・システムのデータ・メモリ
内に記憶されたデータでしばしばそうであるように、静
的に割り振られた固定サイズ・エントリのアレイであ
る。各エントリは「次の」エントリを指定する整数フィ
ールドを有し、これにより通常モードの経路指定テーブ
ルへのアクセスが、線形の探索によるのではなく（静的
に大きさが決められたアレイの場合によくあることだ
が）、リンクしたリストのアクセスのようになる。各宛
先ノードは、せいぜい３つ代替経路しか有することがで
きない。これらの経路は、最適経路を最初にして、リス
トの３つの連続する要素として記憶される。示された最
適経路が失敗したり、そのデータが不調と判断された場
合は、次の経路が実際に「昇進（ｐｒｏｍｏｔｅｄ）」
する。
【００６５】更新がテーブルに適用されるのと同間に
「隣接局」から新しい経路指定更新を受け取ったとき、
不調のエントリを削除するための処理も行われる。不調
のエントリは、最近の二三の更新期間内に更新が適用さ
れなかったエントリと定義される。各隣接局は定期的に
更新を送ると期待されるので、しばらく更新を受け取ら
ないと、受信側は対応するコンピュータがもはや隣接局
でないと判断することがある。それが起こると、そのコ
ンピュータを実際の（かつては隣接の）宛先として示す
経路を含めて、そのコンピュータを次ホップとして使用
するどの経路も削除される。エントリが決定される前に
発生する更新期間の数が多いと、不調の経路指定エント
リの数が増すことになるが、伝送エラーも増す。伝送エ
ラーは、多くの無線実施態様の場合によくあり得ること
だが、ＣＳＭＡ型の同報通信媒体を使用するときにも発
生する可能性が高い。リンクが壊れたときは、そのリン
クおよびそのリンクに依存する経路に対して、無限大の
距離の経路をスケジューリングすべきである。
【００６６】図４は、データが不調であると判定された
ときのタイム・アウト手順を示す。まず機能ブロック４
０で、事象リスト・データから経路エントリが得られ、
ついで機能ブロック４１で、内部テーブルから経路が削
除される。機能ブロック４２で、公示される経路のテー
ブルに無限大の距離が挿入され、次に判断ブロック４３
で、その宛先が他の宛先の次ホップかどうかを判定する
試験が行われる。そうである場合は、機能ブロック４４
で、現在到達不可能な宛先に対して無限大の距離の経路
が公示される。図５に示したように、"ＡＤＶＥＲＴＩ
ＳＥ"事象処理は、機能ブロック４５で公示された経路
リストに指定された経路を挿入する処理と、次いで機能
ブロック４６でＩＮＣＲＥＭＥＮＴＡＬフラグをセット
する処理とを含む。同時に、ＳＨＯＷＮ ＹＥＴフラグ
がリセットされる。挿入される経路は、宛先まで無限大
の距離を示すことになる。
【００６７】図６は、移動ホストからの増分式更新伝送
の論理を示す。この処理は、機能ブロック４７から始ま
り、プロトコル使用可能度の変化が挿入される。次い
で、機能ブロック４８で公示経路リストが走査され、判
断ブロック４９でＦＬＡＧＳおよびＳＨＯＷＮ ＹＥＴ
が０であるか検査が行われる。この条件に合えば、機能
ブロック５０で、その経路が挿入され、フラグがセット
される。次に、判断ブロック５１で試験が行われ、出力
パケットが一杯過ぎないかどうか判定する。一杯過ぎる
場合は、処理が終わる前に、機能ブロック５２で全ダン
プがスケジューリングされ、そうでない場合は、機能ブ
ロック４８に戻って公示経路リストを走査する。
【００６８】公示経路リストが走査されるとも、判断ブ
ロック５３で試験が行われ、ＦＬＡＧＳとＩＮＣＲＥＭ
ＥＮＴＡＬが０でないかどうか判定する。０である場合
は、処理は機能ブロック４８に戻り、そうでない場合
は、機能ブロック５４でその経路が挿入される。判断ブ
ロック５５で試験が行われ、出力パッケートが一杯過ぎ
ないかどうか判定する。一杯過ぎる場合は、機能ブロッ
ク５２で全ダンプがスケジューリングされ、そうでない
場合は、機能ブロック５６で公示経路リストが再び走査
されるが、このときはＬＡＳＴ ＡＤＶ ＴＩＭＥＳＴ
ＡＭＰから始まる。公示経路リストが走査されるとき、
判断ブロック５７で試験が行われ、ＦＬＡＧＳおよびＮ
ＥＷ ＴＩＭＥＳＴＡＭＰが０でないかどうか判定す
る。０でない場合は、機能ブロック５８で経路が挿入さ
れ、判断ブロック５９で試験が行われ、出力パケットが
一杯過ぎないかどうかを判定する。一杯過ぎる場合は、
機能ブロック６０でＬＡＳＴ ＡＤＶ ＴＩＭＥＳＴＡ
ＭＰが提示された最後の経路にセットされ、そうでない
場合は、機能ブロック６１でＬＡＳＴ ＡＤＶ ＴＩＭ
ＥＳＴＡＭＰがゼロにセットされ、処理が終了する。
【００６９】図７は、移動ホストからの全ダンプ伝送の
論理を示す。まず、判断ブロック６２で試験が行われ、
またどの経路も示されていないかどうかを判定する。示
されていない場合は、処理が終わる前に機能ブロック６
３で、増分伝送が行われ、全ダンプが再びスケジューリ
ングされる。そうでない場合は、機能ブロック６４で、
指定されたテーブル・フォーマットに従って使用可能な
プロトコルがすべて挿入される。次に、機能ブロック６
５で、テーブルの形式に従って、公示経路がすべて挿入
される"ＦＬＡＧＳ"フィールドが削除される。最後に、
機能ブロック６６で、すべての公示経路で増分がリセッ
トされ、処理が終了する。
【００７０】図８は、受信時の全ダンプ処理の論理を示
す。まず機能ブロック６７で入力データが走査され、判
断ブロック６８でタイムスタンプが新しいかどうか、判
断ブロック６９で経路が新しいかあるいは新しい距離を
有するかどうか、また判断ブロック７０でどれかのプロ
トコルが変更されたかどうかを判定する。タイムスタン
プが新しい場合は、機能ブロック７１で、内部経路指定
テーブルに現行値が置かれ、タイムアウト事象が再びス
ケジューリングされて、テーブル内で新しいタイムアウ
トがマークされる。次に、機能ブロック７２で、その経
路の安定待ち時間の測定を開始し、処理が終了する。一
方、経路が新しいかあるいは新しい距離を有する場合
は、機能ブロック７３で、エラー・アクティビティがス
ケジューリングされる。次いで、機能ブロック７４で、
安定待ち時間が更新され、処理が終了する。一方、どれ
かのプロトコルが変化した場合は、機能ブロック７５で
たとえばＡＲＰテーブル管理を使って、適切な層３アク
ティビティが変更される。
【００７１】図９は、受信時の増分式更新処理を示す。
機能ブロック７６で入力データが走査され、判断ブロッ
ク７７でプロトコル使用可能度が変更されたかどうか、
判断ブロック７８で経路が新しいかどうか、判断ブロッ
ク７９でタイムスタンプが古いかどうか、判断ブロック
８０でタイムスタンプが同じで距離がより短いかどうか
を判定する。プロトコル使用可能度が変化している場合
は、機能ブロック８１で適切な層３処理ルーチンを呼び
出し、判断ブロック７８に進む。経路が新しい場合は、
機能ブロック８２で出力増分更新がスケジューリングさ
れ、処理が終了する。タイムスタンプが古い場合は、判
断ブロック８３でさらに試験が行われ、経路が無限大の
距離を有するかどうか判定する。経路が無限大の距離を
持たない場合は、機能ブロック８４で破棄され、処理が
終了する。経路が無限大の距離を有する場合は、機能ブ
ロック８５でＳＨＯＷＮ ＹＥＴフラグがリセットさ
れ、処理が終了する。タイムスタンプが同じで距離がよ
り短い場合、機能ブロック８６で現安定待ち時間が更新
され、機能ブロック８７で公示リストに新しいエントリ
が最初に入れられる。次に、機能ブロック８８で、ＳＨ
ＯＷＮ ＹＥＴフラグがリセットされ、増分がセットさ
れ、関係する"ＡＤＶＥＲＴＩＳＥ"事象が削除され、処
理が終了する。判断ブロック８０に戻り、結果が否定の
場合は機能ブロック８９に進み、内部テーブル内の経路
エントリが使用され、タイムアウトがリセットされる。
次に、機能ブロック９０で、安定待ち時間の現行評価
後、覚醒がスケジューリングされ、処理が終了する。
【００７２】図１０は、安定待ち時間が過ぎた後に、経
路を公示経路に挿入するための流れ図を示す。この処理
は、図９の機能ブロック９０でセットされた覚醒タイマ
が、機能ブロック１０１で鳴ると始まる。これが起こる
と、判断ブロック１０２で試験が行われて、確立された
経路が公示された経路と同じであるかどうかを判定す
る。同じ場合は、何も行う必要はなく、処理は終了す
る。しかし異なる場合は、機能ブロック１０３でＳＨＯ
ＷＮ ＹＥＴがリセットされ、処理が終わる前に、機能
ブロック１０４で次の増分更新がスケジューリングされ
る。
【００７３】上記以外にも、関与する各コンピュータ
（移動局または基地局）によって同報通信される経路指
定テーブル内の各エントリの一部分として伝送される追
加のデータ・フィールドがある。これらのフィールド
は、たとえば、高水準のプロトコルまたはリンク層の動
作に依存する他のプロトコルによって決まる。たとえ
ば、正しいＡＲＰ動作を可能にするために、各経路指定
テーブル・エントリが、宛先アドレスに対応するインタ
ーネット・プロトコル（ＩＰ）アドレスも含まなければ
ならないこともある。これは、隣接局のために経路指定
機能を利用するときに、中間のコンピュータを使用可能
にするために行われ、ＡＲＰ同報通信の経路指定の代わ
りに「代理ＡＲＰ」も発行する。
【００７４】協力する移動ホスト間でアドホック・ネッ
トワークを達成するために使用される、様々な手順を記
述する疑似Ｃコードを以下にリストする。
【００７５】 このテーブルは、これらの手順を実行する移動ホストに
関するデータを常に含むように初期設定する。 */ struct advertised route entry{ address t destination; value t metric; proto ptr protocol list; struct advertised route entry *advertised route table={myaddress, 0,my protocol list}; struct protocol list{ value t protocol type; value t address size; u char[] layer 3 address; } /* *各移動ホストは、経路エントリの２つのテーブルを維持しなければならない。 *−公示される経路エントリ *−転送用に使われる経路 */ /* *各移動ホストは、可能な各種のタイムアウト事象に関してノードを有する事象 リ *ストを維持しなければならない。可能な事象は以下のとおりである。 *−経路指定テーブル・エントリをタイムアウトする *−起こり得る変動を回避するためにその公示が遅延された公示テーブルへの経 路 * を加える。 *−公示を周期的に同報通信する（増分式または全）。 */ Timeout() { get event from list(); switch (event type) case ROUTE TIMEOUT: bad route=event type->route; if (bad route->metric =1) /* おっと、隣接局が死んだ*/ for (route = first; /*テーブル内のすべての経路について*/){ if route->next hop = bad route){ rOute->metric = INFINITE METRIC; route->flags = METRIC CHANGED; route->timestamp | =1; } } bad route->flags l=METRIC CHANGED bad route->metric=INFINITE METRIC; bad route->timestampl=1; /* １だけ増分した*/ do incremntal(); break; case ADD ADVERTISEMENT: route->flags l=CHANGED; break; case DO ADVERTISEMENT: if (full dump scheduled) do full dump(); else do incremental(); break; } } struct settling time table{ address t destination; time t settling time; value t number of next hops; addr list next hop list; } struct next hop list{ address t next hop; list ptr *next hop list; } do full dump() { get empty NPDU(); for (/*公示された経路指定テーブル内の各経路*/) { copy route into NPDU() if (NPDU full) ( transmit NPDU(); get empty NPDU(); } route->flags &= /*変更ビットをリセットする*/ NOT(CHANGED l CHANGED PROTOCOL l CHANGED METRIC); } /*上記で自局データが自動的に含まれたことに留意されたい*/ schedule full dump(USUAL PERIOD); } /* *増分ダンプは、次のようないくつかの部分に集積する。 *−送信局（すなわち、この移動ホスト）に関するエントリ。 *−新しい移動ホストまたは層３プロトコル使用可能度情報を修正した移動ホス ト * に関するエントリ。 *−経路指定情報が実質上変更された新しい移動ホストに関するエントリ。 *−新しいタイムスタンプだけを反映しているエントリ。 *増分パケットは、１つの層３パケット（ネットワーク・プロトコル・データ・ ユ *ニット）だけに収まるように制約される。重要な変化が多すぎて報告できない 場 *合は、全ダンプをスケジューリングしなければならない。タイムスタンプ更新 が *多すぎて報告できない場合は、最後に報告されたタイムスタンプ更新を追跡し 、 *次回はそれからスタートする。 */ do incremental dump() { get empty NPDU(); /*最初に自局の新しいタイムスタンプを伝送する。距離０*/ if (route to myself->timestamp & 0x00000001 !=0) printf ("予期しない内部タイムスタンプ error＼r＼n"); route to myself->timestamp = route to myself +2; copy route into NPDU(route to myself) for ( route=first;/*公示経路指定テーブル内の各経路*/) if (route->flags & PROTOCOL CHANGED) copy route into NPDU(route) if (NPDU full) ( schedule full dump(IMMEDIATE); printf (Unexpectedly full incremental!\n"); transmit NPDU(); get empty NPDU(); } } for ( route=first; /*公示経路指定テーブル内の各経路*/) { if (route->flags & ALREADY DONE) continue; /*上記でこれはすでに示された*/ if (route->flags & METRIC CHANGED) copy route into NPDU(route) if (NPDU full) ( schedule full dump(IMMEDIATE); printf ("予期せず全増分incremental!＼n"); transmit NPDU(); get empty NPDU(); } } for (route=last timestamp shown; /* */)｛ if (route->flags & ALREADY DONE) continue; /*上記でこれはすでに示された*/ if (route->flags & TIMESTAMP CHANGED) { copy route into NPDU(route) last timestamp shown = route; } if (NPDU full) ( break; /*増分パケットの構築を停止する*/ } } transmit NPDU(); } /* *移動ホストが隣接局のうちの１つから経路指定情報を受け取ると、パケットの 各 *経路エントリを調べて、その内部経路指定テーブルを更新するかどうかを決定 す *る。入力パケットが全ダンプである場合は、通常、実質上異なる情報は期待さ れ *ない。より新しい場合あるいは新しさは同等だがより短い距離を有する場合に 、 *新しい経路が受け入れられる。 * *入力経路がより新しいタイムスタンプという基準に基づいて受け入れられる場 合 *、新しい経路を公示するかどうか決定を行う。この決定は、特定の宛先移動ホ ス *トに関してパケットの送信側（すなわち、次ホップ）から得た経路の過去の履 歴 *に依存する。 * *次ホップを通る経路が次ホップまでの経路よりも（この移動ホストから次ホッ プ *までのホップなので）１ホップだけ長くなることを反映するために、任意の入 力 *経路に関して示された距離を１だけ増分しなければならないことに留意された い *。 */ process incoming route update() { must schedule incremental = FALSE; for (new route=packet data; /*パケット内の各エントリを行う*/{ old route = find(new route,route table); new route->metric =new route->metric +1; if (new route->timestamp > old route->timestamp) { new route->timeout = calculate timeout(new route); replace (old routej new route); route table); delete timeout event (old route); schedule timeout event (new route); if (new route->type & CHANGED PROTOCOL){ must schedule incremental = TRUE; new route->flags l=CHANGED PROTOCOL; new route->install time = current time(); } else if ((new route->type & CHANGED METRIC) ll (new route->metric < old route->metric { must schedule incremental = TRUE; new route->flags l=CHANGED METRIC; new route->install time =current time(); } else if (new route->metric >= old route->metric) { stable time = check settling time (new route) if (0 ==stable time) /*それを公示する*/ new route->flags l= CHANGED; else enter event list(new route, stable time,ADD ADVERTISEMENT); } } else if ((new route->timestamp == old route->timestamp) && (new route->metric < old route->metric)) { enter settling time data (old route, new route); new route->timeout = calculate timeout(new route); replace (old route, new route, route table); delete timeout event (old route); schedule timeout event (new route); new route->flags l=CHANGED METRIC; new route->install time = current time(); } } if (must schedule incremental) { schedule incremental(IMMEDIATE); if (incoming packet->packet type ==FULL DUMP) printf ("Full dump has new,unreported data!\r\n"); } } /* *変動を弱めるために、経路変化の頻度に関するデータを保持する。ある状況で は *、同じタイムスタンプを有する特定の移動ホストで経路公示を受け取るが、「 順 *序外れ」で受け取る、すなわち同じタイムスタンプを有する２つの経路がより 短 *い距離に最初に達することが考えられる。 * 最終安定待ち時間 * 平均安定待ち時間 *２つのデータが保持される。 *平均安定待ち時間は、前の平均を１６倍し、現行値を２倍し、それらの結果を 加 *えて１８で割って計算される。これは、前の１６個の結果よりも最新の結果に 少 *し大きな重みを与える効果がある。 */ enter settling time (new route, old route) { route data = find (new route->destination, old route->next hop, settling time table); settling time = (16* route data->settling time) + 2* (current time() - old route->install time); settling time = settling time \ 18; } check settling time (new route) { route data = find (new route, settling time table); settling time data =route data->settling time; if (settling time data == NULL) return 0; if (settling time data > MAXIMUM DELAY) return 0; else return (settling time data);
【００７６】本発明を１つの好ましい実施例に基づいて
説明したが、添付の特許請求の範囲の趣旨および範囲内
で本発明を修正して実施できることが、当業者には理解
されよう。本発明の新しい経路指定アルゴリズムは、特
に、移動コンピュータの動作に最も劇的に必要とされる
「アドホック・ネットワーク」の作成を可能にするため
に開発されたものである。しかし、この経路指定アルゴ
リズム自体、および「アドホック・ネットワーク」の動
作は、移動コンピュータを含まない状況でも有利に使用
することができる。たとえば、この経路指定アルゴリズ
ムは、（リンク状態経路指定アルゴリズムに比べて）少
ないメモリ要件を必要とする状況に適用することができ
る。「アドホック・ネットワーク」の動作は、無線移動
コンピュータだけでなく有線移動コンピュータにも適用
できる。したがって、一般に、本発明は、新しい宛先順
経路指定アルゴリズムを提供し、このアルゴリズムは変
動を弱める技法によって補われる。
【００７７】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
【００７８】（１）それぞれ固有ネットワーク・アドレ
スを持つが固定位置を持たない複数の移動ホストから構
成されるアドホック・ネットワークに結合された２つの
移動ホスト間で、パケットの情報を経路指定する方法で
あって、各移動ホストにおいて、ソース移動ホストから
宛先移動ホストまでのホップ数として定義された「距
離」を含む経路指定テーブルを記憶する段階と、各移動
ホストに記憶された経路指定テーブルを、その移動ホス
トが周期的に同報通信することにより経路を公示する段
階と、宛先移動ホストから発したタイムスタンプで、各
経路指定テーブルのエントリをタグ付けする段階と、他
の移動ホストから受け取った同報通信に基づいて、各宛
先移動ホストごとに、移動ホストに記憶された経路指定
テーブルを更新する段階と、各移動ホストが、隣接移動
ホストから受け取った新しい経路指定情報を再伝送する
段階と、所望の宛先移動ホストに関する最良の「距離」
を有する経路として、ソース移動ホストからパケットの
情報を伝送するための経路を選択する段階とを含む方
法。 （２）アドホック・ネットワークが、ネットワーク層と
リンク層とを含むネットワーク規格に従い、経路指定が
アドホック・ネットワークのリンク層で実行されること
を特徴とする、上記（１）に記載の経路指定方法。 （３）新しい経路が、より短い距離または無限の距離を
有する経路と定義され、無限の距離は、破壊されたリン
クを表し、すなわち特定の宛先が到達可能でなくなり、
したがってこの新規の到達不可能な宛先に依存する他の
すべての宛先がそれ自体到達不可能になることを意味
し、隣接移動ホストから受け取った新しい経路指定情報
を再伝送する前記段階が、新しい経路指定情報の受信時
に移動ホストによって即時実行されることを特徴とす
る、上記（１）に記載の経路指定方法。 （４）前記経路指定テーブルに記憶された経路が変化す
る頻度に関するデータを保持する段階と、前記経路指定
テーブルに記憶された経路の平均安定待ち時間を決定す
ることによって、経路の安定性を測定する段階と、測定
された経路の安定待ち時間を安定待ち時間テーブルに、
記憶する段階と、公示段階の前に安定待ち時間テーブル
にアクセスし、まもなく変化する可能性のある経路の公
示を遅らせ、それにより前記経路指定テーブル内の情報
の変動を弱める段階とをさらに含む、上記（１）に記載
の経路指定方法。 （５）古い測定値よりも大きな加重因子を有する特定の
経路の安定待ち時間の最新の測定値をカウントすること
により、測定された経路安定待ち時間に重み付けを行う
段階をさらに含む、上記（４）に記載の経路指定方法。 （６）アドホック・ネットワークがさらに、移動ホスト
のネットワーク層アドレスに基づいて、前記経路指定テ
ーブルに経路指定情報を記憶する段階と、前記経路指定
テーブルに記憶された経路が変化する頻度に関するデー
タを保持する段階と、前記経路指定テーブルに記憶され
た経路の平均安定待ち時間を決定することにより、経路
の安定性を測定する段階と、測定された経路の安定待ち
時間を安定待ち時間テーブルに記憶する段階と、公示段
階の前に安定待ち時間テーブルにアクセスし、まもなく
変化する可能性のある経路の公示を遅らせ、それにより
前記経路指定テーブル内の情報の変動を弱める段階とを
さらに含む、上記（１）に記載の経路指定方法。 （７）移動ホストのリンク層アドレスに基づいて、前記
経路指定テーブルに経路指定情報を記憶する段階と、前
記経路指定テーブルに記憶された経路が変化する頻度に
関するデータを保持する段階と、前記経路指定テーブル
に記憶された経路の平均安定待ち時間を決定することに
より、経路の安定性を測定する段階と、測定された経路
の安定待ち時間を安定待ち時間テーブルに記憶する段階
と、公示段階の前に安定待ち時間テーブルにアクセス
し、まもなく変化する可能性のある経路の公示を遅ら
せ、それにより前記経路指定テーブル内の情報の変動を
弱める段階とをさらに含む、上記（１）に記載の経路指
定方法。 （８）ネットワーク層プロトコル使用可能度データを宛
先ごとに追跡する段階をさらに含む、上記（１）に記載
の経路指定方法。 （９）それぞれ固有ネットワーク・アドレスを持つが固
定位置をもたない複数の移動ホストから構成され、ネッ
トワーク層とリンク層とを含み、ネットワーク規格に従
うアドホック・ネットワークに結合された２つの移動ホ
スト間で、パケットの情報を経路指定する方法であっ
て、各移動ホストにおいて、ソース移動ホストから宛先
移動ホストまでのホップ数として定義された「距離」を
含む経路指定テーブルを記憶する段階と、各移動ホスト
に記憶された経路指定テーブルを、その移動ホストが周
期的に同報通信することにより経路を公示する段階と、
宛先移動ホストから発したタイムスタンプで、各経路指
定テーブルのエントリをタグ付けする段階と、他の移動
ホストから受け取った同報通信に基づき、移動ホストに
記憶された経路指定テーブルを移動ホストごとに更新す
る段階であって、前記更新が、より良い距離または無限
の距離を有する経路と定義される新しい経路に限定さ
れ、無限の距離が破壊リンクを表し、すなわち、特定の
宛先が到達可能でなくなり、したがってこの新規の到達
不可能な宛先に依存する他のすべての宛先がそれ自体到
達不可能になることを意味する更新段階と、隣接移動ホ
ストから受け取った新しい経路指定情報を各移動ホスト
が再伝送する段階であって、移動ホストが新しい経路指
定情報を受け取ると即時に実行される再伝送段階と、所
望の宛先移動ホストに関する最短の「距離」を有する経
路として、ソース移動ホストからパケットの情報を伝送
する経路を選択する段階とを含む方法。 （１０）前記経路指定テーブルに記憶された経路が変化
する頻度に関するデータを保持する段階と、前記経路指
定テーブルに記憶された経路の平均安定待ち時間を決定
することにより、経路の安定性を測定する段階と、測定
した経路の安定待ち時間を安定待ち時間テーブルに記憶
する段階と、公示段階の前に安定待ち時間テーブルにア
クセスし、まもなく変化する可能性のある経路の公示を
遅らせ、それにより前記経路指定テーブル内の情報の変
動を弱める段階とを含む、上記（９）に記載の経路指定
方法。 （１１）古い事象よりも大きな加重因子を有する特定経
路の安定待ち時間の最新の測定値をカウントすることに
よって、測定された経路安定待ち時間に重み付けを行う
段階をさらに含む、上記（１０）に記載の経路指定方
法。
【発明の効果】変化する任意の相互接続経路に沿って任
意の時点でデータを交換できる移動コンピュータ群が、
そのコンピュータに、データを変換できる経路を与える
ことができる、データ通信システムを提供できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】国防データ・ネットワークのアーキテクチャ図
である。
【図２】複数の無線移動ホストからなる「アドホック」
ネットワークの機能ブロック図である。
【図３】共通の宛先に接続された、２つの別々の移動ホ
スト群を示す機能ブロック図である。
【図４】タイムアウト手順の論理を示す流れ図である。
【図５】"ＡＤＶＥＲＴＩＳＥ"事象処理の論理を示す流
れ図である。
【図６】増分式更新伝送の論理を示す流れ図である。
【図７】全ダンプ伝送の論理を示す流れ図である。
【図８】受信時の全ダンプ処理の論理を示す流れ図であ
る。
【図９】受信時の増分式更新処理の論理を示す流れ図で
ある。
【図１０】安定待ち時間の経過後に、公示経路に経路を
挿入する論理を示す流れ図である。
【符号の説明】
１ 移動ホスト ２ 移動ホスト ３ 移動ホスト ４ 移動ホスト ５ 移動ホスト ６ 移動ホスト ７ 移動ホスト ８ 移動ホスト １０ アドホック・ネットワーク ５０ 双方向無線リンク

Claims (11)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】それぞれ固有ネットワーク・アドレスを持
    つが固定位置を持たない複数の移動ホストから構成され
    るアドホック・ネットワークに結合された２つの移動ホ
    スト間で、パケットの情報を経路指定する方法であっ
    て、 各移動ホストにおいて、ソース移動ホストから宛先移動
    ホストまでのホップ数として定義された「距離」を含む
    経路指定テーブルを記憶する段階と、 各移動ホストに記憶された経路指定テーブルを、その移
    動ホストが周期的に同報通信することにより経路を公示
    する段階と、 宛先移動ホストから発したタイムスタンプで、各経路指
    定テーブルのエントリをタグ付けする段階と、 他の移動ホストから受け取った同報通信に基づいて、各
    宛先移動ホストごとに、移動ホストに記憶された経路指
    定テーブルを更新する段階と、 各移動ホストが、隣接移動ホストから受け取った新しい
    経路指定情報を再伝送する段階と、 所望の宛先移動ホストに関する最良の「距離」を有する
    経路として、ソース移動ホストからパケットの情報を伝
    送するための経路を選択する段階とを含む方法。
  2. 【請求項２】アドホック・ネットワークが、ネットワー
    ク層とリンク層とを含むネットワーク規格に従い、経路
    指定がアドホック・ネットワークのリンク層で実行され
    ることを特徴とする、請求項１に記載の経路指定方法。
  3. 【請求項３】新しい経路が、より短い距離または無限の
    距離を有する経路と定義され、無限の距離は、破壊され
    たリンクを表し、すなわち特定の宛先が到達可能でなく
    なり、したがってこの新規の到達不可能な宛先に依存す
    る他のすべての宛先がそれ自体到達不可能になることを
    意味し、隣接移動ホストから受け取った新しい経路指定
    情報を再伝送する前記段階が、新しい経路指定情報の受
    信時に移動ホストによって即時実行されることを特徴と
    する、請求項１に記載の経路指定方法。
  4. 【請求項４】前記経路指定テーブルに記憶された経路が
    変化する頻度に関するデータを保持する段階と、 前記経路指定テーブルに記憶された経路の平均安定待ち
    時間を決定することによって、経路の安定性を測定する
    段階と、 測定された経路の安定待ち時間を安定待ち時間テーブル
    に、記憶する段階と、 公示段階の前に安定待ち時間テーブルにアクセスし、ま
    もなく変化する可能性のある経路の公示を遅らせ、それ
    により前記経路指定テーブル内の情報の変動を少なくす
    る段階とをさらに含む、請求項１に記載の経路指定方
    法。
  5. 【請求項５】古い測定値よりも大きな加重因子を有する
    特定の経路の安定待ち時間の最新の測定値をカウントす
    ることにより、測定された経路安定待ち時間に重み付け
    を行う段階をさらに含む、請求項４に記載の経路指定方
    法。
  6. 【請求項６】アドホック・ネットワークがさらに、 移動ホストのネットワーク層アドレスに基づいて、前記
    経路指定テーブルに経路指定情報を記憶する段階と、 前記経路指定テーブルに記憶された経路が変化する頻度
    に関するデータを保持する段階と、 前記経路指定テーブルに記憶された経路の平均安定待ち
    時間を決定することにより、経路の安定性を測定する段
    階と、 測定された経路の安定待ち時間を安定待ち時間テーブル
    に記憶する段階と、 公示段階の前に安定待ち時間テーブルにアクセスし、ま
    もなく変化する可能性のある経路の公示を遅らせ、それ
    により前記経路指定テーブル内の情報の変動を少なくす
    る段階とをさらに含む、請求項１に記載の経路指定方
    法。
  7. 【請求項７】移動ホストのリンク層アドレスに基づい
    て、前記経路指定テーブルに経路指定情報を記憶する段
    階と、 前記経路指定テーブルに記憶された経路が変化する頻度
    に関するデータを保持する段階と、 前記経路指定テーブルに記憶された経路の平均安定待ち
    時間を決定することにより、経路の安定性を測定する段
    階と、 測定された経路の安定待ち時間を安定待ち時間テーブル
    に記憶する段階と、 公示段階の前に安定待ち時間テーブルにアクセスし、ま
    もなく変化する可能性のある経路の公示を遅らせ、それ
    により前記経路指定テーブル内の情報の変動を少なくす
    る段階とをさらに含む、請求項１に記載の経路指定方
    法。
  8. 【請求項８】ネットワーク層プロトコル使用可能度デー
    タを宛先ごとに追跡する段階をさらに含む、請求項１に
    記載の経路指定方法。
  9. 【請求項９】それぞれ固有ネットワーク・アドレスを持
    つが固定位置をもたない複数の移動ホストから構成さ
    れ、ネットワーク層とリンク層とを含み、ネットワーク
    規格に従うアドホック・ネットワークに結合された２つ
    の移動ホスト間で、パケットの情報を経路指定する方法
    であって、 各移動ホストにおいて、ソース移動ホストから宛先移動
    ホストまでのホップ数として定義された「距離」を含む
    経路指定テーブルを記憶する段階と、 各移動ホストに記憶された経路指定テーブルを、その移
    動ホストが周期的に同報通信することにより経路を公示
    する段階と、 宛先移動ホストから発したタイムスタンプで、各経路指
    定テーブルのエントリをタグ付けする段階と、 他の移動ホストから受け取った同報通信に基づき、移動
    ホストに記憶された経路指定テーブルを移動ホストごと
    に更新する段階であって、前記更新が、より良い距離ま
    たは無限の距離を有する経路と定義される新しい経路に
    限定され、無限の距離が破壊リンクを表し、すなわち、
    特定の宛先が到達可能でなくなり、したがってこの新規
    の到達不可能な宛先に依存する他のすべての宛先がそれ
    自体到達不可能になることを意味する更新段階と、 隣接移動ホストから受け取った新しい経路指定情報を各
    移動ホストが再伝送する段階であって、移動ホストが新
    しい経路指定情報を受け取ると即時に実行される再伝送
    段階と、 所望の宛先移動ホストに関する最短の「距離」を有する
    経路として、ソース移動ホストからパケットの情報を伝
    送する経路を選択する段階とを含む方法。
  10. 【請求項１０】前記経路指定テーブルに記憶された経路
    が変化する頻度に関するデータを保持する段階と、 前記経路指定テーブルに記憶された経路の平均安定待ち
    時間を決定することにより、経路の安定性を測定する段
    階と、 測定した経路の安定待ち時間を安定待ち時間テーブルに
    記憶する段階と、 公示段階の前に安定待ち時間テーブルにアクセスし、ま
    もなく変化する可能性のある経路の公示を遅らせ、それ
    により前記経路指定テーブル内の情報の変動を少なくす
    る段階とを含む、請求項９に記載の経路指定方法。
  11. 【請求項１１】古い事象よりも大きな加重因子を有する
    特定経路の安定待ち時間の最新の測定値をカウントする
    ことによって、測定された経路安定待ち時間に重み付け
    を行う段階をさらに含む、請求項１０に記載の経路指定
    方法。
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