(57)【要約】この発明は、通信網の一群のアクセスノードのメンバーであることを判断するために、通信網を動作するのに適応した方法、計算機プログラム、及び装置を提供するもので、この通信網では、データ通信リンクを経由して他のアクセスノードにリンクされているアクセスノードのうちの、第一のアクセスノードとモバイルノードが関係した後に、このモバイルノードが関係することになる相対的に高い確率がある。この方法は、ａ）アクセスノード間の関係の特徴を検出することと、ｂ）検出された特徴に依存して、群のメンバーであることを判断するために通信網を動作することを備えている。【選択図】  図７
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【特許請求の範囲】
【請求項１】
通信網の一群のアクセスノードのメンバーであることを判断するために該通信網を動作する方法であって、該通信網では、データ通信リンクを経由して他のアクセスノードにリンクされているアクセスノードのうちの、第一のアクセスノードとモバイルノードが関係した後に、該モバイルノードが関係することになる相対的に高い確率が存在し、該通信網を動作する方法は、
ａ）アクセスノード間の関係の特徴を検出することと、
ｂ）該検出された特徴に依存して、該群のメンバーであることを判断するために前記通信網を動作することを備えている方法。
【請求項２】
請求項１記載の方法であって、該検出することは１又はそれ以上のメッセージを受領する該第一のアクセスノードを含み、該メッセージは前記他のアクセスノードから送られるものであり、該メッセージは１又はそれ以上の前記他のアクセスノードを識別するものである方法。
【請求項３】
請求項１または２記載の方法であって、該特徴はアクセスノード間の直接通信リンクの数を備えている方法。
【請求項４】
請求項１または２記載の方法であって、該特徴はアクセスノード間のトンネル通信リンクの数を備えている方法。
【請求項５】
請求項３または４記載の方法であって、該群のメンバーであることの判断は、直接またはトンネル通信リンクの数を所定の数と比較することを含む方法。
【請求項６】
請求項５記載の方法であって、該所定の数はパラメータもしくは該第一のアクセスノードの識別子に依存して変化できるものである方法。
【請求項７】
請求項１ないし請求項６のいずれか１項記載の方法であって、該通信網は前記他のアクセスノード間のモバイルノードにハンドオーバすることが可能であり、また、該検出することは該第一のアクセスノード以外のアクセスノードに向けたモバイルノードのハンドオーバを監視することを含み、このハンドオーバは該第一のアクセスノードから第一の他のアクセスノードに向けたハンドオーバを含んでいる方法。
【請求項８】
請求項７記載の方法であって、該ハンドオーバは前記第一の他のアクセスノードから第二の他のアクセスノードへのハンドオーバを含む方法。
【請求項９】
請求項７または請求項８記載の方法であって、該特徴はアクセスノード間のハンドオーバに含まれているモバイルノードの確率を含んでいる方法。
【請求項１０】
請求項１ないし請求項９のいずれか１項記載の方法であって、該群はモバイルノードに対するページングもしくはモバイルノードに向けた放送用である方法。
【請求項１１】
請求項１ないし請求項１０のいずれか１項記載の方法であって、該群はモバイルノードの位置の監視用である方法。
【請求項１２】
請求項１ないし請求項１１のいずれか１項記載の方法であって、該群はアクセスノード間のモバイルノードのハンドオーバについての最適化、サポート、あるいは開始のために使用される方法。
【請求項１３】
データ通信リンクを経由して他のアクセスノードにリンクされているアクセスノードを備えている通信網のモバイルノードについてのページングもしくは該モバイルノードに向けた放送の方法であって、データメッセージを一群のアクセスノードの１又はそれ以上のノードに向けてデータメッセージを送ることを備え、前記群のメンバーであることは、請求項１ないし請求項１２のいずれか１項記載の方法により判断されるものである方法。
【請求項１４】
請求項１ないし請求項１３のいずれか１項記載の方法を実行する計算機プログラム。
【請求項１５】
請求項１ないし請求項１４のいずれか１項記載の方法を実行するのに適応した装置。
【請求項１６】
第一のアクセスノードと関係している通信網のアクセスノードの１又はそれ以上の群のメンバーを判断するために通信網を動作する方法であって、
ａ）ｎホップアクセスノードからメッセージを受領するために該第一のアクセスを整えることと、ここで前記ｎホップアクセスノードは前記第一のアクセスノードからｎホップにあるものであり、
ｂ）前記ｎホップアクセスノードから１又はそれ以上のメッセージの第一の組を該第一のアクセスノードが受領することと、ここで前記メッセージの第一の組は１又はそれ以上の（ｎ＋１）ホップアクセスノードを識別し、前記（ｎ＋１）ホップアクセスノードは該メッセージを送る前記ｎホップアクセスノードから１ホップにあるものであり、
ｃ）１又はそれ以上のメッセージの該第一の組の中で識別された前記（ｎ＋１）ホップアクセスノードからメッセージを受領する該第一のアクセスノードを整えることと、
ｄ）前記（ｎ＋１）ホップアクセスノードから１又はそれ以上のメッセージの第二の組を該第一のノードが受領することと、ここでメッセージの前記第二の組は１又はそれ以上の（ｎ＋２）ホップアクセスノードを識別し、前記（ｎ＋２）ホップアクセスノードはメッセージを送る前記（ｎ＋１）ホップアクセスノードから１ホップにあるものであり、
ｅ）前記通信網を動作して前記１又はそれ以上の群のメンバーであることを判断して、ある群のすべてのメンバーが独占的にｎホップか、（ｎ＋１）ホップか、（ｎ＋２）ホップかのアクセスノードであるようにすることとを備えた方法。
【請求項１７】
通信網のアクセスノードの一群のメンバーであることを判断するために該通信網を動作する方法であって、該通信網では、第一のアクセスノードと無線リンクをモバイルノードがもった後に該モバイルノードが無線リンクをもつことになる相対的に高い確率が存在し、該通信網はアクセスノード間でモバイルノードをハンドオーバすることができて、それにより新しい無線リンクを確立するものであり、該方法は
ａ）該第一のアクセスノード以外のアクセスノードへのモバイルノードのハンドオーバを監視することを含み、このハンドオーバは該第一のアクセスノードから第一の他のアクセスノードへのハンドオーバを含んでいるものとし、
ｂ）該群のメンバーであることを判断するために該通信網を動作して、それにより監視されたハンドオーバに含まれたアクセスノードが前記群のメンバーであるようにすることを含む方法。
【請求項１８】
請求項１７による方法であって、該ハンドオーバは前記第一の他のアクセスノードから第二の他のアクセスノードへのハンドオーバを含んでいる方法。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
この発明は、通信網内でアクセスノードの群（groups）のメンバーであること（membership）を判断することに関する。この発明は、セルラモバイル（cellular mobile）通信網におけるページング領域の設定で特に利用必然性（utility）を有している。
【０００２】
セルラ網を経由して、モバイルデバイス（モバイルと呼ぶ）と通信を確立して維持するためには、どのセルにモバイルが入っているかを知る必要がある。このデータ（もしくはこのデータへのポインタ）はセルラ網内の位置メモリに記憶されるか、アクセス可能となっていることを要する。
【背景技術】
【０００３】
一番初期のモバイルは、位置更新を位置メモリに向けて送ることをモバイルがスイッチオンとされてセル間を移動するときにいつも行なっていた。位置更新は位置メモリに向けて送られて、そこに記憶される。こういった位置更新の頻繁な送信はモバイルのバッテリィを消耗させてセルラ網の資源を消費していた。
【０００４】
通信がモバイルにとって代っているところ、位置更新は次の条件の下で必要とされる。すなわち、そのモバイルに指定された信号が現在そのモバイルに仕えているセルに向けて直接にルート設定されている条件を言う。そのモバイルがセル間を移動すると、到来する信号は新しいセルに向けて転じられねばならない。このプロセスは‘ハンドオーバ’として知られている。
【０００５】
すべてのセル変化について更新を送信するための代りのものはモバイルの周囲の複数のセルに対して到来する信号の写しを作る（copy）こととなるのであるが、これは送信されることを要する位置更新の数と実行されることを要するハンドオーバの数とを減らすものの、意に反して網上の負荷を増すことになる。この線に沿った提案は非特許文献１（Ghai et al.）で見ることができる。
【０００６】
従来型のセルラ網のオペレータは、上述の問題を解消することを、各セルの基地局に構成データを入力することによって行うようにし、ここで各セルは隣接するセルをページング領域に群（groups）にまとめている。与えられた時間のあいだ不活性となっているモバイルはページング領域の間で移動するときに限って位置更新を送信する必要がある。この方式では、通信を確立するために、ページング信号は、モバイルが置かれているページング領域をまたいで放送される。このモバイルは位置メモリに対して現在どのセルの中にいるかを示すことによってページングメッセージに答える。このモバイルは次に、呼が終るまですべてのセル変化について位置更新を送る。しばらくの間活性となっていないモバイルでページング領域間での移動について位置更新を終るだけのものは‘スタンドバイ’状態にあると言われる。
【０００７】
網構成の一形式は網のノードを階層構造に配列し、この階層構造の低い方のレベルはより小さなページング領域に分割されている。この例はＥＰ  ０  ８３５  ０３４に示されている。このような方式は受持ち範囲についての選ばれたレベルでのページングを可能とする。しかし、この階層構造を定義しているデータが手操作で入力されなければならないようである。
【０００８】
従来形の位置領域は網プロバイダによって予め構成されていて、静的で、変更できない（rigid）で、かつ重なっていない。このような位置領域はいわゆる‘ナイフエッジ（knife−edge）’問題を導くもので、この問題は、ページング領域間での頻繁な移動と位置更新についての効率の悪い数とを生じさせる、重なっていないページング領域の縁でモバイルがしばしば見られるとき生ずる。
【０００９】
部分的に重なっている位置領域という概念（concept）が、Gu and Rappaport によって非特許文献２によって、また、Varsamopoulos and Guptaによって非特許文献３によってそれぞれ提案されている。
【００１０】
一番従来型とされているセルラ網は回路スイッチ方式のものであるがページングについての上記の開発の多くはパケットスイッチ（交換）網でミラー（mirrored）されている。ここでもまた、初期の提案（モバイルＩＰ）はすべてのセル変化で送られることになる位置更新を必要とした。最近になって、ページングをＩＰ網に組入れる提案が推進されるようになってきている（ＩＥＴＦはＭＩＰ構造に対する若干の拡張を提案していて、これがＰ−ＭＩＰ（Minimal Paging Extensions for MIP）として知られている）。こういった提案を記述しているインターネットドラフト（draft）は非特許文献４のＩＥＴＦウエブサイトで入手可能である。またCastellucciaは非特許文献５でより進んだ解を示唆している。そこに記述されたページング領域の構成は、次のような点で適応性があるとされる。すなわち、ページング領域はモバイルの変化しているモビリティ（移動度）パラメータに対して動的に適応していることである。また各モバイルがそれに最適なページング領域サイズ（大きさ）を計算するという点で個別性があるとされる。
【００１１】
ＩＰ網は動的なルート設定プロトコルを使用し、これが網にとって故障周辺で速かに再ルート設定ができるようにする。ルート設定更新はＩＰドメイン内のすべてのノードへ送られる。この意味は、モバイルモードにより網上に置かれることになるシグナリング負荷が回路スイッチ網で見られるよりももっと大きくなることである。いくつかの新しいルート設定プロトコルが一つのアクセスルータから他のものへのモバイルの移動に続く更新の数を減らすための提唱されてきており、セルラＩＰ，ＨＡＷＡＩＩ，及びエッジモビリティ構造（Edge Mobility Architecture）(ＥＭＡ)がこれにあたる。インターネットドラフトは以下にて入手可能である：
ｄｒａｆｔ−ｉｅｔｆ−ｍｏｂｉｌｅｉｐ−ｃｅｌｌｕｌａｒｉｐ−００．ｔｘｔ
ｄｒａｆｔ−ｉｅｔｆ−ｍｏｂｉｌｅｉｐ−ｈａｗａｉｉ−０１．ｔｘｔ及び
ｄｒａｆｔ−ｏｎｅｉｌｌ−ｅｍａ−０２．ｔｘｔである。こういった網へのページングに加えたものもまた示唆されている。
【００１２】
ＨＡＷＡＩＩプロトコルの場合には、
ｄｒａｆｔ−ｉｅｔｆ−ｍｏｂｉｌｅｉｐ−ｐａｇｉｎｇ−ｈａｗａｉｉ−０１．ｔｘｔ
として識別されたＩＥＴＦウエブサイトで入手可能なインターネットドラフト内にこういった拡張が設定されている。このドラフトは、ページング領域が動的な形式で構成されてよいことを示唆している。しかしながら、ページング領域を静的もしくは動的に定義するための特別なアプローチは何も示唆されていない。
【００１３】
ＩＰ網のような、網のトポロジィ（topology）を急速に変更できる網では、ページング領域を定義することへのもっとフレキシブルなアプローチが求められている。
【特許文献１】
１．ＥＰ  ０  ８３５  ０３４
【非特許文献１】
１．Ghai et al's‘A Protocol for Seamless Communications in a Picocellular Network’,International Conference on Communications,1-5 May 1994,IEEE vol 1 pp192-196.
【非特許文献２】
２．Gu and Rappaport in‘Mobile User Registration in Cellular Systems with Overlapping Location Areas’in 1999 IEEE 49th Vehicular Technology Conference,16-20 May 1999,IEEE volume 1 pp802-806.
【非特許文献３】
３．Varsamopoulos and Gupta in‘On Dynamically Adapting Registration Areas to User Mobility Patterns in PCS Networks’in Proceedings of the 1999 ICPP Workshops,21-24 September 1999,IEEE pp108-113.
【非特許文献４】
４．the IETF website referenced as ｄｒａｆｔ−ｚｈａｎｇ−ｐｍｉｐ−００．ｔｘｔ.
【非特許文献５】
５．Castelluccia‘Extending Mobile IP with Adaptive Individual Paging:A Performance Analysis’in Proceedings of 5th IEEE Symposium on Computer and Communications,3-6 July 2000,IEEE Comput.Soc pp113-118.
【発明の開示】
【課題を解決するための手段】
【００１４】
この発明の第一の特徴によると、通信網の一群（グループ）のアクセスノードのメンバーであることを判断するために該通信網を動作する方法が提供され、該通信網では、データ通信リンクを経由して他のアクセスノードにリンクされているアクセスノードのうちの、第一のアクセスノードとモバイルノードが関係した後に、該モバイルノードが関係することになる相対的に高い確率が存在し、該通信網を動作する方法は、
ａ）アクセスノード間の関係の特徴を検出することと、
ｂ）該検出された特徴に依存して、該群のメンバーであることを判断するために前記通信網を動作することを備えている。
【００１５】
この発明は、通信網を提供するために実施されてよく、この通信網では、位置監視ページングもしくは領域の放送（broadcasting）について使用されてよく、かつ自己構成形の位置領域を群（グループ）が形成する。
【００１６】
この発明の一実施例によると、検出することは１またはそれ以上のメッセージを受領する第一のアクセスノードを含み、このメッセージは１またはそれ以上の他のアクセスノードを識別するものである。用語‘メッセージ’は単一のパケットを指すことができることに留意したい。好ましい実施形態のもつ一つの利点は、必要とされるシグナリングが第一のアクセスノードの領域に局在化されるようにできる。
【００１７】
一実施例では、通信網は、第一のアクセスノードの直接通信リンクの所定数以内の他のアクセスノードが群のメンバーであること（group membership）について選ばれるようになっている。好ましいのは、この所定数はパラメータに依存して、あるいは第一のアクセスノードの識別子に依存して変ることができる。この実施形態の一つの利点は、群のサイズと受持範囲（coverage）が第一のアクセスノードの特定の特徴（特性）に同調（tuned）をとるようにでき、あるいは第一のアクセスノードの受持ちの地理的領域に同調をとるようにでき、それによってモバイル（mobile）ノードが、この発明により定義された群のアクセスノードで実質的にアクセス可能となる確率は、従来の方法の場合よりも大きな確率となることができる。別の実施形態では、この所定数はモバイルノードの識別子もしくはモバイルノードのクラスの識別子に依存して変化できる。
【００１８】
別な実施例によると、通信網は、アクセスノード間でモバイルノードをハンドオーバすることができ、また該検出することは第一のアクセスノード以外のアクセスノードに向けたモバイルノードのハンドオーバを監視することを含み、このハンドオーバは第一のアクセスノードから第一の他のアクセスノードへのハンドオーバを含んでいる。この実施形態の一つの利点は群が履歴パターンに基づいて定義されていることであり、したがって、モバイルノードがこの発明により定義された群のアクセスノードで実質的にアクセス可能となる確率が従来の方法の場合よりも高いことである。
【００１９】
一実施形態では、該特徴は、アクセスノード間のハンドオーバに含まれているモバイルノードの確率を備えている。他の可能性は、どのくらいの頻度でモバイルノードがハンドオーバするか、どのくらいのトラヒックがＡＲ間で実行されるか（換言すれば、どのくらいの量のトラヒックがハンドオーバに起因してＡＲ間で送られるか）、どのくらいの量のトラヒックが直接／トンネルリンクで運ばれるか、トラヒックの形式（サービスの品質）、モバイルノードのクラスと帯域幅、あるいは特定のＡＲ無線能力の利用を含む。
【００２０】
この発明の第二の特徴によると、データ通信リンクを経由して他のアクセスノードにリンクされているアクセスノードを備えているデータ網のモバイルノードについてのページングもしくは該モバイルノードに向けた放送の方法が提供され、この方法はデータメッセージを前記この発明の第一の特徴により定義されたアクセスノードの群のうちの１またはそれ以上のノードに向けて送ることを含んでいる。
【００２１】
この発明の他の特徴は添付の特許請求の範囲に設定されたところである。以下例示だけを目的として、添付の図面を用いて、この発明の実施形態を詳述することとする。
【発明を実施するための最良の形態】
【００２２】
ＥＭＡ（エッジモビリティ構造）では、ＭＮ（モバイルノード）が送るべきデータを有しているか、到来するトラヒックに起因してページングされたときには、ＭＮは一番近くのアクセスルータ（ＡＲ）に（すなわち基地局に）接続し、そのアクセスルータによって管理されたアドレスのブロック外のＩＰアドレスを要求して割当てを受けることによってＩＰルート設定ドメインに持込まれる。このＡＲ（アクセスルータ）は割当てＡＲ（allocated ＡＲ）（ＡＡＲ）として知られている。ＭＮがＡＲを動かすと、割当てられてＩＰアドレスは一緒に動き、それによってより高いレイヤのセッションが影響されないようにする。このことはホストルートを用いてドメイン間ルート設定を修正して達成され、ここでは、基礎を置くプレフィックスに基づいた（すなわち、統合された）ＡＡＲへ向けたルート設定を無効とし（overrule）、かつ上書き（overwrite）するためにホストルートが用いられている。とくに、ＭＮがＡＡＲから離れるように動くときには、ホストが再指定するルートは局部的に（locally）注入され、それが地理的に隣接しているＡＲ間でのハンドオーバの間に行なわれる。このことによって、統合された（aggregated）ＡＡＲルート上のどんなトラフィックも“ピールオフ（peeled−off）”されて、新しいＡＲに向けて再方向付けがされることを確実にしている。ＥＭＡでは、ＡＲ間のルート設定と、ホスト固有のルート設定とが別個に処理される。ＡＲ間でのルート設定はプレフィックスに基づいたもので、言い換えると、各ＡＲは、プレフィックスアドレスを、制御しているホストアドレスブロックをカバーしているドメインの中に公示する。各ホストはＡＡＲ網プレフィックスによってカバーされたインターフェースアドレスを割当てられる。ホストは“アットホーム（地元）”にある間は、パケットがこの網プレフィックスを介してホストに向けてルート設定される。ホスト固有のルート設定はＭＮがＡＡＲから離れて移動するときに限り必要とされる。ホスト固有のルート設定状態がハンドオーバの間に網に注入されて、ＭＮの“アットホーム”プレフィックスに基づいたルートを無効としそのＭＮの現在のＡＲ位置に向けてパケットを再方向付けする。
【００２３】
ホスト固有のルート設定はモバイル強化ルーテング(Mobile Enhanced Routing)（ＭＥＲ）を用いて実施され、ＭＥＲは一時的に順序付けされたルーテングアルゴリズム(Temporally-Ordered Routing Algorithm)（ＴＯＲＡ）に基づいている。ＴＯＲＡはルータＩＤ（router IDs）を用いて、インターフェースとは別個にルータをユニークに識別する。ＴＯＲＡでは、ルータは先を見込して行動し及び／又は反作用として、宛先ルータに向けた方向付けされた非循環形のグラフ（Directed Acyclic Graphs）（ＤＡＧｓ）を構築する。各ルータはユニークな高さを割当てられて、二つのルータが同じ高さをもつことがないようにされる。高い方の高さをもつルータから低い方の高さをもつルータへ“方向付けされた（directed）”リンク上をデータが流れる。概念上は、データは流体として考えられることができ、この流体は下流のリンク上で流れ落ちるダウンヒルだけの流れとなる。全体として順序付けされた高さの組を常時維持することにより、ループのない多経路ルート設定が確保される。データはループ形成のために上方へ流れなければならないが、これは許されていない。指図されたリンクの宛先が変るときには、例えばＭＮが新しいセルに向けて移動するときには、ＴＯＲＡルート設定は、各種のローカルルータの高さを調節して新しい下降ルートを新しい宛先に向けて“注入して”、古いルートに“毒を塗る（poison）”ようにするために局部的に変更されてよい。
【００２４】
ＥＭＡ（エッジモビリティ構造）は四つのモバイルノード状態を提案する。すなわち、アクティブ（active），ホット（hot）スタンドバイ，コールド（cold）スタンドバイ及びオフ（off）である。ＭＮは現在ＩＰデータトラヒックを送受しているときにアクティブである。ＭＮはローカルＩＰアドレスを有し、またＥＭＡドメイン全体にわたってこのアドレスに向けたルートを有している。無線レイヤ（Ｌ２）とＩＰレイヤ（Ｌ３）はアクティブ（活性）であり、ＡＲ間の移動はＩＰハンドオーバを生成する。ＭＮはそのＬ２不活性タイマが時間切れとなるときにホットスタンドバイに移動する。すなわち、特定期間についてＩＰデータの送信または受信をしていない。これがＬ２を一時的に降下（down）させながらＬ３は依然として上昇状態（up）とし、これが他のＭＮについて無線レイヤ資源を解放（releases）する。したがって、ＭＮは現在のＩＰアドレスを維持し、ＥＭＡドメイン内でそのアドレスについてのＥＭＡルートを有し、またＡＲ間の移動がＩＰハンドオーバを生成する。コールドスタンドバイでは、ＩＰアドレス不活性タイマが時間切れとなり、ＩＰアドレスがＡＡＲに戻り、いずれかのＥＭＡホストルート設定状態がフラッシュされる。この時点ではこのＭＮが“識別（identity）”だけを有し、この識別子は網アクセス識別子（Network Access Identifier）（ＮＡＩ），国際モバイル加入者識別子(International Mobile Subscriber Identifier)（ＩＭＳＩ）、あるいは他のいずれかのユニークな非ＩＰ  ＭＮ識別子とすることができる。ＭＮはまたそのＭＩＰ  ＨＡからのホームアドレスをオプションとして持つことができる。Ｌ２は降下（down）であり、動きはページングシステムに向けてだけ位置更新を生成するが、その理由はＭＮがここでＡＡＲを持たずまたそのＡＡＲからの割当てられたＩＰアドレスを持っていないことによる。この特徴は、ユーザが不活性のときにＩＰアドレスのホーデング（hoarding）を回避し、それによってアドレスが他のユーザのためにＡＡＲに戻れるようにする。ＭＮはオフに切り換えられたときにオフ状態になって、位置更新を送らないし、ページング可能でもない。
【００２５】
ＥＭＡはハンドオーバメッセージング（messaging）を使用して、ＭＮに向けたデータパケットのルート設定を処理するようにする。ハンドオーバはＭＮもしくは網のいずれかによって開始されるようにでき、またＭＮのハンドオーバがその間で行なわれている旧及び新基地局に対応して、旧ＡＲ（ＯＡＲ）と新ＡＲ（ＮＡＲ）のいずれかで処理されるようにできる。ＯＡＲはＮＡＲが前もって知られている（すなわち、計画されたハンドオーバの）ときの前向きの（forward）ハンドオーバを調整するために使用される。ＮＡＲはＮＡＲが前もって知られていない（すなわち、計画されていないハンドオーバの）ときの逆向きの（reverse）ハンドオーバを調整するために使用される。計画されたハンドオーバはブレーク・ビフォア・メイク(Break−Before−Make)（ＢＢＭ）あるいはメイク・ビフォア・ブレーク（Make-Before-Break）（ＭＢＢ）モデルに続いてよく、モバイル網は単一のＭＮと複数のＡＲとの間で、同時にもしくは同時にでなく、無線リンクを支持できるかどうかによってどちらに続くかが決まる。ＢＢＭでは、ＭＮはＮＡＲに向けた新リンクを設定する前にＯＡＲに向けたリンクを解除する。ＭＢＢでは、ＭＮはＯＡＲに向けた旧リンクを解除する前にＮＡＲに向けた新リンクを設定することができる。定義によると、計画されていないハンドオーバはＢＢＭモデルに従わねばならない。三つのすべての場合に、一時的なトンネルがＯＡＲからＮＡＲに向けてＡＲ間ルート設定用機構を用いてオプションとして作られてデータパケットをＭＮへ向けて送りながら、ホスト固有のルート設定はＭＮの新位置を勘案して修正される。計画されたハンドオーバについては、前向きのハンドオーバメッセージはＯＡＲからＮＡＲに向けて送られて一時的なトンネルを設定する。計画されていないハンドオーバについては、逆向きのハンドオーバメッセージが、ＭＮの到着が一旦検出されたときにはＮＡＲからＯＡＲに向けて送られて、一時点なトンネルが設定される。メーク（Make）事象がＮＡＲで発生した後に、ＮＡＲとＯＡＲとは共働して新しいホスト固有のルートを局部的にＥＭＡドメイン内に“注入（inject）”して、旧のホスト固有のルートを“ポイズン（poison）”させるようにし、それによって新のホスト固有のルート設定が収束しながらデータパケットのループ形成を回避するようにしている。
【００２６】
最近になって、ＭＩＰ  Ｖ４とＭＩＰ  Ｖ６への拡張がＥＭＡ：ＭＥＲとＭＩＰとの間の相互動作（inter-working）を可能とするために提案された。こういった提案は
ｄｒａｆｔ−ｏｎｅｉｌｌ−ｅｍａ−ｍｉｐ−００．ｔｘｔとして識別されるＩＥＴＦウエブサイトで入手可能なインターネットドラフトにより設定されている。一般化のために、ＥＭＡ−ＭＩＰ提案はＭＥＲプロトコルをＭＮのホームドメインが備えていることも、あるいは訪ねた外部のドメインのすべてがＭＥＲプロトコルを備えていることもともに仮定していない。ＥＭＡ−ＭＩＰによると、ＭＮは標準のＭＩＰ内のように割当てられたそのホームドメインの内部にホームアドレスを持っている。ＭＥＲプロトコルを装備した外部のドメイン内をローミング（roaming）するときには、ＭＮはまたＣＣｏＡを有し、これはＭＮについてのＥＭＡアドレスと等価のものである。ＥＭＡのインパクト（影響力）と、相互動作構造の目的とは、全体のドメインがＭＩＰトンネル動作の目的についての単一のＡＲであるように現れることができるようにする。言い換えると、単一のＣＣｏＡがそのドメイン全体にわたって使用されるようにできる。このことはＥＭＡドメインの能力の結果として達成されるのであって、この能力はＭＮがセルからセルへ移動するときにＭＮに対する局部的なルート設定を急速に調整できるようなもので、それによって、ＣＣｏＡに向けてアドレスされたトラヒックが、旧ＡＲによるのではなく、新ＡＲを経由して自然と到達するようにしている。このことが意味するのは、ＣＣｏＡと全てのＭＩＰ登録が依然として有効であり、したがってＨＡといずれかの対応するノードでの前向き状態を更新する必要がない。この結果はシグナリングオーバーヘッド(signaling overheads)でのより速いハンドオーバと著しい減縮となる。
【００２７】
ＭＮのホームドメイン自体がＭＥＲプロトコルを装備している場合には、特殊の場合が生ずる。二つのアプローチが採用されて、ＭＮとの間でアクセスが用意される。第一のモデルでは、ＭＮがそのホームリンクから離れるように移動するとすぐに（すなわち、アクセスルータもまたそのホームエージェントとなっていて）、ＭＮはＣＣｏＡを取得しなければならず、これがホームドメイン全体にわたって有効として留まることになる。もし、ＨＡが、ＡＲではなくてコア網機能に置かれているとすると、そのときはこのアプローチが一般的には必要とされるものとなる。第二のモデルによると、ＭＮがホームドメインから出るように移動するときにＭＮはＣＣｏＡを唯一割り当てられる。これに対して、ＭＮがそのホームドメイン内に留まる間は、ホームアドレスであって、ホスト固有のルート設定が原因となってホームドメイン全体にわたって有効となるホームアドレスが十分とされる。
【００２８】
ホームドメインがＭＥＲプロトコルを支持するかしないかは、ＭＮがＥＭＡドメイン内に最初に移動するときには、ＥＭＡドメイン内でブートアップ（booting up）がされるように振舞うこととし、また承認を進めることを必要とすることとする。もしＭＮが送りまたは受け対象の現在のデータを有しているならば、ＭＮは、新しいＣＣｏＡを（ＡＡＲとなる）ＡＲでＭＮが最初に付属するものから得ることができ、このＡＲがドメイン内部で有効となる。もし何も現在のデータがなければ、そのときは、第一のＡＲは登録アクセスルータ（ＲＡＲ）と呼ばれる。
【００２９】
この発明の以下の記述は、上述したようなＥＭＡドメイン内にＭＮが置かれていることを前提とするが、この発明は、いずれものモバイルルーテングプロトコルに対しても、またＭＩＰ  ｖ．４もしくはＭＩＰ  ｖ．６，セルラＩＰ、もしくはＨＡＷＡＩＩといったモバイルルーテングプロトコルの組合せに対しても適用できることは明らかであろう。一般性をもたせるために、ＥＭＡドメインはＭＮのホームドメインではなく、外部の（foreign）ドメインとしている。ドメイン間モビリティ管理、すなわちＥＭＡドメインとホームドメインとの間は、ＭＩＰ  ｖ．４もしくはＭＩＰ  ｖ．６によって処理され、ＭＮはユニークな識別子としてＭＩＰ  ｖ．４またはＭＩＰ  ｖ．６ホームアドレスを有している。ＭＮはそのホームドメイン内のＨＡを有し、このドメインはＥＭＡドメインであってもまたなくてもよい。しかしながら、この発明は、ＭＮがホームＥＭＡドメイン内に置かれている場合にも等しく適用可能であることは理解できると考える。またＩＭＳＩとかＮＡＩといった他の形式の識別子にも適用可能であり、またドメイン間ページングの他の形式であって、例えば、認証，承認及び会計（ＡＡＡ）プロトコルとか、あるいはレイヤ２トンネリングプロトコル（Ｌ２ＴＰ）とかＩＰセキュリティプロトコル（ＩＰＳＥＣ）のような他のトンネリング機構、あるいはセッションイニシエーションプロトコル（ＳＩＰ）のようなシグナリングプロトコルを用いるものにも適用可能である。
【００３０】
この発明によると、ＭＮは次の五つの状態の一つであってよい。アクティブ，ホットスタンドバイ，ウォームスタンドバイ，コールドスタンドバイ，あるいはオフである。図１は五つの状態２を示し、そこではＭＮがＭＮが進める状態遷移を示している矢印４が示されている。ＭＮはＡＲとともにデータを積極的に送受しているときに活性となっている。その無線リンクレベルのインターフェースはアクティブ（Ｌ２アップ）である。ＭＮはＥＭＡ  ＩＰアドレスすなわちＣＣｏＡを有し、ホスト固有ルート設定がＭＮに向けてデータパケットをルート設定するためにドメイン中に存在している。セル間での移動はそのドメイン内でのハンドオーバ処理と、新しいホスト固有のルート設定の注入を生成する。ＡＲとともにデータトラヒックの送受を積極的にしなくなったとき（すなわちＩＰの不活性タイマが時間切れとなったときに）ＭＮはホットスタンドバイモードとなる。ＭＮはＣＣｏＡ  ＩＰアドレスと、ホスト固有のルート設定とをそのドメイン内部で有しているが、ＭＮはＡＲに対する無線インターフェースリンクを何ももっていない。セル間での移動はハンドオーバ処理とホスト固有のルート注入とを生成する。
【００３１】
ドメインがＭＮのためにホスト固有のルート設定をもはや維持しなくなるときに（すなわち、ルート保持用タイマが時間切れとなったときに）、ＭＮはウォームスタンドバイ状態となる。ＭＮは依然としてＩＰアドレスを有しているが、セル間の移動はハンドオーバ処理を生成しない。その代りに、ＭＮは定期的に（すなわち位置更新タイマの時間切れで）、あるいは位置が最後に更新されたセルから移動した距離に基づいて、位置更新を生成する。ＭＮは、到来するデータが（例えばＣＮから）ＭＮへ向けた配信を求めているときにはページングされなければならない。ＭＮは、ＣＣｏＡ  ＩＰアドレスを持っていないときに、コールドスタンドバイとなるが、その理由はどこにも割当てられていないか、不活性が原因となって前に割当てられたアドレスを失なってしまったかのいずれかによる。ここでいう付活性の例は動的なホスト制御プロトコル（ＤＨＣＰ）借用タイマが時間切れとなるようなことを言う。ＭＮは依然としてＭＩＰホームアドレス（もしくは何らかの他のグローバルにコンタクト可能な識別子）をコールドスタンドにあっても有していることに注意されたい。ＭＮはデータが到来しているときには、この識別子についてページングされなければならない。また、ＭＮはそこでＡＲに登録しなければならず、またローカルＩＰアドレス（すなわちＣＣｏＡ）を割当てられなければならない。最後に、ＭＮは電源をオフとしたときにはオフ状態となる。明らかに、ＭＮはこの状態でページング不能となる。ウォームスタンドバイ状態がＭＮにとって存在することと、ウォームスタンドバイとホットスタンドバイとの間の差異とはＥＭＡにおけるページングについての機構と、ルート設定用機構との間の新しい差異とによって可能とされているのであり、ＥＭＡにおけるページングについての機構は他のドメイン間の問題解決とは似ていない真に別個なものとなっている。
【００３２】
ＭＮがウォームスタンドバイかコールドスタンドバイかにあるときに、ドメイン内でＭＮについてのホスト固有のルート設定にとって時間切れ（time out）を許すということは、ＭＮを位置決めするというページング機構にとっての必要性を生じさせている。ページング機構は、ＩＰルート設定が送りかを介して到達できる最も前向きなＡＲとＭＮの実際の位置との間の隔り（ギャップ）を橋絡するために使用されてよい。
【００３３】
ＥＭＡドメインにＭＮが最初に入るか、このドメイン内で最初にオンに切換えられるときには、ＭＮは任意のＡＲとすなわち登録用ＡＲ（ＲＡＲ）と登録する。認証，承認，会計（ＡＡＡ）がそこでＥＭＡドメイン内のプロキシ（proxy）ＡＡＡサーバを用いて実行され、このサーバはＭＮのホームドメインのＡＡＡサーバに向けて代理権を戻し渡す。この段階では、ＭＮはコールドスタンドバイ状態にあり、ローカルなＩＰアドレスを有していない。もしＡＡＡが成功するとＲＡＲのＩＰアドレス（すなわちＭＩＰ  ＣｏＡ）が標準のＭＩＰシグナリングに対する修正を用いてＨＡに向けて報告される。すなわち、ドメイン間の位置更新（ＬＵ）が実行される。しかしながら、ＭＮは登録されているところのＲＡＲから離れて移動してもよく、それを追跡して見付け出すためのドメイン間機構が必要とされる。コールドスタンドバイ状態にあるときには、ＭＮはローカルＩＰアドレスを有しておらず、ＣＣｏＡをもっていない。ＭＮがデータ通信セッションにまさに関与しようとするときには、ＭＮとの通信を望んでいるＭＮかＣＮかによってこの通信セッションは発生され、ＭＮは外部ドメイン内のローカルアドレス、すなわちＣＣｏＡを与えられる。ＭＮが置かれているところのＡＲは管理しているＩＰアドレスのプール（貯蔵所）からのＩＰアドレスを割当てる。割当て用ＡＲ（ＡＡＲ）のＩＰアドレス（すなわちＭＩＰ  ＣｏＡ）とＭＮ用のローカルＩＰアドレス（すなわちＭＩＰ  ＣＣｏＡ）とは、ドメイン間ＬＵについての標準のＭＩＰシグナリングを用いて、ＭＮのＨＡに向けて報告される。ＡＡＲは無線インターフェースリンクをＭＮに向けて設定し、こうしてＭＮは活性状態に変わる。
【００３４】
図２は三つの継続するＡＲ（アクセスルータ）すなわちＡＲ１（２０１）と、ＡＲ２（２０２）とＡＲ３（２０３）とを示し、ここではＭＮ（図示せず）が外部のドメイン内に置かれていて、ＭＮのＨＡ（２０４）がそのホームドメイン内にあって、このホームドメインに向けて三つの継続するドメイン間ＬＵ（２０５，２０６，２０７）が作られている。ＡＲ１は第一のＡＲであってＭＮがオンに切換えられるか最初にこのドメインに移動して入るときに登録するものであってよい。ＭＮはコールド状態であり、ＡＲ１は第一のＲＡＲ（ＲＡＲ１）となる。ＲＡＲ１の識別子（identity）はドメイン間ＬＵ２０５によってＭＮのＨＡ２０４に向けて報告され、そのときには標準のＭＩＰシグナリングに対する修正が使用される。
【００３５】
少し後の時間には、ＭＮがそのコールド状態を変えずにＡＲ２に移動している（図示していない他のＡＲを介して移動していてもよいし、していなくてもよい）。一般に、ＭＮのＨＡを新しいＲＡＲ（あるいはＡＡＲ）でドメイン間ＬＵを経由して定期的に更新するのが望ましく、いずれのドメイン間ＬＵも局在化するように保つようにする。こういったドメイン間ＬＵは例えば距離に基づいた、あるいは時間と距離との混成に基づいた機構によってトリガされることができる。この機構はこの発明によるものである。ドメイン間ＬＵがＭＮがＡＲ２に置かれている間に発生するとすると、ＡＲ２は第二のＲＡＲ（ＲＡＲ２）となり、ＲＡＲ２の識別子はドメイン間ＬＵ２０６によってＭＮのＨＡ２０４に報告される。
【００３６】
さらに後の時間になると、ＭＮはＡＲ３に移動していて、ここでもまたそのコールド状態から変更していない（ここでもまた図示されていない他のＡＲを経由して移動していてもよいし、移動していなくてもよい）が、今度はＭＮはＩＰドメイン内に持ち込まれることが必要とされ、ローカルＩＰアドレスを割当てることが行なわれる。これはＩＰデータをＭＮが送る必要があることが理由となっていてもよいし、あるいはＭＮについて到来するＩＰデータが存在することが理由となっていてよい。こうしてＡＲ３は第一のＡＡＲとなる（同様のことが第三のＲＡＲ（ＲＡＲ３）についても言える）。これがドメイン間ＬＵ２０７をトリガし、ＬＵ２０７によってＡＡＲの識別子がＭＮのＨＡ２０４に向けて報告される。
【００３７】
ドメイン間ＬＵはＭＮのＨＡ以外のエンティティに対して作られてよいことに注目しなければならない。このエンティティはホームロケーションレジスタ（ＨＬＲ）あるいはＳＩＰサーバのようなものであったり、あるいはロケーションサーバ（ＬＣＳ）のようなものであってＩＰもしくは非ＩＰの目的に合わせる。また、ドメイン間ＬＵはスイッチがオフとされている以外のいずれの状態のＭＮに関して発生してよいことが明白になると思われる。
【００３８】
この点で前方（Forward）ＡＲ（ＦＡＲ）という概念を定義することが有意義である。ＦＡＲは一番前方のＡＲとして定義されていてよく、このＡＲはドメイン間及びドメイン内両方のルート設定を含むＭＮに向けたルート設定を介して到達されるようにできるものである。図２では、ＭＮはＡＲ１，ＡＲ２，及びＡＲ３で継続して登録することをコールド（もしくは実際にウォーム）状態にあるときにすると、ＦＡＲはＡＲ１であることからＡＲ２へ、またＡＲ３に向けて変化する。一般に、ＦＡＲはコールド状態にある現在のＲＡＲ、ウォーム状態、ホット状態もしくはアクティブ状態にある現在のＡＡＲとなり、現在の（Present）ＡＲ（ＰＡＲ）となる。言い換えると、ＭＮが実際に現在置かれているＡＲとなる。ＭＮがＲＡＲもしくはＡＡＲ（すなわちＡＲがドメイン間ＬＵを介して最後に報告されたＡＲ）に置かれて留まる間にＰＡＲ，ＦＡＲとＲＡＲ／ＡＡＲはすべてが同じＡＲとなることになる。しかしながらＭＮがＲＡＲ／ＡＡＲから離れる方に移動するときは、ＰＡＲはＲＡＲ／ＡＡＲに対して異なるＡＲとなることは明らかである。この場合には、ＦＡＲはＲＡＲ／ＡＡＲ（コールドかウォーム状態）と同じＡＲとなるか、あるいはＰＡＲ（ホットかアクティブ状態）と同じとなるかのどちらかである。ホットかアクティブの状態では、ルート設定だけが到来ＩＰデータパケットをＭＮに到達できるようにし、それに対して、コールドかウォーム状態では、ページング機構がＦＡＲ（ルート設定だけを介して到達できるもの）とＰＡＲ（それができないもの）との間のギャップを橋絡するために必要とされる。
【００３９】
ＭＮがＲＡＲ／ＡＡＲに置かれて留まる間に、追加のホスト固有のルート設定はそのドメイン内で何も必要とされない。到来データでそのドメイン内か他のドメイン内かのいずれかにあるＣＮからのものが、ＲＡＲ／ＡＡＲに向けてルート設定され、さらにＲＡＲの場合にはＡＡＡに続くＭＮに向けてルート設定される。例えば、ＣＮがそのホームドメイン内のＭＮのホームアドレスを知って、データパケットをＨＡに向けて送ることができ、このＨＡはそれをＲＡＲ／ＡＡＲに向けて、標準のＭＩＰシグナリングを用いてトンネルすることになる。初期のデータパケットがＭＮによって受領された後に、バインデング（binding）更新がＣＮとＭＮ間で（すなわち、ＣＣｏＡに基づいて）行なわれてよい。しかしながら、ＭＮはＲＡＲ／ＡＡＲから離れる方に移動してよい。そうであれば、またＭＮがホットかアクティブの状態にあることを条件として、ローカルなホスト固有のルート設定がＥＭＡドメインのもつ能力を用いて生成される。ホスト固有のルート設定は、データパケットがＭＮによって受領されることになることを保証し、例えドメイン内で他のＡＲに向けてＭＮが移動してもなお保証をしている。従って、アクティブもしくはホット状態では、ＭＮを見付けるための機構は必要とされず、その理由はＥＭＡドメインがホスト固有のルート設定をＭＮについて維持していることによる。しかしながら、オプションのドメイン内ＬＵを用いるＭＮの追跡（tracking）は他の理由にとって有用なものとなってもよい。
【００４０】
図３はオプションのドメイン内位置更新を示し、このときにはＭＮがホットかアクティブの状態にあって、現在のＡＡＲから離れて行く方向に移動している。ドメイン内位置更新は有用なものとなることができ、その理由は、ＡＡＲにとってＭＮが置かれていた最新のＡＲ（既知のＡＲ又はＫＡＲ）について知らされることになるからである。ここでＡＡＲだけでなく、他の任意のノードでＨＡ，ＳＩＰサーバ，ＬＣＳのようなページングもしくは位置ベースのサービスを実行するものにとっても最新のＡＲについて知らされることになる。しかしながら、ホットかアクティブ状態では、ＭＮに向うあらゆる道をルート設定することが存在し、通常はページング機構の必要性はないのでオプションとされている。図３は五つの継続するＡＲを示す。ＡＲ１（２１１）と、ＡＲ２（２１２）と、ＡＲ３（２１３）と、ＡＲ４（２１４）とＡＲ５（２１５）とである。ここには、ＭＮ（図示せず）が存在しているか置かれている。ＡＲ１は現在のＡＡＲであり、またＡＲ１で登録しローカルＩＰアドレスを割当てられてから、ＭＮはＡＲ１からＡＲ２へ、またＡＲ３へ、さらにＡＲ４へと移動して、今ではＡＲ４である旧のＡＲ（ＯＡＲ）からＡＲ５である新ＡＲ（ＮＡＲ）へのハンドオーバがされているプロセスの最中となっている。以前のハンドオーバの結果として、ローカルのホスト固有のルート設定がＥＭＡドメイン内に注入されていて、ＡＲ４と同じ遠方のＭＮまでローカルルートを創り出すようにし、進行中のハンドオーバの結果として、別のローカルのホスト固有ルート設定が注入されて、上述したＭＢＢもしくはＢＢＭモデルに従ってＡＲ５に到達するようにする。ＡＲ３はドメイン内ＬＵ２１６によって第一のＫＡＲ（ＫＡＲ１）としてＡＡＲに報告されている。ここで、ＭＮがＡＲ５へハンドオーバされているので、新しいドメイン内ＬＵ２１７は第二のＫＡＲとしてＡＲ５を報告するためにトリガされる。こういったドメイン内ＬＵは、例えば距離に基づくか、混成の時間と距離とに基づいた機構（この発明によるものがその例）によってトリガされる。ローカルなルート設定が各ハンドオーバで注入されるので、ＦＡＲはＭＮと一緒にＡＲ１からＡＲ２へという具合に移動する。一般に、現在のＫＡＲはＦＡＲの“後（behind）”である状態、すなわちＰＡＲと同じでない状態が存在する。
【００４１】
一旦、ＭＮが十分な時間にわたって不活性となると、例えばＩＰ不活性タイマが時間切れとなると、ＭＮはウォームスタンドバイ状態に入り、ホスト固有のルート設定状態が網のノードからクリアされて、これがとりわけルート設定のスケーラビリティ（scalability）を改良する。ウォームスタンドバイ状態では、ＭＮは依然として割当てられたＩＰアドレス（すなわちＣＣｏＡ）を有しているが、ＭＮを見付けるための機構は、ＭＮがＡＡＲから離れて移動したという事象で必要とされる。同じように、ＭＮはウォームスタンドバイからコールドスタンドバイへ状態を変えてよい。例えば、ＤＨＣＰリースタイマが時間切れとなったときがこれに当り、割当てられたＩＰアドレスを失う場合である。この場合は、ＡＡＲは実効的には再びＲＡＲとなる。これによって、ＭＮが最初に登録したが直ちに送るべきデータがなく、したがってローカルなＣＣｏＡ  ＩＰアドレスを取得していないという初期の場合がカバーされる。ここでもまたＭＮがＲＡＲ／ＡＡＲから離れる方向に移動したとするとＭＮを位置決めするための機構が必要とされる。
【００４２】
図４はドメイン内位置更新を示し、この場合はＭＮがウォームかコールドの状態にあって、現在のＡＡＲかＲＡＲから離れる方向に移動している。ドメイン内位置更新は必要とされ、その理由はＲＡＲ／ＡＡＲ（及びいずれか他の任意ノードであってページングもしくは位置に基づいたサービスを実施しているもの、例えば、ＨＡ，ＳＩＰサーバ，ＬＣＳ）がＭＮの置かれていた最近のＡＲ（ＫＡＲ）について知るようにさせるためである。ＭＮとの間でＩＰデータトラヒックはルート設定される必要があり、ページングはページングプロセスを通知するために最後に報告されたＫＡＲを用いて開始されてよい。図４は六つの継続するＡＲ、すなわちＡＲ１（２２１），ＡＲ２（２２２），ＡＲ３（２２３），ＡＲ４（２２４），ＡＲ５（２２５）及びＡＲ６（２２６）を示しており、ここにはＭＮ（図示せず）があったか、置かれている。ＡＲ１は現在のＡＡＲもしくはＲＡＲであり、ＭＮはＡＲ１からＡＲ２へ，ＡＲ３へ，ＡＲ４へ，ＡＲ５へ、そして最終的にはＡＲ６へ移動して、ＡＲ６がそのＰＡＲとなっている。ここにはローカルなホスト固有のルート設定が存在せず、その理由は、ＭＮがウォームまたはコールド状態にあり、かつルート設定がフラッシュされている（flushed）ことによる。ＡＲ３はドメイン内ＬＵ２２７によって第一のＫＡＲ（ＫＡＲ１）としてＲＡＲもしくはＡＡＲに報告されている。同じように、ＡＲ５はドメイン内ＬＵ２２８によって第二のＫＡＲ（ＫＡＲ２）としてＲＡＲもしくはＡＡＲにもっと最近に報告されている。こういったドメイン間ＬＵは、例えば、距離に基づいた、もしくは混成の時間と距離とに基づいた機構であるこの発明による機構のようなものによってトリガされる。ＭＮがページング機構を用いて位置決めされることが必要となるときには、現在のＫＡＲ、すなわちＭＮが置かれていたＲＡＲ／ＡＡＲにとって既知の一番最近のＡＲが使用される。
【００４３】
ＫＡＲに基づいてＭＮについてページングをするための二つのはっきりと異なるアプローチを以下に詳細に記述する。一つのアプローチは、ＫＡＲ１とＫＡＲ２とについてそれぞれ参照番号２２９と２３０とで示したように、ＫＡＲに中心を置く低レベル位置領域（Low Level Location Area）（ＬＬＬＡ）を使用する。他のアプローチは各々がＫＡＲを備えている階層構造の位置領域（ＨＬＡ）を用いるものである。ローカルなルート設定がフラッシュされるので、ＦＡＲはＡＡＲ／ＲＡＲにおいて静的であることに注目せよ。一般に、現在のＫＡＲはＦＡＲの“前方（forward）”である。言い換えると、現在のＫＡＲはＦＡＲよりもＰＡＲに恐らくは近くなっているためＦＡＲよりもＭＮをページングするのに有益である。
【００４４】
要約すると、ドメイン間ＬＵと、標準のＭＩＰに基づいたページングシステムでは、ＨＡはＲＡＲ（コールド状態）、もしくはＡＡＲとＭＮ  ＣＣｏＡ（ウォーム／ホット／アクティブ）のいずれかを知っている。このことは、到来するグローバルなＩＰパケットもしくはページが、ＲＡＲ  ＣＣｏＡ（コールド状態）を介してＲＡＲに向けて、ＭＮ  ＣＣｏＡ（ウォーム状態）を介してＡＡＲに向けて送られるようにするか、あるいはＭＮの状態に依存した適切な活動をトリガするこのＭＮ（ウォームスタンドバイ）についてのホストルートを伴う最後のＮＡＲを送るかができるようにしている。フォワードアクセスルータ（ＦＡＲ）はＲＡＲか、ＡＡＲか、最後のＮＡＲかのいずれかであり、また一番前方のＡＲであってドメイン間及びドメイン内ルーテングを介して到達できるＡＲである。現在のアクセスルータはＭＮが現在置かれているＡＲであり、また既知のＡＲ（ＫＡＲ）はＭＮがその位置領域をＦＡＲに向けて最後にそこから報告したＡＲである。ドメイン内ＬＵの目的は最新のＫＡＲのＦＡＲ（もしくは他のエンティティ）を通知するためであり、一方ドメイン内ページングの目的はＦＡＲ（もしくは他のエンティティ）についてＫＡＲに基づいてＭＮのＰＡＲを位置決めすることである。
【００４５】
この発明によると、ページングもしくは放送でＭＮに向けたものについての二つの別個なアプローチが提供されている。こういったアプローチは個別に実施されてよいし、相互動作がされてもよく、上述のようにウォームスタンドバイでもコールドスタンドバイ状態でもＭＮにとって適切なものである。第一のアプローチは低レベル位置領域（ＬＬＬＡ）を定義することを含み、この領域はあるドメインの各ＡＲについて中心を置くＡＲの群で構成されている。こういったＬＬＬＡはＭＮであってそのＫＡＲから離れて行く移動をしたＭＮに向けてのページングと放送とに使用されてよい。例えば、コールドもしくはウォーム状態にあるＭＮについてのデータパケットがＦＡＲと同じほど遠くにルート設定されたときには、ＭＮはＦＡＲによって既知とされたＫＡＲに中心のあるＬＬＬＡのＡＲのすべてについてページングされてよい。さらに、ＬＬＬＡはまたオフ以外のいずれの状態でもＭＮの位置を監視するために有用である。例えば、ＭＮはそのＰＡＲからの放送を聴いてそのＫＡＲに中心のあるＬＬＬＡを残しているかどうかを判断することができ、もしそうであれば、ＭＮはドメイン内ＬＵを始動させて、そのＫＡＲがそのＰＡＲになるように更新し、それによってその現在位置の周辺に中心のある新しいＬＬＬＡを加入させる。
【００４６】
ＭＮに向けたページングもしくは放送についての第二のアプローチ方は、あるドメインのＡＲのすべてをクラスタ化して、階層状に順序付けされたサイズが大きくなって行く群とすることを含み、それによって階層状の位置領域（ＨＬＡ）を定義して、例えばＬＬＬＡ内に置かれていないＭＮが、大きくなって行くサイズのＨＬＡ内に向けてページングされたり放送されたりしてもよいものとし、終局的には、必要であれば、全体のドメインにわたってページングと放送とが行なわれるようにする。
【００４７】
低レベル位置領域（ＬＬＬＡ）
ＬＬＬＡは一般に複数のＡＲであって、それらが、網のトポロジィについて見るときには、隣接しているか、あるいは区分化されていないものとなっている。ここで関心のあるのは二つの網トポロジィである。一つはユニキャスト（もしくは物理的な）トポロジィであり、他はトンネルトポロジィである。前者は固定のルータ間での物理的配線を施した接続（“リンク”）である。後者は論理的と限定されていて、ＡＲを相互接続しているトンネル（動的に創られたものでも前もって構成されたものでもよい）で構成されていて、相互接続されるＡＲはハンドオーバに基づいたモビリティが原因となってトンネルトポロジィでは“隣接している（adjacent）”ものである。言い換えると、長期間集められたトンネル“リンク”がこういった二つのＡＲ間で設定されており、その条件は、集めたトンネル上でこういった二つのＡＲ間で十分な量のモバイルハンドオーバが発生していることとなっている。例えば、ＥＭＡドメインでは、前もって構成された集めたトンネルリンクか動的なトンネルリンクとが、上述したように、モバイルのハンドオーバの結果として創られる。通常の動作の下では両方のトポロジィは区分化されていない。ユニキャストトポロジィは階層状のメッシュ（mesh）で構成され、それに対してトンネルトポロジィはフラット（flat）メッシュであり、言い換えると、階層状ではなく、すなわち一レベルとなっている。トンネルトポロジィにおける隣接するＡＲ間の物理的ルータの数は大幅に変ることができる。
【００４８】
図５は、典型的な階層状モバイルデータ網を示し、アクセスルータＡＲ１０とエッジルータＥＲ１２と、中間ルータＩＲ１４と、コアルータＣＲ１６とで構成されている。各種のルータはマルチホームとされ（multi-homed）（複数の網アドレスを有する）、また複数の物理的データリンク（物理的データリンク１８のように実線で示してある）を有して近隣のルータに結ばれている。図５に示すように、近隣のＡＲ間にはトンネルデータリンク（トンネルデータリンク２０として破線で図示）があって、これが網内で前もって構成されていてもよいし、あるいはＥＭＡドメインで生じるように、モバイルのハンドオーバが誘発したトンネル生成の結果として動的に決められることができるようにしている。
【００４９】
図６は、トンネルトポロジィの“平面図（top-view）”を示し、そこには複数のＡＲ（ＡＲ１０のような円によって表わされている）と、ＡＲ間のトンネルリンク（トンネルリンク２０のような実線によって表わされている）とが示されている。もちろん、物理的及びトンネルリンクは網のいずれか二つのＡＲ間に存在してもよく、図５と６とはＡＲ間の物理及びトンネルリンクの組を伴う階層状の網の単なる例示にすぎない。トンネルトポロジィにおけるＬＬＬＡを定義しかつ維持する機構を以下に記述するが、この発明はユニキャスト（unicast）もしくは物理的トポロジィの中でＬＬＬＡを定義しあるいは維持することに等しく適用可能であることを理解されたい。
【００５０】
この実施形態によると、低レベル位置領域（ＬＬＬＡ）は、ソース固有のマルチキャスト（ＳＳＭ）ルーテング（routing）プロトコルを用いてドメイン内で定義されかつ維持される。ＳＳＭはマルチキャストプロトコルの一形式であって、インターネットドラフト内でＩＥＴＦによって定義されているところであり、このドラフトはＩＥＴＦのウエブサイト  ｈｔｔｐ：／／ｗｗｗ．ｉｅｔｆ．ｏｒｇで利用できる
ｄｒａｆｔ−ｈｏｌｂｒｏｏｋ−ｓｓｍ−００．ｔｘｔである。標準のマルチキャストサービスモデルはRequest For Comment（ＲＦＣ）１１１２の中で定義されている。マルチキャストはメッセージ送りサービスを提供し、その中では１対多数（one-to-many）と多数対多数（many-to-many）群通信が可能である。メッセージは複数のエンティティのホスト群を特定しているアドレスＧに向けて送られてよい。ＳＳＭは、しかしながら、サービスを提供し、その中では特定の宛先アドレスＧを備えたメッセージが各エンティティにだけ向けて配信され、このエンティティはソースＳによってアドレスＧに向けて送られたメッセージの受領を特別に要求したものである。したがって、ＳＳＭメッセージは宛先アドレスＧにとってだけ特有のものだけではなく、ソースアドレスＳからの特別なものともなっている。ＳＳＭアドレスＧとソースホストアドレスＳとにとっての、（Ｓ，Ｇ）によって識別される網サービスはチャンネルと呼ばれている。重要な（key）ポイントは、あるチャンネルがユニキャストソースアドレスＳとマルチキャスト宛先アドレスＧとの組合せによって識別されることである。ソースアドレスＳを有するエンティティからホスト群Ｇに向けて送られたＳＳＭメッセージは、チャンネル（Ｓ，Ｇ）に申込みしたエンティティに向けてだけ配信されることになる。
【００５１】
各ＡＲについては、一組のＬＬＬＡが定義されてもよく、これらがそのＡＲに中心を置いていて（ＬＬＬＡの中心のＡＲは、そのＭＮについてページングがされるようになると、特定のＭＮのＫＡＲとなる）、また以下に述べるように与えられた数のトンネルホップ（hops）の範囲内にある隣接するＡＲのすべてで構成されている。ドメイン内の各ＡＲはＳＳＭチャンネルの組と関係している。各ＳＳＭチャンネルのソースアドレスＳはそのＡＲのユニキャストアドレスである。宛先アドレスＧに０からｎまでの整数による注が付されていて、この注はＡＲの周りの半径であるトンネルホップの数に対応している。したがって、各ＡＲは（ｎ＋１）のＳＳＭチャンネルを関係して有している。各ＡＲについての各ＳＳＭチャンネルは対応しているＬＬＬＡを有している。したがって、各ＡＲはそこを中心とした（ｎ＋１）のＬＬＬＡを有し、それぞれは０からｎのトンネルホップの内部に隣接するＡＲを備えている。与えられたＡＲについての（ｎ＋１）のＬＬＬＡの組成は、ＡＲの組として定義され、これらのＡＲはそのＡＲに中心をもつ対応する（ｎ＋１）のＳＳＭチャンネルに対して加入している。与えられたＳＳＭチャンネルに隣接しているＡＲがどのように加入しているかについては次の文節で述べる。図７は図６のトンネルトポロジィを示す。三つのＡＲ、２２，２４，２６がｉ，ｊ，ｋとして示されてもいる。ＡＲｉはＡＲｊから１トンネルホップ離れており、ＡＲｊはＡＲｋから１トンネルホップ離れていて、ＡＲｉはＡＲｋから２トンネルホップ離れている。ＡＲｉを中心として三つのＬＬＬＡ、２８，３０，３２がある。ＳＳＭチャンネルであって三つのＬＬＬＡを定義しているものを、それぞれ（ｉ，０），（ｉ，１），（ｉ，２）と記述することとし、ここでＬＬＬＡ（ｉ，０）はＡＲｉそれ自体だけを含んでいて、直接接続をとったＭＮだけをアドレスするために使用されるとする。
【００５２】
ＬＬＬＡを定義しているＳＳＭチャンネルへの加入のプロセスは動的に行なわれ、ＥＭＡドメインで生じているのと同じように、モバイルのハンドオーバが誘発したトンネル創生の結果としてトンネルトポロジィが変るにつれて変ることができる。最初は、与えられたＡＲが知っている近隣のＡＲだけが１ホップ近隣として知られているトンネルリンクを持つ関係にある近隣のＡＲである。言い換えると、トンネルリンクを持っている相手の近隣ＡＲである。こういった１ホップトンネル近隣が各ＡＲによって維持されているソフト状態トンネルリンク状態データベースに加えられる。トンネルリンク状態データベースはトンネル近隣の識別子をユニキャストＩＰアドレスかルータＩＤによって記録し、かつ各トンネル近隣が離れているトンネルホップの数を記録する。ＡＲが複数トンネルホップにわたって離れている近隣をどのように見付けてトンネルリンク状態データベースに加えるようにするかは、次による。最初に各ＡＲはその１ホップトンネル近隣を知って、１ホップトンネル近隣に中心を置くＳＳＭチャンネルのすべてに対して申込む。図８は、ＡＲｉを示し、そこには六つの１ホップトンネル近隣ＡＲへのトンネルリンクが備わっている。ＡＲｊはこのようなトンネル近隣の一つである。ＡＲｉがトンネル近隣ＡＲｊを見付けると、ＡＲｉはＳＳＭチャンネル（ｊ，１），…，（ｊ，ｎ）でＡＲｊに中心を置くものへの加入申込みをする。
【００５３】
定期的に、各ＡＲは１ホップトンネル近隣組の組成をそのトンネルリンク状態データベースから広告するが、それにはＳＳＭチャンネル上でのユニキャストＩＰアドレスのマルチキャストが行なわれる。例えば、ＡＲｊはＳＳＭチャンネル（ｊ，１），…，（ｊ，ｎ）上で１ホップトンネル近隣組の組成を広告する。こういったチャンネルの一つを聴いているＡＲは、すなわち（ｊ，１），…，（ｊ，ｎ）の一つに対して加入申込みをしたいずれかのＡＲは、このトンネル“リンク状態”情報を自己のトンネルリンク状態データベースに加える。例えば、図９では、ＡＲｋはＡＲｊから１トンネルホップ離れていて、したがってＡＲｊの１ホップトンネル近隣の一つとなる。ＡＲｊは、そのＳＳＭチャンネル上で１ホップトンネル近隣組を広告することが図９の矢印３４によって示されている。結果として（ｊ，ｉ）へ加入申込みをすることによって、ＡＲｉはＡＲｋの識別子を知ることになる。ＡＲｋがＡＲｊから１ホップであることと、（ｊ，１）上のＡＲｋについて聴取したこととから、ＡＲｉはＡＲｋがそれ自体からは２ホップであることを知る。ＡＲｉのｎホップ範囲内にＡＲｋがあることを条件として、すなわちｎが２以上であることを条件として、ＡＲｉはＡＲｋをそのトンネルリンク状態データベースに加え、ＳＳＭチャンネル（ｋ，２），…，（ｋ，ｎ）に加入する。そこでＡＲｋからリンク状態広告を聴取し始めて、３ホップ近隣を知るということを以下同様に行なう。結局的には、ドメイン内の各ＡＲはそれ自体のｎトンネルホップ範囲内にあるすべてのＡＲについて知り、その結果をトンネルリンク状態データベースに加える。
【００５４】
あるＡＲが他のＡＲの識別子を１以上のチャンネル上で聴取する場合には、他のＡＲに向けてのトンネルホップでの距離を確めることが可能であり、その理由は識別子が放送されたチャンネル上で一番近いＡＲの距離に＋１としたものになることによる。もっともＡＲはそれ自体が１ホップトンネル近隣である場合は除かれる。一般に、ＡＲｑがＡＲｐからｍホップ離れていてｍはｎ以下であるとすると、ＡＲｐを知って、ＡＲｑがＡＲｐをそのトンネルリンク状態データベースに加えて、ＡＲｐのＳＳＭチャンネル（ｐ，ｍ），（ｐ，ｍ＋１），…，（ｐ，ｎ）に対して加入申込みをする。こうしてＳＳＭが、トンネル“リンク状態”情報をｎトンネルホップ内部のすべてのＡＲに向けて拡布し、それによってＳＳＭ群への加入を案内するためにトンネルトポロジィ上で局在化したリンク状態データベースを維持するために使用される。このプロセスは完全に分散形であり（グローバルなプロセスが中央ノードによって実行されるのではなく、網をまたいで分散されているという意味でこう言っている）、局在化されており（シグナリングが網のエッジ（縁）で保たれ、またプロセスで関係している物理的またはトポロジカルな領域に密接しているという意味でローカライズされている）、しかも堅牢である（いずれか一つのノードとかノードの小群に依存しておらず、こういったノードは潜在的にグローバルな故障点となるものであるので、その意味で丈夫と言える）。
【００５５】
ＭＮの電源がオンとされると、ＭＮはそのＰＡＲに登録し、このＰＡＲがそのＲＡＲと、そのＦＡＲと、またそのＫＡＲとなり、これがＭＮのＬＬＬＡの中心にあることは明らかである（ＭＮのＫＡＲとして中心のＡＲにより定義される）。ＭＮはまたこのＫＡＲの識別子を記録する。各ＡＲは定期的にＬＬＬＡの組をマルチキャストし（その各々は中心のＡＲによって識別される）、ＬＬＬＡの中にはＡＲがページングもしくは放送チャンネル上に置かれている（このことをトンネルリンク状態データベースから知る）。ＭＮはこういった伝送を聴取する。伝送をＭＮが受取るときに、この伝送が最後に登録した先のＫＡＲの識別子を含んでいないとすると（すなわち、ＫＡＲ上に中心を置くＬＬＬＡによってカバーされた領域が残っているときには）、ＭＮはマイクロドメイン内ＬＵをＦＡＲに向けて送り（このＦＡＲはこの場合にはＲＡＲでもある）、そのＰＡＰについて知らせ、ＰＡＲがＦＡＲに記憶されたＭＮについての新しいＫＡＲとなる。このことが基本的に意味しているのは、ＭＮが最初の登録をしたもとのＡＲから離れてｎトンネルホップ移動したときには（ここでｎはトンネルトポロジィでのＬＬＬＡ半径である）、ＭＮは位置更新を送信してそのＬＬＬＡを変更するようにし、ＬＬＬＡはここでもまたＰＡＲ上のＭＮの頂上に中心のあるものとなっている。注意したいのは、このＬＵはＲＡＲによって、距離、時間、ポリシイ（policy）などに基づいてドメイン間ページングシステム内に伝搬可能となっていて、ＫＡＲが定期的に新しいＲＡＲとなって、ドイメン内ＬＵトラヒックを局在化するのを助けていることである。ＦＡＲがＭＮと接触することが必要となるときには、ＫＡＲにそのＬＬＬＡ内でページングをするように伝える。したがって、ＫＡＲであるＡＲｉはそのセル内でモバイルを先ずページングする。存在しないとすると、単に継続的に、あるいは同時的にＳＳＭチャンネル（ｉ，ｎ）に向けてそのページをマルチキャストし（あるいは恐らくは（ｉ，ｍ）、ここで１＜ｍ＜ｎとする、のようなより小さな組を第一に）、またこれを受領するすべてのＡＲにセル内のＭＮについてのページを次にマルチキャストする。
【００５６】
図１０は二つの重なっているＬＬＬＡ３６，３８であって、半径２のトンネルホップ（つまり、ｎ＝２）を中心ＡＲｉ（２２）とＡＲｐ（３９）にそれぞれなっているものを示している。ＭＮは最初はＡＲｉ（ＫＡＲ）に置かれていて、ＡＲｉに中心のあるＬＬＬＡ内部に留まっていている。このときの条件はＭＮがＡＲｉの２トンネルホップ内部のＡＲに登録されているとする。この実施例によると、ＭＮがこのＬＬＬＡから外部へ例えばＡＲｐに向けて移動するときには、ＭＮはもとのＬＬＬＡ内部にもういないことを聴く。この理由はＭＮがページングもしくは放送チャンネルを聴いているからであり、このチャンネル上では各ＡＲが自分の居るＬＬＬＡの組をマルチキャストしていて、しかもＡＲｐの識別子を聴いてはいないことによる。ＭＮはこうして自己がＫＡＲによって識別されＦＡＲに記録されている位置領域を更新しなければならないことを知り、更新はＬＵをＡＲｐ（新しいＰＡＲ）を報告しているＦＡＲに向けて送ることによる。ＭＮはそこでＡＲｐに中心を置く新しいＬＬＬＡと関係している。これはいつでも可能なことであり、その理由としてドメインの各ＡＲは関係しているＬＬＬＡを有していることがあげられる。したがって、もとのＬＬＬＡを去ってＭＮが移動したときはいつでもすぐ後に、新しいＬＬＬＡと関係することとなり、新しいＬＬＬＡはＰＡＲに適切に中心をもつものとなる。この完全に重なっているＬＬＬＡのシステムは、上述の再中心配置（re-centering）についての各種のオプションと組合されて、固定ＬＡのアプローチの不平衡（unbalanced）“ナイフエッジ（knife edge）”問題を解決する。このアプローチではＭＮが重なっていない位置領域のエッジでしばしば見付かる。この問題は部分的に重なっている位置領域ではさほど深刻ではないが、この実施形態は既知の重なっていないか部分的に重なっているシステムのいずれよりももっと適切な解決を提供しており、それはＭＮが通常はいつでもＬＬＬＡを変えるときはいつでもＬＬＬＡ内部に適切に中心をもつものを見付け出すことになることが理由とされている。
【００５７】
これまで述べてきた機構は、適宜時間に基づいた機構と混成することが許され、不十分な動きが原因となって必要とされるときには定期的に位置のリフレッシュ（refresh）をすることができる。また方向に基づいたトラッキングと適宜混成してもよく、それによってＭＮが移動の方向に中心を置いたＬＬＬＡの周縁に加わるようにさせて、これがさらに、ＬＬＬＡがより長距離（及びより長時間）にわたって有効となるときには、ＬＵシグナリングをさらに減らすようにしている。数字ｎはＬＬＬＡの半径を表わしているが、もちろん変動してよい。さらにＡＲ毎に変動してもよいし、過去のページング成功とＬＵトラヒックの結果として、学習を介して自動構成されてもよいし、最適化されてもよい。ページに続いてＫＡＲを介してＰＡＲを報告することはＫＡＲがＭＮ移動の統計を維持できるようにし、したがってトンネルとＬＬＬＡを最適化する（ｎに指定された値を含み、かつ半径ｍ＜ｎのより小さなＬＬＬＡを介して順度をサーチする）。このようにして、ＬＬＬＡのカバーする領域は、サービスする対象の地理的領域についての要件と同調をとったり、サービスする対象のＭＮの予期されるポピューレーション（population）の要件と同調をとったりしてよい。例えば、自動車専用道路のような高速移動のＭＮの領域では、ＬＬＬＡの半径はより大きなものとなってよい。
【００５８】
このアプローチは、ほぼ最適なものである。ノードが移動してそこで更新するにつれて、ＬＬＬＡを変える（また再中心位置決めする）ことによって、ノードはＬＬＬＡを実効的に移動する。このアプローチはトポロジィの距離に基づいたページングを許しており（ここではトポロジィが論理的であって、ノードのハンドオーバを反映している）、これがマルチキャストを介してユニキャストトポロジィに効率よく写像されている（mapped）。トンネルリンク状態データベースを構築するためにｎホップトンネルリンク状態トポロジィ情報の、効果的なマルチキャストに基づいた、拡布でこのアプローチが構成されている。ＳＳＭのツリーがユニキャストトポロジィ上で構築されているが、マルチキャスト群の加入とトンネルトポロジィを反映している形態に基づいていて（このトンネルトポロジィは移動と地理とを反映しており）、またリンク状態データベースからの学習となっている。したがって、ＳＳＭのツリーはトンネルトポロジィとユニキャストトポロジィとの間の不整合（mismatch）のいずれをも勘案しているし、また修理もする。
【００５９】
このアプローチはまた低いシグナリングコストを有している。各ＡＲは定期的に追跡すべきＭＮについてのエア（air）インターフェース上で属しているＬＬＬＡの組を含んでいるパケット，実質的にはＡＲ識別子のリストを放送しなければならない。またＳＳＭチャンネル上で１ホップトンネル近隣の組を定期的にマルチキャストしなければならない。ＭＮ位置更新はＦＡＲに向けてほぼ適切に送られ（ＦＡＲが定期的にローカライズされているので）、この際には必要に応じてＭＮの動きか、求められているリフレッシュかに基づいて送られる。モバイルのＬＬＬＡは、実効的には一緒に動いて、各位置更新で再度中心が決められるので、最も最近のＬＬＬＡ内にないＭＮの確率はページングされるときには、以前のすべての方式よりは著しく低いものであり、したがって以前のアプローチに対してページングのオーバーヘッドを低下させている。このことがシステム資源をより効率的に利用する一層フォーカスをあてた、局在的なページングを可能としている。
【００６０】
与えられたＡＲと関係しているＳＳＭチャンネルは一組のＬＬＬＡを形成し、その中ではＭＮは放送されたりページングされたりしてよく、例えばＫＡＲからＰＡＲまで遠くで迷い子状態となったときに行なわれるようにしている。図１１ａ，１２ａ，１３ａは、トンネルトポロジィにある、ＡＲｉに中心を置くＬＬＬＡｓ４０，４２，４４を示していて、半径は０，１，２のトンネルホップであり、それぞれがＳＳＭチャンネル（ｉ，０），（ｉ，１），（ｉ，２）に対応している。図１１ｂ，１２ｂ，１３ｂはそれぞれ対応するユニキャストトポロジィを示し、ここではページングまたは放送が任意のノードＮ４６により開始されて、三つのＬＬＬＡに向けて放送メッセージもしくはページングメッセージが送られている。ここでノードＮ４６は、例えば、ＡＡＲ，ＲＡＲ、あるいは到達可能なＦＡＲでホストルートであるＭＮのＨＡを備えた最新のＡＲのようなもの、あるいはＳＩＰサーバ、ＬＣＳなどのようなページングまたは位置決めサービスを実行するどんな任意のノードであってもよい。放送メッセージを送ったりメッセージのページングをするには、先ずＫＡＲに向けて要求メッセージをユニキャストし（破線矢印４８により示されている）、このＫＡＲは中央のＡＲｉ２２であり、次に半径が１と２のトンネルホップのＬＬＬＡの場合には（すなわち図１２ａ，１２ｂ，１３ａ，及び１３ｂでは）、ＡＲｉがメッセージを対応するＳＳＭチャンネル（ｉ，１）と（ｉ，２）との上でマルチキャストする。このマルチキャストメッセージは（実線の矢印５０で示されているが）、ユニキャストトポロジィを介して効率よく送られる。メッセージを聴いているＡＲは、そこでそれらが関係している基地局に命令して無線インターフェースを介してセル内にＭＮをページングするか放送するようにする。これが実線５２によって示されている。ＭＮもしくはＰＡＲはＦＡＲに向けたページング要求に対して、上述のように直接かＫＡＲを経るかのいずれかで回答することにより応答する。
【００６１】
与えられたＬＬＬＡでのページングがＭＮを見付けるのを失敗すると、ページングノードＮ、例えばＦＡＲは、もっと大きな領域のＬＬＬＡ内でのページングを開始することが許される。例えば、ページングノードはＫＡＲに中心を置く半径１のトンネルホップのＬＬＬＡ内でのページングを先ず要求する。ＭＮがＫＡＲから移動したことが理由となって、これが失敗すると、そのときはページングノードがＫＡＲに中心を置く半径２のトンネルホップのＬＬＬＡ内でのページングを要求することが許され、次にＫＡＲに中心を置く半径３のトンネルホップのＬＬＬＡという具合に進んで、ＬＬＬＡページングのアプローチでの最大トンネル半径である半径ｎのＬＬＬＡまで進む。好ましいのは同じＡＲが二度サーチされないようにすることを保証することが採用されて、それにより一連のページが拡張しているリングサーチを形成するようにすることである。これは次のようなページングノードによって達成されてよい。すなわちこのページングノードは各第二及び後続のページング要求内にＳＳＭ群のアドレスを含んでいて、このＳＳＭ群はＭＮについてのページングで以前に使用されたものである。ＫＡＲはそこで関心のある現在のＬＬＬＡ中のどのＡＲが残っているＡＲに向けてページングをしメッセージをユニキャストするためにすでに使用されたかを判断して、そのＡＲに命令をエアを介して送りＭＮについてのページングを指示する。代って、修正されたマルチキャストルート設定プロトコルが関心があるが、以前にページング対象となったＬＬＬＡの会員ではない、現在のＬＬＬＡの会員に向けてだけメッセージを送るために使用される。これに代って、各ＡＲはＭＮについての最近のページング要求をリストとしているソフト状態データベースを維持して、それにより最近すでにページングがされたＭＮについてエアでのページングのためのマルチキャストメッセージが無視されるようにする。
【００６２】
階層状の位置領域
ＭＮに向けたページングもしくは放送の第二のアプローチは、網のＡＲをクラスタ化（clustering）として、寸法を大きくした階層構造で順序付けした群とし、それによって、階層状の位置領域（Hierarchical Location Areas）（ＨＬＡｓ）を定義するものである。ドメインのＡＲはクラスタ化されて、ＨＬＡはそれによりエニイキャスト（anycast）ルーテング（routing）プロトコルを用いて定義される。標準的なエニイキャストサービスはＩＥＴＦのＲＦＣ１５４６で定義されている。エニイキャストアドレスは一般に複数のホストと関係していて、このホストはこのアドレスにサービスする。しかしながらエニイキャストサービスはマルチキャストサービスのようではなく、その理由は、エニイキャストデータグラム（datagram）でいずれかのソースからのものがエニイキャストアドレスにサービスしているホストのうちの唯一つのものにだけ送られることになるからである。重要な点（point）はサービスをしているホストのどれであってもよいことである。エニイキャストルート設定は、パケットでエニイキャストアドレスに送られたものが、エニイキャストアドレスにサービスしているエニイキャストホストの全部のうちの“一番近い”エニイキャストホストによって受領されることになる。ここで“一番近い”といったのはノード間の“距離”の測定値または測度について言ったものである。
【００６３】
ドメインのＡＲは以下のように階層状に順序付けされた群にクラスタ化される。第一に、ドメインのＡＲのすべてについてのサブセットＳ０（そのドメインのノードの全部よりも少ないメンバを含むものである）が選ばれて、レベル０（Ｌ０）エニイキャストホスト（またはシンク）と指定され、これが単一のエニイキャストアドレス（すなわち、Ｌ０エニイキャストアドレス）にサービスする。今度は、Ｓ０よりも少いメンバを含む別のサブセット、すなわちＳ０よりも少ない数であるが必ずしもＳ０のサブセットでないドメインの全ノードのサブセットが選ばれて、単一のＬ１エニイキャストアドレスにサービスするＬ１エニイキャストシンクと指定される。Ｓ１よりも少いメンバを含む別のサブセットＳ２が選ばれて、単一のＬ２エニイキャストアドレスにサービスするＬ２エニイキャストシンクとして指定される。これが所望数のレベルに到達するまで続けられる。好ましいのは、すべてのレベルのシンクが網内に選択的に置かれて、それによりエニイキャスト測度または他の何らかの網測度ではシンク間距離を最大とするようにすることである。しかしながら、エニイキャストシンクの数と配置とはどんなものが使われてもよいが、上記の条件が満足されることを要する。併せて好ましいのは、ドメインが階層状であるとして、Ｓ０，Ｓ１，Ｓ２…のシンクが網の階層構造の中で増大して行くレベルのノードであるとして選ばれることであり、例えばエッジルータ、中間ルータ、コアルータとそれぞれがなるようにすることである。しかしながら、網のトポロジィはどんな組成を有していてもよく、階層状であることを必要としない。図１４は図５の階層状のドメインを示し、ＡＲ１０，ＥＲ１２，ＩＲ１４及びＣＲ１６が備わっている。エニイキャストシンクの三つのレベルが示されていて、ＥＲ６０のようなＬ０での四つのＥＲと、ＥＲ６２のようなＬ１での二つのＩＲと、ＥＲ６４のようなＬ２での一つのＣＲで構成されている。これらのシンクはそれぞれサブセットＳ０，Ｓ１，Ｓ２を形成している。
【００６４】
この発明の一実施形態によると、ドメインの各ＡＲは、階層構造内の各種のレベルでエニイキャストアドレスの各々に向けて並列にエニイキャストデータグラムを送る。例えば、もし三つのレベルが用意されているとして、三つのエニイキャストデータグラムが各ＡＲから並列に送られ、送り先は一つがＬ０エニイキャストアドレスに向けられ、一つがＬ１エニイキャストアドレスに向けられ、一つがＬ２エニイキャストアドレスとなっている。エニイキャストルート設定プロトコルはこのデータグラムを適当なレベルで“一番近い”エニイキャストシンクに向けて送る。図１５ａ，１５ｂ，１５ｃはそれぞれ三つの並列エニイキャストデータグラムを示し、このデータグラムはＡＲ６６から図１１のドメインの三つのレベルに対応している三つのエニイキャストアドレスの各々に向けて送られる。エニイキャストデータグラムによって追随された経路が実線矢印６８，７０，７２によってそれぞれ図１５ａ，１５ｂ，１５ｃで示されているが、異なる場合に同じ受け側エニイキャストシンクに到達するときには、データグラムは別の経路を追随してもよい。ＡＲ６６の識別子（例えばＩＰアドレスとかルータＩＤ）と受け側のエニイキャストシンク７４，７６，７８とは任意のノードＮに向けて送られ、ノードＮは例えばＦＡＲだったり、発信元のＡＲであり、この送りは図１５ａ，１５ｂ，１５ｃにおける破線矢印８０で示した三つのユニキャストメッセージにより行なわれる。ノードＮは、したがって、階層構造の各レベルでＡＲとそのシンクとの間のマッピング（mapping）についてのドメインの広がりをもつ情報を得ることになる。これに代って、各ＡＲについてのノードＮはもっと分散されたマッピング用資源を作り出す異なるものとすることができる。
【００６５】
この発明の別の実施形態によると、それは並列エニイキャストデータグラムを送るのではなく、網の各ＡＲが一番低いレベルのエニイキャストアドレス（すなわちＬ０エニイキャストアドレス）に向けてエニイキャストデータグラムを一つだけ送る。エニイキャストルート設定プロトコルは、このデータグラムをＬ０にある“一番近い”エニイキャストシンクに向けて自動的に送る。ＡＲからデータグラムを受領すると、各Ｌ０シンクは今度は別のエニイキャストデータグラムをＬ１エニイキャストアドレスに向けて送る。再び、エニイキャストルート設定プロトコルはＬ１で“一番近い”エニイキャストシンクに向けてデータグラムを自動的に送る。Ｌ１の受け側シンクは、今度はエニイキャストデータグラムをＬ２エニイキャストアドレスに向けて送り、これが順次進行して階層の上に行き、最高レベルに到達するまで進行する。ＡＲから発せられたデータグラムが通過するエニイキャストシンクについてのシーケンスの識別子は、各継続するデータグラム内に発生元のＡＲの識別子と一緒に記録されて、マクロドメイン内ＬＵである“エニイキャストベクトル(anycast vector)”（ＡＶ）を形成する。こうして、エニイキャスト階層構造内の最高レベルにあるシンクに到達するエニイキャストデータグラムは発生元のＡＲと、そのＡＲのためにエニイキャストデータグラムが受領されて送られた低レベルのシンクの各々とを識別する情報を含んでいる。一般に、この識別用情報は、ＡＲもしくはシンクのユニキャストＩＰアドレスとなる。図１６はＡＲ６６からエニイキャスト階層の上方Ｌ２で最高のレベルのエニイキャストシンクへ送られる三つのエニイキャストデータグラムのシーケンスを示す。このエニイキャスト階層はこの例示ではドメインの階層と一致している。三つのエニイキャストデータグラムは実線矢印８２，８４，８６によって示されている。ＡＶ  ＬＵが任意のノードＮに向けて送られるが、このノードＮは例えば前に論じたＦＡＲであってよいし、あるいは発生元のＡＲであってよく、送りは破線矢印８０で示したエニイキャストメッセージによる。
【００６６】
上述したこの発明の並列とシーケンシャル（sequential）の実施形態はドメインのＡＲが階層状に順序付けされた群の中にクラスタ化されることができるようにする。両実施形態で、エニイキャストデータグラムを送ったＡＲは、各レベルでどのシンクが各ＡＲから発せられたエニイキャストデータグラムを直接もしくは間接に受領するかに従って一緒にクラスタ化されてよい。このことはすべてのＡＲに関してすべてのシンクから送られた情報に基づいてノードＮによって実行することができる。階層構造の各レベルでは、ＡＲの重なっていないクラスタの組が、各シンクについて一つのクラスタとして定義される。図１７は図１４のドメインを示し、多数のＡＲをまたいでいる実線で示した三つのＡＲのクラスタ９０，９２，９４が一緒に示されていて、各クラスタはそのドメインのエニイキャストシンク７４，７６，７８の一つに対応している。高い方のレベルには少い数のシンクが存在するので、ＡＲのクラスタは一般に寸法が増している。各ＡＲは各レベルでクラスタのメンバであり、各レベルの全クラスタの組は、ドメインのすべてのＡＲにまたがっている。実際には、エニイキャストルート設定プロトコルが網のＡＲを階層構造の各レベルにおける重なっていないクラスタに区分けするために使用されている。
【００６７】
階層構造のさまざまなレベルにおけるＡＲのクラスタはＭＮに向けてのページングと放送とのためのＨＬＡを定義するために使用されてよく、例えば、ＭＮがそのＫＡＲから著しく離れて移動している場合に使用される。ＨＬＡ上でＭＮに向けてページングをしたり放送をするための各種の機構が次のように採用されてよい。ＨＬＡ上でのＭＮに向けたページングか放送のための一方法によると、ドメインのＡＲは上記のシーケンシャルモデルによりエニイキャストデータグラムを定期的に送る。これがドメインのトポロジィに何らかの変化がある事象（例えば、ルータ故障の結果）でＨＬＡの組成を定期的にリフレッシュする。各エニイキャストデータグラムは階層構造の各レベルでシンクによって受領されるので、ソフトな逆経路（soft reverse-path）送り（ＲＰＦ）状態がシンク内でインストールされる。別な言葉で言うと、１レベル下のエニイキャストシンクの識別子がソフト状態で各エニイキャストシンクによって維持されたデータベース内に記録される。この情報は下位のシンクに向う逆方向の経路を提供し、終局的にはシンクに対応しているＨＬＡ内の各ＡＲに向うことになる。各ＡＲについてのＡＶは任意のノードＮに向けて送られる（例えば、ＦＡＲであったり、発生元のＡＲであったり、ＭＮのＨＡであったり、あるいはページングサーバもしくはＳＩＰサーバに向けて送られる）。ＭＮに向けたページングもしくは放送が必要とされるときには、ノードＮは、例えばＦＡＲは、それ自身でＭＮに向けたページングもしくは放送を開始してよく、これが選ばれたＨＬＡに対応しているエニイキャストシンクに向けたページングもしくは放送要求メッセージをユニキャストすることにより選ばれたＨＬＡ上で行なわれる。代って、ノードＮはページングもしくは放送要求メッセージを先ずＫＡＲに向けてユニキャストでき、このＫＡＲは代理としてＨＬＡページング／放送を命令し、結果をノードＮに戻すようにする。放送もしくはページング要求メッセージを受領すると、シンクはそのメッセージをＲＰＦデータベース内の低位ノードの各々に向けてマルチキャストとする。こういった低位ノードがエニイキャストシンクそのものであるとすると、これらのノードはメッセージをＲＰＦデータベース内の各低位ノードに向けてマルチキャストし、これが順次続いてこのメッセージがそのＨＬＡに属する全ＡＲに対してマルチキャストされるまで実施される。
【００６８】
図１８ａ，ｂ，ｃはどのようにして放送もしくはページング要求メッセージが任意のノードＮ４６から、三つの異なるＨＬＡに対応している三つの異なるエニイキャストシンク（それぞれ１１６，１１８，１２０）の各々へ向けて送られるかを（破線矢印１１０，１１２，１１４でそれぞれ）示している。放送もしくはページング要求メッセージはそこで、効率よく、各エニイキャストシンクに対応しているＨＬＡに属している全てのＡＲに向けて、（実線矢印１２２，１２４，１２６でそれぞれ示すように、）マルチキャストされる。ＡＲは次にそれらが関係している基地局に命令して無線インターフェース上でＭＮに向けたページングまたは放送を開始するようにする（実線１２８）。
【００６９】
しかしながら、ＨＬＡに向けてページングもしくは放送するためにＲＰＦ状態を用いる方法は、ページング／放送を送ることをシンク分散と結びつけて、メッセージがドメインルート設定階層構造での高位であって、到達しようとしているＡＲから遠く離れているルータをトラバースするようにしている。別の方法によると、階層構造の各レベルにおける各エニイキャストシンクと関係しているユニークなマルチキャストアドレスが使用される。したがって、各ＨＬＡ、即ちＡＲの各クラスタはユニークなマルチキャストアドレスを有している。ドメインのＡＲは、上述した並列もしくはシーケンシャルなモデルにより、エニイキャストデータグラムを定期的に送る。このことがドメインのトポロジィにおけるいずれかの変化という事象でＨＬＡの組成をリフレッシュする。並列モデルが使用されるとすると、エニイキャストシンクがＡＲからエニイキャストデータグラムを受領するときは、そのユニークなマルチキャストアドレスを含んでいるユニキャストメッセージをＡＲに向けて送り戻す。もしシーケンシャルモデルが使用されるとすると、マルチキャストアドレスが各継続するデータグラム内に記録され、また発生元ＡＲに関する最終のエニイキャストデータグラムを受領すると、各最上位のシンクがユニキャストデータグラムをＡＲに向けて送り戻し、このＡＲには各低位シンクと関係しているマルチキャストアドレスが含まれていて、この低位シンクを介してエニイキャストデータグラムがＡＲに代って受領されかつ送られたところである。したがって、並列及びシーケンシャルモデルの両方で、各ＡＲは複数のマルチキャストアドレスであって、属しているＨＬＡ（すなわちＡＲについて階層構造の各レベルでの一つのＨＬＡ）のすべてに対応しているものを受領する。並列モデルはもっとメッセージの送りを求めるが中間シンクへの依存を最小にする。加えて、エニイキャスト階層の各レベルは異なるレートで調べることができ、ＭＮの動きのレートと正確なクラスタを持ちたいとする希望とに起因して低い方のレベルについては速くなる。
【００７０】
各ＡＲは属しているＨＬＡに対応しているマルチキャスト群に加わりもはや属してはいないＨＬＡに対応しているいずれものマルチキャスト群から離脱するが、例えば網のトポロジィの変化が理由とされる。ＡＲはメッセージを任意のノードＮ（例えばＦＡＲとか、ＫＡＲとか、あるいはＳＩＰサーバやＬＣＳのようなページングまたは位置決めサービスを実行するいずれかのサーバ）に向けてメッセージを送り、メンバーとなっているＨＬＡに対応しているマルチキャストアドレスのリストを示す。あるＭＮがＨＬＡ内でページングもしくは放送されることを要するときには、このページングもしくは放送の要求メッセージが正しいＨＬＡに対応しているマルチキャストアドレスに向けて、ページングノード（ＫＡＲとかＦＡＲのようなノード）によって、送られて、そのＨＬＡに属しているすべてのＡＲによって受領される。これらのＡＲはそこで関係している基地局に命令して無線インターフェースを介してセルの内部のＭＮに向けたページングもしくは放送をさせる。
【００７１】
図１９ａ，ｂ，ｃはどのようにして放送もしくはページング要求メッセージがＫＡＲから三つの異なるマルチキャストアドレスであって三つのＨＬＡに対応しているものの各々に向けて送られるかを示している。放送もしくはページング要求メッセージはユニキャストトポロジィ上で効率よく、（実線矢印１０２，１０４，１０８でそれぞれ示すように）マルチキャストアドレスと関係しているＨＬＡに属するすべてのＡＲに向けて送られＡＲは次に関係している基地局に命令して無線インターフェースを介してＭＮに向けてページングもしくは放送が開始するようにする（実線１０８で示される）。ページングについてのＬＬＬＡに基づいたアプローチと同じように、拡張していく一連のＨＬＡに基づいたページングが使用されるときには、同じＡＲが二度サーチされないことを保証するための機構が採用されるのが好ましく、それによって一連のページが拡張するリングサーチを形成するようにする。このことは上記したところと同じような方法で達成されてよい。マルチキャスト群ＨＬＡ実施形態によると、ページング要求内に調べた以前のマルチキャスト群を含めることによってＫＡＲはドメイン内の各ＡＲは一度だけページングをする。この実施形態は修正されたマルチキャストルート設定プロトコルによって使用されて、前に調べた群のメンバではない現在のマルチキャスト群内のインターフェースに向けてだけそのページを送る。
【００７２】
上記のＨＬＡに基づいたページングのやり方では、マルチキャスト群を用いてもまたエニイキャストシンクを介したＲＰＦを用いても、ページングノードＮはドメインのＡＲ、例えばＦＡＲ、であってよいことが理解されるであろう。もしエニイキャスト階層が構築されて、そこには最上位に（したがってすべてのＡＲを含んでいる最上位のＨＬＡと）に単一のエニイキャストシンクが存在するようになっていると、ＦＡＲとＫＡＲとの両方がメンバとなっている少くとも一つのＨＬＡ（すなわち少くとも最上位のＨＬＡ）が常に存在する。ＫＡＲとＦＡＲとが近接していればいるほど共通のＨＬＡをたくさん持つことになる。こうしてＦＡＲは、ＨＬＡに基づいたページングの進捗についての若干の情報を受領することになるが、それ自体がＡＲであり、しかもそのＨＬＡ内のＡＲの一つがページングのために使用される可能性があるという結果から単純に情報を受領することとなっている。
【００７３】
上述のように、エニイキャストルート設定プロトコルはいくつかのドメインのノードについてのいずれもの組をクラスをどんな目的のためにも群にクラスタ化したり区分したりするために使用できることに留意したい。並列及び直列の調査機構と、逆経路送りとマルチキャスト送り機構とであって、上記したものは一般に適用可能であって、定義によりいずれかの群のメンバに向けたあるいはメンバ間でのデータ経路の設定のための手段として使用することができ、あるいは何らかの理由でクラスタ化もしくは区分についてメンバー或いは他のノードへ通知するために使用できる。さらに、エニイキャストシンクの複数の組がいずれかの方法で選ばれて（この方法はより少ないメンバを継続的に含んでいてもいなくてもよい）、目的がどうであっても各種の方法でノードの組を区分もしくはクラスタ化するのに使用されてよい。
【００７４】
エニイキャストルート設定は動的なルート設定の一つの形式であり、したがって適応性がありかつ自己修理（self-healing）形式である。であるから、この発明は、分散された、しかも弾力性のある方法としてルート設定用トポロジィを部分分割（subdividing）して複数の領域とし、このことがリンクとルータの故障に関しては堅牢なものとなっている。図２０ａ，ｂ，ｃはどのようにしてエニイキャストルート設定が例えばあるノードについての故障に対抗して作用するかを示している。図２０ａは円１３０によって示されたデータ網のノードの組を示しており、また矢印１３２によって示された個々のデータリンク上でのエニイキャストルートを示している。ノードの三つがエニイキャストシンクであり、中を黒で埋めて表わしてある。図２０ｂは同じ組のノードを示し、点線の円１３６に示されているのが中央のエニイキャストシンクの故障を示していて、その結果、そのシンクに至るエニイキャストルートが点線の矢印１３８によって示されている。図２０ｃは、どのようにしてエニイキャストルート１３２がシンク故障に対抗する作用として自動的に再構成されてよいかを示している。
【００７５】
ＬＬＬＡ−及びＨＬＡ−に基づいたページングの相互作用
一般に、ＬＬＬＡに基づいたマイクロページングとＨＬＡに基づいたマクロページングとは相互に作用する。例えば、ＬＬＬＡに基づくページングは、ＦＡＲが-ウォームとコールドの状態でＭＮを位置決めすることを必要とするときに最初に使用される。拡張しているリングサーチはＫＡＲの周囲で半径を増している継続したＬＬＬＡの中でＭＮについてページングをすることによって使用されてよく、その際に、以前のＬＬＬＡに基づいたページングでＭＮについてすでにページングがされたＡＲによるページングの繰返しを避けるようにする。もしＬＬＬＡに基づいたページングが失敗すると、ＨＬＡに基づいたページングであってＫＡＲから発生したものが使用されてよい。ここでもまた拡張しているリングサーチが増大している大きさの継続しているＨＬＡにおけるＭＮについてページングをすることによって使用されてよく、その際に以前のＬＬＬＡに基づいたマイクロページングもしくは以前のＨＬＡに基づいたマクロページングにおけるＭＮについてすでにページングがされたＡＲによるページングの繰返しを避けるようにする。
【００７６】
ＨＬＡに基づいたアプローチとＬＬＬＡに基づいたアプローチとを相互に働かせるＭＮに対するページングもしくは放送のための一方法によると、この方法は並列またはシーケンシャルなエニイキャストデータグラムモデルであって上記したものを定期的に、しかし互に必ずしも同期はせずに採用しているが、ドメイン内の各ＡＲは（すなわち、すべての可能なＫＡＲは）そのモデルに従って適当なエニイキャストデータグラムを送る。これが前と同じように網内での何らかのトポロジィの変化する事象でのクラスタ化をリフレッシュしている。各ＡＲのＨＬＡメンバーであること（memberships）は（すなわちエニイキャストシンクの識別子もしくはエニイキャストシンクと関係しているマルチキャスト群の識別子は、），そこでエアを介して各ＡＲにあるＭＮに向けて放送される。ＭＮがＬＬＬＡを変えるときには、ＭＮもしくはＫＡＲが新しいＫＡＲアドレスをＬＬＬＡ  ＬＵ内のＦＡＲに向けて送り、新しいＫＡＲのＨＬＡメンバーシップを含んでいるので、ＦＡＲはＬＬＬＡに基づいたページングについてのＫＡＲとＨＬＡに基づいたページングについてのＨＬＡメンバーシップとの両方を知ることになる。
【００７７】
ＦＡＲがＭＮをページングしたいときには、ＦＡＲはＫＡＲと接触をとり、ＫＡＲがマイクロＬＬＬＡに基づいたページングを行なう。これが失敗すると、このＫＡＲはマクロページングに移行して、そのページを最もローカルな範囲をもつＨＬＡマルチキャスト群に向けて送り、この群が現在のＬＬＬＡの周りの複数の隣接するＬＬＬＡをまたいでＡＲと接触をとる（現在のＬＬＬＡではマイクロページングが失敗している）。次にこの動作を順により広い範囲のマルチキャスト群（ＫＡＲからはもっと拡げられたより多くのＡＲ）の各々に対して繰返して行き、ＦＡＲと接触をとっているＫＡＲとＭＮもしくはＰＡＲが接触している点でＭＮが見付かるまで繰返しが行なわれる。こうして、ＦＡＲは、（ＫＡＲからのＬＬＬＡ  ＬＵの結果として）、ＬＬＬＡに基づいたページングについてのＫＡＲと、ＨＬＡに基づいたページングについてのＨＬＡメンバーシップとの両方を知ることになる。
【００７８】
ＭＮに対するページングもしくは放送についての別の方法によると、ここではＨＬＡとＬＬＬＡとに基づいた二つのアプローチが相互に働いており、また上述した並列もしくはシーケンシャルなエニイキャストデータグラムモデルが採用されていて、ＭＮがＬＬＬＡを変えるといつでも働くようにし、これが新しいＫＡＲをトリガして、モデルに従って適切なエニイキャストデータグラムを送ることによってエニイキャスト階層構造を調査する。これが前と同じように網における何らかのトポロジィ変化という事象でのクラスタ化をリフレッシュしている。ＫＡＲのＨＬＡメンバーシップ、（すなわちエニイキャストシンクもしくはエニイキャストシンクと関係しているマルチキャスト群の識別子）がそこでそのエニイキャストシンクまたはシンクによってＦＡＲに向けて直接送られる。ページングがそこで上述の相互に作用したＬＬＬＡとＨＬＡのアプローチを用いて行なわれる。
【００７９】
ＨＬＡとＬＬＬＡとに基づいたそれぞれの方法が相互に働く、ＭＮに対するページングもしくは放送のための別な方法によると、そこではシーケンシャルなエニイキャストデータグラムが上述のように採用されてはいるが、互に同期していることは定期的、しかし必ずしも求められておらず、ドメイン内の各ＡＲ、（すなわち可能とされるすべてのＫＡＲ）は、階層構造の最上位までエニイキャストデータグラムを送る。これが前のように網における何らかのトポロジィ変化の事象でのクラスタ化をリフレッシュしている。各シンクに属しているＡＲのクラスタは各シンクに最上位に至る全てにわたり記憶されている。並行して、ＭＮがＬＬＬＡを変更する度毎にＭＮは新しいＬＵをＦＡＲに向け、また新しいＫＡＲからのエニイキャストデータグラムとをトリガする。このリフレッシュメッセージに含まれているのはＣＣｏＡのようなＭＮについての識別子だけでなくＭＮのＫＡＲのアドレスである。しかしながら、このＭＮがトリガしたエニイキャストメッセージは第一のエニイキャストシンクまで進むのであって、このシンクはそのクラスタリスト内に旧のＫＡＲをもっている（すなわち交差しているシンクである）。このシンクでは、ＭＮについてのエントリィが創られて、そこにはＬＬＬＡに基づいたページングについてのＬＬＬＡの中心ＡＲを含んでいる。また、ＡＶ（この交差しているシンクと同じ距離にあるものに限る）がこの交差しているシンクで記憶される。ＦＡＲがＭＮをページングすることを要するときは、ページングメッセージがエニイキャスト階層構造の上方へ送られ、ＭＮエントリィを有しているシンクまで達し、そこでＬＬＬＡに基づいたページングがＭＮについて開始可能とされる（あるいはもしこれが失敗すると、エニイキャストページングはＬＬＬＡの中心のＡＲを用いる）。もしトポロジィの変化が存在して、ページングメッセージがＭＮエントリィを備えたシンクを見付けられないとすると、（すなわち失敗が起っていると、）そのときはページングメッセージは最上位にまで進み、ドメイン全体のページングが生ずる。
【００８０】
ページングの結果
上記のところから、ページングはＬＬＬＡに基づいた機構であると、ＨＬＡに基づいた機構であると、あるいはまたその二つを相互に働かせたものであるとに拘らず、ＦＡＲとか、ＳＩＰサービスとか、あるいはＬＣＳのようなページングサービスを実行するいずれか任意のノードによって開始されてよいことと、ページングの結果は（ＭＮの成功した場所か、失敗のいずれかで）目的の如何に拘わらず使用されることとが理解されたと思う。一般に、ページングの結果は、ユニキャストページングアクノレッジメントメッセージによってページングサービスを実行しているノードに向けて知らされる。これは例えば、ページングが成功したとするとＰＡＲから、あるいは不成功とするとＫＡＲ又はエニイキャストシンクから行なわれる。ページングが成功であると、ページングアクノレッジメントメッセージはＰＡＲによって、ＭＮがみつけられたのと同じＨＬＡまたはＬＬＬＡ上で、ＰＡＲによってページングノードに向けてマルチキャストして戻すようにできて、同じ群内の他のＡＲについてページング処理を切詰めるようにし、またこういったＡＲについての移動、統計などを更新する。
【００８１】
ページングが上述の一般的なモビリティモデルによってＦＡＲにより開始されて、ページングが成功したならば、ＰＡＲとＭＮとはページングアクノレッジメントメッセージをＦＡＲにもしくはＰＡＲのページと識別子との成功を示している既存のＫＡＲに向けて送らねばならず、言い換えるとＭＮが実際に今あるところに向けて送られることになる。もし、メッセージがＫＡＲに送られると、ＫＡＲはメッセージをＦＡＲに向けて送らねばならない。ＫＡＲもしくはＦＡＲは統計として累計されてよい。ＭＮからメッセージを送ることはＰＡＲからよりも速くまたより効率的であるが、ＰＡＲはこのシステム内で信頼できるものとされ、その理由としてそれが網のルータであり、ＭＮはユーザデバイスであってＫＡＲもしくはＦＡＲとのセキュリティの関連性を必要とすることが挙げられている。
【００８２】
どんなページング可能な状態、即ち活性（active）、暑(hot)、暖(warm)、冷(cold)にあるＭＮについて、成功するページングはドメイン内ＬＵをＦＡＲに向けて送っているＭＮもしくはＫＡＲで結果を生ずることになる。このＦＡＲはそのＦＡＲ内に記録されたＫＡＲエントリィを更新し、それによって新しいＬＬＬＡ内でＭＮを再度中心を置くようにする。ＦＡＲがデータパケットをウォームもしくはコールド状態にあるＭＮに向けて送る必要があり、かつＭＮがＦＡＲから離れて行くように移動したという条件の下では、成功するページは以下のように別な活動を生じさせる。コールド状態にあるＭＮについて、ＰＡＲはローカルＩＰアドレスのプールからのＣＣｏＡをＭＮに付与する。ＥＭＡハンドオフ要求がＰＡＲからＦＡＲ（そのＲＡＲ）に向けて送り戻されて、それによりホスト固有のルート注入が生じて、それによりＦＡＲ機能が今では定義によってＰＡＲに置かれるようになる。ＰＡＲはまたドメイン間ＬＵを実行して、ＭＮのＨＡを新しいＦＡＲで更新する。こうして、ＰＡＲはＡＡＲと、新しいＦＡＲと、ＭＮのＫＡＲとになる。このＭＮはそこでアクティブ状態に入り、データパケットを受領する準備ができる。このプロセスはウォーム状態にあるＭＮと似ているが、すでにＦＡＲすなわちそのＡＡＲからのＣＣｏＡを所有している点が異なっている。
【００８３】
この発明の詳細な記述は、ＥＭＡ／ＭＥＲプロトコルがドメイン内ルート設定に、またＭＩＰ  ｖ．４もしくはＭＩＰ  ｖ．６がドメイン間ルート設定とに使用されることを前提として、位置を監視しかつＭＮに向けたページングもしくは放送するためのアプローチが、いずれかのモバイルルート設定プロトコルもしくはそのプロトコルの組合せに適用できることを理解されたい。例えば、この発明はＭＩＰ  ｖ．４もしくはＭＩＰ  ｖ．６，セルラＩＰ，あるいはＨＡＷＡＩＩとそれらの組合せにおいて使用することができる。
【００８４】
モバイルノードが積極的に送信をしている状態（すなわちアイドリングモードでない状態）のときには、ＬＬＬＡもしくはＨＬＡはどのＡＲが次にモバイルの移動先となる可能性をもっているかを表わす。別な実施形態では、この情報はＡＲ間でＭＮの終局的なハンドオーバをスピードアップするために前もって‘有用な動作’を行うことによって使用できる。このような動作の例は潜在的な新しいＡＲでのＭＮの承認／認証を含むことになり、また潜在的な新しいＡＲでの能力の保存（‘呼’がハンドオーバするときに／それを条件として、サービスのよりよい品質を確保するために）、潜在的な新しいＡＲでの既存の呼に与えられた優先順位を下げること、潜在的な新しいＡＲでの新しい呼の試行を阻止する可能性（odds）を増すこと、潜在的に新しいＡＲに対して‘コンテキスト（context）’を転送すること（コンテキストの例はヘッダ圧縮状態、マルチキャスト群メンバーシップ、及びＩＰｓｅｃ状態である）、旧ＡＲと潜在的に新しいＡＲとの間で一時的なトンネルを設定することを含むことになる。
【図面の簡単な説明】
【００８５】
【図１】この発明によるモバイルノードの状態と遷移とを示す状態図。
【図２】モバイルノードが継続的に置かれるデータ網の一連のアクセスルータと、この発明によって行なわれるドメイン間位置更新メッセージを示す模式図。
【図３】ルート設定されたモバイルノードが継続的に置かれるデータ網の一連のアクセスルータと、この発明により行なわれるドメイン内位置更新メッセージとを示す模式図。
【図４】ルート設定されていないがページ可能なモバイルノードが継続して置かれるデータ網の一連のアクセスルータと、この発明により行なわれるドメイン内位置更新メッセージとを示す模式図。
【図５】この発明を実施するのに適した一般的な階層構造データ網の模式図。
【図６】この発明を実施するのに適したトンネルにより相互接続された一組のアクセスノードの模式図。
【図７】アクセスルータ上に中心があり、かつこの発明により定義された三つの低レベル位置領域の模式図。
【図８】この発明による、アクセスルータとその１ホップ隣りの組の模式図。
【図９】この発明により低レベル位置領域を形成するためのアクセスルータ間のデータメッセージの伝送を示す模式図。
【図１０】この発明によりモバイルノードが関係してもよい二つのアクセスルータと関係している、二つの重なっている低レベルの位置領域を示す模式図。
【図１１】図１１ａは、この発明によるアクセスルータに中心のある半径１の低レベル位置領域の模式図。図１１ｂは、この発明による階層構造のデータ網上で、図１１ａの低レベル位置領域に向けたページングもしくは放送を開始する任意のノードＮを示す模式図。
【図１２】図１２ａは、この発明によるアクセスルータに中心のある半径２の低レベル位置領域の模式図。図１２ｂは、この発明による階層構造データ網上で図１２ａの低レベル位置領域に向けたページングもしくは放送を開始する任意のノードＮを示す模式図。
【図１３】図１３ａは、この発明によるアクセスルータに中心のある半径３の低レベル位置領域の模式図。図１３ｂは、この発明による階層構造のデータ網上で図１３ａの低レベル位置領域に向けたページングもしくは放送を開始する任意のノードＮを示す模式図。
【図１４】この発明の実施形態を実施するのに適した複数のエニイキャスト（anycast）シンクを備えた一般的な階層構造のデータ網の模式図。
【図１５】図１５ａ，ｂ，ｃはこの発明によりクラスタまたは階層構造の位置領域を定義するためのエニイキャスト階層構造の三つのそれぞれのレベルにあるエニイキャストシンクへ向けた、三つの並列エニイキャストデータメッセージの伝送を示す模式図。
【図１６】この発明によりクラスタまたは階層構造の位置領域を定義するためのエニイキャスト階層構造の三つのレベルでエニイキャストシンクへ向けたエニイキャストデータメッセージのシーケンスの伝送を示す模式図。
【図１７】この発明により定義されるエニイキャスト階層構造における三つのレベルでクラスタもしくは階層構造の位置領域を示す模式図。
【図１８】図１８ａ，ｂ，ｃは、この発明により階層構造のデータ網上でエニイキャスト階層構造の三つのレベルに対応している階層構造の位置領域に向けたページングもしくは放送を開始する任意のノードＮを示す模式図。
【図１９】図１９ａ，ｂ，ｃは、この発明により階層構造のデータ網上でエニイキャスト階層構造の三つのレベルに対応している階層構造の位置領域に向けたページングもしくは放送を開始する既知のアクセスルータを示す模式図。
【図２０】図２０ａ，ｂ，ｃはデータ網のエニイキャストシンクの故障後のルート設定回復を示す模式図。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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【図１１】
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【図１２】
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【図１３】
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【図１４】
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【図１５】
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【図１６】
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【図１７】
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【図１８】
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【図１９】
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【図２０】
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【国際公開パンフレット】
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【国際公開パンフレット（コレクトバージョン）】
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【国際調査報告】
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