第 12 部
ポリシールーティング

425

第

1章

はじめに
この部では、新しい形の経路制御として、研究とインターネット網での実用化が進んでいる政策的経路制御についての研究のこの１年の成果をまとめた。

(policy routing)
従来の経路制御の研究では, 網上の各ノード 間のコスト (cost) あるいは距離 (distance)と呼ばれるパラメータの値を基にして , 情報の流れの発信元から宛先ノード までのなんらかの総コストを最小にするような経路を作成するものがほとんどであった. これらは , 一
つの経路制御方針のもとに運用されている網内では , 確かに有用である. ここで紹介する
政策的経路制御 (policy routing) は , 従来の経路制御では把握できなかった, 運用方針の異なる網の相互接続のためのものである.
WIDE ポリシー・ルーティング ワーキング・グループは、昨年３月に研究活動を始め、以来、米国における研究の追従とともに、わが国のインターネット網環境を考慮にいれながら、経路制御に反映されたい具体的な方針（を考えてきた。

policy)
本章では、この研究分野への紹介を行なう。以下、1.1. では政策的経路制御の背景を探り、1.2. では、この１年の当ワーキング・グループにおける活動状況を報告する。最後に
1.3. では、次章以降の構成を述べる。

1.1

背景

ARPANET,(SATNET) [111]
(IP)
,
.

米国
から始まった広域網環境は 大西洋域衛星網など 他の広域網との接続のためのインターネット・プロトコルの出現により さらに大きく発展し現在の地球規模に近いインターネット網にいたるまでになった こうした環境の中で いくつかの政策的経路制御手順の出現の背景には２つの流れがあった； 網
規模の拡大問題解決とアクセス・コントロールの必要性である[112],
,

.

(LAN)
,

７０年代から８０年代にかけてのローカル・エリア・ネットワーク
やワークス
テーションの発達によるローカル・サイトの網環境の充実に伴い いまや インターネット
網は広域だけでなく ローカルな物まで含め その規模の拡大は 従来の網制御および管理機能では 把握できなくなっていった 経路制御においては ノード 数の増加などの規模の拡大問題は 階層化された域に分けることによって回避される；すなわち域内では ある経路制御がローカルに行なわれ 域間の経路制御は 各域を１ノードとみなすような１段階上のレベルで行なわれる インターネット,,(intra-domain)
,

,

,

.
(domain)

,

,

,

,

427

,

[113]
(inter-domain)
.

,

428

1992 年度 WIDE 報告書,, Exterior Gateway Protocol (EGP) [114] , (inter-domain).
, , ARPANET,
Bolt Beranek and Newman Inc. (BBN)[115] ,
EGP ,(inter-domain)
,
BBN
,
,
(tree structure).
,(engineered tree structure) ,.
,,The National Science Foundation(NSF)(backbone),,(Autonomous System).
, EGP, Border Gateway Protocol(BGP)
[116]
.
,
,
(network resources)(access control).
,,.
, Deborah Estrin , MIT(inter-organizational networks)[117],
MIT LCS(Laboratory for Computer Science) David Clark
policy routing () [118].
, BGP,
Inter-Domain Policy Routing (IDPR)[119].
(hop-by-hop)
EGP BGP ,.
, distance vector,,.
, IDPR ,(source-speci ed routing).
,,.
, link state,,ooding
.
,
[120]
, ,
.
, BGP
Source Demand Routing Protocol (SDRP) [121]
,
.
SDRP
,
. , BGP, Inter-Domain Routeing Protocol(IDPR)
, ISO
,
.

網においては 初期にはが 域間の経路制御手順として生み出された 当時は まだ時代から相変わらず 網
管理は一貫してで行なうという状況
ででは 域間経路制御の階層も 最上階は管理下のノードがコ
ア・システムを形成し その下に各サイト管理下の網が 木構造
でつながるように決められていた ループ問題を回避するための この強制された物理的な木構造
は その後発展を続けるインターネット網の任意な相互接続の構造にそぐわなくなっていった それまでのインターネット網は 米国の国防省の援助によって構築されていたが 学術系のによる主要網が構築されるに至り 異なる運用方針を持つ主要網や地域網間の経路制御は
単純に階層化できず 対等な自律した網システム
間の制御が必要となった こうした背景からを発展させた形では生まれた
もうひとつの流れは 運営や管理の方針の異なる網が相互接続されている環境での 各網での網資源の使用制御の必要性である あるホストから 世界中のサイトの網資源へのアクセスが可能という地球規模での広域環境は 様々
な使用制御の問題を生み出してきた この分野ではが時代から続けている異組織間の網における使用制御の研究が根底にあり また／のの提唱した
ここでは政策的経路制御と翻訳がある この背景からよりも さらに徹底した形の政策的経路制御手順のが作成されたもも 中間システム経路決定型の経路制御のための情報交換手順である 経路情報はと呼ばれる形式のもので 情報提供ルータは 自分が到達可能な網のリストと各網への次のノード を指定する これに対しては域単位での発信元経路決定型の経路制御のための経路制御手
順体系である パケットの発信元域から宛先域までの道があらかじめ準備され その道に沿って パケットが送られる 経路情報は
形式で 各域の情報が 基本的にはで他の域に届けられる この他 この２つの流れの妥協案
として 最近という手順が指定された これはを使用する環境下で 発信元が宛先までの経路を域単位で指定する経路制御手順であるのための情報交換手順などは まだ検討されている最中である またのさらにスーパーセットとしてが現在
およびイ
ンターネット網環境で 作成されている

1.2

ワーキング・グループの活動状況

本ワーキング・グループは 、作年３月下旬から活動を開始した。この１年は、我々にとっては未知の分野の研究への出発準備期間であった。
内では、その創設以来、網WIDE

第 12 部429

ポリシールーティング

での実用に沿った実践的な研究が中心であった。本グループでの研究もそのような流れに乗るような期待も周囲にはあったように思う。しかし 、結果としては、我々はそれまでの研究姿勢といささか異なる形の研究 問題認識を中心に行なった。他の網研究分野に比べ、政策的経路制御は新しく、また色々な意味で、未知数の部分が多い。従ってそこ
では実践的なアプローチ以外の方法が必要であった。今でこそ、このように解説できるが、始めた頃は、まさに暗中模索の状態であった。以下に、我々の活動状況を報告する。

|

当初、ポリシー自体の研究を目指したが、これはきわめて困難であった。わが国のイン
ターネット網では、まだ網資源に対するアクセス・コントロールの必要性についての認識は低く、網を介しての各地への接続性の方が強く求められていたからである。

[122]
IP
Routing Information Protocol(RIP) [123]

当時のわが国のインターネット網の状況は、 主要網の増加などによる規模拡
大に伴い それまで使われていたは適当でなくなってきていた。次世代の経路制御が求められていた。こうした短期的な需要の面からも、米国などで既に実用化が進んでいたなどの政策的経路制御に関する調査は必要とされていた。

,

BGP

そこで、我々は、漠然とした政策や方針についての研究はさておき、具体的な経路制御であったについての学習から始めた。ここで問題となったのは、わが国のインターネット網を、どのように経路情報を交換し合うに区切っていくかであった。これは、今もって、解決されていない。理由は、国内での実用化にあったって、から、現在の域内経路制御への接続が難しいため、すぐにへ進むわけにはいかなかったからである。米国のインターネット網では、を使うところでは、域内として、という経路制御手順が使われており、からへの接続については、実装の面で充分な支援がある。従って、現在の段階では、
先ず各主要網での使用に移り、そして、一時的な域分割でを使ってみること
が、試みられようとしている。このような、作業は、実際には、国内インターネット網を運営および管理する人々の集まる組織
で、進められている。域分割などの点については、今後、、
イン
ターネット運用グループおよび本ワーキング・グループで、連絡をとって進めていくことになるであろう。

BGP

BGP

AS
BGP

RIP

Open Shortest Path First (OSPF)
OSPF
OSPF

(JIEPG)

BGP

BGP

BGP

BGP

BGP

Japan Internet Engineering and Planning GroupJIEPG WIDE

こうした実用面とは独立に、本ワーキング・グループでは、必要な政策や方針を解明していく過程として、問題認識を進めていった。実際に網の運用において生じた様々な問題点をみていくことで、それらに潜んでいる網の運用の方針や政策が浮かび上がってくる
ことを期待した。これらについては、３章で報告されるが、期待以上の成果がでた。そのひとつとして、強制的な経路制御の必要性から、仮想トンネルの研究が始まった。これは、現在、独立したワーキング・グループとして活動している。
また、速度の違う網接続の際におこるユーザあるいは終端サイトの希望をかなえようとするところから、が生まれた。興味深いことに、海外に支社をもつ組織など インターネット網に複数の出入口を持つ組織においても、同様な需要があることが判明した。このは、来年度の本ワーキング・グループの主
要研究課題の一つとなる。

| Virtual Tunnel (VT)Routing by Preference

Routing by Preference430

1992 年度 WIDE 報告書

IDPR

また、既存の政策的経路制御のプロトコルの調査の一環として、も試みられたが、その複雑性と実用化の遅れにより、よりもやや理解が遅れている。しかし 、こ
こにきてようやく米国で実験段階にはいっていることもあり、このプロトコルの調査は継続され、本ワーキング・グループも実験にも加わっていく。この他、米国では、体系の中の発信元指定経路のプロトコル、の研究も進んでいることから、この調査もされている。
については、この３月、特別のチームを結成し 、我々独自の具体的な解決法を検討しはじめている。

BGP

BGP

SDRP

Routing by Preference

1.3

部の構成

WG

以下、２章では既存の政策的経路制御のプロトコルを紹介し 、３章では、我独自の研究成果として、網運用における経路制御の諸問題を提起する。この問題認識を原点として、我々の研究は進んでいる。４章ではさらに今後の研究課題を検討し 、５章でこの部のまとめと、今後の研究計画を報告する。

第2章

既存のプロト コル

2.1

概要

BGP、

本章では 、既存の政策的経路制御のプロトコルのうち、実装段階にあるもの、、およびを紹介する。

SDRP

IDPR

2.2

用語について2.2.1

域 (domain),

政策的経路制御では 網資源の使い方に対する政策や方針を唱える域の定義が必要となる この域間で 経路情報が交換されからである.
,.
EGP や BGP の仕様書の中では, この域は, 自律システム (Autonomous System), 略して AS と呼ばれている. もともと, EGP の中では , AS とは , その中では , 一つの AS 内経路制御手順をもつものとして定義付けられている. しかし , その後, BGP では , インターネット網環境の発展と共に , 意味が広がり, 複数の AS 内経路制御手順が存在しても, その AS の外からみると, 一つの経路制御手順で動いているかのように , まとまりのある群として見えるものとして再定義されている.
これに対し , IDPR では , この域は, 管理域 (Administrative Domain), 略して AD と呼ばれている. これは , 網資源の運用や管理についての方針や政策が , 一つのところで決められているものを指す.
この２つの言葉の違いには , それぞれの手順の出てきた背景の違いが , 反映されている[124]. EGP や BGP は, 網単位の経路制御から生まれてきた背景があるのに対し , IDPR
は , 資源使用制御 (access control) の背景からでてきたので , 管理組織単位の意識が強くでている. しかし , 現在では, AS も AD も, 各手順の仕様書のなかでは , ひとつの管理政策に基づくまとまりとして扱われている. 厳密にいうと, この言い方も正しくない. なぜなら , 例えば , 異なる管理組織がまとまってひとつの地域 AD を形成している例もある.
従って, 正しくは, AS あるいは AD は , インターネット網を構成する連続な一部分で共通の網資源管理方針のもとに運営されているものと解釈できるであろう；ここで , 連続な一部分とは , その部分内では , AS 内経路だけで, ある地点から任意の地点まで到達できる範
431

432

1992 年度 WIDE 報告書.

囲という意味である
以下では 政策的経路制御の単位域をあるいはと呼ぶが、どちらもひとつの運用・管理方針の下の網集合の域という意味を持つものする。

,

2.2.2

AS

AD

ホスト とルータ,,

本論文では インターネット網環境の経路制御について述べているので 終端システム
をホストと呼び 中間システムをルータと呼ぶ ルータの内 特別な経路制御手順動作を行なうものをそのプロトコル名をつけた形で呼ぶ すなわちの仕様書で指定してあるボーダ・ゲートウェイ
をルータと呼びのポリシ・ゲー
トウェイ
をルータと呼ぶ,.

.
(Border Gateway) BGP(Policy Gateway) IDPR
.

2.3

,
, BGP
, IDPR

経路制御に反映されたい政策や方針の種類

,

,

AS

網経路制御に反映されたい政策や方針には 通過パケットに対するものと 終端として自から外へ発信されたパケットに対するものがある
通過パケットに対する方針には 例として網資源の使用に対する制約や課金の条件などがある 終端の方針には 安全性 遅延時間 速度などの他 信頼度 使用可能な度合い
使用料金などを含めた網サービスの種類
による通過網の選択や もっと人間レベルでの政策的な通過網の選択などがあるによると
通過 終端の両タイプのには 一般に 次のような種類の方
針・政策があるAS.

Estrin

AS

:

,

,

[125],

,

,

.

,
,
(Type of Service)
.
AS ,

,

,

,

,

 終端サイト 指定による規制: パケットの発信元と宛先の組合せにより, 網資源使用を制限する. この発信元や宛先の単位は , AS であったり, 終端システムであったり,
ユーザクラスであったりする.
 部分経路指定: 終端 AS の方針例として, 宛先までの経路に通ってほしい, あるいは避けたい AS や複数の AS を指定する. 通過 AS の方針例として , 自分の好まない ASや複数の AS を通過したあるいは通過しようとするパケットは通さない.
 網資源の質 (Quality of Service): 例えば , 高速, 低遅延時間の特別なリンクは, 選
ばれたところだけが使用できるであろう. このように , 網資源の質によって, その資源への規制は行なわれる.
 ユーザ・クラス: 様々なユーザのクラス識別ができることにより, AS 単位よりも細かい, あるいは , AS から独立した単位での資源使用制御を行なうことができる. このクラスとは, 使用制御のためのグループである.
 網資源保証: 通過 AS 方針例として, 選ばれたところへは, ある程度の網資源の質を保証する.

第 12 部433

ポリシールーティング 時間に関わる制限: 時間帯によって資源の使用を制限する.
 アプリケーション別使用制御: パケットが , どの種類のアプリケーションに関わっているものかによって, 網資源の使用を制御する.
 限られた網資源限られた資源を活用するために, ある時間内に, 発信元から出されるパケットの量を制限する.
 認証と完全性 (integrity): 特別な資源使用の制限には, 鍵などを使用した本格的な認証を必要とする場合もある. また, 完全性が検証された情報に基づく経路しか通さないという方針もあるだろう.
 課金についての方針: 課金に際しては次のような要因を考慮されるであろう:{ 課金の単位 (例： 日本円, 米国ドル){ 課金対象の単位 (例： 一様なレート , キロ・バイトごと, キロ・パケットごと）{ 実際の値段（例：.50 ドル／メガ・バイト ）{ 支払う人と支払われる人（例：パケットの発信元, あるいは宛先, パケットを送りこんできた隣接 AS, 第三者など ）{ だれの測定したパケット数を課金のために使うか（例： 発信元, 宛先, 通過 AS,
経路上のその他の AS ）{ 課金の限度（例： 支払者が使える金額の限度, あるいは, 通過 AS が転送するパケット量の限度）, AS.

これらの要因を組み合わせて 各の方針や政策は表すことができるであろう 可能な組合せのすべての方針が 実践的とは限らない 仮に あるが 「自分の内での使用に邪魔にならない程度なら 他のに通過として使ってもらってもよい 」というような方針をもったとしよう この場合邪魔にならない程度は 動的に変化し 大きなインターネット網では 実践的でない 細か過ぎるユーザ・クラスも問題である それらは 終端システム間あるいは内の網レベルで解決されたほうが良いだろう また
セキュリティーの問題も完全に解決することも難しい この点については 後で検討する

,

,

,

,

.

AS

AS

. ,
AS

.

AS ,

AS

,

.

,

.

.
,
.

,
.

2.4 BGP | Border Gateway Protocol
BGP は AS(Autonomous System) 間で経路制御情報を交換するためのプロトコルである. BGP は EGP(Exterior Gateway Protocol) の経験に基づいて設計されているので ,EGP のいくつかの欠点を解決している. また, 初歩的な運営方針を反映した経路制御を実現するのに十分な手段を提供している.
インターネットは , AS が任意のトポロジで相互に接続されたものであるとモデル化できる. この時, 経路制御を行なうプロトコルは , AS 内で用いられる経路制御プロトコル434

1992 年度 WIDE 報告書

, AS

.

,

と
間で用いられる経路制御プロトコルに分類できる 例えば 現在日本で用いられているは内で用いられる経路制御プロトコルである 日本の各サービスプロバイダは唯一の内で用いられる経路制御プロトコルを用いているため 結果として日本のインターネットは つのを構成している この分類からいえばは間で用いられる経路制御プロコトルである
内で用いられる経路制御プロトコルの主な役割は内において安定した通信を確保することである また間で用いられる経路制御プロコトルの主な役割は 各サービス
プロバイダの運営方針 ポリシー を反映した経路制御 ポリシールーティング を実現することである
従来はは、一つの経路制御プロトコルを用いている範囲として定義されていたが、現在では複数の経路制御プロトコルが使用されていることも珍しくない。そこで、 は、一貫性のある管理下におかれたネットワークの範囲として定義されている。つまり、の境界のゲートウェイへの到達性と内部への到達性が等しいということである。
間で用いられた初期の経路制御プロトコルには以下のような欠点があった

RIP(Routing Information Protocol)
.(
{RIP{
,
.)
, BGP AS
.

AS

AS

.

, AS
(

)

AS
AS

1

, AS

(

AS

. AS

,

)

AS

AS

{EGP{

AS
.

(1) EGP は IP の上位層として実現されていた. TCP 等の安定したプロトコルを用いていなかったために, EGP のパケットが失われることがあった.
(2) EGP は ARPANET のコアモデルを念頭に設計されたプロトコルである. よって,
AS 間の接続は木構造に制約されていると仮定している. この制約のもとでは, EGP
は十分に機能する. しかしながら , EGP はループを検出する機能を提供していない
ため , AS 間で任意の接続をとることができない. AS 間の接続を木構造に制約することで , EGP はループを防いでいたということもできよう。
(3) EGP のメトリックには取り決めが無い. よって, あるネットワークに対して, 複数の経路から異なったメトリックを得たとしても, それらを比較することができない.
BGP はこれらの EGP の欠点を次のように解決している.
(1) BGP は TCP を用いる. よって, BGP を用いているゲートウェイ間の通信は保証されている.
(2) BGP はメトリックとして, BGP のメッセージが経由した AS の列 (AS Path) を用いている. あるゲートウェイが受け取った AS Path の中に, そのゲートウェイが属している AS 番号があれば , そのメッセージを用いた経路はループすることが分かる. つまり, AS Path はループを検出するために十分な情報を提供するので, AS に
任意の接続を許すことができる.
(3) 複数の経路から受け取った AS Path は, その AS の運営方針に基づいて比較することができる.
さらに , BGP には次のような長所がある.

第 12 部435

ポリシールーティング(4) BGP は変化のあった情報のみを交換する. よって, 全ての情報を交換するプロトコ
ルに比べ, 帯域的に有利である.
(5) AS Path は初歩的なポリシールーティングを実現するのに十分な情報を提供して
いる.
1

AS

.

,

,

現在の日本のインターネットは全体で つのを構成しているために 各サービス
プロバイダ間の独立性が低い また 日本のインターネットの直径はにおいて到達不可能を意味する
ホップを越えている そこで 日本インターネットを複数のに分割する必要がある 各サービスプロバイダの接続形態は木構造に制約されていない また 初歩的なポリシールーティングを実現する必要がある よって 現時点では間の経路制御プロトコルとしてを選択することが良いと考えられる

,

16
.

.

BGP

,

, RIP

.

,

AS
.
AS

.
現在 BGP は version 3 が規定されており [126] Draft Standard Protocol として認定されている [127] 。また、CIDR [50] に対応するために version 4 も IETF で提案されており、Internet Draft としてまとめられている。

2.5 SDRP
SDRP(Source Demand Routing Protocol) は 、BGP 及びそのスーパーセットである
IDRP(Inter-Domain Routing Protocol) によって提供されるルーティング情報を補足し 、
発信元によるド メイン間のルーティングをサポートするプロトコルであり、現在 Internet
Draft である。現在の draft では、パケットフォーマットと SDRP パケットの生成、パケットの forwarding について規定してあり、SDRP route の生成については未定義となっている。

SDRP での IP パケットの転送を説明する。ド メイン間の接続を行なっている Router
を Border Router(BR) とすると、図 2.1のようなモデルとなる。
domain A の一般ホスト a から発信したパケットは 、domain A 内の IGP によるルー
ティングにより、ホストの属するド メインの外部とのゲートウェイである BR c に送られる。

BR c は、SDRP によって転送するか、従来の BGP/IDRP により転送するか決定し 、
SDRP の場合、SDRP Route(ド メイン単位の source route) を決定し 、もとの IP パケットに SDRP Route を組み込み、SDRP パケットにカプセル化する。SDRP Route は domain
B, domain D, domain E のようなものになる。
BR c は SDRP パケットを SDRP Route のド メインの BR(この例では domain B のBR d) に送る。 SDRP パケットを受けとった BR は、ド メインの transit policy を調べ、
transit policy を侵している場合はエラーにする。
domain E の BR j にて SDRP Route をすべて終了した場合、 SDRP ヘッダをとり、もとの IP パケットを通常の IP routing にて行き先マシン k に送る。 SDRP Route を完了していない場合、SDRP Route 上の次のド メインへパケットを送ることになる。

436

1992 年度 WIDE 報告書
domain A
domain B
Border Router
Border Router

SourceadcbBorder Routeref Border Routerdomain C

h Border Routerdomain Eig
Border RouterjBorder Routerdomain D

図

Border Router

Destinationk

2.1: SDRP のモデル

BR は BGP/IDRP により学んだ情報と設定情報から Domain-Forwarding Information Base(ド メインレベルのルーティングテーブル,D-FIB) を作る。SDRP パケットは
FIB(BGP,IDRP でのルーティングテーブル), D-FIB により複数のド メインを転送される。
SDRP route の決定方法全般はまだ指定されていない。transit policy は、IP ポート番
号、IP アドレスの組をもとに調べると書かれている。
fragment オーバーヘッドを減らすため、すでに MTU を学んでいて、細分化する必要があるときは、SDRP Packet をつくる前に細分化 (fragmentation) する。
SDRP の特徴としては、経路情報の交換については BGP/IDRP に依存していること、
まだ詳細が決まっていない点、ド メイン単位な点があげられる。
の問題点としては、の決定方法がまだみえないこと、ユーザーごとの経路制御などについては言及していない点であろう。

SDRP

SDRP Route

2.6 IDPRIDPR(inter-domain policy routing) は、データメッセージを送信する AD(administrative
domain) が 、自らのポリシー (Source Policy) とこのデータメッセージを通過させる ADのポリシー (Transit Policy) の制約の範囲内で宛先 AD までの経路を確立し 、この経路を通してデータメッセージを宛先 AD に届ける手段を提供するプロトコルであり、Internet
Draft として IETF に提案されている。IDPR は, 網資源への使用制御 (access control) の観点から , それまでの経路制御手順から全く独立に生まれた経路制御手順体系である. 経路制御にリンクステート、メッセージ転送に送信元経路指定のアルゴ リズムを用いる。

第 12 部437

ポリシールーティング

IDPR の機能は次のとおりである: 経路制御情報の配布と収集
 経路制御情報と Source Policy に基づくポリシールート (AD 単位での経路) の生成と選択

 選択したポリシールートに沿ったパス (paths: IDPR ルータ単位での経路) の立上げ
 立上げたパスを通したデータメッセージの転送 経路制御情報、既に立ち上げられたポリシールート、転送制御情報、自 AD の構成
情報よりなるデータベースの維持

ADAD(Transit Policy)
ooding, request-replytransit policyAD(connectivity)
. AD
AD
.
(source speci ed fowarding)(Source Policy)
ADAD
policy
BGP

AD
AD

各
はその
を通過する外からのパケットに対するの網資源についての使用
制御の方針
を基本的に
により他の
へ配布する。
以
外にも形式の経路情報収集方法も装備されている 各
は 自
の
と隣接
への接続
情報よりなる経路制御情報を生成し 配布する 各は経路制御情報の配布先を制限することにより 自の網資源を利用するを制限できる また、経路情報の配布制限を確実に行うため、その転送経路を指示することもできる。その内から外へ出ていくパケッ
トに対する方針は他のには公開されない
各が主張できるの種類はよりもかなり多いとして、
次のようなものが指定できる：

.

, AD

AD

.

ooding
AD , AD,. Transit Policy 一定の AD またはユーザクラス (研究, 商用) を送信元または宛先とするトラフィッ
クに適用されるような、アクセス制限

 遅延、スループット、エラー特性等の提供できる網サービスの質 (Quality of Service), バイト、メッセージ、単位時間当りの課金等の金銭コスト
Source Policy には, 次のようなものが考えられている：
 経路として望ましい、または避けるべき AD 等のアクセス制限
 許容できる遅延、スループット、信頼性等の要求品質
 許容できるセッションコスト等の金銭コスト
IDPR の経路制御を司るものには 、仮想ゲートウェイ (Virtual Gateway, VG), IDPR
ルータ | 正式にはポリシー・ゲートウェイ (Policy Gateway, PG), パスエージェント(path agent)、経路サーバ (Route Server)、マッピングサーバ (Mapping Server)、構成
サーバ (Con guration Server) がある。VG は、IDPR における AD 間の仮想的なリンク
で、実際には、直接接続された２隣接 AD 内の IDPR ルータの集合。隣接 AD 間に２つ

438

1992 年度 WIDE 報告書

VG

IDPR

VG

以上の
がありうる。
ルータは、内の物理的ゲートウェイで、経路制御情報の収集・分配、パス立上げへの参加、データメッセージ転送、転送制御情報データベースの維持、を行う。パスエージェントは、ホストに代って経路を選択し 、パスを立上げて管理し 、転送制御情報データベースを維持する。この機能はルータに組み込ま
れていることが多いと考えられている。
経路サーバは、経路制御情報及びポリシールートのデータベースを維持するとともに、経路制御情報と、構成情報または直接パスエージェントから得られる送信元ポリシーを用いてポリシールートを生成する。
は、 名とアドレスをのにマッピングするためのデータベースを維持する。既存のネットワーク管理システムに組み込むことができる。構成サーバは、内のルータ、パスエージェント、経路
サーバにおいて使用される構成情報のデータベースを維持する。構成情報には、送信元
ポリシー、通過ポリシー、
内
エンティティのアドレスとのマッピング情報などがあり、等の既存のネームサーバに組み込むことができる。
パケット転送は 送信元経路指定で行なわれる 送信元
はデータメッセージ転送の前にパス立上げを次のように行う。
内からのパケットが外の目的地へ送り出される際にはそのパケット自体の要求品質（
その
内の方針
目的
地までの通過の方針などを考慮して 経路サーバが経路を通過すべきとを指定したレベルでの経路を設定する その経路に沿って各ホップとなる
ルータが次のように決定される 送信元
の
は中間
の
ルータに
対して、パス識別子、要求サービス、構成とその通過ポリシー等よりなるポリ
シールート情報を送信してパス立上げを要求する。中間経路制御エンティティはデータ
ベースの転送制御情報を変更し 、パスをに変換できるようにする。各デー
タメッセージはパスを含む。中間経路制御 エンティティはこのパスによりを決定する。
この経路は閉鎖されるまで 発信元から宛先までのパケット配送に使われる
いつ閉鎖されるかは 各の動作方針によるが 一般にこれは一回ごとののパケット転送とは独立に行なわれる すなわち あるパケット転送時には 目的地までの経路がすでに存在していれば それを使用することができ これによって 経路の開閉のためのオーバーヘッドが少なくなる 発信元ホストからでた
パケットは 発信元
ルータで
経路などのヘッダをつけた
データメッセージとして宛先まで送られる
経路制御情報の配布や 経路設定など 網経路管理用のメッセージは用のトラン
スポート層プロトコルを使って送られるは形式のなプロトコルで、再送機能がある

IDPR

Mapping Server
AD

, 1)

AD

AD

AD

.

(ID)

,

ID

IP

.

AD

Quality of Service), 2),.
AD
AD path agent
AD

AD

, 3)
AD VG
IDPR
AD IDPR

ID next hop

ID

hop

AD ID

IDPR

AD IDPR
Domain Name System (DNS)
,

IP

, AD
.
.

,

AD

,

,

next

AD

IP

.

,
,

,

IDPR

AS
,
,
, IDPR, Control Message Transport Protocol (CMTP)
connectionless
CMTP , request-reply

2.7

IDPR

,

ID

.

.

,

.

章のまとめ

BGP hop-by-hop

本章では、既存の政策的経路制御のプロトコルを解説した。
はの経路制御系の経路情報交換のプロトコルで、はレベルでの発信元経路設定の経IDPR AD

第 12 部

ポリシールーティング

439
BGP

路制御系のプロトコル体系である。現在のところ、米国インターネット網では、が広く実用化されており、は実験段階にある。
この他、がのスーパセットとして開発されているので、今後もこうした動きを追っていこうと考えている。

IDPR
Inter-Domain Routeing Protocol(IDRP) BGP

3章

第

問題提起

3.1

概要

本章では、今年度の我ワーキング・グループの最大の研究成果である経路制御における諸問題の提起を行なう。ここに上げる５問題は、 パケット網上に仮想トンネルを作成し経路の強制指定の必要性を訴える問題、そして続く３問題は、最適経路選択の問題
で、最後にこれらを統合して、間の環境で一般化した最適経路選択問題、
別名もとのり問題を定義する。

IP

AS (inter-AS)

3.2

金魚モデル問題 (Virtual Tunnel)

3.2.1

金魚モデルにおける経路制御

3.1

ふたつのネットワークがリンクを共有する場合の経路制御を考えてみる。図において、発 宛のパケットはできるだけ自ネットワークを通過させたいというポリシー、
つまり以下のポリシーを実現したいとする。

a, b h(1) a *
) h 間の経路: a { c { d { e { g { h(2) b *
) h 間の経路: b { c { d { f { g { h
このポリシーを実現する方法として次が考えられるが、それぞれ問題点をかかえている。

1. d においてソースアドレスを考慮した経路制御を行なう。
問題点 1: この機能がないルータが多い。
問題点 2: この機能を有効利用できる経路制御プロトコルがみあたらない。
2. 例えば b { f 間に新たにリンクを張る (図 3.2)。
問題点: リンクを共有している意味がなくなる。
440

第 12 部441

ポリシールーティング

Network A
a

e
c

g

d

h

f

b
Network B

Network A のゲートウェイ: a, c, d, e, g, h
Network B のゲートウェイ: b, c, d, f, g, h
図3.1: 金魚モデル

Network A
a

e
c

b

g

d

New LinkhfNetwork B

図3.2: 金魚モデル問題を新たなリンクで解決した場合

442

1992 年度 WIDE 報告書

3.2.2

トンネリングによる解決

2b{f

上記 項において間に新たにリンクを張る代わりに、トンネリングを利用して仮想的なリンクを張る方法が考えられる。トンネリング機能をネットワーク・インタフェー
スの形で提供できれば 、における経路制御アルゴ リズムを全く変更しないでトンネルを仮想リンクとして利用することができるようになる。この方法により上記の問題は解決できるであろう。
ただし 、利用に際しては例えば以下のような注意事項が発生する。

b, f

1. b { c または c { d がダウンしたとき、b { f を代替経路として用いることはできない。

2. d { f がダウンしたとき、b { f のトンネルは予想外の経路を通ってしまい、ポリシーを実現できなくなる。

3. トンネルを実現するために、b { f 間で直接交換されるパケットは、トンネルを通すのではなく b { c { d { f の経路を通らなければならない。
以上のように、トンネリングによる仮想リンク (ネットワーク) を提供する仮想インタ
フェースを、初期には \vt" (Virtual Tunnel) と呼び 、実装も行なった。\vt" という名称
は Virtual Terminal と紛らわしいため、現在は用いていない。
3.2.3 ddt-WG に発展考えてみると、トンネリング技術はインターネットワーキング技術の随所で利用されながらも裏方の汚い技術とされてきた。ところが上記のアイデアによりトンネリング技
術に光を当てて表舞台の技術とすることができる可能性が出てきた。また、トンネリン
グ技術はの技術でもあるため、プロトコルの階層構造モデルに対する挑戦となる可能性もある。
そこでのアイデアを理論的に発展させることを目的としてが設立された。
では理論面の研究だけでなく、既存の実装を用いた実験ネットワーク構築も計画している。詳細は部を参照されたい。

Layer Violation

ddt-WGvt

ddt-WG

11

3.3 RIP における最適経路選択問題 (The original Motonori
Problem)IP
SINET, JOIN

JAIN, TISN, WIDE

日本のインターネットは、等のネットワークを中心に発達し 、
現在ではその他地域ネットワークも稼働を開始している。これらのネット
ワークは、それぞれ相互接続を行ないの相互乗り入れを可能としている。
これらのネットワークのうちのいくつかは複数箇所で相互接続を行なっているが、複数箇所で相互接続を行なう場合には、通信の速度や容量などのコストを考慮した最適な経IP

第 12 部443

ポリシールーティング

路選択や、各リンクに流れるトラフィックを均衡化することによる負荷分散が行なわれることが望まれる。
経路選択への要件の表現であるポリシーは経路制御プロトコル上に実現されることになるが、日本のインターネットにおいては、その創世期から今日まで経路制御プロトコルとしてを利用しており、暫くの間は
1
このままを利用し続けていく可能性が高いため 、を用いたポリシーの実現に対する考察について述べる。

RIP (Routing Information Protocol; RFC 1058)
RIP
RIP

3.3.1 RIP メト リックの調整

RIP では、あるネットワーク2に到達するためのコストを 1 から 15 までの値を持つメ
トリックによって表現する。メトリックは目的ネットワークに到達するまでに通過する
ゲートウェイの数 ホップ数 に対応し 、目的ネットワークまでの経路が複数存在する場
合には、メトリックが小さい方の経路が選択される。

()

したがって、複数存在する経路のうち特定の経路が優先的に選択されるようにするためには、そのリンクの方向から来るのメトリックが他の経路から来るのメトリッ
クよりも小さくなくてはならない。

RIP

RIP

この条件が満たされていない場合には、

 優先させたい経路に関する RIP のメトリックを他の経路のメトリックより小さくな
るように調整する (redistribute) 。
 バックアップとさせたい経路に関する RIP のメトリックを優先させたい経路のメトリックよりも大きくなるように調整する。

redistribute

このうちでは、経路情報にループが発生し 、正しくない経路情報が流れてしまう可能性があるため避けるべきである。

RIP

15

16

また、
のメトリックはが最大値でありが到達不能であることを示すため、を用いているネットワークの規模が大きくなるにしたがってメトリックを増加させて対処するという方法は現実的でなくなる。現在、日本のインターネットではすでに最遠のネットワークまでのホップ数がを越えるところが存在するが、海外への出口のある東京をほぼ中心としたネットワークのトポロジーになっていることから、海外を示すやその等によって中心圏まで出てこれれば 、なんとか到達できるという状況にある。したがって、メトリックを増加させる方法もあまり勧められない。

RIP

16

default

redistribute

RIP

さらに、
のメトリックは単に通過するゲートウェイの数を示す値であり、ネット
ワークトポロジに変化が発生するたび容易に変動する。このため、メトリックが変動す
1

WIDE Internet

1993 4
RIP

OSPF

BGP

では
年 月から順次内部プロトコルをに、対外プロトコルをに変更していく予定である。
2ここでネットワークとは、の経路情報アナウンスの単位であるひとつのネットワークアドレスをもつホストの集合体を意味する。

IP

444

1992 年度 WIDE 報告書

る毎にネットワーク管理者がその時点での各経路のゲートウェイの数を考慮してメトリックの再調整を行なわなければならないという問題がある3 。

RIP の

3.3.2 RIP preference の導入

gated

ワークステーション上のルーティングソフトウェアとして広く利用されているではからという概念が導入された。これは、同一のネットワークに対する経路情報が複数存在する場合、特定の経路情報が到達可能を示していれば メトリッ
クにかかわらずその経路情報を優先的に採用できるようにするものである。
ただ、の仕様では、による経路情報に関してはの値は固定されており、の経路情報は得られたゲートウェイにかかわらずメトリックの値のみによって経路選択が行なわれるようになっている。そのため、同士の経路情報の間に対してもに基づく経路選択をするためには、図のパッチを当てる必要がある。

Release 2

preference

gated
RIP

RIP

preference

RIP
3.3

preference*** rip.c.ORIG Sat Sep 5 17:14:35 1992--- rip.c
Sat Sep 5 17:15:59 1992****************** 635,641 ****--- 635,647 ---if ((metric >= RIPHOPCNT_INFINITY) || (rt->rt_state& RTS_HOLDDOWN)) {continue;}+ #ifdef NO_RIP_PREFERENCE
if ((metric < rt->rt_metric) ||+ #else+if ((preference < rt->rt_preference) ||+(preference == rt->rt_preference) &&+(metric < rt->rt_metric) ||+ #endif((rt->rt_timer > (rt->rt_timer_max / 2)) &&(rt->rt_metric == metric) && !(rt->rt_state &(RTS_CHANGED | RTS_REFRESH)))) {if (rt_change(rt,図3.3: RIP 間で preference に基づく経路選択を行なうための gated 2.1 へのパッチ
gated

gated.conf

3.4

パッチを当てたでは、において図のような記述が意味を持つようになる。
は値が小さいものほど高い優先度を表し 、図
の例では
から送
られてきた
の経路情報に含まれる到達可能な経路については、からの情報によらず経由の経路が選択されることになる。

preference
RIP
130.54.4.2
3WIDE, TISN, JAIN

3.4

130.54.4.2
130.54.20.192

では複数地点で相互接続が行なわれているが、実際にトポロジーの変化が発生する度にメトリックの再調整が行なわれている。

第 12 部

ポリシールーティング

445

accept proto rip gateway 130.54.20.192 {listen all preference 80 ;} ;accept proto rip gateway 130.54.4.2 {listen all preference 60 ;} ;図3.4: RIP preference を用いた gated.conf の例

RIP preference を導入する上での前提条件

RIP には経路が変化する際に安定で迅速な状態遷移を可能とするため、
sprit horizen with poisoned reverse (RFC1058) という手法がある。
RIP に preference を導入した場合、メトリックが大きくとも到達可能であることを示
オリジナルのしている場合にはその方向の経路を選択させることが可能になるが、これは逆向きの経路情報をも到達可能を示しているとすると、実際には到達不能である方向であるにもかかわらずその方向の経路を選択してしまい、経路がなかなか収束せずに振動が発生する可能性がある。
したがって、を導入する場合にはRIP preference split horizen with poisoned reverse (RFC1058) が実装されている
 metric 16 (unreachable) は preference の値にかかわらず他の reachable な経路に優先しないという前提条件が必要となる。実際にを以下の議論における前提とする。

3.3.3

gated はこの条件を満たしているため、この条件

ポリシーの実現

2

AD (Administrative Domain)( 3.5)
AD4
ここで つのが複数のリンクで相互接続を行なっているモデルを考える 図。図中の Lnは間のリンク、Gxnはリンクに接続されたX の各ゲートウェイに接続されX のバックボーンを構成するゲートウェイ、Nxnはたネットワークを示す。
ここでは簡単のため、両は一直線のバックボーン構成で、バックボーンを構成す
るゲートウェイはそれぞれ反対側のの対向するゲートウェイに対してリンクを持つものとする。
このとき、少なくとも次に上げる つのポリシーが考えられる。

AD

AD

AD

AD

2

1. 始点ホストから最も近いリンクを経由させる
4ここで

AD

IP

とは、同一
ネットワークアドレスをもつホストの集合であるところのネットワークが、複数集まって構成する一つのネットワーク組織に対応する。

446

1992 年度 WIDE 報告書

AD A
Na1

Na2

Na3

Na4

Na5

Ga1

Ga2

Ga3

Ga4

Ga5

L1

L2

L3

L4

L5

Gb1

Gb2

Gb3

Gb4

Gb5

Nb1

Nb2

Nb3

Nb4

Nb5

AD B

図

3.5: 2 つの AD が複数のリンクを持つモデル

第 12 部447

ポリシールーティング

2. 終点ホストに最も近いリンクを経由させる
2

RIP preference
RIP
AD
AD

以下ではこの つのポリシーをに基づいて実現するための方法について述べるが、実現にあたっては
メトリックの操作は行なわないものとする。なお、どちらの場合においても
A からBへの経路に注目するものとする。
始点ホスト から最も近いリンクを経由AD始点となるホスト Hanに最も近いリンクを経由してBに到達させる場合には、各リンクのゲートウェイ Ganは、対となっている相手側ゲートウェイ Gbnから送られてくる、Bに属するネットワークに関するを高い優先度で受け、他のリンクを経由して到達可能であることを示す、両隣のゲートウェイ Ga(n01) Ga(n+1)から送られてくるは低い優先度で受けとるように設定する。両隣のゲートウェイから受けとるに対するが等しく設定してあれば 、最寄りのリンクがダウンした場合にメトリックに従って両隣のゲートウェイのうちのどちらかの方向が選択される。
両隣のゲートウェイから受けとるに対するの設定が等しい場合、各ゲー
トウェイは単に各々の持つリンクの方向を高い優先度で選択し 、リンクがダウンしている場合にはメトリックのみに基づいて経路選択を行なうことになるため、
A の内部トポロジーは一直線のバックボーン構成でなく任意のトポロジーでよい。

AD

RIP

RIP

,

RIP

preference

RIP

preferenceAD

セカンダリ以下のリンクに対しても優先順位を与えたい場合には、両隣のゲートウェイ
から受けとるについても順位付けをすることになるが、この場合はA の各ゲートウェイが連携した経路選択動作をする必要があるため、次項の議論に帰着できると考
えられる。

RIP

AD

終点ホスト に最も近いリンクを経由

AD A 内部で最も終点ホストに近いリンクまで近付いてから AD Bに進入させたるためには、AD A のゲートウェイは、各々の保持するリンクに最も近い相手のネットワーク
に関する経路情報を高い優先順位で受けとり、他のリンクに近いネットワークに関しては、保持するリンクから送られてくる経路情報よりもA 内部からの経路情報を高い
優先順位で受けとる。このようにすることで、各々のネットワークに対して特定のリンクを経由させることができる。
また、どのような組合せでリンクがダウンした場合であっても、終点ホストに極力近いリンクを経由させるためには、それぞれのリンクに順位付けを行ない、A 全体としてその順にリンクが選択されるようなを設定する必要がある。
図を例にとると、まず相手のB 内部の各ネットワークがどのリンクに最も近いかを調べ、ネットワーク毎に利用するリンクの優先順位を決定する 表
値が小さいほど優先度が高いことを示す 。

AD

3.5

AD

preference)AD
RIP preference ()
RIP preference (AD( 3.1,

この表に基づき、Bの各ネットワーク Nbmに関して Ganでは 、リンク Lnからのを
P Nbm ; Ln で、Ga(n01)からのを
P Nbm; L(n01) で、Ga(n+1)からのを
P Nbm; L(n+1) で受けとるようにを設定する。Ga2における具体的な設定は、図のようになる。

3.6

RIP preference ()
gated.conf

)

448

1992 年度 WIDE 報告書

表

Nb1
Nb2
Nb3
Nb4
Nb5

3.1: リンクの優先順位
L1 L2 L3 L4 L5

10 20 30 40 50
20 10 20 30 40
30 20 10 20 30
40 30 20 10 20
50 40 30 20 10

accept proto rip gateway Ga1 flisten Nb1 -list preference 10; # P (Nb1 ; L1 )listen Nb2 -list preference 20; # P (Nb1 ; L2 )listen Nb3 -list preference 30; # P (Nb1 ; L3 )listen Nb4 -list preference 40; # P (Nb1 ; L4 )listen Nb5 -list preference 50; # P (Nb1 ; L5 )g;accept proto rip gateway L2 f
listen Nb1 -list preference 20; # P (Nb2 ; L1 )listen Nb2 -list preference 10; # P (Nb2 ; L2 )listen Nb3 -list preference 20; # P (Nb2 ; L3 )listen Nb4 -list preference 30; # P (Nb2 ; L4 )listen Nb5 -list preference 40; # P (Nb2 ; L5 )g;accept proto rip gateway Ga3 flisten Nb1 -list preference 30; # P (Nb3 ; L1 )listen Nb2 -list preference 20; # P (Nb3 ; L2 )listen Nb3 -list preference 10; # P (Nb3 ; L3 )listen Nb4 -list preference 20; # P (Nb3 ; L4 )listen Nb5 -list preference 30; # P (Nb3 ; L5 )g;

図3.6: Ga2の gated.conf の設定

第 12 部449

ポリシールーティング

AD A のゲートウェイが一直線のバックボーン構成になっている場合、リンクの優先順位は一般にあるリンクを中心として両側に順に単調増加していくように振られることになる。最も優先度の高いリンクの両側に振られる値は等しいものである必
要はないが、もし等しく設定してあれば最も優先度の高いリンクがダウンした場合には、メトリックの値のみに従って代替経路が選択される。

preference

理想的には、ダウンしているリンクの両側のリンクに負荷分散されることが望ましい
が、例えば L3がダウンした場合に Ga3が Ga4 方向の経路を選択したとすると、Ga1 Ga2
は Ga3の方向を選択することになり、この方法ではあるネットワークへの経路として
A 全体として つの経路を選択することになる。

,

1

AD

中央のリンクに最も近いネットワークにあるホストへの経路において、もし中央のリンクがダウンした場合、両側のリンクに負荷分散されることが理想であるが、この場合には両側のリンクのうち片方のみが選択されることになる。

AD

また、
A のゲートウェイがループを形成している場合、利用されるリンクの優先順
位は期待通りとなるが、A 内部においてリンクに到達するまでの経路が冗長なものになってしまう恐れがある。例えば 、図において L1 L2 L3の順に高い優先度を与えた場合、L1がダウンすると Ga3からは Ga1 Ga2という経路を経由することになる。さらに L2もダウンしている場合についても同様である。

AD

3.7
,

, ,

Ga1

Ga3
Ga2

図

L1

L2

L3

Gb1

Gb2

Gb3

3.7: ゲートウェイがループを形成している例
AD

終点ホストに最も近いリンクを経由するような設定を行なう場合は、のポリシーを全てのゲートウェイにとして矛盾なく表現する必要があるのでの一貫性が重要となる。

preference

gated.conf

3.3.4 RIP preference の問題点
状態遷移の安定性

RIP preference を導入した場合、複数のルータの間で次のような状況が発生すると、経路が不安定になると考えられる。

450

1992 年度 WIDE 報告書

 隣り合うルータが相互に相手からの経路情報を他より高い優先度で受けとるようになっている場合

 3 つ以上のルータがループを形成しており、それぞれが高い優先度で経路情報を受けとる方向が巡回する関係になっている場合
前者の場合は、経路情報の送受のタイミングが完全に同期していることがなければ 、割と早くどちらかの方向のみが選択された状態で安定すると考えられる。しかし 、後者の場合は際限なく不安定な状態で振動を続けることになるため、このような設定が行なわれないように注意することが必要である。

2 つの安定状態の存在
W

High

X

図

Low

Y

Z

3.8: 2 つの安定状態を持つ例

RIP 間で preference による選択ができるようにした場合、ルーティング情報の到達するタイミングの違いにより 2 つの安定状態が存在する。
図 3.8においてルータ W, X, Z は preference による経路選択は行なわず、ルータ Y のみが preference によりルータ X 方向を優先しようとしているものとする。
ルータ Y の起動後、あるネットワーク N に関する RIP を最初に受けとるとき、そのRIP がルータ X から送られてきたものであった場合は、preference の設定により X 方向が到達可能である限りは Z 方向から如何なるメトリックの RIP が送られてきても X 方向を選択し続ける。
ネットワーク に関するをルータ から最初に受けとった場合には、ルータ は方向を選択し 、ネットワーク に関するをルータ にフォワード する。ルータ
はによる経路選択を行なっていないので、純粋にメトリックのみによる比較を行なう。ここで、ルータ から送られてきているのメトリックがルータからのものよりも小さかった場合には、ルータ は 方向の経路を選択し 方向にネット
ワーク に関する到達可能なを送ることはない。したがって、ルー
タ は 方向の経路を選択したままとなる。
このような現象が発生する条件は、ルータ の受けとるネットワーク に関するメト
リックが

Z

N

preference

RIP
N

Z

RIP

Y

N
Y Z

X Y

RIP

X

Y

X

RIP

(split horizen)

Y

X

W

N

(ルータ W からのメトリック) > (ルータ Y からのメトリック)となるときである。
方向の経路が到達可能である場合に必ずそちらの経路を利用させるようにするためには、上の条件が成り立たなくなるまで方向に遡っていく際に通過するすべてのルータにおいてを用いた経路選択の設定をしておく必要がある。

W

preferenceW第 12 部451

ポリシールーティング

preference
N

Y

X, Z
X, Z

また、
を用いて経路選択を行なうルータ が 、隣のルータに対してネットワーク に関する経路情報を送らない、あるいは、隣のルータがルータからの経路情報を無視するような場合、すなわちルータ がをさせないであるような場合は、ルータ は近隣のルータの経路制御に影響を与えることな
くによって自由に経路選択を行なうことが可能である。
ルータ がルータ 方向を優先し 、ルータ がルータ 方向を優先するような状況が発生すると、立ち上がりの状態が非常に不安定となる。
が前提であるので、ルータのの送出間隔の微妙な差によりしばらくすると安定状態に移行すると考えられるが、安定状態に達するのに要する時間が長くなると予想される5 。したがって、この様な状況が発生するようなルータの設定は避けなければなら
ない。

homed
preferenceX

Y transit

YYYreverseRIP

Y
multi-

X
sprit horizen with poisoned

RIP の限界あるゲートウェイが選ばれるべき優先順位の高いリンクを通る経路をアナウンスしている場合と、無視されるべき優先順位の低いリンクを通る経路をアナウンスしている場合とがあるにもかかわらず、隣のゲートウェイではそのどちらであるかがアナウンスされている情報からでは判断できない。このため、を導入したとしても最適な経路を正しく選択することが困難な場合がある。これは、がでなくに基づいた経路制御プロトコルであることによると考えられる。
また、ではネットワークアドレスとそのネットワークまでのコストを示すメトリッ
クのペアの情報しか配布されないため、あるネットワークがどのに属するネットワー
クであるかが経路情報のみからは判断できない。そのため、ネットワークがどのの属するものであるかを区別するためには 、ごとに属するネットワークを明示的に列挙しなければならないという問題もある。

RIP preference
RIP link state model

distance vector model
RIP

AD

AD

3.4

AD

最適経路選択問題２ (メールの配送経路問題)

Fujitsu America(FAI)

UUCP

富士通は、アメリカにという関係会社を持っている。
時
代には、海外から日本に送られてくるメールはを通って日本に入ってきて
いたので、
の
に頼んで
宛のメールは、当時のゲートウェイだったに投げてもらうようにし 、さらにからを使って富士通のメールのド メインマスタまで送ってもらうようにしていた。
その後世の中が接続され、メールの転送にのレコードを使うようになってきた。富士通では、
ド メインのレコードを富士通のとのゲートウェイマシンであるというホストに向けて出すようにした。こ
の結果、宛のメールは、世界中どこからでもにダ イレクトに送られてくるようになった。この場合、日本以外の国から送られてくるメールは当

uunet.uu.net postmasterfai.fai.com
IPfujitsu.co.jp

52

fujitsu.co.jp
fwide.fujitsu.co.jp

uunet.uu.net
fujitsu.co.jp

name server mx
mx

つのルータの間に別のルータが存在し 、両方の経路情報をれているならば不安定さは解消する?

fai.fai.com

FAI
UUCP

WIDE

fwide.fujitsu.co.jp

preference なしに受けとるように設定さ452

1992 年度 WIDE 報告書

host1

WIDEnetInternet
host2

fwide.fujitsu.co.jp

fujitsu.co.jp

fujitsu.fai.com

fai.com

private link
host3

Fujitsu Networks

図3.9: 2 つの AD が複数のリンクを持つモデル

WIDE の国際回線を通ることになる (図 3.9 参照).
ところが 、FAI もまた BARRNET(米国西海岸のリージョナルネットワーク) に IP 接
続し 、富士通と FAI は専用回線を使って内部的に直接 IP のリンクを持つようになったので、日本以外の国から fujitsu.co.jp 宛に送られてくるメールを、UUCP 時代のように、
fwide ではなく FAI の BARRNET とのゲートウェイである fujitsu.fai.com に送ってもらうようにできれば 、メールの転送時間はほとんど変わらずに、WIDE の国際回線にかけ
然る負担を減らすことができると考えた。

UUCP

fwide.fujitsu.co.jp

しかし 、時代と違い、メールは世界中のメールサーバからに
ダ イレクトに送られてくるため、どこか一つのメールサーバの配送ルールだけを修正す
れば良いというわけにはいかない。

mx

fujitsu.fai.com

何らかの方法で、日本以外の国に出す富士通向けのレコードだけをに向けることができれば 、海外から宛のメールを方向に送ることができる。幸い、
では日本国内向けのと、海外向けのが異なっていたので、それぞれのに登録する内容を変えることで、この問題が解決できることがわかった。

WIDE

fujitsu.co.jp
name server
name server

FAI

name server

fai.comname server
fujitsu.co.jp
メールの場合には mx レコードという特別な機能を使っていたために、name server がしかし 、同様の問題は宛のメールを日本国内から出す場合にも起こり、この場
合には、米国のが日本向けとそれ以外の国向けで異なっていないため、海外から宛のメールの場合のようにうまい逃げ手がない。

第 12 部

ポリシールーティング

453

二つ用意されているという特殊な事情ではあるけれども、なんとか解決する方法があった。しかし 、一般的な接続の場合には接続先は単なるアドレスなので、根本的にパケットのルーティング自体を工夫しなければならない。
もしパケットのルーティングが 、日本国内からに接続する場合はから、海外からに接続する場合には〜から、というふうにできるなら、上記のメールの転送経路問題も、 レコードの小細工なしに解決することができる。

IP

IP

IP
WIDE

3.5

IP

fwide.fujitsu.co.jp

最適経路選択問題３

RIP

ここでは、
を用いた
施例について報告する。

3.5.1

fwide.fujitsu.co.jp
BARRNET FAI
mx

IP パケットの経路制御により Policy Routine を実現する一実

ポリシーの定義

3.10
Network-A
Backbone NOC-W NOC-E
Private Link

Network-B とが 、hop count 1 で隣合う
IP Link を張る他、互いを接続する

まず、図に示すような、と上のとのそれぞれに対しを持つネットワーク構成を考える。

西域

東域
Backbone

NOC-W

NOC-E

Private Link
Network-A

図Network-B

3.10: ネットワークの構成

この構成で実現するポリシーを

Network-A と Network-B とのいずれかが source または destination となる IP
パケットは、NOC-W と NOC-E 間の Backbone を通過しない。
と定める。つまり、Backbone 上で NOC-W と NOC-E との間を境として二つの領域に分け、NOC-W を含む領域を西域、NOC-E を含む領域を東域とし 、

454

1992 年度 WIDE 報告書

1. Network-A と Network-B との間の IP パケットは、Private Link を経由する、
2. Network-A と東域との間の IP パケットは Private Link、Network-B、NOC-E を経
由し 、NOC-W を経由しない、
3. Network-B と西域との間の IP パケットは Private Link、Network-A、NOC-W を経
由し 、NOC-E を経由しない、
4. Network-A と西域との間の IP パケットは NOC-W を経由し、NOC-E を経由しない、
5. Network-B と東域との間の IP パケットは NOC-E を経由し 、NOC-W を経由しない、
である。
なお、

Backbone 側の設定は現在の WIDE Backbone で実施されている、
 NOC-W、NOC-E は 、Backbone から受けとった全経路情報に関し 、接続先に通常
ど おりアナウンスする、

 NOC-W は、Network-A から Network-A と Network-B の経路情報のみを受け取り、
Backbone に対しアナウンスする、
 NOC-E は、Network-B から Network-A と Network-B の経路情報のみを受け取り、
Backbone に対しアナウンスする、を前提とする。

3.5.2 Backbone と Private Link のゲート ウェイが同一の場合

Backbone 上の NOC と Private Link 先 GW との接続を一台のゲートウェイで実現する
場合について考察する。この場合、Network-A 内並びに Network-B 内のホストは必ずそれぞれの GW を経由して外部と接続するため、GW の経路管理のみを考慮すれば良い。
図 3.11は経路情報伝達の初期状態を示し 、西/W は NOC-W から西域に属するネット
ワークの経路情報、西/E は NOC-E から西域に属するネットワークの経路情報、東/W
は NOC-W から東域に属するネットワークの経路情報、東/E は NOC-E から東域に属す
るネットワークの経路情報で、括弧内は metric 値を示す。
受けとる経路情報の metric 値より、GW-A から西域への経路は NOC-W へと常に定まるが、東域への経路は最初 NOC-W となり、後に NOC-W と GW-B とのぞれぞれから受けとる同一 metric 値の東域への経路情報により、NOC-W 経由と GW-E 経由の二通りに振れる。これは、GW-B における西域への経路に関しても同様である。
ここで先に述べたポリシーを実現するために、以下の metric 調整を行なう。
それぞれの GW は 、Private Link 経由で受けとる経路情報の metric 値から 1を減算したものを適用する。

第 12 部455

ポリシールーティング

西（a）

東（b）

西（a+1）

NOC-W

NOC-E
東（b+1）

東/W（b+2）

Network-A

Network-B

東/E（b+1）

西/W（a+1）

Network-B

Network-A

西/E（a+2）

東/W（b+3）

ifA0

GW-A

ifB0

西/W（a+2）

ifA1

ifB1

GW-B

東/E（b+2）
西/E（a+3）

Network-A内

図

Network-B内

3.11: 一つのゲートウェイにより Backbone への Link と Private Link とを管理

これにより、

 GW-A から東域への経路は GW-B 経由となり、その後 GW-A から GW-B へは
西/W(a+2) のみが経路情報としてアナウンスされる。
 GW-B から西域への経路は GW-A 経由となり、その後 GW-B から GW-A へは
東/E(a+2) のみが経路情報としてアナウンスされる。
なる定常状態に落ち着く。
一方、それぞれのからにアナウンスするとの経路情報の値は となっており、これにより外部から
または
へ
の経路は
を経由することはない。
また、いずれかのリンクが落ちた場合、復帰後もこの定常状態に落ち着くことは容易に確認でき、提起したポリシーを本手段により実現できることが示される。
ここで、先に述べたポリシーを

metric1
Backbone

GW

NOC

Network-A Network-B
Network-A
Network-B

GW が 、Private Link 経由でアナウンスする経路情報では 、受け
metric 値から 1 を減算したものを適用する。
によっても実現可能であることは容易に類推される。これらに対し 、それぞれの GW が
NOC から受け取る段階で経路情報の metric 値に関して操作すると、それが Private Link
経由でアナウンスする経路情報の metric にも同様の影響が及ぶので、本ポリシーを実現
それぞれの
とった

することは不可能である。

3.5.3 Backbone と Private Link のゲート ウェイが個別の場合

Backbone 上の NOC と Private Link 先 GW との接続を別のゲートウェイで実現した構成における本ポリシーの実現手段について考察する。この場合、図 3.12から明らかなよ456

1992 年度 WIDE 報告書

Network-A

Network-B 内へアナウンスする経路情報の metric に関し
3.12中の意味は、図 3.11と同様である。

うに、
内、並びに
て考慮する必要がある。なお、図
西（a）

東（b）

西（a+1）

NOC-W

NOC-E
東（b+1）

東/W（b+2）

東/E（b+1）

西/W（a+1）

西/E（a+2）

ifA0

ifB0

GW-A

GW-B

ifA1

ifB1

東/W（b+3）

東/E（b+2）

西/W（a+2）

西/E（a+3）

東/W（b+4）
西/W（a+3）

GWL-A
Network-A内

図

GWL-B
東/E（b+3）
西/E（a+4）

Network-B内

3.12: Backbone への Link と Private Link とを異なるゲートウェイで管理

ここでそれぞれのゲートウェイでの経路では、以下に示す状態変移が発生する。

1. 初期状態では、NOC-W から受けとった経路情報により、GW-A は西域、並びに東域への経路を NOC-W へと定め、GWL-A を含む Network-A 内に東/W（ b+3 ）、西/W（ a+2 ）の経路情報をアナウンスする。
2. 初期状態では、NOC-E から受けとった経路情報により、GW-B は西域、並びに東域への経路を NOC-E へと定め、GWL-B を含む Network-B 内に東/E（ b+2 ）、西/E（ a+3 ）の経路情報をアナウンスする。
3. GWL-A では GW-A から受けとった経路情報により西域、並びに東域への経路は
GW-A へと定まり、Private Link 側に東/W（ b+4 ）、西/W（ a+3 ）の経路情報をア
ナウンスする。

4. GWL-B では GW-B から受けとった経路情報により西域、並びに東域への経路は
GW-B へと定まり、Private Link 側に東/E（ b+3 ）、西/E（ a+4 ）の経路情報をアナウンスする。

5. GWL-A は Private Link 経由と GW-A とから受けとる経路情報より、西域への経路は常に GW-A を向くが、東域への経路は GW-A と GWL-B との二通りに振れる。
6. GWL-B は Private Link 経由と GW-B とから受けとる経路情報より、東域への経路は常に GW-B を向くが、西域への経路は GW-B と GWL-A との二通りに振れる。

第 12 部457

ポリシールーティング

7. Network-A 内の各ホストは GW-A から定常的に東/W（ b+3 ）、西/W（ a+2 ）、GWLA での東域への経路が GWL-B を向いている時点でそこから東/E（ b+4 ）を受けとり、その結果 Network-A 以外の全ての経路は GW-A を向く。また、GW-A の経路に関しても、Network-A 以外の全てに関して NOC-W を向く。
8. Network-B 内の各ホストは GW-B から定常的に東/E（ b+2 ）、西/E（ a+3 ）、GWL-B
での東域への経路が GWL-A を向いている時点でそこから西/W（ b+4 ）を受けとり、その結果 Network-A 以外の全ての経路は GW-B を向く。また、GW-B の経路に関しても、Network-A 以外の全てに関して NOC-E を向く。
ここで本ポリシーを実現するためには、先の同一のゲートウェイの場合と同様に Private
Link 経由で受けとる経路情報に対し以下の metric 調整を行なう。
それぞれの GW は 、Private Link 経由で受けとる経路情報の metric 値から 2を減算したものを適用する。
これにより、

 GW-A を含めた Network-A 内の各ホストでの東域への経路は GWL-B、GWL-A を含めた Network-A 内のホストでの西域への経路は GW-A となり、GWL-A を含む
Netowrk-A 内の各ホストへは GW-A から西/W（ a+2 ）が、GW-A を含む Netowrk-A
内へは GWL-A から東/E（ b+1 ）が、GWL-A から Private Link 側へは西/W(a+3)
が 、それぞれ経路情報としてアナウンスされる。

 GW-B を含めた Network-B 内の各ホストでの西域への経路は GW-A、GWL-B を含めた Network-B 内のホストでの西域への経路は GWL-B となり、GWL-B を含む
Netowrk-B 内の各ホストへは GW-B から東/E（ a+2 ）が、GW-B を含む Netowrk-B
内へは GWL-B から西/W（ b+1 ）が、GWL-B から Private Link 側へは東/E(a+3)
が 、それぞれ経路情報としてアナウンスされる。
なる定常状態に落ち着く。
ここで、
並びに
のそれ
経由で受けとり適用するとの経路情報の値は となるため、それぞれで負の値を取る
値を に換算する工夫が必要である。
一方、それぞれのからにアナウンスするとの経路情報の値は となっており、これにより外部から
または
へ
の経路は
経由することはない。
ここで、いずれかのリンクが落ちた場合、復帰後もこの定常状態に落ち着くことは容易に確認でき、以上により提起したポリシーを上記手段により実現できることが示された。
また、提起したポリシーを

GWL-A
A Network-B
0metric1
Backbone

GWL-B
metricGW

NOC

Private Link
-1

Networkmetric

Network-A Network-B
Network-A
Network-B

GW が 、Private Link 経由でアナウンスする経路情報では 、受け
metric 値から 1 を減算したものを適用する。

それぞれの
とった

458

1992 年度 WIDE 報告書

によっても実現可能であることは同一のゲートウェイの場合と同様である。但し 、それぞれのがから受け取る段階で経路情報の値に関して操作すると、それが経由でアナウンスする経路情報のも同様の影響が及ぶので、本ポリシーを実現することは不可能である。

GW NOCPrivate Link

3.5.4

metricmetricまとめ

NOC

Private Link
Private Link

以上、対と対のゲートウェイの構成に関して二通りの場合について考察したが、いずれの場合も経由で受けとる、もしくはアナウンスする経路情報の値に操作を加えることにより、提起したポリシーを実現できることが明らかになった。
また、本ポリシーを実現する手段として、これ以外に

metric static route の適用
 RIP preference を導入した gated の適用
 Virtual Tunnel の適用が考えられる。しかし 、これらの解決は以下の理由により本問題の解決策としては適当ではないと考える。

 static route では dyanmic routing による代替経路適用の利点を享受できない。
 RIP preference を導入した gated は二つの安定状態を招き、本問題の解決は不可能。
 Virtual Tunnel では、ネットワーク間を接続するゲートウェイの構成によっては、ダブルトラフィックを発生させる。

WIDE Backbone
OSPF
TAG

RIP

BGP OSPF

なお、現在の経路制御がからとへの移行が進められている。
の経路情報中のを用いることで、これらのポリシーが明確な形で記述できることを最後に述べておく。

3.6

もとのり問題

3.3

3.5

AS (inter-AS)

ここでは、
から
の３つの最適経路選択問題をまとめ、間の環境での問題定義を行なう。以下、この問題をもとのり問題を呼ぶ。
問題を間環境に適用させるため、先ず、発信元と宛先を独立したに置く。事実、
複雑な相互接続のインターネット網環境では、発信元や宛先が主要網などの通過のための中間網とは別である方が一般的であろう。
前出の最適経路選択問題１は次のようになる。図にあるように、今、
にあ
る
から
にある
へトラフィックが送られると考える。 から へ行く経路に

AS

X0

AS Y

AS

Y0

3.13

X

Y

AS X

第 12 部459

ポリシールーティング

Y0

Y1

AS B

B3

B1

B2

L1

L2
A2

A1

AS A

A3

X1
X0

AS X

図

3.13: もとのり問題

AS Y

460

1992 年度 WIDE 報告書

AS
A B

介在する２つの通過はそれぞれある通過コストの値が異なっているとする。例えば 、にとっては、 は よりあるコストが低いとする。議論を易しくするために、 からみてもこのコスト差は同じだとする。この場合、問題はどのように次の２つの方針が施行されるかである：

X

Y

1. X0 から Y0 へ送られるトラフィックは、A にできるだけ長くいて、B ではできるだ
け短い経路で通過する。

2. Y0 から X0 へ送られるトラフィックは、B をできるだけ早く出て、できる限り A を通って行く。
もう少し一般化すると、問題は発信元がどのようにして宛先までの経路を構成する n
個のの内、自分が望む m 個のがある場合、望まないではできるだけコストを低く通り抜けたいという方針を、いかに実現できるかということである。
は、嫌いなではできるだけ通過コストを抑えることで、達成されるのである。すなわち、好きなではどんなにコストがかかっても気にしないが、嫌いなではあるコスト面での最短経路を通りたいという要求である。この発信元からの要求は経路設定の際に実現されるであろう。
これに対して最適経路選択問題２および３は、宛先の受け入れトラフィックに対する要望である。これについては、当該が経路制御情報を他に流す際に制御できると考える。さらに、この宛先の要望の背景には、公的な主要網の一部のリンクの使用軽減につながることもあるので、他のも協力した形での経路情報制御が可能かもしれない。
これら発信元の意志からの経路選択および宛先の意志からの経路選択の問題を、もとのり問題と呼び 、今後、のチームで具体的な解決策を研究していきたいと考えている。

AS

AS

Preference

AS

AS
AS

Routing by
AS

AS

AS

AS

AS

Routing by Preference

3.7

既存の政策的経路制御での解決法

仮想トンネル問題は、政策的経路制御に限らず、もっと一般的な問題といえる。もと
もと、仮想トンネル技術自体は、様々なアプリケーション別に一時凌ぎ的な発想で行なわれてきた。現在行なわれているインターネット網上でのの一環のの実験でも、使用されている。現在のどの経路制御プロトコルによっても強制経路設定がせいぜい発信元経路決定）程度に留まっている。ここで紹介した
仮想トンネルは、汎用性のあるツールとして、既存の網上に自由な網を構築できるものを目指している。
もとのり問題の内、発信元の意志による経路選択は、の枠組では、
により、単位での経路までは設定できるのだが、 間リンク指定ができないことと、「経路上のあるでは、コストを低くしたい。」というような要求はだせない。また、のための情報をどのようにして収集するのかも以前はっきり決められていない。
にteleconference

Cast

AS

Audio

(source routing

AS

AS

BGP

SDRP

SDRP
IDPR

第 12 部

ポリシールーティング

461

おいては、新たに要求項目を追加することで、発信元経路設定が可能である。そのためには、経路情報交換において間リンクの情報の追加が必要なのだが、それがただでさえ複雑なプロトコルをさらに複雑にすることとなる。このように、もとのり問題は既存のプロトコルに修正を加えてできないことはないであろう。しかし 、もともと、それらのプロトコルはこのの目的のためのプロトコルではない。そこ
で、我々は、先ずだけのためのプロトコルを作り、そこで得た結果から、最低必要項目をどのように既存のプロトコルに挿入できるかを検討していこうと考えている。

ASRouting by Preference
Routing by Preference

3.8

章のまとめ

問題認識は研究の原点である。本章で取り上げた諸問題には、様々な意味で新しさがある。
問題は、今までに、認識はされていたが、それ自体が研究の対象と扱われたことはなかった。最適経路選択問題は、政策的経路制御の世界に具体的かつ実践的なポリシーを定義した。
仮想トンネル問題は、独立したワーキング・グループとして活動を開始している。もとのり問題は後で紹介するのプロジェクトなって、本ワーキング・
グループのなかの実働チームにより、今後研究を進めていく。
その他、九州工業大学や九州大学などで発生している、複数の主要網接続の拠点となっている地点における分割問題があり、今後も諸問題の認識を行なっていきたいと考えている。

Virtual Tunnel

Routing by preference

AS

4章

第

今後の研究課題

4.1

わが国のインターネット 網での政策的経路制御

RIP

前章の
による最適経路選択についてのセクションでもあるように、わが国のイン
ターネット網ではを使ってきたが コストの最大値が１６であることや すべての網で共通のコストを使わなければならない制約が主要網や参加組織の数の増加による網規模の増大に合わなくなってきた 現在 次世代の経路制御手順が必要な時期に来ている 現段階での解決法としてはへの移行が有力である これは 米国で広く使用されている実績からである.

, Routing Information Protocol(RIP) [123],.

,, IDPR BGP

,

.
, BGP

.

,

,

.

インターネット網全体としてもはのような実用に至っていない 理由として 今までの経路制御手順から大きく逸脱していること そして 現在のところまだ実
験段階にあることがあげられる また このような積極的な形での資源使用制御の必要性の認識が 今一つ低いことも事実であろう
資源使用制御の認識の低さは インターネット網構築の背景にある もともと インターネット網は より容易に各部分網が接続できるように設計されている 接続性
が資源使用制御よりも優先されていた この思想は 現在 まだ初期段階を脱しかけている わが国のインターネット網にも 強く反映されている こうした環境
下ではへの移行は 今の段階では 短期的解決としては 妥当であろう

,

.

,

,

,

,

,

,

.

.

.

,
(connectivity)(access control)
.
, ,
,
,
.
, BGP
,
,
,
.
BGP への移行に際して, 問題になるのは, AS の分け方である [128]. どこまでが, ひとつの政策で, ひとまとめにできるかといった問題は , 今後の現実的な研究課題である.

4.2 Routing by Preference
Routing by Preference
BGP IDPR

もとのり問題の解決のための、は、今後、具体的なプトロコル
設計に入っていく。当初、これについては、既存のやを修正しながらの解決方法も考えられたが、自体、新しい考え方なので、そのための経路制御を先ず我々で作りあげ、その結果から、既存のプロトコルへの修正案を主張できるであろうと考えている。

preference

経路制御のためには 、経路情報交換手順、転送アルゴ リズムなどの設計をしなければ
ならい。

462

第 12 部463

ポリシールーティング

発信元の要求は、経路決定の際に考慮され 、宛先域の要求は、経路情報交換において実現されるであろう。
現段階では、次のような経路制御プロトコル体系設計のための要因を考えている: 発信元および宛先域の要求の種類
 誰が経路の preference を要求し 、その要求を誰が認可し 、誰が経路を決定するのか。
 域レベルの経路や部分経路決定はどこで、誰が決定するのか。
 経路情報の配布におけるアクセス・コントロールはどのように行なうか。その際に宛先域の要求をどのように反映するか。
今後はこれらに基づいて様々な手順を設計していきたいと考えている。

4.3

セキュリティー問題[129].

米国では政策的経路制御のためのセキュリティも研究されている
真の網資源の使用制御には 使用者の認証が不可欠である また 経路情報が正しいものであるかど う
か その完全性も保ちたい
しかし 現在のところ ネットワーク層
でのセキュリティーの対策は インターネット網ではほとんど行なわれていない これはただでさえ 複雑化する経路制御に セキュリティのためのオーバーヘッドを付加できないでいるからである
したがって どのような政策的経路制御手順が使用されようと 現段階では 使用制御が正しく行なわれるかど うかは疑問の余地がある 経路制御における使用制御と共にセキュリティの問題の研究は 今後の大きな研究課題である

,

,

,

,

(integrity)

,

.

,

. ,
[130] [131].

,

,

.

,

.

,

.

,

,

第

5章

むすび

5.1

まとめ

, ,

,

.

ここでは 今 新しい種類の経路制御である 政策的経路制御を紹介した 具体的な例として 現在実用段階に入りつつある２つのプロトコルとを取り上げた,, BGP IDPR.
BGP は基本的に網規模の拡大問題の解決から生まれてきた一連の経路制御手順の一つであり, IDPR は網資源の使用制御の研究を背景としている. 前者は , 中間システム経路決定形式, 後者は発信元経路決定形式のなかでの, 経路情報交換や転送形式を指定している.
IDPR は BGP にくらべ, 把握できる方針の種類が多い. しかし , 実用面では, 既存の経路制御手順を逸脱して IDPR に比べ, 既存の AS 間経路制御手順の延長上にある BGP が優先している.
わが国のインターネット網では, その規模増大に伴い, 現段階では , BGP への移行を短期的解決策としている. 実用面での実績がほとんどの理由であるが , 他の理由として, 網資源の使用制御についての認識の薄さがあげられる. これは , わが国だけではなく, イン
ターネット網全体について言えることである. インターネット網は , そのプロトコル体系の容易な接続性 (connectivity) のために , 急速な成長を遂げてきた. 従って, これに相反する思想の網資源使用制御 (access control) は , なかなか実現されにくい. IP アドレス空間の枯渇問題 [132] と共に, インターネット網の構造自体が , 今, 過渡期にある. この段階で,資源使用制御問題が , 例えば終端 AS による経路選択要求 (routing by preference) [133] な
どの, もっと具体的な形の政策的制御となって, 次世代のインターネット網に採り入れられていくのではないだろうか . 使用制御に伴いセキュリティ問題も今後の課題である.
今後の本ワーキング・グループでは , 研究課題の一つとして, この routing by preferenceを取り上げている. この他, 当グループでは , 経路制御レベルで実現できる具体的な政策を模索中である. また, BGP 移行に際しての, AS 分割問題なども, 興味深い研究課題で
ある.

5.2

来年度の研究計画

routing by preference の研究があげられる。
また、米国の研究の追従の一環として、今年は、IDPR の実験などにも参加していき

研究課題の筆頭は、

464

第 12 部

ポリシールーティング

465

たい。
この他、 分割問題は時間をかけて手掛けたい。国際リンクなどの政策・方針なども調査なども必要であると思われる。網の境界、組織の境界、国の境界などが入り乱れた中での網資源の運用についてのポリシーはどのように生み出されていくかは、面白い研
究課題のひとつとなろう。九州工業大学や九州大学などで発生している、複数の主要網
接続の拠点となっている地点における分割問題も、来年度の問題認識の研究課題と
なろう。

AS

AS

5.3

今後のワーキング・グループの構造

今後、このワーキング・グループでは、ポリシー・ルーティングに限らず、様々な経路制御に関する問題を取り扱っていきたいと考えている。大きな柱として、次の３つの仕事をしていかなくてはならない：

1. 研究
2. 米国などの研究の追従
3. 実践
研究は、今までのような、問題認識や、それらを原点に始まった我々独自の研究活動を意味する。この研究活動の成果を将来などにフィード ・バックしていきたいと考えている。
米国やなどで現在行なわれているこの分野における活動の追従も必要であろう。
実践では、で実施されていく日本のインターネット
網での経路制御のための、ブレ インとなる仕事を意味する。これには、今後のインターネット網の分割などが上げられる。

IETF(Internet Engineering Task Force)ISO

Working Operation Team (WOT)

AS

466

1992 年度 WIDE 報告書