专利名称：通信路由优化方法和通信路由优化控制装置的制作方法
技术领域：
本发明涉及使用因特网协议(IP)的通信技术。具体而言地，本发明涉
及与在移动IPv6中定义的路由优化(RO)相关的技术。
背景技术：
当前，通过使用IP阿络，多个装置正在执行相互之间的通信。为了给移 动装置提供移动支持，在IPv6中的移动支持(MIPv6:移动IPv6)正由IETF (因特网工程任务组)在开发。在移动IP中，每个移动节点具有永久的归属 域。在连接移动节点到自己的归属网络的情况下，给移动节点分配公知的归 属地址(HoA)的主全局地址。另一方面，当移动节点从归属网络分离时， 即，当它连接到其它的外部网络时，正常地为移动节点分配被称为CoA (转 交地址)的临时全局地址。移动支持的基本概念是即使当移动节点连接到 其它的外部网络时，通过该移动节点自己的归属地址到达该移动节点也是可 能的。
根据以下给出的非专利文献1，通过引入被称为归属代理(HA)的实体 进入归属网络，这种概念得以实际地执行。移动节点通过使用被称为BU (绑 定更新)的消息，向归属代理注册转交地址。结果是，归属代理可以产生在 移动节点的归属地址和转交地址之间的绑定。归属代理截取指向移动节点的 归属地址的消息，并且它具有通过封装该分组(例如，通过将该分组转为新 分组的负载，并且这也被称为分组隧道(packet tunneling ))、而给移动节点的 转交地址传输该分组的功能。
另一方面，无线(或无线电)设备的数量进一步增加，并且期望新的技 术类在移动技术中迅速出现。 一个这样的技术是网络移动(NEMO),其对包 括所述节点的整个网络改变连接点。当对于每个主机的移动支持的概念扩展 到包括所述节点的网络的移动支持时，移动网络的解决方案具有它在提供机 制中的目的，通过其，在移动网络中，即使当移动网络经由任何可能的连接 点连接到因特网时，通过主全局地址到达移动网络内的节点也是可能的。在IETF中，当前，在移动网络上的解决方案如以下给出的非专利文献2 中所描述的那样而提出。此处，当移动路由器发送BU给归属代理时，由路 由器指定由所述节点在移动网络中使用的网络前缀。这个网络前缀通过使用 在BU中插入的被称为网络前缀选项的具体选项而指定。结果是，归属代理 基于所述前缀准备路由表，并且，归属代理可以传输所述分组，其被传输给 带有该前缀传输目标，即，到移动路由器的转交地址。
通过使用隧道技术，提供移动主机的移动支持和网络移动支持。然而， 这导致问题，其被称为"次最佳(sub-optimal )"。这个问题的发生是因为 当移动节点和它的对端节点(CN)执行通信时，将被传输的分组不经过从移 动节点到对端节点的直接的路由而被发送，但是，它必须经由归属代理而被 发送。在移动节点从归属代理分离的情况下，由于次最佳而引起通信变得效 率低下，并且分组的延迟增加。
基于以上描述的条件，非专利文献1描述了移动节点可以发送BU给对 端节点。在对端节点识别带有转交地址的移动节点的归属地址的绑定时，在 移动节点的转交地址上直接发送和接收(不必通过归属代理)要在它们之间 发送的分组。然而，为了这个目的，移动IP必须被很好地理解，并且由对端 节点所支持。进一步地，当移动节点必须执行带有多个对端节点的通信时， 这种执行所要求的绑定更新的数量大大地增加。为了传输BU给对端节点， 移动节点必须在传输BU消息之前，执行返回路由(RR)处理，以在移动节 点和对端节点之间交换两个具体的分组。要被传输的具体的分组为归属测 试启动(HoTI)消息、转交测试启动(CoTI)消息、以及将被从对端节点发 送的分别作为对HoTI消息和CoTI消息的响应的归属测试(HoT)和转交测 试(CoT)消息。
为了解决上述问题，在以下给出的专利文献1以及专利文献2中描述在 移动IPv4中定义被称为外部代理的实体。这些解决方法是基于对端节点本身 是移动的这个假设。结果是，在外部代理的控制下，连接对端节点。为了实 现路由优化，在移动节点的外部代理和对端节点的外部代理之间建立隧道。 然而，这些解决方法是具体针对于IPv4的。在移动IPv6中，不存在诸如外 部代理的概念，并且，这些对于移动IPv6或者对于网络移动的解决方法的应 用没有被清楚地定义。可能将有必要提供这样的实体，其发挥如外部代理那 样的功能。再者，在以下给出的专利文献3和非专利文献3中描述的解决方法与以上描述的方法类似。
以下给出的专利文献3中披露了路由优化代理，其截取从移动节点发送
给对端节点的HoTI消息和CoTI消息。路由优化代理作为对端节点的代理执 行返回路由处理。
进一步地，非专利文献3描述了对端路由器(CR)。当移动节点试图执 行在它和对端节点之间的路由优化时，移动节点首先试图发现适当的对端路 由器，其处理(充当其代理)所讨论的对端节点。当确定了对端路由器时， 移动节点发送绑定更新给对端路由器。此后，将从移动节点发送给对端节点 的分组隧道传输(tunnel)到对端路由器。对端路由器解封装所述分组，并且 传送所述分组给对端节点。类似地，从对端节点发送给移动节点的分组也由 对端路由器截取，并且，对端路由器隧道传输所述分组给移动节点。根据在 非专利文献3中描述的解决方法，试图通过在最高级别的移动路由器(TLMR ) 上由对端路由器执行反射BU，解决关于在嵌套(nest)条件下的MR的问题。
再者，在以下给出的非专利文献4中，给出了在从MR到CR的路由优 化(RO )的问题、从嵌套条件下的MR到CR的RO的问题、以及当MR存 在于被访问域时的具有MR的RO的问题的描述。在这种情况下，通过在分 组的逐跳(hop - by - hop )选项中插入路径控制首标(PCH )而解决该问题。
根据在非专利文献4中描述的解决方法，在执行解封装操作后，插入隧 道的开始点地址到分组中，作为逐跳选项。 一旦接收到包括隧道的起始点地
址的PCH逐跳选项，例如，在MR处于嵌套条件的情况下，CR对在PCH的 最里侧的MR的CoA启动绑定请求。
这个方法与非专利文献3中描述的方法的不同在于不是由MR执行CR 的显式搜索，并且，不在MR和CR之间执行标准的RR。再者，根据这个方 法，固定在基础结构中的CR和移动CR (MR)作为CR而被操作，并且截 耳又PCH选项。
根据非专利文献5, MR作为在MR的控制下连接的本地固定节点(LFN ) 的代理而操作，并且，为了实现CN和LFN之间的RO,在MR和CN之间 执行基于MIPv6的信令。此处，如果假设CN理解基于MIPv6的RO协议， 则MR通过使用作为目标地址的CN的地址和通过使用作为源地址的LFN的 地址或者MR的CoA，发送HoTI消息和CoTI消息给CN。这个解决方法的 目标在于执行存在于被访问域中的LFN与位于归属域中的CN之间执行完美的优化。
进一步地，专利文献4描述了在经由至少第一上游MR的在MNN和CN 之间优化通信的方法。这个专利文献4描述了当MR在MR和CN之间选择 标准的BU和BU(使用PSBU)使用时，由CN验证PSBU是困难的。因此， 根据这种方法，通过不经MNN识别的传送方法，为每个MNN执行从MR 到CN的绑定。在这一点上，MR为MR自身以及连接的MNN执行扩展的 RR,并且，通过使用两个不同的密钥从MR到CN执行BU。 MR通过三个 包括标准RR的归属密钥产生令牌(token )、转交地址密钥产生令牌以及MNN 密钥产生令牌的密钥产生令牌，而产生新的密钥，并且，MR使用这个密钥， 用于通过BU向CN的MNN的地址注册。除了以上描述的为BU消息的注册 的新密钥之外，使用标准RR的密钥产生令牌来产生标准密钥。进一步，扩 展这个方法，以支持在嵌套条件下的MR。结果，所有的在嵌套条件下的MR 执行BU到CN,并且CN可以估计三条到MNN的^各径。再者，这指示从每 一个单独的MNN完成RO到CN的方法。
在专利文献5中，描述了在MR和CR之间的路由优化。除了当执行CR 搜索时、使用了具有高可靠性的正式名字服务器之外，在专利文献5中披露 的该技术类似于在非专利文献3中描述的技术。这个服务器支持确定从MR 请求的具体的CN的地址的CR。然后，MR为所确定的CR执行RR和BU。 CR检查在隧道的设置之前，MR是否实际上拥有这个前缀或者拥有前缀的集 合。在专利文献5中披露的技术需要用于该系统的操作的公钥基础结构 (PKI)。基本地，必须在CR和名字服务器之间、或者在MR和名字服务器 之间建立可靠的密钥。再者，将CR视为该系统的基础结构中的固定节点。
另一方面，无线电通信的重要性正在增加，并且，预期到将来，大量 的末端节点将转变为移动的。例如，每个MH移动。并且LFN在总是连接 到移动网络的条件中移动。在这种情况下，需要在末端节点(end node)位于 因特网的任何域/位置/链路的情况下，能够经由最优路径而到达该末端节点。
对于当正处于归属链路中的相互执行通信的两个移动节点，或者对于正 位于归属链路/归属位置/归属域的相互执行通信的两个固定节点，由于通过标 准的IPv6路由、分组经由优化的路由而分发，所以，不会发生具体的问题。 然而，当末端节点中的 一 个或者两者位于被访问链路/被访问位置/被访问域 时，具有通过路由优化方法的条件(其中，可以实现到达)就是必要的，并且，必须执行用于这个目的的处理。
再者，当所述两个末端节点为VMN (访问移动节点)、并且位于嵌套的
第 一级(stage )、或者是移动主机(MH )时，根据MIPv6的双向RR和由BU/BA 的双向RO得以实现。当两个末端节点两者都在第一级嵌套条件时，具体地 执行双向RO。当MR存在于直接连接到因特网的被访问链路时，在第一级嵌 套条件下的VMN是在MR的控制下连接的VMN。
图1示出了在数据经由路由发送的情况下的退却，其由传统的标准协议 例如NEMO基本支持而支持。此处认为在被访问域中两个对等的节点LFN 150和LFN 151试图执行相互之间的通信，并且所述对等节点都不知道另一 个对等节点的位置，或者对等节点不知道它们都在相对于因特网拓朴(全球
通信网络100)而移动。
在这种情况下，LFN 150经由链路103连接到MR 140,并且，MR 140 经由接入网络101连接到接入路由器(AR) 130。类似地，LFN 151经由链 路104连接到MR 141,并且，MR 141经由接入网络102连接到AR 131。再 者，AR 130和AR 131连接到全球通信网络IOO (例如，因特网)。HA 120 是MR140的归属代理，并且，HA121是MR 141的归属代理。
在LFN 150开始与LFN 151的数据通信会话的情况下，LFN 150将数据 报(datagram )的目标地址设置为LFN 151的HoA。由于LFN 150经由简单 链路161连接到140，所以，经由MR140发送分组。
MR 140被提供有NEMO基本协议。因此，封装并且经由路由(双向隧 道)160隧道传输分组。在HA120,解封装所述分组。由于目标是LFN151， 所以，经由路由163(扩展链路)发送分组给MR141的归属域。此处，HA121 经由路由(双向隧道)162截取分组，并且，将其隧道传输给MR 141的CoA。 MR 141截取并且解封装所述分组，并且，将其传输给LFN 151。此外，在 LFN 151响应于LFN 150而传输的情况下，执行类似的处理。
在图l所述的情形中，数据路由非常长。进一步，在两个在数据分组的 路由上的实例处，执行隧道传输(tunneling),并且，分组的平均大小增加。 因此，显然，优化是期望的。
图2示出另一个发现本发明有用的情形。图2示出在这样的情况下传统 的协议的缺陷。此处，描述也将仅集中于标准化的协议。
此处，假设MH 170被提供有MIPv6 RO协议，并且LFN 151可以通过产生BCE(绑定緩存条目)以及通过发送HoT和CoT消息来支持RR。再者， 假设MR 141被提供有NEMO基本支持协议，在这个情况下，连接MH 170 以及MR141到被访问链路。再者，根据这个情形，直接地连接到AR130的 对等节点(MH 170)正试图执行与连接到MR 141的LFN 151的通信。进一 步，在这个情况下，假设HA 120是MH 170的归属代理，并且HA 121是 MR 141的归属代理。
由于假设提供具有MIPv6 RO模块的MH 170 ，所以，MH 170首先开始 到LFN 151的RR处理。具体地，LFN 151支持这个RR处理，并且，在LFN 151中注册MH 170的CoA和HoA。当MH 170开始数据通信时，MH 170 使用它自己的CoA,并且避免使用到HA 120的隧道。然而，MH 170并不掌 握对等节点(LFN151)的位置，并且，发送所述分组给LFN 151的归属域。 HA 121截取分组，并且，将其隧道传输给MR 141的CoA。然后，MR 141 执行解封装，并且传输分组给LFN 151 。
当LFN 151想要传输响应数据分组时，它检查它自己的BCE，并且发现 MH 170的CoA。然后，LFN 151使用路由首标类型2 ( RH2 )并且执行源路 由。此处，MR141参考目标地址。由于在BCE中不存在支持NEMO基本支 持单元或者IPv6路由表的条目，所以，MR 141隧道传输分组给它自己的HA 121。 HA121解封装分组，并且将它发送给正确的网关。最后，通过标准IPv6 路由机制发送分组给MH 170。
在这种情况中看到的问题在于由于长的延伸而扭曲了路由，并且存在 增加分组的平均大小的隧道。
图3示出了存在嵌套的情形。在图3中，示出了涉及传统的标准协议的 问题。在图3中，VMN 171处于在MR 140控制下的嵌套条件中，并且，VMN 172处于在MR 141的控制下的嵌套条件中。这些VMN 171和VMN 172两 者都试图执行相互之间的数据通信。此处，认为VMN 171和VMN 172两者 都被提供有MIPv6 RO协议。再者，认为MR 140和MR 141两者都被提供有 基本支持协议。HA 120是MR 140的HA,并且，HA 121是MR 141的HA。 再者，经由AR 130连接MR 140到全球通信网络100，并且，经由AR 131 连接MR 141到全球通信网络100。
首先，假设VMN 171和VMN 172执行标准双向RR、 BU、以及BA, 并且，通过有效的方法识别HoA和CoA相互之间的绑定。当在第一信令之后传输数据时，使用RH2。 MR 140和MR 141并不具有在它们的绑定緩存和 绑定列表(BL )中的要从VMN 171到VMN 172被发送的数据分组的目标地 址，并且，因此通过分别隧道传输到自身的HA 120和HA 121而发送分组。 结果，从VMN 171发送的分组最终经由简单链路165、双向隧道166、扩展 链路167、另 一个双向隧道168以及简单链路169而被发送给VMN 172。
双向RR、 BU以及BA增加了协议的信令成本，并且，这意味着相当多 数量的信令发生。再者，分组传输经过特别得以优化的路由，并且，由于通 过隧道的封装而增加了每个路由的分组的大小。
为了理解关于在另一个情况下的现有技术的协议的问题，参考图4,对 这样的情形给出了描述，其中，在嵌套条件下的VMN 173正试图执行与存在 于被访问域中的LFN 151的通信。在图4中，假设提供带有NEMO基本协议 的MR 140以及MR 141,并且末端主机(end host)使用MIPv6 RO。
当在VMN 173和LFN 151之间执行双向RR、 BU以及BA时，VMH 173 不需要将数据分组隧道传输到它自己的HA122。取而代之的是，它可以迅速 使用它自己的CoA。然而，与作为目标地址LFN 151的地址相关的条目并不 存在于BCE、 BL或者MR 140的路由表中，并且，经由路由10隧道传输数 据给MR 140的HA 120。在HA 120解封装数据，并且将其发送给MR 141 的归属域。然后，将它发送给MR141的归属域并且经由路由11再次隧道传 输给MR141。最后，数据分组在MR141被解封装，并且到达LFN151。
类似地，当要发送响应消息时，LFN 151直接将它发送到VMN 173的 CoA。在MR141的路由相关表的条目上，不能够识别目标地址，并且，经由 HA 121隧道传输分组，并且它到达最终的目标VMN 173。
在这个情况下，示出了当使用MIPv6 RO协议以及NEMO基本支持协议 时、由于长延伸<我不确定这是否意味着长的路由〉而扭曲的数据分组的路由。
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然而，在以上给出的专利文献3披露的方案的方法中，对端节点必须改 变目标地址，并且它不确定在当前的IPv6规范中如何操作。具体地，例如， 此处建议对端节点依旧需要绑定緩存条目(BCE)必须的数据结构，并且必 须具有路由优化的功能。再者，当对端节点自身是移动的时，在该文献披露 的方案的方法中，不确定它如何操作。
如上给出的在非专利文献3中披露的方案提供了通过简单程序的路由优 化，但是存在必须被考虑的数个点。首先，移动节点必须发现对端路由器，并且这意味着移动节点的负担增加。第二，由于移动节点通过使用多播地址 发现对端路由器，并不保证最优的对端路由器的选择。第三，存在这样的问 题，即不存在针对于移动节点如何判断选择的对端路由器不是有害的节点、 而是真正合法的对端路由器的、在验证上的暗示。第四，对端路由器具有与 对端节点的归属地址共同的前缀，并且，如果对端节点没有存在于归属链路 中，则当对端节点没有存在于归属链路中时，这个用于优化的解决方法是无 效的。这个解决方法对于对端节点是充分的，其位于归属链路中。
根据在非专利文献4中披露的解决方法，通过使用PCH，执行在MR之 间的RO,但是存在几个问题。第一，这个协议是即时需求(on-demand)协 议，其在必要时、且当这个选项由多个存在于路由上的CR检测到时操作， 并且，利用包括在该选项中的CoA而产生RO隧道。然而，并不是在CR域 中的所有的节点都一定需要与在MR的控制下与移动网络节点(MNN )通信， 并且，存在此处理可能无效的问题。第二，存在这样的问题，即具有相同 的安全度的RR方法和具有类似的安全度的方法没有被用在从MR到CR的 绑定中。第三，由PCH的隧道的启始点的地址的传输为每个流以分组为单位 而被执行。结果，这引起显著的信令成本。第四，类似于非专利文献3中的 情形，MR对CR使用前缀范围绑定更新(PSBU ),但是CR不能识别MR是 否真正具有前缀，并且这意味着，与安全相关的问题可能出现。第五，所有 的路由器以及在路由上的节点检查PCH逐跳选项，并且，这意味着处理成本 以及由于由于处理造成的延迟的增加。
考虑在非专利文献5中披露的解决方案，存在下述的一些问题。首先， 存在这样的问题，其中，MR必须检查所有的从LFN发送的数据分组，并且 必须将源地址改变为MR的CoA。第二， MR必须截取并检查所有的去往 LFN的数据分组，并且也必须移除在CN增加的RH类型2(路由首标类型2 )。 第三，在这个解决方案中，仅当CN存在于归属域中时，才能执行完美的路 由优化。第四个问题是，这个RO仅仅为LFN执行，并且MR必须区分VMN 与LFN。
根据专利文献4中披露的技术，对于当CN没有存在于归属域中时、需 要双向的RR的这种情形，没有给出详细的审查(scrutiny )。在专利文献4披 露的技术中，存在这样的问题CN必须具有复杂的功能以执行扩展RR。
进一步，在专利文献5披露的技术中，存在这样的问题当CN存在于被访问域中时，正式的名字服务器不能为CN确定CR。进一步，必须提前作 出大量的信令和手工设置，使得可以在相关的对端路由器以及正式的名字服 务器之间设置安全的基础结构。
如上所述，在图1到图4中，示出了在对等节点存在于低级别嵌套条件 下的被访问域的情况下，以及在使用标准移动相关RO协议或者移动基本支 持协议的情况下，关于路由优化的基本问题。
根据现有技术，已经提出了在当一个末端节点位于被访问链路/被访问位 置/被访问域中、并且其它的末端节点处于归属链路/归属位置/归属域中时、 执行RO的情况下的许多解决方案。然而，没有解决方案用来解决在两个末 端节点都位于被访问链路/被访问位置/被访问域的情况下，或者在 一 个末端节 点是本地固定节点(LFN )的情况下(此处假设在MR的控制下固定连接的 本地移动节点(LMN)也被包括在LFN中)，当试图实现安全的双向RO时 的问题。
发明内容
为了解决上述问题，本发明的目标在于提供一种通信路由优化方法，由 此，当从它们自己的归属分理出来的两个末端节点相互执行数据通信时，优 化数据通信的路由成为可能。
为了实现上述目标，根据本发明的通信路由优化方法是一种在移动路由 器的控制之下、要在第 一通信节点和第二通信节点之间执行的优化通信路由 的方法，其中所述方法包括以下步骤
将包括用于所述通信路由优化的信息的预定目标选项插入到要被传送给 所述第二通信节点的分组的首标中；
由所述移动路由器的归属代理接收从所述第一通信节点发送给所述第二 通信节点的所述分组；以及
封装所述分组，以便通过所述移动路由器的归属代理对所述移动路由器 执行所述分组的隧道传输，并且，通过复制所述预定目标选项，插入所述预 定目标选项到隧道分组首标。
根据上述的安排，移动路由器可以识别，第一通信节点正在试图优化在 它自身与第二通信节点之间的路由，并且在第 一通信节点和移动路由器之间
执行路由优化处理是可能的。此外，本发明提供如上所述的通信路由优化方法，其中，所述方法进一
步包括以下步骤
由所述移动路由器检测所述分组，其中，所述预定目标选项存在于所述
隧道分组首标中；
由所述移动路由器给所述第 一通信节点发送响应消息，其中包括了用来 在所述第一通信节点和所述移动路由器之间执行路由优化的信息； 在所述第 一通信节点和所述移动路由器之间执行路由优化；以及 由所述第一通信节点或所述移动路由器发送要在所述第一通信节点和所 述移动路由器之间发送的分组，使得分组通过作为所述路由优化的结果的被 ^各由优化的路由。
根据上述的安排，在第 一通信节点和移动路由器之间优化路由是可能的。
再者，本发明提供如上所述的通信路由优化方法，其中，所述第一通信 节点是与所述移动路由器不同的移动路由器，并且，当检测到与所述第二通 信节点执行通信的第三通信节点时，为了在所述第二通信节点和所述第三通 信节点之间优化通信路由的目的，在所述移动路由器之间执行路由优化。
根据上述的安排，在第二通信节点和第三通信节点之间的通信路由可得 以优化，使得并不传送数据给移动路由器的代理，其存在于更高的级别上。
此外，本发明提供上述的通信路由的优化方法，其中，所述第一通信节 点使用关于消息的分组，以按照所述分组执行在所述第一通信节点和所述第 二通信节点之间的路由优化，其中所述预定目标选项被插入所述分组中。
根据上述的安排，通过使用用在传统的RR处理中的消息，抑制信令消 息的增加是可能的。
此外，本发明提供上述通信路由优化方法，其中，所述方法包括以下步 骤由所述移动路由器向所述第一通信节点发送对用来在所述第二通信节点 和所述移动路由器之间执行路由优化的消息的响应消息，该响应消息包括用 来在所述第 一通信节点和所述移动路由器之间执行路由优化的信息。
根据上述的安排，当截取到从第 一通信节点发送给第二通信节点的消息 时，移动路由器可以为在第一通信节点和移动路由器之间执行路由的优化而 发送响应消息。
再者，本发明提供上述的通信路由优化方法，其中，所述第一通信节点 是与自己的归属地分离的移动节点，并且，自己的归属地址被插入到所述预定目标选项中，并且，自己的转交地址被设置为所述预定目标选项被插入的 分组的源地址。
根据上述的安排，移动路由器可以从分组的目标地址识别第二通信节点 的地址，并且可以从预定目标选项识别第一通信节点的归属地址。
此外，本发明提供上述的通信路由优化方法，其中，所述第一通信节点 是与自身归属地分离的移动节点，在所述预定目标选项中插入加密密钥，并 且，自身的归属地址被设置为所述预定目标选项被插入的分组的源地址。
根据上述安排，移动路由器可以从分组的目标地址识别第二通信节点的 地址，并且可以从分组的源地址识别第一通信节点的归属地址，并且可以从 预定目标选项获得加密密钥。
再者，本发明提供上述通信路由优化方法，其中所述方法还包括以下步
骤
由所述移动路由器检测所述预定目标选项存在于所述隧道分组首标中的
分组；
由所述移动路由器产生用于使用所述加密密钥的验证的信息；以及
由所述移动路由器将响应消息发送到所述第一通信节点，该响应消息包 括用于路由优化的信息、以及用于在所述第一通信节点和所述移动路由器之 间的验证的所述信息。
根据上述的安排，具有较高安全度的路由选择处理可以通过密钥以及用 于使用加密密钥的验证的信息的传输而实现。
此外，本发明提供上述通信路由优化方法，其中所述方法还包括以下步
骤
当所述移动路由器连接到归属链路时，检查来自在自己的控制之下的移 动网络外部的分组的预定目标选项；以及
当所迷分组的目标地址的前缀与在所述移动路由器的控制之下的前缀一 起出现时，由所述移动路由器发送所述响应消息。
根据上述的安排，当移动路由器存在于归属链路时，在第一通信节点和 第二通信节点之间的路由优化可以充分执行。
再者，本发明提供上述通信路由优化方法，其中所述方法还包括以下步
骤
当发送所述分组的所有所述移动路由器发送包括所述预定目标选项的所述分组时，发送响应消息给所述第一通信节点；以及
由第一通信节点基于来自每个移动路由器的响应消息，估计到所述第二 通信节点的路由。
根据上述的安排，第 一通信节点可以识别存在于到达第二通信节点的树 路径上的移动路由器。
此外，本发明提供上述通信路由优化方法，其中所述方法还包括以下步
骤
由所述第一通信节点插入用来指示所述预定目标选项可以被复制一次到 所述分组的首标的信息；封装所述分组，以隧道传输到首先接收到所述分组的任何移动路由器的 归属代理所期望的任何移动路由器，通过复制所述预定目标选项而将所述预 定目标插入到隧道分组首标，并且插入用来指示所述预定目标选项到所述隧 道分组首标的复制被禁止的信息；以及
发送包括用来在所述第 一通信节点和所述移动路由器之间执行路由优化 的信息的响应消息，由所述移动路由器将所述消息发送给所述第一通信节点， 以将传输带有所述首标的所述分组，其中包括用来指示在解封装之后可复制 所述预定目标选项一次的信息。
根据上述的安排，第 一通信节点从在最接近任意所期望的对端节点的位 置上存在的上游移动路由器接收响应消息，并且可以识别上游移动路由器的 存在。
此外，为了达到上述目标，本发明提供要在移动节点上组装的通信路由 优化控制装置，其中，将其布置为自己的归属地址或者包括加密密钥的预 定目标选项被插入到与用来对对端节点和所述移动节点之间的路由执行路由 优化的消息相关的分组的首标中。
根据上述的安排，即使当对端节点是处于移动网络中的通信节点时，移 动节点可以执行在自身和对端节点的上级路由器之间的路由优化。
再者，本发明提供了要在移动节点上组装的通信路由优化控制装置，其 中，检测在自身控制下连接的通信节点和期望的对端节点之间的通信，并且， 将其布置为将与用来与所述的期望的任意对端执行路由优化的消息相关的 分组发送到所期望的所述对端节点，并且，所述分组是插入了自己的归属地 址或者包括加密密钥的预定目标选项的分组。根据上述的安排，即使在对端节点是移动网络中的通信节点时，为了在 控制下的移动网络中的通信节点和对端节点之间优化通信路由的目的，移动 路由器也可以执行在它自身和对端节点的上级移动路由器之间的路由优化。
此外，本发明提供要在移动路由器的归属代理上组装的通信路由优化控
制装置，其中，将其布置为在包括要用于路由优化的信息的预定目标选项
被插入在要被隧道传输给所述移动路由器的分组的首标的情况下，封装所述 分组，以执行到所述移动路由器的隧道传输，并且通过复制所述预定目标选 项到隧道分组首标，而将所迷预定目标选项插入到隧道分组首标。
根据上述安排，即使当封装分组时，在隧道分组首标放置由第一通信节 点插入的预定目标选项，并且位于隧道出口的移动路由器可以识别第 一通信 节点将执行在自身与第二通信节点之间的路由优化。
再者，本发明提供要在移动路由器上组装的通信路由优化控制装置，其
中，将其布置为在包括要用于路由优化的信息的预定目标选项被插入到要 被传输给通信节点控制的封装的分组的隧道分组首标的情况下，发送包括自 身归属地址和控制下的通信节点的地址的响应分组。
根据上述的安排，当检测到带有插入其中的预定目标选项的分组时，移 动路由器可以执行在自身和分组的发射器之间的路由优化。
此外，本发明提供要在移动路由器上组装的通信路由优化控制装置，其 中，当该装置连接到归属链路时，所述装置检查在来自在自身的控制下的移 动网络的外部的分组中包括的预定目标选项，并且，当所述分组的目标地址 的前缀与在所述移动路由器控制下的前缀一起出现时，所述装置发送所述响 应消息。
根据上述安排，即使当移动路由器存在于归属链路上时，也可以执行在 第一通信节点(存在于移动网络外部)和第二通信节点(存在于移动网络内 部)之间的路由优化。
再者，本发明提供要在移动节点上组装的通信路由优化控制装置，其中， 所述装置发送带有插入其中的预定目标选项的分组给任何期望的对端节点， 并且，所述装置通过从要在所述分组到达所期望的所述任何通信节点之前通 过的移动路由器接收对所述分组的响应消息，而估计到所述第二通信节点的 路由。
根据上述安排，移动节点可以识别存在于到达任何期望的对端节点的树路径上的移动路由器。
此外，本发明提供要在移动路由器上组装的通信路由优化控制装置，其 中，当传输包括预定目标选项的所述分组时，所述装置发送响应消息给所述 分组的传输源。
根据上述的安排，移动节点可以识别存在于任何期望对端节点的树路径 上的移动路由器。
再者，本发明提供要在移动节点上组装的通信路由优化控制装置，其中， 所述装置通过添加信息到其中插入了预定目标选项的分组，而将分组发送给 任何期望的对端节点，所迷信息用来指示当封装所述分组时，仅仅可以将所 述预定目标信息复制到封装的首标一次。
根据上述的安排，移动节点接收来自存在于最接近任何期望的对端节点 的位置的上游移动路由器的响应消息，并且可以识别上游移动路由器的存在。
此外，本发明提供要在移动路由器上组装的通信路由优化控制装置，其 中，当封装包括用来指示所述预定目标选项的分组仅可被复制一次的信息连 同所述预定目标选项的分组时，所述装置在所述分组的封装处复制所述预定 目标选项到封装首标，所述装置被设计为添加用来指示所述封装首标的所述 预定目标选项的复制被禁止的信息。
根据上述安排，仅仅传输由移动节点添加到分组的预定目标选项给存在 于最接近任何期望的对端节点的位置的上游移动路由器，并且，上游移动路 由器的出现可以通过接收来自上游移动路由器的响应消息而识别。
本发明具有上述的安排，并且它提供了当与归属地分离的两个末端节点 执行数据通信时、数据通信的路由可被优化的效果。
图1是示出在现有技术中的情形的第 一个例子的网络布置的示意图。 图2是示出在现有技术中的情形的第二个例子的网络布置的示意图。 图3是示出在现有技术中的情形的第三个例子的网络布置的示意图。
图4是示出在现有技术中的情形的第四个例子的网络布置的示意图。 图5是示出在本发明的实施例中的MH的功能架构的例子的框图。 图6是示出在本发明的实施例中的MR的功能架构的例子的框图。 图7是示出在本发明的实施例中的情形的第一个例子的网络布置的示意图。
图8是示出在图7中示出的情形的消息序列的例子的序列图。
图9是示出在本发明的实施例中的情形的第二个例子的网络布置的示意图。
图10是示出在本发明的实施例中的情形的第三个例子的网络布置的示意图。
图11是示出在本发明的实施例中的情形的第四个例子的网络布置的示意图。
图12是示出在如图10所示的情况下的使用相关于RR处理的消息的消 息序列的第 一个例子的示意图。
图13是示出在如图10所示的情况下的使用相关于RR处理的消息的消 息序列的第二个例子的示意图。
图14是示出本发明的实施例中的情形的第五个例子的网络布置的示意图。
图15是示出在本发明的实施例中用作测试消息的CoTI消息的结构的例 子的框图。
图16是示出在本发明的实施例中用作测试消息的HoTI消息的结构的例 子的框图。
图17是示出在本发明的实施例中的响应消息的结构的例子的框图。 图18是示出在本发明的实施例中的情形的第六个例子的网络布置的示 意图。
图19是示出在本发明的另一个实施例中的当MR存在于它的归属域时 的消息序列的例子的序列图。
图20是示出在本发明的另一个实施例中的情形的图，其中，单播通信的 两端存在于被访问域中，并且它们中的一个处于深度嵌套条件。
图21是示出在本发明的另一个实施例中的根据没有使用ID或者复杂的 状态管理算法的消息序列的例子的序列图。
图22是示出当应用根据本发明的另一个实施例的使用ID的方法时，在 通过第 一隧道入口点封装测试消息的分组之后的测试消息的分组的结构的例 子的图。
图23是示出当应用根据本发明的另一个实施例的没有使用ID机制时，在第 一 隧道入口点隧道传输该分组之后的该分组的结构的图。
图24是示出在本发明的另一个实施例中，由MCRDstOpt (其是被设置 直到测试消息的目标的、理想且期望的MR的上游MR)的接收器产生的响 应消息的结构的例子的图。
图25是示出当应用根据本发明的另一个实施例的使用ID的方法时、对 来自期望接收器的给第 一测试分组的响应分组的结构的例子的图。
图26为示意性地示出根据现有技术的情形的另一个例子的网络布置的图。
具体实施例方式
参考附图，以下将在本发明的实施例中将给出描述。在以下描述的本发 明的实施例中，将对所述情形给出描述，其被认为是披露了本发明的最佳方 面。
本发明涉及这样的技术，其基本上涉及在两个存在于被访问链路/位置/ 域中的末端节点之间执行通信的情况下的双向RO。期望嵌套没有被展开 (develop )、或者嵌套处于末端节点是VMN的情况下的一级中。然而，即 使在展开了高次序的嵌套的情况下，也可以实现根据本发明的诸如充分的CR 识别以及路由优化的特征。
首先，参考图5,将对用来实现本发明的MH的功能架构给出描述。在 图5中，示出了实际化栈的层3的协议的新的路由单元模块。这个新的单元 模块此处称作可移动CR-RO模块305。在新的RO协议上，将在另 一个实施 例中给出详细的描述。
此处，假设新的RO单元被如此设计，使得当对等节点存在于被访问域 中时提供RO。在这个功能架构中，上层协议301包括用户应用、会话以及传 输协议。
在协议的中间层中，存在网际互连协议306。网际互连协议306包括 例如，用来执行IPv6路由搜索协议的IPv6路由搜索模块306,用来执行IPv6 邻接搜索协议的IPv6邻接搜索模块，以及执行其它协议的数个模块。
作为上述的其它协议，可能引用了基于MIPv6的地址自动安排协议或者 移动支持相关的协议。图5示出了用来基于MIPv6和RO执行移动支持协议 的移动IPv6+RO模块304、以及用来执行可移动CR-RO协议(即，新的RO协议)的可移动CR-RO模块，作为用来基于IPv6执行移动支持相关协议的 模块。并不是网际互连层的所有功能都在图5中示出。在图5中示出了用于 MH的功能架构。在不存在提供特别(ad hoc)网络的需要的情况下，在栈 中不必要支持域内路由协议。
与移动相关的路由模块移动IPv6+RO模块以及可移动CR-RO模块305 两者都具有为了支持路由功能的相关于它们自己的BCE和BL 。
存在于归属域中的MH当没有产生使用MIPv6RO的BCE时，通过使用 标准IPv6机制执行通信。此处，假设MH存在于归属链路中，并且它的对 等节点存在于被访问域中。在该情况中，通过使用MIPv6 RO， MH执行通 信。因此，在它存在于归属地(home)的情况下，MH必须操作除了可移动 CR-RO模块305之外的所有模块。
另一方面，在MH存在于被访问域的情况下，对HA的注册是必要的。 这是由移动IPv6+RO模块304支持的。再者，MH具有新的RO单元(可移 动CR-RO模块305 )。在它存在于被访问域的情况下，它总是为RO而开始使 用协议。如果没有获得由新的RO协议支持的期望的响应消息，为了经由HA 执行隧道传输，MH执行RO或者使用MIPv6。
图5示出了低层协议308。低层协议308具有数据链路层相关协议、以 及物理层协议。再者，数据总线300指示在上层协议301和网际互连层协议 306之间的接口 。数据总线307指示在低层协议308和互联网协议306之间 的接口。
这个功能架构被如此安排，使得独立地执行在每一个层中的功能模块的 改变，而不给出在栈的其它层协议的实际化(actualization)上的影响，或者 在其它功能实体中执行它，其伴随着改变而存在于栈中。
进一步，图6示出了打包了新的移动CR-RO模块的MR的优选的功能 架构。由于MR是路由器，MR的路由单元比MH要复杂的多。
MR必须支持IPv6路由协议模块202,以支持域内或者IPv6路由协议； 移动IPv6+RO模块203;以及NEMO基本模块204,以执行NEMO基本支 持协议。除了这些，MR必须实际化在它自己的控制下连接的移动非匹配LFN 节点所必须的RO,并且必须支持可移动CR-RO模块205，以便获得进一步 的连接到MR的VMN的优化。
类似于正常的功能架构，用来执行相关于路由管理的处理的网际互连层协议206、路由、以及路由相关信令存在于上层协议201和低层协议208之 间。此处，主协议功能用来经由接口 200和接口 207执行通信。
在上述的安排中，仅仅当MH 、 VMH或者MR中的任一个存在于被访 问域中时，才开始新的RO模块，或者开始RO处理。再者，当两个执行数 据通信的对等节点在被访问域中出现时，完美地执行本发明。
图7示出了这样的情形，其中，对等节点之一(此处，被称为"启动器 节点174")存在于被访问域中，并且开始RO处理，并且另 一个对等节点(LFN 151)存在于MR141控制下的被访问域中。 一般情况下，这样的情形是可想 象的，根据其，启动器节点174试图开始与LFN 151的数据通信，或者为连 接到它自己控制下的移动网络的另一个节点而帮助RO。此处，将对这样的情 形给出描述，其中启动器174试图执行与LFN151的数据通信。
启动器节点174试图执行与LFN 151的数据通信，并且发送测试消息给 LFN 151 (路由208 )。当准备好测试消息时，在目标扩展首标中使用 MCRDstOpt (可移动CR目标选项)。在图7所示的例子中，启动器节点174 使用它自己的CoA作为源地址。再者，启动器节点174在第一个测试消息的 MCRDstOpt发送它自己的HoA。经由路由283发送这个测试消息给目标节点 的归属域，并且由作为MR 141的HA的HA 121截取。
HA 121在隧道中封装测试消息。此外，它在目标扩展首标中检查 MCRDstOpt,并且复制MCRDstOpt给隧道首标。根据标准IPv6隧道规范， 在分组的封装之前。请求隧道入口点(例如，HA 121)参考目标扩展首标。 在指定MCRDstOpt后，HA 121复制MCRDstOpt给在隧道首标中产生的目标 扩展首标。这个隧道消息经由路由282发送并且到达MR 141。
MR 141必须4丸行搡作以理解目标扩展首标的MCRDstOpt。 MR 141如同 LFN的支持代理那样操作，并且可以提供对RO的支持。第一测试消息经由 路由284递交给LFN 151。作为正常的IPv6节点的LFN 151丟弃选项或者与 本发明的执行相关的消息。期望选项类型的第一比特如此安排，使得不能够 截取该选项的接收器忽略该选项，而非该消息。
一旦4妄收到MCRDstOpt, MR 141便通过执4亍启动器节点174所需要的 响应信令，而传送它自己的归属地址和LFN 151的地址。当接收到响应时， 启动器节点174识别有必要执行与MR 141的RO,使得通过优化的方法到达 LFN 151是可能的。进一步，启动器节点174从该响应识别出对等节点(LFN151)存在于被访问域。因此，在响应之后，通过使用MIPv6的方法，启动
器节点174和MR 141执行双向RR、 BU以及BA。
在隧道传输处理已经在启动器节点174和MR 141之间完成后，如果数 据是传送给隧道给MR 141，则启动器节点174在隧道中封装数据。在这种情 况下，期望在隧道首标中使用RH2扩展首标。来自启动器节点174的数据分 组经由^^由285被隧道传输给MR 141。 MR 141解封装所述数据，并且经由 路由286传输所述数据给LFN 151。
在LFN 151将执行与启动器节点174的通信的情况下，因为LFN 151不 能执行RO(这是最可能的情况)，所以，LFN151设置目标为启动器节点174 的HoA。 MR 141检查相关于如上给出的新的路由模块的BCE,并且可以指 定节点的HoA,其存在于那里(启动器节点174)。此外，MR141还指定LFN 151的地址与BCE中的条目相关联。因此，MR 141通过使用启动器节点174 的CoA，为RO (路由285 )的隧道封装分组，作为隧道的目标地址。
在这个实施例中，仅对本发明的基本部分和一个简单的情形给出了描述。 将在其它实施例中描述更复杂的实施例，并且将对发明给出更具体的描述。
再者，假设LFN 151不支持MIPv6 RO,但是，即使当LFN 151支持MIPv6 RO时，它也可以存在于这个系统中。以下将给出实现这个的方法的描述。
当发送MCRDstOpt时-不是作为期望的测试消息-而是在由启动器节 点174开始的RR流中,LFN 151 (与MIPv6 RO打包)可以忽略MCRDstOpt。 然后，LFN 151执行RR,并且最终使用启动器节点174的CoA作为数据传 输的目标地址。
另一方面，MR 141可以检查与新的协议相关的目标(启动器节点174) 的CoA是否存在于BCE中。结果，MR 141通过消息的传输而不开始新的 RO处理，但是，取而代之，经由路由285执行隧道传输。因此，在启动器节 点174和LFN 151之间的单向RR基本变为无用，并且最好避免这样。这可 以由启动器节点174自己执行。
具体地，当从MR 141接收到通用可移动CR-RO相关的响应，并且从 LFN 151 (经由MIPv6RO)接收到相关于标准RR的响应时，启动器节点174 可以相互区别两个响应，并且可以进一步挂起在它自己和LFN 151之间的RR 和BU。结果，在LFN 151中没有形成BCE。或者，作为另一个方法，如果 MR 141可以区别LFN 151与VMN,贝'j MR 141可以通知LFN 151使得它不执行RRo
上迷问题取决于实际的执行。再者，提供MIPv6RO给LFN 151的情形 并不频繁发生。事实上，这种情形是十分稀少的。
下一步，在以下给出的实施例中，考虑LFN151是简单的IPv6节点的情
节点174的HA是HA120，并且MR141的HA是HA121。
启动器节点174以MCRDstOpt准备隧道消息，其在隧道中被封装到它自 己的HA 120。传输这个隧道消息180给HA 120。 HA 120解封装该隧道消息 180，并且发送解封装的测试消息181给LFN 151的归属域。 ..
HA 121截取原始的测试消息181并且封装测试消息181为定址于MR 141 的隧道分组182。此外，HA 121复制测试消息181的MCRDstOpt到隧道首 标。在MR 141解封装隧道分组182。 MR 141在它自己的存储器中存储 MCRDstOpt的内容以及LFN 151的地址。再者，递交原始的测试消息182给 LFN 151。 LFN 151仅仅是IPv6节点，并且不执行以上给出的与本发明相关 的操作。即，LFN 151不为测试消息183给出响应。
另 一方面， 一旦获得MCRDstOpt, MR 141便使用它自己的HoA作为源 地址并且开始响应消息，其中，仅仅包括LFN 151的地址作为消息参数。在 这一点上，启动器174可以检查MR 141的HoA具有与期望目标相同的前缀。
然后，MR 141对它自己的HA 121隧道传输响应消息。 一旦接收到响应 消息184, HA 121便执行解封装，并且发送响应消息185给启动器节点174 的归属域。在截取响应消息185后，HA 120封装响应消息并且发送将被隧道 传输的响应消息186给启动器节点174的CoA。 一旦接收到响应消息186, 启动器节点174执行解封装，并且从响应消息186获取必要的参数(MR 141 的HoA以及LFN 151的地址)。在截取响应消息186后，启动器节点174和 MR 141如图8的框187中所示的那样执行双向RR、 BU以及BA。
在双向绑定的成功处理之后，启动器节点174在指向MR 141的CoA的 隧道中封装数据给LFN 151，并且发送隧道分组188。 MR141解封装隧道分 组188并且发送数据分组189给LFN 151。类似地，当LFN 151发送数据分 组l卯给启动器节点174时，在MR 141封装它，并且通过图8中所示的隧 道分组191发送给启动器节点的CoA。在启动器节点174是MH的情况下， 执行如图7和图8所示的处理。另一方面，图9示出了在本发明的实施例中，根据在与使用图4中所示 的传统的协议的情形的比较，路由选择的路由确定地减少的情形。在这个实
施例中，将对这样的情况下的本发明给出描述，在该情况中，图7中示出的 启动器节点174是VMN 173,并且，它处于MR140的控制下的嵌套条件中， 其中，其中MR 140存在于被访问域中。
图9示出情形，其中，VMN 173是在MR 140控制下连接的，并且它将 开始与在MR 141的控制下连接的LFN 151的数据通信。此处，MR 141在 AR 131的控制下经由被访问的链路而连接，并且，MR 140在AR 130的控制 下经由被访问链路而连接。在VMN 173、 MR 140以及MR 141中，打包可移 动CR-RO模块。HA 120是MR 140的HA,并且，HA 121是MR 141的HA。 HA 122是VMN 173的HA。 HA 120、 HA 121以及HA 122必须识别目标扩 展首标的MCRDstOpt,并且必须执行处理以复制MCRDstOpt给隧道首标。
首先，VMN 173发送测试消息给LFN 151 (路由380 )。封装这个测试消 息给指向在MR 140的HA 120的隧道，并且经由路由381传输该测试消息。 在HA 120，解封装该测试消息，并且将其经由路由382发送给LFN 151的归 属域。此处，由HA121截取测试消息。复制MCRDstOpt给隧道首标，并且 封装其，并且经由路由383的隧道发送其。这个消息到达隧道出口点(MR 141 )。
MR 141执行与以上描述的操作相类似的方式的解封装。MR 141发送响 应给VMN173。然后，通过与RR相关的信令，在VMN 173和MR 141之间 建立双向隧道。经由路由384,测试消息可以递交给LFN 151,然而，LFN 151 并不理解这个测试消息，并且丢弃测试消息。
此处，VMN 173识别目标(对端者)为LFN,这是由于它并不具有LFN 151的BCE。因此，VMN 173经由隧道传输由MR 141隧道数据分组给LFN 151。具体地，在隧道首标，设置目标地址为MR141的CoA。来自VMN 173 的隧道传输的数据分组首先经由路由385到达MR 140。然后，在MR140进 一步封装，并且经由路由386发送给HA120。此处，解封装数据分组，并且 经由路由387发送给MR 141的CoA。 MR 141解封装数据分组，并且数据分 组经由路由388到达LFN 151。
MR 140意识到它并不具有MR 141的CoA的绑定，并且开始正常的测 试消息处理(RR处理)。最后，MR140和MR141在绑定緩存条目上分别具有HoA和CoA。当VMN 173经由RR处理发送将被隧道传输的数据主会LFN 151时，MR 140执行隧道传输给MR 141,并且结果，经由进一步优化的路 由389发送分组。也存在更好的方法达到这个目标。
例如，为了允许通过入口过滤器(ingress filter ),并且减少当获得完整的 隧道传输时的开销，期望可以隧道传输MR140给MR141、或者可以改变源 地址给它自己的CoA,正如非专利文献6中披露的那样。MR 140通过检查由 VMN 173( MR 140具有MR 141的HoA和CoA )产生的隧道的目标地址(MR 141的CoA),识别出该地址匹配MR 141的CoA。 MR 140识别出隧道的 源(VMN 173 )不是LFN。结果，可以在非专利文献6披露的技术中容易地 改变源地址。
当LFN 151在如以上给出的RO已经完美的建立后，发送数据分组给 VMN 173时，通过使用类似的方法，MR 141 ;险查BCE并且搜索目标地址 (VMN 173的HoA)以及LFN 151的源地址，并且隧道传输该分组给VMN 173。期望隧道首标的目标是MR 140的CoA，并且，它具有包括VMN 173 的CoA和HoA的条目的RH2。
当比较现有技术相关的图4与图9时，显然，本发明提供了优化的路由。
图10示出了这样的情形，其中，在图7中示出的启动器节点174是MR。 在这种情况中，LFN 150和LFN 151存在于被访问域中，并且将执行相互之 间的通信。HA 120是MR 140的HA,并且HA 121是MR 141的HA。
当LFN 151启动数据通信时，为了优化到LFN 151的路由，MR140开 始可移动CR-RO模块。如以上的实施例所述，经由路由480、 483以及482 发送测试消息，并且到达MR141。此处，假设MR的CoA用作源地址。
在截取测试消息之后，MR 141完成响应处理，并且，MR 140以及MR 141 建立双向隧道。在隧道已建立之后，当LFN 150发送数据分组时，MR l40 发现目标是LFN 151并且检查BCE，并且，它指定MR140的地址，其具有 与LFN 151相同的前缀。然后，通过封装分组到上述的隧道，MR140可以经 由路由485发送分组。再者，当LFN 151发送数据分组时，在伙伴(partner) 一侧(MR 141)执行类似的处理。
当根据现有技术的图1与图10比较时，本发明的优势变得明显。
图11示出了这样的情形，根据其，VMN 174和VMN 173都位于被访问 域中，并且，这些处于在MR140和MR141的控制之下的嵌套条件中，并且执行相互的数据通信。此外，MR 140和MR 141也存在于被访问域中。HA 120 是MR 140的HA,并且HA 121是MR 141的HA。 HA 123是VMN 173的 HA,并且，HA122是VMN 174的HA。
在VMN 173将执行与VMN 174的数据通信的情况下，VMN 173首先安 排测试消息，其具有包括它自己的HoA的MCRDstOpt，并具有作为目标的 VMN174的HoA。在这个情况下，在准备测试消息中，VMN 173的CoA用 作源地址。
经由^^由580递交这个消息给MA140。然后，在MR140封装它，并且 经由路由581传输它，并且在HA 120将它解包。接着，这个消息经由路由 582发送给VMN 174的归属域。然后，由HA 122截取它，并且复制MCRDstOpt 给隧道首标，并且隧道传输它。该隧道分组经由路由583到达HA 121。在 HA121,再次复制MCRDstOpt给隧道首标，并且进一步将其隧道传输给MR 141的CoA。
当消息经由路由584到达MR 141时，MR 141获取VMN 173的HoA， 并且，意识到内部分组的目标是存在于它自己的存储器中的VMN 174的CoA 的事实。测试消息经由路由585到达VMN 174。 VMN 174 ^l行解封装，并且 获取MCRDstOpt ( VMN 173的HoA )。 MR 141和VMN 174两者都分别将对 测试消息的响应发送给VMN 173。
一旦接收到包括这些(MR 141和VMN 174)的HoA响应，VMN 173 便启动在这些实体之间的RR处理、BU以及BA。在双向RR、 BU以及BA 处理之后，VMN 173最终保持VMN 174的HoA和CoA，并且进一步保持在 与新的路由模块相关的BCE中的MR 141的HoA和CoA。因此，根据这些 BCE,可以发现，VMN 173必须到达MR 141,以便通过前缀的匹配到达VMN 174的CoA。当VMN 173发送数据给VMN 174时，设置目标为MR 141的 CoA,并且，RH2的最后时隙设置为VMN 174的HoA。
当这个分组经由^^由586到达MR 140时，由于MR 140并不具有包括 MR 141的CoA的BCE，所以，这个分组被隧道传输为它自己的HA 120。结 果，经由路由587发送分组。HA 120执行分组的解封装，并且，经由路由588 发送在它之中的数据分组，并且，最终，它经由路由589到达VMN 174。当 VMN 174间歇发送响应数据分组时，由于它并不知道存在于到达VMN 173 的树路径上的其它MR,所以，VMN 174使用VMN 173的CoA作为目标，并且，准备仅包括VMN 173的HoA作为RH2的时隙的数据分组。
当获取这个数据分组时，MR 141意识到目标地址是包括在BCE中的 VMN 173的CoA。因此，MR 141封装数据分组，以隧道传输给VMN 173, 或者通过将源地址改变为它自己的CoA来发送消息。最后，经由MR140的 HA 120发送消息并且到达VMN 173。然后，在期望的时间过去之后，如以 上的实施例中所解释的，MR 140开始可移动CR-RO模块，并且发送测试消 息给MR141,并且最终建立与MR 141的双向隧道。然后，经由路由590发 送由VMN 173产生的数据分组。在这种情况中，隧道传输数据分组给来自 MR 140的MR 141。结果，路由选择的路由得以缩短。
类似于以上给出的情形，当嵌套的级别低时，这个情形给出本发明的操 作。然而，根据这个实施例，即使当优化的目标不针对于嵌套条件的情况时， 在嵌套条件的情况中执行本发明也是显然的。相比于图3中示出的现有技术 中的情况，根据本发明完美的实现路由优化是显然的。
根据图12, LFN 150和LFN 151都存在于被访问域中，并且在执行数据 通信中可以优化信令是显然的。以下将参考图12给出这个实施例的描述。存 在很多方法以实际化此处描述的信令。在这个实施例中，然而，没有执行优 化，并且，仅仅对这些方法之一给出描述。
此处，当开始可移动CR-RO模块时产生的HoTI消息用作测试消息(因 此，没有必要增加测试消息)。使用HoTI消息作为测试消息的优点将组合其 它实施例的而描述。
在图12中，隧道传输带有MCRDstOpt的HoTI消息1100给HA 120并 且，将其在HA120封装。发送被封装的消息HoTI给HA121。在HA121中， 封装HoTI消息，并且被封装的HoTI消息1103到达MR 141。
正如以上的实施例解释的那样，MR 141执行解封装并且获得必要的参数 (MR 140的HoA和LFN 151的地址)，并且也获得归属启动cookie。即使在 归属启动cookie并不是定址于MR 141的情况下，也执行这个处理，并且执 行本发明所不必要的信令得以减少。最后，发送HoTI消息1105给LFN 151 并且，在LFN 151放弃它。(然而，此处假设LFN 151并不理解任何类型的 RO。)
在相同的时间，MR 140通过使用它自己的CoA作为源地址发送定址于 LFN 151的CoTI消息1101。在这个CoTI消息1101的发送中，末端节点(对端节点)可以是VMN或MH。在这种情况中，建立没有延迟的RO是可能的。 CoTI消息在MR 140产生，并且被发送给HA 121。然后，在HA 121封装它， 并且发送被封装的CoTI消息1104给MR 141。 MR 141筒单地解封装CoTI 消息1104,并且发送作为正常的消息的CoTI消息1106给LFN 151。由于 MCRDstOpt不存在于CoTI消息中，所以，MR 141基本上忽略CoTI消息1106, 并仅执行发送它给正确的目标(LFN 151 )的处理。
此处，基于上述HoTI消息，MR 141安排响应消息。响应消息可以嵌入 移动首标中。MR 141准备包含它自己的HoA的消息作为在IPv6首标中的源 地址。MR 141在移动首标的移动选项中插入LFN 151的地址，并且隧道传输 响应消息1107给它自己的HA 121。在HA 121,解封装响应消息1107，并且 发送解封装的响应消息1108给MR 140的HA 120。在HA 120，封装响应消 息1108,并且隧道传输被封装的响应消息1109给MR 140。发送响应消息1109 给MR 140的HoA。
一旦接收到响应消息1109， MR 140便确定开始双向隧道，并且发送CoTI 消息1110给MR 141。归属启动cookie已经;波发送，并且相应地，没有必要 执行进一步的传输。由于为了抑制信令风暴(signaling strom )的优化被执行， 所以，可以认为这个实施例中的操作具有改进的特点。发送MR 140的CoTI 消息1110给MR 141的HoA。结果，在HA 121封装CoTI消息1110,并且 发送被封装后的CoTI消息1111给MR 141。 一旦接收到CoTI消息1111， MR 141便从CoTI消息1111获得转交启动cookie。然后，类似于MIPv6 RR的处 理，MR 141产生归属密钥产生令牌以及转交密钥产生令牌。
对于本领域的技术人员而言，以下内容是显而易见的通过使用归属启 动cookie、开始RR和现时(nonce)的启动器节点的HoA来准备归属密钥产 生令牌，以及通过使用转交启动cookie、开始RR和现时的启动器节点的转 交地址，来准备转交密钥产生令牌。
在产生这些令牌之后，MR发送HoT消息1112给MR 140的HoA。在 HoT消息中，包括归属密钥产生令牌，现时索引(nonce index)以及归属启 动索引。在HoT消息1112的源地址，l吏用它自己的HoA。发送如上给出的 被封装的HoT消息1112给HA 121 。在HA 121 ，封装HoT消息1112 ，并且 发送HoT消息1113给HA120。在HA120,封装HoT消息1113。结果，HoT 消息1114到达MR 140。 MR 140解封装HoT消息1114,并且获得需要的内类似地，MR 141发送CoT消息，其使用它自己的HoA作为源地址。此 处，MR 141使用MR 140的CoA作为目标地址。封装包含转交启动cookie、 转交产生令牌以及现时索引的CoT消息，并且隧道传输被封装的消息1115 给HA 121 。HA 121解封装CoT消息1115'并且发送CoT消息1116给MR 140 的CoA。 一旦接收到CoT消息1116, MR 140便开始处理以计算绑定密钥， 其用以在MR 141上注册BU。几乎在与CoTI消息1111接收的同时，MR 141开始到MR 140的HoTI 消息。发送这个HoTI消息给MR 140的HoA。源地址是MR 141的HoA。结 果，封装HoTI消息1117,并且，将其发送给HA 121。在HA 121,解封装 HoTI消息1117,并且发送HoTI消息1118给HA 120。在HA 120，封装HoTI 消息1118 ，并且发送HoTI消息1119给MR 140。几乎同时，MR 141发送CoTI消息给MR 140。在这个CoTI消息中， MR 141的CoA用作源地址，并且MR 140的HoA用作目标地址。发送这个 CoTI消息给HA 120。然后，在HA120封装它，并且隧道传输给MR 140作 为CoTI消息1121。类似地，MR 140可以通过使用它在的HoA作为源地址并且使用MR 141 的HoA作为目标地址，而发送HoT消息。隧道传输HoT消息1122给HA 120， 并且将其在HA120解封装，并且发送HoT消息1123给HA 121。在HA 121， 封装HoT消息1123，并且被封装的HoT消息1124到达MR141。另一方面，MR 140再次通过使用它自己的HoA作为源地址，并且使用 MR 141的CoA作为目标地址而发送CoT消息。隧道传输CoT消息给HA 120。 然后，被解封装的CoT消息H26到达MR 141。 MR 141也可以计算自己所 需的绑定密钥。MR 140发送它自己的BU消息1127给MR 141。 MR 140使用它自己的 CoA作为BU消息1127的源地址，并且使用MR 141的CoA作为目标地址。 类似地，MR 141也发送BU消息1128。然后，在MR 140的BU以及MR 141 结束。发送响应于BU的BA，但是详细的描述没有在此处给出。通过以上描述的操作，在MR 140隧道传输从LFN 150发送的分组1129 给MR 141,并且，被隧道传输的数据分组1130到达MR 141。然后，在MR 141,解封装隧道传输的数据分组1130,并且，原始的数据分组1131到达LFN151。在VMN (并且不是LFN 151 )的情况中，除了由MR 141产生的响应外， 开始由VMN自己的响应。响应所必须的参数可以被嵌入由VMN发送的 CoT消息中。图13示出在图12中示出的情况下的可被优化的信令流。虽然与图12中示出的情形相同，但在图13中给出了在信令中的可能的 优化的实施例。通过与图12比较，图13的抑制信令的情形的优点变得明显。再者，在图13中，MR 140发送HoTI消息1000，并且在由HA120发送 HoTI消息1102之后，HoTI消息1003到达MR 141 。当解封装HoTI消息时, MR 141获得归属启动cookie、 MCRDstOpt以及LFN 151的地址。为了获得 来自CoTI消息的转交启动cookie, MR 141转换到这样的状态,以搜索被发 送给LFN 152的地址的CoTI消息。MR 141检测CoTI消息1004,并且获得 来自CoTI消息1004的转交启动cookie。此处，不同于发送单独的响应消息(到MR 140的独立的HoT消息和到 MR 140的独立的HoTI消息)给MR 140，在单个响应消息1007中一起组合 所有这些消息。MR141的HoA用作在响应消息1007中的源地址，并且，实 现作为HoTI消息的有用性，在响应消息1007中，MR 140的HoA用作目标 地址，并且，可以获得作为HoT消息的有用性。此外，LFN151的地址存储 在这个响应消息1007中。结果，作为响应消息的有用性得以获得。在响应消息1007中，除了 LFN 151的地址外，有必要包括它自己的归属 启动cookie、通过使用从MR 140发送的归属启动cookie产生的归属密钥产 生令牌、现时索引以及从MR 140发送的归属启动cookie。在响应消息1007 作为移动首标消息发送的情况下，可以插入上述消息作为移动选项。这取决 于实际的执行。结果，发送由此组合的响应消息1007。最后，响应消息1009到达MR 140。 在MR 140,解封装消息1009,并且获得必要的参数。根据接收到的响应消 息1009， MRI40识别多个参数，以准备用来发送BU消息的归属密钥产生令 牌，并且，准备被发送给MR 141的HoT消息。此外，由于经由到响应消息 的源地址的隧道到达LFN 151是可能的，所以，MR 140识别出可移动CR-RO 模块是可用的。此处，对通过组合的消息执行优化的方案简单地给出描述。 在响应消息1009已被发送之后，MR 141发送另一个组合的消息。这个消息是CoT消息、以及由MR 141发送给MR 140的CoTI消息的组合消息。MR 141设置组合消息的目标为从CoTI消息1001识别的MR 140的 CoA。基于这个组合消息，MR 141指示它自己的CoA给MR 140。因此，在 组合消息中，在基本上组合CoTI消息和CoT消息的功能的有效性。通过这 种组合消息，必须携带由MR141产生的转交启动cookie、由MR141产生的 转交密钥产生令牌、用于产生这个令牌的转交启动cookie以及现时索引。如 上给出的组合消息是在图13中示出的消息1010。这个消息1010可以由使用 类似于以上描述的方式中的移动首标而准备。对于本领域的技术人员而言， 显然，根据不同的消息，移动首标的类型不同。一旦接收到组合消息1010, MR 140便发送HoT消息1011给MR 141 。 MR 140必须设置HoT消息的目标为MR 141的HoA。另 一方面，为了执行 优化，MR 140也可以使用它自己的CoA作为源地址。这个HoT消息1011 由HA 121传输，并且到达MR 141作为HoT消息1012。类似地，MR 140发 送CoT消息1013。考虑到CoT消息，设置目标为MR 141的CoA是重要的。类似于MIPv6 RR,来自MR 140的HoT消息具有正常的参数。再者， 其适用于来自MR140的CoT消息。最后，完成所有与RR相关的优化信令， 并且，MR140发送BU消息1014。类似地，MR141发送BU消息1015。在 图13中仅仅示出了 BU流。实际上，然而，BA是与每个BU关联而被发送 的。在图14中，示出了本发明并不完全成功的情形。如上所述，在对等节点 主要存在于被访问域的情形(理想情形)中，优化本发明。以下，然而，不 同于理想情形，将给出在根据本发明的RO没有被执行的情形(本发明并不 对所有范围都成功的情形)的描述。在这个情况下，对等节点仍是LFN 150 或者LFN151。再者，MR140的HA是HA120,并且MR141的HA是HA 121。此外，假设此处MR140存在于被访问域中，并且LFN 151存在于归属 域中。在LFN 150开始与LFN 151的数据通信的情况下，由于MR 140存在于 被访问链路中，所以，如以上的实施例所解释的那样开始测试消息的处理。 利用隧道传输，经由路由1200发送这个测试消息。HA 120执行测试消息的 解封装，并且经由路由1201发送测试消息给LFN 151的归属域。由于HA 121 并不具有绑定，所以，它不能发挥如代理那样的功能，并且没有截取测试消 息。结果，HA121并不执行对MR141的隧道传输。因此，具有MCRDstOpt的消息到达LFN151,而不是MR141。然而，MR141是移动的，并且在几乎所有的情况下，它是与归属域分离 的。因此，在此，注意集中在这样的情形，根据其，MR141存在于归属域中 的条件并不常见，并且，在本发明中，MR141没有存在于归属域中。在MR 141存在于归属域中的情况下，如果与图1中示出的情形比较，在路由的一 半上部分的执行优化。因此，即使在不能执行优化的情况下，也不存在实质 的问题。以上，已给出了存在很多方法在上述操作中发送MCRDstOpt的描述。然 而，这些方法的每个都具有优点和问题。当使用期望的测试消息时，必须在任何情况中执行消耗带宽的额外的RR 信令，并且，存在在建立优化路径中引起延迟的可能。结果，在根据本发明 的优选的方法中，CoTI消息用作测试消息。在图15中，示出了 CoTI消息 可以用作测试消息。图15示出用作测试消息的CoTI消息500的消息结构的例子。这是CoTI 消息，并且，IPv6首标501的源地址是发送消息的启动器节点的CoA。再者， 目标是接收器，其希望启动器节点建立隧道。此外，示出了插入在目标扩展首标中的MCRDstOpt (可移动CR目标选 项)502。在CoTI消息中，没有指示测试消息的启动器节点的HoA,并且， 启动器节点的HoA没有插入在MCRDstOpt中。再者，类似于正常情况，CoTI 消息必须发送转交启动cookie 504。增加其到移动首标503的数据部分。由于CoA用作CoTI消息的源地址，所以，作为测试消息的CoTI消息的 使用的优点在于CoTI消息可以更快地到达目标而不必隧道传输。作为本发明的另一个优选的方法，HoTI消息可以用作测试消息。图16 示出HoTI消息，其用作测试消息403。在这个HoTI消息中，测试消息的启 动器节点的HoA必须是IPv6首标404的源地址。因此，必须封装这个测试 消息用以隧道传输，并且，将隧道分组转为分组400。在具有隧道IPv6首标401的隧道分组400中，设置启动器节点的CoA作 为源地址。由于这个隧道分组400是给启动器节点的HA的隧道，隧道首标 具有隧道验证首标(隧道AH) 402。这个测试消息是移动消息。根据非专利 文献1 ，隧道归属地址目标选项没有被插入目标扩展首标中。在HoTI消息用作测试消息的情况下，HoA用作源地址，并且，不需要在MCRDstOpt中插入HoA。该选项的实际内容可以是空的，或者，作为选项，可以插入密钥。取决于选项的类型，必须明确它是哪个类型的选项。接收器识别用来从此消息获得相关信息的方法。另一方面，类似于正常的HoTI 消息，HoTI消息包括移动扩展首标(移动首标)406,并且，归属启动cookie 407存在于该消息中。使用这个移动扩展首标406的优点在于不需要由MCRDstOpt发送HoA， 并且，不同地，加密密钥可以通过使用MCRDstOpt而发送。此外，由于其被 隧道传输到启动器节点的HA，所以，该消息转换为确定较高安全度的状态。 使用加密密钥的优点在于，响应消息的传输源可以在响应的时间发送这个密 钥，并且，启动器节点可以具有测试消息已被发送给正确的位置的肯定的证然而，当必须在嵌套结构的CN环境下充分使用这种解决方法时，期望 在HoTI消息的MCRDstOpt中使用启动器节点的HoA。在这样做时，MR可 以避免检查直至HoTI分组内部的细节的处理负担。图17示出在本发明的优选的实施例中的响应消息的例子。在上述的实施 例中，已经给出了响应消息具有包括与为优化信令的目标的RR相关的参数 的多个参数的方法的描述。此处，明确了响应消息的基本结构。考虑响应消息的目标地址是测试消息的启动器节点的HoA。再者，响应 消息的源地址是响应消息的启动器的HoA,或者，在另一个方法中，插入获 取MCRDstOpt的节点的HoA。响应消息的源地址和目标地址被存储在IPv6 首标604中。IPv6首标604具有源地址字段605和响应消息的目标地址字段。 在源地址l殳605中，包括响应消息的传输源的HoA,例如，测试消息的启动 器节点的HoA分组包括在目标地址字段606中。再者，响应消息也可以被安排为移动扩展首标的几个新的类型。对于响 应消息，MR如同代理一样给出响应，并且，响应消息具有测试消息定址的 LFN的地址608。在由测试消息发送密钥的情况下，可以发送加密密钥609, 使得响应消息的接收器可以检查消息的有效性。期望由测试消息发送的加密 密钥用作加密密钥609,并且加密功能的应用结果被用在响应消息中。结果， 接收器可以验证响应消息的真实性。再者，类似于正常情况，响应消息的启动器节点的HoA用作源地址，并 且在隧道中封装这个响应消息。当准备被封装的分组600时，隧道AH 602与隧道IPv6首标601 —起用作隧道首标。图18示出了这样的情形，其中，试图执行相.互之间的通信的LFN 150 和LFN 151存在于^f皮访问域中，并且，嵌套处于3级。LFN 150在MR 140、 MR 141以及MR 142下的嵌套条件中。HA 120、 HA 121以及HA 122分别是 MR 140、 MR 141以及MR 142的归属代理。LFN 151在MR 143、 MR 144 以及MR 145下的嵌套条件中。HA123、HA124以及HA125分别是MR 143、 MR 144以及MR 145的归属代理。根据本发明，即使在这样的条件下，也可以提供优化。在这个实施例中， 示出了当本发明在这样的条件下执行时，优化的进一步执行以减少对信令 的负担是值得期望的。以下将给出实现根据本发明的优化的方法的描述，并 且，说明为了实现更好的优化、进一步的扩展是必须的。当LFN 150启动与LFN 151的数据通信时，MR 141开始可移动CR-RO 模块，并且发送具有MCRDstOpt的测试消息给LFN 151。在经过HA120、 HA 121以及HA 122之后，发送这个测试消息给HA 125。由于HA125是隧 道入口点，所以，复制MCRDstOpt到隧道首标，当测试分组到达HA 124时， 执行相同的处理，并且最后，它到达HA123。在最后，在通过多个封装进行 处理之后，测试分组到达MR 143 。在发送测试分组的情况下，所有的上游路由器(MR 143、 MR 144、 MR 145)除了内部分组的目标地址之外，还注意到MCRDstOpt的值。然后，MR 143 、 MR 144以及MR 145分别发送响应消息给MR 142,即,测试消息的发 送器。在接收到响应后，MR 142开始MR 143、 MR 144以及MR 145之间的 双向RR、 BU以及BA。在这些三个双向隧道建立完成后，MR142启动通过 在将被从LFN 150发送给LFN 151的数据分组上、将每个MR 143、 MR 144 以及MR 145的CoA插入到至MR 145的隧道的RH2而被优化的数据通信。在MR 142开始与MR 145优化的数据通信之后，为了执行RO, MR 141 开始到MR 143的测试消息。已经描述了这个处理，并且通过开始由MR141 参考的目标地址是MR 143的CoA的事实来执行它。在这种方式中，MR 142 的所有的上游MR (MR 140以及MR 141 )分别建立与MR 143的双向隧道。 因此，不同于执行对自己的HA的隧道传输，所有的上游MR (MR 140以及 MR 141 )可以执行对MR 143的隧道传输。根据以上给出的描述，为了解决与在嵌套条件下的CN的RO相关的问题，必须执行多个信令是明显的。对于本领域的技术人员而言，当执行RO 时伴随的绑定风暴是显然的。不通过最优的和安全的方法执行多个信令，MR142就必须识别每个MR 143、 MR 144以及MR 145的CoA。 MR 145必须识 别MR 142、 MR 141以及MR 140中的每个的CoA。结果是，当扩展本发明 时，期望获得上述目标。接着，参考图19到图26,将给出本发明的另一个实施例的描述。在这 个实施例中，对解决与具有缺陷的情形(本发明并不完美地成功的情形)相 关的问题的解决方法给出描述，并且，在所述情况下，注意集中在以上描述 的实施例上。在如图19中详细示出的实施例中，描述了这样的方法,.其中，处于被访 问域内的在深度嵌套条件下的LFN 152对通过减少的LFN 152和连接到存在 于归属链路中的MR 140的对端节点LFN 150之间的信令、利用路由优化而 处理的路径(路由优化路径(RO路径))进行实际化。参考图19,以下给出 这个实施例的描述。作为对等节点的LFN以传送方式获取这个路由优化。LFN 152连接到 MR 142。此外，MR 142连接到MR 143。 MR 142和MR 143连接到被访问 的链路，并且，MR 142的HA和MR 143的HA分别是HA 122和HA 123。另一方面，LFN 150连接到MR 140，并且，MR 140存在于它自己的归 属链路上。存在于归属链路上的MR 140的归属代理之一是HA 120。在图19中，MR 142发送测试消息1400给目标，根据这个，LFN15之执 行通信。在这个情况中，MR 142将MCRDstOpt加到这个消息的首标。 MCRDstOpt具有MR 142的HoA以及标识符的两个属性。此后，标识符，即， MCRDstOpt的一个属性，被称为ID (用来识别建立隧道的过程的ID )。类似于上述实施例，这个测试消息1400可以是HoTI。因此，可以通过 隧道将其封装给HA122。在MR 143,通过隧道，封装被封装的测试消息1400 给HA 123。在HA 123,解封装两次被封装的消息1401的部分，并将被封装 的消息1401传送到HA122。在HA 122,测试消息被完全解封装，并且，消 息(带有MCRDstOpt的消息)1403到达LFN 150。根据本发明，当MR存在于归属链路中时，MR检查所有的目标选项(也 包括每个不具有自身作为目标的选项)。MR在归属地不需要执行解封装处理。 由于检测和处理需要的时间的复杂的处理对于MR并不意味着高成本。因此，38这些特征并没有增加MR的处理负担。在许多情况下，LFN 150并不支持路由优化处理。在这样的情况下，在 LFN 150,经常忽略消息1403。 MR 140检查MCRDstOpt,并且在确认测试 消息的目标地址的前缀是由自己拥有的前缀之后，发送响应消息1404给测试 消息的发送源，或者，简单地传输这个测试消息，并且，并不产生响应消息。根据本发明，发现/指定在到达响应消息的目标的树路径上的MR (MR 142 )。当产生响应消息1404时，MR 140在称作RESDstOpt(ResponseDstOpt, 图19中，简单描述为DstOpt)的新的目标选项中插入的它自己的HoA和在测 试消息中接收的ID。这个响应消息具有为了优化隧道建立程序而插入与RR 相关的参数的移动首标。这个响应消息进一步具有LFN 150的地址。这个消息1404到达HA 122。此处，HA 122通过隧道封装消息1404给 MR 142。此外，HA122是隧道入口点，并且根据隧道的规范执行RESDstOpt 的审查。HA 122理解这个选项并且识别这个类型的选项具有两个参数。然后， HA 122仅卩又复制这个选项(RESDstOpt)到所产生的隧道首标(外部隧道)。消息1405到达HA 123。在HA123，将其进一步隧道传输给MR 143。 此处，HA 123复制RESDstOpt给由HA 123 (外部隧道)产生的隧道首标。 两次封装的消息1406到达RESDstOpt,并且，将它在MR143解封装。在解 封装处，MR143获取响应目标选项。并且，在解封装之后，MR1"集中注 意力于目标地址。在该情况下，在解封装之后MR 143集中注意力的目标地址是MR l42 的CoA。在解封装之后，曾经封装的消息1407到达MR 142。 MR 142是响 应消息期望的接收器。它获取来自RESDstOpt的参数并且进一步获取来自移 动首标的参数。MR 142检查LFN 150的值以及ID，并且确认已经接收到正 确的响应。在这种情况下，有可能以这样的方式设计MR142可以通过使用 特定的机制将LFN /LMN与VMN区分。理想上，MR 142必须仅仅发送消息 给LFN/LMN。 VMN可以发送它自己的测试消息。再者，MR 142保持媒体接入控制(MAC )标识符，并且可以为由它发送 的测试消息识别响应消息。当MR 142接收对于其并不发送的测试消息的响 应时，通过指定 一跳下游地址，它可以从响应消息识別出响应消息来自VMN 还是MR。根据本发明，MR 143识别接收到的响应消息，并且发送另一个响应消息1408,以清楚的向MR 140指示从MR 140接收的ID。隧道传输这个消息1408 给HA 123。在HA 123，传输消息1409。此处暗指的参数不是目标选项，并 且，由移动首标发送它。这是因为，没有必要由响应-响应消息(对响应的 响应消息)识别在到达目标的树路径上的上游MR。最后，这个消息1409到 达MR 140。 MR 140确认ID,并且掌握期望对其跟踪的树路径，并且从消息 1409中获取该参数。紧接在接收到来自MR140的响应之后，如以上的实施例中解释的那样， MR 142开始RR (即，利用MR 140的优化RR )。通过安全隧道建立信令的 流1410, MR 140掌握MR 142的CoA。然后，通过使用从MR 143获得的响 应消息、估计到达MR 142的树路径是可能的。MR 143通过响应消息清楚地 指示MR 142的CoA。此外，MR 140从与RR相关的信令获得MR 142的Co A, 并且估计到MR 142的树路径。根据本发明，紧接在估计树路径之后，MR 140 可以通过利用到与RR相关的信令的树路径的估计结果，化筒信令路由。在RR和隧道的建立之后，MR 142仅仅拥有MR 140的HoA,并且它并 不拥有到达MR 140的树路径。由于从由MR 140接收的响应并没有清楚地指 示CoA,所以，MR 142可以根据从MR 140接收的响应，来迅速地预测树路 径。此外，MR 142从期望的接收器(MR 140)接收响应，作为包括相同ID 的第一响应，并且，它获悉MR 140存在于归属地。在与MR142的隧道建立 之后，MR 140具有这样的树路径，其中，MR 143的CoA、 MR 142的CoA、 以及MR 142的HoA是隧道路由。当LFN 150发送数据分组1411给LFN 152 时，MR 140检查数据分组1411是否具有与在新的BCE中相同目标地址的前 缀。如果前缀相同，则MR140进一步检查是否可以发现与它相关的树路径。 如果发现其，则MR 140设置MR 143的CoA作为第一 目标，并且执行对MR 142的隧道传输。隧道传输的分组1412由此到达MR 142。在由MR 142解封 装之后，发送数据分组143给LFN152。图20示出了用于在这样的情况下、通过减少RR和BU信令而获得路由 优化的目的使用本发明的方法，在该情况下，单播通信的两端都存在于被访 问域中，并且，它们中的一个处于嵌套条件下。在图20中，启动器节点(启动器)180连接到被访问链路(外部接入网 络)。再者，LFN 151连接到MR 141,并且，此外，MR 141连接到MR 142。 MR 142和MR 141都存在于被访问链路，并且，MR 141的HA和MR 143的HA分别是HA 121和HA 122。启动器180发送测试消息，并且，这个消息到达LFN 151。由这个消息 采用的^各由为路由1500、 1501 (隧道)、1502 (双隧道)、1503 (解封装之 后的单隧道)以及1504。然后，它到达LFN 151。 MR 142和MR 141从被接 收的隧道首标接收MCRDstOpt,并且发送相关的响应(与在与图19连接中 解释相同的以上描述的另一个实施例中暗指的相同响应)。MR141理解它 存在于被访问链路。唯一的区别是它在响应消息的移动首标中插入它自己 的CoA。在这种情况下，根据本发明，当HA执行隧道传输并且复制MCRDstOpt 的属性给由它产生的隧道首标时，HA为MCRDstOpt产生新的称作"计数属 性"的属性(在不存在属性的情况下)。根据图20中示出的情形，HA121通 过产生计数属性而设置值1。使用这个计数属性作为MCRDstOpt的属性，将 其插入在由它产生的隧道首标中。当在HA122执行进一步的封装时，这个计 数属性的值由HA122递增到2。然后，HA122设置值2为由HA122产生的 隧道首标的MCRDstOpt的计数属性。一旦获取MCRDstOpt, MR 142便接收计数值2，并且，MR 141接收计 数值l。由于MR 142接收计数值2，它理解MR 142是期望的接收器的上游 MR,并且它不是测试消息的目标接收器。结果，当MR142准备响应消息时， 它在移动首标而不是目标选项中插入诸如它自己的CoA、 ID、以及1级跳地 址等等的参数。由于MR 142不需要为了发送响应消息而具有到达目标(启 动器节点180)的树路径上的上游MR。另一方面，本发明具有减少不必要的信令的目的。MR141是期望的接收 器，并且，有必要发现在到达测试消息的发送器(启动器180)的树路径上 的上游路由器。因此，在由MR 141发送的响应消息中，在目标选项中包括 HoA以及ID。MR 142的响应消息的路由为路由1505 (单隧道)、以及1506(无隧道)。 再者，MR 141的响应消息的^^由为^"由1507 (单隧道)、1508 (双隧道)、 1509 (单隧道)，以及最后的1510 (无隧道)。根据这个图，与MR 141的响应消息相比，来自MR 142的响应消息首先 到达启动器180。从第一响应获得的密钥参数为ID、MR 142的HoA、MR 142 的CoA以及MR 141的CoA (当具有MCRDstOpt的第一测试消息解封装时获得)。另一方面，第二响应消息的参数为(来自MR 141的响应消息)ID、 MR 141的HoA以及LFN 151的地址。一旦获得第一响应，启动器180便识别出这个响应并不是来自期望接收器 的，因为LFN 151的值没有出现。再者，启动器180根据ID理解MR中的 一个存在于LFN151的树路径上游。通过分析两个响应参数，由于ID相同并 且它是期望的响应，启动器180可以估计MR 142的CoA, MR 141的CoA， MR141的HoA,以及LFN151的地址，作为树^各径。因此，根据本发明， 当在从响应(多个来自不同的MR对于单个测试消息的响应)估计树路径之 后建立到MR 141的双向隧道时，使用这些结果。再者，当发送数据给LFN.151时，使用这个隧道。在隧道首标，目标地址 变为MR 142的CoA,并且MR 141的CoA和MR 141的CoA被包括在RH2 中。当与图26中示出的现有技术比较时，这个机制的优点就被明确显示了 。 不使用多个RR和BU信令，形成优化路由，并且，仅仅执行在启动器和期 望的接收器之间的必要的和必不可少的RR和BU。在获得相关的MCR目标 选项之后，通过参照计数属性和目标地址，MR可以指定直接连接的LFN和 V固/MR。如上所述，在获得相关MCRDstOpt之后，通过参照计数属性和目标地址， MR可以指定直接连接的LFN和VMN/MR。例如，MR 142理解MR 141的 CoA属于或者VMN或者MR,并且不属于LFN，因为它接收到计数值2。 在这种情况下，MR 142不应当开始对于MR 141的CoA的测试消息处理。根据与图19和图20的连接而解释的解决方法，通过使用ID,以简单的 方式估计树路径过程是可能的，而在节点中的搜索树路径的状态管理算法变 得更加复杂。再者，ID的发送必须在几乎所有的隧道建立的流中执行，并且 这个机制在一些情况中存在缺点，这是因为，无用地浪费了频带。此外，直 到估计了完全的路由为止，由于节点必须持有相关于ID的参数，所以，处 理变得更复杂。再者，处理的复杂度可能由于ID值必须在接收到响应时被检 查而增加。这意味着当使用ID时，状态管理变得更加复杂。如结合图21所解释的、以及在本发明的实施例中描述的，根据本发明， 存在另一个不使用ID或者复杂的状态管理算法获取目标的树路径的方法。在 这个方法中，当发现目标的树路径时，可能出现轻微的延迟，并且信令会增 加一些。这与图20中的方法不同(开发多个响应到单个测试消息)。对单个测试消息产生单个响应。结果，在搜索树路径时产生多个测试消息和相同数 目的响应。在图21中，启动器180存在于被访问链路中。再者，MR 142和MR 141 存在于被访问域中，并且，LFN 151处于在MR 141和MR 141之下的嵌套条 件中。再者，HA 121是MR 141的HA, HA 122是MR 142的HA。启动器180发送包含MCRDstOpt(此处，例如，CoTI用以增加MCRDstOpt) 的测试消息1600。启动器180将MCRDstOpt分类为复制1类型，并且设置 适当的类型值(复制标志)以识别该类型。消息1600到达HA 121。 HA 121 复制MCRDstOpt给由它产生的隧道首标，并且发送消息1601,其中将在隧 道首标中的MCRDstOpt的选项类型设置为复制0类型。复制.l类型指示这个 选项可以给隧道首标复制1次，并且复制0类型意味着所有的隧道入口点必 须复制这个选项给在每个点处产生的隧道首标。HA 122接收被封装的消息1601,并且进一步隧道传输分组。然而，按照 包括在消息1601中的复制0类型的MCRDstOpt, HA 122并不向隧道首标复 制目标选项。这个分组1602到达MR 142。然而，MR 142并不获取相关的参 数，这是因为，MCRDstOpt不存在于隧道首标中。它简单地执行解封装，并 且发送分组1603给MR 141。 MR 141获得复制0类型的MCRDstOpt。结果， MR 141仅仅接收启动器180的HoA (启动器180没有发送ID )。此处，MR 141发送正常的响应消息1605，如结合图21解释的另一个实 施例中指示的那样。经由HA 122和HA 121发送这个响应消息1605分别作 为响应消息1606和1607,并且响应消息1608最终到达启动器180。启动器180从响应消息1608的参数中获得MR 141的CoA。然后，启动 器180试图搜索任何期望的在通往LFN 151的路由上的上游MR。由于这个 原因，启动器180发送另一个文本消息1609给MR 141的CoA。结果，MR 142 获得复制0类型的MCRDstOpt,其具有接收到的分组1611,并且给出在分组 1612及1613中指示的响应。当接收到响应时，启动器180开始与另一个测 试相关的处理给MR 142的CoA (没有在图21中示出)。然后，由于启动器 180在特定的固定的终止时间周期中不能接收到响应，所以，可以估计树路 径，由此到达LFN 151是可能的。具体地，启动器180获得诸如MR 141的 HoA、 MR 141的CoA以及来自第一个响应的LFN 151的地址等参数。再者， 从第二个响应中，启动器180获得诸如MR 142的CoA、 MR 142的CoA 、MR 141的CoA等参数。因此，启动器180可以估计树路径。在估计树路径之后，启动器180以及MR 141互相建立双向隧道。在这种 情况下，使用信令流1614。再者，在建立隧道的处理中使用有关树路径的信 息。在与MR 141的隧道建立之后，启动器180具有MR 142的CoA、 MR 141 的CoA、 MR 141的HoA以及BCE内的LFN 151的地址。隧道传输的数据 消息1615到达MR 141。MR执行解封装，并且发送数据消息1616给LFN 151。 在这个情况下，MR 142的CoA变为隧道的目标地址。图22示出当应用使用ID的方法时，在由第一隧道入口点封装之后的测试 消息的分组的结构。分组2000示出封装的测试消息的分组。封装测试消息的分组，并且，测试消息的分组具有IPv6首标2008，目标 扩展首标2009、以及MCRDstOpt 2010。这个MCRDstOpt 2010具有两个属 性，即，"属性1(2011 ):测试消息2011的发送器的HoA"以及"属性2(2012): ID"。例如，可以使用ID、顺序号、随机数、校验和等等作为属性2(2012)。在顺序号的情况下，产生ID是容易的，但是由于可以引用其，并且攻击 者可以通过预测该顺序而开始攻击，所以，存在安全风险。在随机数的情况 下，安全风险较低，但是，必须为每个消息产生随机数。在使用校验和的情 况下，必须为ID的产生使用散列算法。在这个校验和的方法中，执行延迟攻 击是困难的，并且对于攻击者而言预测ID也是困难的。因此，根据校验和的 方法，可以提供较高的安全性。由于这是基于CoTI的消息，测试消息的移动首标2013具有转交启动 cookie 2014。再者，隧道首标具有隧道IPv6首标2001 、隧道AH (鉴权首标) 2002、以及隧道目标扩展首标2003。隧道扩展首标2003具有MCRDstOpt 2004。此外，隧道的MCRDstOpt 2004具有三个属性，即，发送器的HoA( 2005: 与2011相同)、ID (与2006以及2012相同)、以及计数值(2007 )。由于隧 道入口点不能引用内部MCRDstOpt，所以，产生这个计数值。图23示出当应用没有使用ID的机制时、在第一隧道入口点的隧道传输之 后的测试消息的分组的结构。在图23中，在原始的测试分组的MCRDstOpt 5008中描述复制1类型。因此，接收这个分组的第一隧道入口点复制 MCRDstOpt 5008的内容给由它自己产生的隧道首标，并且在隧道首标中为 MCRDstOpt描述复制0类型。 结果，当执行隧道传输时，所有的其它隧道入 口点，不复制这个选项。在隧道的MCRDstOpt 5004中的属性值与内部的原始MCRDstOpt 5008的相同。图25示出来自期望的接收器的给第一测试分组的响应分组4000。在图25 中，响应的发送器的HoA在响应消息中用作源地址(如上述的另一个实施例 中的说明那样)，并且它经常具有在图25中示出的结构。响应的发送器通过 隧道传输，而将消息封装到其自己的HA。隧道字段是隧道IPv6首标4001和 隧道鉴^L首标(隧道AH ) 4002,并且，真正的响应消息具有IPv6首标4003 和目标扩展首标4004。在目标扩展首标4004中包括几个响应消息。在目标 扩展首标4004中的属性之一是响应4006 (属性1 )的发送器的HoA。其它属 性是在测试消息中发送的ID (属性2 ) 4007。响应消息4000具有移动首标4008。在这个类型的移动首标4008中，增 加了三个选项。选项4009指示对于执行RR或者优化RR必须的选项值，如 归属启动cookie ( HoTI cookie )或者归属密钥产生令牌。选项4010指示测试 消息已经首先被发送的LFN的地址。再者，选项4011指示移动节点的CoA 以产生响应(即，发送器)。此外，图24示出了由MCRDstOpt的接收器产生的响应消息，其是理想的 并且期望的作为设置到测试消息的目标的MR的上游MR。在这个上游MR 中，没有必要如以上描述的另 一个实施例中解释的那样给出进一步的响应。 因此，没有必要使参数进入到如图25所示的目标选项(RESDstOpt)。因此， 这个上游MR插入所有的参数到移动首标3007作为选项。再者，设置HoA 作为这个响应的源地址。因此，这个响应必须给自己的HA隧道传输。移动 首标3007具有选项3008。对于选项3008，设置一跳的下游MR的CoA。对 于选项3009,设置发送器(上游MR )的CoA。对于选项3010,设置在测 试消息中发送的ID。以上，在实施例中披露并描述了本发明，其应当认为使最可实施的及优选 的。然而，对于本领于的计数人员而言，在不脱离本发明的精神的范围的条 件下，在设计事务以及在参数的细节上的改变和修改都是显而易见的。在本发明的实施例的描述中使用的功能框可以由LSI (大规模集成)完成， 其是集成电路的典型例子。可以独立地使用集成电路作为单个芯片或者可以 变为单个芯片，使得可以包括部分或者全部。虽然作为LSI描述，也可以称 作IC(集成电路)、系统LSI、超级LSI或者超LSI，取决于集成的程度。集成的技术不限于LSI,并且可以通过使用具体目标电路或者通用目标处理器而设计。在LSI的制造后，可以使用FPGA (现场可编程门阵列)，其可 以在LSI的制造后编程，或者可重配置处理器，其中在LSI中的电路单元的 链路和设置可以重配置。此外，随着半导体技术和从它集成的计数的不同类型的进步，如果在电 路的集成上的新技术可以出现以取代LSI,功能框可以通过使用这种计数而 集成。例如，这种可能的一个位于生物计数的应用中。工业实用性本发明具有当从归属节点分离出来的两个末端节点的每个执行数据通信 时，可以优化数据通信的路由的效果。在使用互联网协议的通信技术中可以 应用这个技术。具体地，它可以用于与在移动IPv6中定义的那样的路由优化 相关的技术中。
权利要求
1、 一种用来优化通信路由的通信路由优化方法，要在移动路由器的控 制下、在第一通信节点和第二通信节点之间执行所述方法，其中所述方法包括以下步骤将包括用于所述通信路由优化的信息的预定目标选项插入到要被传送 给所述第二通信节点的分组的首标中；由所述移动路由器的归属代理接收从所述第一通信节点发送给所述第 二通信节点的所述分组；以及封装所述分组，以便通过所述移动路由器的归属代理执行将所述分组隧 道传输到所述移动路由器，并且，通过复制所述预定目标选项，将所述预定 目标选项插入到隧道分组首标。
2、 根据权利要求1所述的通信路由优化方法，其中所述方法还包括以 下步骤由所述移动路由器检测所述分组，其中，所述预定目标选项存在于所述 隧道分组首标中；由所述移动^^由器向所述第 一通信节点发送响应消息，其中包括了用来 在所述第一通信节点和所述移动路由器之间执行路由优化的信息； 在所述第一通信节点和所述移动路由器之间执行路由优化；以及 由所述第一通信节点或所述移动路由器发送要在所述第一通信节点和 所述移动路由器之间发送的分组，使得所述分组通过作为所述路由优化的结 果的被路由优化的路由。
3、 根据权利要求1所述的通信路由优化方法，其中，所述第一通信节 点是与所述移动路由器不同的移动路由器，并且，当检测到与所述第二通信 节点执行通信的第三通信节点时，为了在所述第二通信节点和所述第三通信 节点之间优化通信路由的目的，在所述移动路由器之间执行路由优化。
4、 根据权利要求1所述的通信路由优化方法，其中，所述第一通信节 点使用关于消息的分组，以按照所述分组在所述第一通信节点和所述第二通 信节点之间执行路由优化，其中所述预定目标选项要被插入到所述分组。
5、 根据权利要求4所述的通信路由优化方法，其中，所迷方法包括以 下步骤由所述移动路由器向所述第一通信节点发送对用来在所述第二通信节点和所述移动路由器之间执行路由优化的消息的响应消息，该响应消息包 括用来在所述第 一通信节点和所述移动路由器之间执行路由优化的信息。
6、 根据权利要求1所述的通信路由优化方法，其中，所述第一通信节 点是与自己的归属地分离的移动节点，并且，自己的归属地址被插入到所述 预定目标选项中，并且，自己的转交地址被设置为所述预定目标选项被插入 的分组的源地址。
7、 根据权利要求1所述的通信路由优化方法，其中，所述第一通信节点是与自身归属地分离的移动节点，在所述预定目标选项中插入加密密钥， 并且，自身的归属地址被设置为所述预定目标选项被插入的分组的源地址。
8、 根据权利要求1所述的通信路由优化方法，其中所述方法还包括以 下步骤的分组；由所述移动路由器产生用于使用所述加密密钥进行验证的信息；以及 由所述移动路由器将响应消息发送到所述第一通信节点，该响应消息包括用于路由优化的信息、以及用于在所述第一通信节点和所述移动路由器之间进行验证的所述信息。
9、 根据权利要求2所述的通信路由优化方法，其中所迷方法还包括以 下步骤当所述移动路由器连接到归属链路时，检查来自在自己的控制之下的移 动网络外部的分组的预定目标选项；以及当所述分组的目标地址的前缀与在所述移动路由器的控制之下的前缀 一起出现时，由所述移动路由器发送所述响应消息。
10、 根据权利要求1所述的通信路由优化方法，其中所迷方法包括以下 步骤当传输所述分组的所有移动路由器传输包括所述预定目标选项的所述 分组时，发送响应消息给所述第一通信节点；以及由所述第一通信节点基于来自每个移动路由器的所述响应消息，估计到 所述第二通信节点的路由。
11、 根据权利要求1所述的通信路由优化方法，其中所述方法包括以下 步骤由所述第一通信节点插入用来指示所述预定目标选项可以被复制一次到所述分组的首标的信息；封装所述分组，以隧道传输到首先接收到所述分组的所述任何移动路由 器的归属代理所期望的任何移动路由器，通过复制所述预定目标选项而将所 述预定目标插入到隧道分组首标，并且插入用来指示所述预定目标选项到所述隧道分组首标的复制被禁止的信息；以及发送包括用来在所述第一通信节点和所述移动路由器之间执行路由优 化的信息的响应消息，由所述移动路由器将所述消息发送给所述第一通信节 点，以传输带有所述首标的所述分组，其中包括用来指示在解封装之后可复 制所述预定目标选项一次的信息。
12、 一种要在移动节点上组装的通信路由优化控制装置，其中，将其布 置为自己的归属地址或者包括加密密钥的预定目标选项被插入到与用来对 对端节点和所述移动节点之间的路由执行路由优化的消息相关的分组的首标中。
13、 一种要在移动路由器上组装的通信路由优化控制装置，其中，检测 在自身控制下连接的通信节点和期望的对端节点之间的通信，并且，将其布 置为将与用来与所述期望的任意对端执行路由优化的消息相关的分组发送 到所期望的所述对端节点，并且，所述分组是插入了自己的归属地址或者包 括加密密钥的预定目标选项的分组。
14、 一种要在移动路由器的归属代理上组装的通信路由优化控制装置， 其中，将其布置为在包括要用于路由优化的信息的预定目标选项被插入到 要被隧道传输给所述移动路由器的分组的首标中的情况下，封装所述分组， 以执行到所述移动路由器的隧道传输，并且通过复制所述预定目标选项到隧 道分组首标，而将所述预定目标选项插入到隧道分组首标。
15、 一种要在移动路由器上组装的通信路由优化控制装置，其中，将其 布置为在包括要用于路由优化的信息的预定目标选项被插入到要被传输给 通信节点控制的封装的分组的隧道分组首标中的情况下，发送包括自身归属 地址和控制下的通信节点的地址的响应分组。
16、 一种要在移动路由器上组装的通信路由优化控制装置，其中，当所 述装置连接到归属链路时，所述装置检查在来自在自身的控制下的移动网络 外部的分组中包括的预定目标选项，并且，当在所述分组的所述预定目标选项中包括的地址的前缀与在所述移动路由器控制下的前缀一起出现时，所述 装置发送所述响应消息。
17、 一种要在移动节点上组装的通信路由优化控制装置，其中，所述装 置发送带有插入其中的预定目标选项的分组给任何期望的对端节点，并且， 所述装置通过从要在所述分组到达所期望的所述任何通信节点之前通过的 移动路由器接收对所述分组的响应消息，而估计到所述第二通信节点的路 由。
18、 一种要在移动路由器上组装的通信路由优化控制装置，其中，当传输包括预定目标选项的所述分组时，所述装置发送响应消息给所述分组的传 输源。
19、 一种要在移动节点上组装的通信路由优化控制装置，其中，所述装 置通过添加信息到其中插入了预定目标选项的分组，而将分组发送给任何期 望的对端节点，所述信息用来指示当封装所述分组时，仅仅可以将所述预定 目标选项复制到封装的首标一次。
20、 一种要在移动路由器的归属代理上组装的通信路由优化控制装置， 其中，当封装包括用来指示所述预定目标选项仅可被复制一次的信息的分组 连同所述预定目标选项时，所述装置在所述分组的封装处复制所述预定目标 选项到封装的首标，并且，所述装置被设计为添加用来指示所述封装的首标 的所述预定目标选项的复制被禁止的信息。
全文摘要
本发明提供了一种当两个从自己的归属分离出来的末端节点执行相互之间的数据通信时，优化通信路由的技术。根据该技术，通信节点(启动器节点174)为将被传输给在MR 141的控制下的对端节点的分组首标(LFN151)增加包括自家归属地址的预定目标选项。MR的HA 121复制预定目标选项，并且当为MR隧道传输这个分组时，在隧道分组首标中插入它。当传输包给控制下的通信节点时，MR通过使用服务器，检查隧道分组首标中是否插入了预定目标选项。如果插入了该分组，则开始与包括带有归属地址的预定目标选项的分组的发送器的路由优化处理。
文档编号H04L12/56GK101313535SQ20068004370
公开日2008年11月26日 申请日期2006年11月22日 优先权日2005年11月22日
发明者吴振华, 平野纯, 莫哈纳·D·杰亚萨兰, 陈必耀 申请人:松下电器产业株式会社