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TECHNISCHES GEBIET
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Diese
Erfindung betrifft Netzwerk-Router und im Besonderen Verfahren zum
Komprimieren von Routing-Tabellen, die von den Routern verwendet
werden, um Routing von Netzwerknachrichten durchzuführen.
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HINTERGRUND DER ERFINDUNG
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Router
sind spezialisierte Rechenvorrichtungen, die Routing digitaler Nachrichten über ein
Netzwerk durchführen.
Router empfangen Nachrichten von einem Ort (z.B. Ursprungscomputer
oder anderer Router) und leiten sie über den effizientesten verfügbaren Pfad
zu dem nächsten
Ziel (z.B. Zielcomputer oder anderer Router) weiter.
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Router
verwenden Routing-Tabellen, um Nachrichtenverkehr über ein
Netzwerk zu leiten. Routing-Tabellen weisen mehrere Einträge (z.B.
Tausende bis Zehntausende) auf, wobei jeder Eintrag eine Adresse
einer Zielvorrichtung ist. Zum Beispiel besteht in dem Internet-Kontext
jeder Eintrag aus der 32-Bit-IP(Internet Protocol)-Adresse, wie „192.56.7.48". Die IP-Adresse
kann außerdem
eine Präfixlänge, wie
8, 16 oder 24, enthalten. Die Präfixlängen spezifizieren,
wie viele Bits ein Router für
eine nächste
Route berücksichtigen
soll. Wenn zum Beispiel der IP-Adresse „192.56.7.48" eine Präfixlänge von „16" zugewiesen wird,
muss der Router lediglich die ersten zwei Bytes berücksichtigen,
um eine nächste
Route zu bestimmen, und kann die IP-Adresse effektiv als „192.56.0.0" lesen.
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Zu
jedem Eintrag in der Routing-Tabelle gehört ein Wert „nächsten Sprungs", der in eine zweite
Tabelle indiziert. Die zweite Tabelle oder Tabelle „nächsten Sprungs" hat weniger Einträge (z.B.
10 bis 100 Einträge), um
IP-Adressen eines nächsten
Routers oder Zielports in dem Netzwerk zu identifizieren. Zum Beispiel
kann die IP-Adresse „192.56.7.48/16" einen dazugehörigen Wert
nächsten
Sprungs von „17" aufweisen, wo bei
dies bedeutet, dass sich die IP-Adresse für den nächsten Router an dem Ort 17
in der Tabelle nächsten
Sprungs befindet.
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Der
Router verwendet die Routing-Tabelle und die Tabelle nächsten Sprungs,
um Routing von Nachrichten am effizientesten über das Netzwerk durchzuführen. Wenn
ein Paket bei einem Router ankommt, findet der Router zuerst die
Adresse in der Routing-Tabelle,
die die am nächsten
liegende Übereinstimmung
mit der Zieladresse bereitstellt. Die allgemeine Regel besteht darin,
dass die IP-Adresse mit dem am längsten übereinstimmenden
Präfix
im Vergleich zu der Zieladresse ausgewählt wird. Der Router lokalisiert
dann den nächsten
Sprung, der zu der ausgewählten
IP-Adresse gehört,
und führt
Routing des Pakets zu dem nächsten
Router durch, auf den durch die IP-Adresse in der Tabelle nächsten Sprungs,
die durch den nächsten
Sprung indiziert wird, verwiesen wird. Es gibt viele unterschiedliche
Hochgeschwindigkeitsalgorithmen zum schnellen Nachschlagen von Adressen
in den Routing-Tabellen und den Tabellen nächsten Sprungs.
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US-A-5 095 480 betrifft
eine Vielzahl disparater Kommunikationsnetzwerksysteme, die über die
Verwendung unterschiedlicher physikalischer Medienprotokolle miteinander
kommunizieren. Jedes der Systeme weist wenigstens einen Eingang
und einen Ausgang auf. Ein Nachrichten-Routing-System betrifft einen
Sender und einen Systemeingang in einen Empfänger an einem Systemausgang
unter Verwendung eines Nachrichtenformats, das unabhängig von
dem Ort des Empfängers
in dem System konstruiert ist. Jede Empfänger/Sender-Vorrichtung, die
mit einem Systemeingang gekoppelt ist, weist, ungeachtet des Kommunikationsnetzwerksystems,
mit dem es verbunden ist, einen eindeutigen, festen und unveränderlichen
Identifizierungscode auf. Um eine Nachricht von einer Empfänger/Sender-Vorrichtung
mit einer zweiten Empfänger/Sender-Vorrichtung
an einem unbekannten Ort in dem Kommunikationsnetzwerksystem zu
koppeln, wird ein Nachrichtenformat, das den festen, eindeutigen
Identifizierungscode der Empfangsstation enthält, von dem Sendeort gesendet.
Ein Routing-System mit einer Vielzahl von Zwischen-Routing-Vorrichtungen
empfängt
das Nachrichtenformat und koppelt es mit der Empfangsstation an
dem unbekannten Ort, wobei lediglich die festen, eindeutigen Identifizierungscodes
der Sende- und Empfangsstationen und die Adressen der Zwischen-Routing-Vorrichtungen
zum Bestimmen von Routing verwendet werden.
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Nach
US-A-5 826 262 werden
ein Verfahren zum Aufteilen von Schlüsseln auf Radixbaum-Logikseiten und
ein Parallelindexseiten-Aufbaualgorithmus zum Bereitstellen von
Radixbaum-Aufbaubeschleunigung proportional zu der Anzahl von Prozessoren
in dem System sowie gesteuerter effizienter Seitennutzung besprochen.
Außerdem
gibt es, da Schlüssel
so intelligent aufgeteilt werden, dass eine vollständige Gruppe
von Schlüsseln
in eine logische Seite eingefügt
wird, keinen Seitenüberlauf
während
des Baumaufbaus und somit wird Seitenaufspaltung eliminiert. Da
Radixindexbäume
wirklich Gruppen logischer Seiten sind, bei denen jede logische
Seite einen kleinen Baum enthält,
wird der Baum aufsteigend aufgebaut, während in jeder einzelnen logischen
Seite der Baum absteigend aufgebaut wird. Der für eine logische Seite erforderliche
Raum wird vorab zugeteilt, so dass der Aufbau von Ästen beginnen
kann, ohne auf den Abschluss des Aufbaus ihrer zugrundeliegenden
Seiten zu warten.
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GB-A-2 284 730 beschreibt
einen Computer, der mit einer Routing-Informations-Sammeleinheit
versehen ist, die die dynamischen Routing-Informationen, die in
dem Netzwerk fließen,
verbindet. Die gesammelten Routing-Informationen werden in der Routing-Tabelle über eine
Einstelleinheit als statische Routing-Informationen eingestellt.
Die Routing-Einheit führt
das Routing mit Bezugnahme auf die Routing-Tabelle durch. Des Weiteren
kann eine Informationssammelzeitgebungs-Bestimmungseinheit oder
eine Informationssammelabschluss-Bestimmungseinheit bereitgestellt
werden, um die Zeitgebung des Sammelns der Routing-Informationen
oder den Abschluss des Sammelns der Informationen zu bestimmen.
Des Weiteren kann eine Einheit zum Diskriminieren der optimalen
Route und eine Standard-Erzeugungseinheit zum Bestimmen der optimalen Überleiteinrichtung
(Gateway) und zum Erzeugen der Standard-Routing-Informationen bereitgestellt
werden. Dadurch können
statische Routing-Informationen automatisch ohne menschliches Einschreiten
und Flexibilität eingestellt
werden.
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Tong-Bi
Pei et al., „Putting
Routing Tables in Silicon",
IEEE Network: The Magazine of Computer Communications, USA, IEEE,
Inc., New York, Bd. 6, Nr. 1, Seite 42 bis 50, betrifft das Bewegen
von Routing-Tabellen von RAM zu kundenspezifischer (custom) oder
halbkundenspezifischer (half-custom) VLSI zum Verringern von Kosten
und Steigern von Leistung. Das Routing-Tabellen-Problem wird durch
Besprechung der verfügbaren
Architekturen und deren Beziehung untereinander dargestellt. Es
wird gezeigt, dass einfaches Tabellennachschlagen lediglich ein
Spezialfall der Standard- Baumstruktur
ist und dass die Verwendung der Aufteilung, kombiniert mit der Baumstruktur,
ein Kontinuum bereitstellt, das in einem Extremfall zu einer CAM-Implementierung führen kann.
Die Kompromisse auf hoher Stufe bei der Wahl verschiedener Parameter
in dem Baum werden geschätzt.
Eine sorgfältige
Wahl der Wortgröße kann
ein ausgewogenes Verhältnis
der Anforderungen für
Geschwindigkeit zu den Bereichskosten schaffen. Außerdem werden
die Kosten und Nutzen des Aufspaltens der Tabelle in eine Anzahl
von Bäumen,
die gleichzeitig durchsucht werden, berücksichtigt.
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Nach
EP-A-0 814 582 ist
Daten-Routing eine Fähigkeit
des Vorkonfigurierens von Routen für Daten, die durch die Software
oder die Hardware eines Computersystems wandern. Die Routen werden
von einem Verbraucher der Daten oder dem Ziel aufgestellt und werden
dem Erzeuger der Daten oder der Quelle zugestellt. Die Daten-Route
kann eine Identifizierung des Verbrauchers der Daten, eine minimale
Liste von Routinen, die einige Vorverarbeitung der Daten durchführen, eine
Rückkehr-Route,
eine Don't-Care-Maske, eine Gruppe
registrierter Routen und eine Gruppe von Aktionen enthalten. Die
Gruppe von Aktionen kann eine Gruppe von Zuständen, die zu durchlaufen sind,
oder eine Gruppe aufzurufender Funktionen sein. Um einen Daten-Routen-Treffer
zu bestimmen, werden die eingehenden Daten von dem Erzeuger mit
der Don't-Care-Maske geUNDet, wobei
die Ergebnisse davon dann mit der Gruppe registrierter Routen, d.h.
einem Bitmuster, verglichen werden. Wenn die Ergebnisse gleich sind,
dann besteht ein Daten-Routen-Treffer. Die eingehenden Daten von
dem Erzeuger werden dann zu den Aktionen weitergeleitet.
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Auf
Grund der explosionsartigen Zunahme von Inhalt, der auf dem World
Wide Web verfügbar
gemacht wird, wächst
das Internet schnell, um in jeden Winkel der Erde zu gelangen. Die
Ansprüche
der Internet-Backbone-Router steigen entsprechend. Knoten werden
mit einer extrem hohen Geschwindigkeit zu dem Netzwerk hinzugefügt. Es wird
geschätzt,
dass die Anzahl von Routen in dem Internet-Backbone jährlich um 10.000
Routen gestiegen ist. Es werden ausgefeiltere und schnellere Router
mit größeren Routing-Tabellen entwickelt,
um der steigenden Anzahl von Routen gerecht zu werden. Um die Geschwindigkeit
und Zuverlässigkeit
von Routern zu verbessern, ist es wünschenswert, die Größe der Routing-Tabelle
auf Weisen zu verringern, die die Funktionalität oder Effizienz des Routers
nicht beeinträchtigen.
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Es
ist eine Aufgabe der vorliegenden Erfindung, die Größe einer
Routing-Tabelle zu verringern. Diese Aufgabe wird durch die Erfindung
erfüllt,
die in den unabhängigen
Ansprüchen
definiert wird. Ausführungen werden
in den abhängigen
Ansprüchen
angegeben.
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Diese
Erfindung betrifft Router und Verfahren zum Komprimieren von Routing-Tabellen,
die in Routern eingesetzt werden. Die Verfahren erzeugen kleiner,
jedoch funktionell gleichwertige Tabellen.
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Bei
einer Implementierung beinhaltet ein Verfahren zum Komprimieren
einer Routing-Tabelle
das Konstruieren einer Binärbaum-Darstellung
der Routing-Tabelle. Der Binärbaum
hat mehrere Knoten, wobei Elternknoten auf einer Stufe zu null,
einem oder zwei Kindknoten auf der nächstniedrigeren Stufe verzweigen.
Das Kompressionsverfahren führt
drei Durchlaufe durch den Baum durch. In einem ersten Durchlauf
führt das
Kompressionsverfahren Abwärtsausbreitung
von Routing-Informationen zu den Blattknoten des Baumes (d.h. Knoten,
die nicht zu niedrigeren Kindknoten verzweigen) durch. Bei diesem
Durchlauf weist das Programm jedem Blattknoten in dem Baum einen
dazugehörigen
nächsten
Sprung oder einen geerbten nächsten
Sprung von einem Vorgängerknoten
höherer
Stufe zu.
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Bei
einem zweiten Durchlauf führt
das Kompressionsverfahren Aufwärtsmigration
der prävalenteren nächsten Sprünge in dem
Baum durch. Dieser aufsteigende Durchlauf beinhaltet das Bilden
einer Gruppe nächster
Sprünge
an einem Elternknoten unter Durchführung von Supernetting der
Gruppen nächster
Sprünge A
und B für
ein Paar Kindknoten, die dem Elternknoten entsprechen, gemäß der folgenden
Operation: A·B = A ∪ B, wenn A ∩ B = ϕ A ∩ B,
wenn A ∩ B ≠ ϕ,wobei „A·B" die Gruppe nächster Sprünge ist,
die an dem Elternknoten gebildet wird.
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Bei
dem dritten Durchlauf eliminiert das Kompressionsverfahren redundante
Zweige in dem Baum. Dieser absteigende Durchlauf beginnt an dem
Stammknoten und nachfol gend an jedem Elternknoten und wählt einen
nächsten
Sprung aus einem Elternknoten aus. Das Verfahren prüft dann
einen Kindknoten, der von dem Elternknoten verzweigt, um zu bestimmen,
ob der ausgewählte
nächste
Sprung ein Element nächster Sprünge für den Kindknoten
ist. Wenn er dies ist, eliminiert das Verfahren die nächsten Sprünge für den Kindknoten.
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Nachdem
der Prozess der drei Durchlaufe den Baum umstrukturiert hat, wandelt
das Kompressionsverfahren den Baum zurück zu einer neuen Routing-Tabelle
um.
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KURZE BESCHREIBUNG DER ZEICHNUNGEN
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1 ist
eine diagrammatische Darstellung eines Computernetzwerksystems.
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2 ist
ein Blockdiagramm eines Routers.
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3 ist
ein Flussdiagramm, das Schritte bei einem Verfahren zum Komprimieren
einer Routing-Tabelle zeigt.
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4 ist
eine diagrammatische Darstellung einer Binärbaumstruktur, die Routen in
einer Routing-Tabelle darstellt.
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5 ist
eine diagrammatische Darstellung eines Binärbaums, die vier Routen darstellt.
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6 ist
eine diagrammatische Darstellung des Binärbaums von 5 nach
einem ersten Durchlauf in dem Kompressionsverfahren.
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7 ist
eine diagrammatische Darstellung des Binärbaums von 5 nach
einem zweiten Durchlauf in dem Kompressionsverfahren.
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8 ist
eine diagrammatische Darstellung des Binärbaums von 5 während eines
dritten Durchlaufs in dem Kompressionsverfahren.
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9 ist
eine diagrammatische Darstellung des Binärbaums von 5 nach
einem dritten Durchlauf in dem Kompressionsverfahren.
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10 ist
eine diagrammatische Darstellung eines Abschnitts eines Binärbaums mit
mehreren einzelnen Zweigen und davon, wie dieser Baum als ein Ergebnis
des ersten und des zweiten Durchlaufs in dem Kompressionsverfahren
verarbeitet wird.
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11 ist
eine diagrammatische Darstellung eines Abschnitts eines Binärbaums mit
mehreren einzelnen Zweigen und davon, wie die einzelnen Zweige unter
Verwendung von Pfad-Kompression komprimiert werden können.
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AUSFÜHRLICHE BESCHREIBUNG DER BEVORZUGTEN
AUSFÜHRUNG
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Diese
Erfindung betrifft Router und Verfahren zum Komprimieren von Routing-Tabellen
zu Tabellen kleinerer Größe, die
jedoch funktionell gleichwertig sind. Der allgemeine Kontext einer
Netzwerkstruktur und eines Routers werden zuerst beschrieben, gefolgt
von einer Beschreibung der Kompressionsprozesse.
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Beispielhafte Netzwerkarchitektur
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1 zeigt
ein Computernetzwerksystem 20 mit einem Ursprungscomputer 22 und
einem Zielcomputer 24, die über ein Netzwerk 26 verbunden
sind. Das Netzwerk 26 umfasst mehrere miteinander verbundene Router 28(1), 28(2),
..., 28(N). Das Routing von Nachrichten, die von dem Ursprungscomputer 22 stammen, wird über das
Netzwerk 26 über
ausgewählte
der Router 28(1) bis 28(N) zu dem Zielcomputer 24 durchgeführt. Das
Netzwerk 26 ist repräsentativ
für ein öffentliches
Netzwerk (z.B. Internet), ein LAN (Local Area Network) und ein WAN
(Wide Area Network). Für
die Zwecke fortdauernder Besprechung wird das System in dem Kontext
des Internets beschrieben, in dem Nachrichten in IP(Internet Protocol)-Paketen,
die IP-Adressen der Ursprungs- und Zielcomputer enthalten, übertragen
werden.
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Jeder
Router 28 führt
eine große
Routing-Tabelle 30 und eine verdichtete Tabelle 32 nächsten Sprungs.
Die Routing-Tabelle hält
IP-Adressen anderer Knoten (d.h. Router und/oder Computer) in dem
Netzwerk, während
die Tabelle 32 nächsten
Sprungs die IP-Adresse
direkt gekoppelter Nachbarknoten hält. Jede IP-Adresse in der
Routing-Tabelle 30 indiziert zu einer oder mehreren Adressen
nächsten
Sprungs in der Tabelle 32 nächsten Sprungs.
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Beispielhafter Router
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2 zeigt
einen beispielhaften Router 28. Er hat mehrere Ports 40,
die eine Eingabe-Ausgabe-Schnittstelle
mit anderen Knoten in dem Netzwerk bereitstellen. Der Router 28 hat
außerdem
einen Mikroprozessor 42 und einen Speicher 44 (z.B.
RAM, ROM, EEPROM, Festplatte usw.). Die Routing-Tabelle 30 und die
Tabelle 32 nächsten
Sprungs werden in dem Speicher 44 gespeichert.
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Der
Router 28 ist mit Technologie so konfiguriert, dass er
eine bestehende Routing-Tabelle
verarbeitet und sie zu einer Tabelle verringerter Größe, die
jedoch funktionell gleichwertig ist, komprimiert. Bei der dargestellten
Implementierung wird ein Routing-Tabellen-Kompressionsprogramm 48 in
dem Speicher 44 gespeichert und auf dem Prozessor 42 ausgeführt, um
die Routing-Tabelle zu komprimieren. Bei einer anderen Implementierung
ist die Tabellenkompressionstechnologie in einen anwendungsspezifischen
Schaltkreis (ASIC) oder eine andere IC-Vorrichtung integriert.
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Es
ist außerdem
zu beachten, dass die in 2 gezeigte Architektur für andere
Rechenvorrichtungen, wie einen Allzweckcomputer, repräsentativ
sein kann.
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Allgemeiner Kompressionsprozess
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3 zeigt
die allgemeinen Prozessschritte, die an dem Komprimieren einer Routing-Tabelle beteiligt sind.
Bei Schritt 50 wandelt das Kompressionsprogramm 48 die
Routing-Tabelle 30 in eine Binärbaumstruktur um, die die Adresspräfixe in
der Routing-Tabelle
darstellt. Der Baum wird während
des Kompressionsprozesses in dem flüchtigen Speicher 44 gespeichert.
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4 zeigt
eine Binärbaumstruktur 70.
Sie umfasst eine Hierarchie von Knoten 72, die auf mehreren Stufen
angeordnet sind. Für
32-Bit-IP-Adresspräfixe
gibt es 33 Stufen (d. h. k = 0 bis 32) in der Baumstruktur. Die
meisten Knoten verzweigen zu zwei Knoten niedrigerer Stufe, wobei
ein Zweig ein Zweig einen Binärzustand „1" und der andere Zweig
einen Binärzustand „0" darstellt. Die zwei
Knoten niedrigerer Stufe werden als „Kindknoten" des gemeinsamen
Knotens oder „Elternknotens" bezeichnet. Zwei
Knoten mit einem gemeinsamen Elternknoten werden als „Geschwisterknoten" bezeichnet. Kinderlose
Knoten werden als „Blätter" bezeichnet, da sie
Endpunkte für
ihre Zweige darstellen.
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Jedes
nachfolgende Bit in einem IP-Adresspräfix entspricht einer Verknüpfung von
einem Elternknoten zu einem Kindknoten in dem Baum. Ein „0"-Bit in dem Präfix entspricht
dem linken Kindknoten und ein „1"-Bit entspricht dem
rechten Kindknoten. Die Knoten 72 sind mit Werten nächsten Sprungs
gekennzeichnet, die typischerweise eine kleine ganze Zahl oder eine
Gruppe kleiner ganzer Zahlen sind.
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Bei
Schritt 52 komprimiert das Kompressionsprogramm 48 die
Baumstruktur 70. Das Kompressionsprogramm 48 setzt
einen Prozess mit drei Durchläufen
ein, wie in den Unterschritten 54, 56 und 58 dargestellt. In
dem ersten Durchlauf (Schritt 54) führt das Kompressionsprogramm
Abwärtsausbreitung
von Routing-Informationen zu den Baumblättern durch. Bei diesem Durchlauf
weist das Programm jedem Blattknoten in dem Baum einen dazugehörigen nächsten Sprung
oder einen geerbten nächsten
Sprung von einem Vorgängerknoten
höherer
Stufe zu.
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In
dem zweiten Durchlauf (Schritt 56) findet das Kompressionsprogramm
die prävalentesten
nächsten Sprünge durch
einen Supernetting-Prozess, der Aufwärts-Perkolieren von Gruppen
nächster
Sprünge
von den Blattknoten zu dem Stammknoten beinhaltet. Das Programm
durchquert den Baum 70 von unten nach oben und beginnt
mit den Blattknoten auf der unteren Stufe k. Das Kompressionsprogramm
prüft zwei
Geschwisterknoten A und B und weist ihre nächsten Sprünge dem Elternknoten unter
Verwendung einer definierten Operation zu, die wie folgt angegeben
wird:
A·B
= „Schnittmenge" A B, wenn „Schnittmenge" A B nicht leer ist;
oder
A „vereinigt
mit" B, wenn Schnittmenge
A B leer ist.
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Das
Ergebnis von „A·B" ist die Gruppe nächster Sprünge, die
an dem Elternknoten gebildet wird. Der Effekt des zweiten Durchlaufs
besteht darin, Migration der Werte des populärsten nächsten Sprungs zu der Spitze
des Baums durchzuführen.
In dem Kontext der Routing-Tabelle breitet der Supernetting-Prozess
Gruppen der populärsten
nächsten
Sprünge
von spezifischeren Routen (d.h. Routen mit längeren IP-Präfixen) zu allgemeineren
Routen (d.h. Routen mit kürzeren
IP-Präfixen)
aus.
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In
dem dritten Durchlauf (Schritt 58) eliminiert das Kompressionsprogramm
redundante Routen unter Verwendung eines absteigenden Subnetting-Prozesses.
Der dritte Durchlauf beginnt an dem Stammknoten (d.h. Stufe 0) des
Baums 70 und wählt
einen nächsten
Sprung aus der Gruppe möglicher
Werte aus. Das Kompressionsprogramm prüft wiederholt jeden absteigenden
Knoten wie folgt:
Prüfung:
Wenn der ausgewählte
nächste
Elternsprung ein Element der Gruppe nächster Kindsprünge ist,
wird die Gruppe nächster
Kindsprünge
entfernt; ansonsten neuen nächsten
Sprung aus der Gruppe nächster
Kindsprünge
wählen.
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Der
neue nächste
Kindsprung kann intelligent oder zufällig gewählt werden, wobei der intelligente
Ansatz versucht, Zustände
auszuwählen,
die nicht dazu neigen, die Baumstruktur ohne Gewinn unnötig zu verändern. Der
dritte Durchlauf eliminiert effektiv unnütze Zweige und Knoten aus dem
Baum und verringert dadurch die Gesamtbaumstruktur.
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Bei
Schritt 60 wandelt das Kompressionsprogramm den Baum zurück zu einer
Routing-Tabelle
von IP-Adressen um. Die neue Routing-Tabelle ist kleiner als die
ursprüngliche
Tabelle, ist jedoch ansonsten gegenüber der ursprünglichen
Tabelle funktionell gleichwertig.
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Der
Prozess der drei Durchläufe
bietet viele Vorteile. Intuitiv sollten kürzere Präfixe an oder nahe dem Stamm
des Baums Routing zu den populärsten
oder prävalentesten
nächsten
Sprüngen
durchführen.
Längere Präfixe nahe
den Blättern
des Baums sollten Routing zu weniger prävalenten nächsten Sprüngen durchführen. Der Prozess der drei
Durchläufe
bewegt die prävalentesten
nächsten
Sprünge
aufwärts
zu dem Baumstamm und die weniger prävalenten nächsten Sprünge abwärts zu den Blättern, während gleichzeitig
eine maximale Anzahl von Routen aus dem Baum entfernt wird.
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Der
Kompressionsprozess stellt in Anbetracht einer Routing-Tabelle,
die Weiterleitungsinformationen für IP-Adressen unter Verwendung
der längsten
Präfix-Übereinstimmung
bereitstellt, eine Routing-Tabelle bereit, die (a) dieselben Weiterleitungsinformationen
bereitstellt und (b) die geringstmögliche Anzahl von Einträgen aufweist.
Der Prozess hat in Experimenten unter Verwendung von Ipv4-Präfixen nachgewiesen,
dass er die Anzahl von Präfixen
in einem großen
Backbone-Router um ungefähr
40 % verringert.
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Ausführliches
Beispiel für
den Kompressionsschritt 52
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5 zeigt
einen vereinfachten, aber beispielhaften Binärbaum
80, der aus
einer Gruppe von Adresspräfixen
für vier
Routen konstruiert ist. Tabelle 1 verzeichnet die Routen und dazugehörige nächste Sprünge zum
Indexieren in die Tabelle 32 nächsten
Sprungs. Tabelle 1 verzeichnet außerdem die entsprechenden Knoten,
die mit den Werten nächsten
Sprungs gekennzeichnet sind.
| IP-Adresse/Nächster Sprung | Knoten |
| * → 1 | 82 |
| 00* → 2 | 84 |
| 10* → 2 | 86 |
| 11* → 3 | 88 |
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Der
Stammknoten 82 stellt ein Null-Präfix dar, wobei durch den Wert
nächsten
Sprungs 1 auf eine Standard-Route verwiesen wird. Der Knoten 84 stellt
das Adress-Präfix
00* dar und der Wert nächsten Sprungs,
der zu diesem Präfix
gehört,
ist 2. Der Knoten 86 stellt das Adress-Präfix 10*
mit einem dazugehörigen
Wert nächsten
Sprungs von 2 dar. Der Knoten 88 stellt das Adress-Präfix 11*
mit einem dazugehörigen Wert
nächsten
Sprungs von 3 dar.
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Durchlauf 1: Blattknoten nächste Sprünge zuweisen
(Schritt 54)
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Der
erste Durchlauf des Kompressionsschritts 52 (d.h. Schritt 54 in 3)
normalisiert die Binärbaum-Darstellung
der Routing-Tabelle in Vorbereitung des zweiten und dritten Durchlaufes.
Er stellt sicher, dass jeder Knoten in dem Baum entweder null oder
zwei Kindknoten hat. Der erste Durchlauf erzeugt neue Blattknoten
und initialisiert den nächsten
Sprung für
einen neuen Knoten mit dem nächsten
Sprung, den der neue Knoten von seinem am nächsten liegenden Vorgänger, der
einen nächsten
Sprung aufweist, erbt.
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Der
erste Durchlauf könnte
eine vorsinnige Durchquerung des Binärbaums oder alternativ eine
Durchquerung nach Stufen von dem Stamm abwärts verwenden. In jedem Fall
schiebt die Durchquerung Werte nächsten
Sprungs von Elternknoten abwärts
zu Kindknoten, die keinen nächsten
Sprung haben, wobei neue Kindknoten erzeugt werden, wenn ein Elternknoten
lediglich ein Kind aufweist.
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6 zeigt
den Binärbaum 80 nach
Abschluss des ersten Durchlaufs. Es ist zu beachten, dass der erste
Durchlauf einen neuen Blattknoten 90 erzeugt hat, der durch
das Präfix
01* adressiert wird. Dieser neue Blattknoten 80 erbt den
nächsten
Sprung von seinem am nächsten
liegenden Vorgänger,
der in diesem Fall der Wert nächsten
Sprungs 1 von dem Großeltern-Stammknoten 82 ist.
Sobald der Baum vollständig
mit Blattknoten besetzt ist, sind die nächsten Sprünge für innere Knoten nicht mehr
relevant und können
verworfen werden. In diesem Beispiel wird der Wert nächsten Sprungs
1 für den
Stammknoten 82 verworfen.
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Durchlauf 2: Supernetting (Schritt 56)
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Der
zweite Durchlauf des Kompressionsschritts 52 (d.h. Schritt 56 in 3)
berechnet die prävalentesten
nächsten
Sprünge
der Routing-Tabelle durch Aufwärts-Perkolieren
von Gruppen populärer
nächster Sprünge in dem
Baum. Der zweite Durchlauf setzt eine aufsteigende Durchquerung
ein, die mit den Blattknoten 84, 86, 88 und 90 beginnt.
An jedem Elternknoten, der bei der aufsteigenden Durchquerung aufgesucht wird,
wird eine Gruppe nächster
Sprünge
A * B für
den Elternknoten auf Basis der bei den Kindknoten A und B festgestellten
nächsten
Sprünge
gemäß der folgenden
Operation berechnet: A·B = A ∪ B, wenn A ∩ B = ϕ A ∩ B,
wenn A ∩ B ≠ ϕ
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Wenn
es gemeinsame nächste
Sprünge
zwischen den zwei Kindknoten gibt (d.h. A ∩ B ≠ ϕ), sind sie die nächsten Sprünge, die
auf der Stufe des Elternknotens die prävalentesten sind. Folglich
wird lediglich bei den gemeinsamen nächsten Sprüngen Aufwärts-Migration zu dem Elternknoten gemäß der Schnittoperation A ∩ B durchgeführt. Andernfalls
werden, wenn es keine gemeinsamen nächsten Sprünge zwischen den zwei Kindknoten
gibt (d.h. A ∩ B
= ϕ), alle der nächsten
Sprünge
von den Kindknoten gemäß der Vereinigungsoperation
A ∪ B aufwärts zu dem
Elternknoten getragen. Wenn der zweite Durchlauf abgeschlossen ist,
ist jeder Knoten in dem Baum durch eine Gruppe potenzieller nächster Sprünge gekennzeichnet.
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7 zeigt
den Binärbaum 80 nach
Abschluss des zweiten Durchlaufs. Bei den Geschwisterknoten 84 und 90 ist „A" die Gruppe nächster Sprünge des
Knotens 84 (d.h. {2}) und „B" ist die Gruppe nächster Sprünge des Knotens (d.h. {1}).
Der zweite Durchlauf bestimmt, dass die Gruppen A und B keinen gemeinsamen nächsten Sprung
haben, und trägt
folglich die Vereinigung dieser Gruppen {1, 2} zu ihrem Elternknoten 92. Ähnlich stellt
der zweite Durchlauf bei den Geschwisterknoten 86 und 88,
bei denen „A" die Gruppe nächster Sprünge des
Knotens 86 (d.h. {2}) ist und „B" die Gruppe nächster Sprünge des Knotens 88 (d.h.
{3}) ist, fest, dass die Gruppen keinen gemeinsamen nächsten Sprung
haben, und trägt
folglich die Vereinigung dieser Gruppen {2, 3)
zu ihrem Elternknoten 94.
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Bei
den Geschwisterknoten 92 und 94, bei denen „A" die Gruppe nächster Sprünge des
Knotens 92 (d.h. {1, 2}) ist und „B" die Gruppe nächster Sprünge des Knotens 94 (d.h.
{2, 3}) ist, stellt der zweite Durchlauf fest, dass die Gruppen
einen gemeinsamen nächsten
Sprung 2 haben, und breitet die Schnittmenge dieser zwei Gruppen
(d.h. {2}) zu dem Eltern- und Stammknoten 82 aus. Es ist
zu beachten, dass der zweite Durchlauf effektive Migration des prävalentesten
nächsten
Sprungs 2 zu dem Stammknoten 82 durchführt.
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Durchlauf 3: Subnetting (Schritt 58)
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Der
dritte Durchlauf des Kompressionsschritts 52 (d.h. Schritt 56 in 3)
bewegt sich in dem Baum abwärts,
um nächste
Sprünge
für Präfixe auszuwählen und
redundante Routen über
Subnetting zu eliminieren. Der dritte Durchlauf kann entweder eine
vorsinnige Durchquerung des Baums oder eine Durchquerung nach Stufen
von dem Stamm abwärts
verwenden. Jeder aufgesuchte Knoten weist eine Gruppe möglicher
nächster Sprünge auf,
die in dem zweiten Durchlauf berechnet wurden. Abgesehen von dem
Stammknoten erbt der Knoten einen nächsten Sprung von dem am nächsten liegenden
Vorgängerknoten,
der einen nächsten
Sprung aufweist. Wenn der geerbte nächste Sprung ein Element der
Gruppe potenzieller nächster
Sprünge
des Knotens ist, benötigt
der Knoten keinen eigenen nächsten
Sprung: Er erbt einen geeigneten nächsten Sprung. Wenn jedoch
der geerbte nächste
Sprung kein Element der Gruppe potenzieller nächster Sprünge des Knotens ist, benötigt der
Knoten keinen nächsten
Sprung. Es kann ein Element der Gruppe potenzieller nächster Sprünge des
Knotens als nächster
Sprung des Knotens gewählt
werden. Dieser Prozess wird durch die folgende Prüfung zusammengefasst:
Prüfung: Wenn
der ausgewählte
nächste
Elternsprung ein Element der Gruppe nächster Kindsprünge ist,
wird die Gruppe nächster
Kindsprünge
entfernt; ansonsten einen neuen nächsten Sprung aus der Gruppe
nächster Kindsprünge wählen.
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Nach
dem zweiten Durchlauf ist der Stammknoten mit einer Einermengen-Gruppe
nächsten
Sprungs {2} gekennzeichnet, daher wählt der dritte Durchlauf den
nächsten
Sprung 2 für
den Stamm aus. Da der nächste
Sprung 2 ein Element der Gruppen {1, 2} und {2, 3} der zwei Kindknoten 92 und 94 ist,
können
diese Gruppen nächster
Sprünge
bei den Kindknoten des Stamms entfernt werden. Beginnend an dem
Knoten 92 weisen die zwei Kindknoten 84 und 90 jeweilige
Gruppen {2} und {1} auf. Der Prozess wählt den nächsten Sprung 2 für den Kindknoten 84 und
den nächsten
Sprung 1 für
den Kindknoten 90. Auf ähnliche
Weise wählt
der Prozess in Bezug auf den Elternknoten 94 den nächsten Sprung
2 für den
Kindknoten 86 und den nächsten Sprung
3 für den
Kindknoten 88.
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8 zeigt
den Binärbaum 80 während des
dritten Durchlaufs, nachdem die absteigende Prüfungsprozedur alle Knoten aufgesucht
hat. Während
der dritte Durchlauf fort schreitet, kann der Baum 80 redundante Routen
aufweisen, die entfernt werden können,
um die Tabelle zu komprimieren. In diesem Beispiel benötigen zwei
Blattknoten 84 und 86 keine nächsten Sprünge, da die nächsten Sprünge in der
Stammgruppe enthalten sind. Folglich können diese Blattknoten einen
geeigneten nächsten
Sprung von dem Stamm erben und können als
redundant aus dem Baum weggelassen werden. Alternativ können die
redundanten Routen an dem Ende des dritten Durchlaufs entfernt werden.
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9 zeigt
den Binärbaum
80 nach
Abschluss des dritten Durchlaufs. Der endgültige Baum hat zwei Blattknoten
88 und
90 und
drei Routen *, 01* und 11*. Tabelle 2 verzeichnet die Routen und
den dazugehörigen Wert
nächsten
Sprungs für
den komprimierten Baum sowie den entsprechenden Knoten.
| IP-Adresse/Nächster Sprung | Knoten |
| * → 2 | 82 |
| 01* → 1 | 90 |
| 11* → 3 | 88 |
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Im
Vergleich zu der ursprünglichen
Routing-Tabelle gemäß der Darstellung
durch den Baum von 5 und die Tabelle 1 hat der
resultierende Baum gemäß der Darstellung
durch 9 und Tabelle 2 eine Route weniger und ist insofern
effizienter, als sich der prävalentere
nächste
Sprung 2 nun an dem Stammknoten und nicht an den Blattknoten befindet.
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Aus
dem Kompressionsprozess der drei Durchlaufe ergibt sich eine Ausgangs-Routing-Tabelle (9),
die die kleinstmögliche
Anzahl von Präfixen
aufweist, während
sie weiterhin dasselbe Weiterleitungsverhalten wie die ursprüngliche
Routing-Tabelle (5) wahrt. In dem dritten Durchlauf
kann das Kompressionsprogramm einen nächsten Sprung aus einer Gruppe
potenzieller nächster
Sprünge
auswählen.
Das bedeutet, dass der Prozess viele unterschiedliche Ausgangs-Routing-Tabellen
für eine
vorgegebene Eingangstabelle erzeugen kann. Jedoch sind alle der
möglichen
Ausgangs-Routing-Tabellen von derselben Größe und funktionell gleichwertig.
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Alternative Implementierungen
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Es
gibt mehrere Möglichkeiten,
die Anzahl von Schritten in dem Kompressionsprozess zu verringern, um
dadurch die Leistung zu verbessern. Eine Möglichkeit besteht darin, den
ersten und zweiten Durchlauf zu kombinieren. Wenn der kombinierte
Durchlauf auf einen Elternknoten mit nur einem Kindknoten trifft,
kann der Prozess zu diesem Zeitpunkt einen neuen Kindknoten erzeugen
und dem neuen Kind einen geerbten nächsten Sprung zuweisen. Zwischenknoten
zwischen dem neuen Kind und dem Vorgänger, von dem es erbt, kann
dieser geerbte nächste
Sprung ebenfalls zugewiesen werden. Dies kann zum Beschleunigen
späterer
Vererbungsoperationen beitragen.
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Als
Beispiel wird die Baumstruktur in 6 betrachtet.
Während
des ersten Durchlaufs, wenn das Kompressionsprogramm einen neuen
Kindknoten 90 erzeugt, könnte es dann den nächsten Sprung
2 dem Elternknoten 92 zuweisen.
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Eine
andere Leistungsverbesserung spart einige Arbeit in dem dritten
Durchlauf ein, indem diese in dem zweiten Durchlauf vorweggenommen
wird. In dem zweiten Durchlauf können,
wenn einem Elternknoten die Schnittmenge der Gruppen potenzieller
nächster
Sprünge
seiner Kindknoten zugewiesen wird, die Werte nächsten Sprungs für die zwei
Kindknoten gelöscht
werden. Als Beispiel werden die Kindknoten 92 und 94 in 7 betrachtet.
Dem Elternknoten 82 wird die Schnittmenge der nächsten Sprünge dieser
Knoten, {1, 2} und {2, 3}, oder Gruppe {2} zugewiesen. An diesem
Punkt in dem zweiten Durchlauf kann das Kompressionsprogramm die
Gruppen {1, 2} und {2, 3} an den Knoten 92 und 94 löschen, da
sie ansonsten während
des dritten Durchlaufs entfernt würden, wie in 8 gezeigt.
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Diese
Leistungsverbesserung entfernt sofort diese Präfixe aus der Routing-Tabelle.
Dies ist eine sichere Optimierung, da ein Element der Schnittmenge
der zwei Gruppen per Definition ein Element beider Gruppen ist.
In dem dritten Durchlauf wird diesem Elternknoten ein nächster Sprung
aus der Schnittmenge zugewiesen (oder er erbt einen solchen nächsten Sprung).
Wenn der dritte Durchlauf die Kindknoten verarbeiten würde, würde er feststellen,
dass sie einen nächsten
Sprung erben, der ein Element ihrer potenziellen Gruppe ist, und
sie zu diesem Zeitpunkt entfernen.
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Bei
einer anderen Leistungsverbesserung kann es in einigen Situationen
vorteilhaft sein, eine Routing-Tabelle zu komprimieren, ohne sie „unnötig" zu ändern. Zwei
kleine Modifizierungen der Auswahl nächster Sprünge in dem dritten Durchlauf
verbessern die Stabilität
so, dass eine Tabelle nicht unnötig
geändert
wird. Es wird angenommen, dass während
des dritten Durchlaufs das Kompressionsprogramm einen nächsten Sprung
für einen
Elternknoten aus einer Gruppe X potenzieller nächster Sprünge auswählen muss. Wenn das Präfix dieser
Knoten einen nächsten
Sprung in der Eingangs-Routing-Tabelle hat und dieser nächste Sprung ein
Element von X ist, dann ist dies die logische Wahl. Dies verbessert
die Stabilität,
da der nächste
Sprung dieses Präfixes
erhalten bleibt.
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Wenn
das Kompressionsprogramm einen nächsten
Sprung für
einen Elternknoten wählen
muss, aber sein Präfix
keinen nächsten
Sprung in der Eingangs-Routing-Tabelle hat, dann möchte man
zum Verbessern der Stabilität
das Präfix
aus der optimierten Routing-Tabelle
entfernen, statt ihm einen nächsten
Sprung zuzuweisen. Dies ist eine sichere Modifizierung, wenn die
Gruppe potenzieller nächster
Sprünge
des Elternknotens durch Vereinigung der Gruppen seiner zwei Kindknoten
gebildet wurde. In jedem Fall erzeugen der Elternknoten und seine
zwei Kindknoten zwei Routen in der Ausgangs-Routing-Tabelle.
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Das
oben in Bezug auf die 5 bis 9 beschriebene
Beispiel geht inhärent
von zwei Annahmen aus. Die erste Annahme besteht darin, dass die
Eingangs-Routing-Tabelle eine Standard-Route (einen nächsten Sprung
für das
Null-Präfix)
enthält.
Die zweite Annahme besteht darin, dass die Eingangstabelle einen
einzelnen nächsten
Sprung für
ihre Präfixe
enthält.
Jedoch können
die oben beschriebenen Prozesse in Situationen verwendet werden,
in denen die Annahmen nicht standhalten.
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In
Bezug auf die erste Annahme verwenden einige Backbone-Router in
dem Internet „standardlose" Routing-Tabellen.
In solchen Fällen
besteht ein Ansatz darin, eine Standard-Route zu einem leeren nächsten Sprung
von 0 an dem Beginn des ersten Durchlaufs einzuführen. An dem Ende des dritten
Durchlaufs wird sie, wenn die Leer-Route an dem Stamm in der Ausgangstabelle
vorhanden ist, entfernt. Es ist zu beachten, dass die Ausgangstabelle
Routen zu dem nächsten
Sprung 0 enthalten kann. Das Weiterleiten zu dem nächsten Sprung
0 wird einfach als ein Fehler erachtet, als wäre kein übereinstimmendes Präfix gefunden
worden.
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In
Bezug auf die zweite Annahme, dass die Eingangstabelle lediglich
einen nächsten
Sprung enthält, gibt
es Situationen, in denen Routing-Tabellen mehrere nächste Sprünge einsetzen.
Es gibt mehrere Möglichkeiten,
mehreren nächsten
Sprüngen
Rechnung zu tragen. Erstens kann der beste nächste Sprung für jedes Präfix durch
einige Metrik gewählt
werden, bevor die Kompressionsprozedur zum Optimieren der resultierenden
Routing-Tabelle angewendet wird. Dies ist ein geeignetes Verfahren,
wenn die Metrik einen einzelnen besten nächsten Sprung aus der Gruppe
nächster
Sprünge
für ein
Präfix
auswählen
kann.
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Wenn
mehrere nächste
Sprünge
für den
besten in Frage kommen, kann der Kompressionsprozess die Flexibilität verwenden,
die er durch das Vorliegen mehrere nächster Sprünge, aus denen er wählen kann,
erhält,
um bessere Kompression zu erreichen. Bei dieser Technik enthält die Eingangstabelle
mehrere nächste Sprünge. Der
erste Durchlauf wird geringfügig
so modifiziert, dass ein neuer Kindknoten mehrere nächste Sprünge von
seinem Vorgänger
erben kann. Die Operation des zweiten und dritten Durchlaufs wird
nicht beeinflusst. Dieser Ansatz ermöglicht, dass der Kompressionsprozess
stärkere
Kompression erreicht, da er eine bessere Chance hat, prävalente
nächste
Sprünge
auf höheren
Stufen des Baums zu finden. Dieser Ansatz bewahrt jedoch nicht die
Gruppen nächster
Sprünge
in der Eingangs-Routing-Tabelle.
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Wenn
es wichtig ist, die Gruppen nächster
Sprünge
in der Eingangs-Routing-Tabelle zu bewahren, besteht ein anderer
modifizierter Ansatz darin, „virtuelle" nächste Sprünge zu erzeugen,
bei denen jeder virtuelle nächste
Sprung eine unterschiedliche Gruppe nächster Sprünge darstellt, die in der Eingangs-Routing-Tabelle gefunden
wurde. Das Kompressionsprogramm optimiert unter Verwendung der virtuellen
nächsten
Sprünge, so
dass es an Stelle des Bearbeitens von Gruppen nächster Sprünge in Wirklichkeit Gruppen
von Gruppen nächster
Sprünge
bearbeitet.
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Pfad-Kompressionsoptimierung
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Eine
andere verbessernde Modifizierung besteht darin, Pfad-Kompressionstechniken
selektiv auf Abschnitte des Binärbaums
anzuwenden, um die Kompressionsgeschwindigkeit zu verbessern. 10 zeigt
einen Eingangsbaum 100 und einen verarbeiteten Baum 102 nach
Abschluss des ersten und zweiten Durchlaufs. Der Eingangsbaum 100 hat
einen Stammknoten mit einer Gruppe D nächsten Sprungs und Blattknoten mit
Gruppen A und D nächsten
Sprungs. Zwischen dem Stamm- und den Blattknoten gibt es viele einzelne verzweigende
Knoten. Der erste Durchlauf des Kompressionsverfahrens erzeugt Kindknoten
von jedem Elternknoten mit nur einem Kind und weist eine geerbte
Gruppe nächsten
Sprungs von dem am nächsten
liegenden Vorgänger,
der in diesem Fall der Stammknoten ist, zu. Somit wird allen neuen
Kindknoten der Satz D nächsten
Sprungs zugewiesen, wie in dem verarbeiteten Baum 102 gezeigt.
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Das
Anwenden des zweiten Durchlaufs auf den Baum bewirkt Aufwärts-Migration
der Gruppen des prävalentesten
nächsten
Sprungs. In diesem Fall befindet sich die Gruppe D nächsten Sprungs
letztendlich an dem Stammknoten D. Viele duplizierende Schritte
haben zu dem Erreichen dieses Endergebnisses beigetragen. Darüber hinaus
scheint diese Arbeit überflüssig zu
sein, da sich die Gruppe D nächsten
Sprungs an dem Stammknoten als Ergebnis des ersten und zweiten Schritts
nicht geändert
hat.
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Die
Anzahl von Operationen zum Durchführen der Kompression wird durch
die Formel O(nw) angegeben, wobei „O" eine wohlverstandene Notation ist,
die im Wesentlichen bedeutet, dass eine Obergrenze einer Anzahl
von Operationen zu „nw" proportional ist.
Die Variable „n" ist die Anzahl von
Präfixen
(oder Routen), die durch einen Binärbaum dargestellt wird, und
die Variable „w" ist die Länge der
Präfixe.
Bei 32-Bit-IP-Adressen ist die Anzahl von Operationen 32n.
-
Pfad-Kompressionstechniken
können
verwendet werden, um die Anzahl von Operationen von O(nw) auf O(n)
weiter zu verringern. 11 zeigt eine verdichtete Darstellung 110 des
Eingangsbaum 100. Ein Kästchen 112 stellt
den Elternknoten vor einer Folge einzelner verzweigender Knoten
dar und der Punkt 114 stellt den Kindknoten an dem Ende
der Folge dar. Der gekrümmte
Pfad 116 stellt die Folge von Zweigen dar. Die Variable
X beschreibt die Gruppe nächster
Sprünge
an dem Knoten 114 (d.h. A ∪ B) und die Variable Y beschreibt
die Gruppe nächster
Sprünge
an dem Knoten 112 (d.h. D). Bei Antreffen dieser Struktur
setzt das Kompressionsprogramm die folgenden Operationen ein:
wenn
X ∩ Y = ϕ,
Y an erstem Knoten und X an letztem Knoten zuweisen,
wenn X ∩ Y ≠ ϕ,
X ∩ Y an
erstem Knoten und X ∩ Y
an letztem Knoten zuweisen.
-
In
diesem Fall hat die Gruppe X nächster
Sprünge
(d.h. A ∪ B)
an dem „Punktknoten" 114 keinen
gemeinsamen Wert mit der Gruppe D an dem „Kästchenknoten" 112. Folglich
wird dem „Kästchenknoten" 112 die
Gruppe D zugewiesen und dem „Punktknoten" 114 wird
die Gruppe X zugewiesen.
-
In
dem verdichteten Baum 100 kann es, wenn es „n" Präfixe gibt,
höchstens
3n Knoten geben. Folglich beträgt
die maximale Anzahl von Operationen höchstens „3n". Die Kästchenknoten werden lediglich
verwendet, wenn der komprimierte Pfad in ihnen eine Länge von
wenigstens 2 aufweist. Andernfalls werden Punktknoten verwendet.
-
Schlussfolgerung
-
Die
Kompressionstechniken werden oben in dem Kontext des Komprimierens
von Routing-Tabellen in Routern beschrieben. Im Allgemeineren können dieselben
Techniken angewendet werden, um die Größe einer Gruppe von Präfixen optimal
zu verringern, wobei die Präfixe
gemäß dem Algorithmus
des längsten übereinstimmenden
Präfixes
ausgewählt
werden.
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Auch
wenn die Erfindung sprachlich spezifisch in Bezug auf strukturelle
Merkmale und/oder methodologische Schritte beschrieben wurde, versteht
sich, dass die in den angehängten
Ansprüchen
definierte Erfindung nicht notwendigerweise auf die beschriebenen
spezifischen Merkmale oder Schritte beschränkt ist. Vielmehr werden die
spezifischen Merkmale und Schritte als bevorzugte Formen der Implementierung
der beanspruchten Erfindung offengelegt.