JP2000115243A - パケット中継装置およびマルチキャスト高速化方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 受信したマルチキャストパケットを次に転送
すべき送信ポート情報を検索するマルチキャスト経路検
索を高速に行う方式を提案する。 【解決手段】宛先アドレスと送信元アドレスをこの順に
連結して経路アドレスとし、上記経路アドレスのビット
パターンに対応した２分木検索木の一つのノードとその
直下のｐ段分のノードの計(２のｐ乗−１)個のノードを
一つの２のｐ乗分木ノードにして、２のｐ乗分木を構成
してメモリ３００に格納し、受信したマルチキャストパ
ケットの宛先アドレスと送信元アドレスをこの順に連結
した経路アドレスを、一つのノードで１ビットではな
く、連続するｐビットを同時に検査し、上記連続するビ
ットの値によってメモリ３００に格納された検索木を検
索することにより、エントリ数に依存せず、かつ、最
大、(検索のキーのビット数÷ｐ)回ノードを渡るだけで
検索処理を終了することができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、複数のネットワー
クを相互に接続し、パケットを中継するパケット中継装
置、特にマルチキャストパケットの次転送先検索方式に
関する。

【０００２】

【従来の技術】ユーザの増加に伴い、インターネットを
流れるトラフィック(パケット)が急増し、インターネッ
トが大規模化・高速化している。また、現在のインター
ネット(Internet Protocolによるパケット通信網：以下
ＩＰネットワーク)では、従来のデータ系の通信だけで
なく、インターネット電話やインターネット放送などの
リアルタイム系アプリケーション(用途)も登場し、音声
通信機能の取り込みや、放送機能の取り込みが進んでい
る。このような状況下において、ＩＰネットワークにお
けるＩＰマルチキャスト技術は、インターネットにおけ
る動画や音声やコンテンツなどのマルチメディアデータ
の配信に有効な技術として期待されている。また、ＩＰ
ネットワークを構成するパケット中継装置(ルータ)にお
けるＩＰマルチキャスト技術のサポート、ＩＰマルチキ
ャスト技術の高速化が課題となっている。

【０００３】ルータは、ある端末から特定の一つの端末
にパケットを送信するユニキャスト通信の場合、受信パ
ケットのヘッダ内の宛先ＩＰアドレスに対応する経路情
報(次に転送すべきルータあるいは端末のＩＰアドレ
ス、およびルータ内の送信ポート番号)をルーティング
テーブルから検索し、パケットを送信する。以下、ユニ
キャストの経路検索について簡単に説明する。

【０００４】ルーティングテーブルは、宛先ＩＰアドレ
スに対応するサブネットワークアドレスとサブネットマ
スク長および、上記の経路情報から構成される情報群を
複数保持している。以下では、これらの情報群をエント
リと呼ぶ。ここでサブネットワークとは、例えば宛先の
企業網の様な端末の部分集合を示し、サブネットワーク
アドレスは部分集合のＩＰアドレスをアドレス情報とし
て結合したアドレス群である。また、サブネットマスク
長はＩＰアドレスのうち上位何ビットが上記のサブネッ
トワークの識別子であるかを示す値である。ルータは、
受信パケットの宛先ＩＰアドレスにエントリ内のサブネ
ットマスク長だけ上位ビットから有効なマスクをかけた
ものとエントリのサブネットワークアドレスを比較し
て、一致するエントリの経路情報を検索結果とする。こ
のようにサブネットワーク単位でエントリを構成するこ
とによりルーティングテーブルのエントリ数を大幅に縮
小し、検索処理の効率化を図っている。複数のエントリ
に一致した場合は、サブネットマスク長が最長のエント
リの経路情報を検索結果とする。以下では、この検索方
式を最長一致検索と呼ぶ。

【０００５】ある端末から特定の複数の端末にパケット
を送信するマルチキャスト通信の場合、ルーティングテ
ーブルの各エントリは、送信元サブネットアドレスとア
ドレスマスクとマルチキャストグループアドレス、およ
び経路情報から構成される。マルチキャスト・グループ
アドレスとは、送信元がパケットを送信すべき複数の宛
先の集合(以下、マルチキャストグループと呼ぶ。)に対
して割り当てられる識別子である。ルータは、受信パケ
ットのヘッダ内の送信元ＩＰアドレスと受信パケットの
ヘッダ内の宛先ＩＰアドレス部に入っているマルチキャ
スト・グループアドレスをキーにして、ルーティングテ
ーブルを検索する。マルチキャストの場合、検索の結果
一致したエントリの経路情報は複数の送信ポート番号か
ら構成される。ルータはこの送信ポート番号に従い、受
信パケットをコピー処理して、上記特定のマルチキャス
トグループ向けに出力する。これらの検索処理やコピー
処理の負荷が重く、マルチキャスト通信の性能が低い
と、マルチキャストパケットを転送処理するルータ全体
の性能低下の要因となってしまう。このため、通常のユ
ニキャストパケット中継処理と同様に高速化が要求され
ている。

【０００６】ルータの負荷分散処理方式による高速化に
関しては、例えば特開平６−１９７１１１号公報（以下
「従来技術１」という。）に言及がある。従来技術１で
は、負荷分散処理方式により、高速中継可能なルータを
実現することを目的としている。パケット中継を行うパ
ケット中継モジュールがバスにより複数接続され、各々
が同じくバスに接続された管理部からのルーティングテ
ーブル情報に基づいてパケット中継機能を行う。パケッ
ト中継モジュールの増設により、性能向上ができる。さ
らに、従来技術１のパケット中継モジュールは、受信パ
ケットのヘッダを抽出し、パケット転送先の検索処理を
行うルーティング処理部と、受信パケットをメモリに格
納し、上記解析結果に基づいて対応する他のパケット中
継モジュールに受信パケットを転送する転送処理部を備
え、別々の処理部で機能分担処理させることでパケット
中継処理の高速化を図っている。しかし、従来技術１で
は、マルチキャストパケットの中継処理の高速化に関し
ては記載がない。

【０００７】ルータにおけるマルチキャストパケットの
宛先の検索（以下、マルチキャスト経路検索と呼ぶ）に
関しては、例えば、(以下「従来技術２」という。)に記
載されている。従来技術２では、ルーティングテーブル
検索をハッシュ検索方式を用いることにより高速化して
いる。ルーティングテーブル情報をそのまま検索する
と、対象となる宛先ＩＰアドレスが増加しテーブルのエ
ントリが増加するに従って、検索処理にかかる検索時間
が著しく増加してしまう。従来技術２は、ハッシュ値を
計算するためのキーとして受信パケット内の送信元ＩＰ
アドレスを使用しており、ハッシュ値が等しい宛先ＩＰ
アドレスに対するエントリをグループ化したルーティン
グテーブル群を備える。

【０００８】マルチキャストパケット受信時には、ルー
タ内部の経路検索処理部は、受信パケットの送信元ＩＰ
アドレスからハッシュ値を計算し、該ハッシュ値に対応
する上記ルーティングテーブルを検索する。ハッシュ値
に従ってルーティングテーブルの検索範囲を限定するこ
とで経路検索の高速化を図っている。

【０００９】一方、経路検索方式としてRadishアルゴリ
ズムが知られている。Radishアルゴリズムに関しては、
例えば"A technical memo of WIDE project, Kazuhiko
Yamamoto, Akira Kato and Akira Watanabe,Radish−A
Simple Table Structure forCIDR"（以下「従来技術
３」という。）に記載されている。

【００１０】このRadish方式のルーティングテーブル
は、エントリを２分木構造に構成し、検索を高速化して
いる。具体的には、ＩＰアドレス形式の最上位ビットを
ルート(木構造の根)側とする左右にポインタを持つ複数
の頂点(ノード)をポインタでつないだ２分木構造の各ノ
ードにエントリを割り付けて構成している。この２分木
構造を検索する際には、受信パケットの宛先ＩＰアドレ
スを上位ビットから１ビットづつ検査し、検査されたビ
ットの値(０または１)に従って各ノードの左右のどちら
かのポインタを選択して次のノードに移動する。このよ
うな検索により目的のエントリが割り付けられたノード
にたどり着くことができる。

【００１１】従来技術３は、宛先ＩＰアドレスを１ビッ
トずつ検査して２分木を辿るため、ルーティングテーブ
ルのエントリが多くなっても、高々宛先ＩＰアドレスの
ビット数回の検査を行う(２分木ノードを辿る)ことで検
索を終了することができる。

【００１２】上記のユニキャストの経路検索の説明で述
べた、マスク長の異なる複数のエントリにマッチする場
合、従来技術３のRadish方式のルーティングテーブルの
検索においては、木を辿る途中で複数個のエントリにマ
ッチすることになる。エントリがマッチする度にそのエ
ントリ内の経路情報の候補を保持しておき、新たにエン
トリにマッチした場合には、以前の候補を新しい候補に
更新してゆくことで最長一致検索仕様を満たすことがで
きる。

【００１３】また、従来技術３のRadish方式を適用した
ユニキャスト経路検索を高速に行う技術として、「ＩＰ
ルーチングテーブルのハードウェアによる高速検索方
式」 1998年電子情報通信学会通信ソサイエティ大会
（以下「従来技術４」という。）がある。従来技術４は
次ノード選択回路、ネットワークアドレス比較回路、検
索終了判定回路からなる。ここでネットワークアドレス
比較回路は、Radish方式で構成した２分木から不要な枝
を取り除いた場合、ノード自体が保持するネットワーク
アドレスと、受信パケットの宛先ＩＰアドレスにノード
が保持するマスクをかけたものを比較することによっ
て、削除された枝において検査されるべきビット(１ま
たは複数の連続したビット)の値を一度に検査するため
の回路であり、この比較の結果が一致の場合は正しいノ
ードに到達したことを意味し、不一致の場合は正しくな
いノードに到達したことを意味する。

【００１４】従来技術４では、次ノードの選択と上記で
説明したネットワークアドレス比較処理を並列処理し、
検索処理の高速化を図っている。

【００１５】また、Radish方式と同様なPatricia Trie
検索アルゴリズムによるユニキャスト経路検索を高速に
行う技術として、「高速ＩＰアドレス解決Ｈ／Ｗエンジ
ンの開発」 1998年電子情報通信学会通信ソサイエティ
大会（以下「従来技術５」という。）がある。従来技術
５も従来技術４と同様にして木構造の検索の各処理を並
列化して高速化を図っている。

【００１６】従来技術５のPatricia Trie検索アルゴリ
ズムによるユニキャスト経路検索をさらに高速化する技
術として、「マルチウェイ化ツリーによるＩＰルーチン
グテーブルの高速検索方式」 1998年電子情報通信学会
通信ソサイエティ大会(従来技術６)がある。従来技術６
ではPatricia Trieアルゴリズムによる２分木構造を２
のＮ乗分木に構成することにより、高速化を図る旨が記
載されている。

【００１７】また、上記のユニキャスト経路検索におい
て最長一致検索を高速に行う技術として、特開平１０−
２２２５３５号公報（以下「従来技術７」という。）が
ある。従来技術７では、従来技術３のRadish方式とは異
なる方法で２分木を構成し、その２分木を検索するハー
ドウェアで構成されたデータ検索回路を用いて最長一致
検索を高速に行っている。従来技術７の２分木の具体的
な検索方法は、受信パケットの宛先ＩＰアドレスにノー
ド内に保持されているサブネットマスクをかけたもの
と、ノードのサブネットワークアドレスを比較し、比較
の結果一致すればこのノードの経路情報を検索結果とし
て検索を終了し、不一致の場合は、マスクされた宛先ア
ドレスとノードのサブネットワークアドレスを０以上の
整数とみなして大小比較を行い、その大小に従って２分
木の左右の枝を辿るというものである。この際、マスク
長が長いエントリから順に２分木の上部に配置しておく
と、その順に検索が行われるため、最長一致検索が実現
できる旨が記載されている。なお、上記では、マスク長
は上位何ビットがサブネットワークアドレスとして有効
かを示す値である、という定義に従って従来技術７の内
容を説明したが、従来技術７の明細書中では、マスク長
を、ＩＰアドレスのサブネットワークアドレス部分では
ない下位のビット数の長さとして定義しており、また、
最長一致検索方式をベストマッチ方式と呼んでおり、上
記ベストマッチ方式は、マスク長が最短のものを検索結
果として採用する。

【００１８】

【発明が解決しようとする課題】現在、ＩＰマルチキャ
スト通信は、インターネット上に仮想的に構築されたマ
ルチキャストネットワークにおいて限定的に利用されて
いるにすぎない。そのネットワーク規模もそれほど大き
くなく、マルチキャスト通信の検索処理や転送処理は、
ルータの転送性能劣化の原因にはなっていない。しか
し、今後、インターネットにおけるマルチキャスト機能
を利用したアプリケーションが広く普及すると、それに
伴い、ルータが保持するマルチキャストルーティングテ
ーブルのエントリ数が多くなる。従って、ルーティング
テーブルの検索処理の高速化をエントリ数の多い条件下
で実現することが求められている。

【００１９】従来技術２ではハッシュ方式のマルチキャ
スト経路検索方式が記載されているが、ハッシュ方式の
場合、ハッシュ値の算出法はエントリの数にはよらず一
定であり、エントリの増加に応じて柔軟にルーティング
テーブル群の数を増やすことができない。従って、エン
トリが増加した場合、分割されるルーティングテーブル
自体が長くなり、平均検索時間が長くなるという問題が
ある。

【００２０】この点、上述のRadishアルゴリズムを用い
てユニキャストの経路検索を行う方法によれば、ハッシ
ュ方式に比べて、ルーティングテーブルのエントリ数が
増大しても、検索処理時間が増大しないという利点があ
る。

【００２１】しかし、従来技術３乃至従来技術５には、
Radishアルゴリズム(あるいはPatricia Trieアルゴリズ
ム)を用いたマルチキャストの経路検索に関する記載は
ない。

【００２２】また、従来技術６では、２分木構造を２の
Ｎ乗分木に構成することにより、最大検索時間を１／Ｎ
に短縮する旨が記載されているが、マルチキャスト経路
検索に関しては言及していない。

【００２３】また、従来技術７にもマルチキャストの経
路検索を高速化する方式については言及されていない。
さらに、従来技術３の２分木の構造が、登録されるエン
トリによって一意に決定し、その最大検索時間は検索に
用いるキーのビット数によって決まるのに対し、従来技
術７の２分木の構造は、その作り方によっては、ノード
が一方向に長くつながる木ができてしまい、平均検索時
間が長くなる場合がある。このような木が構成されるの
を防ぐには、２分木が均等に広がるように構成するアル
ゴリズムが必要であるが、そのアルゴリズムについては
述べられていない。また、従来技術７の２分木構造を構
成する際、マスク長が長いエントリから順に２分木の上
部に配置しておくと、その順に検索が行われるため、最
長一致検索処理が実現できると述べているが、マスク長
が異なるノードのつなぎ方に関しては詳細は述べられて
いない。また、従来技術３のように検査ビットの値に従
って２分木の左右の枝を辿るのではなく、ノードにおけ
る大小比較の結果、その大小に従って２分木の左右の枝
を辿るため、２のｐ乗分木方式を実現することができな
い。

【００２４】そこで、本発明の第１の目的は、マルチキ
ャストパケットの中継処理に関し、マルチキャストパケ
ット経路検索処理の高速化の手段を提案することであ
る。

【００２５】また、本発明の第２の目的は、Radishアル
ゴリズムによる２分木検索方式をマルチキャスト経路検
索に適用する手段を提案することである。

【００２６】また、本発明の第３の目的は、検索のキー
のビット数が大きい場合でも、ノードを辿る回数がビッ
ト数より少なく、最大検索時間が少ない経路検索方式
を、マルチキャスト経路検索方式に適用する手段を提案
することである。

【００２７】本発明の第４の目的は、Radishアルゴリズ
ムによるマルチキャストルーティングテーブルの２分木
検索方式に従って経路検索処理を高速に行う回路の構成
を提案することである。

【００２８】

【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めに、本発明では、以下に述べる方式および手段を持
つ。

【００２９】パケットの送信元の端末のＩＰアドレス
(送信元ＩＰアドレス)と、パケットを送信すべき端末が
属するマルチキャスト・グループのグループアドレス
(宛先マルチキャスト・グループアドレス)とを検索のキ
ーとして用いるマルチキャスト経路検索において、送信
元ＩＰアドレスと宛先マルチキャスト・グループアドレ
スを連結して一つの経路アドレスとして定義し、この経
路アドレスのビットパターンに従い、マルチキャストル
ーティングテーブルを２分木に構成し、受信したマルチ
キャストパケットの送信元ＩＰアドレスと宛先マルチキ
ャスト・グループアドレスとを連結した経路アドレスの
上位ビットから１ビットづつ検査し、上記検査ビットの
値によって２分木構造をもつ検索木を検索する。

【００３０】また、上記の経路アドレスに関し、送信元
ＩＰアドレスと宛先マルチキャスト・グループアドレス
の連結順を、宛先マルチキャスト・グループアドレス、
送信元ＩＰアドレスの順にして経路アドレスを定義し、
この経路アドレスのビットパターンに従い、マルチキャ
ストルーティングテーブルを２分木に構成する。

【００３１】また、２分木方式の検索木を構成する各ノ
ードを、２分木ノードから４分木、８分木、あるいは一
般に２のｐ乗と、枝別れの数を２のべき乗で増やすこと
で、マルチキャストルーティングテーブルを２のｐ乗分
木構造に構成し、受信したマルチキャストパケットの宛
先マルチキャスト・グループアドレスと送信元ＩＰアド
レスをこの順に連結した経路アドレスを、一つのノード
で１ビットではなく、連続する２ビット、３ビット、あ
るいは一般にｐビットを同時に検査し、上記連続するビ
ットの値によって２のｐ乗分木構造を持つマルチキャス
トルーティングテーブルを検索する。

【００３２】また、上記の経路アドレスとして、マルチ
キャスト・グループアドレス自体ではなく、マルチキャ
スト・グループアドレスの下位２８ビットのマルチキャ
スト・グループＩＤと送信元ＩＰアドレスをこの順に連
結したものを採用し、この経路アドレスのビットパター
ンに従い、マルチキャストルーティングテーブルを２分
木あるいは２のｐ乗分木に構成する。

【００３３】また、検索木を構成するメモリ量を減らす
ために、２のｐ乗分木を構成する際、一つの２分木ノー
ドと、その直下につながる(ｐ−１)段分の合計(２のｐ
乗−１)個分の２分木ノードを一つの２のｐ乗分木ノー
ドにまとめ、まとめられる最下段の２の(ｐ−１)乗個の
２分木ノードに、それより上段のノードに割り付けられ
ていたエントリデータを埋め込むことにより、２のｐ乗
分木ノードを２分木ノードを２の(ｐ−１)乗個分併せた
形で構成するようにし、さらに、２分木を複数個併せる
ときに、共通なノードデータの要素を一つだけもつよう
にする。

【００３４】また、２分木ノードを２のｐ乗分木にまと
める際、２のｐ乗分木ノードのメモリ量削減と、各２の
ｐ乗分木ノードのメモリ量の統一のために、送信ポート
情報を検索木のノードから分離して記憶手段の別領域に
格納し、検索木のノードには上記送信ポート情報の格納
領域へのポインタを保持することで、エントリが割り当
てられている２分木ノードと、エントリが割り当てられ
ていない２分木ノードのデータ量を同じにし、これらの
２分木ノードをまとめて２のｐ乗分木ノードを構成す
る。

【００３５】また、経路アドレスの検査すべきビット位
置を示すマスク長に関し、各２のｐ乗分木ノードにその
ノード自身のマスク長を格納するのではなく、そのノー
ドの直下につながるノードのマスク長と格納することに
より、経路検索処理を行うために検索木データが格納さ
れている記憶手段からノードデータを読込む際、ノード
データ全てを読込むのではなく、直前に読込んだノード
に格納されているマスク長を用いて、ノードデータのう
ち必要な部分のみを選択して読込む。

【００３６】また、各ノードの先頭に、そのノードにエ
ントリが割り付けられているか否かを示すフラグを設
け、最初に、このフラクを読込み、エントリが割り付け
られていないノードでは、経路情報を読込まないように
する。

【００３７】また、経路アドレスの上位ｍビットに対応
する２のｍ乗個の２のｐ乗分木ノードを、記憶手段上の
決まった位置に展開し、展開されたそれぞれのノード
を、経路アドレスの第０ビットから第(ｍ−１)ビットま
でが取りうる値に１対１に対応させ、検索時には、経路
アドレスの第０ビットから第(ｍ−１)ビットの値に従っ
て、該ノードを選択する。

【００３８】また、宛先アドレスと送信元アドレスをこ
の順に連結して経路アドレスとし、上記経路アドレスの
上位ｍビットに対応する２のｍ乗個の２のｐ乗分木ノー
ドを決まった位置に格納し、それ以降の木は２のｐ乗分
木構造に構成して格納する記憶手段を持ち、経路検索時
には、受信したマルチキャストパケットの宛先アドレス
と送信元アドレスをこの順に連結した経路アドレスの第
０ビットから第(ｍ−１)ビットの値に従って、メモリ上
の決まった位置に展開されたノードの一つを選択し、経
路アドレスの第ｍビット以降は経路アドレスをｐビット
ずつ検査して２のｐ乗分木に構成されたマルチキャスト
ルーティングテーブルを検索する回路をもつ。

【００３９】その他の本願が解決しようとする課題、及
びその解決手段は、後述の「発明の実施の形態」の欄、
及び本願図面で明らかにされる。

【００４０】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施例を図面を用
いて説明する。

【００４１】まず、一般的なネットワークの構成および
そのネットワークにおけるパケット中継動作を図２、
３、４を用いて説明する。

【００４２】図２に示したネットワークは、パケットを
送受信する端末(Ｔ１１、Ｔ１２、Ｔ２１、Ｔ２２，Ｔ
３１、Ｔ３２、Ｔ４１、Ｔ４２、Ｔ５１、Ｔ５２)と、
端末を相互に接続するサブネットワーク(ＳＮ１〜ＳＮ
５)と、該サブネットワークを相互に接続するルータ(Ｒ
１〜Ｒ３)から構成される。また、ルータＲ１はポート
Ｐ１１、Ｐ１２、Ｐ１３を持ち、ルータＲ２はポートＰ
２１、Ｐ２２、Ｐ２３、Ｐ２４を持ち、ルータＲ３はポ
ートＰ３１、Ｐ３２、Ｐ３４、Ｐ３５を持つ。各端末に
は識別子としてアドレスが割り当てられており、例えば
ＩＰネットワーク上の各端末には３２ビットのＩＰアド
レスが割り当てられている。このＩＰアドレスについて
図３(ａ)を用いて説明する。図３(ａ)に示したＩＰアド
レス(１)は、サブネットワークアドレス(２)とホストア
ドレス(３)から構成される。

【００４３】サブネットワークアドレスは、サブネット
ワークの識別子であり、ホストアドレスはサブネットワ
ーク内の端末の識別子である。サブネットワークアドレ
スのビット数はサブネットマスク長で示されており、こ
のサブネットマスク長だけ上位ビットから有効なマスク
(サブネットマスク)とＩＰアドレスのビットごとの論理
積をとることにより、ＩＰアドレスからサブネットワー
クアドレスを得ることができる。

【００４４】次に、ある端末から特定の一つの端末にパ
ケットを送信するユニキャスト通信について、図２を用
いてパケット中継動作を説明する。一例として、端末Ｔ
１１から端末Ｔ２２へユニキャストパケットを送信する
場合について説明する。送信されるパケットのヘッダフ
ォーマットを図３(ｃ)に示す。図３(ｃ)の送信元ＩＰア
ドレスフィールド(７)には送信元端末Ｔ１１のＩＰアド
レスが格納され、宛先ＩＰアドレスフィールド(８)には
宛先端末Ｔ２２のＩＰアドレスが格納される。端末Ｔ１
１からのユニキャストパケットを受信したルータＲ１
は、パケットヘッダ内の宛先ＩＰアドレスフィールドを
検査し、宛先端末Ｔ２２がサブネットワークＳＮ２上に
あり、かつ、サブネットワークＳＮ２がルータＲ２経由
で接続されていることを認識し、パケットを送信すべき
ルータＲ２のＩＰアドレス(ネクストホップＩＰアドレ
スと呼ぶ)および送信すべきポートＰ１２を決定し、パ
ケットを出力する。ルータＲ１からのユニキャストパケ
ットを受信したルータＲ２は、パケットヘッダ内の宛先
ＩＰアドレスフィールドを検査し、宛先端末Ｔ２２がサ
ブネットワークＳＮ２上にあり、かつ、サブネットワー
クＳＮ２がルータＲ２に直接接続されていることを認識
し、ネクストホップＩＰアドレス(今の場合、端末２２
のＩＰアドレス)および送信すべきポートＰ２２を決定
し、パケットを出力する。

【００４５】次に、ルータの構成およびルータのユニキ
ャストパケットの中継動作を図４を用いて説明する。図
４のルータ１０は、入力ポート１１-i(＝１〜Ｎ)、出力
ポート１２-i(＝１〜Ｎ)、ルーティング処理部１３-i
(＝１〜Ｎ)、スイッチ１４、通信制御部１５-i(＝１〜
Ｎ)、管理部１６から構成される。上記で説明したユニ
キャストパケットが入力ポート１１-iから入力される
と、ルーティング処理部１３-iがパケットのヘッダ内の
宛先ＩＰアドレスをキーにしてユニキャストルーティン
グテーブルを検索する。この検索により、ネクストホッ
プＩＰアドレスと、出力すべき出力ポート１２-iの番号
(送信ポート番号)を決定し、上記ネクストホップＩＰア
ドレスと送信ポート番号をパケットに付加してスイッチ
１４に送出する。スイッチ１４は上記送信ポート番号に
対応する出力ポート１２-iを保持する通信制御部１５-i
にパケットをスイッチングする。スイッチングされたパ
ケットを受信した通信制御部１５-iは、パケットに付加
されているネクストホップＩＰアドレスに対応するデー
タリンク層のＭＡＣ(Media Access Control)アドレスを
対応テーブルに従って決定してパケットの宛先ＭＡＣア
ドレスとして付加して、送信ポート番号に対応する出力
ポート１２-iにパケットを送出する。

【００４６】なお、上記のユニキャストルーティングテ
ーブルは、管理部１６が他のルータと接続情報をやり取
りして作成し、各ルーティング処理部１３-iに配布す
る。また、管理部１６は、他のルータおよび端末とデー
タリンク層の情報のやり取りをし、ネクストホップＩＰ
アドレスと、そのＩＰアドレスを持つルータおよび端末
のＭＡＣアドレスの対応テーブルを作成して各通信制御
部１５-iに配布する。

【００４７】次に、ある端末から特定の複数の端末にパ
ケットを送信するマルチキャスト通信について、図２を
用いてパケット中継動作を説明する。一例として、端末
Ｔ１１からある特定のマルチキャストグループに属する
端末(Ｔ２１、Ｔ３１、Ｔ３２、Ｔ４１、Ｔ４２、Ｔ５
１)へマルチキャストパケットを送信する場合について
説明する。マルチキャストグループは、クラスＤのＩＰ
アドレス(マルチキャスト・グループアドレス)によって
識別される。このクラスＤのＩＰアドレスの構造を図３
(ｂ)に示す。クラスＤのＩＰアドレス(４)は、クラスＤ
であることを示す"１１１０"という上位４ビット(５)と
２８ビットのマルチキャスト・グループＩＤ(以下、Ｇ
ＩＤ)(６)から構成される。上記のマルチキャスト・グ
ループアドレスによって識別されるマルチキャストグル
ープは、複数のサブネットワークにまたがることが可能
である。また、グループに属する端末のメンバー構成は
動的で、端末は自由にマルチキャストグループに参加、
離脱することができる。

【００４８】端末Ｔ１１から、あるマルチキャストグル
ープ宛に送信されたマルチキャストパケットのヘッダ内
の送信元ＩＰアドレスフィールド(図３(ｃ)の７)には送
信元端末Ｔ１１のＩＰアドレスが格納され、宛先ＩＰア
ドレスフィールド(図３(ｃ)の８)には、ユニキャストパ
ケットの場合とは異なり、宛先のマルチキャスト・グル
ープアドレスが格納される。端末Ｔ１１からのマルチキ
ャストパケットを受信したルータＲ１は、ユニキャスト
パケットの場合とは異なり、パケットヘッダ内の送信元
ＩＰアドレスフィールドと宛先ＩＰアドレスフィールド
の２つのフィールドを検査し、このマルチキャストパケ
ットの送信元端末Ｔ１１がサブネットワークＳＮ１上に
あることを認識し、さらに、このサブネットワークＳＮ
１から、宛先マルチキャストアドレスに属する端末の全
てにパケットを送信するためにルータＲ１がパケットを
送信すべき送信ポートＰ１２、Ｐ１３を決定し、上記ポ
ートにパケットをコピーして出力する。ルータＲ１から
のマルチキャストパケットを受信したルータＲ２は、Ｒ
１と同様な検査を行い、このマルチキャストパケットの
送信元端末Ｔ１１がサブネットワークＳＮ１上にあるこ
とを認識し、さらに、宛先マルチキャストアドレスに属
する端末が存在するサブネットワークＳＮ２、ＳＮ３に
パケットを送信するためにルータＲ２がパケットを送信
すべき送信ポートＰ２２、Ｐ２３を決定し、上記ポート
にパケットをコピーして出力する。ルータＲ３も同様に
してＲ１から受信したパケットを送信すべきポートＰ３
４、Ｐ３５を決定し、上記ポートにパケットをコピーし
て出力する。

【００４９】次に、ルータのマルチキャストパケットの
中継動作を図４を用いて説明する。上記で説明したマル
チキャストパケットが入力ポート１１-iから入力される
と、ルーティング処理部１３-iがパケットのヘッダ内の
送信元ＩＰアドレスと宛先ＩＰアドレス(宛先マルチキ
ャストアドレス)をキーにしてマルチキャストルーティ
ングテーブルを検索する。この検索により、出力すべき
１つまたは複数の出力ポート１２-iの番号(送信ポート
番号)を決定し、受信したパケットをコピーし、各送信
ポート番号をパケットに付加してスイッチ１４に送出す
る。スイッチ１４は上記送信ポート番号に対応する出力
ポート１２-iを保持する通信制御部１５-iにパケットを
スイッチングする。スイッチングされたパケットを受信
した通信制御部１５-iは、ユニキャストパケットの場合
とは異なり、マルチキャストパケットのヘッダ内の宛先
マルチキャストアドレスを用いてデータリンク層のマル
チキャスト用ＭＡＣアドレスを生成し、パケットの宛先
ＭＡＣアドレスとして付加して、送信ポート番号に対応
する出力ポート１２-iにパケットを送出する。

【００５０】なお、上記のマルチキャストルーティング
テーブルは、ユニキャストルーティングテーブルと同様
にして管理部１６が他のルータと接続情報をやり取りし
て作成し、各ルーティング処理部１３-iに配布する。

【００５１】次に、本発明の一実施例として、ルータの
全体構成例を図１を用いて説明する。

【００５２】まず、ルータ７００の構成を図１を用いて
説明する。５０５はスイッチであり、図４のスイッチ１
４に対応する。上記スイッチ５０５に、装置全体の管理
機能と経路情報の収集・分配等の機能をもつ管理部６０
１が接続されている。管理部６０１は図４の管理部１６
に対応する。また、スイッチ５０５には、高速にパケッ
ト中継処理を行う機能を有するパケット処理部６００を
複数接続することができる。パケット処理部６００は、
図４のルーティング処理部１３−ｉに対応する。管理部
６０１は、それぞれのパケット処理部６００にルーティ
ングテーブルを配布し、それぞれのパケット処理部６０
０が上記ルーティングテーブルに基づいてパケット中継
処理を行うことによりルータの機能を実現する。

【００５３】さらに、各パケット処理部６００には、ネ
ットワークを接続するための通信ポートを備える通信制
御部５０１、６０２、６０３(図４の通信制御部１５-i
に対応)が接続される。通信制御部は、各種類のネット
ワークに接続することができる。また、そのネットワー
クの通信速度に応じて、高速通信(例えば、図２の５０
０)ならば１ポート、低速通信(例えば、図２の６０４、
６０５)ならば複数ポートを設け、１つまたは複数のネ
ットワークと接続することができる。

【００５４】次に、上記のパケット処理部６００の構成
について、図１を用いて説明する。図１において、パケ
ット処理部６００は、パケット転送処理を行う転送処理
部５０４と、パケットを格納するパケットバッファを備
えるメモリ５０３と、メモリ５０３に格納されたパケッ
トのヘッダ情報を用いて経路検索を行う経路検索処理部
４００と、転送処理部５０４および通信制御部５０１を
制御する制御回路５０２とを有する。経路検索処理部４
００は、ルーティングテーブルを格納するメモリ３００
と、そのルーティングテーブルを検索し、検索結果を転
送処理部５０４へ出力する経路検索処理回路２００から
構成される。

【００５５】次に、パケット処理部６００における、マ
ルチキャストパケットの中継処理の動作を説明する。な
お、パケット中継処理を行う前に、管理部６０１が、ス
イッチ５０５に接続している全パケット処理部６００
に、それぞれのマルチキャストルーティングテーブルを
配布しており、各パケット処理部６００はメモリ３００
にルーティングテーブルを格納している状態とする。通
信制御部５０１がネットワーク５００から受信したマル
チキャストパケットをメモリ５０３へ転送し格納する。
転送処理部５０４はメモリ５０３に格納されたパケット
データの内、パケットヘッダ情報を抽出して経路検索処
理部４００へ転送する。経路検索処理回路２００は、受
信パケットのヘッダ内の送信元アドレスと宛先マルチキ
ャスト・グループアドレスを用いてメモリ３００内に格
納されているマルチキャストルーティングテーブルの検
索を行い、検索結果として、パケットを送信すべきＮ個
(Ｎは１以上の整数)の送信ポート番号を転送処理部５０
４へ転送する。

【００５６】上記の検索結果を受信した転送処理部５０
４は、先にメモリ５０３に格納されているパケットに対
してパケットヘッダの書換などの処理を施し、パケット
に上記Ｎ個の送信ポートの内の１つの番号を付加してス
イッチ５０５に転送する。転送処理部５０４は上記の処
理をＮ回繰り返し、１つの受信パケットに対する転送処
理を終了する。また、送信ポート番号が自パケット処理
部に接続されている通信制御部のポート番号である場合
は、自パケット処理部に接続されている通信制御部にパ
ケットを送信する。

【００５７】スイッチ５０５は転送処理部５０４により
転送されたパケットを、付加されている送信ポート番号
に従い、各パケット処理部にスイッチングする。上記ス
イッチングされたパケットを受信したパケット処理部６
００は、上記パケットを通信制御部(５０１、６０２、
６０３)へ転送する。通信制御部は、上記パケットのヘ
ッダ内の宛先マルチキャストアドレスからマルチキャス
ト用ＭＡＣアドレスを生成し、宛先ＭＡＣアドレスとし
てパケットに付加して各ネットワークに送信する。

【００５８】本発明は、上記の経路検索処理部４００の
高速化に関するものである。以下では、この経路検索処
理部４００に関し、まず、方式１として、マルチキャス
トルーティングテーブルを２分木に構成し、その２分木
構造を検索する検索方式(以下、２分木検索方式と呼ぶ)
について説明する。方式２として、方式１を改良し、さ
らに検索を高速に行うために、マルチキャストルーティ
ングテーブルを２のｐ乗分木に構成し、その２のｐ乗分
木構造を検索する検索方式(以下、２のｐ乗分木検索方
式と呼ぶ)について説明する。また、その方式２の説明
の中で、マスク長ｍビットのノードをメモリ上に展開し
て方式１、２のノードを渡る回数を削減する方式(方式
３)について説明する。最後に、本発明の一実施例とし
て、方式２および３の方式を適用した経路検索処理を実
現するハードウェア構成について説明する。

【００５９】まず、方式１の２分木検索方式について説
明する。

【００６０】従来の技術で説明したように、マルチキャ
スト経路検索を行う際、受信パケットのヘッダ内の送信
元ＩＰアドレスと、宛先マルチキャスト・グループアド
レスを検索のキーとしてマルチキャストルーティングテ
ーブルを検索する。すなわち、この２つの情報の組み合
わせにより、そのマルチキャストパケットの送信元から
宛先までの経路が識別される。

【００６１】従って、送信元ＩＰアドレスとマルチキャ
スト・グループアドレスを連結して、これを経路アドレ
スとして定義し、この経路アドレスと経路情報の組をエ
ントリとしてマルチキャストルーティングテーブルを構
成することにより、この経路アドレスをキーとして、マ
ルチキャストルーティングテーブルを検索することがで
きる。

【００６２】また、上記の２つのアドレスのうち、マル
チキャスト・グループアドレスに関しては、マルチキャ
スト・グループ一つに対して一つのアドレスが割り当て
られているので、ルーティングテーブル検索時は、エン
トリに保持されたマルチキャスト・グループアドレスと
の一致比較を行えばよい。

【００６３】しかし、上記の２つのアドレスのうち、送
信元ＩＰアドレスに関しては、受信パケットの送信元Ｉ
Ｐアドレスに、エントリに保持されているサブネットマ
スク長だけ上位ビットから有効なマスクをかけたものと
エントリに保持されている送信元サブネットワークアド
レスに一致するエントリの経路情報を検索結果とする
が、この場合、ユニキャスト経路検索と同様に最長一致
検索を行う必要がある。

【００６４】以上のことから、送信元ＩＰアドレスとマ
ルチキャスト・グループアドレスの連結順を、マルチキ
ャスト・グループアドレス、送信元ＩＰアドレスの順に
して、これを経路アドレスとして定義し、この経路アド
レスのビットパターンに従ってマルチキャストルーティ
ングテーブルを２分木構造に構成することにより、従来
技術３に述べられているRadish方式を用いたユニキャス
ト経路検索方式と同様にして、経路アドレスに関して最
長一致検索を行うことができる。この場合、経路アドレ
スの定義から、マルチキャスト・グループアドレスにつ
いては一致比較、送信元ＩＰアドレスに関しては最長一
致検索を行うことできる。

【００６５】図５に２分木で構成されたマルチキャスト
ルーティングテーブルを検索する際に用いる経路アドレ
スを示す。なお、この経路アドレスは後述する２のｐ乗
分木検索方式にも採用する。図５(ａ)の経路アドレス３
２は、マルチキャスト・グループアドレス(３０)と送信
元ＩＰアドレス(３１)とを連結したものであり、ビット
数は６４ビットである。図５(ｂ)の経路アドレス３３
は、マルチキャスト・グループアドレス(３０)から"１
１１０"というＩＰアドレスのクラスＤを示す上位４ビ
ットの値を除いたマルチキャスト・グループＩＤ(３４)
と、送信元ＩＰアドレス(３１)とを連結したものであ
り、ビット数は６０ビットである。木構造を構成するた
めの値(今の場合は検索アドレス)のビット数が少ない方
が木の構造が浅くなり、検索時に辿る最大ノード数が減
るため、以下では、ビット数の少ない図５(ｂ)の経路ア
ドレス３３を採用して説明する。

【００６６】次に、上記の経路アドレスを用いてマルチ
キャストルーティングテーブルを２分木に構成する方法
について説明する。木構造の考え方は経路アドレスのビ
ット数には依存しないので、簡単のため、マルチキャス
ト・グループＩＤは１ビット、送信元ＩＰアドレスは２
ビットと仮定して説明する。この場合経路アドレスは３
ビットとなる。

【００６７】図６に２分木の構造の例を示す。図６に示
すように、各ノードは、経路アドレスモａａａモと、経路
アドレスマスク長ｎ、および、そのノードの下につく二
つのノードへのポインタを持つ。ここで、経路アドレス
マスク長とは、そのノードが持つ経路アドレスの上位何
ビットが有効であるかを示す値であり、また、そのノー
ドでの受信パケットの経路アドレスの検査ビット位置も
示す。また、経路アドレスと経路アドレスマスクの組を
表記法モａａａ：ｎモで表す。この表記法により、マスク
付き経路アドレスを表すことにする。

【００６８】各ノードを木の上から順に、経路アドレス
マスク長０ビット、１ビット、２ビット、３ビットのノ
ードと呼ぶ。

【００６９】経路アドレスマスク長０ビットのノード
（４０）では、経路アドレスマスク長の値で示されてい
る経路アドレスの第０ビットを検査し、その値が０か１
かに従い左/右のポインタを辿ることにより経路アドレ
スマスク長１ビットのノード（４１、４２）に移り、経
路アドレスマスク長１ビットのノードでは、経路アドレ
スの第１ビットが０か１かに従い左/右のポインタを辿
ることにより経路アドレスマスク長２ビットのノード
（４３、４４、４５、４６）に移り、経路アドレスマス
ク長２ビットのノードでは、経路アドレスの第２ビット
が０か１かに従い左/右のポインタを辿ることにより経
路アドレスマスク長３ビットのノード（４７、４８、４
９、５０、５１、５２、５３、５４）に移る。

【００７０】検索したい経路アドレスについて、この木
の経路アドレスマスク長０ビットのノード（４０）から
順に、各ビットが０か１かに従いポインタを辿った場
合、経路アドレスマスク長０ビットのノードは経路アド
レスがどの値をとる場合にも通過し、経路アドレスマス
ク長１ビットのノード（４１、４２）は左から順に経路
アドレスの各ビットが０ｘｘ、１ｘｘの場合に通過し、
経路アドレスマスク長２ビットのノード（４３、４４、
４５、４６）は左から順に経路アドレスの各ビットが０
０ｘ、０１ｘ、１０ｘ、１１ｘの場合に通過し、経路ア
ドレスマスク長３ビットのノード（４７、４８、４９、
５０、５１、５２、５３、５４）は左から順に経路アド
レスの各ビットが０００、００１、０１０、０１１、１
００、１０１、１１０、１１１の場合に通過する。ここ
で、ｘは、そのビット値が０または１のどちらでも良い
ことを示す。

【００７１】従って、経路アドレスマスク長０ビットの
ノード（４０）は、経路アドレスがマスク付き経路アド
レス ０００：０に属する場合に通過し、経路アドレス
マスク長１ビットのノード（４１、４２）は、経路アド
レスがそれぞれマスク付き経路アドレス０００：１、１
００：１に属する場合に通過し、経路アドレスマスク長
2ビットのノード（４３、４４、４５、４６）は、経路
アドレスがそれぞれマスク付き経路アドレス０００：
２、０１０：２、 １００：２、１１０：２に属する場
合に通過し、経路アドレスマスク長3ビットのノード(４
７、４８、４９、５０、５１、５２、５３、５４)は、
経路アドレスがそれぞれマスク付き経路アドレス００
０：３、００１：３、...、１１１：３に属する場合に
通過する。

【００７２】上記の通り、この木の各ノードは、経路ア
ドレスと経路アドレスマスク長が異なる全マスク付き経
路アドレスに１対１に対応している。

【００７３】上記の２分木において、図７に示すマルチ
キャストルーティングテーブルの各エントリに対応する
ノード４０、４８、４４、４２、５３に該エントリを割
り付ける。具体的には、図１２を用いて後述するよう
に、ノードのデータ構造内にエントリが割り付けられて
いるか否かを示すフラグを設け、エントリが割り付けら
れたノード内の上記フラグの値を１に設定し、かつ送信
ポート情報あるいは送信ポート情報へのポインタをノー
ド内に格納する。本明細書では、ノードに＊を付記する
ことにより、ノードにエントリが割り付けられているこ
とを表すことにする。

【００７４】受信パケットの経路アドレスが０１１(図
６の６０)の場合、この木の上から各ビットが０か１か
に従いポインタを辿ると、"＊"が付記されたノード４
０、４４が、マスク付きの検索で一致することが分か
る。そこで、ルーティングテーブルエントリが複数一致
した場合は、送信元ＩＰアドレスに関して最長一致検索
を行うことを考慮すると、一致した"＊"付きノード４
０、４４の内、上記で定義した経路アドレスマスク長が
最も長いノード、すなわち最も末端に近いノード４４に
割り付けられたエントリの経路情報を、ルーティングテ
ーブルの検索結果とする。なお、図７のルーティングテ
ーブルの例では、エントリ内の経路情報は省略してい
る。

【００７５】上記検索方法から分かるように、"＊"が付
記されておらず、かつ"＊"付きのノードにたどり着くた
めの途中経路にもなっていないノード４７、４９、５
０、５１、５２、５４、４５は木から取り除いても、検
索結果には影響しない。むしろ、最下のノードが、"＊"
が付記されていていないノードの場合は最下まで移動せ
ずに検索が終了するために効率的である。そこで、"＊"
が付記されておらず、かつ"＊"付きのノードにたどり着
くための途中経路にもなっていないノードを木から取り
除くと図８のようになる。

【００７６】上記の方法を用い、経路アドレス長が３２
ビットと仮定した場合、図９に示す経路テーブルに対応
する2分木を構成すると、図１０に示す分岐も"＊"も無
いノードの長い列６１ができる。なお、図９のルーティ
ングテーブルの例では、図７と同様にエントリ内の経路
情報は省略している。また、図１０の0xNNNNNNNNという
表記法は、NNNNNNNNが１６進数表示であることを示す。
このように、左右の片方のポインタだけに次のノードが
つながり、かつエントリが割り当てられていないノード
を取り除くことにより、検索時に辿るノード数を減らす
ことができる。

【００７７】図１０の例においては、分岐も"＊"も無い
ノード列６１を取り除き、直ぐ上のノード６２の分岐方
向(図１０では右側)に、取り除かれたノード列６１の直
ぐ下のノード６３を付ける。その結果、図１１に示す形
となる。このように途中のノード列を取り除くことを、
以後、木の縮退と呼ぶ。

【００７８】次に縮退した２分木の検索法を説明する。

【００７９】図１１に示す例では、経路アドレスマスク
長０ビットのノード６２で第０ビットの検査を行った
後、経路アドレスマスク長１５ビットのノード６３に跳
ぶので、経路アドレスマスク長１５ビットのノード６３
で第１５ビットだけを検査したのでは、途中のビット、
即ち第１ビットから第１４ビットが検査できない。そこ
で、第１ビットから第１５ビットの検査を一回の処理で
行う為に、受信パケットの経路アドレスの第１ビットか
ら第１５ビットとノード６３の経路アドレス0x85040000
の第１ビットから第１５ビットの一致比較を行う。比較
結果が一致すれば正しいノードにたどり着いたこと、即
ち、縮退しない木で１ビットづつ比較しても、このノー
ドにたどり着いたことを意味し、一致しなければ、正し
くないノードにたどり着いたこと、即ち縮退しない木で
は、行き先が無いことを意味する。

【００８０】ここで、図１１に示す例では、第０ビット
は、既にテストされ、第０ビットが等しくなる方の分岐
が選択されている為、常に一致する。一般に、あるノー
ドにたどり着く毎に、正しいノードにたどり着いたか否
かを検査していれば、第０ビットから、そのノードの経
路アドレスマスク長までのビットに関しては、受信パケ
ットの経路アドレスと、ノードの経路アドレスとが等し
いことが保証されているので、次のノードにたどり着い
たときに、前にどのビットまで検査したかに関らず、第
０ビットからノードの経路アドレスマスク長までのビッ
トに関して、受信パケットの経路アドレスとノードの経
路アドレスとが等しいか否かを調べて良い。

【００８１】次に、上記で説明した２分木を構成するノ
ードのデータ構造について、図１２を用いて説明する。
図１２(ａ)において、ワード１１０、１１１内の次のノ
ードのマスク長０、１は、このノード自身の経路アドレ
スマスク長ではなく、このノードの直下のノードの経路
アドレスマスク長である。このように、自分自身でなく
直下のノードのマスク長を設定する理由は高速化のため
であり、その説明は図２０を用いて後述する。ワード１
１０、１１１内のフラグ０、フラグ１は、このノードが
エントリが割り付けられているノードか否か、即ち、図
６、８、１０、１１で示した木の例において、このノー
ドが、"＊"が付記されているノードか否かを示すフラグ
(以下、エントリ有りフラグと呼ぶ)や、このノードに一
致するパケットに関する属性フラグなどが設定されるフ
ィールドである。フラグ０とフラグ１には、同じ値を設
定する。これは、ワード１１０とワード１１１の一つだ
けを読めば良いようにするためであり、このように、ノ
ードの全てを読むのではなく、一部分を読むことによる
高速化については図２０を用いて後述する。ワード１１
０、１１１内の次のノードへのポインタ０、１は、経路
アドレスの、このノードの経路アドレスマスク長で示さ
れるビット位置の値が、それぞれ０、１のときに次に辿
るノードへのポインタである。ワード１１２、１１３の
経路アドレスは、このノードに対応する経路アドレスで
あり、例えばワード１１２にはノードの経路アドレスの
内、上位２８ビットを設定し、ワード１１３にはノード
の経路アドレスの内、下位３２ビットを設定する。

【００８２】図１２(ａ)では、２分木ノードのデータ構
造の中に送信ポート情報１１４を保持する例を示してい
る。図１２(ｂ)では、送信ポート情報１１４を２分木ノ
ード構造から分離し、分離した送信ポート情報へのポイ
ンタ１１５を保持する例を示している。送信ポート情報
は、受信マルチキャストパケットを転送すべき１つまた
は複数の送信ポート番号を示し、ルータのポート数が多
い場合は数ワード必要になる。従って、図１２(ａ)のよ
うに、２分木ノード構造内に送信ポート情報１１４を保
持する場合、エントリが割り付けられている２分木ノー
ドと、エントリが割り付けられていない２分木ノード
で、その大きさが大きく異なることになる。このように
ノードの大きさが異なると、ノード内の次ノードへのポ
インタに必要なビット数が多くなることや、そのポイン
タから実際のメモリのアドレスを計算する処理が複雑に
なり、特にハードウェア構成が複雑になるという問題が
考えられる。

【００８３】図１２(ｂ)のように送信ポート情報をノー
ドから分離し、ノードにはその送信ポート情報へのポイ
ンタ１１５を保持する場合、エントリが割り付けられて
いる／いないに関わらずノードの大きさは一定になり、
ハードウェア構成を単純にする利点がある。

【００８４】次に、方式２の２のｐ乗分木検索方式につ
いて説明する。

【００８５】上記で説明した２分木方式では、一つのノ
ードに２つの分岐先があり１ビットづつ検索していた。
検索のキーのビット数は、検索時に辿るノードの数(の
最大値)に一致する。したがって、最大の検索時間は(式
１)で表される。

【００８６】(最大検索時間)＝(一つのノードの処理時
間)×(検索のキーのビット数) ・・・(式１) すなわち、最大検索時間は検索のキーのビット数に比例
する。この最大検索時間をさらに大幅に短縮し、高速化
することが求められる。

【００８７】そこで、以下で説明する２のｐ乗分木方式
では、一つのノードに２のｐ乗の分岐先を設け、同時に
ｐビットづつ検索することにより、従来に比べ、検索時
間を１／ｐに短縮するものである。以後、一つのノード
に２のｐ乗の分岐先があるノードのことを２のｐ乗分木
ノードと呼ぶ。

【００８８】２のｐ乗分木ノードは、２分木方式で説明
した２分木ノードから構成される木を変形することによ
り作成する。木の変形の方法は、経路アドレスマスク長
ｎの２分木ノード一つと、この２分木ノードの下に存在
する、経路アドレスマスク長(ｎ＋１)ビットから(ｎ＋
ｐ−１)ビットの2分木ノードを、一つの２のp乗分木ノ
ードに対応させるものである。また、以下では、上記の
ように対応させてまとめた２のｐ乗分木ノードに関し、
まとめる前に頂点にあった２分木ノードのマスク長ｎを
引き継いで、この２のｐ乗分木ノードのマスク長をｎと
定義する。

【００８９】上記の変形法の例として、２分木から８分
木への変形法を図１３に示す。

【００９０】経路アドレスのビット数が６０ビットの場
合で、８分木を構成する場合を考える。この場合、一つ
の８分木に対応させる２分木ノードの選び方として、マ
スク長０〜２、３〜５、....、５７〜５９、６０ビット
の２分木ノードを、それぞれ一つの８分木ノードとする
場合(図１３(ａ))と、マスク長１〜３、４〜６、....、
５５〜５７、５８〜６０ビットの２分木ノードを、それ
ぞれ一つの８分木ノードとする場合(図１３(ｂ))と、第
２〜４、５〜７、....、５６〜５８、５９〜６０ビット
の２分木ノードを、それぞれ一つの８分木ノードとする
場合(図１３(ｃ))の３通りがあり、どの区切り方でも、
構成可能だが、木全体では、エントリの追加、削除を容
易に行えるように、上記３通りのビット位置の区切り方
の内、一つを使用する。

【００９１】上記３通りのビット位置の区切り方の内、
最初の区切り方以外では、マスク長が０ビットから始ま
っていないので最初のビットの検査を別に行う必要があ
る。この検査には、マスク長ｍビットのノードをメモリ
上の決まった位置に展開する方法(以下、方式３と呼ぶ)
を使用する。

【００９２】以下、方式３について説明する。方式３
は、２のｐ乗分木構造のマスク長ｍビットのノードを、
ノードがある場合も無い場合も区別せず全て予め用意
し、メモリ上の決まった位置に展開しておき、経路検索
開始時に、受信パケットの経路アドレスの上位ｍビット
の値に従って上記の展開されたノードの内の一つを選択
してメモリから読み込む。この方式により上位ｍビット
分の検索時間を省くことができる。

【００９３】上記の方式３を適用した例を、図１３
(ｂ)、(ｃ)に示した区切り位置の場合について図１４
(ａ)、(ｂ)に示す。

【００９４】図１４(ａ)に示す構成では、マスク長１ビ
ットの８分木ノード９０、９１をメモリ上の決まった位
置に並べ、それぞれを、受信パケットの経路アドレスの
第０ビットが０か１かに従い選択することにより、最初
の第０ビットの検査を行ったことになる。図１４(ｂ)に
示す構成では、マスク長２ビットの８分木ノード９２、
９３、９４、９５をメモリ上の決まった位置に並べ、そ
れぞれを、受信パケットの経路アドレスの第０〜１ビッ
トの値が００か０１か１０か１１かに従い選択すること
により、最初の第０、１ビットの検査を行ったことにな
る。

【００９５】さらに、図１３(ａ)、(ｂ)、(ｃ)に示す各
ビットの区切り位置の場合に、それぞれ最初に並べる８
分木ノード数を１、２、４個ではなく、これらの８倍で
ある８、１６、３２個、８の２乗倍である６４、１２
８、２５６個、或いは一般に８のｑ乗倍個にし、最初の
１回、２回、或いは一般にｑ回の８分木ノードの検索時
間を無くすことも可能である。この場合、メモリ上の決
まった位置に展開する８分木ノードのマスク長ｍは、図
１３(ａ)、(ｂ)、(ｃ)に示す各ビットの区切り位置の場
合、それぞれ、ｍ＝３×ｑ、１＋３×ｑ、２＋３×ｑと
なり、この上位ｍビット分の検索時間を省くことができ
る。ｑ＝１の場合、即ち８分木ノードの１回のノードの
検索時間を無くす場合で、図１３(ａ)、(ｂ)、(ｃ)に示
す３通りの各ビットの区切り位置の場合についてのメモ
リ上へのノードの展開法を、図１５(ａ)、(ｂ)、(ｃ)に
それぞれ示す。

【００９６】図１５(ａ)では、マスク長ｍ＝３の８分木
ノードを８個メモリ上の決まった位置に展開し、受信パ
ケットの経路アドレスの第０〜２ビットの計３ビットの
値に従って、展開された８分木ノードの内の一つを選択
する。図１５(ｂ)では、マスク長ｍ＝１＋３＝４の８分
木ノードを１６個メモリ上の決まった位置に展開し、受
信パケットの経路アドレスの第０〜３ビットの計４ビッ
トの値に従って、展開された８分木ノードの内の一つを
選択する。図１５(ｃ)では、マスク長ｍ＝２＋３＝５の
８分木ノードを３２個メモリ上の決まった位置に展開
し、受信パケットの経路アドレスの第０〜４ビットの計
５ビットの値に従って、展開された８分木ノードの内の
一つを選択する。

【００９７】以上、８分木を例にして方式３について説
明したが、同様にして、マスク長ｍビットの２のｐ乗分
木ノードをメモリ上の決まった位置に展開し、上位ｍビ
ット分の検索時間を省くことができる。ｐ、ｑの値を大
きくすると、経路検索時間を短縮することができるが、
多くのメモリを必要とするので、ｐ、ｑの値は、メモリ
効率と性能のトレードオフから決めるようにする。

【００９８】以上、方式３について、２のｐ乗分木ノー
ドの場合について述べたが、同様にして、方式１の２分
木検索方式にこの方式３を適用することも可能である。

【００９９】次に、４分木ノード、８分木ノード、１６
分木ノード、或いは一般に２のべき乗分木のノードの構
成法を図１６を用いて説明する。

【０１００】図１６は４分木で、ある１つの２分木ノー
ドＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅと、その直下の２個の２分木ノー
ドＡ０、Ａ１、Ｂ０、Ｂ１、Ｃ０、Ｃ１、Ｄ０、Ｄ１、
Ｅ０、Ｅ１の、各々合計３個の２分木ノードをまとめて
一つの４分木ノード１００、１０１、１０２、１０３、
１０４にする場合の例であり、合計３個の２分木ノード
をつぶして、下の方の２分木ノードだけの大きさにす
る。つぶし方は、経路アドレスマスク長に関する最長一
致検索の仕様に従い、経路検索を行った場合に、２分木
の場合と４分木の場合とで、経路検索結果が同じにな
る、という条件を満たすように行う。

【０１０１】４分木の場合の、このノードのつぶし方を
図１７に示す。図１７において、＊Ａという表記は、ノ
ードＡに割り付けられているエントリ内の経路情報を表
すことにする。また、＊Ａという表記がないノードには
エントリが割り付けられていないことを意味する。

【０１０２】２分木構造において、３つのノードが全部
ある場合(図１７(ａ))、全ノードにエントリが割り付け
られていたら、下のノードの経路情報＊Ａ０、＊Ａ１を
残し、上のノードは削除する。これは、ノードＡのエン
トリが一致したらノードＡ０かノードＡ１のどちらかの
エントリが必ず一致するので、最長一致検索を行うこと
から、ノードＡの経路情報＊Ａが使用されることが無い
からである。

【０１０３】上のノードＡにエントリが割り付けられて
おり、下のノードＡ０、Ａ１の内Ａ１にだけエントリが
割り付けられていない場合(図１７(ｂ))、ノードＡ１
に、Ａの経路情報＊Ａを格納する。下のノードＡ０、Ａ
１の内Ａ０だけエントリが割り付けられていない場合も
同様である。

【０１０４】下のノードＡ０、Ａ１の両方にエントリが
割り付けられていない場合(図１７(ｃ))には、Ａ０、Ａ
１の両方のノード内に、Ａの経路情報＊Ａを格納する。

【０１０５】下のノードＡ１が無い場合(図１７(ｄ))、
Ａ１を補い、Ａ１には、上のノードＡの経路情報＊Ａを
格納し、さらに、ノードＡ１の下にはノードが繋がって
いないので、ノードＡ１の下のノードへのポインタはＮ
ＵＬＬにする。下のノードＡ０、Ａ１の内Ａ０だけエン
トリが割り付けられていない場合も同様である。

【０１０６】下のノードＡ０、Ａ１の両方が無い場合
(図１７(ｅ))、両方を補い、両方のノードに、Ａの経路
情報＊Ａを格納し、両方のノードの下のノードへのポイ
ンタはＮＵＬＬにする。

【０１０７】上のノードＡにエントリが割り付けられて
いない場合(図１７(ｆ))、ノードＡをただ単に削除す
る。

【０１０８】上のノードＡに経路が割り付けられておら
ず、下のノードＡ０、Ａ１の内、Ａ１にもエントリが割
り付けられていない場合(図１７(ｇ))、４分木にした場
合もＡ１の経路情報は無い。下のノードＡ０、Ａ１の
内、Ａ０にエントリが割り付けられていない場合も同様
である。

【０１０９】上のノードＡにエントリが割り付けられて
なく、下のノードＡ０、Ａ１の両方にエントリが割り付
けられていない場合(図１７(ｈ))、４分木にした場合も
Ａ０、Ａ１の両方のノードの経路情報は無い。

【０１１０】下のノードＡ０だけしかない場合(図１７
(Ｉ))には、下のノードＡ１を補う。下のノードＡ１だ
けしかない場合も同様である。

【０１１１】８分木の場合も同様にして、一つにまとめ
る７個の２分木ノードをつぶして、一番下の４個のノー
ドだけの大きさにする。上の方の３つの２分木ノードの
つぶし方の２つの例を図１８に示す。

【０１１２】図１８(ａ)は一つにまとめる７個の２分木
ノードが全てあるが、その内のいくつかにしかエントリ
が割り付けられていない場合の例であり、最下の４つの
ノードの内、エントリが割り付けられていないノードＡ
０１、Ａ１０には、そのノードの上方につながっている
ノードの内、エントリが割り付けられている最も下、即
ち最も経路アドレスマスク長が長いノード(それぞれ、
Ａ、Ａ１)の経路情報＊Ａ、＊Ａ１を格納する。

【０１１３】図１８(ｂ)は一つにまとめる７個の２分木
ノードの内のいくつかしかノードが存在しない場合の例
であり、存在しないノードＡ０１、Ａ１０を、まずエン
トリが割り付けられていないノードとして補い、図１８
(ａ)と同じ規則で、経路情報を格納する。最下の４つの
ノードＡ００、Ａ０１、Ａ１０、Ａ１１の内、補ったノ
ードＡ０１、Ａ１０の下には、ノードが繋がっていない
ので、下のノードへのポインタはＮＵＬＬにする。

【０１１４】一般に２のｐ乗分木の場合も同様にして、
一つにまとめる(２のｐ乗−１)個の２分木ノードをつぶ
して、一番下の２の(ｐ−１)乗個のノードだけの大きさ
にする。

【０１１５】また、４、８、１６、...分木ノードで
は、２分木ノードを２、４、８、...個まとめて扱うの
で、１つの４、８、１６、...分木ノードにまとめられ
る２分木ノード間で共通な要素は、一つだけ持てばよ
く、これにより、４、８、１６、...分木ノードのメモ
リ量を小さくできる。１つにの４、８、１６、...分木
ノードにまとめられる2分木ノード間で共通な要素に
は、ノードが持つ経路アドレス、及び、経路アドレスマ
スク長があるが、経路アドレスマスク長については、後
述するように、このノード自身の経路アドレスマスク長
ではなく、このノードの直下のノードの経路アドレスマ
スク長を持つようにするので、メモリ量を小さくする効
果は無い。

【０１１６】次に、２のｐ乗分木ノードの一つの例とし
て、４分木ノードのデータ構造について図１９を用いて
説明する。４分木ノードを構成する際、上記２分木ノー
ドを２つまとめ、まとめられる２つの２分木ノードに共
通のデータを一つだけ保持するようにする。この共通の
データは、そのノードの経路アドレスだけである(ワー
ド１２４、１２５)。また、まとめられる２分木ノード
が、経路が割り付けられているか否かによりその大きさ
が異なると、それらをまとめて構成する４分木ノードの
大きさも異なってしまう。従って、図１２(ｂ)で示した
ように、送信ポート情報をノードから分離し、ノード内
にはこの送信ポート情報へのポインタを保持する２分木
ノードをまとめる。

【０１１７】図１９において、ワード１２０、１２１、
１２２、１２３内の次ノードのマスク長ｔｔ、フラグｔ
ｔ、次ノードへのポインタｔｔはそれぞれ、受信パケッ
トの経路アドレスの、このノードの経路アドレスマスク
長ｍで示された第ｍビット、および第ｍ＋１ビットの値
ｔｔに対応する値である。ここでｔｔは００、０１、１
０、１１の値を取りうる。２分木の場合と同様に、フラ
グ００とフラグ０１は同じ値を設定し、フラグ１０とフ
ラグ１１も同じ値を設定する。

【０１１８】図１２(ｂ)に示す例では、２分木ノード
は、２のべき乗の大きさである１６バイトにわずかに入
りきらない大きさになっているが、４分木ノードにし、
１ノード内に経路アドレスを一つしか持たないようにす
ることで、２のべき乗の大きさである３２バイトに丁度
収まるようになっている。８分木ノードにし、経路アド
レスを１ノードで一つだけ保持するようにすれば、６４
バイトの大きさに収まる上に、４バイトの余裕ができ、
この領域は他の情報を入れるのに使用できる。さらに1
つにまとめる２分木の数を増やせば(すなわち、２のｐ
乗分木のｐの値を大きくとれば)、２のべき乗の大きさ
に対し、1つのノードの大きさをさらに小さくできる。

【０１１９】このように、１ノードの大きさを２のべき
乗の大きさに収めることで、ハードウェアの構成を非常
に簡単にできる。ハードウェアの構成を簡単にできる例
を以下に示す。

【０１２０】１つ目の例として、４分木ノードが３２バ
イトに収まる場合、メモリを複数バンクで構成していた
場合でも１ノードのメモリ領域がバンク境界にまたがる
ことがないこと、メモリにダイナミックＲＡＭを使用し
ていた場合でも１ノードのメモリ領域がＲｏｗアドレス
境界にまたがることがないこと。

【０１２１】２つ目の例として、ノード内の各要素のメ
モリ上のアドレス(以下、メモリアドレスと呼ぶ)を求め
るときに、そのノードへのポインタとそのポインタから
のオフセットの足し算でなく、メモリアドレスの上位ビ
ットはポインタの値にし、下位ビットをオフセットにす
ればよいこと。例えば４分木ノードが３２バイトに収ま
る場合、あるノード内のある要素のメモリアドレスを生
成するには、そのノードへのポインタをメモリアドレス
の２の５乗ビット以上に割り付け、ノード内のその要素
へのオフセットをメモリアドレスの２の０乗ビットから
２の４乗ビットに割り付ければよい。

【０１２２】３つ目の例として、例えば４分木ノードが
３２バイトに収まる場合、各ノードに保持する次のノー
ドへのポインタとして、(次のノードの先頭のバイトア
ドレス)÷３２、という値を保持すればよく、１ノード
内で１ポインタあたり５ビットづつデータ量を減らせる
ことが挙げられる。

【０１２３】次に、例えば、図１の経路検索処理回路２
００を専用ＬＳＩで構成する場合のノードの読み込み方
式について説明する。４、８、１６、...分木ノードに
した場合に１つのノードが大きくなり、検索処理時にテ
ーブルを保持するメモリから専用ＬＳＩ内に１つのノー
ドを全て読み込むと、ノードを大きくするに従い読み込
み時間が伸び、性能低下要因となる、という問題がある
が、この問題は、ノードを大きくしたときに、１つのノ
ード全てを読み込まず一部だけを読み込む、という方で
回避する。この方法について、図２０を用いて説明す
る。

【０１２４】図２０に４分木の場合の例を示す。既に図
１９を用いて説明したように、経路アドレスマスク長ｍ
ビットの４分木ノードは、図１２(ｂ)で示した、経路ア
ドレスの第ｍビット目の値が０の場合に対応する２分木
ノードと、１の場合に対応する２分木ノードを併せた構
造になっている。従って、受信パケットの経路アドレス
の第ｍビット目の値にしたがって、対応する方の２分木
ノードの部分だけを読み込むことにより、ノードの大き
さが大きくなっても２分木ノードの場合と同じデータ量
を読み込むようにする。このとき、図１９で示した、1
つにまとめられる2分木ノード間で一つだけ保持する要
素であるノードの経路アドレス(ワード１２４、１２５)
は、受信パケットの経路アドレスのｍビット目の値に係
わらず読み込むようにする。

【０１２５】さらに、受信パケットの経路アドレスの第
(ｍ＋１)ビット目の値に従い、２分木ノードで２つ存在
した次ノードへのポインタの内、一方だけを読み込むよ
うにすることにより、読み込むデータ量をさらに少なく
する。

【０１２６】この方法は２分木検索方式にも使用でき
る。例えば第ｍビット目の２分木ノードの場合には、受
信パケットの経路アドレスの第ｍビット目の値に従い、
２つの次ノードへのポインタの内、一方だけを読み込む
ようにする。

【０１２７】上記方法を全て行い、結局、このノードの
経路アドレスマスク長をｍとした場合、宛先アドレスの
第ｍ、ｍ＋１ビットの値が００か、０１か、１０か、１
１かに従い、それぞれ(ワード１２０→ワード１２４→
ワード１２５→ワード１２６)、(ワード１２１→ワード
１２４→ワード１２５→ワード１２６)、(ワード１２２
→ワード１２４→ワード１２５→ワード１２７)、(ワー
ド１２３→ワード１２４→ワード１２５→ワード１２
７)の順にデータを読み込むようにする(図２０
（ｂ）)。

【０１２８】このように、あるノードの一部分だけを読
み込むためには、このノードの経路アドレスマスク長ｍ
を知る必要があり、このノードの経路アドレスマスク長
ｍは、１ノードのデータ読み込みの最初に読み込むか、
この情報を１つ前のノードに移し、一つ前のノードのデ
ータ読み込み時に読み込む必要がある。ノードのマスク
長ｍを１ノードのデータ読み込みの最初に読み込む方法
は、例えば、図１の経路検索処理回路２００を専用ＬＳ
Ｉで構成する場合、宛先の第ｍビット目の値の抽出のた
めの専用ＬＳＩ内のゲートディレイ、及び、次に読み込
む部分のメモリアドレスをメモリに出力してからメモリ
からのデータを専用ＬＳＩ内に読み込むまでの時間であ
るメモリリードレイテンシだけ、マスク長ｍを読み込ん
でから次に読み込む部分を選択して読み込むまで時間が
空いてしまうので、ノードの一部だけを読むことによる
性能向上効果が少ない。ノードのマスク長ｍを１つ前の
ノードに移し、一つ前のノードのデータの読み込み時に
読み込む方が性能向上効果がある。

【０１２９】さらに、ノードの経路アドレスマスク長ｍ
を１つ前のノードに移す場合、１ノードのデータを読み
込む順序を、１番目に次のノードの経路アドレスマスク
長ｍ、次のノードへのポインタ、次にノードの経路アド
レス、送信ポート情報へのポインタの順にすることによ
り、次のノードの最初に読み込む部分のメモリアドレス
が最も早く計算できるようにする。

【０１３０】次のノードへのポインタは、次のノードの
メモリ領域の先頭部分を指しており、次のノードの先頭
から最初に読み込む部分までのメモリアドレスのオフセ
ットは、次のノードのマスク長ｍを読み込み、受信パケ
ットの経路アドレスの該当ビット位置の値を検査するこ
とにより、得られる。

【０１３１】次に、１ノード内で、条件によっては、読
み込む必要が無い要素を、その条件に従って読み込まな
いようにすることで、読み込みの時間を削減し、高速化
を図る方法について図２１を用いて説明する。

【０１３２】図２１に4分木の場合の例を示す。２分木
構造の説明で述べたように一般に木構造においては、全
ノードにエントリが割り付けられているわけではなく、
枝の分岐の個所では、エントリが割り付けられていなく
てもノードを設ける必要がある。図２１に示すように、
ノードデータの最初に読み込むワード１２０、１２１、
１２２、１２３内のフラグ内のエントリ有りフラグの値
に従い、エントリが割り付けられていないノードでは、
送信ポート情報へのポインタを読み込まないようにする
ことで、読み込み時間の短縮を図ることができる。エン
トリ有りフラグは１ビットで表現できるので、この情報
を読み込むことによる読み込み時間の増大は小さい。

【０１３３】この方法では、このノードのマスク長をｍ
とすると、宛先アドレスの第ｍ、ｍ＋１ビットの値が０
０で、ワード１２０を読み、フラグ００から、４分木を
構成する０番目の２分木に経路情報が無いと判った場
合、ワード１２４、１２５だけを読めば良く、経路情報
が有ると判った場合にだけ、図２１（ｂ）に示すように
ワード１２４→ワード１２５→ワード１２６の順に読め
ば良い。宛先アドレスの第ｍ、ｍ＋１ビットの値が０
１、１０、１１の場合も同様である。

【０１３４】以上、２分木検索方式(方式１)、２のｐ乗
分木検索方式(方式２)、およびマスク長ｍビットのノー
ドをメモリ上に展開する方法(方式３)という各検索方式
について説明した。次に、図１の経路検索処理回路２０
０が上記の方式を用いて経路検索処理を行う際のフロー
チャートについて図２２を用いて説明する。図２２のフ
ローチャートでは、方式２と方式３とを組み合わせた場
合の例を示す。この例では、経路アドレスの第０ビット
から第(ｍ−１)ビットの値に従って、メモリ上の決まっ
た位置に展開された２のｐ乗分木ノードの一つを選択す
る。以下ではこのように選択し、検索の最初に読込む２
のｐ乗分木ノードを初段ノードと呼ぶ。第ｍビット以降
は経路アドレスをｐビットずつ検索し、２のｐ乗分木を
検索する。図１のメモリ３００には、上記の方式２およ
び方式３の検索方式に従った２のｐ乗分木ノードデー
タ、および送信ポート情報が格納されているとする。

【０１３５】なお、以下では方式２と方式３とを組合わ
せた例について説明するが、方式１と方式３とを組み合
わせた場合でも同様なフローチャートに従うことで実現
可能である。また、このフローチャートに従うことによ
り、ソフトウェアでもハードウェアでも経路検索処理を
実現することができる。ソフトウェアで実現する場合、
図１の経路検索処理回路２００にはＣＰＵを用いればよ
い。またハードウェアで実現する場合、図１の経路検索
処理回路２００を専用ＬＳＩで構成すればよい。

【０１３６】図２２の処理８１０は木構造検索処理であ
り、また、処理８１１は送信ポート情報処理である。ま
ず、木構造検索処理８１０について説明する。

【０１３７】図１の経路検索処理回路２００は、受信パ
ケットの宛先マルチキャスト・グループＩＤおよび送信
元ＩＰアドレスを受け取ると、これらの値から図５を用
いて説明した経路アドレスを生成し、この経路アドレス
と初段ノードのマスク長ｍの値から初段ノードへのポイ
ンタを生成し、このポインタと、経路アドレスの第ｍビ
ットから第(ｍ＋ｐ−１)ビットの値(以下、検査ビット
値と呼ぶ)に従ってメモリ３００に格納されている初段
ノードの読み込みアドレスを生成し、メモリ３００から
該初段ノードの一部を読み込む(図２２の８００)。

【０１３８】次に、図１の経路検索処理回路２００は、
受信パケットの経路アドレスにノードのマスク長だけ上
位ビットから有効とするマスクをかけたものと、ノード
の経路アドレスと比較し(図２２の８０１)、不一致の場
合は木構造検索処理８１０を終了する(図２２の８０
９)。一致する場合は図２２の処理８０２に進む。

【０１３９】次に、図２２の処理８０２、および８０３
について説明する。これらの処理は、最長一致検索を実
現するための経路情報の更新処理である。経路情報とし
ては、図１のメモリ３００が出力するノードデータの
内、エントリ有りフラグと、送信ポート情報へのポイン
タがある。図１の経路検索処理回路２００は、ノードデ
ータ内のエントリ有りフラグを検査し、エントリ有りフ
ラグの値が１の場合(図２２の８１２)のみ、読み込んだ
ノード内の新たな経路情報をレジスタに保持する(図２
２の８０３)。エントリ有りフラグの値が０の場合は更
新処理を行わない(図２２の８１３)。

【０１４０】次に、図１の経路検索処理回路２００は、
図１のメモリ３００が出力するノードデータの内の次ノ
ードへのポインタがＮＵＬＬかどうかを判定し(図２２
の８０４)、ＮＵＬＬの場合は木構造検索処理８１０を
終了する。ＮＵＬＬでない場合はそのポインタと、新た
な検査ビットの値に従ってメモリ３００に格納されてい
る初段ノードの読み込みアドレスを生成し、メモリ３０
０から該ノードデータを読み込む(図２２の８０５)。

【０１４１】以下、上記の処理を繰り返すことにより、
２のｐ乗分木方式の経路検索を行うことができる。

【０１４２】次に、図２２の送信ポート情報処理８１１
について説明する。木構造検索処理の結果、図１の経路
検索処理回路２００内のレジスタには、経路情報とし
て、上記のエントリ有りフラグと送信ポート情報へのポ
インタが保持されている。図１の経路検索処理回路２０
０は、まず、レジスタに保持されているエントリ有りフ
ラグを調べ(図２２の８０６)、その値が０の場合は経路
検索処理を終了し、転送処理部５０４へ検索結果無しと
いう通知をする。エントリ有りフラグの値が１の場合
は、検索の結果、あるエントリに一致したことになるた
め、送信ポート情報へのポインタを用いてメモリ３００
から送信ポート情報を読み出す(図２２の８０７)。この
送信ポート情報からパケットを送信すべき１つまたは複
数のポート番号を生成して図１の転送処理部５０４へ送
信し(図２２の８０８)、すべてのポート番号を送信し終
わると経路検索処理を終了する。

【０１４３】次に、本発明の一実施例として、図２２で
説明した検索方式をハードウェアで実現する場合の構成
例について、図２３、図２４を用いて説明する。

【０１４４】図２３に経路検索処理部４００をハードウ
ェアで構成した場合の構成例を示す。経路検索処理回路
２００は、木構造検索回路２０１と、読み込みアドレス
生成回路２０２と、メモリ制御回路２０６と、送信ポー
ト情報処理回路２０３と、経路検索処理制御回路２０４
とからなる。

【０１４５】木構造検索回路２０１は、メモリ３００に
格納された２のｐ乗分木構造を検索し、次に読み込むべ
きノードのポインタの生成、受信パケットの経路アドレ
スの検査ビット値の抽出、木構造検索の終了判定、検索
結果である経路情報の候補の更新を行う。また、読み込
みアドレス生成回路２０２は、木構造検索処理時には、
木構造検索回路２０１から出力される読み込むべきノー
ドへのポインタ、および検査ビット値、および経路検索
処理制御回路２０４から出力されるタイミング信号に従
い、図２０を用いて説明した順序でノード内の読み込み
ワードのメモリアドレスを生成してメモリ制御回路２０
６に送信する。また、送信ポート情報処理時には、木構
造検索回路２０１内のレジスタに検索結果として保持さ
れている送信ポート情報へのポインタから送信ポート情
報のメモリアドレスを生成する。また、メモリ制御回路
２０６は、上記のメモリアドレスと、経路検索処理制御
回路２０４から出力されるタイミング信号に従い、メモ
リ制御信号を生成する。また、送信ポート情報処理回路
２０３は、メモリ３００から読み出された送信ポート情
報からパケットを送信すべき１つまたは複数のポート番
号を生成して転送処理部５０４へ送信する。また、経路
検索処理制御回路２０４は、経路検索処理回路２００全
体の制御(各回路の動作タイミングおよび動作状態管理
など)を行う。

【０１４６】上記の経路検索処理回路２００を専用ＬＳ
Ｉで実現する場合、メモリ３００は上記専用ＬＳＩの外
部に備えても良いし、専用ＬＳＩ内の内臓メモリを使用
しても良い。メモリ３００として専用ＬＳＩの内蔵メモ
リ使用すると、外部メモリを使用する場合に比べてメモ
リアクセス時間が短くなり、メモリ３００内に格納され
たルーティングテーブルの検索処理を高速に行うことが
できる。

【０１４７】次に、経路検索処理部４００の動作につい
て図２３を用いて説明する。また、木構造検索回路２０
１の詳細動作については、図２４を用いて後述する。

【０１４８】木構造検索回路２０１は、転送処理部５０
４から受信パケットの宛先マルチキャスト・グループＩ
Ｄおよび送信元ＩＰアドレスを受け取ると、これらの値
から経路アドレスを生成し、この経路アドレスとノード
のマスク長の値から次ノードへのポインタを生成して、
読み込みアドレス生成回路２０２に転送する。また、木
構造検索回路２０１は、ノードのマスク長で示される経
路アドレスの検査ビット位置の値(検査ビット値)を抽出
して、読み込みアドレス生成回路２０２に転送する。

【０１４９】読み込みアドレス生成回路２０２はこのノ
ードへのポインタと、検査ビット値と、経路検索処理制
御回路２０４からのタイミング信号を用いて、図２０を
用いて説明した順序でノード内の読み込みワードのメモ
リアドレスを生成し、メモリ制御回路２０６に送信す
る。メモリ制御回路２０６は上記メモリアドレスと経路
検索処理制御回路からのタイミング信号を用いてメモリ
制御信号を生成し、メモリ３００へ出力する。上記のメ
モリ制御信号を受信したメモリ３００は、対応するノー
ドデータを信号線２１４を用いて木構造検索回路へ転送
する。

【０１５０】木構造検索回路２０１はこのノードデータ
を用いて、図２２の処理８０１、８０２、８０３、８０
４、８０５を行う。これらの処理の詳細は図２４で後述
する。図２２の処理８０１および８０４に対応する判定
処理において木構造検索を終了すると判定した場合は、
木構造検索終了信号を経路検索処理制御回路２０４へ出
力し、経路検索処理制御回路２０４は送信ポート情報読
み込み処理を開始する。終了と判定されない場合は、終
了と判定されるまで図２２の処理８０１、８０２、８０
３、８０４、８０５を繰り返す。

【０１５１】次に、経路検索処理制御回路２０４は、木
構造検索回路２０１内に保持された経路情報(エントリ
有りフラグ、送信ポート情報へのポインタ)のうちのエ
ントリ有りフラグを調べ、その値が０の場合は経路検索
処理を終了し、転送処理部５０４へ検索結果無しという
通知をする。エントリ有りフラグの値が１の場合は、送
信ポート情報読み込みおよび送信ポート生成処理制御を
開始し、木構造検索回路２０１を制御して、送信ポート
情報へのポインタを読み込みアドレス生成回路２０２へ
出力させる。読み込みアドレス生成回路２０２はこの送
信ポート情報へのポインタと、経路検索処理回路２０４
からのタイミング信号を用いて、読み出すべき送信ポー
ト情報が格納されているメモリアドレスを生成し、メモ
リ制御回路２０６へ送信し、メモリ制御回路２０６は、
上記のメモリアドレスと、経路検索処理制御回路２０４
から出力されるタイミング信号に従い、メモリ制御信号
を生成してメモリ３００へ出力し、この制御信号を受信
したメモリ３００から信号線２１４上に送信ポート情報
が出力される。送信ポート情報処理回路２０３はこの送
信ポート情報を取り込み、パケットを送信すべき１つま
たは複数のポート番号を生成して転送処理部５０４へ送
信する。

【０１５２】送信ポート情報の構造については、複数の
送信ポート番号をポインタでつないだリスト構造や、送
信ポート番号のビットマップ化などが考えられるが、リ
スト構造の場合、送信ポート番号が多いとメモリアクセ
ス回数が増加し、結果として検索処理が遅くなる問題が
ある。送信ポート番号をビットマップ化する方法は、そ
のビットマップをメモリ３００からバーストリードして
送信ポート情報処理回路２０３内に保持しておき、その
ビットマップをデコードして送信ポート番号を生成する
ことにより、メモリアクセス回数を減らすことができ
る。

【０１５３】すべての送信ポート番号を出力した後で、
経路検索処理制御回路２０４は経路検索処理を終了し、
次のパケット処理の制御を行う。

【０１５４】次に、図２３の木構造検索回路２０１の詳
細を図２４を用いて説明する。

【０１５５】まず、図２２の初段ノードリード処理８０
０および次ノードリード処理８０５に対応する処理につ
いて、図２４を用いて説明する。転送処理部５０４より
信号線２０５を用いて送信される宛先マルチキャスト・
グループアドレスおよび送信元ＩＰアドレスは、経路ア
ドレス生成回路２０７内に保持される。経路アドレス生
成回路２０７はこれらの情報から、図５(ｂ)で説明した
６０ビットの経路アドレス３３を生成し、初段ノードへ
のポインタ生成回路２０８、検査ビット抽出回路２０
９、マスク処理回路２１０へ出力する。

【０１５６】初段ノードへのポインタ生成回路２０８
は、予め初段ノードマスク長レジスタ２２９に設定され
ている値ｍに従い、受信パケットの経路アドレスの第０
ビットから第(ｍ−１)の上位ｍビットの値を抽出し、こ
のｍビットの値に従って初段ノードへのポインタを生成
してポインタセレクタ２１１へ出力する。ポインタセレ
クタ２１１は、信号線２２６によって図２３の経路検索
処理制御回路２０４から送信される初段ノード読み込み
／初段ノード以外のノード読み込み選択信号に従い、初
段ノードの読み込み時は、上記の初段ノードへのポイン
タを選択して図２３の読み込みアドレス生成回路２０２
へ出力する。また、ポインタセレクタ２１１は、初段ノ
ード以外のノードの読み込み時は、次ノードへのポイン
タレジスタ２１５に保持されている次ノードへのポイン
タを選択して読み込みアドレス生成回路２０２へ出力す
る。

【０１５７】また、上記の処理と並行して、検査ビット
抽出回路２０９は、初段ノード読み込み時には、検査ビ
ット位置セレクタ２１２において選択されて出力される
初段ノードマスク長レジスタ２２９の設定値ｍに従い、
経路アドレスの第ｍビットから第(ｍ＋ｐ−１)ビットま
でのｐビットの検査ビット値を抽出して図２３の読み込
みアドレス生成回路２０２へ出力する。また、初段ノー
ド以外のノードの読み込み時は、後述する次ノードマス
ク長レジスタ２１６に保持されている次ノードのマスク
長ｍ１が、検査ビット位置セレクタ２１２において選択
されて検査ビット抽出回路２０９に出力され、検査ビッ
ト抽出回路２０９は、この次ノードのマスク長ｍ１に従
い、経路アドレスの第ｍ１ビットから第(ｍ１＋ｐ−１)
ビットまでのｐビットの検査ビット値を抽出して図２３
の読み込みアドレス生成回路２０２へ出力する。

【０１５８】図２３の読み込みアドレス生成回路２０２
およびメモリ制御回路２０６は、上記のノードへのポイ
ンタとｐビットの検査ビット値を用いて、図２０を用い
て説明した順序でノード内の読み込みワードのメモリア
ドレスおよびメモリ制御信号を生成し、メモリ３００は
入力されたメモリアドレスに格納されているノード内の
読み込みワードを信号線２１４に出力する。

【０１５９】信号線２１４のビット幅が３２ビットの場
合、図２０で説明した方式を採用すると一回のノード
(の一部)の読み込みワード数は４ワードとなり、これら
のデータは図２０の表に示した順番で信号線２１４に出
力され、各レジスタ(次ノードへのポインタレジスタ２
１５、次ノードマスク長レジスタ２１６、経路アドレス
上位レジスタ２１７、経路アドレス下位レジスタ２２
２、フラグレジスタ２２４、送信ポート情報ポインタレ
ジスタ２３０)に保持される。各レジスタの保持タイミ
ングは経路検索処理制御回路２０４からの制御信号(図
示していない)により制御される。次ノードへのポイン
タレジスタ２１５には次ノードへのポインタが保持さ
れ、次ノードマスク長レジスタ２１６には次ノードのマ
スク長が保持され、経路アドレス上位レジスタ２１７に
はノードの経路アドレスの上位２８ビットが、経路アド
レス下位レジスタ２２２には経路アドレスの下位３２ビ
ットがそれぞれ保持され、フラグレジスタ２２４にはエ
ントリ有りフラグが保持され、送信ポート情報ポインタ
レジスタ２３０には送信ポート情報へのポインタが保持
される。

【０１６０】次に、図２２の経路アドレス一致比較処理
８０１に対応する処理について、図２４を用いて説明す
る。初段ノード読み込み時には、マスク長セレクタ２２
８を介して初段ノードマスク長レジスタ２２９の設定値
がマスク処理回路２１０に入力する。

【０１６１】初段ノード以外のノード読み込み時には、
マスク長セレクタ２２８を介してマスク長レジスタ２２
７に保持されているノードのマスク長がマスク処理回路
２１０に入力する。このマスク長レジスタ２２７の値
は、一つ前に読み込んだノードに格納されている次ノー
ドのマスク長の値であり、次ノードマスク長レジスタ２
１６に保持されていたものである。次ノードマスク長レ
ジスタ２１６の値は、ノードの読み込み毎に更新される
ため、更新される前に、現在読み込んでいるノード(以
下、現ノードと呼ぶ)の経路アドレス一致比較処理に使
用する現ノードのマスク長をマスク長レジスタ２２７に
保持しておく。

【０１６２】マスク処理回路２１０は、これらのマスク
長だけ上位ビットから有効とするマスクを生成し、この
マスクと、経路アドレス生成回路２０７から出力される
受信パケットの経路アドレスとの論理積をとり、その結
果(以下、マスクした受信パケットの経路アドレスと呼
ぶ)を一致比較回路２１３に出力する。また、経路アド
レス上位レジスタ２１７、経路アドレス下位レジスタ２
２２に保持されているノードの経路アドレスの上位２８
ビット、下位３２ビットはこの順に連結され、ノードの
経路アドレスとして一致比較回路２１３に入力される。
一致比較回路２１３は、このノードの経路アドレスと、
上記で説明した、マスクされた受信パケットの経路アド
レスとを比較し(以下経路アドレス比較と呼ぶ)、その結
果が不一致となる場合には不一致信号を信号線２１８を
用いて木検索終了判定回路２１９に転送する。木検索終
了判定回路２１９は上記不一致信号を受信し、木構造検
索終了信号を図２３の経路検索処理制御回路２０４に送
信する。

【０１６３】また、マスク長レジスタ２２７の値は、上
記の経路アドレス比較が行われた後、次ノードマスク長
レジスタ２１６に保持されている次ノードのマスク長の
値によって更新され、次のノードの読み込み時の経路ア
ドレス比較に使用される。

【０１６４】次に、図２２の処理８０２、および８０３
に対応する処理について、図２４を用いて説明する。

【０１６５】一致比較回路２１３における経路アドレス
比較の結果一致した場合、一致比較回路２１３は信号線
２２０を用いて一致信号を更新判定回路２２１に出力す
る。この一致信号が更新判定回路２２１に入力され、か
つ、フラグレジスタ２２４に保持されているエントリ有
りフラグの値が１の場合(図２５の８１２)のみ、更新判
定回路２２１は更新信号をフラグレジスタ２２３および
送信ポート情報へのポインタレジスタ２２５に出力す
る。更新信号を受信したフラグレジスタ２２３は、フラ
グレジスタ２２４に保持されているエントリ有りフラグ
を新たに保持し、同じく更新信号を受信した送信ポート
情報へのポインタレジスタ２２５は、送信ポート情報ポ
インタレジスタ２３０に保持されている送信ポート情報
へのポインタを新たに保持する(図２２の経路情報更新
処理８０３)。エントリ有りフラグの値が０の場合は更
新判定回路２２１は更新信号を送信しないので、フラグ
レジスタ２２３および送信ポート情報へのポインタレジ
スタ２２５は更新処理を行わない(図２２の８１３)。

【０１６６】経路情報として上記のフラグおよび、送信
ポート情報へのポインタ以外の情報を追加する必要があ
る場合は、木構造のノード内にそれらの情報を追加し、
それらの情報を保持、更新するレジスタを新たに追加す
ればよい。

【０１６７】次に、図２２の次ノードへのポインタがＮ
ＵＬＬかどうかの判定処理８０４に対応する処理につい
て、図２４を用いて説明する。次ノードへのポインタレ
ジスタ２１５内に保持されている次ノードへのポインタ
は木検索終了判定回路２１９に入力される。この次ノー
ドへのポインタがＮＵＬＬの場合、木検索終了判定回路
２１９は図２３の経路検索処理制御回路２０４に木検索
終了信号を出力する。

【０１６８】以上、図２３の木構造検索処理回路２０１
の詳細動作を図２４を用いて説明したが、ハードウェア
で構成するため、図２２の木構造検索処理の中の８０
１、８０２、８０３、８０４、８０５の各処理は逐次処
理をする必要はなく、各処理に必要なデータが各レジス
タ２１５、２１６、２１７、２２２、２２４、２３０に
保持された後に、各処理を開始すればよく、上記の各処
理を並列処理を行うことにより、高速に木構造の検索を
行うことができる。

【０１６９】

【発明の効果】マルチキャスト経路検索において検索の
キーとなる宛先マルチキャスト・グループアドレスと送
信元ＩＰアドレスをこの順に連結して一つの経路アドレ
スとして定義し、この経路アドレスのビットパターンに
従い、マルチキャストルーティングテーブルを２分木に
構成することにより、エントリ数が増大しても検索時間
は増加しない検索処理を行うことができる。

【０１７０】また、検索木を構成する各ノードを、従来
の方法である２分木ノードから４分木、８分木、あるい
はそれ以上と、枝別れの数を２のべき乗で増やすことに
より、１つのノードで１ビットでなく、連続する２ビッ
ト、３ビット、あるいはそれ以上のビット数を同時に検
査でき、検索終了までに辿るノードの数が減り、経路検
索処理の高速化を図る効果がある。

【０１７１】図２５に、エントリ数に対する従来技術２
のハッシュ方式のマルチキャスト経路検索の処理性能９
００、および本発明の２分木方式のマルチキャスト経路
検索の処理性能９０１、２のｐ乗分木方式のマルチキャ
スト経路検索の処理性能(例として、４分木方式の性能
９０２、８分木方式の性能９０３)を示す。ハッシュ方
式では、エントリ数に反比例して処理性能が劣化するの
に対し、２分木方式および２のｐ乗分木方式ではエント
リ数に依存せず一定となる。また、２分木方式に対し、
４分木方式は２倍の性能を実現でき、また、８分木方式
では３倍の性能を実現できる。

【０１７２】さらに、上記の経路アドレスとして、マル
チキャスト・グループアドレス自体ではなく、マルチキ
ャスト・グループアドレスの下位２８ビットのマルチキ
ャスト・グループＩＤと送信元ＩＰアドレスをこの順に
連結したものを採用し、この経路アドレスのビットパタ
ーンに従い、マルチキャストルーティングテーブルを２
分木あるいは２のｐ乗分木に構成することにより、検索
木の深さを決定する経路アドレスのビット数を４ビット
減らし、ノードを渡る最大回数を減らすことができる。

【０１７３】また、４分木、８分木、あるいは一般に２
のｐ乗分木を構成するときに、１つの２分木ノードと、
その直下につながる(ｐ−１)段分の合計(２のｐ乗−１)
個分の２分木ノードを一つの２のｐ乗分木ノードにまと
め、まとめられる最下段の２の(ｐ−１)乗個の２分木ノ
ードに、それより上段のノードに割り付けられていた経
路データを埋め込むことにより、まとめる前には２分木
ノード換算で(２のｐ乗−１)個分のメモリ量だったもの
を、２の(ｐ−１)乗個分のメモリ量に減らす効果があ
る。

【０１７４】さらに、２分木ノードを２のｐ乗分木にま
とめる際、送信ポート情報を検索木のノードから分離し
て記憶手段の別領域に格納し、検索木のノードには上記
送信ポート情報の格納領域へのポインタを保持すること
で、エントリが割り当てられている２分木ノードと、エ
ントリが割り当てられていない２分木ノードのデータ量
を同じにし、これらの２分木ノードをまとめて２のｐ乗
分木ノードを構成する際に、２のｐ乗分木ノードのメモ
リ量の削減と、各２のｐ乗分木ノードのメモリ量の統一
を図ることができる また、この２分木を複数個併せた形で構成した４分木、
８分木、あるいはそれ以上の枝別れ数のノードを、検索
のために読むときにノード全てを読むのではなく、必要
な部分のみを読むようにすることにより、ノードが大き
くなることによるデータの読み込み時間の増大を防ぎ、
経路検索処理の高速化を図る効果がある。

【０１７５】また、各ノードに、そのノード自体のマス
ク長ではなく、そのノードのすぐ下につながるノードの
マスク長を格納することにより、ノードのマスク長をノ
ードのデータを読む前に知ることができ、ノードのデー
タを読む前に、ノードのどの部分を読み込めば良いかが
分かり、必要な部分のみを読むことができるようにな
り、ノードが大きくなることによるデータの読み込み時
間の増大を防ぎ、経路検索処理の高速化を図る効果があ
る。

【０１７６】また、各ノードの先頭に、そのノードにエ
ントリが割り付けられているか否かを示すフラグを設
け、最初に、このフラグを読み込み、エントリが割り付
けられていないノードでは、経路情報を読み込まないよ
うにすることにより、データの読み込み時間が短縮さ
れ、経路検索処理の高速化を図る効果がある。

【０１７７】また、経路アドレスの上位数ビット分、ノ
ードをメモリ上の決まった位置に展開し、受信パケット
の経路アドレスの上位数ビットに従い、ノードが格納さ
れている位置を直接にアクセスすることは、検索処理時
間を無くし、経路検索処理の高速化を図る効果がある。

【０１７８】また、上記の高速化手段をハードウェアで
構成することにより、経路検索処理の高速化を図る効果
がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例であるパケット中継装置の例
であるルータのブロック図。

【図２】一般的なネットワークの構成例を示す図。

【図３】ＩＰアドレスの構成、およびクラスＤのＩＰア
ドレスの構成、およびＩＰパケットのパケットヘッダフ
ォーマット。

【図４】一般的なルータの構成例を示す図。

【図５】本発明で定義する経路アドレスの構成図。

【図６】経路アドレス長３ビットの場合の全てのノード
がある２分木。

【図７】経路アドレス長３ビットの場合のマルチキャス
トルーティングテーブルの例。

【図８】図６においてエントリが割り付けられておら
ず、かつ、エントリ付きのノードへの途中経路にもなっ
ていないノードを取り除いた木。

【図９】経路アドレス３２ビットの場合のマルチキャス
トルーティングテーブルの例。

【図１０】図９に示したマルチキャストルーティングテ
ーブルに対応する木。

【図１１】図１０において枝別れもエントリの割り付け
も無いノードを取り除いた木。

【図１２】２分木ノードのデータ構造を示す図。

【図１３】２分木から８分木への変形時に一つの８分木
ノードにまとめられる２分木ノードを囲んだ木。

【図１４】マスク長が０ビットから始まらないようにビ
ット位置を区切った場合に最初のノードをメモリ上に展
開することにより区切り位置までのビットの検索を行う
木。

【図１５】先頭のさらに多くのビット数の検索時間を省
いた木。

【図１６】２分木から４分木への変形時に１つの４分木
ノードにまとめられる２つの２分木ノードを２つの２分
木ノード分につぶした木。

【図１７】１つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの、２つの２分木ノードへのつぶし方。

【図１８】１つの８分木ノードにまとめられる７つの２
分木ノードの、４つの２分木ノードへのつぶし方。

【図１９】４分木ノードのデータ構造を示す図。

【図２０】ノードの大きさが大きくなったときにノード
データリード時間の増大を防ぐために１つのノード全て
を読み込まずに一部だけを読み込む方法を示す図。

【図２１】条件によっては読み込む必要が無い要素を、
条件に従い読み込まないようにすることで読み込みの時
間を削減することで高速化を図る方法を示す図。

【図２２】本発明の一実施例である経路検索処理部の検
索処理フローチャート。

【図２３】本発明の一実施例である経路検索処理部のブ
ロック図。

【図２４】本発明の一実施例である、木構造のマルチキ
ャストルーティングテーブル検索を行う木構造検索処理
回路のブロック図。

【図２５】ハッシュ方式、２分木方式、２のｐ乗分木方
式の、エントリ数に対する処理性能を示す図。

【符号の説明】

Ｔ１１、Ｔ１２、Ｔ２１、Ｔ２２、Ｔ３１、Ｔ３２、Ｔ
４１、Ｔ４２、Ｔ５１、Ｔ５２・・・ネットワーク上でパ
ケットを送受信する端末、ＳＮ１〜ＳＮ５・・・各端末が
属するサブネットワーク、Ｒ１〜Ｒ３・・・サブネットワ
ークを相互に接続するルータ、Ｐ１１、Ｐ１２、Ｐ１
３、Ｐ２１、Ｐ２２、Ｐ２３、Ｐ２４、Ｐ３１、Ｐ３
２、Ｐ３４、Ｐ３５・・・各ルータのポート、１・・・ＩＰア
ドレス、２・・・サブネットワークを識別するサブネット
ワークアドレス、３・・・ネットワーク内の端末を識別す
るホストアドレス、４・・・クラスＤのＩＰアドレス、５・
・・クラスＤであることを示すクラスＤのＩＰアドレスの
上位４ビット、６・・・マルチキャスト・グループＩＤ、
７・・・ＩＰパケットヘッダの送信元アドレスフィール
ド、８・・・ＩＰパケットヘッダの宛先アドレスフィール
ド、１１-i(＝１〜Ｎ)・・・ルータの入力ポート、１２-i
(＝１〜Ｎ)・・・ルータの出力ポート、１３-i(＝１〜Ｎ)・
・・ルーティング処理部、１４・・・スイッチ、１５-i(＝１
〜Ｎ)・・・通信制御部、１６・・・管理部、３２・・・マルチキ
ャスト・グループアドレス、送信元ＩＰアドレスの順に
連結して生成した経路アドレス、３３・・・マルチキャス
ト・グループＩＤ、送信元ＩＰアドレスの順に連結して
生成した経路アドレス、６０・・・経路アドレス長３ビッ
トの場合の受信パケットの経路アドレスの一例、４０〜
５４、６２〜６５、７０〜８４、９０〜９５、１００〜
１０４、１３０〜１４４・・・木を構成するノード、６１・
・・枝別れもエントリの割り付けも無いノードの長い列、
１１０〜１１３、１１５・・・２分木ノードを構成する３
２ビットを単位とするワード、１１４・・・送信ポート情
報、１２０〜１２７・・・４分木ノードを構成する３２ビ
ットを単位とするワード、２００・・・経路検索処理回
路、２０１・・・木構造検索回路、２０２〜２０４、２０
６・・・経路検索処理回路を構成する各回路、２０５・・・転
送処理部、経路検索処理部間の信号線、２０７〜２１
３、２１５〜２３０・・・木構造検索回路を構成する各回
路および信号線、２２６・・・経路検索処理制御回路から
の読み込みノード(初段ノードかそれ以外か)選択制御信
号線、３００・・・マルチキャストルーティングテーブル
が格納されるメモリ、４００・・・経路検索処理回路とメ
モリから構成される経路検索処理部、５００、６０４、
６０５・・・ルータに接続されるネットワークの例、５０
１、６０２、６０３・・・通信制御部、５０２・・・パケット
データのメモリ格納およびメモリからの読み出しを制御
する制御回路、５０３・・・パケットデータが格納される
メモリ、５０４・・・パケット転送処理部、５０５・・・複数
のパケット処理部および管理部が接続されるスイッチ、
６００・・・パケット処理部、６０１・・・ルータ全体の管理
を行う管理部、７００・・・ルータ。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｈ０４Ｌ 13/08 (72)発明者 須貝 和雄 神奈川県秦野市堀山下１番地 株式会社日 立製作所汎用コンピュータ事業部内 (72)発明者 相本 毅 東京都国分寺市東恋ケ窪一丁目280番地 株式会社日立製作所中央研究所内 (72)発明者 松山 信仁 神奈川県秦野市堀山下１番地 株式会社日 立インフォメーションテクノロジー内 (72)発明者 左古 義人 神奈川県秦野市堀山下１番地 株式会社日 立製作所汎用コンピュータ事業部内 (72)発明者 関野 浩 神奈川県秦野市堀山下１番地 株式会社日 立インフォメーションテクノロジー内 Ｆターム(参考） 5B089 GA31 HB02 KA05 KB06 KC15 KC20 KC44 KE07 KG08 5K030 GA01 HA08 HB11 HB28 HC01 HC14 HD03 HD06 HD09 KA05 KX28 LB06 LD01 5K033 AA02 CB01 CB08 CB11 CB13 CC02 DA01 DA05 DB18 EC03 5K034 AA02 BB07 DD03 EE09 FF08 FF11 FF13 KK21 LL01

Claims (23)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】受信したマルチキャストパケットの宛先ア
   ドレスと送信元アドレスを検索のキーにして上記マルチ
   キャストパケットに対する経路情報を検索し、上記経路
   情報に従い１つ又は複数のポートに上記マルチキャスト
   パケットを転送するパケット中継装置において、 宛先アドレスと送信元アドレスとを連結した経路アドレ
   スのビットパターンに対応した2分木構造の検索木情報
   を格納する記憶手段と、 受信したマルチキャストパケットから宛先アドレスと送
   信元アドレスとを読み出し、その読み出した宛先アドレ
   スと送信元アドレスとを連結して経路アドレスを生成
   し、その生成された経路アドレスと上記記憶手段に格納
   されている経路アドレスとの一致判定を行う一致判定手
   段とを有することを特徴とするパケット中継装置。
2. 【請求項２】受信したマルチキャストパケットの宛先ア
   ドレスと送信元アドレスを検索のキーにして上記マルチ
   キャストパケットに対する経路情報を検索し、上記経路
   情報に従い１つ又は複数のポートに上記マルチキャスト
   パケットを転送するパケット中継装置において、 宛先アドレスと送信元アドレスとをこの順に連結した経
   路アドレスのビットパターンに対応した2分木構造の検
   索木情報を格納する記憶手段と、 受信したマルチキャストパケットから宛先アドレスと送
   信元アドレスとを読み出し、その読み出した宛先アドレ
   スと送信元アドレスとをこの順に連結して経路アドレス
   を生成し、その生成された経路アドレスと上記記憶手段
   に格納されている経路アドレスとの一致判定を行う一致
   判定手段とを有することを特徴とするパケット中継装
   置。
3. 【請求項３】上記一致判定手段は、上記受信したマルチ
   キャストパケットから生成した経路アドレスの上位ビッ
   トから１ビットづつ、上記記憶手段に格納されている経
   路アドレスとの一致判定を行うことを特徴とする請求項
   １又は請求項２の何れかに記載のパケット中継装置。
4. 【請求項４】受信したマルチキャストパケットの宛先ア
   ドレスと送信元アドレスを検索のキーにして上記マルチ
   キャストパケットに対する経路情報を検索し、上記経路
   情報に従い１つ又は複数のポートに上記マルチキャスト
   パケットを転送するパケット中継装置において、 宛先アドレスと送信元アドレスとを連結した経路アドレ
   スのビットパターンに対応した2分木構造の検索木情報
   を格納する記憶手段と、 受信したマルチキャストパケットから宛先アドレスと送
   信元アドレスとを読み出し、その読み出した宛先アドレ
   スと上記記憶手段に格納されている経路アドレスとの一
   致判定を行い、その読み出した送信元アドレスと上記記
   憶手段に格納されている経路アドレスとの一致判定を行
   う一致判定手段とを有することを特徴とするパケット中
   継装置。
5. 【請求項５】上記一致判定手段は、受信したマルチキャ
   ストパケットから読み出した宛先アドレスと上記記憶手
   段に格納されている経路アドレスとの一致判定を、受信
   したマルチキャストパケットから読み出した送信元アド
   レスと上記記憶手段に格納されている経路アドレスとの
   一致判定より先に行うことを特徴とする請求項４に記載
   のパケット中継装置。
6. 【請求項６】受信したマルチキャストパケットの宛先ア
   ドレスと送信元アドレスを検索のキーにして上記マルチ
   キャストパケットに対する経路情報を検索し、上記経路
   情報に従い１つ又は複数のポートに上記マルチキャスト
   パケットを転送するパケット中継装置において、 宛先アドレスと送信元アドレスとを連結した経路アドレ
   スのビットパターンに対応した2のｐ乗分木構造（ｐは
   自然数）の検索木情報を格納する記憶手段と、 受信したマルチキャストパケットから宛先アドレスと送
   信元アドレスとを読み出し、その読み出した宛先アドレ
   スと送信元アドレスとを連結して経路アドレスを生成
   し、その生成された経路アドレスと上記記憶手段に格納
   されている経路アドレスとの一致判定を行う一致判定手
   段とを有することを特徴とするパケット中継装置。
7. 【請求項７】受信したマルチキャストパケットの宛先ア
   ドレスと送信元アドレスを検索のキーにして上記マルチ
   キャストパケットに対する経路情報を検索し、上記経路
   情報に従い１つ又は複数のポートに上記マルチキャスト
   パケットを転送するパケット中継装置において、 宛先アドレスと送信元アドレスとをこの順に連結した経
   路アドレスのビットパターンに対応した2のｐ乗分木構
   造（ｐは自然数）の検索木情報を格納する記憶手段と、 受信したマルチキャストパケットから宛先アドレスと送
   信元アドレスとを読み出し、その読み出した宛先アドレ
   スと送信元アドレスとをこの順に連結して経路アドレス
   を生成し、その生成された経路アドレスと上記記憶手段
   に格納されている経路アドレスとの一致判定を行う一致
   判定手段とを有することを特徴とするパケット中継装
   置。
8. 【請求項８】上記一致判定手段は、上記受信したマルチ
   キャストパケットから生成した経路アドレスの上位ビッ
   トからｐビットづつ、上記記憶手段に格納されている経
   路アドレスとの一致判定を行うことを特徴とする請求項
   ６又は請求項７の何れかに記載のパケット中継装置。
9. 【請求項９】受信したマルチキャストパケットの宛先ア
   ドレスと送信元アドレスを検索のキーにして上記マルチ
   キャストパケットに対する経路情報を検索し、上記経路
   情報に従い１つ又は複数のポートに上記マルチキャスト
   パケットを転送するパケット中継装置において、 宛先アドレスと送信元アドレスとを連結した経路アドレ
   スのビットパターンに対応した2のｐ乗分木構造（ｐは
   自然数）の検索木情報を格納する記憶手段と、 受信したマルチキャストパケットから宛先アドレスと送
   信元アドレスとを読み出し、その読み出した宛先アドレ
   スと上記記憶手段に格納されている経路アドレスとの一
   致判定を行い、その読み出した送信元アドレスと上記記
   憶手段に格納されている経路アドレスとの一致判定を行
   う一致判定手段とを有することを特徴とするパケット中
   継装置。
10. 【請求項１０】上記一致判定手段は、受信したマルチキ
    ャストパケットから読み出した宛先アドレスと上記記憶
    手段に格納されている経路アドレスとの一致判定を、受
    信したマルチキャストパケットから読み出した送信元ア
    ドレスと上記記憶手段に格納されている経路アドレスと
    の一致判定より先に行うことを特徴とする請求項９に記
    載のパケット中継装置。
11. 【請求項１１】複数のネットワークを相互に接続し、パ
    ケットを中継するパケット中継装置であって、受信した
    マルチキャストパケットの宛先アドレスと送信元アドレ
    スを検索のキーにして上記マルチキャストパケットに対
    する経路情報を検索し、上記経路情報に従い１つ又は複
    数のポートに上記マルチキャストパケットを転送するパ
    ケット中継装置において、 宛先アドレスと送信元アドレスを連結して経路アドレス
    とし、上記経路アドレスのビットパターンに対応した2
    分木構造に構成された検索木情報を格納する記憶手段
    と、 受信したマルチキャストパケットの宛先アドレスと送信
    元アドレスを連結した経路アドレスの上位ビットから１
    ビットづつ検査し、その検査したビットの値によって上
    記記憶手段に格納された２分木構造をもつ検索木を検索
    する回路とを有することを特徴とするパケット中継装
    置。
12. 【請求項１２】複数のネットワークを相互に接続し、パ
    ケットを中継するパケット中継装置であって、受信した
    マルチキャストパケットの宛先アドレスと送信元アドレ
    スを検索のキーにして上記マルチキャストパケットに対
    する経路情報を検索し、上記経路情報に従い１つ又は複
    数のポートに上記マルチキャストパケットを転送するパ
    ケット中継装置において、 送信元アドレスと宛先アドレスとを、宛先アドレス、送
    信元アドレスの順に連結して経路アドレスとし、上記経
    路アドレスのビットパターンに対応した２分木構造に構
    成された検索木情報を格納する記憶手段と、 受信したマルチキャストパケットの宛先アドレスと送信
    元アドレスをこの順に連結した経路アドレスの上位ビッ
    トから１ビットづつ検査し、その検査したビットの値に
    よって上記記憶手段に格納された２分木構造をもつ検索
    木を検索する回路とを有することを特徴とするパケット
    中継装置。
13. 【請求項１３】複数のネットワークを相互に接続し、パ
    ケットを中継するパケット中継装置であって、受信した
    マルチキャストパケットの宛先アドレスと送信元アドレ
    スを検索のキーにして上記マルチキャストパケットに対
    する経路情報を検索し、上記経路情報に従い１つ又は複
    数のポートに上記マルチキャストパケットを転送するパ
    ケット中継装置において、 送信元アドレスと宛先アドレスとを、宛先アドレス、送
    信元アドレスの順に連結して経路アドレスとし、上記経
    路アドレスのビットパターンに対応した２のp乗分木構
    造に構成された検索情報を格納する記憶手段と、 受信したマルチキャストパケットの宛先アドレスと送信
    元アドレスを連結した経路アドレスの上位ビットからｐ
    ビットづつ検査し、その検査したビットの値によって上
    記記憶手段に記憶された２のｐ乗分木構造をもつ検索木
    を検索する回路とを有することを特徴とするパケット中
    継装置。
14. 【請求項１４】複数のネットワークを相互に接続し、パ
    ケットを中継するパケット中継装置であって、受信した
    マルチキャストパケットの宛先アドレスと送信元アドレ
    スを検索のキーとして上記マルチキャストパケットに対
    する経路情報を検索し、上記経路情報に従い１つ又は複
    数のポートに上記マルチキャストパケットを転送するパ
    ケット中継装置において、 送信元アドレスと宛先アドレスとをこの順に連結した経
    路アドレスのビットパターンに対応する２分木構造をと
    る検索テーブルを格納する記憶手段と、 経路アドレスの上位ｍビットに対応する２のｍ乗個の２
    分木のノードを、記憶手段上の決まった位置に展開し、
    それぞれのノードを、経路アドレスの第０ビットから第
    (ｍ−１)ビットまでが取りうる値に１対１に対応させ、
    検索時には、経路アドレスの第０ビットから第(ｍ−１)
    ビットの値に従って、展開されたノードの一つを選択
    し、第ｍビット以降は経路アドレスを1ビットづつ検査
    し、その検査ビットの値によって上記記憶手段に記憶さ
    れた２分木構造をもつ検索木の枝を検索する回路を有す
    ることを特徴とするパケット中継装置。
15. 【請求項１５】複数のネットワークを相互に接続し、パ
    ケットを中継するパケット中継装置であって、受信した
    マルチキャストパケットの宛先アドレスと送信元アドレ
    スを検索のキーとして上記マルチキャストパケットに対
    する経路情報を検索し、上記経路情報に従い１つ又は複
    数のポートに上記マルチキャストパケットを転送するパ
    ケット中継装置において、 送信元アドレスと宛先アドレスを、宛先アドレス、送信
    元アドレスの順に連結して経路アドレスとし、この経路
    アドレスのビットパターンに対応する２のｐ乗分木構造
    をとる検索テーブルを格納する記憶手段と、 経路アドレスの上位ｍビットに対応する２のｍ乗個の２
    のｐ乗分木のノードを、記憶手段上の決まった位置に展
    開し、それぞれのノードを、経路アドレスの第０ビット
    から第(ｍ−１)ビットまでが取りうる値に１対１に対応
    させ、検索時には、経路アドレスの第０ビットから第
    (ｍ−１)ビットの値に従って、展開されたノードの一つ
    を選択し、第ｍビット以降は経路アドレスをｐビットづ
    つ検査し、その検査したビットの値によって上記記憶手
    段に記憶された２のｐ乗分木構造をもつ検索木の枝を検
    索する回路を有することを特徴とするパケット中継装
    置。
16. 【請求項１６】請求項１２に記載ののパケット中継装置
    において、 検索木情報を、1つの２分木ノードと、その直下につな
    がるｐ−１段分の合計(２のｐ乗−１)個分の２分木ノー
    ドを一つの２のｐ乗分木ノードにまとめ、まとめられる
    最下段の２の(ｐ−１)乗個の２分木ノードに、それより
    上段のノードに割り付けられていたエントリデータを埋
    め込み、２のｐ乗分木ノードを、２分木を２の(ｐ−１)
    乗個分併せた形で構成することを特徴とするパケット中
    継装置。
17. 【請求項１７】請求項１２に記載のパケット中継装置に
    おいて、一つの２分木ノードと、その直下につながるｐ
    −１段分の合計(２のｐ乗−１)個分の２分木ノードを一
    つの２のｐ乗分木ノードにまとめ、まとめられる最下段
    の２の(ｐ−１)乗個の２分木ノードに、それより上段の
    ノードに割り付けられていたエントリデータを埋め込む
    ことにより、２のｐ乗分木ノードを、２分木を２の(ｐ
    −１)乗個分併せた形で構成することに加え、２分木を
    複数個併せるときに、一つだけ持てば良い要素を一つだ
    け保持するようにすることを特徴とする特徴とするパケ
    ット中継装置。
18. 【請求項１８】請求項１５又は請求項１６の何れかに記
    載ののパケット中継装置において、 ２のｐ乗分木ノードを検索のために読むときにノード全
    てを読まずに、２のｐ乗分木ノードを作成するときに併
    せた２の(ｐ−１)乗個の２分木ノードの内の、いずれか
    一つに対応するデータのみを読むようにすることを特徴
    とするパケット中継装置。
19. 【請求項１９】請求項１７に記載のパケット中継装置に
    おいて、 各ノードにそのノード自身のマスク長を格納するのでは
    なく、そのノードの直ぐ下に繋がるノードのマスク長を
    格納することにより、ノードのマスク長を、そのノード
    のデータを読む前に知り、経路アドレスの、ノードのマ
    スク長で示されるビット位置から、そのビット位置＋ｐ
    −１までの値に従い、ノードのデータの内、読み込む部
    分を選択することを特徴とするパケット中継装置。
20. 【請求項２０】ルータに入ってきたパケットの宛先アド
    レスから、このパケットを次に出力すべきポート、及
    び、次に送るべきルータ、又はホストのアドレスを高速
    に検索するための検索手段に関し、 検索を、宛先アドレスの上位ビットから１ビットづつ検
    査してゆく２分木検索により行い、検査を行うビット位
    置を、マスク長に対応させることにより、マスク付きの
    一致検索を行い、検索木の各ノードの最初に読み込むデ
    ータ内に、そのノードにエントリが割り付けられている
    か否かを示すフラグを設け、最初に、このフラグを読み
    込み、エントリが割り付けられていないノードでは、経
    路情報を読み込まないようにすることにより、データの
    読み込み時間を短縮し、検索処理の高速化を図ることを
    特徴とするパケット中継装置。
21. 【請求項２１】請求項１１乃至請求項１３の何れかに記
    載のパケット中継装置において、 マルチキャストパケットの宛先アドレスの上位数ビット
    がマルチキャストパケットであることを示す識別ビット
    として使用される場合、宛先アドレスから上記識別ビッ
    トを除いたものと送信元アドレスを連結して経路アドレ
    スとすることを特徴とするパケット中継装置。
22. 【請求項２２】請求項１２に記載のパケット中継装置に
    おいて、 検索結果である送信ポート情報を検索木データから分離
    して記憶手段の別領域に格納し、検索木データには上記
    の分離した送信ポート情報が格納されているアドレスを
    保持することを特徴とすることを特徴とするパケット中
    継装置。
23. 【請求項２３】マルチキャストパケットのヘッダ情報を
    入力され、上記マルチキャストパケットに対する送信ポ
    ート等の転送情報を検索して出力する専用ＬＳＩにおい
    て、マルチキャストパケットの宛先アドレスと送信元ア
    ドレスをこの順に連結した経路アドレスの上位ビットか
    らｐビットづつ検査し、上記検査ビットの値によって記
    憶手段に記憶された２のｐ乗分木構造をもつ検索木を検
    索する回路を有することを特徴とする専用ＬＳＩ。