JP2000358064A - ルーティングテーブル検索装置および検索法 - Google Patents
ルーティングテーブル検索装置および検索法Info
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- JP2000358064A JP2000358064A JP17047999A JP17047999A JP2000358064A JP 2000358064 A JP2000358064 A JP 2000358064A JP 17047999 A JP17047999 A JP 17047999A JP 17047999 A JP17047999 A JP 17047999A JP 2000358064 A JP2000358064 A JP 2000358064A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】ルーティングテーブル検索の回数とメモリ量を
低減し、高速検索する。 【解決手段】検索を２段に分けて行い、１段目処理部１
でＣＡＭを用いて１回目の検索を行い、２段目処理部２
にツリーを配置して２回目の検索を行う。テーブルにエ
ントリされている全てのＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆｉｘ長
で決められた範囲に分け、そのＰｒｅｆｉｘをその範囲
中で最小のＰｒｅｆｉｘ長に短縮したＰｒｅｆｉｘをＣ
ＡＭに格納する。１段目処理部１では入力ＩＰアドレス
とＣＡＭに格納されたＰｒｅｆｉｘを比較し、一致した
ときそのＰｒｅｆｉｘに対応するツリー格納メモリ部３
のアドレスを出力する。ツリーの途中にあるＣＡＭの出
力に該当するノードに移り、限定された範囲内で検索
し、検索終了時にＮｅｘｔＨｏｐ情報格納メモリ４の情
報を最終的結果として出力する。
低減し、高速検索する。 【解決手段】検索を２段に分けて行い、１段目処理部１
でＣＡＭを用いて１回目の検索を行い、２段目処理部２
にツリーを配置して２回目の検索を行う。テーブルにエ
ントリされている全てのＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆｉｘ長
で決められた範囲に分け、そのＰｒｅｆｉｘをその範囲
中で最小のＰｒｅｆｉｘ長に短縮したＰｒｅｆｉｘをＣ
ＡＭに格納する。１段目処理部１では入力ＩＰアドレス
とＣＡＭに格納されたＰｒｅｆｉｘを比較し、一致した
ときそのＰｒｅｆｉｘに対応するツリー格納メモリ部３
のアドレスを出力する。ツリーの途中にあるＣＡＭの出
力に該当するノードに移り、限定された範囲内で検索
し、検索終了時にＮｅｘｔＨｏｐ情報格納メモリ４の情
報を最終的結果として出力する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、高速かつ大容量の
ルーティングテーブル検索法に関し、特に検索回数を制
限することができ、高速にルーティングテーブルを検索
することが可能なルーティング検索法に関する。
ルーティングテーブル検索法に関し、特に検索回数を制
限することができ、高速にルーティングテーブルを検索
することが可能なルーティング検索法に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来のＣＡＭ（Ｃｏｎｔｅｎｔ Ａｄｄ
ｒｅｓｓａｂｌｅ Ｍｅｍｏｒｙ）を用いたルーティン
グテーブル検索法について説明する。図２は、ＣＡＭを
用いた従来のルーティングテーブル検索法の動作説明図
である。図２に示すように、Ｐｒｅｆｉｘ長毎にＣＡＭ
１６−１〜１６−２５を用意して、ルーティングテーブ
ル上のＰｒｅｆｉｘをそのＰｒｅｆｉｘ長と対応するＣ
ＡＭに格納する。すなわち、Ｐｒｅｆｉｘ長８のＰｒｅ
ｆｉｘであればＣＡＭ（８）１６−１に格納し、Ｐｒｅ
ｆｉｘ長９のＰｒｅｆｉｘであればＣＡＭ（９）１６−
２に格納し、同じようにしてＰｒｅｆｉｘ長３２のＰｒ
ｅｆｉｘであればＣＡＭ（３２）１６−２５に格納す
る。検索を行う際には、検索すべき宛先ＩＰアドレスを
全ＣＡＭ１６−１〜１６−２５に入力する。Ｐｒｅｆｉ
ｘ長ｐに対応するＣＡＭに入力された宛先ＩＰアドレス
は、宛先ＩＰアドレスの上位ｐビット分とＣＡＭが格納
しているＰｒｅｆｉｘとを比較し、一致した場合、ＣＡ
ＭはＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報あるいはＮｅｘｔ Ｈｏｐ
の情報を持った他テーブルへのＩｎｄｅｘ情報を出力す
る。なお、複数のＣＡＭで一致した場合には、Ｐｒｉｏ
ｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ１７で最も長いＰｒｅｆｉｘ
を格納しているＣＡＭからの出力を選択する。図２の方
式では、ルーティングテーブルにあるＰｒｅｆｉｘ自身
を全てＣＡＭに格納しなければならず、その結果、多く
のメモリ量が必要になるという問題があった。
ｒｅｓｓａｂｌｅ Ｍｅｍｏｒｙ）を用いたルーティン
グテーブル検索法について説明する。図２は、ＣＡＭを
用いた従来のルーティングテーブル検索法の動作説明図
である。図２に示すように、Ｐｒｅｆｉｘ長毎にＣＡＭ
１６−１〜１６−２５を用意して、ルーティングテーブ
ル上のＰｒｅｆｉｘをそのＰｒｅｆｉｘ長と対応するＣ
ＡＭに格納する。すなわち、Ｐｒｅｆｉｘ長８のＰｒｅ
ｆｉｘであればＣＡＭ（８）１６−１に格納し、Ｐｒｅ
ｆｉｘ長９のＰｒｅｆｉｘであればＣＡＭ（９）１６−
２に格納し、同じようにしてＰｒｅｆｉｘ長３２のＰｒ
ｅｆｉｘであればＣＡＭ（３２）１６−２５に格納す
る。検索を行う際には、検索すべき宛先ＩＰアドレスを
全ＣＡＭ１６−１〜１６−２５に入力する。Ｐｒｅｆｉ
ｘ長ｐに対応するＣＡＭに入力された宛先ＩＰアドレス
は、宛先ＩＰアドレスの上位ｐビット分とＣＡＭが格納
しているＰｒｅｆｉｘとを比較し、一致した場合、ＣＡ
ＭはＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報あるいはＮｅｘｔ Ｈｏｐ
の情報を持った他テーブルへのＩｎｄｅｘ情報を出力す
る。なお、複数のＣＡＭで一致した場合には、Ｐｒｉｏ
ｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ１７で最も長いＰｒｅｆｉｘ
を格納しているＣＡＭからの出力を選択する。図２の方
式では、ルーティングテーブルにあるＰｒｅｆｉｘ自身
を全てＣＡＭに格納しなければならず、その結果、多く
のメモリ量が必要になるという問題があった。
【０００３】図３は、パトリシアツリーを用いた従来の
ルーティングテーブル検索法の説明図である。図３に示
す検索法では、各ノード３１〜３４はそれぞれＰｒｅｆ
ｉｘとそのノードのＰｒｅｆｉｘ長を持っている。ある
ノードに検索すべきＩＰアドレスが到達した場合、その
ノードが示すＰｒｅｆｉｘと宛先ＩＰアドレスの上位Ｐ
ｒｅｆｉｘ長ビット目までを比較する。比較の結果、一
致しない場合には、直前に一致したノードに対応するテ
ーブルが持つＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を求める情報とし
て検索を終了し、一致した場合には、そのノードに対応
するテーブルが持つＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を読み込
み、記録する。次に、宛先ＩＰアドレスの上位Ｐｒｅｆ
ｉｘ長＋１ビット目を参照し、その値により子ノードが
存在する場合には子ノードに移り、検索を続行し、一
方、子ノードが存在しない場合には、検索を終了し、記
録したＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を求める情報とする。図
３では、例えば、１００００１０１・・・という宛先Ｉ
Ｐアドレスが入力されたとき、先ずルートノード３１で
宛先ＩＰアドレスの上位１ビット目の値が０または１で
分岐を行い、検査ビット（宛先ＩＰアドレスの上位１ビ
ット目）が１であるためノード（Ｓ）３２に移り、上位
３ビット分を比較して一致しているので、検査ビットで
ある４ビット目を調べる。検査ビットが０であるためノ
ード（Ｕ）３３に移る。ここでは上位５ビット分を比較
して一致しないので、検索を終了し、直前で一致したノ
ード（Ｓ）３２の１００／３を答えとする。図３の方式
では、ルーティングテーブルのエントリ数の増加やアド
レス長が長くなることによって木の深さが深くなり、そ
れに伴ない検索回数が多くなり、その結果、検索に時間
がかかるという問題があった。
ルーティングテーブル検索法の説明図である。図３に示
す検索法では、各ノード３１〜３４はそれぞれＰｒｅｆ
ｉｘとそのノードのＰｒｅｆｉｘ長を持っている。ある
ノードに検索すべきＩＰアドレスが到達した場合、その
ノードが示すＰｒｅｆｉｘと宛先ＩＰアドレスの上位Ｐ
ｒｅｆｉｘ長ビット目までを比較する。比較の結果、一
致しない場合には、直前に一致したノードに対応するテ
ーブルが持つＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を求める情報とし
て検索を終了し、一致した場合には、そのノードに対応
するテーブルが持つＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を読み込
み、記録する。次に、宛先ＩＰアドレスの上位Ｐｒｅｆ
ｉｘ長＋１ビット目を参照し、その値により子ノードが
存在する場合には子ノードに移り、検索を続行し、一
方、子ノードが存在しない場合には、検索を終了し、記
録したＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を求める情報とする。図
３では、例えば、１００００１０１・・・という宛先Ｉ
Ｐアドレスが入力されたとき、先ずルートノード３１で
宛先ＩＰアドレスの上位１ビット目の値が０または１で
分岐を行い、検査ビット（宛先ＩＰアドレスの上位１ビ
ット目）が１であるためノード（Ｓ）３２に移り、上位
３ビット分を比較して一致しているので、検査ビットで
ある４ビット目を調べる。検査ビットが０であるためノ
ード（Ｕ）３３に移る。ここでは上位５ビット分を比較
して一致しないので、検索を終了し、直前で一致したノ
ード（Ｓ）３２の１００／３を答えとする。図３の方式
では、ルーティングテーブルのエントリ数の増加やアド
レス長が長くなることによって木の深さが深くなり、そ
れに伴ない検索回数が多くなり、その結果、検索に時間
がかかるという問題があった。
【０００４】図４は、Ｍｕｌｔｉｗａｙツリーを用いた
ルーティングテーブル検索法の説明図である。この方式
は、検索の際にノードへのアクセス回数を減らす目的
で、１つの親ノードに３つ以上の複数の子ノードを持た
せることによって木の深さを浅くする方法である。すな
わち、図４（ａ）から図４（ｂ）のように変形させたツ
リーにすることにより、木の深さを浅くできる。図４
（ｂ）は、３ビットずつにＰｒｅｆｉｘを区切った場合
の具体例（ｘｘｘ／３）であって、区切った段（Ｐｒｅ
ｆｉｘ長が３の倍数の段）上に存在しない有効ノード
（図中でＡ，Ｂ，Ｅ，Ｆ，Ｄ）はＰｒｅｆｉｘを伸長し
て必要なだけエントリを配置する。例えばノードＤ（０
０１１）を６ビットへ伸長する場合、００１１００、０
０１１０１、００１１１０、００１１１１の４つのエン
トリを持つことになる。
ルーティングテーブル検索法の説明図である。この方式
は、検索の際にノードへのアクセス回数を減らす目的
で、１つの親ノードに３つ以上の複数の子ノードを持た
せることによって木の深さを浅くする方法である。すな
わち、図４（ａ）から図４（ｂ）のように変形させたツ
リーにすることにより、木の深さを浅くできる。図４
（ｂ）は、３ビットずつにＰｒｅｆｉｘを区切った場合
の具体例（ｘｘｘ／３）であって、区切った段（Ｐｒｅ
ｆｉｘ長が３の倍数の段）上に存在しない有効ノード
（図中でＡ，Ｂ，Ｅ，Ｆ，Ｄ）はＰｒｅｆｉｘを伸長し
て必要なだけエントリを配置する。例えばノードＤ（０
０１１）を６ビットへ伸長する場合、００１１００、０
０１１０１、００１１１０、００１１１１の４つのエン
トリを持つことになる。
【０００５】Ｍｕｌｔｉｗａｙツリーの検索は、例えば
１つの親ノードに最大Ｅ個（≧３、図ではＥ＝８）の複
数の子ノードを持たせるとすると、ノードが持つＰｒｅ
ｆｉｘとＩＰアドレスの上位Ｐｒｅｆｉｘ長ビット目ま
でを比較し、一致した場合には、ＩＰアドレスの上位Ｐ
ｒｅｆｉｘ長＋１ビット目から上位Ｐｒｅｆｉｘ長＋ｌ
ｏｇ2Ｅビット目までを見て、対応する子ノードがあれ
ば移り、検索を続行する。対応する子ノードがなかった
場合、またノードで比較した時に一致しなかった場合に
は、検索を終了し、直前に一致したノードに対応するテ
ーブルが持つＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報を求める情報として
検索を終了する。この方式では、１つの同じＰｒｅｆｉ
ｘを表わすために、複数のノードがより多く必要となる
場合があり（図４におけるノードＤ等）、メモリを浪費
してしまうという問題があった。１つの親ノードが持つ
子ノードの数を増やすほどアクセス回数を減らすことが
できるが、ＩＰアドレスに割り当てられるビット数（Ｉ
Ｐｖ４の時は３２ビット、ＩＰｖ６の時は１２８ビッ
ト）が増加すると、木の深さが深くなり、必要なメモリ
量が増加し、現実的なメモリ量を考えると、１つの親ノ
ードがあまり多くの子ノードを持つことができなくな
り、アクセス回数を減少させることが効果的に行えなく
なる、という問題があった。
１つの親ノードに最大Ｅ個（≧３、図ではＥ＝８）の複
数の子ノードを持たせるとすると、ノードが持つＰｒｅ
ｆｉｘとＩＰアドレスの上位Ｐｒｅｆｉｘ長ビット目ま
でを比較し、一致した場合には、ＩＰアドレスの上位Ｐ
ｒｅｆｉｘ長＋１ビット目から上位Ｐｒｅｆｉｘ長＋ｌ
ｏｇ2Ｅビット目までを見て、対応する子ノードがあれ
ば移り、検索を続行する。対応する子ノードがなかった
場合、またノードで比較した時に一致しなかった場合に
は、検索を終了し、直前に一致したノードに対応するテ
ーブルが持つＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報を求める情報として
検索を終了する。この方式では、１つの同じＰｒｅｆｉ
ｘを表わすために、複数のノードがより多く必要となる
場合があり（図４におけるノードＤ等）、メモリを浪費
してしまうという問題があった。１つの親ノードが持つ
子ノードの数を増やすほどアクセス回数を減らすことが
できるが、ＩＰアドレスに割り当てられるビット数（Ｉ
Ｐｖ４の時は３２ビット、ＩＰｖ６の時は１２８ビッ
ト）が増加すると、木の深さが深くなり、必要なメモリ
量が増加し、現実的なメモリ量を考えると、１つの親ノ
ードがあまり多くの子ノードを持つことができなくな
り、アクセス回数を減少させることが効果的に行えなく
なる、という問題があった。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】このように、従来用い
られていたＣＡＭを用いたルーティングテーブル検索法
では、Ｐｒｅｆｉｘ自身を全てＣＡＭに格納する必要が
あるため、メモリ量が多く必要になるという問題があ
り、またパトリシアツリーを用いたルーティングテーブ
ル検索法では、木の深さが深くなればなるほど検索回数
が多くなるため、検索に時間がかかるという問題があ
り、さらにＭｕｌｔｉｗａｙを用いたルーティングテー
ブル検索法では、ＩＰアドレスに割り当てられるビット
数が増えると、木の深さが深くなるため、必要なメモリ
量が増加し、多くの子ノードを持てなくなり、アクセス
回数を十分に減らすことができなくなるという問題があ
った。
られていたＣＡＭを用いたルーティングテーブル検索法
では、Ｐｒｅｆｉｘ自身を全てＣＡＭに格納する必要が
あるため、メモリ量が多く必要になるという問題があ
り、またパトリシアツリーを用いたルーティングテーブ
ル検索法では、木の深さが深くなればなるほど検索回数
が多くなるため、検索に時間がかかるという問題があ
り、さらにＭｕｌｔｉｗａｙを用いたルーティングテー
ブル検索法では、ＩＰアドレスに割り当てられるビット
数が増えると、木の深さが深くなるため、必要なメモリ
量が増加し、多くの子ノードを持てなくなり、アクセス
回数を十分に減らすことができなくなるという問題があ
った。
【０００７】そこで、本発明の目的は、これら従来の課
題を解決し、ルーティングテーブルの検索に必要な検索
回数およびメモリ量を減少させ、高速かつ大容量のルー
ティングテーブル検索法を提供することにある。
題を解決し、ルーティングテーブルの検索に必要な検索
回数およびメモリ量を減少させ、高速かつ大容量のルー
ティングテーブル検索法を提供することにある。
【０００８】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明のルーティングテーブル検索法では、検索を
２段に分けて行い、１段目の処理ではＣＡＭを用いて１
回目の検索を実行し、２段目にツリーを配置して２回目
の検索をツリーの限定された範囲内で検索を実行する。
そのために、ルーティングテーブルにエントリされてい
る全てのＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆｉｘ長により決められ
た範囲にそれぞれ分け、分けられたＰｒｅｆｉｘをその
範囲の中で最も小さいＰｒｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒｅ
ｆｉｘを１段目のＣＡＭに格納して、検索を開始する際
に検索すべき宛先ＩＰアドレスをＣＡＭに入力する。検
索すべき宛先ＩＰアドレスが入力されたならば、ＣＡＭ
に格納されているＰｒｅｆｉｘと入力された宛先ＩＰア
ドレスの上位Ｐｒｅｆｉｘ長ビット分とを比較し、一致
したＰｒｅｆｉｘのうち最も長いＰｒｅｆｉｘ長を持つ
Ｐｒｅｆｉｘを答えとし、答えとして求めたＰｒｅｆｉ
ｘに対応する２段目のツリーが格納されているメモリの
アドレスを１段目から出力する。２段目の処理では、検
索すべき宛先ＩＰアドレスと１段目から出力されたアド
レスを読み込み、１段目から出力されたアドレスから、
そのアドレスに対応するツリーの途中にあるノードを、
２段目のツリーを格納しているメモリから読み込み、そ
のノードから検索を開始し、そのツリーに決められたル
ールで検索を実行し、１段目のＣＡＭで一致したＰｒｅ
ｆｉｘが含まれていた範囲のＰｒｅｆｉｘ長の範囲内で
ツリーを検索する。ツリーに決められたルールで検索が
終了した時、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報あるいはＮｅｘｔ
Ｈｏｐの情報を持つ他のテーブルへのｉｎｄｅｘ情報
を最終的な結果として出力する。
め、本発明のルーティングテーブル検索法では、検索を
２段に分けて行い、１段目の処理ではＣＡＭを用いて１
回目の検索を実行し、２段目にツリーを配置して２回目
の検索をツリーの限定された範囲内で検索を実行する。
そのために、ルーティングテーブルにエントリされてい
る全てのＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆｉｘ長により決められ
た範囲にそれぞれ分け、分けられたＰｒｅｆｉｘをその
範囲の中で最も小さいＰｒｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒｅ
ｆｉｘを１段目のＣＡＭに格納して、検索を開始する際
に検索すべき宛先ＩＰアドレスをＣＡＭに入力する。検
索すべき宛先ＩＰアドレスが入力されたならば、ＣＡＭ
に格納されているＰｒｅｆｉｘと入力された宛先ＩＰア
ドレスの上位Ｐｒｅｆｉｘ長ビット分とを比較し、一致
したＰｒｅｆｉｘのうち最も長いＰｒｅｆｉｘ長を持つ
Ｐｒｅｆｉｘを答えとし、答えとして求めたＰｒｅｆｉ
ｘに対応する２段目のツリーが格納されているメモリの
アドレスを１段目から出力する。２段目の処理では、検
索すべき宛先ＩＰアドレスと１段目から出力されたアド
レスを読み込み、１段目から出力されたアドレスから、
そのアドレスに対応するツリーの途中にあるノードを、
２段目のツリーを格納しているメモリから読み込み、そ
のノードから検索を開始し、そのツリーに決められたル
ールで検索を実行し、１段目のＣＡＭで一致したＰｒｅ
ｆｉｘが含まれていた範囲のＰｒｅｆｉｘ長の範囲内で
ツリーを検索する。ツリーに決められたルールで検索が
終了した時、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報あるいはＮｅｘｔ
Ｈｏｐの情報を持つ他のテーブルへのｉｎｄｅｘ情報
を最終的な結果として出力する。
【０００９】本発明においては、ルーティングテーブル
にエントリされている全てのＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆｉ
ｘ長により決められた範囲に分け、分けられたＰｒｅｆ
ｉｘをその範囲の中で最も小さいＰｒｅｆｉｘ長へ短縮
したＰｒｅｆｉｘをＣＡＭに格納する。その結果、１段
目でＣＡＭを用いて得られる答えとなるＰｒｅｆｉｘ
は、入力されたＩＰアドレスとＣＡＭに格納されている
Ｐｒｅｆｉｘとを比較し、入力されたＩＰアドレスと一
致するＰｒｅｆｉｘの中で最も長いＰｒｅｆｉｘ長を持
つＰｒｅｆｉｘとするため、２段目のツリーでの検索
は、そのＰｒｅｆｉｘが含まれていたＰｒｅｆｉｘ長の
範囲の中で一番長いＰｒｅｆｉｘ長よりも長いＰｒｅｆ
ｉｘ長で検索しても最長一致Ｐｒｅｆｉｘが存在する可
能性がないため、そのＰｒｅｆｉｘが含まれていたＰｒ
ｅｆｉｘ長の範囲でのみ検索を行うことで、最長一致Ｐ
ｒｅｆｉｘを求めることができる。検索は、ツリーの最
上段にあるノードから常に検索を開始する必要はなく、
ツリーの途中のノードから検索を開始し、限られた範囲
内で検索を行うことにより、最長一致Ｐｒｅｆｉｘを求
めることができる。
にエントリされている全てのＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆｉ
ｘ長により決められた範囲に分け、分けられたＰｒｅｆ
ｉｘをその範囲の中で最も小さいＰｒｅｆｉｘ長へ短縮
したＰｒｅｆｉｘをＣＡＭに格納する。その結果、１段
目でＣＡＭを用いて得られる答えとなるＰｒｅｆｉｘ
は、入力されたＩＰアドレスとＣＡＭに格納されている
Ｐｒｅｆｉｘとを比較し、入力されたＩＰアドレスと一
致するＰｒｅｆｉｘの中で最も長いＰｒｅｆｉｘ長を持
つＰｒｅｆｉｘとするため、２段目のツリーでの検索
は、そのＰｒｅｆｉｘが含まれていたＰｒｅｆｉｘ長の
範囲の中で一番長いＰｒｅｆｉｘ長よりも長いＰｒｅｆ
ｉｘ長で検索しても最長一致Ｐｒｅｆｉｘが存在する可
能性がないため、そのＰｒｅｆｉｘが含まれていたＰｒ
ｅｆｉｘ長の範囲でのみ検索を行うことで、最長一致Ｐ
ｒｅｆｉｘを求めることができる。検索は、ツリーの最
上段にあるノードから常に検索を開始する必要はなく、
ツリーの途中のノードから検索を開始し、限られた範囲
内で検索を行うことにより、最長一致Ｐｒｅｆｉｘを求
めることができる。
【００１０】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施例を、図面に
より詳細に説明する。図１は、本発明の一実施例を示す
ルーティングテーブル検索装置のブロック図である。図
１において、０はルーティングテーブル検索部、１はＣ
ＡＭを用いた検索を実施する１段目処理部、２はツリー
の限定された範囲内で検索を実施する２段目処理部、３
はツリー格納メモリ部、４はＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格
納メモリ部、１１は入力線、１５は出力線、１２，１
３，１４は信号線である。入力線１１は、１段目処理部
１と接続し、検索すべき宛先ＩＰアドレスを１段目処理
部１に入力する。信号線１２は１段目処理部１と２段目
処理部２を接続し、信号線１３は２段目処理部２とツリ
ー格納メモリ部３を接続し、信号線１４は２段目処理部
２とＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部４とを接続す
る。出力線１５は、２段目処理部２からＮｅｘｔ Ｈｏ
ｐの情報を外部に出力する。
より詳細に説明する。図１は、本発明の一実施例を示す
ルーティングテーブル検索装置のブロック図である。図
１において、０はルーティングテーブル検索部、１はＣ
ＡＭを用いた検索を実施する１段目処理部、２はツリー
の限定された範囲内で検索を実施する２段目処理部、３
はツリー格納メモリ部、４はＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格
納メモリ部、１１は入力線、１５は出力線、１２，１
３，１４は信号線である。入力線１１は、１段目処理部
１と接続し、検索すべき宛先ＩＰアドレスを１段目処理
部１に入力する。信号線１２は１段目処理部１と２段目
処理部２を接続し、信号線１３は２段目処理部２とツリ
ー格納メモリ部３を接続し、信号線１４は２段目処理部
２とＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部４とを接続す
る。出力線１５は、２段目処理部２からＮｅｘｔ Ｈｏ
ｐの情報を外部に出力する。
【００１１】検索が開始されると、先ず入力線１１から
１段目処理部１へ検索すべき宛先ＩＰアドレスを入力
し、１段目処理部１で最初の検索を行い、その結果を信
号線１２を介して２段目処理部２へ送る。その結果はツ
リー格納メモリ部３のアドレスを示しており、この結果
とツリー格納メモリ部３に格納されているＰｒｅｆｉｘ
とツリー情報を用いてツリー上で検索を行う。ツリーを
用いた検索の結果は、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモ
リ部４のアドレスを示しており、２段目処理部２はこの
結果をもとにしてＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部
４へ信号線１４を介してアクセスし、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐ
の情報を読み込み、出力線１５を介して出力する。
１段目処理部１へ検索すべき宛先ＩＰアドレスを入力
し、１段目処理部１で最初の検索を行い、その結果を信
号線１２を介して２段目処理部２へ送る。その結果はツ
リー格納メモリ部３のアドレスを示しており、この結果
とツリー格納メモリ部３に格納されているＰｒｅｆｉｘ
とツリー情報を用いてツリー上で検索を行う。ツリーを
用いた検索の結果は、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモ
リ部４のアドレスを示しており、２段目処理部２はこの
結果をもとにしてＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部
４へ信号線１４を介してアクセスし、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐ
の情報を読み込み、出力線１５を介して出力する。
【００１２】図５は、図１における１段目処理部の詳細
ブロック図である。図５において、２２はＣＡＭ処理
部、２０−１〜２０−ＮはそれぞれＣＡＭ処理部２２内
に設けらたＣＡＭ、２１はＰｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏ
ｄｅｒ、１１は入力線、３０−１〜３０−Ｎは各ＣＡＭ
２０−１〜２０−Ｎに入力する信号線、３１−１〜３１
−Ｎは各ＣＡＭ２０−１〜２０−Ｎから出力されて、Ｐ
ｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ２１に入力される信号
線、３２は入力線１１から直接Ｐｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎ
ｃｏｄｅｒ２１に接続する信号線である。ＣＡＭ処理部
２２は、入力線１１から入力されたＩＰアドレスをＣＡ
Ｍ２０−１〜２０−Ｎの全てに入力し、信号線３１−１
〜３１−Ｎを介してＣＡＭ２０−１〜２０−Ｎからの出
力をＰｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ２１へ送出す
る。また、入力線１１から入力されたＩＰアドレスは、
信号線３２を介してＰｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ
２１に入力される。
ブロック図である。図５において、２２はＣＡＭ処理
部、２０−１〜２０−ＮはそれぞれＣＡＭ処理部２２内
に設けらたＣＡＭ、２１はＰｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏ
ｄｅｒ、１１は入力線、３０−１〜３０−Ｎは各ＣＡＭ
２０−１〜２０−Ｎに入力する信号線、３１−１〜３１
−Ｎは各ＣＡＭ２０−１〜２０−Ｎから出力されて、Ｐ
ｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ２１に入力される信号
線、３２は入力線１１から直接Ｐｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎ
ｃｏｄｅｒ２１に接続する信号線である。ＣＡＭ処理部
２２は、入力線１１から入力されたＩＰアドレスをＣＡ
Ｍ２０−１〜２０−Ｎの全てに入力し、信号線３１−１
〜３１−Ｎを介してＣＡＭ２０−１〜２０−Ｎからの出
力をＰｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ２１へ送出す
る。また、入力線１１から入力されたＩＰアドレスは、
信号線３２を介してＰｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ
２１に入力される。
【００１３】ルーティングテーブルにエントリされてい
る全てのＰｒｅｆｉｘを、Ｐｒｅｆｉｘ長により決めら
れた範囲にそれぞれ分け、分けられたＰｒｅｆｉｘをそ
の範囲の中で最も小さいＰｒｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒ
ｅｆｉｘをＣＡＭ２０−１〜２０−Ｎは格納している。
ＣＡＭ２０−１〜２０−Ｎは、入力線１１から入力され
た検索すべきＩＰアドレスと格納しているＰｒｅｆｉｘ
とを比較して、一致しているＰｒｅｆｉｘが存在した場
合には、そのＰｒｅｆｉｘに対応するツリー格納メモリ
部３のアドレスを信号線３１−１〜３１−Ｎを介して出
力する。Ｐｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ２１は、信
号線３２を介して入力された検索すべきＩＰアドレス
と、複数のＣＡＭから一致したことを示す信号を受けた
場合、それらのＣＡＭの中で最も長いＰｒｅｆｉｘ長を
持つＣＡＭからの出力を選択し、その出力を信号線１２
を介して出力する。また、一致を示す信号をどのＣＡＭ
からも受けなかった場合には、信号線１２を介してツリ
ーの最も上に位置するノードに対応するアドレスを出力
する。
る全てのＰｒｅｆｉｘを、Ｐｒｅｆｉｘ長により決めら
れた範囲にそれぞれ分け、分けられたＰｒｅｆｉｘをそ
の範囲の中で最も小さいＰｒｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒ
ｅｆｉｘをＣＡＭ２０−１〜２０−Ｎは格納している。
ＣＡＭ２０−１〜２０−Ｎは、入力線１１から入力され
た検索すべきＩＰアドレスと格納しているＰｒｅｆｉｘ
とを比較して、一致しているＰｒｅｆｉｘが存在した場
合には、そのＰｒｅｆｉｘに対応するツリー格納メモリ
部３のアドレスを信号線３１−１〜３１−Ｎを介して出
力する。Ｐｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ２１は、信
号線３２を介して入力された検索すべきＩＰアドレス
と、複数のＣＡＭから一致したことを示す信号を受けた
場合、それらのＣＡＭの中で最も長いＰｒｅｆｉｘ長を
持つＣＡＭからの出力を選択し、その出力を信号線１２
を介して出力する。また、一致を示す信号をどのＣＡＭ
からも受けなかった場合には、信号線１２を介してツリ
ーの最も上に位置するノードに対応するアドレスを出力
する。
【００１４】図６は、図５におけるＣＡＭ処理部の詳細
ブロックの例を示す図である。例えば、ＩＰｖ４（アド
レスは３２ビット）のルーティングテーブルのＰｒｅｆ
ｉｘをＣＡＭに格納する場合、ＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆ
ｉｘ長で３つの区切り、Ｐｒｅｆｉｘ長８〜１５、Ｐｒ
ｅｆｉｘ長１６〜２３、Ｐｒｅｆｉｘ長２４〜３２に分
けたとする。その場合、図６のＣＡＭ２０−１，２０−
２，２０−３に示すように、それぞれの範囲のＰｒｅｆ
ｉｘを格納するために３つのＣＡＭを用意し、ＣＡＭ２
０−１，２０−２，２０−３の中には、分けられた範囲
の中で最も小さいＰｒｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒｅｆｉ
ｘをそれぞれ格納する。
ブロックの例を示す図である。例えば、ＩＰｖ４（アド
レスは３２ビット）のルーティングテーブルのＰｒｅｆ
ｉｘをＣＡＭに格納する場合、ＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆ
ｉｘ長で３つの区切り、Ｐｒｅｆｉｘ長８〜１５、Ｐｒ
ｅｆｉｘ長１６〜２３、Ｐｒｅｆｉｘ長２４〜３２に分
けたとする。その場合、図６のＣＡＭ２０−１，２０−
２，２０−３に示すように、それぞれの範囲のＰｒｅｆ
ｉｘを格納するために３つのＣＡＭを用意し、ＣＡＭ２
０−１，２０−２，２０−３の中には、分けられた範囲
の中で最も小さいＰｒｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒｅｆｉ
ｘをそれぞれ格納する。
【００１５】図７は、図６における１つのＣＡＭへ格納
するＰｒｅｆｉｘ例を示す図である。図６に示すよう
に、ＣＡＭ２０−１には、Ｐｒｅｆｉｘ長の範囲８〜１
５に含まれる１０．２／１５、１２．３２／１３、１
２．４／１４を、この範囲の最も小さいＰｒｅｆｉｘ長
８へ短縮したＰｒｅｆｉｘは１０／８、１２／８、１２
／８となり、同じＰｒｅｆｉｘはまとめて１０／８、１
２／８を格納する。このようにして、ＣＡＭ２０−１に
は、Ｐｒｅｆｉｘ長８〜１５のＰｒｅｆｉｘから、Ｐｒ
ｅｆｉｘ長８へ短縮したＰｒｅｆｉｘが格納される。
するＰｒｅｆｉｘ例を示す図である。図６に示すよう
に、ＣＡＭ２０−１には、Ｐｒｅｆｉｘ長の範囲８〜１
５に含まれる１０．２／１５、１２．３２／１３、１
２．４／１４を、この範囲の最も小さいＰｒｅｆｉｘ長
８へ短縮したＰｒｅｆｉｘは１０／８、１２／８、１２
／８となり、同じＰｒｅｆｉｘはまとめて１０／８、１
２／８を格納する。このようにして、ＣＡＭ２０−１に
は、Ｐｒｅｆｉｘ長８〜１５のＰｒｅｆｉｘから、Ｐｒ
ｅｆｉｘ長８へ短縮したＰｒｅｆｉｘが格納される。
【００１６】次に、図１における２段目処理部２につい
て述べる。２段目処理部２におけるツリーは、様々なツ
リーを用いることができるが、ここではパトリシアツリ
ーを用いた場合の実施例について説明する。ルーティン
グテーブル上のＰｒｅｆｉｘとＣＡＭに格納されている
Ｐｒｅｆｉｘからパトリシアツリーを作成し、ツリー格
納メモリ部３へ入力する。ＣＡＭは、宛先ＩＰアドレス
が入力された際にＣＡＭが保持するＰｒｅｆｉｘと比較
し一致した場合には、そのＰｒｅｆｉｘに対応するツリ
ー格納メモリ部３のアドレスを出力するようにしてい
る。なお、ＣＡＭに格納されているＰｒｅｆｉｘをパト
リシアツリーに付け加える際に、そのノードが保持する
Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部のアドレスは２種
類に分かれる。
て述べる。２段目処理部２におけるツリーは、様々なツ
リーを用いることができるが、ここではパトリシアツリ
ーを用いた場合の実施例について説明する。ルーティン
グテーブル上のＰｒｅｆｉｘとＣＡＭに格納されている
Ｐｒｅｆｉｘからパトリシアツリーを作成し、ツリー格
納メモリ部３へ入力する。ＣＡＭは、宛先ＩＰアドレス
が入力された際にＣＡＭが保持するＰｒｅｆｉｘと比較
し一致した場合には、そのＰｒｅｆｉｘに対応するツリ
ー格納メモリ部３のアドレスを出力するようにしてい
る。なお、ＣＡＭに格納されているＰｒｅｆｉｘをパト
リシアツリーに付け加える際に、そのノードが保持する
Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部のアドレスは２種
類に分かれる。
【００１７】そのアドレスの１つ目は、ＣＡＭが格納し
ているＰｒｅｆｉｘと同じＰｒｅｆｉｘがルーティング
テーブル上に存在しない場合には、ＣＡＭが格納してい
るＰｒｅｆｉｘを持つノードの親ノードが持つＮｅｘｔ
Ｈｏｐの情報格納メモリ部のアドレスをノードが保持
する。もし、親ノードがＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メ
モリ部のアドレスを持っていない場合には、親ノードの
親ノードが持つＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部の
アドレスを保持する。以下、同様に親ノードの親ノード
が持っていない場合等は、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納
メモリ部のアドレスを保持する親ノードを探していく。
そのアドレスの２つ目は、ＣＡＭが格納しているＰｒｅ
ｆｉｘと同じＰｒｅｆｉｘがルーティングテーブル上に
存在する場合には、ルーティングテーブル上に存在する
Ｐｒｅｆｉｘのみツリー格納メモリ部３で保持し、保持
されたＰｒｅｆｉｘに対応するツリー格納メモリ部３の
アドレスをＣＡＭは出力するようにしている。
ているＰｒｅｆｉｘと同じＰｒｅｆｉｘがルーティング
テーブル上に存在しない場合には、ＣＡＭが格納してい
るＰｒｅｆｉｘを持つノードの親ノードが持つＮｅｘｔ
Ｈｏｐの情報格納メモリ部のアドレスをノードが保持
する。もし、親ノードがＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メ
モリ部のアドレスを持っていない場合には、親ノードの
親ノードが持つＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部の
アドレスを保持する。以下、同様に親ノードの親ノード
が持っていない場合等は、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納
メモリ部のアドレスを保持する親ノードを探していく。
そのアドレスの２つ目は、ＣＡＭが格納しているＰｒｅ
ｆｉｘと同じＰｒｅｆｉｘがルーティングテーブル上に
存在する場合には、ルーティングテーブル上に存在する
Ｐｒｅｆｉｘのみツリー格納メモリ部３で保持し、保持
されたＰｒｅｆｉｘに対応するツリー格納メモリ部３の
アドレスをＣＡＭは出力するようにしている。
【００１８】図８は、パトリシアツリーとそれぞれのメ
モリの関係の具体例を示す説明図である。図８（ａ）に
パトリシアツリーを示し、図８（ｂ）〜（ｄ）にこのパ
トリシアツリーに対応するＣＡＭ、ツリー格納情報メモ
リ部３、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部４を示し
ている。ツリー格納メモリ部３の他情報は、ツリーを用
いて検索を行うための情報が入っている。それぞれ１
０．０／９、１０．３４、１２／２２はルーティングテ
ーブル上に存在するＰｒｅｆｉｘであり、これらのＰｒ
ｅｆｉｘを持つノードはＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を持
ち、また１０．３２／１４を持つノードはパトリシアツ
リー上の中継ノードであって、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報
を持たず、また１０．３４／１６は１０．３４．１２／
２２をＰｒｅｆｉｘ長１６へ短縮したＰｒｅｆｉｘであ
り、ＣＡＭにも格納されている。１０．３４／１６がル
ーティングテーブル上に存在しないので、Ｎｅｘｔ Ｈ
ｏｐの情報を持っていないからＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報
を持つ親ノードを探す。しかし、１０．３４／１６の親
ノード（１０．３２／１４）がＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報
を持っていないため、その親ノード（１０．０／９）が
持つＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を１０．３４／１６のＮｅ
ｘｔ Ｈｏｐの情報とする。それ故、１０．３４／１６
に対応するツリー格納メモリ部のＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報
格納メモリ部のアドレスを１０．０／９と同じｉ１とす
る。
モリの関係の具体例を示す説明図である。図８（ａ）に
パトリシアツリーを示し、図８（ｂ）〜（ｄ）にこのパ
トリシアツリーに対応するＣＡＭ、ツリー格納情報メモ
リ部３、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報格納メモリ部４を示し
ている。ツリー格納メモリ部３の他情報は、ツリーを用
いて検索を行うための情報が入っている。それぞれ１
０．０／９、１０．３４、１２／２２はルーティングテ
ーブル上に存在するＰｒｅｆｉｘであり、これらのＰｒ
ｅｆｉｘを持つノードはＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を持
ち、また１０．３２／１４を持つノードはパトリシアツ
リー上の中継ノードであって、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐの情報
を持たず、また１０．３４／１６は１０．３４．１２／
２２をＰｒｅｆｉｘ長１６へ短縮したＰｒｅｆｉｘであ
り、ＣＡＭにも格納されている。１０．３４／１６がル
ーティングテーブル上に存在しないので、Ｎｅｘｔ Ｈ
ｏｐの情報を持っていないからＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報
を持つ親ノードを探す。しかし、１０．３４／１６の親
ノード（１０．３２／１４）がＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報
を持っていないため、その親ノード（１０．０／９）が
持つＮｅｘｔ Ｈｏｐの情報を１０．３４／１６のＮｅ
ｘｔ Ｈｏｐの情報とする。それ故、１０．３４／１６
に対応するツリー格納メモリ部のＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報
格納メモリ部のアドレスを１０．０／９と同じｉ１とす
る。
【００１９】例えば、ＩＰアドレス１０．３４．１２．
５０の検索を行う場合、先ずＣＡＭから出力されたツリ
ー格納メモリ部３のアドレスｔ３を利用し、ツリー格納
メモリ部３に格納されているＰｒｅｆｉｘ１０．３４／
１６と比較する。ここで、検索すべきＩＰアドレスの上
位１６ビットと１０．３４／１６が一致しているため、
ＩＰアドレスの上位１７ビット目が０であるか、１であ
るかを調べる。ここでは０であるため、ツリー格納メモ
リ部３に格納されているツリー情報を用いて、ノード１
０．３４．１２／２２に移る。このノードにおいても同
様に比較を行う。比較の結果は一致するが、子ノードが
ないためにここで検索を終了する。求めたアドレスｉ２
を用いてＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報格納メモリ部４へアクセ
スし、Ｘという情報をＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報格納メモリ
部４から取り出して、これを図１の出力線１５を通して
出力する。
５０の検索を行う場合、先ずＣＡＭから出力されたツリ
ー格納メモリ部３のアドレスｔ３を利用し、ツリー格納
メモリ部３に格納されているＰｒｅｆｉｘ１０．３４／
１６と比較する。ここで、検索すべきＩＰアドレスの上
位１６ビットと１０．３４／１６が一致しているため、
ＩＰアドレスの上位１７ビット目が０であるか、１であ
るかを調べる。ここでは０であるため、ツリー格納メモ
リ部３に格納されているツリー情報を用いて、ノード１
０．３４．１２／２２に移る。このノードにおいても同
様に比較を行う。比較の結果は一致するが、子ノードが
ないためにここで検索を終了する。求めたアドレスｉ２
を用いてＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報格納メモリ部４へアクセ
スし、Ｘという情報をＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報格納メモリ
部４から取り出して、これを図１の出力線１５を通して
出力する。
【００２０】図９は、Ｍｕｌｔｉｗａｙツリーを本発明
に適用する方法の具体例を示す説明図である。図９
（ａ）が本発明を適用していない場合のＭｕｌｔｉｗａ
ｙツリーの一部であり、図９（ｂ）が本発明を適用した
場合のＭｕｌｔｉｗａｙツリーの一部で、図９（ａ）に
対応するツリーである。図９（ａ）（ｂ）では、４ビッ
ト分、つまり１つの親ノードから最大１６個の子ノード
を持たせ、ＣＡＭの区切り位置をＰｒｅｆｉｘ長４とす
る。例えば、４ビット分の子ノードを持たせたならば、
ＣＡＭの区切り位置をＰｒｅｆｉｘ長１２で初めて区切
るというように区切り位置を４の倍数にするように位置
決めする。つまり、子ノードが存在する位置でＣＡＭの
区切り位置を決める。ルーティングテーブルからＭｕｌ
ｔｉｗａｙツリーを作り、ＣＡＭの区切り位置に存在す
る子ノードをＣＡＭに格納する。検索は、図１に示す１
段目処理部１の出力により、その結果に対応する範囲に
区切られた所に存在するノード（図９では、００１１／
４）から検索を行う。
に適用する方法の具体例を示す説明図である。図９
（ａ）が本発明を適用していない場合のＭｕｌｔｉｗａ
ｙツリーの一部であり、図９（ｂ）が本発明を適用した
場合のＭｕｌｔｉｗａｙツリーの一部で、図９（ａ）に
対応するツリーである。図９（ａ）（ｂ）では、４ビッ
ト分、つまり１つの親ノードから最大１６個の子ノード
を持たせ、ＣＡＭの区切り位置をＰｒｅｆｉｘ長４とす
る。例えば、４ビット分の子ノードを持たせたならば、
ＣＡＭの区切り位置をＰｒｅｆｉｘ長１２で初めて区切
るというように区切り位置を４の倍数にするように位置
決めする。つまり、子ノードが存在する位置でＣＡＭの
区切り位置を決める。ルーティングテーブルからＭｕｌ
ｔｉｗａｙツリーを作り、ＣＡＭの区切り位置に存在す
る子ノードをＣＡＭに格納する。検索は、図１に示す１
段目処理部１の出力により、その結果に対応する範囲に
区切られた所に存在するノード（図９では、００１１／
４）から検索を行う。
【００２１】本発明においては、（イ）ルーティングテ
ーブルにエントリされている全てのＰｒｅｆｉｘをＰｒ
ｅｆｉｘ長により決められた範囲にそれぞれ分けて、分
けられたＰｒｅｆｉｘをその範囲の中で最も小さいＰｒ
ｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒｅｆｉｘをＣＡＭに格納する
ため、ＣＡＭに格納すべきＰｒｅｆｉｘを少なくするこ
とができ、必要なＣＡＭのメモリ容量を減少させること
ができる。また、（ロ）１段目でＣＡＭを用いて得られ
る答えとなるＰｒｅｆｉｘは、入力されたＩＰアドレス
とＣＡＭに格納されているＰｒｅｆｉｘとを比較し、入
力されたＩＰアドレスと一致するＰｒｅｆｉｘの中で最
も長いＰｒｅｆｉｘ長を持つＰｒｅｆｉｘとするため、
２段目のツリーでの検索は、そのＰｒｅｆｉｘが含まれ
ていたＰｒｅｆｉｘ長の範囲よりも大きいＰｒｅｆｉｘ
長で検索しても、最長一致Ｐｒｅｆｉｘが存在する可能
性がないため、ツリーの途中のノードから検索を開始
し、限られた範囲内で検索を行うことで、最長一致Ｐｒ
ｅｆｉｘを求めることができるので、検索回数を制限す
ることが可能であり、その結果、高速にルーティングテ
ーブルの検索を行える。
ーブルにエントリされている全てのＰｒｅｆｉｘをＰｒ
ｅｆｉｘ長により決められた範囲にそれぞれ分けて、分
けられたＰｒｅｆｉｘをその範囲の中で最も小さいＰｒ
ｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒｅｆｉｘをＣＡＭに格納する
ため、ＣＡＭに格納すべきＰｒｅｆｉｘを少なくするこ
とができ、必要なＣＡＭのメモリ容量を減少させること
ができる。また、（ロ）１段目でＣＡＭを用いて得られ
る答えとなるＰｒｅｆｉｘは、入力されたＩＰアドレス
とＣＡＭに格納されているＰｒｅｆｉｘとを比較し、入
力されたＩＰアドレスと一致するＰｒｅｆｉｘの中で最
も長いＰｒｅｆｉｘ長を持つＰｒｅｆｉｘとするため、
２段目のツリーでの検索は、そのＰｒｅｆｉｘが含まれ
ていたＰｒｅｆｉｘ長の範囲よりも大きいＰｒｅｆｉｘ
長で検索しても、最長一致Ｐｒｅｆｉｘが存在する可能
性がないため、ツリーの途中のノードから検索を開始
し、限られた範囲内で検索を行うことで、最長一致Ｐｒ
ｅｆｉｘを求めることができるので、検索回数を制限す
ることが可能であり、その結果、高速にルーティングテ
ーブルの検索を行える。
【００２２】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
必要なＣＡＭのメモリ容量を減少させることができ、ま
たツリーの途中のノードから検索を開始し限られた範囲
内で検索を行うことで最長一致Ｐｒｅｆｉｘを求めるこ
とができるので、検索回数を制限することができ、高速
にルーティングテーブルの検索を実施することができ
る。
必要なＣＡＭのメモリ容量を減少させることができ、ま
たツリーの途中のノードから検索を開始し限られた範囲
内で検索を行うことで最長一致Ｐｒｅｆｉｘを求めるこ
とができるので、検索回数を制限することができ、高速
にルーティングテーブルの検索を実施することができ
る。
【図１】本発明の一実施例を示すルーティングテーブル
検索装置のブロック図である。
検索装置のブロック図である。
【図２】従来におけるＣＡＭを用いたルーティングテー
ブル検索法の説明図である。
ブル検索法の説明図である。
【図３】従来におけるパトリシアツリーを用いたルーテ
ィングテーブル検索法の説明図である。
ィングテーブル検索法の説明図である。
【図４】従来におけるＭｕｌｔｉｗａｙツリーを用いた
ルーティングテーブケ検索法の説明図である。
ルーティングテーブケ検索法の説明図である。
【図５】図１における１段目処理部の詳細ブロック図で
ある。
ある。
【図６】図５におけるＣＡＭ処理部の詳細ブロックの例
を示す図である。
を示す図である。
【図７】図６におけるＣＡＭに格納するＰｒｅｆｉｘ例
を示す図である。
を示す図である。
【図８】本発明のパトリシアツリーとメモリの関係を示
す説明図である。
す説明図である。
【図９】Ｍｕｌｔｉｗａｙツリーに本発明の方式を適用
させた場合の例を示す説明図である。
させた場合の例を示す説明図である。
１…１段目処理部、２…２段目処理部、３…ツリー格納
メモリ部、４…Ｎｅｘｔ Ｈｏｐ情報格納メモリ部、１
１…入力線、１５…出力線、１２，１３，１４…信号
線、２２…ＣＡＭ処理部、１６−１…Ｐｒｅｆｉｘ長８
のＰｒｅｆｉｘを格納するＣＡＭ、１６−２…Ｐｒｅｆ
ｉｘ長９のＰｒｅｆｉｘを格納するＣＡＭ、１６−２５
…Ｐｒｅｆｉｘ長２５のＰｒｅｆｉｘを格納するＣＡ
Ｍ、１７…Ｐｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ、２１…
Ｐｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ、３０−１〜３１−
Ｎ…信号線、２０−１…Ｐｒｅｆｉｘ長８〜１５のＰｒ
ｅｆｉｘをＰｒｅｆｉｘ長８に短縮したＰｒｅｆｉｘを
格納するＣＡＭ、２０−２…同じくＰｒｅｆｉｘ長１６
〜２３のＰｒｅｆｉｘを１６に短縮したＰｒｅｆｉｘを
格納するＣＡＭ、２０−３…同じくＰｒｅｆｉｘ長２４
〜３２のＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆｉｘ長２４へ短縮した
Ｐｒｅｆｉｘを格納するＣＡＭ。
メモリ部、４…Ｎｅｘｔ Ｈｏｐ情報格納メモリ部、１
１…入力線、１５…出力線、１２，１３，１４…信号
線、２２…ＣＡＭ処理部、１６−１…Ｐｒｅｆｉｘ長８
のＰｒｅｆｉｘを格納するＣＡＭ、１６−２…Ｐｒｅｆ
ｉｘ長９のＰｒｅｆｉｘを格納するＣＡＭ、１６−２５
…Ｐｒｅｆｉｘ長２５のＰｒｅｆｉｘを格納するＣＡ
Ｍ、１７…Ｐｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ、２１…
Ｐｒｉｏｒｉｔｙ Ｅｎｃｏｄｅｒ、３０−１〜３１−
Ｎ…信号線、２０−１…Ｐｒｅｆｉｘ長８〜１５のＰｒ
ｅｆｉｘをＰｒｅｆｉｘ長８に短縮したＰｒｅｆｉｘを
格納するＣＡＭ、２０−２…同じくＰｒｅｆｉｘ長１６
〜２３のＰｒｅｆｉｘを１６に短縮したＰｒｅｆｉｘを
格納するＣＡＭ、２０−３…同じくＰｒｅｆｉｘ長２４
〜３２のＰｒｅｆｉｘをＰｒｅｆｉｘ長２４へ短縮した
Ｐｒｅｆｉｘを格納するＣＡＭ。
Claims (3)
- 【請求項１】 ＩＰパケットの宛先ＩＰアドレスから、
ルーティングテーブル内のＰｒｅｆｉｘの中で最長一致
のＰｒｅｆｉｘを検索し、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐ情報あるい
はＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報を持つ他テーブルへのＩｎｄｅ
ｘ情報を求めるルーティングテーブル検索装置におい
て、 検索すべき宛先ＩＰアドレスをＣｏｎｔｅｎｔ Ａｄｄ
ｒｅｓｓａｂｌｅ Ｍｅｍｏｒｙ（ＣＡＭ）に入力する
と、該ＣＡＭに格納されているＰｒｅｆｉｘと前記宛先
ＩＰアドレスの上位Ｐｒｅｆｉｘ長ビット分とを比較
し、一致したＰｒｅｆｉｘのうち最長のＰｒｅｆｉｘ長
を持つＰｒｅｆｉｘを答えとして、２段目処理部に移る
１段目処理部と、 ツリーが配置され、該ツリーの途中にあり、前記１段目
処理部で一致したＣＡＭの出力に該当するノードに検索
処理が移ると、該ツリーの限定された範囲内で検索を行
い、検索が終了した時点でＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報あるい
はＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報を持った他テーブルへのＩｎｄ
ｅｘ情報を最終結果として出力する２段目処理部とを具
備したことを特徴とするルーティングテーブル検索装
置。 - 【請求項２】 ＩＰパケットの宛先ＩＰアドレスから、
ルーティングテーブル内のＰｒｅｆｉｘの中で最長一致
のＰｒｅｆｉｘを検索し、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐ情報あるい
はＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報を持つ他テーブルへのＩｎｄｅ
ｘ情報を求めるルーティングテーブル検索法において、 検索を２段に分けて行い、１段目の処理では、ルーティ
ングテーブルにエントリされている全ＰｒｅｆｉｘをＰ
ｒｅｆｉｘ長により決められた範囲にそれぞれ分け、分
けられたＰｒｅｆｉｘをその範囲の中で最も小さいＰｒ
ｅｆｉｘ長へ短縮したＰｒｅｆｉｘをＣＡＭに格納し、 検索すべき宛先ＩＰアドレスをＣＡＭに入力し、該宛先
ＩＰアドレスの上位Ｐｒｅｆｉｘ長ビット分とＣＡＭに
格納されているＰｒｅｆｉｘとを比較し、 比較の結果、一致したＰｒｅｆｉｘのうち最も長いＰｒ
ｅｆｉｘ長を持つＰｒｅｆｉｘを答えとし、そのＰｒｅ
ｆｉｘに対応するツリーのノードを格納しているメモリ
のアドレスを１段目処理部から出力することを特徴とす
るルーティングテーブル検索法。 - 【請求項３】 請求項２に記載のルーティングテーブル
検索法において、 前記２段の検索の中の２段目の処理では、検索すべき宛
先ＩＰアドレスと１段目処理部から出力されたアドレス
を読み込み、 １段目処理部から出力された該アドレスに対応するツリ
ーの途中にあるノードの情報を、２段目処理部のツリー
を格納しているメモリから読み込み、 該ノードから検索を開始し、ツリーに決められたルール
に従って検索を行い、 １段目処理部のＣＡＭで一致したＰｒｅｆｉｘが含まれ
ていた範囲のＰｒｅｆｉｘ長の範囲内で該ツリーを検索
し、 該ツリーの検索終了時点で、Ｎｅｘｔ Ｈｏｐ情報ある
いはＮｅｘｔ Ｈｏｐ情報を持つ他テーブルへのＩｎｄ
ｅｘ情報を最終結果として出力することを特徴とするル
ーティングテーブル検索法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
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