JP2002033769A - 圧縮検索テーブルを用いるプレフィックス検索方法およびデータ構造 - Google Patents
圧縮検索テーブルを用いるプレフィックス検索方法およびデータ構造Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 本発明は、そこにおいて、最長マッチング・
プレフィックスに対応する出力情報を検出するために木
構造テーブルをくまなく検索するため、セグメント単位
で、一定の検索キーが評価されるシステムに関する。 【解決手段】 セグメントの少なくとも１つに関して、
検索キー・セグメントの選択されたビットだけが、個別
検索キー・セグメントと比較されるべきテスト値が保管
された関連テーブルにアクセスするためのインデックス
として使用される。選択されるビットは、テーブル・エ
ントリにおける有効なテスト値（および有効な検索キー
・セグメント値）の分散を反映して、インデックス・マ
スクによって決定される。これは、ストレージ要件およ
び検索時間を最小化するテーブル圧縮を可能にする。有
効なテスト値のセットに応答して最適のインデックス・
マスクを生成するプロシージャを開示する。
プレフィックスに対応する出力情報を検出するために木
構造テーブルをくまなく検索するため、セグメント単位
で、一定の検索キーが評価されるシステムに関する。 【解決手段】 セグメントの少なくとも１つに関して、
検索キー・セグメントの選択されたビットだけが、個別
検索キー・セグメントと比較されるべきテスト値が保管
された関連テーブルにアクセスするためのインデックス
として使用される。選択されるビットは、テーブル・エ
ントリにおける有効なテスト値（および有効な検索キー
・セグメント値）の分散を反映して、インデックス・マ
スクによって決定される。これは、ストレージ要件およ
び検索時間を最小化するテーブル圧縮を可能にする。有
効なテスト値のセットに応答して最適のインデックス・
マスクを生成するプロシージャを開示する。
Description
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ＩＰアドレスのよ
うな一定の検索キーに応答して、その検索キーを有する
アイテムの更なる処理または転送を判断するための保管
テーブル（ｓｔｏｒｅｄ ｔａｂｌｅ）内のエントリを
検出する分野に関し、特に、本発明は、保管テーブルの
圧縮と、一定の検索キーにマッチングするテーブル内の
エントリに対する検索の最適化とに関する。
うな一定の検索キーに応答して、その検索キーを有する
アイテムの更なる処理または転送を判断するための保管
テーブル（ｓｔｏｒｅｄ ｔａｂｌｅ）内のエントリを
検出する分野に関し、特に、本発明は、保管テーブルの
圧縮と、一定の検索キーにマッチングするテーブル内の
エントリに対する検索の最適化とに関する。
【０００２】
【従来の技術】最長マッチング・プレフィックス（Ｌｏ
ｎｇｅｓｔ ｍａｔｃｈｉｎｇ ｐｒｅｆｉｘ：ＬＰ
Ｍ）検索が広く用いられ、特に、割り当てられたＩＰア
ドレスに従ってインターネット内でパケットを経路指定
するために用いられている。多くのソリューションが、
保管プレフィックス（ｓｔｏｒｅｄ ｐｒｅｆｉｘ）に
対して先行検索キー・ビット（プレフィックス）を比較
し、保管データ構造（ｓｔｏｒｅｄ ｄａｔａ ｓｔｒ
ｕｃｔｕｒｅ）におけるその関連した出力ルート情報
（またはネクスト・ホップ・ポインタ）と共に最長マッ
チング・プレフィックスを検出するために提案されてき
た。特に、探索木は、最長マッチング・プレフィックス
検索にアプリケーションを提供してきた。
ｎｇｅｓｔ ｍａｔｃｈｉｎｇ ｐｒｅｆｉｘ：ＬＰ
Ｍ）検索が広く用いられ、特に、割り当てられたＩＰア
ドレスに従ってインターネット内でパケットを経路指定
するために用いられている。多くのソリューションが、
保管プレフィックス（ｓｔｏｒｅｄ ｐｒｅｆｉｘ）に
対して先行検索キー・ビット（プレフィックス）を比較
し、保管データ構造（ｓｔｏｒｅｄ ｄａｔａ ｓｔｒ
ｕｃｔｕｒｅ）におけるその関連した出力ルート情報
（またはネクスト・ホップ・ポインタ）と共に最長マッ
チング・プレフィックスを検出するために提案されてき
た。特に、探索木は、最長マッチング・プレフィックス
検索にアプリケーションを提供してきた。
【０００３】非常に簡単なＬＰＭ検索スキームは、検索
キーのあらゆる可能な値に関する検索結果を含むテーブ
ルへのインデックスとして検索キーを用いることにより
構成される。
キーのあらゆる可能な値に関する検索結果を含むテーブ
ルへのインデックスとして検索キーを用いることにより
構成される。
【０００４】図１は、そこにおいて検索キーが３２ビッ
トＩＰ宛先アドレスより構成されるＩＰバージョン４転
送に適用されたこの方法の例を説明する。この例におい
て、ルーティング・テーブルは、以下のプレフィックス
を含む。
トＩＰ宛先アドレスより構成されるＩＰバージョン４転
送に適用されたこの方法の例を説明する。この例におい
て、ルーティング・テーブルは、以下のプレフィックス
を含む。
【０００５】
【表１】
【０００６】このテーブルは、１つのエントリが３２ビ
ットＩＰ宛先アドレスの各可能な値に割当てられた２32
エントリを含む。全ての有効なエントリ（すなわち、有
効な検索結果Ａ，Ｂ，ＣまたはＤに帰着し得るエント
リ）が、図１に示される。全ての他のエントリが無効と
みなされ、無効な検索結果に終わる。エントリは、例え
ばビット・フラグを用いて有効または無効であると識別
され得る。
ットＩＰ宛先アドレスの各可能な値に割当てられた２32
エントリを含む。全ての有効なエントリ（すなわち、有
効な検索結果Ａ，Ｂ，ＣまたはＤに帰着し得るエント
リ）が、図１に示される。全ての他のエントリが無効と
みなされ、無効な検索結果に終わる。エントリは、例え
ばビット・フラグを用いて有効または無効であると識別
され得る。
【０００７】このＬＰＭスキームの主な不利な点は、大
量の記憶域の非効率な使用である。図１が示すように、
テーブルは、そこからほんの少数が保管プレフィックス
に関連した実情報を有する有効なエントリであるにすぎ
ない２32エントリを含む。他の不利な点は、短いプレフ
ィックスに関連した情報が、複数のテーブル・エントリ
に保管され、そのプレフィックスの挿入および除去のた
めに複数のメモリ・アクセスを必要とするということで
ある。図１において２12＝４０９６テーブル・エントリ
（ＡＢＣＤＥ０００ｈからＡＢＣＤＥＦＦＦｈまで）を
範囲とする第４のプレフィックス（ＡＢＣＤＥｈ）がそ
うである。
量の記憶域の非効率な使用である。図１が示すように、
テーブルは、そこからほんの少数が保管プレフィックス
に関連した実情報を有する有効なエントリであるにすぎ
ない２32エントリを含む。他の不利な点は、短いプレフ
ィックスに関連した情報が、複数のテーブル・エントリ
に保管され、そのプレフィックスの挿入および除去のた
めに複数のメモリ・アクセスを必要とするということで
ある。図１において２12＝４０９６テーブル・エントリ
（ＡＢＣＤＥ０００ｈからＡＢＣＤＥＦＦＦｈまで）を
範囲とする第４のプレフィックス（ＡＢＣＤＥｈ）がそ
うである。
【０００８】これら２つの不利な点は、全体の検索キー
によって指示される単一テーブルを、検索キーのより小
さい部分によって指示される複数のリンク・テーブルの
木のような構造に変換することにより削除可能である。
このアプローチは、Ｇｕｐｔａら（“Ｒｏｕｔｉｎｇ
Ｌｏｏｋｕｐｓ ｉｎ Ｈａｒｄｗａｒｅ ａｔ Ｍｅ
ｍｏｒｙ Ａｃｃｅｓｓ Ｓｐｅｅｄｓ．”，Ｐａｎｋ
ａｊ Ｇｕｐｔａ，Ｓｔｅｖｅｎ Ｌｉｎ，ａｎｄ Ｎ
ｉｃｋ ＭｃＫｅｏｗｎ，ＩＥＥＥ Ｉｎｆｏｃｏｍ
Ａｐｒｉｌ １９９８，Ｖｏｌ３，ｐｐ．１２４０−１
２４７，ＳａｎＦｒａｎｃｉｓｃｏ）およびＶａｒｇｈ
ｅｓｅら（“Ｆａｓｔ ａｄｄｒｅｓｓ ｌｏｏｋｕｐ
ｓ ｕｓｉｎｇ ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ ｐｒｅｆｉｘ
ｅｘｐａｎｓｉｏｎ．”，Ｖ．Ｓｒｉｎｉｖａｓａｎ
ａｎｄ Ｇ．Ｖａｒｇｈｅｓｅ，ＡＣＭ Ｔｒａｎ
ｓ．Ｃｏｍｐｕｔ．Ｓｙｓｔ．１７，１，Ｆｅｂ．１９
９９，ｐｐ．１−４０）によって述べられてきた。
によって指示される単一テーブルを、検索キーのより小
さい部分によって指示される複数のリンク・テーブルの
木のような構造に変換することにより削除可能である。
このアプローチは、Ｇｕｐｔａら（“Ｒｏｕｔｉｎｇ
Ｌｏｏｋｕｐｓ ｉｎ Ｈａｒｄｗａｒｅ ａｔ Ｍｅ
ｍｏｒｙ Ａｃｃｅｓｓ Ｓｐｅｅｄｓ．”，Ｐａｎｋ
ａｊ Ｇｕｐｔａ，Ｓｔｅｖｅｎ Ｌｉｎ，ａｎｄ Ｎ
ｉｃｋ ＭｃＫｅｏｗｎ，ＩＥＥＥ Ｉｎｆｏｃｏｍ
Ａｐｒｉｌ １９９８，Ｖｏｌ３，ｐｐ．１２４０−１
２４７，ＳａｎＦｒａｎｃｉｓｃｏ）およびＶａｒｇｈ
ｅｓｅら（“Ｆａｓｔ ａｄｄｒｅｓｓ ｌｏｏｋｕｐ
ｓ ｕｓｉｎｇ ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ ｐｒｅｆｉｘ
ｅｘｐａｎｓｉｏｎ．”，Ｖ．Ｓｒｉｎｉｖａｓａｎ
ａｎｄ Ｇ．Ｖａｒｇｈｅｓｅ，ＡＣＭ Ｔｒａｎ
ｓ．Ｃｏｍｐｕｔ．Ｓｙｓｔ．１７，１，Ｆｅｂ．１９
９９，ｐｐ．１−４０）によって述べられてきた。
【０００９】図２は、このような概念を図１のデータ構
造に応用する例を説明する。図２において、検索キー
は、図２に示される対応する３つのレベルでのテーブル
を指示するために使用される１６，８および８ビットか
ら構成される３つのセグメントに分けられる。これらの
テーブルの各々は、有効および無効なエントリを含むこ
とができ、有効なエントリは、次のレベルでのテーブル
に対するポインタあるいは検索結果を含むことができ、
無効なエントリは、無効な検索結果を指示する。
造に応用する例を説明する。図２において、検索キー
は、図２に示される対応する３つのレベルでのテーブル
を指示するために使用される１６，８および８ビットか
ら構成される３つのセグメントに分けられる。これらの
テーブルの各々は、有効および無効なエントリを含むこ
とができ、有効なエントリは、次のレベルでのテーブル
に対するポインタあるいは検索結果を含むことができ、
無効なエントリは、無効な検索結果を指示する。
【００１０】検索オペレーションは、レベル１でのテー
ブルへのインデックスとして第１のセグメントを用いる
ことから開始する。指示されたエントリが次のレベルで
のテーブルへのポインタを含む場合には、このテーブル
は、次のセグメントを用いて指示され得る。検索オペレ
ーションは、検索オペレーションの結果となり得る検索
結果を含むエントリが指示される時、あるいは、その場
合に検索オペレーションの結果が無効な結果となり得る
無効なエントリが指示される時に終了する。
ブルへのインデックスとして第１のセグメントを用いる
ことから開始する。指示されたエントリが次のレベルで
のテーブルへのポインタを含む場合には、このテーブル
は、次のセグメントを用いて指示され得る。検索オペレ
ーションは、検索オペレーションの結果となり得る検索
結果を含むエントリが指示される時、あるいは、その場
合に検索オペレーションの結果が無効な結果となり得る
無効なエントリが指示される時に終了する。
【００１１】これを‘１２３４５６７８ｈ’に等しいＩ
Ｐ宛先アドレスに関して説明する。図２において、この
ＩＰ宛先アドレスの第１のセグメントは、レベル１での
テーブルへのインデックスとして使用される‘１２３４
ｈ’に等しい。このエントリは、図２におけるレベル２
での下位のテーブルをポイントし、下位のテーブルは、
‘５６ｈ’に等しいＩＰ宛先アドレスの第２のセグメン
トによって指示される。このエントリは、図２における
レベル３でのテーブルだけをポイントし、このテーブル
は、‘７８ｈ’に等しいＩＰ宛先アドレスの第３のセグ
メントを用いて指示される。このエントリは、検索結果
‘Ｂ’を与える。他のプレフィックスに関する検索結果
は同様な方法で得られる。
Ｐ宛先アドレスに関して説明する。図２において、この
ＩＰ宛先アドレスの第１のセグメントは、レベル１での
テーブルへのインデックスとして使用される‘１２３４
ｈ’に等しい。このエントリは、図２におけるレベル２
での下位のテーブルをポイントし、下位のテーブルは、
‘５６ｈ’に等しいＩＰ宛先アドレスの第２のセグメン
トによって指示される。このエントリは、図２における
レベル３でのテーブルだけをポイントし、このテーブル
は、‘７８ｈ’に等しいＩＰ宛先アドレスの第３のセグ
メントを用いて指示される。このエントリは、検索結果
‘Ｂ’を与える。他のプレフィックスに関する検索結果
は同様な方法で得られる。
【００１２】図２におけるデータ構造は、レベル１での
６５５３６テーブル・エントリ，レベル２での２＊２５
６＝５１２テーブル・エントリ，およびレベル３での１
＊２５６テーブル・エントリから構成され、図１のデー
タ構造の２32テーブル・エントリよりはるかに少ない総
計６６３０４テーブル・エントリになる。両図における
エントリは同一ではないかもしれない（例えば、図２に
おけるエントリは、ポインタまたは検索結果のいずれが
保管されているかの指示と共にポインタを保管できるこ
とを必要とする）が、図２のデータ構造は、図１のデー
タ構造よりも明らかにはるかに少ないストレージ要件を
有する。さらに、短いプレフィックスに関連した情報
は、更新オペレーションのためのより少ないメモリ・ア
クセスをもたらすより少ないテーブル・エントリに保管
される。例えば、ここでは、第４のプレフィックス（Ａ
ＢＣＤＥｈ）は、図１のデータ構造における４０９６エ
ントリに代わってほんの１７テーブル・エントリ（レベ
ル１でのテーブルにおけるＡＢＣＤｈ、およびレベル２
での上位のテーブルにおけるＥ０ｈからＥＦｈまで）を
範囲とするにすぎない。
６５５３６テーブル・エントリ，レベル２での２＊２５
６＝５１２テーブル・エントリ，およびレベル３での１
＊２５６テーブル・エントリから構成され、図１のデー
タ構造の２32テーブル・エントリよりはるかに少ない総
計６６３０４テーブル・エントリになる。両図における
エントリは同一ではないかもしれない（例えば、図２に
おけるエントリは、ポインタまたは検索結果のいずれが
保管されているかの指示と共にポインタを保管できるこ
とを必要とする）が、図２のデータ構造は、図１のデー
タ構造よりも明らかにはるかに少ないストレージ要件を
有する。さらに、短いプレフィックスに関連した情報
は、更新オペレーションのためのより少ないメモリ・ア
クセスをもたらすより少ないテーブル・エントリに保管
される。例えば、ここでは、第４のプレフィックス（Ａ
ＢＣＤＥｈ）は、図１のデータ構造における４０９６エ
ントリに代わってほんの１７テーブル・エントリ（レベ
ル１でのテーブルにおけるＡＢＣＤｈ、およびレベル２
での上位のテーブルにおけるＥ０ｈからＥＦｈまで）を
範囲とするにすぎない。
【００１３】図２に示されるスキームは、図１に示され
るスキームよりも、単一検索オペレーションのためによ
り多くのメモリ・アクセスを要求することが可能であ
る。しかしながら、同一のレベルに属する全てのテーブ
ルが、個別の独立してアクセス可能なメモリ・バンクに
保管される場合には、パイプライン方式を適用して、時
間単位ごとに図２に示されるスキームと同数のルックア
ップを得ることが可能である。
るスキームよりも、単一検索オペレーションのためによ
り多くのメモリ・アクセスを要求することが可能であ
る。しかしながら、同一のレベルに属する全てのテーブ
ルが、個別の独立してアクセス可能なメモリ・バンクに
保管される場合には、パイプライン方式を適用して、時
間単位ごとに図２に示されるスキームと同数のルックア
ップを得ることが可能である。
【００１４】図２におけるデータ構造の実際のストレー
ジ要件は、ＩＰ宛先アドレス内のセグメントの数および
サイズと、データ構造に保管されたプレフィックスとに
依存している。ＭｃＫｅｏｗｎおよびＶａｒｇｈｅｓｅ
は、固定数の固定サイズ・セグメント（図２に示される
ような）を有するスキーム、そして可変数の可変サイズ
・セグメントを有するスキームを説明する。後者のタイ
プのスキームにおいては、セグメント・サイズ情報は、
次のレベルでのテーブルへのポインタを含むテーブル・
エントリ内部に組み込まれる。この点で、データ構造の
異なるパスを選択する異なるＩＰ宛先アドレスのための
検索オペレーションは、異なるサイズを有する異なる数
のセグメントを含み得る。結果として、同一のレベルで
のテーブルのサイズが異なり得る。
ジ要件は、ＩＰ宛先アドレス内のセグメントの数および
サイズと、データ構造に保管されたプレフィックスとに
依存している。ＭｃＫｅｏｗｎおよびＶａｒｇｈｅｓｅ
は、固定数の固定サイズ・セグメント（図２に示される
ような）を有するスキーム、そして可変数の可変サイズ
・セグメントを有するスキームを説明する。後者のタイ
プのスキームにおいては、セグメント・サイズ情報は、
次のレベルでのテーブルへのポインタを含むテーブル・
エントリ内部に組み込まれる。この点で、データ構造の
異なるパスを選択する異なるＩＰ宛先アドレスのための
検索オペレーションは、異なるサイズを有する異なる数
のセグメントを含み得る。結果として、同一のレベルで
のテーブルのサイズが異なり得る。
【００１５】可変数の可変サイズ・セグメントを有する
スキームは、データ構造のストレージ要件のよりよい最
適化を可能にする。しかしながら、更新機能ははるかに
複雑であり、特に、インクリメンタル更新のサポートは
複雑であり、より多くの時間を消費する。様々なレベル
でのテーブルが上述のパイプライン方式を可能にする個
別のメモリ・バンクに保管される場合には、可変数の可
変サイズ・セグメントを有するスキームのための更新オ
ペレーションは、更新オペレーションがデータ構造の一
定のパスに従ってセグメント・サイズを変更する際に、
異なるバンク間のデータ移動を伴い得る。これは、現代
の多くの検索エンジンにおいてクリティカル・リソース
であるメモリ帯域幅のより低効率の使用をもたらし、結
果として更新パフォーマンスの低下をもたらす。ストレ
ージ要件を最適化するための他の方法は、米国特許第５
７８１７７２号公報（Ｗｉｌｋｉｎｓｏｎら）で説明さ
れる。この特許は、ノード内の固定サイズ・セットのポ
インタに適用される、ポインタ圧縮と称されるメカニズ
ムを説明する。このメカニズムは、‘無効な’ポインタ
（ＮＩＬ−ポインタ）がノードから除去されるというこ
と、および各ノードへ加えられかつどのポインタがノー
ド内に存在する（すなわち、非ＮＩＬ−ポインタ）かを
指示するビット・マスクを用いて、有効なポインタ（非
ＮＩＬ−ポインタ）のロケーションが判断され得るとい
うことを含む。同一のメカニズムが、図２に示されるテ
ーブルへ適用可能である。同種の方法が、米国特許第５
８１３００１号公報（Ｂｅｎｎｅｔｔ）において説明さ
れる。
スキームは、データ構造のストレージ要件のよりよい最
適化を可能にする。しかしながら、更新機能ははるかに
複雑であり、特に、インクリメンタル更新のサポートは
複雑であり、より多くの時間を消費する。様々なレベル
でのテーブルが上述のパイプライン方式を可能にする個
別のメモリ・バンクに保管される場合には、可変数の可
変サイズ・セグメントを有するスキームのための更新オ
ペレーションは、更新オペレーションがデータ構造の一
定のパスに従ってセグメント・サイズを変更する際に、
異なるバンク間のデータ移動を伴い得る。これは、現代
の多くの検索エンジンにおいてクリティカル・リソース
であるメモリ帯域幅のより低効率の使用をもたらし、結
果として更新パフォーマンスの低下をもたらす。ストレ
ージ要件を最適化するための他の方法は、米国特許第５
７８１７７２号公報（Ｗｉｌｋｉｎｓｏｎら）で説明さ
れる。この特許は、ノード内の固定サイズ・セットのポ
インタに適用される、ポインタ圧縮と称されるメカニズ
ムを説明する。このメカニズムは、‘無効な’ポインタ
（ＮＩＬ−ポインタ）がノードから除去されるというこ
と、および各ノードへ加えられかつどのポインタがノー
ド内に存在する（すなわち、非ＮＩＬ−ポインタ）かを
指示するビット・マスクを用いて、有効なポインタ（非
ＮＩＬ−ポインタ）のロケーションが判断され得るとい
うことを含む。同一のメカニズムが、図２に示されるテ
ーブルへ適用可能である。同種の方法が、米国特許第５
８１３００１号公報（Ｂｅｎｎｅｔｔ）において説明さ
れる。
【００１６】このタイプの圧縮は、少数のエントリを有
するテーブルに対してよく機能し得る。より大きなテー
ブルは、より大きいストレージ要件と検索オペレーショ
ンの際のよりスローな処理時間とをもたらし得るより大
きいビット・マスクを必要とする。他の不利な点は、結
果テーブルは、２の累乗を必然としない、あらゆるサイ
ズを有し得るということである。これは、バッファ管理
をより複雑にし得る。というのは、２の累乗でないバッ
ファ・サイズは、効率的に管理することがより困難だか
らである。
するテーブルに対してよく機能し得る。より大きなテー
ブルは、より大きいストレージ要件と検索オペレーショ
ンの際のよりスローな処理時間とをもたらし得るより大
きいビット・マスクを必要とする。他の不利な点は、結
果テーブルは、２の累乗を必然としない、あらゆるサイ
ズを有し得るということである。これは、バッファ管理
をより複雑にし得る。というのは、２の累乗でないバッ
ファ・サイズは、効率的に管理することがより困難だか
らである。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、一定
の検索キーに応答して、保管データ構造においてマッチ
ングするエントリを検出する方法（およびデータ構造）
を創出することであり、この方法は、実際に保管された
データの分散に応答してデータ・テーブルを圧縮するこ
とによって改良検索を可能にし、そして、検索オペレー
ションのための最適化プロシージャを提供する。さらな
る目的は、一定の検索キー・セグメントから個別的かつ
最適に選択される、テーブル・アクセスのための可変長
インデックス値の使用を可能にする検索方法を提供する
ことである。
の検索キーに応答して、保管データ構造においてマッチ
ングするエントリを検出する方法（およびデータ構造）
を創出することであり、この方法は、実際に保管された
データの分散に応答してデータ・テーブルを圧縮するこ
とによって改良検索を可能にし、そして、検索オペレー
ションのための最適化プロシージャを提供する。さらな
る目的は、一定の検索キー・セグメントから個別的かつ
最適に選択される、テーブル・アクセスのための可変長
インデックス値の使用を可能にする検索方法を提供する
ことである。
【００１８】
【課題を解決するための手段】これらの目的を達成する
本発明は、特許請求の範囲で定義される。本発明は、特
に、一定の検索キー・セグメントと比較されるべきテス
ト値の最適に圧縮されたテーブルにアクセスするため
に、固定長検索キー・セグメントの選択されたあるいは
マスクされたビットの使用を提供する。特定の実施の形
態において、本発明は、検索キー・セグメントからのビ
ットの選択のための最適のインデックス・マスクを生成
する効率的なプロシージャを提供する。さらに特定の実
施の形態において、付加的なプレフィックス・マスク
が、一定の検索キー・セグメントとの比較のために実際
に必要であるテスト値のビットだけを選択するために与
えられる。
本発明は、特許請求の範囲で定義される。本発明は、特
に、一定の検索キー・セグメントと比較されるべきテス
ト値の最適に圧縮されたテーブルにアクセスするため
に、固定長検索キー・セグメントの選択されたあるいは
マスクされたビットの使用を提供する。特定の実施の形
態において、本発明は、検索キー・セグメントからのビ
ットの選択のための最適のインデックス・マスクを生成
する効率的なプロシージャを提供する。さらに特定の実
施の形態において、付加的なプレフィックス・マスク
が、一定の検索キー・セグメントとの比較のために実際
に必要であるテスト値のビットだけを選択するために与
えられる。
【００１９】本発明の主な利点は、より短い検索時間お
よびストレージ・スペースに対する節約である。さら
に、固定長検索キー・セグメントの使用に起因して（実
際に使用される可変数の検索キー・ビットにもかかわら
ず）、保管テーブルの更新が単純化される。可能なイン
クリメンタル更新は、より低いストレージ要件を生じさ
せる。さらに、２の累乗のバッファ・サイズの使用に起
因して、バッファ管理が単純化され、メモリがより効率
的に使用される。
よびストレージ・スペースに対する節約である。さら
に、固定長検索キー・セグメントの使用に起因して（実
際に使用される可変数の検索キー・ビットにもかかわら
ず）、保管テーブルの更新が単純化される。可能なイン
クリメンタル更新は、より低いストレージ要件を生じさ
せる。さらに、２の累乗のバッファ・サイズの使用に起
因して、バッファ管理が単純化され、メモリがより効率
的に使用される。
【００２０】
【発明の実施の形態】以下において、本発明の実施の形
態を、図面を参照して説明する。
態を、図面を参照して説明する。
【００２１】テーブル圧縮の概念 本発明は、これらのデータ構造内部に生じるそれぞれの
個々のテーブルに圧縮を適用することによって図２に示
されるデータ構造と同種のデータ構造から派生可能なデ
ータ構造に基づく最長マッチング・プレフィックス検索
（ｌｏｎｇｅｓｔ ｍａｔｃｈｉｎｇ ｐｒｅｆｉｘ
ｓｅａｒｃｈ）方法を含む。
個々のテーブルに圧縮を適用することによって図２に示
されるデータ構造と同種のデータ構造から派生可能なデ
ータ構造に基づく最長マッチング・プレフィックス検索
（ｌｏｎｇｅｓｔ ｍａｔｃｈｉｎｇ ｐｒｅｆｉｘ
ｓｅａｒｃｈ）方法を含む。
【００２２】この圧縮の原理は、図３および図４におい
て説明される。図３は、例証する目的のために１６進数
の代わりに２進数インデックス表記を用いて、レベル３
での図２に示されたテーブルを再度示す。テーブルを指
示するために使用される検索キーの第３のセグメント
は、図２および３に示されるように８ビットから構成さ
れるので、個別テーブルは、２8＝２５６エントリを含
む。これらのエントリから、ただ３つだけがインデック
ス‘３４ｈ’，‘７８ｈ’および‘ＣＤｈ’で有効であ
るにすぎない。図３は、また、図２におけるレベル２で
のテーブル内のエントリを示し、エントリは示されるテ
ーブルへのポインタを含み、ポインティング・エントリ
として表示される。
て説明される。図３は、例証する目的のために１６進数
の代わりに２進数インデックス表記を用いて、レベル３
での図２に示されたテーブルを再度示す。テーブルを指
示するために使用される検索キーの第３のセグメント
は、図２および３に示されるように８ビットから構成さ
れるので、個別テーブルは、２8＝２５６エントリを含
む。これらのエントリから、ただ３つだけがインデック
ス‘３４ｈ’，‘７８ｈ’および‘ＣＤｈ’で有効であ
るにすぎない。図３は、また、図２におけるレベル２で
のテーブル内のエントリを示し、エントリは示されるテ
ーブルへのポインタを含み、ポインティング・エントリ
として表示される。
【００２３】図３に示されるテーブルは、図４に示され
るようなより小さいテーブルへ圧縮可能であり、より小
さいテーブルは、元のテーブルを指示するために使用さ
れた検索キー・セグメントを構成するビットのサブセッ
トによって指示される。圧縮テーブルへのインデックス
を圧縮インデックスと称する。図４において、圧縮イン
デックスは、検索キー・セグメント内部の位置０および
２におけるビットから構成される。圧縮インデックスを
構成するビットは、直前のレベルでのテーブル内のポイ
ンティング・エントリに（次のテーブルへのポインタと
共に）保管されたいわゆるインデックス・マスクによっ
て指示される。圧縮インデックスがｋビットから構成さ
れる場合には、圧縮テーブルは２kエントリを含み得
る。その場合には、インデックス・マスクは、‘１’に
セットされたｋビットを含み得る。圧縮インデックス
は、元のテーブルにおける有効なエントリに対応するど
の２つの検索キー・セグメント値（すなわち、元のテー
ブルにおける有効なエントリのどの２つのインデック
ス）も同一の圧縮インデックスを生じさせ得ないような
方法で、検索キー・セグメントから選択される必要があ
る。
るようなより小さいテーブルへ圧縮可能であり、より小
さいテーブルは、元のテーブルを指示するために使用さ
れた検索キー・セグメントを構成するビットのサブセッ
トによって指示される。圧縮テーブルへのインデックス
を圧縮インデックスと称する。図４において、圧縮イン
デックスは、検索キー・セグメント内部の位置０および
２におけるビットから構成される。圧縮インデックスを
構成するビットは、直前のレベルでのテーブル内のポイ
ンティング・エントリに（次のテーブルへのポインタと
共に）保管されたいわゆるインデックス・マスクによっ
て指示される。圧縮インデックスがｋビットから構成さ
れる場合には、圧縮テーブルは２kエントリを含み得
る。その場合には、インデックス・マスクは、‘１’に
セットされたｋビットを含み得る。圧縮インデックス
は、元のテーブルにおける有効なエントリに対応するど
の２つの検索キー・セグメント値（すなわち、元のテー
ブルにおける有効なエントリのどの２つのインデック
ス）も同一の圧縮インデックスを生じさせ得ないような
方法で、検索キー・セグメントから選択される必要があ
る。
【００２４】圧縮インデックスが単に検索キー・セグメ
ントのサブセットである時に、同一の圧縮インデックス
を生じる検索キー・セグメントの複数の値が存在する。
こういう訳で、圧縮テーブル内の各エントリに保管さ
れ、圧縮インデックスの一部でない検索キー・セグメン
ト・ビットの値を指定するテスト値に対するテスト・オ
ペレーションがインデックス・オペレーションに続く。
テスト結果が肯定的（すなわち、検索キー・セグメント
・ビットがテスト値に等しい）である場合には、検索オ
ペレーションは、指示されたエントリの内容に基づいて
継続する。テスト結果が否定的である場合には、検索オ
ペレーションは、まるで無効なエントリが指示されたよ
うに終了する。
ントのサブセットである時に、同一の圧縮インデックス
を生じる検索キー・セグメントの複数の値が存在する。
こういう訳で、圧縮テーブル内の各エントリに保管さ
れ、圧縮インデックスの一部でない検索キー・セグメン
ト・ビットの値を指定するテスト値に対するテスト・オ
ペレーションがインデックス・オペレーションに続く。
テスト結果が肯定的（すなわち、検索キー・セグメント
・ビットがテスト値に等しい）である場合には、検索オ
ペレーションは、指示されたエントリの内容に基づいて
継続する。テスト結果が否定的である場合には、検索オ
ペレーションは、まるで無効なエントリが指示されたよ
うに終了する。
【００２５】実施の容易のために、このテスト値は、圧
縮インデックス・ビットを含む全体の検索キー・セグメ
ント値から構成されることもできる。図４に示されるテ
スト値は、そこにおいて圧縮インデックスの一部でなく
それゆえにテストされることが必要なビットがアンダー
ラインで示される全体の検索キー・セグメント値から構
成される。
縮インデックス・ビットを含む全体の検索キー・セグメ
ント値から構成されることもできる。図４に示されるテ
スト値は、そこにおいて圧縮インデックスの一部でなく
それゆえにテストされることが必要なビットがアンダー
ラインで示される全体の検索キー・セグメント値から構
成される。
【００２６】図５は、そこにおいて説明されたテーブル
圧縮がレベル１でのテーブルを除く全てのテーブルに適
用される図２のデータ構造を示す。典型的なシステムに
おいて、レベル１でのテーブルを指示するために使用さ
れる第１のセグメントが、検索パフォーマンス上の理由
のために、他のセグメントと比較すると相対的に大きい
ことがあるということが予期される。相対的に大きい第
１のセグメント・サイズは、圧縮バージョンに対してよ
りスローな更新オペレーションをもたらし得る（更新オ
ペレーションは、以下に述べる）ので、更新パフォーマ
ンス上の理由のために、この第１のテーブルを圧縮され
ないままにしておくことがより望ましいであろう。
圧縮がレベル１でのテーブルを除く全てのテーブルに適
用される図２のデータ構造を示す。典型的なシステムに
おいて、レベル１でのテーブルを指示するために使用さ
れる第１のセグメントが、検索パフォーマンス上の理由
のために、他のセグメントと比較すると相対的に大きい
ことがあるということが予期される。相対的に大きい第
１のセグメント・サイズは、圧縮バージョンに対してよ
りスローな更新オペレーションをもたらし得る（更新オ
ペレーションは、以下に述べる）ので、更新パフォーマ
ンス上の理由のために、この第１のテーブルを圧縮され
ないままにしておくことがより望ましいであろう。
【００２７】図５は、レベル２での下位のテーブルが、
レベル１でのテーブル内の対応するポインティング・エ
ントリにおける‘００ｈ’に等しいインデックス・マス
クによって指示されるセグメント値から常に独立して指
示され得る（アクセスされ得る）１つの単一エントリを
有するテーブルに圧縮されるということを示す。図を分
かりやすくしておくために、図５は、様々なテーブルを
指示するために使用されるが、それからこれらの圧縮イ
ンデックスが構成される実ビットではない圧縮インデッ
クスのサイズ（０ビット／４ビット）だけを示す（これ
らは、図５において１６進数表記で示されるインデック
ス・マスクから派生可能である）。
レベル１でのテーブル内の対応するポインティング・エ
ントリにおける‘００ｈ’に等しいインデックス・マス
クによって指示されるセグメント値から常に独立して指
示され得る（アクセスされ得る）１つの単一エントリを
有するテーブルに圧縮されるということを示す。図を分
かりやすくしておくために、図５は、様々なテーブルを
指示するために使用されるが、それからこれらの圧縮イ
ンデックスが構成される実ビットではない圧縮インデッ
クスのサイズ（０ビット／４ビット）だけを示す（これ
らは、図５において１６進数表記で示されるインデック
ス・マスクから派生可能である）。
【００２８】図６は、図５に示されるデータ構造に基づ
く検索オペレーションの際に実行されなければならない
種々のステップを説明するフロー図を示す。
く検索オペレーションの際に実行されなければならない
種々のステップを説明するフロー図を示す。
【００２９】圧縮データ構造の構築および更新 圧縮データ構造を構築し更新する１つの方法は、圧縮さ
れないデータ構造も保持することを伴う。この圧縮され
ないデータ構造は、従来の方法で構築され更新され得
る。構築あるいは更新オペレーションの際に変化する全
てのテーブルは、圧縮されない形式で最初に得られ、次
に、圧縮データ構造に圧縮され更新され得る。この点
で、データ構造の構築および更新の複雑さは、個々のテ
ーブルの圧縮の複雑さに変えられる。
れないデータ構造も保持することを伴う。この圧縮され
ないデータ構造は、従来の方法で構築され更新され得
る。構築あるいは更新オペレーションの際に変化する全
てのテーブルは、圧縮されない形式で最初に得られ、次
に、圧縮データ構造に圧縮され更新され得る。この点
で、データ構造の構築および更新の複雑さは、個々のテ
ーブルの圧縮の複雑さに変えられる。
【００３０】テーブルの圧縮は、以下の２つのステップ
からなる。 １）圧縮インデックスを引き出すために使用されるイン
デックス・マスクを決定するステップ。 ２）インデックス・マスクおよび元のテーブル内容に基
づいて圧縮テーブルを構築するステップ。
からなる。 １）圧縮インデックスを引き出すために使用されるイン
デックス・マスクを決定するステップ。 ２）インデックス・マスクおよび元のテーブル内容に基
づいて圧縮テーブルを構築するステップ。
【００３１】第１のステップを以下に説明する。第２の
ステップは簡単である。
ステップは簡単である。
【００３２】最適のインデックス・マスク生成 最大圧縮は、元のテーブルにおけるどんな２つの有効な
エントリも、同一の圧縮インデックス値にマップされな
いという条件を満たす最小圧縮インデックスで達成され
る。後者の条件は、２つの有効なインデックスの各可能
な対に対して、圧縮インデックスが、そこにおいてこれ
らのインデックスが異なる検索キー・セグメントから
の、少なくとも１つのビットを含む場合に満たされる。
エントリも、同一の圧縮インデックス値にマップされな
いという条件を満たす最小圧縮インデックスで達成され
る。後者の条件は、２つの有効なインデックスの各可能
な対に対して、圧縮インデックスが、そこにおいてこれ
らのインデックスが異なる検索キー・セグメントから
の、少なくとも１つのビットを含む場合に満たされる。
【００３３】ただ１つの有効なインデックス（テーブル
・エントリ）だけが存在する場合に、最適のインデック
ス・マスクは、全てゼロから構成される（例えば、図５
における第２のレベルでの下位のテーブルのために、第
１のレベルでのテーブルにおけるポインティング・エン
トリが、全てゼロから構成されるインデックス・マスク
を含む場合がそうである）。複数の有効なインデックス
（テーブル・エントリ）の場合には、１にセットされた
最小数のビットを有する最適のインデックス・マスクに
対応する最小圧縮インデックスは、以下の方法で決定可
能である。
・エントリ）だけが存在する場合に、最適のインデック
ス・マスクは、全てゼロから構成される（例えば、図５
における第２のレベルでの下位のテーブルのために、第
１のレベルでのテーブルにおけるポインティング・エン
トリが、全てゼロから構成されるインデックス・マスク
を含む場合がそうである）。複数の有効なインデックス
（テーブル・エントリ）の場合には、１にセットされた
最小数のビットを有する最適のインデックス・マスクに
対応する最小圧縮インデックスは、以下の方法で決定可
能である。
【００３４】１）２つの有効なインデックス（テーブル
・エントリ）の各対に対して、そこにおいてそれらが異
なるビット位置が決定される。これは、有効なインデッ
クスの各対に対するビット単位ＸＯＲ積を決定すること
によってなし得る。これらのＸＯＲ積のそれぞれは、そ
こにおいて対応する２つのインデックスが異なるビット
位置での‘１’ビットを含む。
・エントリ）の各対に対して、そこにおいてそれらが異
なるビット位置が決定される。これは、有効なインデッ
クスの各対に対するビット単位ＸＯＲ積を決定すること
によってなし得る。これらのＸＯＲ積のそれぞれは、そ
こにおいて対応する２つのインデックスが異なるビット
位置での‘１’ビットを含む。
【００３５】２）次に、全ての可能な非ゼロ・インデッ
クス・マスク（暫定インデックス・マスク）が生成さ
れ、１にセットされた増加する数のビットに従ってオー
ダされる。各可能な（暫定）インデックス・マスクに対
して、ビット単位ＡＮＤ積が、第１のステップで決定さ
れたＸＯＲ積のそれぞれを用いて決定される。それに対
して全てのこれらのＡＮＤ積が非ゼロであり得る第１の
暫定インデックス・マスクは、最適のインデックス・マ
スクとして選択され得る（インデックス・マスクが、各
ＸＯＲ積との非ゼロＡＮＤ積を有する場合には、これ
は、対応する圧縮インデックスが、そこにおいて有効な
インデックス（テーブル・エントリ）の各対が異なる少
なくとも１つのビットを含み得るということ、すなわ
ち、そこにおいて可能なインデックス・マスクが生成さ
れるオーダに起因して、上述の条件を満たすことが理解
された第１のインデックス・マスクは、最小数の‘１’
ビットを含み得るということを意味する）。
クス・マスク（暫定インデックス・マスク）が生成さ
れ、１にセットされた増加する数のビットに従ってオー
ダされる。各可能な（暫定）インデックス・マスクに対
して、ビット単位ＡＮＤ積が、第１のステップで決定さ
れたＸＯＲ積のそれぞれを用いて決定される。それに対
して全てのこれらのＡＮＤ積が非ゼロであり得る第１の
暫定インデックス・マスクは、最適のインデックス・マ
スクとして選択され得る（インデックス・マスクが、各
ＸＯＲ積との非ゼロＡＮＤ積を有する場合には、これ
は、対応する圧縮インデックスが、そこにおいて有効な
インデックス（テーブル・エントリ）の各対が異なる少
なくとも１つのビットを含み得るということ、すなわ
ち、そこにおいて可能なインデックス・マスクが生成さ
れるオーダに起因して、上述の条件を満たすことが理解
された第１のインデックス・マスクは、最小数の‘１’
ビットを含み得るということを意味する）。
【００３６】この概念は、図３において示された例を用
いて説明可能である。この例において、有効なインデッ
クス（テーブル・エントリ）は、
いて説明可能である。この例において、有効なインデッ
クス（テーブル・エントリ）は、
【００３７】
【表２】
【００３８】これらのインデックスのうちの２つの各可
能な組み合わせのＸＯＲ積は、
能な組み合わせのＸＯＲ積は、
【００３９】
【表３】
【００４０】以下のテーブルは、続けて生成されたイン
デックス・マスクとこれらのインデックス・マスクのビ
ット単位ＡＮＤ積と上述のＸＯＲ積とを説明する。イン
デックス・マスク‘０００００１０１ｂ’は、それに対
して全てのＡＮＤ積が非ゼロである第１のインデックス
・マスクである。このインデックス・マスクは、最適の
インデックス・マスクとして選択される（これは、同様
に、図４において使用されるインデックス・マスクであ
る）。
デックス・マスクとこれらのインデックス・マスクのビ
ット単位ＡＮＤ積と上述のＸＯＲ積とを説明する。イン
デックス・マスク‘０００００１０１ｂ’は、それに対
して全てのＡＮＤ積が非ゼロである第１のインデックス
・マスクである。このインデックス・マスクは、最適の
インデックス・マスクとして選択される（これは、同様
に、図４において使用されるインデックス・マスクであ
る）。
【００４１】
【表４】
【００４２】ＸＯＲ積ビット・ベクトル ８ビットに等しいセグメント・サイズに対して、セグメ
ント値（有効なインデックス）の対状ＸＯＲ組み合わせ
によって生成された異なるＸＯＲ積の最大数は、２５５
に等しい（ゼロに等しいＸＯＲ積は不可能である。とい
うのは、これは２つの同一のインデックス間のＸＯＲ積
を指示するからである）。有効なインデックス（セグメ
ント値）の数がｎに等しい場合、ＸＯＲ積の数は、（ｎ
割る２）に等しくなり得る。ｎ＝２４またはより多くの
有効なインデックスに対して、ＸＯＲ積の数は、２５６
より大きくなり得る。単に２５５の異なるＸＯＲ積が可
能である時、これは、インデックス（セグメント値）の
複数の対が同一のＸＯＲ積を生じ得るということを意味
する。
ント値（有効なインデックス）の対状ＸＯＲ組み合わせ
によって生成された異なるＸＯＲ積の最大数は、２５５
に等しい（ゼロに等しいＸＯＲ積は不可能である。とい
うのは、これは２つの同一のインデックス間のＸＯＲ積
を指示するからである）。有効なインデックス（セグメ
ント値）の数がｎに等しい場合、ＸＯＲ積の数は、（ｎ
割る２）に等しくなり得る。ｎ＝２４またはより多くの
有効なインデックスに対して、ＸＯＲ積の数は、２５６
より大きくなり得る。単に２５５の異なるＸＯＲ積が可
能である時、これは、インデックス（セグメント値）の
複数の対が同一のＸＯＲ積を生じ得るということを意味
する。
【００４３】この観察に基づいて、本発明は、テーブル
または他のデータ構造に個別のエントリを格納する代わ
りに、いわゆるＸＯＲ積ビット・ベクトル内部に、全て
の決定されたＸＯＲ積の表現を保管する効率的な方法も
含む。ｋビットに等しいセグメント・サイズに対して、
ＸＯＲ積ビット・ベクトルは、可能なＸＯＲ積値‘００
０００００１ｂ’，‘００００００１０ｂ’，‘０００
０００１１ｂ’から‘１１１１１１１１ｂ’までに対応
する２k−１ビットを含み得る。一定のＸＯＲ積が生成
された場合、ビット・ベクトル内の対応するビットがセ
ットされる。図７は、上述の例における３つのＸＯＲ積
に対するＸＯＲ積ビット・ベクトルの値を示す。ＸＯＲ
積ビット・ベクトルの概念を用いて、全てのＸＯＲ積を
決定し、最適のインデックス・マスクを決定するプログ
ラミング言語“Ｃ”での可能な実施例を以下に示す。
または他のデータ構造に個別のエントリを格納する代わ
りに、いわゆるＸＯＲ積ビット・ベクトル内部に、全て
の決定されたＸＯＲ積の表現を保管する効率的な方法も
含む。ｋビットに等しいセグメント・サイズに対して、
ＸＯＲ積ビット・ベクトルは、可能なＸＯＲ積値‘００
０００００１ｂ’，‘００００００１０ｂ’，‘０００
０００１１ｂ’から‘１１１１１１１１ｂ’までに対応
する２k−１ビットを含み得る。一定のＸＯＲ積が生成
された場合、ビット・ベクトル内の対応するビットがセ
ットされる。図７は、上述の例における３つのＸＯＲ積
に対するＸＯＲ積ビット・ベクトルの値を示す。ＸＯＲ
積ビット・ベクトルの概念を用いて、全てのＸＯＲ積を
決定し、最適のインデックス・マスクを決定するプログ
ラミング言語“Ｃ”での可能な実施例を以下に示す。
【００４４】
【表５】
【００４５】改良圧縮 図５における第２のレベルでの上位のテーブルは、以下
のプレフィックスと同一のプレフィックスに全て関連す
る１６のエントリを含む。
のプレフィックスと同一のプレフィックスに全て関連す
る１６のエントリを含む。
【００４６】
【表６】
【００４７】このテーブルは、例証する目的のために２
進数インデックス表記を用いて図８において再度示され
る。
進数インデックス表記を用いて図８において再度示され
る。
【００４８】プレフィックスは、そこから図８に示され
る圧縮インデックスが引き出される検索キー・セグメン
トの半分だけを（値Ｅを表す４ビットを用いて）‘範囲
とする’。範囲とされないセグメントの最後の部分は４
ビットからなる。これが、このプレフィックスに関連し
た情報を保管するためにレベル２でのテーブルにおける
２4＝１６エントリが必要とされる理由である。という
のは、これらの最後の４ビットの全ての可能な値は、図
２に示された圧縮されないテーブルにおける有効なイン
デックスをもたらすからである。全てのこれら有効なイ
ンデックスは、実際にプレフィックスに関連する唯一の
関係のあるビットであり、従って、保管テスト値に対し
てテストされることを必要とする唯一のビットである同
じ最初の４ビットを共用する。
る圧縮インデックスが引き出される検索キー・セグメン
トの半分だけを（値Ｅを表す４ビットを用いて）‘範囲
とする’。範囲とされないセグメントの最後の部分は４
ビットからなる。これが、このプレフィックスに関連し
た情報を保管するためにレベル２でのテーブルにおける
２4＝１６エントリが必要とされる理由である。という
のは、これらの最後の４ビットの全ての可能な値は、図
２に示された圧縮されないテーブルにおける有効なイン
デックスをもたらすからである。全てのこれら有効なイ
ンデックスは、実際にプレフィックスに関連する唯一の
関係のあるビットであり、従って、保管テスト値に対し
てテストされることを必要とする唯一のビットである同
じ最初の４ビットを共用する。
【００４９】この観察に基づいて、図９は、テスト値の
どの部分がセグメント値に対してテストされることを必
要とするか指示するためのテスト値を有するいわゆるプ
レフィックス・マスクを保管することによって、テーブ
ルをさらに圧縮する方法を示す。結果として、セグメン
トの最後の４ビットの全ての可能な値のための１６の個
別のテーブル・エントリの代わりに、ただ１つのテーブ
ル・エントリだけが必要とされる。これは、示される
‘００ｈ’に等しいポインティング・エントリ内のイン
デックス・マスクに対応する。これは、インデックス・
マスクの計算が、以下に説明するように、同様に適合さ
れなければならないということを示す。
どの部分がセグメント値に対してテストされることを必
要とするか指示するためのテスト値を有するいわゆるプ
レフィックス・マスクを保管することによって、テーブ
ルをさらに圧縮する方法を示す。結果として、セグメン
トの最後の４ビットの全ての可能な値のための１６の個
別のテーブル・エントリの代わりに、ただ１つのテーブ
ル・エントリだけが必要とされる。これは、示される
‘００ｈ’に等しいポインティング・エントリ内のイン
デックス・マスクに対応する。これは、インデックス・
マスクの計算が、以下に説明するように、同様に適合さ
れなければならないということを示す。
【００５０】図１０は、プレフィックス・マスクの概念
を、図５に示された例に適用する結果を示す。プレフィ
ックス・マスクは、検索結果を含むテーブル・エントリ
に必要とされるだけである。次のセグメントからの部分
によって指示され得る次のレベルでのテーブルに対する
ポインタを含むテーブル・エントリに対し、全体の現行
のセグメント値がテストされる（これは、最長マッチン
グ・プレフィックス検索の特質である）。図１０におけ
る第３のレベルでのテーブル内の３つの有効なエントリ
は、全体のテスト値が関係あるということを指示するプ
レフィックス・マスク‘ＦＦｈ’を含む。図１１は、プ
レフィックス・マスクの概念に適合された、図６に示さ
れるフロー図に基づくフロー図を示す。
を、図５に示された例に適用する結果を示す。プレフィ
ックス・マスクは、検索結果を含むテーブル・エントリ
に必要とされるだけである。次のセグメントからの部分
によって指示され得る次のレベルでのテーブルに対する
ポインタを含むテーブル・エントリに対し、全体の現行
のセグメント値がテストされる（これは、最長マッチン
グ・プレフィックス検索の特質である）。図１０におけ
る第３のレベルでのテーブル内の３つの有効なエントリ
は、全体のテスト値が関係あるということを指示するプ
レフィックス・マスク‘ＦＦｈ’を含む。図１１は、プ
レフィックス・マスクの概念に適合された、図６に示さ
れるフロー図に基づくフロー図を示す。
【００５１】改良圧縮のための最適のインデックス・マ
スクの決定 改良圧縮スキームのための最適のインデックス・マスク
生成は、圧縮インデックスを決定するための元のスキー
ムに対する以下の変更を伴う。
スクの決定 改良圧縮スキームのための最適のインデックス・マスク
生成は、圧縮インデックスを決定するための元のスキー
ムに対する以下の変更を伴う。
【００５２】１）対応するプレフィックス・マスクによ
って指示される有効なインデックスの関係のある部分だ
けが、ＸＯＲ積を決定するために用いられることが望ま
しい。ＸＯＲ積が、異なるプレフィックスに関連する２
つの有効なインデックスに対してゼロに等しい場合に
は、これは、これら２つのプレフィックスのうちの１つ
が、他方のプレフィックスのプレフィックスであるとい
うことを意味する。この場合において、プレフィックス
・マスクのＸＯＲ積は、最適のインデックス・マスクに
おいて１にセットされなければならないビットの基本セ
ットを指示する（これを、以下に述べる）。
って指示される有効なインデックスの関係のある部分だ
けが、ＸＯＲ積を決定するために用いられることが望ま
しい。ＸＯＲ積が、異なるプレフィックスに関連する２
つの有効なインデックスに対してゼロに等しい場合に
は、これは、これら２つのプレフィックスのうちの１つ
が、他方のプレフィックスのプレフィックスであるとい
うことを意味する。この場合において、プレフィックス
・マスクのＸＯＲ積は、最適のインデックス・マスクに
おいて１にセットされなければならないビットの基本セ
ットを指示する（これを、以下に述べる）。
【００５３】２）上述のビットの全ての基本セットに対
して少なくとも１にセットされたビットを有する非ゼロ
・インデックス・マスクだけが生成される。第１のステ
ップにおいて生成された非ゼロＸＯＲ積だけが評価され
る。残りの手順は同一である。
して少なくとも１にセットされたビットを有する非ゼロ
・インデックス・マスクだけが生成される。第１のステ
ップにおいて生成された非ゼロＸＯＲ積だけが評価され
る。残りの手順は同一である。
【００５４】以下の３つのプレフィックスを有する例
を、最適のインデックス・マスクを改良圧縮方法に対し
てどのように決定できるのか説明するために用いる。
を、最適のインデックス・マスクを改良圧縮方法に対し
てどのように決定できるのか説明するために用いる。
【００５５】
【表７】
【００５６】第１のプレフィックスは、図２に示された
圧縮されないデータ構造内に既に存在していた。追加の
他の２つのプレフィックスは、ただ、図２における第２
のレベルでの上位のテーブルを、図１２に示される圧縮
されないテーブルに変化させ得るだけである。この例に
おいて、第１のプレフィックスは、第２のプレフィック
スのプレフィックスである。
圧縮されないデータ構造内に既に存在していた。追加の
他の２つのプレフィックスは、ただ、図２における第２
のレベルでの上位のテーブルを、図１２に示される圧縮
されないテーブルに変化させ得るだけである。この例に
おいて、第１のプレフィックスは、第２のプレフィック
スのプレフィックスである。
【００５７】検索キー・セグメントの関係のあるビッ
ト、従って図１２における有効なインデックスの関係の
あるビットは、以下のプレフィックス・マスクによって
３つのプレフィックスに対して表される。
ト、従って図１２における有効なインデックスの関係の
あるビットは、以下のプレフィックス・マスクによって
３つのプレフィックスに対して表される。
【００５８】
【表８】
【００５９】対応するプレフィックス・マスクによって
指示されるこれらの有効なインデックスの関係のあるビ
ット間のＸＯＲ積は、
指示されるこれらの有効なインデックスの関係のあるビ
ット間のＸＯＲ積は、
【００６０】
【表９】
【００６１】第１のＸＯＲ積は、プレフィックスのプレ
フィックスを指示するゼロに等しい。それから、これら
の有効なインデックスｆおよびｇに対応する２つのプレ
フィックス・マスク１１１１００００ｂおよび１１１１
１１００ｂのＸＯＲ積を取ると、００００１１００ｂの
結果になる。第２のステップにおいて、このＸＯＲ積と
同じ位置で１にセットされたビットを有するインデック
ス・マスクだけが生成される。これは、以下のテーブル
に示される。
フィックスを指示するゼロに等しい。それから、これら
の有効なインデックスｆおよびｇに対応する２つのプレ
フィックス・マスク１１１１００００ｂおよび１１１１
１１００ｂのＸＯＲ積を取ると、００００１１００ｂの
結果になる。第２のステップにおいて、このＸＯＲ積と
同じ位置で１にセットされたビットを有するインデック
ス・マスクだけが生成される。これは、以下のテーブル
に示される。
【００６２】
【表１０】
【００６３】両方の非ゼロＸＯＲ積に対して非ゼロ・ビ
ット単位ＡＮＤ積をもたらす第１のインデックス・マス
クは、０１００１１００ｂ（ステップ６）である。これ
は、図１３において用いられる最適のインデックス・マ
スクである。
ット単位ＡＮＤ積をもたらす第１のインデックス・マス
クは、０１００１１００ｂ（ステップ６）である。これ
は、図１３において用いられる最適のインデックス・マ
スクである。
【００６４】プログラミング言語“Ｃ”での元の実施例
は、ここに述べられる圧縮インデックス生成を実行する
ための以下の方法に変更され得る。
は、ここに述べられる圧縮インデックス生成を実行する
ための以下の方法に変更され得る。
【００６５】
【表１１】
【００６６】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。 （１）保管テーブルを備える木構造データベースにおけ
る順次的プレフィックス検索により、および一定の長さ
の各検索キーの連続するセグメントを評価することによ
り、前記入力検索キーに応答して出力情報を決定する方
法であって、ａ）検索キー・セグメントを評価する少な
くとも１つのステップにおいて、前記セグメントの選択
されたビットは、そのセグメントに関連した保管テスト
値のテーブルにアクセスするための圧縮インデックスと
して使用され、ｂ）前記圧縮インデックスによってアク
セスされた前記テスト値は、前記評価された検索キー・
セグメントの少なくとも残りの部分と比較され、前記比
較結果は、さらにいっそうの処理または前記検索プロシ
ージャの結果を決定する方法。 （２）圧縮インデックスを決定するための前記検索キー
のセグメントの前記ビットの選択は、事前記憶インデッ
クス・マスクを用いるマスキング・オペレーションによ
って行われる上記（１）に記載の方法。 （３）前記事前記憶インデックス・マスクは、前記選択
されたセグメント・ビットによって指示され、かつ前記
個別テスト値を含むテーブルへのポインタをさらに含む
テーブル・エントリから得られる上記（２）に記載の方
法。 （４）評価された検索キー・セグメントから、圧縮イン
デックスを構成するビットを選択するインデックス・マ
スクを生成するために、ａ）前記個別検索キー・セグメ
ントにおいて発生可能であり、前記指示されたテーブル
内に保管された前記テスト値に対応し、そこからビット
が選択される全ての有効なインデックス値から対状ＸＯ
Ｒ積を生成するステップと、ｂ）各暫定インデックス・
マスクにおける単一の１ビットから始め、前記暫定イン
デックス・マスクにおける増加する多数の１ビットに移
り、そこからビットが選択される前記検索キー・セグメ
ントにおけるビットの数と等しい総数のビットを各々含
む暫定インデックス・マスクを順次的に作成するステッ
プと、ｃ）前記作成された暫定インデックス・マスクの
各々に関して、前記個別暫定インデックス・マスクとス
テップ（ａ）においてあらかじめ生成された前記ＸＯＲ
積の全てとの間のビット単位ＡＮＤ積を連続して生成す
るステップと、ｄ）暫定インデックス・マスクに関して
生成された前記ＡＮＤ積の各々が、少なくとも１つの１
ビットを含む場合には、前記プロシージャを終了し、前
記個別検索キー・セグメントに対する最適のインデック
ス・マスクとして前記個別暫定インデックス・マスクを
保管するステップとを含む上記（１）または（２）に記
載の方法。 （５）前記個別検索キー・セグメントにおいて発生可能
であり、各々がｋビットを含む全ての有効なインデック
ス値に対して対状ＸＯＲ積を生成する時に、ステップ
（ａ）の間に、前記可能なＸＯＲ積の１つへ各々割り当
てられた２kビット位置を備えるＸＯＲ積ビット・ベク
トルを与え、全ての生成されたＸＯＲ積がステップ
（ｃ）における前記ＡＮＤ積の生成まで保存される必要
があるわけではないように、特定ＸＯＲ積の生成の後
に、前記ＸＯＲビット・ベクトルにおける前記個別ビッ
ト位置を１にセットする付加的なサブステップを含む上
記（４）に記載の方法。 （６）新しい有効なテスト値および対応するインデック
ス値を挿入する必要がある場合に、前記検索データ構造
を更新するために、全ての有効なインデックス値に基づ
き請求項４に従って、関連した各インデックス・マスク
を新たに計算し、前記新しいインデックス・マスクを組
み込むステップを含む上記（１）または（２）に記載の
方法。 （７）プレフィックス・マスクが、少なくとも１つの特
定テスト値と共にテーブル内に付加的に保管され、個別
エントリが圧縮インデックスによってアクセスされる時
に、前記プレフィックス・マスクによって選択された前
記個別テスト値のビットだけが前記評価された検索キー
・セグメントと比較され、従って、ビットの共通サブグ
ループを含むいくつかの有効なテスト値に対して、プレ
フィックス・マスクを有する１つのテスト値だけが保管
されることを必要とし、縮小圧縮インデックス値が使用
可能である上記（１）または（２）に記載の方法。 （８）保管テーブルを備えるデータ構造における順次的
なプレフィックス検索により、および一定の長さの各検
索キーの連続するセグメントを評価することにより、前
記入力検索キーに応答して出力情報を決定するためのデ
ータ構造であって、評価される少なくとも１つの検索キ
ー・セグメントと、ａ）前記関連した検索キー・セグメ
ントからビット位置を選択して圧縮インデックスを得る
ための保管インデックス・マスクと、ｂ）前記関連した
検索キー・セグメントの現行値と比較されるテスト値を
含むノード・テーブルとを備え、前記ノード・テーブル
は、前記保管テスト値の１つを得るために、前記保管イ
ンデックス・マスクで選択された前記圧縮インデックス
・ビットによってアクセスされるデータ構造。 （９）固有の識別を可能にするため、および前記個別セ
グメントに関連した全ての可能な有効なテスト値を含む
前記関連したテーブルに含まれた各テスト値のアクセス
のために、検索キー・セグメントから最小数のビット
を、前記インデックス・マスクが選択するように設計さ
れた上記（８）に記載のデータ構造。
の事項を開示する。 （１）保管テーブルを備える木構造データベースにおけ
る順次的プレフィックス検索により、および一定の長さ
の各検索キーの連続するセグメントを評価することによ
り、前記入力検索キーに応答して出力情報を決定する方
法であって、ａ）検索キー・セグメントを評価する少な
くとも１つのステップにおいて、前記セグメントの選択
されたビットは、そのセグメントに関連した保管テスト
値のテーブルにアクセスするための圧縮インデックスと
して使用され、ｂ）前記圧縮インデックスによってアク
セスされた前記テスト値は、前記評価された検索キー・
セグメントの少なくとも残りの部分と比較され、前記比
較結果は、さらにいっそうの処理または前記検索プロシ
ージャの結果を決定する方法。 （２）圧縮インデックスを決定するための前記検索キー
のセグメントの前記ビットの選択は、事前記憶インデッ
クス・マスクを用いるマスキング・オペレーションによ
って行われる上記（１）に記載の方法。 （３）前記事前記憶インデックス・マスクは、前記選択
されたセグメント・ビットによって指示され、かつ前記
個別テスト値を含むテーブルへのポインタをさらに含む
テーブル・エントリから得られる上記（２）に記載の方
法。 （４）評価された検索キー・セグメントから、圧縮イン
デックスを構成するビットを選択するインデックス・マ
スクを生成するために、ａ）前記個別検索キー・セグメ
ントにおいて発生可能であり、前記指示されたテーブル
内に保管された前記テスト値に対応し、そこからビット
が選択される全ての有効なインデックス値から対状ＸＯ
Ｒ積を生成するステップと、ｂ）各暫定インデックス・
マスクにおける単一の１ビットから始め、前記暫定イン
デックス・マスクにおける増加する多数の１ビットに移
り、そこからビットが選択される前記検索キー・セグメ
ントにおけるビットの数と等しい総数のビットを各々含
む暫定インデックス・マスクを順次的に作成するステッ
プと、ｃ）前記作成された暫定インデックス・マスクの
各々に関して、前記個別暫定インデックス・マスクとス
テップ（ａ）においてあらかじめ生成された前記ＸＯＲ
積の全てとの間のビット単位ＡＮＤ積を連続して生成す
るステップと、ｄ）暫定インデックス・マスクに関して
生成された前記ＡＮＤ積の各々が、少なくとも１つの１
ビットを含む場合には、前記プロシージャを終了し、前
記個別検索キー・セグメントに対する最適のインデック
ス・マスクとして前記個別暫定インデックス・マスクを
保管するステップとを含む上記（１）または（２）に記
載の方法。 （５）前記個別検索キー・セグメントにおいて発生可能
であり、各々がｋビットを含む全ての有効なインデック
ス値に対して対状ＸＯＲ積を生成する時に、ステップ
（ａ）の間に、前記可能なＸＯＲ積の１つへ各々割り当
てられた２kビット位置を備えるＸＯＲ積ビット・ベク
トルを与え、全ての生成されたＸＯＲ積がステップ
（ｃ）における前記ＡＮＤ積の生成まで保存される必要
があるわけではないように、特定ＸＯＲ積の生成の後
に、前記ＸＯＲビット・ベクトルにおける前記個別ビッ
ト位置を１にセットする付加的なサブステップを含む上
記（４）に記載の方法。 （６）新しい有効なテスト値および対応するインデック
ス値を挿入する必要がある場合に、前記検索データ構造
を更新するために、全ての有効なインデックス値に基づ
き請求項４に従って、関連した各インデックス・マスク
を新たに計算し、前記新しいインデックス・マスクを組
み込むステップを含む上記（１）または（２）に記載の
方法。 （７）プレフィックス・マスクが、少なくとも１つの特
定テスト値と共にテーブル内に付加的に保管され、個別
エントリが圧縮インデックスによってアクセスされる時
に、前記プレフィックス・マスクによって選択された前
記個別テスト値のビットだけが前記評価された検索キー
・セグメントと比較され、従って、ビットの共通サブグ
ループを含むいくつかの有効なテスト値に対して、プレ
フィックス・マスクを有する１つのテスト値だけが保管
されることを必要とし、縮小圧縮インデックス値が使用
可能である上記（１）または（２）に記載の方法。 （８）保管テーブルを備えるデータ構造における順次的
なプレフィックス検索により、および一定の長さの各検
索キーの連続するセグメントを評価することにより、前
記入力検索キーに応答して出力情報を決定するためのデ
ータ構造であって、評価される少なくとも１つの検索キ
ー・セグメントと、ａ）前記関連した検索キー・セグメ
ントからビット位置を選択して圧縮インデックスを得る
ための保管インデックス・マスクと、ｂ）前記関連した
検索キー・セグメントの現行値と比較されるテスト値を
含むノード・テーブルとを備え、前記ノード・テーブル
は、前記保管テスト値の１つを得るために、前記保管イ
ンデックス・マスクで選択された前記圧縮インデックス
・ビットによってアクセスされるデータ構造。 （９）固有の識別を可能にするため、および前記個別セ
グメントに関連した全ての可能な有効なテスト値を含む
前記関連したテーブルに含まれた各テスト値のアクセス
のために、検索キー・セグメントから最小数のビット
を、前記インデックス・マスクが選択するように設計さ
れた上記（８）に記載のデータ構造。
【図１】フル検索キーを用いる１ステップ・フル検索手
順を示す図である。
順を示す図である。
【図２】フル・ルックアップ・テーブルを用いるセグメ
ント化検索手順を説明する図である。
ント化検索手順を説明する図である。
【図３】テーブルへのインデックスとして検索キー・セ
グメントを使用する部分検索を示す図である。
グメントを使用する部分検索を示す図である。
【図４】圧縮ルックアップ・テーブルを用いる本発明、
および圧縮テーブルにアクセスするための圧縮インデッ
クスとしての検索キー・セグメントの選択されたビット
の使用法の基本的な説明であり、また、ビット選択のた
めのインデックス・マスクを示す。
および圧縮テーブルにアクセスするための圧縮インデッ
クスとしての検索キー・セグメントの選択されたビット
の使用法の基本的な説明であり、また、ビット選択のた
めのインデックス・マスクを示す。
【図５】検索のいくつかの選択された段階において、イ
ンデックス・マスクおよび圧縮インデックスを用いるマ
ルチレベル最長マッチング・プレフィックス検索を示す
図である。
ンデックス・マスクおよび圧縮インデックスを用いるマ
ルチレベル最長マッチング・プレフィックス検索を示す
図である。
【図６】図５に示される構成における検索手順のフロー
図である。
図である。
【図７】ストレージ・スペースおよび最適のインデック
ス・マスクの生成の際の処理時間を節約するために使用
可能なＸＯＲ積ビット・ベクトルを説明する図である。
ス・マスクの生成の際の処理時間を節約するために使用
可能なＸＯＲ積ビット・ベクトルを説明する図である。
【図８】共通部分を有する保管テスト値にアクセスする
ための圧縮インデックスを用いる例を示す図である。
ための圧縮インデックスを用いる例を示す図である。
【図９】同一の部分を有するテスト値の場合において、
ストレージ・スペースおよび検索時間を節約するため
の、図８の例に対するプレフィックス・マスクの使用を
説明する図である。
ストレージ・スペースおよび検索時間を節約するため
の、図８の例に対するプレフィックス・マスクの使用を
説明する図である。
【図１０】ビット・マスクによって生成された圧縮イン
デックスを用い、補足的にプレフィックス・マスクを用
いる、圧縮テーブルにおける段階的な検索を説明する図
である。
デックスを用い、補足的にプレフィックス・マスクを用
いる、圧縮テーブルにおける段階的な検索を説明する図
である。
【図１１】図１０に示される構成における検索手順のフ
ロー図である。
ロー図である。
【図１２】改良圧縮を可能にするインデックス値間の関
係を用いる圧縮されないテーブルを示す図である。
係を用いる圧縮されないテーブルを示す図である。
【図１３】改良圧縮方法に起因する、図１２の例に対す
る圧縮検索テーブルを説明する図である。
る圧縮検索テーブルを説明する図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5B075 KK03 ND20 ND36 NK02 NR05 NR20 QS11 5K030 KA05 LB05
Claims (9)
- 【請求項１】保管テーブルを備える木構造データベース
における順次的プレフィックス検索により、および一定
の長さの各検索キーの連続するセグメントを評価するこ
とにより、前記入力検索キーに応答して出力情報を決定
する方法であって、 ａ）検索キー・セグメントを評価する少なくとも１つの
ステップにおいて、前記セグメントの選択されたビット
は、そのセグメントに関連した保管テスト値のテーブル
にアクセスするための圧縮インデックスとして使用さ
れ、 ｂ）前記圧縮インデックスによってアクセスされた前記
テスト値は、前記評価された検索キー・セグメントの少
なくとも残りの部分と比較され、前記比較結果は、さら
にいっそうの処理または前記検索プロシージャの結果を
決定する方法。 - 【請求項２】圧縮インデックスを決定するための前記検
索キーのセグメントの前記ビットの選択は、事前記憶イ
ンデックス・マスクを用いるマスキング・オペレーショ
ンによって行われる請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】前記事前記憶インデックス・マスクは、前
記選択されたセグメント・ビットによって指示され、か
つ前記個別テスト値を含むテーブルへのポインタをさら
に含むテーブル・エントリから得られる請求項２に記載
の方法。 - 【請求項４】評価された検索キー・セグメントから、圧
縮インデックスを構成するビットを選択するインデック
ス・マスクを生成するために、 ａ）前記個別検索キー・セグメントにおいて発生可能で
あり、前記指示されたテーブル内に保管された前記テス
ト値に対応し、そこからビットが選択される全ての有効
なインデックス値から対状ＸＯＲ積を生成するステップ
と、 ｂ）各暫定インデックス・マスクにおける単一の１ビッ
トから始め、前記暫定インデックス・マスクにおける増
加する多数の１ビットに移り、そこからビットが選択さ
れる前記検索キー・セグメントにおけるビットの数と等
しい総数のビットを各々含む暫定インデックス・マスク
を順次的に作成するステップと、 ｃ）前記作成された暫定インデックス・マスクの各々に
関して、前記個別暫定インデックス・マスクとステップ
（ａ）においてあらかじめ生成された前記ＸＯＲ積の全
てとの間のビット単位ＡＮＤ積を連続して生成するステ
ップと、 ｄ）暫定インデックス・マスクに関して生成された前記
ＡＮＤ積の各々が、少なくとも１つの１ビットを含む場
合には、前記プロシージャを終了し、前記個別検索キー
・セグメントに対する最適のインデックス・マスクとし
て前記個別暫定インデックス・マスクを保管するステッ
プとを含む請求項１または２に記載の方法。 - 【請求項５】前記個別検索キー・セグメントにおいて発
生可能であり、各々がｋビットを含む全ての有効なイン
デックス値に対して対状ＸＯＲ積を生成する時に、ステ
ップ（ａ）の間に、 前記可能なＸＯＲ積の１つへ各々割り当てられた２kビ
ット位置を備えるＸＯＲ積ビット・ベクトルを与え、全
ての生成されたＸＯＲ積がステップ（ｃ）における前記
ＡＮＤ積の生成まで保存される必要があるわけではない
ように、特定ＸＯＲ積の生成の後に、前記ＸＯＲビット
・ベクトルにおける前記個別ビット位置を１にセットす
る付加的なサブステップを含む請求項４に記載の方法。 - 【請求項６】新しい有効なテスト値および対応するイン
デックス値を挿入する必要がある場合に、前記検索デー
タ構造を更新するために、全ての有効なインデックス値
に基づき請求項４に従って、関連した各インデックス・
マスクを新たに計算し、前記新しいインデックス・マス
クを組み込むステップを含む請求項１または２に記載の
方法。 - 【請求項７】プレフィックス・マスクが、少なくとも１
つの特定テスト値と共にテーブル内に付加的に保管さ
れ、個別エントリが圧縮インデックスによってアクセス
される時に、前記プレフィックス・マスクによって選択
された前記個別テスト値のビットだけが前記評価された
検索キー・セグメントと比較され、従って、ビットの共
通サブグループを含むいくつかの有効なテスト値に対し
て、プレフィックス・マスクを有する１つのテスト値だ
けが保管されることを必要とし、縮小圧縮インデックス
値が使用可能である請求項１または２に記載の方法。 - 【請求項８】保管テーブルを備えるデータ構造における
順次的なプレフィックス検索により、および一定の長さ
の各検索キーの連続するセグメントを評価することによ
り、前記入力検索キーに応答して出力情報を決定するた
めのデータ構造であって、 評価される少なくとも１つの検索キー・セグメントと、 ａ）前記関連した検索キー・セグメントからビット位置
を選択して圧縮インデックスを得るための保管インデッ
クス・マスクと、 ｂ）前記関連した検索キー・セグメントの現行値と比較
されるテスト値を含むノード・テーブルとを備え、 前記ノード・テーブルは、前記保管テスト値の１つを得
るために、前記保管インデックス・マスクで選択された
前記圧縮インデックス・ビットによってアクセスされる
データ構造。 - 【請求項９】固有の識別を可能にするため、および前記
個別セグメントに関連した全ての可能な有効なテスト値
を含む前記関連したテーブルに含まれた各テスト値のア
クセスのために、検索キー・セグメントから最小数のビ
ットを、前記インデックス・マスクが選択するように設
計された請求項８に記載のデータ構造。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| EP00810468 | 2000-05-29 | ||
| EP00810468.9 | 2000-05-29 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
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| JP3782950B2 JP3782950B2 (ja) | 2006-06-07 |
Family
ID=8174733
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001155823A Expired - Fee Related JP3782950B2 (ja) | 2000-05-29 | 2001-05-24 | 圧縮検索テーブルを用いるプレフィックス検索方法およびデータ構造 |
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| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6782382B2 (ja) |
| JP (1) | JP3782950B2 (ja) |
| IE (1) | IE20010248A1 (ja) |
| TW (1) | TW494322B (ja) |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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