JP3199051B2 - キャッシュを有するルータの方路決定装置及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、キャッシュを有す
るルータの方位決定技術に関し、特に、キャッシュヒッ
ト確率を高くし、且つキャッシュの容量を少なくするこ
とができるキャッシュを有するルータの方位決定技術に
関する。

【０００２】

【従来の技術】複数の端末と、それらを収容する複数の
ネットワークを接続するルータでは、異なるネットワー
クを越えて行われる通信を接続するため、通信情報の固
まり（パケット）の転送（フォワーディング）を行わな
ければならない。ルータは、接続されたネットワークか
ら入力されるパケットをインタフェースで受信し、パケ
ットに含まれる送信先アドレスを基に、各ルータの持つ
フォワーディングテーブルを検索して、パケットを送信
すべきインタフェースの番号を決定し、パケットのフォ
ワーディングを行う。従来の、キャッシュテーブルを用
いた検索を利用して高速に送信インタフェースを決定す
るルータ（以下キャッシュを有するルータと呼ぶ）の送
信インタフェース決定方法を説明する。

【０００３】従来のキャッシュを有するルータでは、特
開平６―２６１０７８号公報に示されているように、フ
ォワーディングテーブルとその検索を行うフォワーディ
ングテーブル検索部と、完全一致検索のできるキャッシ
ュテーブルを持つ。まず、それぞれのテーブルの構成と
検索方法について説明する。

【０００４】フォワーディングテーブルは図２６のよう
に、宛先フィールドと送信インタフェース番号フィール
ドの組から構成される。宛先フィールドは、ネットワー
クアドレスを表すビット列の最上位ビットから下位ビッ
トに向かって、ある連続した長さ（これをプレフィクス
長と呼ぶ）のビット列（以下プレフィクス）を指定して
いる。このプレフィクスを表現するため、宛先フィール
ドは、次の２つの情報から構成される。

【０００５】・プレフィクスビット列: アドレスと同じ
ビット長さをもつビット列で、最上位ビットから連続し
て指定したいビット列を格納する。指定しないビットに
ついてはどんなビットを格納してもいいが、以下ではビ
ット’０’を格納するものとする。

【０００６】・プレフィクス長: プレフィクスビット列
のうち、最上位ビットからプレフィクスとして指定した
いビットの数。

【０００７】たとえば、ネットワークアドレスが32bit
アドレスの場合に、最上位ビットから10000000 0100000
0(8bitごとにスペースで区切っている) というプレフィ
クスを指定したい場合には、プレフィクスビット列は10
000000 01000000 00000000 0000000 (8bitごとにスペー
スで区切っている) 、プレフィクス長は16となる。以下
では、32bit のビット列を示す場合に、それらを8bitず
つに区切り、それぞれを10進数で表して、ドットで区切
って表示する（ドット付き10進表示）ことがある。ま
た、32bit のネットワークアドレスの場合、宛先フィー
ルド（プレフィクス）を、プレフィクスビット列を表す
ドット付き10進表示と、プレフィクス長を”／”で区切
った組にして表示することがある。例えば、上の32bit
のプレフィクスは129.64.0.0/16 と表記する。さらに、
プレフィクス長をマスクビット列で表現することもあ
る。これは、ネットワークアドレスの最上位ビットから
下位ビットに向かってプレフィクス長の長さのビットの
部分だけ１を立て、残りを０のビットとしたもので、上
の例ではマスクビット列は11111111 11111111 00000000
00000000 (8bit ごとにスペースで区切っている) とな
る。フォワーディングテーブルの送信インタフェース番
号フィールドには、パケットを送信すべきインタフェー
ス番号が書かれている。フォワーディングテーブルの検
索方法については、ロンゲストプレフィクスマッチ検索
（以下LPM 検索）という方法が用いられる。この検索で
は、すべてのエントリについて、パケットの送信先アド
レスを、フォワーディングテーブルの宛先フィールドに
設定されているプレフィクスと比較する。比較判定は、
次の(1),(2) のビット列が一致する否かを判定するもの
である。

【０００８】(1) パケットの送信先アドレスの最上位ビ
ットから連続して下位ビット方向に、エントリのプレフ
ィクス長の長さ分だけビット列を取り出したもの (2) エントリのプレフィクスビット列の最上位ビットか
ら連続して下位ビット方向に、エントリのプレフィクス
長の長さ分だけビット列を取り出したもの（比較対象部
分）

【０００９】ここで、一致するエントリはフォワーディ
ングテーブルの中に複数存在する可能性があるが、その
中で最も長いプレフィクス長をもつエントリが、LPM 検
索の結果のエントリである。

【００１０】キャッシュテーブルは、送信先アドレスフ
ィールドと、送信インタフェース番号フィールドからな
る。送信先アドレスフィールドには、ネットワークアド
レスが書かれている。送信インタフェース番号フィール
ドには、対応する送信先アドレスフィールドに書かれた
ネットワークアドレスを送信先アドレスとするパケット
を、フォワードすべきインタフェース番号が書かれてい
る。検索においては、検索キーとして送信先アドレスを
与え、キャッシュテーブルの中で、送信先アドレスフィ
ールドが検索キーと完全一致するエントリを検索する。

【００１１】従来のキャッシュを有するルータでは、送
信インタフェース番号の決定処理（方路決定処理）を以
下のように実行する。ルータにパケットが到着すると、
パケットの送信先アドレスを取り出し、それを検索キー
として、まず、キャッシュテーブルを完全一致検索す
る。一致するエントリが見つかった場合は、そのエント
リの送信インタフェース番号フィールドから、パケット
を送信すべきインタフェース番号が得られる。一致する
エントリが見つからなかった場合は、フォワーディング
テーブル検索部において、パケットの宛先フィールドを
基に先に述べたLPM 検索を行って送信インタフェース番
号を得る。フォワーディングテーブル検索を行った場合
には、パケットの送信先アドレスと、テーブル検索にお
いて得られた送信インタフェース番号は、組にしてキャ
ッシュに格納される。上記の従来のキャッシュを有する
ルータは、フォワーディングテーブル検索よりも高速な
検索が可能なキャッシュに、一度検索したパケットの送
信先アドレスと検索結果を格納しておき、次に同じ送信
先アドレスのパケットが到着した場合に、キャッシュ検
索のみで送信インタフェース番号を得ることによって、
キャッシュ検索に比較して、時間のかかるフォワーディ
ングテーブル検索を省略することで、送信インタフェー
ス番号の決定処理の高速化を図っている。

【００１２】ここで、最大キャッシュプレフィクス長，
最適キャッシュプレフィクス長という２つの用語を定義
しておく。

【００１３】〔最大キャッシュプレフィクス長〕

【００１４】フォワーディングテーブルの宛先フィール
ドは、ネットワークアドレスのある集合を指定してい
る。例えば、フォワーディングテーブルの10.5.6.0/24
という宛先フィールドは、10.5.6.0, 10.5.6.1, …, 10
5.6.255 という256 個のネットワークアドレスの集合を
示している。この集合をそのエントリのアドレス集合と
呼ぶことにする。また、あるエントリＡのアドレス集合
が、エントリＢのアドレス集合に含まれる（一致も含め
る）ことを、エントリＡはエントリＢに包含される、と
以下では呼ぶことにする。ＡがＢに包含されることは、 ・包含条件１：Ａのプレフィクス長がＢのプレフィクス
長より長い（一致してもいい）。 ・包含条件２：Ａのプレフィクスビット列とＢのプレフ
ィクスビット列について、最上位ビットからＢのプレフ
ィクス長部分について、一致する。という２つの条件が
両方成立する場合である。また、宛先フィールドは、ネ
ットワークアドレスを表すビット列の中で、最上位ビッ
トから下位ビットに向かって連続したビット列を指定し
ていることから、任意の２つのプレフィクスが指定する
集合は、どちらかがどちらかを包含するか、全く共通部
分を持たないかの何れかである。

【００１５】これをふまえて、あるフォワーディングテ
ーブルのエントリに注目したとき、そのエントリが包含
する他のエントリの中で最大のプレフィクス長を持つエ
ントリのプレフィクス長を最大キャッシュプレフィクス
長と呼ぶ。包含するエントリがない場合には、そのエン
トリ自身のプレフィクス長を最大キャッシュプレフィク
ス長と呼ぶ。例えば、フォワーディングテーブルが、 宛先フィールド 10.0.0.0/8 10.2.0.0/16 10.2.3.0/24 20.0.0.0/8 であった場合、先頭の10.0.0.0/8の最大キャッシュプレ
フィクス長は24であり、４番目の20.0.0.0/8の最大キャ
ッシュプレフィクス長は８である。

【００１６】〔最適キャッシュプレフィクス長〕

【００１７】フォワーディングテーブルの各エントリに
ついて、プレフィクスビット列のうち、最上位ビットか
ら下位ビットに向かってプレフィクス長の長さの部分に
着目しこれをプレフィクスと呼ぶことにする。また、あ
るネットワークアドレスビット列と、プレフィクスの組
に対して、この２つを最上位ビットから下位ビットに向
かって比較してゆき、一致しているビット数を、前方一
致ビット数と呼ぶことにする。

【００１８】最適キャッシュプレフィクス長は、あるネ
ットワークアドレス（これをＡとする）が与えられる
と、フォワーディングテーブルをLPM 検索し、さらに、
以下の処理を行って決定される。

【００１９】ネットワークアドレスＡと、フォワーディ
ングテーブルの各エントリの宛先フィールドの示すプレ
フィクスについて、それぞれ前方一致ビット数を求め、
最大の前方一致ビット数を求める。また、最大の前方一
致ビット数を持つエントリが複数あるかどうかも求め
る。そして、 (1) 最大の前方一致ビット数が、LPM 検索にヒットした
エントリのプレフィクス長より大きい場合、最大の前方
一致ビット数＋１をが最適キャッシュプレフィクス長。 (2) 最大の前方一致ビット数が、LPM 検索にヒットした
エントリのプレフィクス長と同じ場合（短い場合はあり
えない。なぜなら、LPM 検索にヒットしたエントリで
は、前方一致ビット数はそのエントリのプレフィクス長
になっているから）、最大の前方一致ビット数を持つエ
ントリが複数あるかどうかをチェックし、複数あるな
ら、最大の前方一致ビット数＋１が最適キャッシュプレ
フィクス長とし、複数ないなら、最大の前方一致ビット
数を最適キャッシュプレフィクス長にする。

【００２０】たとえば、8bitのネットワークアドレス
で、フォワーディングテーブルのエントリの宛先が、 エントリ１：プレフィクスビット列 11100000 プレフィ
クス長３ エントリ２：プレフィクスビット列 10110000 プレフィ
クス長４ エントリ３：プレフィクスビット列 10111000 プレフィ
クス長５ エントリ４：プレフィクスビット列 10111100 プレフィ
クス長６ エントリ５：プレフィクスビット列 11111100 プレフィ
クス長６ エントリ６：プレフィクスビット列 10010000 プレフィ
クス長４ の時、ネットワークアドレス 10110001 が与えられる
と、LPM 検索の結果ヒットするエントリはエントリ２で
ある。

【００２１】また、各エントリの前方一致ビット数は、 エントリ１：１ エントリ２：４ エントリ３：４ エントリ４：４ エントリ５：１ エントリ６：２ となる。エントリ２，３，４が前方一致ビット数が最大
のエントリである。この場合最大の前方一致ビット数は
４で、これはヒットしたエントリ２のプレフィクス長４
と一致するので、(2) の場合に当たる。そして、最大の
前方一致するエントリが複数あるから４＋１＝５が最適
キャッシュプレフィクス長である。

【００２２】同じフォワーディングテーブルで、ネット
ワークアドレス11111111が与えられたとすると、LPM 検
索の結果ヒットするエントリは１で、前方一致ビット数
は エントリ１：３ エントリ２：１ エントリ３：１ エントリ４：１ エントリ５：６ エントリ６：１ となり、最大の前方一致ビット数は６である。これはヒ
ットしたエントリ１のプレフィクス長より大きいので、
(1) の場合にあたり、最適キャッシュプレフィクス長は
６＋１の７である。

【００２３】同じフォワーディングエントリで、ネット
ワークアドレス10011111が与えられたとすると、LPM 検
索の結果ヒットするエントリは６で、前方一致ビット数
は エントリ１：１ エントリ２：２ エントリ３：２ エントリ４：２ エントリ５：１ エントリ６：４ となり、最大の前方一致ビット数は４である。これはヒ
ットしたエントリ６のプレフィクス長と同じで、(2) の
場合にあたり、最大の前方一致ビット数を持つエントリ
は１つだけであるので、最適キャッシュプレフィクス長
は最大の前方一致ビット数の４である。

【００２４】

【発明が解決しようとする課題】上述したような、従来
のキャッシュを有するルータのキャッシュエントリで
は、パケットの送信先アドレスをキャッシュに格納し、
キャッシュでは完全一致検索を行うため、１つのキャッ
シュエントリにヒットする送信先アドレスは唯１つであ
る。このため、キャッシュのヒット確率が低く、ヒット
しなかった場合にはフォワーディングテーブルを検索す
る必要があるため、送信インタフェース決定までの時間
がかって、ルータのパケット転送性能が低下するという
問題があった。また、あるルータを経由して、ｎ個の送
信先アドレスに対する通信が行われた場合にこれらのパ
ケットに対してキャッシュをヒットさせるには、ｎ個の
キャッシュのエントリを消費するため、送信先の数と同
じ数のキャッシュエントリが必要であった。このため、
通信が行われる端末の数が多いと、それに比例した、大
容量のキャッシュを搭載する必要があり、ルータの回路
基盤面積が大きくなりコストが大きくなるという問題が
あった。

【００２５】〔発明の目的〕そこで、本発明の目的は、
キャッシュを有するルータの方路決定装置において、キ
ャッシュのヒット確率を上げ、キャッシュ検索より時間
のかかるフォワーディングテーブル検索を行う確率を下
げ、ルータのパケット処理時間を減らし、ルータのパケ
ット処理能力を向上させることにある。

【００２６】本発明の他の目的は、キャッシュのヒット
確率を下げることなく、キャッシュの容量を減らすこと
で、回路基盤面積を減らしたルータを実現することにあ
る。

【００２７】

【課題を解決するための手段】本発明のキャッシュを有
するルータの方路決定装置１は、上記目的を達成するた
め、エントリ毎に異なるマスクを付けた一致検索ができ
るキャッシュを有し、キャッシュを登録するキャッシュ
アドレスを決定する手段を有し、フォワーディングテー
ブルとその検索手段を有し、受信パケットの送信先アド
レスをキャッシュに登録する際のキャッシュエントリの
マスクを掛けない部分の長さとして最長キャッシュプレ
フィクス長を求める手段を有する。

【００２８】本発明のキャッシュを有するルータの方路
決定装置２は、上記目的を達成するため、ロンゲストプ
レフィクスマッチ検索ができるキャッシュを有し、キャ
ッシュを登録するキャッシュアドレスを決定する手段を
有し、フォワーディングテーブルとその検索手段を有
し、フォワーディングテーブルの検索にヒットしたエン
トリを基にキャッシュに登録すべきフォワーディングテ
ーブルのエントリを決定する手段を有し、キャッシュエ
ントリがを削除する際に同時に削除すべきキャッシュエ
ントリを決定する手段を有する。

【００２９】本発明のキャッシュを有するルータの方路
決定装置３は、上記目的を達成するため、上記したキャ
ッシュを有するルータの方路決定装置１において、受信
パケットの送信先アドレスをキャッシュに登録する際の
キャッシュエントリのマスクを掛けない部分の長さとし
て最適キャッシュプレフィクス長を求める手段を有す
る。

【００３０】本発明のキャッシュを有するルータの方路
決定装置４は、上記目的を達成するため、ロンゲストプ
レフィクスマッチ検索ができるキャッシュを有し、キャ
ッシュを登録するキャッシュアドレスを決定する手段を
有し、フォワーディングテーブルとその検索手段を有
し、受信パケットの送信先アドレスをキャッシュに登録
する際のプレフィクス長として、最長キャッシュプレフ
ィクス長を求める手段を有する。

【００３１】本発明のキャッシュを有するルータの方路
決定装置５は、上記目的を達成するため、上記したキャ
ッシュを有するルータの方路決定装置４において、受信
パケットの送信先アドレスをキャッシュに登録する際の
プレフィクス長さとして最適キャッシュプレフィクス長
を求める手段を有する。

【００３２】本発明のキャッシュを有するルータの方路
決定装置６は、本発明のキャッシュを有するルータの方
路決定装置１，２，３，４または５の、キャッシュを登
録するキャッシュアドレスを決定する手段において、キ
ャッシの全アドレス領域を常駐領域と更新領域に分け、
更新領域からキャッシュを登録するキャッシュアドレス
を決定する手段を有する。

【００３３】〔作用〕本発明によれば、キャッシュを用
いて送信インタフェース番号を決定するルータにおい
て、フォワーディングテーブル検索よりも高速に検索が
できるキャッシュテーブルとして、(1) エントリ毎に異
なるマスクを付けた一致検索を行うキャッシュあるい
は、(2) ロンゲストプレフィクスマッチ検索を行うキャ
ッシュを用いることで、１つのキャッシュエントリで多
くの送信先アドレスにヒットするキャッシュエントリを
登録することができる。

【００３４】送信先アドレスをキーにして、フォワーデ
ィングテーブルを検索し、その検索結果をキャッシュに
登録するのであるが、キャッシュを検索した際に正しい
送信先アドレスが得られるように、(1) の場合には、キ
ャッシュエントリのマスクを掛けない部分の長さとし
て、最長キャッシュプレフィクス長を求める手段、ある
いは、最適キャッシュプレフィクス長を求める手段を用
いて、マスクを付けたキャッシュエントリを登録する。
(2) の場合には、フォワーディングテーブルの検索にヒ
ットしたエントリを基にキャッシュに登録すべきフォワ
ーディングテーブルのエントリを決定する手段を用い
て、キャッシュエントリを登録する。

【００３５】また、登録に際して、キャッシュテーブル
のどのアドレスに登録するかについては、キャッシュを
登録するキャッシュアドレスを決定する手段を用いる。
このようにして、1 つのキャッシュエントリで多くの送
信先アドレスにヒットするキャッシュエントリを登録す
ることができるため、本発明によって、キャッシュのヒ
ット確率を上げることができる。また、あるルータを経
由して、異なる複数の送信先アドレスに対する通信が行
われた場合、これらの送信先アドレスに対してキャッシ
ュをヒットさせるには、従来のキャッシュを有するルー
タでは、異なる送信先アドレスと同じ数のキャッシュの
エントリを消費していたが、本発明によれば、1 つのキ
ャッシュエントリで多くの送信先アドレスにヒットする
キャッシュエントリを登録できることから、従来より少
ないエントリ数で、これらの送信先パケットに対してキ
ャッシュをヒットさせることができる。このため、キャ
ッシュのヒット確率を下げることなく、キャッシュの容
量を減らすことができるため、ルータの回路基盤面積を
小さくすることができる。

【００３６】また、キャッシュを登録するキャッシュア
ドレスを決定する手段として、キャッシの全アドレス領
域を常駐領域と更新領域に分け、更新領域からキャッシ
ュを登録するキャッシュアドレスを決定する手段をもち
いれば、ルータの管理者が、フォワーディングテーブル
の中でよく使用されるエントリを予めキャッシュの常駐
領域に格納しておくことができ、また、それらのエント
リは他のキャッシュエントリを登録する際に消去される
ことがないため、さらにキャッシュのヒット率を上げる
ことができる。

【００３７】

【発明の実施の形態】次に本発明の実施の形態について
図面を参照して詳細に説明する。

【００３８】〔第１の実施例〕図１は本発明の第１の実
施例の全体構成図である。まず、図１の構成要素の概要
を説明する。

【００３９】・フォワーディングテーブル検索機構100 フォワーディングテーブル検索機構100 は、内部にルー
タのフォワーディングテーブルとその検索機構を持つ。
フォワーディングテーブルは、従来のルータのフォワー
ディングテーブルと同じ、宛先フィールド，送信インタ
フェース番号フィールドを持ち、さらに、マスク付きキ
ャッシュにエントリを登録する際に使用する登録プレフ
ィクス長フィールドと、キャッシュに常駐するエントリ
を示す常駐フラグフィールドとを持つ。登録プレフィク
ス長フィールドの値は、フォワーディングテーブルを格
納する時に、登録プレフィクス長決定機構102 によって
最大キャッシュプレフィクス長が計算されて格納され
る。制御信号線L106が有効化されると、パケットの送信
先アドレス線L101から入力されるパケットの送信先アド
レスを基に、フォワーディングテーブルの宛先フィール
ドを検索する。検索の結果、得られた送信インタフェー
ス番号，登録プレフィクス長をそれぞれ送信インタフェ
ース番号線L102, 登録プレフィクス長線L103にそれぞれ
出力する。常駐フラグフィールドが０ならば、登録線L1
19を有効化し、常駐フラグフィールドが１ならば登録線
L119を有効化しない。

【００４０】・制御機構120 ルータが受信したパケットの送信先アドレスL117を入力
とし、フォワーディングテーブル検索機構100 ，キャッ
シュ登録機構140 およびマスク付きキャッシュテーブル
検索機構130 を制御して、パケットをフォワードすべき
送信インタフェース番号を決定し、それをL118に出力す
る。

【００４１】・マスク付きキャッシュテーブル検索機構
130 マスク付きキャッシュテーブルとそれを検索する機能を
持つ。マスク付きキャッシュテーブルは、宛先フィール
ドと送信インタフェース番号フィールドとを有する。宛
先フィールドにはネットワークアドレスを示すプレフィ
クスビット列と、マスクビット列の組が格納される。ま
た、このマスク付きキャッシュテーブル検索機構130
は、マスク付きキャッシュテーブルを検索する機能を持
つ。これは、例えば、特開平1-220923号公報に記載され
たマスク機能付き連想メモリとRAM(Random Access Memo
ry) で構成される。検索においては、制御信号線L107が
有効化されると、パケットの送信先アドレスを表すビッ
ト列をL104から取り込んで、各エントリについて、マス
ク付きの一致検索が行われる。すなわち、宛先フィール
ドのプレフィクスビット列のうち、マスクビット列の１
がたっているビット部分（比較対象部分）に関して、プ
レフィクスビット列と送信先アドレスを表すビット列を
比較し、一致するエントリがあった場合（ヒットした場
合）には、キャッシュヒット線L110をヒット値にセット
し、一致したエントリの送信インタフェース番号をL105
に出力する。

【００４２】・キャッシュ登録機構140 マスク付きキャッシュテーブルのエントリの登録を行う
機構。L101から入力されるパケットの送信先アドレス
と、L103から入力される登録プレフィクス長を基に、マ
スク付きキャッシュテーブル検索機構130 にキャッシュ
エントリを登録するために必要な情報である、プレフィ
クスビット列，マスクビット列，キャッシュ登録アドレ
スをそれぞれ、L114，L115，L112に出力する。また、キ
ャッシュテーブルの使用中のアドレスと、未使用のアド
レスを管理している。

【００４３】次に各構成要素の詳細な説明を行う。

【００４４】図２は、フォワーディングテーブル検索機
構100 の詳細な構成を示す。ルータのフォワーディング
テーブルを格納するフォワーディングテーブル用メモリ
103と、それを検索するテーブル検索機構101 と、登録
プレフィクス長決定機構102とから構成される。

【００４５】フォワーディングテーブル用メモリ103
は、フォワーディングテーブルを格納している。このフ
ォワーディングテーブルは、従来のルータのフォワーデ
ィングテーブルと同様に、宛先フィールド，送信インタ
フェース番号フィールドを持ち、さらに、登録プレフィ
クス長フィールド，常駐フラグフィールドも有する。宛
先フィールドには、プレフィクスを示すプレフィクスビ
ット列と、プレフィクスビット列のプレフィクス長を示
すプレフィクス長フィールドが含まれる。

【００４６】テーブル検索機構101 は、制御信号線L106
が有効化されると、送信先アドレス線L101から入力され
るパケットの送信先アドレスを基にフォワーディングテ
ーブル用メモリ103 に格納されたフォワーディングテー
ブルの宛先フィールドをLPM検索し、エントリが見つか
った場合、検索ヒット線L109をヒット値（エントリが見
つかったことを示す値）にセットする。エントリの送信
インタフェース番号を送信インタフェース番号線L102へ
出力し、登録プレフィクス長を登録プレフィクス長線L1
03に出力する。LPM 検索にヒットしなかった場合、検索
ヒット線L109が非ヒット値（ヒットしなかったことを示
す値）にセットされる。また、検索の結果得られたエン
トリの常駐フラグフィールドが０ならば、登録線L119を
有効化し、そうでなければ、有効化しない。テーブル検
索機構101 において、パケットの送信先アドレスを基
に、宛先フィールドをLPM 検索する機構に関しては従来
のルータと同様のLPM 検索機構を用いて実現できる。

【００４７】登録プレフィクス長決定機構102 は、フォ
ワーディングテーブル用メモリ103に格納されている宛
先フィールドを基に、従来のルータのフォワーディング
テーブルにはない、登録プレフィクス長フィールドの値
を求めて、それを格納する。この動作をここで説明して
おく。まず、ルータのフォワーディングテーブルの全エ
ントリについて、宛先，送信インタフェース番号が、フ
ォワーディングテーブル用メモリ103 の宛先フィール
ド，送信インタフェース番号フィールドにそれぞれすで
に格納されているとする。登録プレフィクス長決定機構
102 は、このテーブルを使用して、テーブルの先頭のエ
ントリから順に、先に定義した最大キャッシュプレフィ
クス長を求め、それを登録プレフィクス長の値として、
登録プレフィクス長フィールドに格納してゆく。登録プ
レフィクス長の値（すなわち、最大キャッシュプレフィ
クス長の値）を決定する手順は以下のように行われる。

【００４８】登録プレフィクス長を求めたいエントリ
（以下Ｅと呼ぶ）の宛先フィールドのプレフィクスビッ
ト列とプレフィクス長を取り出し、登録プレフィクス長
の値（以下PLと呼ぶ）を、初期値としてＥのプレフィク
ス長に設定しておく。次に、フォワーディングテーブル
の、Ｅを除いた各エントリに対して、テーブルの先頭か
ら順に以下のZ1〜Z3の判定処理とZ4のPLの値の更新処理
を実行してゆく。尚、以下では、処理を行っているエン
トリをCEと呼んでいる。

【００４９】Z1: Ｅのプレフィクス長の値がCEのプレフ
ィックス長の値より小さい（一致する場合をのぞく）

【００５０】Z2: CEのプレフィックスビット列と、Ｅの
プレフィクスビット列について、最上位ビットからＥの
プレフィクス長の部分が一致する（Ｅのプレフィクス長
が０の時は常に一致する)

【００５１】Z3: PLよりCEのプレフィクス長のほうが大
きい（等しい場合を除く）

【００５２】Z4: Z1〜Z3がすべて成立すればPLをCEのプ
レフィクス長に更新する。そうでなければなにもしな
い。

【００５３】この処理がテーブルの最後に達したとき
の、PLの値が、Ｅの登録プレフィクス長の値である。こ
の処理によって最長キャッシュプレフィクス長が得られ
ている。この機構は、カウンタ，大小比較判定器，ビッ
ト列の一致判定器およびレジスタを用いて簡単に実現で
きる。以下、上で述べた、各エントリの登録プレフィク
ス長フィールドを決定する処理のことを「登録プレフィ
クス長決定処理」と呼ぶ。この処理をフローチャート図
６に示しておく。

【００５４】図３は、マスク付きキャッシュテーブル検
索機構130 の詳細図である。マスク機能付き連想メモリ
131 とRAM(Random Access Memory)132から構成される。
マスク機能付き連想メモリ131 は、プレフィクスビット
列とマスクビット列を組にしたエントリを、アドレス毎
に登録しておくと、検索キーのビット列が与えられたと
きに、各エントリにおいて、プレフィクスビット列をマ
スクビット列でマスクしたビット列と、検索キーのビッ
ト列をマスクビット列でマスクしたビット列とを比較
し、一致するエントリのアドレスを出力するメモリであ
る。例えば、5bit幅のマスク付き連想メモリに、図２７
に示す３つのエントリが登録されていた場合、検索キー
として、11011 が与えられると、アドレス１では、デー
タビット列をマスクビット列でマスクしたビット列は、
10100 で、検索キーをマスクビット列でマスクしたビッ
ト列は、11000 となって、これら２つを比較すると一致
しない。同様に、アドレス２では、11010 と11011 を比
較して一致しない。アドレス３では11000 と11000 を比
較して一致するので、検索結果として、一致したエント
リのアドレスである３が出力される。複数一致するエン
トリがあった場合には、それらのうちのどれかのアドレ
スが出力される。

【００５５】マスク付きキャッシュテーブルは、宛先フ
ィールドと送信インタフェース番号フィールドからな
り、宛先フィールドはネットワークアドレスを示すプレ
フィクスビット列と、マスクビット列の組から構成され
る。マスク付きキャッシュテーブルの各エントリは、そ
のプレフィクスビット列をマスク付き連想メモリのデー
タビット列として、マスクビット列を、マスク付き連想
メモリのデータビット列として格納する。送信インタフ
ェース番号は、RAM132中の、連想メモリに宛先フィール
ド（プレフィクスビット列とマスクビット列) を格納し
たのと同一のアドレスに格納される。図３では、ネット
ワークアドレスを32ビット幅とし、ドット付き10進数で
プレフィクスビット列，マスクビット列を表現してい
る。例えば、プレフィクスビット列: 2.1.0.0 は、 00000010 00000001 00000000 00000000 (8bit ごとにス
ペースを入れいている) というビット列を表し、マスクビット列: 255.255.0.0
は、11111111 11111111 00000000 00000000(8bitごとに
スペースを入れいている) というビット列を表す。

【００５６】制御信号線L113が有効化されると、マスク
付きキャッシュテーブルにエントリが登録される。これ
は以下の手順で行われる。マスク機能付き連想メモリ13
1 では、キャッシュ登録アドレス線L112が示すアドレス
に、プレフィクスビット列線L114から入力されるプレフ
ィクスビット列と、マスクビット列線L115から入力され
るマスクビット列を格納する。同時に、RAM132では、キ
ャッシュ登録アドレス線L112の示すアドレス（マスク付
き連想メモリ131 に格納したのと同じアドレス）に送信
インタフェース番号線L102から入力される送信インタフ
ェース番号を格納する。

【００５７】制御信号線L107が有効化されると、検索が
行われる。マスク機能付き連想メモリ131 に送信先アド
レス線L104から送信先アドレスが検索キーとして入力さ
れ、マスク機能付き連想メモリ131 の機能によって、各
エントリについて、宛先フィールドのプレフィクスビッ
ト列のうち、マスクビット列の１がたっているビット部
分に関して、プレフィクスビット列と送信先アドレスを
表すビット列を比較し、一致するエントリがあった場合
（ヒットした場合）には、ヒットアドレス線L111にヒッ
トしたエントリを登録しているマスク付き連想メモリの
アドレスが出力される。また、同時に、キャッシュヒッ
ト線L110がヒット値にセットされる。そして、RAM132で
は、ヒットアドレス線L111の示すアドレスに書かれてい
る送信インタフェース番号が読み出され、送信インタフ
ェース番号線L105にその値が出力される。ヒットしなか
った場合には、キャッシュヒット線L110が非ヒット値に
セットされる。

【００５８】図４はキャッシュ登録機構140 の詳細図で
ある。ビットマスク生成回路143 では、登録プレフィク
ス長線L103の値に基づいて、ネットワークアドレスのビ
ット幅と同じ幅のマスクビット列を生成する。これは、
L103の値の長さだけ、最上位ビットから下位ビット方向
に向かって連続して１をたて、残りのビットは０である
ようなビット列を生成する回路である。たとえば、ネッ
トワークアドレスのビット幅が、32の時、L103の値が６
であったなら、32bit のうち最上位ビットから６ビット
だけ１をたて、残りのビットを０とした 11111100 00000000 0000000 0000000 (8bit 毎にスペー
スを入れている） というビット列を生成し、マスクビット列線L115に出力
する回路である。

【００５９】AND 回路142 は、送信先アドレス線L101
（ネットワークアドレスのビット幅と同じビット幅をも
つ）から入力されるビット列と、ビットマスク生成回路
143 で生成されたビット列のビット毎のAND をとったビ
ット列を生成する回路である。例えば、ネットワークア
ドレスが32ビット幅の時、L101から 11001111 11111100 11111111 00000000 (8bit 毎にスペ
ースを入れている) というビット列が入力され、L115が 11111100 00000000 00000000 00000000(8bit毎にスペー
スを入れている) であった場合、 11001100 00000000 00000000 00000000(8bit毎にスペー
スを入れている) というビット列を生成し、プレフィクスビット列線L114
に出力する。

【００６０】また、キャッシュ登録アドレス管理機構14
1 では、制御信号線L108が有効化されると、制御信号線
L113を有効化し、キャッシュを登録すべきマスク付きキ
ャッシュテーブルのアドレスをキャッシュ登録アドレス
線L112に出力する。このアドレスの決定は次のように行
われる。まず、キャッシュのアドレスを、常にエントリ
が登録がされていて、消去されることのないエントリ
（常駐エントリ）の為の部分と、LRU 等のアルゴリズム
を使って、キャッシュの更新が行われるエントリ（更新
エントリ）の為の部分に分けておく。キャッシュ登録ア
ドレス管理機構141 は、キャッシュの中で常駐エントリ
に使うための部分以外のキャッシュアドレスについて、
エントリが登録されていない、未使用のアドレスをリス
トなどで記憶しておいて、それをキャッシュの登録アド
レスとして使用したり、未使用アドレスがない場合に
は、すでにキャッシュを登録した、使用中のアドレスを
リストなどで記憶しておき、キャッシュヒット線L110が
ヒット値にセットされた時のヒットアドレス線L111の値
で、いつ、どのアドレスがヒットしたかを知ることがで
きることから、最近ヒットしていないエントリのアドレ
スを適切に見つけ出して、キャッシュを登録すべきアド
レスを決定することができる。常駐エントリの為の部分
をなくして、すべてを更新エントリ用のアドレスとし
て、アドレスを管理することも勿論可能である。

【００６１】図５は制御機構120 の詳細図である。パケ
ットが到着すると、パケットの送信先アドレスがL117か
ら入力され、動作を開始する。送信先アドレスレジスタ
121は、制御機構120 に入力されるパケットの送信先ア
ドレスを格納し、その値を送信先アドレス線L101と、送
信先アドレス線L104に出力する。制御回路123 は内部に
シーケンサをもち、以下のように動作する。

【００６２】パケットの送信先アドレスが制御機構120
に入力されると、動作を開始し、まず制御信号線L107を
有効化する。次にキャッシュヒット線L110がヒット値に
セットされれば、送信インタフェース番号線L105の値を
送信インタフェース番号レジスタ122 に取り込み、送信
インタフェース番号をL118に出力する。キャッシュヒッ
ト線L110が非ヒット値に設定されれば、制御信号線L106
を有効化する。そして、その後、検索ヒット線L109がヒ
ット値にセットされなければ、エラー処理を行なう。検
索ヒット線L109がヒット値にセットされれば、送信先イ
ンタフェース番号線L102の値を送信インタフェース番号
レジスタ122 に取り込み、送信インタフェース番号をL1
18に出力する。L109がヒット値にセットされていて、か
つ、登録線L119が有効化されれば、制御信号線L108を有
効化する。そして、すべての制御信号線L107,L106,L108
を無効化して停止する。L118に出力されている値が、こ
の実施例での方路決定処理の結果である。

【００６３】次に図７のフローチャートを用いて、第１
の実施例の動作を説明する。まず、フォワーディングテ
ーブル用メモリ103 に、従来のルータのフォワーディン
グテーブルと同様に、宛先フィールド，送信インタフェ
ース番号フィールドが格納される(FC100) 。このとき、
フォワーディングテーブル検索機構100 の構成の説明中
に既に説明したように、登録プレフィクス長決定処理が
行われ、各エントリの登録プレフィクス長フィールドも
決定される(FC101) 。また、フォワーディングテーブル
の中で、常駐させたいエントリが存在するなら、そのエ
ントリを、キャッシュの常駐エントリ用の領域に格納
し、対応するフォワーディングテーブルのエントリの常
駐フラグを１にセットする(FC101-1) 。

【００６４】ルータにパケットが到着すると(FC104) 、
パケットの送信先アドレスがL117を介して制御機構120
に入力される。この送信先アドレスが制御機構120 の中
の送信先アドレスレジスタ121 に格納され、送信先アド
レス線L101，L104へ出力される。次に、制御機構120 の
中の制御回路123 が制御信号線L107を有効化し、マスク
付きキャッシュテーブル検索機構130 において、送信先
アドレス線L104の値を用いて、マスク付きキャッシュテ
ーブルが検索される(FC105) 。

【００６５】キャッシュにヒットした場合(FC107) 、キ
ャッシュヒット線L110がヒット値にセットされ、マスク
付きキャッシュテーブルのヒットしたエントリのアドレ
スが、ヒットアドレス線L111に出力され、さらに、送信
インタフェース番号線L105に、ヒットしたエントリの送
信インタフェース番号が出力される。このとき、キャッ
シュ登録アドレス管理機構141 では、キャッシュヒット
線L110がヒット値にセットされたことを受けて、ヒット
アドレス線L111の値を取り込み、LRU アルゴリズムなど
を用いて、次にマスク付きキャッシュのどのアドレスに
登録すべきかを決定し、そのアドレスをキャッシュ登録
アドレス線L112に出力する(FC115) 。制御機構120 にお
いても、キャッシュヒット線L110がヒット値( ヒットを
示す値)にセットされたことを受けて、送信インタフェ
ース番号線L105の値を送信インタフェース番号レジスタ
122 に格納し、送信インタフェース番号L118を出力する
(FC116) 。

【００６６】フローチャートのFC106 でキャッシュにヒ
ットしなかった場合（キャッシュヒット線L110が非ヒッ
ト値にセットされ、FC108 へ分岐を行った場合）、制御
機構120 の中の制御回路123 が、制御信号線L106を有効
化する。フォワーディングテーブル検索機構100 では、
制御信号線L106が有効化されたことを受けて、送信先ア
ドレス線L101に出力されているパケットの送信先アドレ
スの値を取り込み、テーブル検索機構101 によって、フ
ォワーディングテーブルをLPM 検索する(FC109) 。検索
の結果エントリが見つかると(FC111) 、検索ヒット線L1
09がヒット値に設定され、見つかったエントリの送信イ
ンタフェース番号、登録プレフィクス長が、それぞれ、
送信インタフェース番号線L102、登録プレフィクス長線
L103に出力される。また、見つかったエントリの常駐フ
ラグが０ならば、登録線L119も有効化される。

【００６７】制御機構120 では、検索ヒット線L109が有
効化されたことを受けて、送信インタフェース番号線L1
02の値を取り込み、送信インタフェース番号をL118へ出
力する(FC112) 。さらに、登録線L119が有効化されてい
れば(FC120) 、制御信号線L108を有効化する。

【００６８】キャッシュ登録機構140 では、送信先アド
レス線L101の示すビット列と、登録プレフィクス長線L1
03の値を基に、マスク付きキャッシュの宛先フィールド
に登録する、プレフィクスビット列と、マスクビット列
を生成し(FC113) 、それぞれを、プレフィクスビット列
線L114、マスクビット列線L115に出力する。また、制御
信号線L108が有効化されたことを受けて、キャッシュ登
録アドレス管理機構141 は、制御信号線L113を有効化す
る。

【００６９】マスク付きキャッシュテーブル管理機構13
0 では、制御信号線L113が有効化されたことを受けて、
プレフィクスビット列線L114，マスクビット列線L115，
送信インタフェース番号線L102，キャッシュ登録アドレ
ス線L112の値を取り込み、キャッシュ登録アドレス線L1
12の示すマスク付きキャッシュテーブルのアドレスに、
プレフィクスビット列線L114、マスクビット列線L115、
送信インタフェース番号線L102の値を格納する(FC114)
。フローチャートのFC110 において、検索結果が見つ
からない場合には(FC117) 、制御機構120 においてエラ
ー処理(FC118) が行われる。また、FC119 において、登
録線L119が有効化されていなければ(FC121) 、制御機構
120 は制御信号線L108を有効化せず、FC113 ，FC114 の
処理は行われない。

【００７０】動作の説明中の、フォワーディングテーブ
ルの中で、マスク付きキャッシュテーブルに常駐させる
ことができるエントリには制約がある。これについて
は、本実施例の最後で述べる。

【００７１】また、フォワーディングテーブルを検索
し、エントリが見つかった場合に(FC111) 、登録線L119
を有効化しているが、キャッシュに登録すべきかどうか
を識別するフラグをフォワーディングテーブル中に用意
しておいて、それに応じて、登録線L119を有効化するよ
うにすることも可能である。

【００７２】以降、動作例を上げて、第１の実施例の動
作を説明する。ここでは、ネットワークアドレスが32ビ
ットとする。マスク付きキャッシュテーブルの更新領域
には初期状態としてなにも登録されていないとする。ま
ず、ルータのフォワーディングテーブルが、図２８に示
すものであったとする。また、この中で、アドレス４の
エントリが常駐エントリに選ばれているとする。そし
て、キャッシュのエントリ数は４（アドレス１〜４）
で、キャッシュのアドレス4 が常駐エントリの為のアド
レスとして決められているとする。

【００７３】先ず、登録プレフィクス長決定機構102
が、登録プレフィクス長決定処理を行って、フォワーデ
ィングテーブルの各エントリの登録プレフィクス長を決
定する。

【００７４】アドレス１のエントリの登録プレフィクス
長は、登録プレフィクス長決定機構102 の構成の説明の
中で述べた登録プレフィクス長決定処理においてＥ＝
１，PL＝８と設定して、アドレス２〜６のエントリに対
して、順に登録プレフィクス長決定処理のZ1〜Z4を実行
すればよい。アドレス２のエントリを処理すると、PL＝
16に更新され、アドレス３のエントリを処理すると、PL
＝24と更新される。以降、アドレス４〜６の、どのエン
トリに対してもPLは更新されず、登録プレフィクス長は
24に決定される。

【００７５】アドレス２のエントリの登録プレフィクス
長は、登録プレフィクス長決定処理においてＥ＝２，PL
=16 として、アドレス１ ,３〜６のエントリに対して、
順に登録プレフィクス決定処理のZ1〜Z4を実行すればよ
い。アドレス１に対しては、登録プレフィクス決定処理
のZ1〜Z3が成立せず、Z4で、PL＝16のままである。アド
レス３に対しては、登録プレフィクス決定処理のZ1〜Z3
が成立し、Z4でPL=24となる。アドレス４〜６について
は、Z4ではなにも更新が行われず、結局、アドレス２に
対しては、登録プレフィクス長は、24と決定される。

【００７６】同様の登録プレフィクス長決定処理をアド
レス３〜６にも行ってフォワーディングテーブルは、図
２９に示すものとなる。また、マスク付きキャッシュテ
ーブルは、図３０に示すものになっている。

【００７７】次に、送信先アドレスが、10.5.1.1, 10.
2.3.5, 1.1.1.1, 10.2.3.4, 20.1.2.3 のパケットがこ
の順に到着したとする。

【００７８】まず、送信先アドレス10.5.1.1のパケット
が到着した場合、マスク付きキャッシュテーブル検索機
構130 において、マスク付きキャッシュテーブルが10.
5.1.1をキーとして検索される。マスク付きキャッシュ
テーブルには該当するエントリがないのでヒットせず、
次に、フォワーディングテーブルが10.5.1.1をキーとし
て検索される。この結果、アドレス１にヒットし、送信
インタフェース番号線L102に値１が、登録プレフィクス
長線L103には24が出力される。制御機構120 では、送信
インタフェース番号を１と決定してこれをL118へ出力す
る。同時に、キャッシュ登録機構140 では、マスクビッ
ト列線L115に、登録プレフィクス長線L103の示す最上位
ビットから24ビットに１がたち、残りには０がセットさ
れたビット列255.255.255.0 がビットマスク生成回路14
3 によって生成される。また、プレフィクスビット列線
L114には、送信先アドレス線L101の値10.5.1.1とマスク
ビット列線L115のAND をとった 10.5.1.0 が出力され
る。キャッシュ登録アドレス管理機構141 は、マスク付
きキャッシュのアドレスの未使用エントリがある場合、
未使用のエントリの先頭のアドレスからエントリを登録
するものとすれば、この場合、マスク付きキャッシュテ
ーブルのアドレス1 にマスク付きキャッシュエントリが
登録されることになり、マスク付きキャッシュテーブル
は、図３１に示すものとなる。

【００７９】次に、送信先アドレス10.2.3.5のパケット
が到着した場合は、マスク付きキャッシュにはヒットせ
ず、フォワーディングテーブルのアドレス３にヒット
し、送信インタフェース番号は３と決定される、また、
アドレス３の登録プレフィクス長フィールドが24である
から、キャッシュ登録機構140 で、マスク付きキャッシ
ュテーブルに登録するプレフィクスビット列は、10.2.
3.0、マスクビット列は255.255.255.0 と決定され、マ
スク付きキャッシュテーブルは、図３２に示すものとな
る。

【００８０】次に、送信先アドレス1.1.1.1 のパケット
が到着した場合は、マスク付きキャッシュにはヒットせ
ず、フォワーディングテーブルのアドレス５にヒット
し、送信インタフェース番号は５と決定され、マスク付
きキャッシュテーブルは、図３３に示すものとなる。

【００８１】そして、送信先アドレス10.2.3.4のパケッ
トが到着した場合には、マスク付きキャッシュのアドレ
ス２にヒットし、送信インタフェース番号は３と決定さ
れる。マスク付きキャッシュテーブルは、変更されな
い。

【００８２】さらに、送信先アドレス20.1.2.3のパケッ
トが到着した時も、マスク付きキャッシュのアドレス４
にヒットし、送信インタフェース番号は４と決定され
る。マスク付きキャッシュテーブルは、変更されない。

【００８３】以上のようにして、第１の実施例では、パ
ケットの送信インタフェース番号が決定され、パケット
が送信される。

【００８４】ここで、第１の実施例のマスク付きキャッ
シュテーブルへのキャッシュ登録方法に従ってキャッシ
ュを登録した場合に、キャッシュにヒットした場合に
も、正しい送信インタフェース番号が決定できることを
示す。

【００８５】第１の実施例では、パケットの送信先アド
レスを基にフォワーディングテーブルを検索してヒット
したエントリの、登録プレフィクス長を求めて、パケッ
トの送信先アドレスを表すビット列の最上位ビットか
ら、登録プレフィクス長部分をマスク付きキャッシュに
登録しているが、この登録方法に従ってキャッシュを登
録した場合に、キャッシュにヒットした場合にも、正し
い送信インタフェース番号が決定できるためには、キャ
ッシュに登録するエントリが、フォワーディングテーブ
ル検索でヒットしたエントリが包含する他のフォワーデ
ィグテーブルのエントリがあった場合にそのどれをも包
含することはないことを示せばよい。

【００８６】実際、フォワーディングテーブルの登録プ
レフィクス長フィールドは、最大キャッシュプレフィク
ス長、すなわち、そのエントリのアドレス集合に包含さ
れる、他のフォワーディングテーブルのエントリの中で
最大のプレフィクス長を示している。これは、登録プレ
フィクス決定処理の中で、Z1とZ2によって、エントリCE
がエントリＥに包含されるかどうかを調べ（Z1かつZ2が
成立すれば、包含されている）、Z3において、CEのプレ
フィクスが、PLより長いことを調べることによって、最
大のプレフィクス長が選び出されるからである。このこ
とから、最大キャッシュプレフィクス長の定義の中で述
べている、アドレス集合の包含条件１が決して成立しな
いので、登録するエントリが、フォワーディングテーブ
ル検索でヒットしたエントリが包含する他のフォワーデ
ィグテーブルのエントリがあった場合にそのどれをも包
含することはない。

【００８７】フォワーディングテーブルの中で、マスク
付きキャッシュテーブルに常駐させることができるエン
トリには制約がある。これは、第１の実施例のキャッシ
ュ登録方法で、正しい送信インタフェース番号を決定で
きるという上の説明の中で述べたように、登録するエン
トリが、フォワーディングテーブル検索でヒットしたエ
ントリが包含する他のフォワーディグテーブルのエント
リがあった場合にそのどれをも包含することはないとい
う制約である。

【００８８】例えば、図３４に示すフォワーディングテ
ーブルでは、アドレス３，４，６のエントリはこの制約
を満たしており、常駐させることが可能であるが、アド
レス１，２，５のエントリは常駐させることができな
い。

【００８９】〔第２の実施例〕図８は本発明の第２の実
施例の構成図である。まず、図８の構成要素の概要を説
明する。

【００９０】・フォワーディングテーブル検索機構200 フォワーディングテーブル検索機構200 は、内部にルー
タのフォワーディングテーブルを格納したフォワーディ
ングテーブル用メモリ203 とその検索機構であるテーブ
ル検索機構201 を持つ。フォワーディングテーブルは、
従来のルータのフォワーディングテーブルと同じ、宛先
フィールド、送信インタフェース番号（以下送信IF番
号）フィールドを持ち、さらに、後述する、フォワーデ
ィングテーブルに対応して生成されるツリー構造のリス
トの、ツリーノードへのポインタを保持する、ツリー管
理リストノードへのポインタフィールドを持つ。制御信
号線L206が有効化されると、パケットの送信先アドレス
線L201から入力されるパケットの送信先アドレスを基
に、フォワーディングテーブルの宛先フィールドをLPM
検索する。検索の結果得られた送信IF番号と、ツリーノ
ードへのポインタを送信IF番号線L202, ツリーノードへ
のポインタ線L203にそれぞれ出力する。また、フォワー
ディングテーブルは、後述するツリー初期化機構242 か
らも読み書きされる。

【００９１】・制御機構220 ルータが受信したパケットの送信先アドレスL217を入力
とし、フォワーディングテーブル検索機構200 ，LPM キ
ャッシュ登録機構240 およびLPM キャッシュテーブル検
索機構230 を制御して、パケットをフォワードすべき送
信IF番号を決定し、それをL218に出力する。

【００９２】・LPM キャッシュテーブル検索機構230 LPM キャッシュテーブルとそれを検索する機能を持つ。
LPM キャッシュテーブルは、宛先フィールドと送信IF番
号フィールドとツリーノードへのポインタフィールドと
からなる。宛先フィールドは、ネットワークアドレスを
示すプレフィクスビット列と、マスクビット列の組が格
納される。また、このLPM キャッシュテーブル検索機構
230 は、LPM キャッシュテーブルを検索する機能を持
つ。これは、たとえば、特願平9-234250号公報に記載さ
れているLPM 検索機能付きメモリとRAM(Random Access
Memory) で構成される。検索においては、パケットの送
信先アドレスがL204から与えられると、各エントリにつ
いて、宛先フィールドをLPM検索し、該当するエントリ
があった場合には、キャッシュヒット線L210をヒット値
にセットし、そのエントリの送信IF番号，ツリーノード
へのポインタフィールドの値をそれぞれL205，L215に出
力する。ヒットしなかった場合には、キャッシュヒット
線L210を非ヒット値にセットする。

【００９３】・LPM キャッシュ登録機構240 LPM キャッシュテーブルのエントリの登録を行う機構。
内部に、キャッシュ登録アドレス管理機構241 と、ツリ
ー初期化機構242 と、管理用メモリ243 とを持つ。キャ
ッシュ登録アドレス管理機構241 は、キャッシュのアド
レスを常に登録が行われて消去されることのないエント
リ（常駐エントリ）の為の部分と、LRU等のアルゴリズ
ムを使って、キャッシュの更新が行われるエントリ（更
新エントリ）の為の部分（更新エントリ用キャッシュア
ドレス領域）に分けて管理している。また、更新エント
リ用キャッシュアドレス領域に関してLPM キャッシュテ
ーブルの使用／未使用エントリのアドレスを管理し、キ
ャッシュの有効活用のために、使用されているエントリ
について、キャッシュにヒットしたエントリを例えばLR
U などで管理している。また、フォワーディングテーブ
ルをツリー型のリスト構造で管理しており、LPM キャッ
シュ登録／削除の際に、フォワーディングテーブルの中
のどのエントリを登録／削除すべきかを決定する。ツリ
ー初期化機構242 は、このツリー型リストの初期化を行
う。常駐エントリを作らないことも勿論可能である。

【００９４】次に各構成要素の詳細な説明を行う。

【００９５】図９は、フォワーディングテーブル検索機
構200 の詳細な構成を示す。ルータのフォワーディング
テーブルを格納するフォワーディングテーブル用メモリ
203とそれを検索するテーブル検索機構201 から構成さ
れる。フォワーディングテーブル用メモリ203 は、フォ
ワーディングテーブルを格納している。このフォワーデ
ィングテーブルは、従来のルータのフォワーディングテ
ーブルと同様に、宛先フィールド、送信先IFフィールド
を持ち、さらに、ツリーノードへのポインタフィールド
も持つ。宛先フィールドには、プレフィクスを示すプレ
フィクスビット列と、プレフィクスビット列のプレフィ
クス長を示すプレフィクス長フィールドが含まれる。テ
ーブル検索機構201 は、制御信号線L206が有効化される
と、送信先アドレス線L201から入力されるパケットの送
信先アドレスを基にフォワーディングテーブル用メモリ
203 に格納されたフォワーディングテーブルの宛先フィ
ールドをLPM 検索し、検索にヒットした場合、検索ヒッ
ト線L209をヒット値にセットし、検索にヒットしたエン
トリの送信IF番号を送信IF番号線L202へ出力し、ツリー
ノードへのポインタをツリーノードへのポインタ線L203
に出力する。検索にヒットしなかった場合、検索ヒット
線L209が非ヒット値にセットされる。テーブル検索機構
201 において、パケットの送信先アドレスを基に、宛先
フィールドをLPM 検索する機構に関しては従来のルータ
と同様のLPM 検索機構を用いて実現できる。

【００９６】図１０は、LPM キャッシュテーブル検索機
構230 の詳細図である。LPM 検索機能付きメモリ231 と
RAM(Random Access Memory)232とから構成される。LPM
検索機能付きメモリ231 は、プレフィクスを表すプレフ
ィクスビット列と、プレフィクス長を表すマスクビット
列を組にしたエントリを、アドレス毎に登録しておく
と、検索キーのビット列が与えられたときに、LPM 検索
を行い、該当するエントリのアドレスを出力するメモリ
である。マスクビット列は、最上位ビットから下位ビッ
トに向かってプレフィクス長の長さのビットについて１
とし、残りのビットについては０としたものである。例
えば、8bit幅のLPM 検索機能付きメモリ231 に図３５に
示す４つのエントリが登録されていたとする。

【００９７】これらのエントリは、それぞれ、 アドレス１： 101xxxxx(プレフィクス長３） アドレス２： 1101xxxx(プレフィクス長４） アドレス３： 1100xxxx(プレフィクス長４） アドレス４： 11011xxx(プレフィクス長５） というプレフィクスを表している。尚、ｘは、ドントケ
ア（０でも１でもよい）を表している。

【００９８】検索キーとして、11011111が与えられる
と、アドレス２と４のエントリのプレフィクスが一致す
るが、この中で最長のプレフィクスを持つアドレス４が
LPM 検索結果としてL220に出力される。アドレス１で
は、データビット列をマスクビット列でマスクしたビッ
ト列は、10100000で、検索キーをマスクビット列でマス
クしたビット列は、11000000となって、これら２つを比
較すると一致しない。同様に、アドレス３では、110000
00と11010000とを比較して一致しない。アドレス２では
11010000と11010000とを比較して一致し、アドレス４で
は11011000と11011000とを比較して一致するが、アドレ
ス４の方がプレフィクス長が長いので、検索結果とし
て、アドレス４が出力される。

【００９９】LPM キャッシュテーブルは、宛先フィール
ド，送信IF番号フィールドおよびツリーノードへのポイ
ンタフィールドからなる。宛先フィールドはネットワー
クアドレスを示すプレフィクスビット列と、マスクビッ
ト列の組から構成される。プレフィクスビット列はLPM
検索機能付きメモリ231 のデータビット列として、マス
クビット列はLPM 検索機能付きメモリ231 のマスクビッ
ト列として格納される。送信IF番号フィールド，ツリー
ノードへのポインタフィールドは、RAM232中の、LPM 検
索機能付きメモリ231 に宛先フィールド（プレフィクス
ビット列とマスクビット列）を格納したのと同一のアド
レスに格納される。図１０では、ネットワークアドレス
を32ビット幅とし、ドット付き10進数でプレフィクスビ
ット列、マスクビット列を表現している。例えば、プレ
フィクスビット列: 2.1.0.0 は、 00000010 00000001 00000000 00000000 (8bit ごとにス
ペースを入れいている） というビット列を表し、マスクビット列: 255.255.0.0
は、11111111 11111111 00000000 00000000(8bitごとに
スペースを入れいている）というビット列を表す。

【０１００】制御信号線L213が書き込みを表す値にセッ
トされると、LPM キャッシュテーブルにエントリが登録
される。これは以下の手順で行われる。 LPM検索機能付
きメモリ231 では、キャッシュ登録アドレス線L212が示
すアドレスに、登録内容線L214から入力されるプレフィ
クスビット列、マスクビット列が格納される。同時に、
RAM232では、キャッシュ登録アドレス線L212の示すアド
レス(LPM検索機能付きメモリ231 に格納したのと同じア
ドレス) に登録内容線L214から入力される送信IF番号、
ツリーノードへのポインタを格納する。エントリの削除
については、制御信号線L213が削除を表す値にセットさ
れ、このときのキャッシュ登録アドレス線L212の値が示
すアドレスのキャッシュエントリが削除される。

【０１０１】制御信号線L207が有効化されると、検索が
行われる。LPM 検索機能付きメモリ231 に、送信先アド
レス線L204から送信先アドレスを表すビット列が検索キ
ーとして入力され、LPM 検索機能付きメモリ231 の機能
によって、LPM 検索を行い、一致するエントリがあった
場合には、キャッシュヒット線L210がヒット値にセット
され、ヒットアドレス線L220にヒットしたエントリを登
録しているLPM 検索機能付きメモリ231 のアドレスが出
力される。また、同時に、キャッシュヒット線L210がヒ
ット値にセットされる。そして、RAM232では、ヒットア
ドレス線L220の示すアドレスに書かれている送信IF番
号，ツリーノードへのポインタが読み出され、送信IF番
号線L205，ツリーノードへのポインタ線L215にその値が
出力される。ヒットしなかった場合には、キャッシュヒ
ット線L210が非ヒット値にセットされる。

【０１０２】図１１はLPM キャッシュ登録機構240 の詳
細図である。

【０１０３】LPM キャッシュ登録機構240 では、フォワ
ーディングテーブルの各エントリに対応するノードをツ
リー状のリストで管理している。ツリーノードは管理用
メモリ243 に置かれ、ツリー初期化機能242 は、ツリー
構造の初期化を行う。ツリーの各ノードは図１２に示す
ように、プレフィクスビット列とマスクビット列のペア
からなる宛先フィールドと、送信IF番号フィールドと、
2bitの登録済みフラグと、親ノードへのポインタと、子
ノードリストへの先頭ポインタとを有する。さらに、該
当エントリがキャッシュに登録された場合の、キャッシ
ュのアドレスを示すキャッシュアドレスフィールド、そ
して、キャッシュ登録されている場合にそのアドレスを
LRU 管理するために使用する次ポインタフィールド、前
ポインタフィールド持つ。子ノードリストへの先頭ポイ
ンタは、該当ノードの子ノードへのポインタをリストで
管理した子ノードリストを指している。

【０１０４】ここで、まず、親ノード、子ノードの関係
について説明する。

【０１０５】あるノードの宛先フィールドが表すネット
ワークアドレスの集合を考える。フォワーディングテー
ブルに対応付けられているすべてのノードには、それぞ
れのアドレス集合がある。これらの集合全体をＵとす
る。あるノードＡの親ノードとは、Ｕの中で、Ａの宛先
フィールドが表すネットワークアドレスを包含する集合
のうち、最も少ない構成要素を持つ、すなわち、最もプ
レフィクス長の長い宛先を持つノードである。これは次
の親ノード検索手順で見つけることができる。

【０１０６】〔親ノード検索手順〕

【０１０７】親ノードを見つけたいノードをN1とする。
そして、親ノードをPNとし（初期値ではNullを入れてお
く）、親ノードのプレフィクス長をＬ（初期値でＬ＝−
１）とする。N1を除くすべてのノードについて順に着目
し、次のX1,X2 の判定とX3を実行する。

【０１０８】X1: 着目したノードのプレフィクス長がN1
のプレフィクス長より短い（等しい場合を除く）

【０１０９】X2: N1のプレフィクスビット列と、着目し
たノードのプレフィクスビット列を、最上位ビットから
下位ビットに向かって、着目したプレフィクス長の長さ
のビットに関して比較して、一致する。

【０１１０】X3: X1,X2 が成立し、かつ、着目したノー
ドのプレフィクス長が、Ｌより大きい（等しい場合を除
く）ならば、PNを着目したノードに置き換える。

【０１１１】エントリの最後に達したとき、PNには、Ｅ
の親ノードがセットされている。PN=Null であれば、そ
のエントリには親ノードがなく、Null値（無効値）を親
ノードへのポインタとする。

【０１１２】ツリー構造の初期化に話を戻して、ツリー
初期化機構242 は、以下のツリー初期化手順を実行す
る。

【０１１３】〔ツリー初期化手順〕

【０１１４】１．フォワーディングテーブルのエントリ
数と同じ数のノードを管理用メモリ243 上に用意し、フ
ォワーディングテーブルの、ツリーノードへのポインタ
フィールドを、用意した各ノードを指すようにセット
し、ノードの宛先フィールド，送信IF番号フィールドに
は、フォワーディングテーブルと同じ宛先，送信IF番号
フィールドを書く。ただし、宛先フィールドのマスクビ
ット列としては、ネットワークアドレスと同じビット幅
のビット列に、最上位ビットから下位ビットに向かっ
て、プレフィクス長と同じ数のビットに１をたて、残り
のビットは０としたビット列とする。また、2bitの登録
済みフラグは”00”、キャッシュアドレス，前ポイン
タ，次ポインタはNULL（無効値）とする。フォワーディ
ングテーブルのエントリの中で、常にキャッシュとして
登録しておきたいエントリ（常駐エントリ）がある場合
は、登録済みフラグを”10”にセットし、常駐エントリ
用のキャッシュアドレス領域に、そのエントリを登録す
る。

【０１１５】２．１．で作成した各ノードについて順に
着目し、着目したノードの親ノードを見つけるために、
先に述べた親ノード検索手順を踏む。親ノードが見つか
れば、親ノードポインタに、その親ノードのアドレスを
登録する。また、その親ノードに対して、子ノードとし
て着目しているノード自身を登録する。これは、子ノー
ドリストに、着目しているエントリのアドレスを格納し
たリストを追加すればよい。

【０１１６】３．終了

【０１１７】キャッシュ登録アドレス管理機構241 は、
未使用エントリ数レジスタ244 ，未使用エントリリスト
への先頭ポインタ245 ，未使用エントリリストへの末尾
ポインタ246 ，使用中ツリーノードリストへの先頭ポイ
ンタ247 および使用中ツリーノードリストへの末尾ポイ
ンタ248 を持つ。キャッシュのアドレスは、常に登録が
行われて、消去されることのないエントリ（常駐エント
リ）の為の部分と（ツリー初期化手順の１の中で、常駐
エントリ用のキャッシュアドレス領域と呼んだ部分）
と、LRU 等のアルゴリズムを使って、キャッシュの更新
が行われるエントリ（更新エントリ）の為の部分（更新
エントリ用キャッシュアドレス領域）とに分けておく。
未使用エントリリストは更新エントリ用キャッシュアド
レス領域に関して、図１３に示すように、リストの各ノ
ードが、更新エントリとして使われる部分のアドレスの
中で、未使用のキャッシュエントリのアドレスと次ノー
ドへのポインタを持ち、キャッシュの中で未使用のアド
レスをリストで管理しており、未使用エントリリストへ
の先頭ポインタ245 がそのリストの先頭ノードを、未使
用エントリリストへの末尾ポインタ246 が末尾ノードを
指している。ツリー初期化機構242 で作成したツリーノ
ードのうち、LPM キャッシュテーブルに、その宛先、送
信IF番号が登録されているツリーノードは、双方向リス
トで接続されており、使用中ツリーノードリストへの先
頭ポインタ247 ，末尾ポインタ248 が、その先頭ノー
ド，末尾ノードを記憶している（図１３参照）。

【０１１８】これらのレジスタ，ポインタ，リストは以
下のように初期化される。未使用エントリリストは、キ
ャッシュの全アドレスをリストでつないで初期化し、そ
の先頭リストのアドレスを未使用エントリリストの先頭
ポインタ245 に登録する。また、未使用エントリ数レジ
スタ244 には未使用エントリリストのノード数が設定さ
れる。使用中ツリーノードリストの先頭ポインタ247 ，
末尾ポインタ248 はNull（無効値）で初期化する。

【０１１９】次に、キャッシュ登録アドレス管理機構24
1 が実行する、エントリ登録手順と、エントリ削除手順
を述べる。

【０１２０】〔エントリ登録手順〕

【０１２１】１．キャッシュ登録アドレス管理機構241
へは、任意個（例えばＭ個）のツリーノードへのポイン
タ（ツリーのアドレス）が入力される。

【０１２２】２．未使用エントリリストからＭ個のリス
トを取り外す。また、未使用エントリ数レジスタ244 は
Ｍを減算した値に更新する。

【０１２３】３．Ｍ個のツリーノードを読み出して、使
用中ツリーノードリストの先頭に付け加える（Ｍ個の中
での順序は問わない）。このとき、Ｍ個のツリーノード
は、それらの前ポインタ，次ポインタで双方向リストと
してつながれ、使用中ツリーノードリストへの先頭ポイ
ンタ247 ，末尾ポインタ248 も正しくセットされる。

【０１２４】４．同時に、ツリーノードの、宛先，送信
IF番号を読み出し、２．で取り外したリストから読み出
したＭ個のキャッシュアドレスに、Ｍ個の (宛先，送信
先IF番号，ツリーノードへのポインタ）の組を格納す
る。格納には、制御信号線L213がＭ回書き込みを示す値
にセットされて、L212にはキャッシュアドレスが、L214
には、（宛先，送信先IF番号，ツリーノードへのポイン
タ）の組がそれぞれＭ個出力され、LPM キャッシュテー
ブル検索機構230 によって、それらが指定したＭ個のア
ドレスに格納される。

【０１２５】５．Ｍ個のツリーノードについて、そのノ
ードの（宛先、送信IF番号、ツリーノードへのポイン
タ）を格納した、キャッシュのアドレスを、キャッシュ
アドレスフィールドに格納する。また、2bitの登録済み
フラグも”01”にセットする。

【０１２６】6. 終了

【０１２７】〔エントリ削除手順〕

【０１２８】１．使用中ツリーノードリストへの末尾ポ
インタ248 の指す、ツリーノードを読み出す。

【０１２９】２．ツリーノードの親を順にたどってゆ
き、登録済みフラグが”01”にセットされているノード
ついて（常駐エントリではなく、登録されているノード
について）、 2-1.登録済みフラグを”00”にセット 2-2.ツリーノードのアドレス（ポインタ）、キャッシュ
アドレスの取得を行う。

【０１３０】３． 2-2. で得られたツリーノードすべて
について、使用中ツリーノードリストからそのノードを
取り外す処理を行い、それらのノードに書かれているキ
ャッシュアドレスフィールドの値を使って、（キャッシ
ュアドレスフィールド、次ポインタ）を組とする未使用
エントリリストのノードを作成し、未使用エントリリス
トの任意の場所（たとえば先頭）に付け加える。また、
未使用エントリ数レジスタ244 の値に、未使用エントリ
リストに付け加えたノード数を加算して更新する。

【０１３１】４． 2-2で得られたすべてのキャッシュア
ドレスのキャッシュを削除する。これには、制御信号線
L213、キャッシュアドレス線L212を用いて、LPM キャッ
シュテーブル検索機構230 に、それぞれ、削除の指示、
削除したいアドレスが出力される。

【０１３２】５．終了

【０１３３】さらに、キャッシュ登録アドレス管理機構
241 が実行する、LRU 管理手順を述べる。キャッシュヒ
ット線L210が、ヒット値にセットされると、以下のLRU
管理手順を実行する。

【０１３４】〔LRU 管理手順〕

【０１３５】１．ツリーノードへのポインタ線L215の値
を読み込み、検索にヒットしたキャッシュエントリに対
応する、ツリーノードのアドレスを得る。

【０１３６】２．該当ポインタの指すツリーノードが、
使用中ツリーノードリストの先頭にくるように、キャッ
シュ登録アドレス管理機構241 が、使用中ツリーノード
リストの双方向リストをつなぎかえる。

【０１３７】３．終了

【０１３８】また、キャッシュ登録アドレス管理機構24
1 は、以下に述べるキャッシュ登録手順も実行する。制
御信号線L208が有効化されると、ツリーノードへのポイ
ンタ線L203からポインタを読み込み、ポインタレジスタ
249 に格納する。そして、次に示す、キャッシュ登録手
順を実行する

【０１３９】〔キャッシュ登録手順〕

【０１４０】１．ポインタレジスタ249 の指す、ツリー
のノードから、一般的なツリー探索アルゴリズムを使っ
て（たとえば、幅優先探索など）、管理メモリ２４３上
のツリーノードに対して、ツリーにおける下（子ノード
方向）のすべてのノードを探索して、登録フラグの立っ
ていないノードについて、ノードのアドレスを取得す
る。またこれらのノードの個数も数え、これをＮとす
る。

【０１４１】２．キャッシュ登録アドレス管理機構241
の、未使用エントリ数レジスタ244の値とＮを比較し、
Ｎと等しいあるいか小さければ４．へ進む。

【０１４２】３．キャッシュ登録アドレス管理機構241
にて、前出のエントリ削除手順１〜５を実行し、１．へ
戻る。

【０１４３】４．で得たＮ個のノードのアドレスを入力
として、キャッシュ登録アドレス管理機構241 にて、前
出のエントリ登録手順１〜６を実行する。

【０１４４】５．終了

【０１４５】図１４は制御機構220 の詳細図である。送
信先アドレスレジスタ221 は、制御機構220 に入力され
るパケットの送信先アドレス（L217を介して入力され
る）を格納し、その値を送信先アドレス線L201と、送信
先アドレス線L204に出力する。制御回路223 は内部にシ
ーケンサを持ち、以下のように動作する。

【０１４６】パケットの送信先アドレスが制御機構220
に入力されると、動作を開始し、まず制御信号線L207を
有効化する。次にキャッシュヒット線L210がヒット値に
セットされれば、送信IF番号線L205の値を送信IF番号レ
ジスタ222 に取り込み、送信IF番号をL218に出力する。
キャッシュヒット線L210が非ヒット値に設定されれば、
制御信号線L206を有効化する。また、検索ヒット線L209
がヒット値にセットされれば、制御信号線L208を有効化
し、さらに、送信IF番号線L202の値を送信IF番号レジス
タ222 に取り込み、送信IF番号をL218出力する。ヒット
値にセットされなければ、エラー処理を行う。そして、
すべての制御信号線L207,L206,L208を無効化して停止す
る。

【０１４７】次に図１５のフローチャートを用いて、第
２の実施例の動作を説明する。まず、フォワーディング
テーブル用メモリ203 にフォワーディングテーブルが登
録される(FC200) 。次に、LPM キャッシュ登録機構240
の中で、ツリー初期化機構242 が先に述べたツリー初期
化手順を行い（常駐エントリの登録が、もしあればそれ
も行う）、キャッシュ登録アドレス管理機構241 が未使
用エントリリストの初期化を行う(FC201) 。

【０１４８】ルータにパケットが到着すると(FC204) 、
パケットの送信先アドレスL217が制御機構220 に入力さ
れる。この送信先アドレスが制御機構220 の中の送信先
アドレスレジスタ221 に格納され、送信先アドレス線L2
01，L204へ出力される。次に、制御機構220 の中の制御
回路223 が制御信号線L207を有効化し、LPM キャッシュ
テーブル検索機構230 において、送信先アドレス線L204
の値を用いて、LPM キャッシュテーブルが検索される(F
C205) 。

【０１４９】キャッシュにヒットした場合(FC207) 、キ
ャッシュヒット線L210がヒット値にセットされ、LPM キ
ャッシュテーブルのヒットしたエントリのツリーノード
へのポインタが、ツリーノードへのポインタ線L215に出
力され、さらに、送信IF番号線L205に、ヒットしたエン
トリ中の送信IF番号が出力される。このとき、キャッシ
ュ登録アドレス管理機構241 では、キャッシュヒット線
L210がヒット値にセットされたことを受けて、ツリーノ
ードへのポインタ線L215の値を取り込み、先に述べたLR
U 管理手順を用いて、使用中ツリーノードリストの双方
向リンクリストを付け替える(FC215) 。制御機構220 に
おいても、キャッシュヒット線L210がヒット値にセット
されたことを受けて、送信IF番号線L205の値を送信IF番
号レジスタ222 に格納し、パケットの送信IF番号L218を
出力する(FC216) 。

【０１５０】キャッシュにヒットしなかった場合（図１
５のFC208 の分岐へ進んだ場合）、キャッシュヒット線
L210が非ヒット値にセットされ、制御機構220 の中の制
御回路223 が、制御信号線L206を有効化する。フォワー
ディングテーブル検索機構200 では、制御信号線L206が
有効化されたことを受けて、送信先アドレス線L201に出
力されているパケットの送信先アドレス線の値を取り込
み、テーブル検索機構201 によって、フォワーディング
テーブルをLPM 検索する(FC209) 。検索の結果エントリ
が見つかると(FC211) 、検索ヒット線L209がヒット値に
設定され、見つかったエントリの送信IF番号，ツリーノ
ードへのポインタが、それぞれ、送信IF番号線L202，ツ
リーノードへのポインタ線L203に出力される(FC212) 。
制御機構220 では、検索ヒット線L209が有効化されたこ
とを受けて、制御信号線L208を有効化する。LPM キャッ
シュ登録機構240 では、制御信号線L208が有効化された
ことを受けて、先に述べたキャッシュ登録手順を実行し
(FC213) 、登録すべきツリーノードの、宛先、送信IF番
号、ツリーノードへのポインタをLPM キャッシュテーブ
ル検索機構230 のLPM キャッシュテーブルに登録する。
フォワーディングテーブルのLPM 検索の結果、エントリ
が見つからなかった場合(FC217) 、検索ヒット線L209が
非ヒット値にセットされる。制御機構220 では、検索ヒ
ット線L209の非ヒット値にセットされたことを受けて、
エラー処理を行う(FC218) 。

【０１５１】また、ツリーノードにキャッシュに登録す
べきかどうかを識別するフラグを用意しておいて、キャ
ッシュ登録手順の１．のはじめにおいて、そのフラグに
応じて登録処理を実行するかどうかを変えることも可能
である。

【０１５２】以降、動作例を上げて、第２の実施例の動
作を説明する。ここでは、ネットワークアドレスが32ビ
ットとする。LPM キャッシュエントリには初期状態とし
てなにも登録されていないとし、キャッシュの容量は５
で、アドレス1 〜4 が更新エントリの為の領域で、アド
レス５が常駐エントリの領域とする。

【０１５３】まず、ルータのフォワーディングテーブル
が、図３６に示すものであったとし、アドレス７のエン
トリは常駐エントリとしてキャッシュに常に登録される
とする。

【０１５４】まず、図１５のフローチャートのFC201
で、LPM キャッシュ登録機構240 のツリー初期化機構24
2 によって、ツリー初期化が行われ、図１６のようにツ
リーが初期化される。図１６では、ツリーノードの親ノ
ードへのポインタ，子ノードリストへの先頭ポインタ，
子ノードリストは省略して、親ノードへのポインタを点
線矢印、子ノードへのポインタを実線矢印で表記してい
る。また、未使用エントリリストについても図１６のよ
うに初期化される。キャッシュの更新エントリの容量が
４であるので、未使用エントリ数レジスタ244 には４が
格納される。LPMキャッシュ登録機構240 の管理用メモ
リ243 にツリーノード１〜７を格納したアドレスが、ア
ドレス１〜７であるとすると、フォワーディングテーブ
ルは、図３７に示すものとなる。

【０１５５】また、LPM キャッシュテーブルは、図３８
に示すものとなる。

【０１５６】次に、送信先アドレスが、10.5.1.1, 10.
1.2.3, 20.1.2.3のパケットがこの順に到着したとす
る。まず、送信先アドレス10.5.1.1のパケットが到着す
ると、LPM キャッシュテーブル検索機構230 において、
LPM キャッシュテーブルが10.5.1.1をキーとしてLPM 検
索される。LPM キャッシュテーブルには該当するエント
リがないのでヒットせず、次に、フォワーディングテー
ブルが10.5.1.1をキーとしてLPM 検索される。この結
果、アドレス１にヒットし、送信IF番号線L202に値10
が、ツリーノードへのポインタ線L203には、1 が出力さ
れる。制御機構220 では、送信IF番号をL202の値から10
と決定してこれをL218へ出力する。同時に、LPMキャッ
シュ登録機構240 では、ポインタレジスタ249 にL203の
値である１が格納され、キャッシュ登録手順の１．が実
行され、ポインタレジスタ249 の値から図１６のツリー
ノード１及びその配下（子ノード方向）のすべてのツリ
ーノードすなわち、ツリノード１，２，３，６の４個の
ツリーノードが選ばれる。キャッシュ登録手順の２で、
この個数４と未使用エントリ数レジスタ244 の値４とを
比較し、比較の結果キャッシュ登録手順の４．へ進む。
キャッシュ登録手順４．では、キャッシュ登録アドレス
管理機構241 でエントリ登録手順１．〜６．が実行さ
れ、ツリーリスト及び、未使用エントリリスト、使用中
ツリーリストは図１７のように変化する。未使用エント
リ数レジスタ244 は、未使用エントリリストのノード数
が０になるので、０とセットされる。LPM キャッシュテ
ーブルは、図３９に示すものとなる。

【０１５７】次に、送信先アドレス10.1.2.3のパケット
が到着すると、まずLPM キャッシュテーブルが10.1.2.3
をキーにしてLPM 検索され、アドレス２にヒットし、キ
ャッシュヒット線L210が有効化され、送信IF番号線L205
にはヒットしたエントリの送信IF番号である60が出力さ
れ、ツリーノードへのポインタ線L215には、ヒットした
エントリのツリーノードへのポインタフィールドの値で
ある６が出力される。制御機構220 では、パケットの送
信IF番号をL205の値から60と決定しこれをL218に出力す
る。キャッシュ登録アドレス管理機構241 では、キャッ
シュヒット線L210が有効化されたことをうけて、先に述
べたLRU 管理手順１〜３を実行し、ツリーノード６を使
用中ツリーノードリストの先頭にもってきて、図１８の
ように変化する。

【０１５８】次に、送信先アドレス20.1.2.3のパケット
が到着すると、まずLPM キャッシュテーブル検索機構23
0 において、LPM キャッシュテーブルが20.1.2.3をキー
としてLPM 検索される。LPM キャッシュテーブルには該
当するエントリがないのでヒットせず、次に、フォワー
ディングテーブルが20.1.2.3をキーとして検索される。
この結果、アドレス４にヒットし、送信IF番号線L202に
値40が、ツリーノードへのポインタ線L203には、４が出
力される。制御機構220 では、送信IF番号をL202の値か
ら40と決定してこれをL218へ出力する。同時に、LPM キ
ャッシュ登録機構240 では、L203の値４をポインタレジ
スタ249 に格納し、キャッシュ登録手順の１．が実行さ
れ、ポインタレジスタ249 の値から図１６のツリーノー
ド４及びその配下（子ノード方向）のすべてのツリーノ
ードすなわち、ツリノード４の１個のツリーノードが選
ばれる。キャッシュ登録手順の２．で、この個数１と未
使用エントリ数レジスタ244 の値０とを比較し、比較の
結果キャッシュ登録手順の３．へ進む。キャッシュ登録
手順３．では、キャッシュ登録アドレス管理機構241 が
先に述べたエントリ削除手順を実行する。

【０１５９】エントリ削除手順１．では、使用中ツリー
ノードリストの末尾ポインタ248 を読み(LRUアルゴリズ
ムで消されるべきエントリを指している）、ツリーノー
ド３が選ばれる。エントリ削除手順２．では、ツリーを
親方向にたどり、登録済みフラグが”01”にセットされ
ているノード、すなわちツリーノード３，２，１につい
て、登録済みフラグを”00”にし、ツリーノードに書か
れているキャッシュアドレスを取得する。これらは、ツ
リーノード３，２，１についてそれぞれ、４，３，１と
なる。さらにエントリ削除手順３．及び４．を実行する
と、結果としてツリーリスト及び、未使用エントリリス
ト、使用中ツリーリストは図１９のように変化する。ま
た、LPM キャッシュテーブルも、アドレス4,3,1 が削除
されて図４０に示すものとなる。

【０１６０】ここまでがエントリ削除手順で、キャッシ
ュ登録手順３．の続きを実行すると、キャッシュ登録手
順１．へ戻り、キャッシュ登録手順１．が実行される。
キャッシュ登録手順の１．が実行されると、ポインタレ
ジスタ249 の値が４であったことから、図１６のツリー
ノード４及びその配下（子ノード方向）のすべてのツリ
ーノードすなわち、ツリノード４の１個のツリーノード
が選ばれる。キャッシュ登録手順２．では、未使用エン
トリ数レジスタ244 の値が、３に変化しているので、こ
の３と選んだツリーノードの数１を比較した結果、今度
は、キャッシュ登録手順４．に進む。キャッシュ登録手
順４．ではツリーノード４をキャッシュに格納するた
め、エントリ登録手順１．〜６．を実行し、結果として
ツリーリスト及び、未使用エントリリスト、使用中ツリ
ーリストは図２０のように変化する。また、LPM キャッ
シュテーブルも、図４１に示すように変化する。

【０１６１】以上のようにして、第２の実施例は動作す
る。

【０１６２】ここで、第２の実施例のLPM キャッシュテ
ーブルへのキャッシュ登録方法に従ってキャッシュを登
録した場合に、キャッシュにヒットした場合にも、正し
い送信IF番号が決定できることを示す。第２の実施例で
は、ツリーノードの親子関係は、ツリーノードの宛先が
示すネットワークアドレスの集合について、親ノードが
子ノードを包含しているという関係が成立する。このた
め、第２の実施例のキャッシュ登録方法に従えば、フォ
ワーディングテーブルで検索にヒットしたエントリの宛
先が示すネットワークアドレスの集合に包含されるよう
な宛先を持つエントリはすべて登録される。このため、
登録したキャッシュのエントリは、フォワーディングテ
ーブルの一部ではあるが、正しい宛先と送信IF番号の組
を与えている。またキャッシュエントリを削除する際に
も、キャッシュ登録アドレス管理機構241 のエントリ削
除手順では、任意の２つのツリーノードについて、ツリ
ーの上位のノードだけがキャッシュに登録され、下位の
ノードが登録されていないという状態が発生しないよう
に削除を行っているため問題ない。

【０１６３】キャッシュ登録アドレス管理機構241 の構
成の中で、キャッシュテーブルのエントリの中で、LRU
アルゴリズムの対象から除外し、常に使用されているエ
ントリがあるような構成でがとれることを示した。この
常駐させるエントリには制約がある。それをここで述べ
ておく。その制約とは、常にキャッシュに登録されてい
るフォワーディングテーブルのエントリについては、対
応するツリノードの配下（子ノード方向）の、すべての
ノードに対応するフォワーディングテーブルエントリも
一緒に常に登録しておく必要があるという制約である。
たとえば、先の動作例のフォワーディングテーブルにお
いては、常に登録しておくエントリの例としては、 ・ツリーノード4 に対応するエントリを１つだけ常に登
録しておく。 ・ツリーノード1,6,2,3 に対応するエントリ４つを常に
登録しておく。 等である。いずれの例でも、登録した任意のエントリに
対応するツリーノードの配下のノードに対応するエント
リはすべて登録されている。

【０１６４】〔第３の実施例〕第３の実施例の構成図を
図２１に示す。第３の実施例は、第１の実施例のフォワ
ーディングテーブル検索機構100 をフォワーディングテ
ーブル検索機構300 に置き換えたもので、制御機構120,
キャッシュ登録機構140,マスク付きキャッシュテーブル
検索機構130 は、第１の実施例と全く同一のものでよ
く、各機構の接続関係L101〜L119も全く同一である。以
下では、第１の実施例とは異なるフォワーディングテー
ブル検索機構300 を説明する。フォワーディングテーブ
ル検索機構300 の詳細図を図２２に示す。フォワーディ
ングテーブル用メモリ303 は、ルータのフォワーディン
グテーブルを格納しており、第１の実施例のフォワーデ
ィングテーブル用メモリ103 とは、登録プレフィクス長
フィールドを持たないという点以外は同じである。テー
ブル検索機構301 はフォワーディングテーブル用メモリ
303 をLPM 検索する機構で、第１の実施例のテーブル検
索機構とは、登録プレフィクス長を出力しないこと以外
は同一である。

【０１６５】登録プレフィクス長決定機構302 は、フォ
ワーディングテーブル検索にヒットしたエントリのプレ
フィクスビット列、プレフィクス長をテーブル検索機構
301から受け取り、最適キャッシュプレフィクス長を以
下に述べる登録プレフィクス長決定手順で決定し、得ら
れた登録プレフィクス長を登録プレフィクス線L103へ出
力する。

【０１６６】〔登録プレフィクス長決定手順〕

【０１６７】１．フォワーディングテーブル検索にヒッ
トしたエントリのプレフィクスビット列をＰ、プレフィ
クス長をＬとする。

【０１６８】２．Ｅをアドレス１とする。PE＝Ｌとす
る。またカウンタＣをＣ＝０に設定する。

【０１６９】３．Ｅがフォワーディングテーブルのエン
トリ数を越えていなければ４を実行、そうでなければ７
へ。

【０１７０】４．Ｅのアドレスのエントリのプレフィク
スビット列，プレフィクス長及び、Ｐ，Ｌをつかって、
前方一致ビット数を求める。

【０１７１】５．４．で求めた前方一致ビット数がPEよ
り大きければPEをそれに置き換え、Ｃ＝１とする。等し
い場合、Ｃ＝Ｃ＋１とする。

【０１７２】６．Ｅのアドレスを１つ増加させ、２へ戻
る。

【０１７３】７．PEがＬより大きい場合、登録プレフィ
クス長＝PE＋１。PE＝ＬかつＣ＝２以上の場合、登録プ
レフィクス長=PE ＋１。PE＝Ｌかつ、Ｃ＝１の場合、登
録プレフィクス長＝PEとする。

【０１７４】８．終了

【０１７５】これは、回路で簡単に実現できる。

【０１７６】第３の実施例のこれ以外の構成要素は、第
１の実施例と同一なので、ここでは説明しない。

【０１７７】第３の実施例の動作は、第１の実施例の図
７のフローチャートにおいて、登録プレフィクス長決定
処理(FC101) を取り除いて、FC112 とFC113 の間に、上
で述べた登録プレフィクス長決定手順を実行する処理を
加えること以外はすべて同じである。

【０１７８】ここで、第３の実施例のマスク付きキャッ
シュテーブルへのキャッシュ登録方法に従ってキャッシ
ュを登録した場合に、キャッシュにヒットした場合に
も、正しい送信IF番号が決定できることを示す。これに
は、登録するエントリの宛先フィールドが示すネットワ
ークアドレス集合が、(1) 検索にヒットしたエントリが
表すアドレス集合と同じあるいは、包含されていて、か
つ、(2) フォワーディングテーブルの、他のエントリの
表すアドレス集合をどれも包含していないということを
示せばよい。

【０１７９】実際、キャッシュに登録するエントリの登
録プレフィクス長は、ヒットしたフォワーディングテー
ブルのエントリのプレフィクス長より等しいか長い。こ
れは、登録プレフィクス長さ決定処理の１でのPEの初期
設定値と、登録プレフィクス長さ決定処理の７から成立
する。また、キャッシュに登録するエントリのプレフィ
クスビット列は、少なくとも、最上位ビットから、下位
ビットに向かって、検索にヒットしたフォワーディング
テーブルのプレフィクス長に関しては、検索にヒットし
たエントリのプレフィクスビット列と一致する。よっ
て、この２つから、(1) の条件を満たしていることがわ
かる。(2) については、登録プレフィクス長が、前方一
致ビット数の最大値＋１を使用している場合は明らかに
成立する。登録プレフィクス長が、前方一致ビット数の
最大値を用いている場合は、登録するキャッシュエント
リの宛先が、ヒットした宛先と同一の場合に相当し、こ
の場合にも、(2) は成立している。よって、第３の実施
例のキャッシュ登録方法を用い、キャッシュにヒットし
た場合でも、正しい送信IF番号を得ることができる。

【０１８０】第３の実施例において、フォワーディング
テーブルの中で、マスク付きキャッシュテーブルに常駐
させることができるエントリには制約についても第１の
実施例の場合と同様で、登録するエントリが、フォワー
ディングテーブル検索でヒットしたエントリが包含する
他のフォワーディグテーブルのエントリがあった場合に
そのどれをも包含することはないという制約である。

【０１８１】〔第４の実施例〕本発明の第４の実施例の
構成図を図２３に示す。各構成要素を説明する。

【０１８２】・フォワーディングテーブル検索機構100 第１の実施例のフォワーディングテーブル検索機構100
と全く同じ機構。

【０１８３】・制御機構120 第１の実施例の制御機構120 と全く同じ機構。

【０１８４】・キャッシュ登録機構140 LPM キャッシュテーブルのエントリの登録を行う機構。
第１の実施例のキャッシュ登録機構140 と全く同じ機
構。

【０１８５】・LPM キャッシュテーブル検索機構430 LPM キャッシュテーブルとそれを検索する機能を持つ。
LPM キャッシュテーブルは、宛先フィールドと送信IF番
号フィールドからなる。宛先フィールドはネットワーク
アドレスを示すプレフィクスビット列と、マスクビット
列の組が格納される。また、このLPM キャッシュテーブ
ル検索機構430 は、LPM キャッシュテーブルを検索する
機能を持つ。これは、たとえば、特願平9-234250号公報
に記載されたLPM 検索機能付きメモリとRAM(Random Acc
ess Memory) で構成される。図２４に詳細な構成を示
す。

【０１８６】制御信号線L113が有効化されると、LPM キ
ャッシュテーブルにエントリが登録される。これは以下
の手順で行われる。 LPM検索機能付きメモリ431 では、
キャッシュ登録アドレス線L112が示すアドレスに、プレ
フィクスビット列線L114から入力されるプレフィクスビ
ット列と、マスクビット列線L115から入力されるマスク
ビット列とが格納される。同時に、RAM432では、キャッ
シュ登録アドレス線L112の示すアドレス(LPM検索機能付
きメモリ431 に格納したのと同じアドレス) に送信IF番
号線L102から入力される送信IF番号を格納する。エント
リの削除については、制御信号線L113が削除を表す値に
セットされ、このときのキャッシュ登録アドレス線L112
の値示すアドレスのキャッシュエントリが削除される。

【０１８７】制御信号線L107が有効化されると、検索が
行われる。LPM 検索機能付きメモリ431 に、送信先アド
レス線L104から送信先アドレスを表すビット列が検索キ
ーとして入力され、LPM 検索機能付きメモリ431 の機能
によって、LPM 検索を行い、一致するエントリがあった
場合には、キャッシュヒット線L110がヒット値にセット
され、ヒットアドレス線L111にヒットしたエントリを登
録しているLPM 検索機能付きメモリ431 のアドレスが出
力される。そして、RAM432では、ヒットアドレス線L111
の示すアドレスに書かれている送信IF番号が読み出さ
れ、送信IF番号線L105にその値が出力される。ヒットし
なかった場合には、キャッシュヒット線L110が非ヒット
値にセットされる。

【０１８８】第４の実施例の動作については、LPM キャ
ッシュテーブル検索機構430 以外の動作は、第１の実施
例と全く同じである。

【０１８９】ここで、第４の実施例のLPM キャッシュテ
ーブルへのキャッシュ登録方法に従ってキャッシュを登
録した場合に、キャッシュにヒットした場合にも、正し
い送信IF番号が決定できることを示す。

【０１９０】第４の実施例においては、LPM キャッシュ
テーブル検索機構430 には、（プレフィクスビット列、
マスクビット列、送信先IF番号）の組としては、第１の
実施例と同一のキャッシュエントリが格納され、検索方
法が、マスク付きの一致検索を行うか、LPM 検索を行う
かの違いがあるだけである。マスク付き一致検索と、LP
M 検索の違いは、マスク付き一致検索では複数一致した
エントリがあった場合、その中のいずれかのエントリ
（どのエントリになるかは問わない）が検索結果として
得られるのに対して、LPM 検索では、マスクビット列の
中の最上位ビットから下位ビットに向かって、連続して
１の立っているビット数が最大のものが検索結果として
得られるという違いである。しかし、第１の実施例のマ
スク付きキャッシュテーブルへのエントリ登録方法で
は、マスク付き一致検索を行った場合に複数一致がおこ
るような登録を行っていないため、結局、第４の実施例
でLPMキャッシュテーブル検索機構430 によって求まる
送信IF番号は、第１の実施例でマスク付きキャッシュ検
索機構130 で求まる送信IF番号と一致する。このことか
ら、第１の実施例と同じ理由によって、第４の実施例の
LPM キャッシュテーブルへのキャッシュ登録方法に従っ
てキャッシュを登録した場合に、キャッシュにヒットし
た場合にも、正しい送信IF番号が決定できる。

【０１９１】第４の実施例において、常駐させておくエ
ントリについては、キャッシュの検索方法の違いによっ
て、制約が第１の実施例とは異なるので、それをここで
述べておく。第１の実施例での制約条件は、登録するエ
ントリが、フォワーディングテーブル検索でヒットした
エントリが包含する他のフォワーディグテーブルのエン
トリがあった場合にそのどれをも包含することはないと
いう制約であったが、第４の実施例ではLPM 検索ができ
るキャッシュを用いているため、制約条件は、第２の実
施例と同様になり、常にキャッシュに登録させるフォワ
ーディングテーブルのエントリについては、対応するツ
リノードの配下（子ノード方向）の、すべてのノードに
対応するフォワーディングテーブルエントリも一緒に常
に登録しておく必要があるという制約である。

【０１９２】例えば、フォワーディングテーブルが、図
４２に示すものであったとする。

【０１９３】例えば、アドレス２のエントリを常駐させ
るには、アドレス３のエントリも常駐させる必要がある
（アドレス２の宛先フィールドが表すネットワークアド
レスの集合がアドレス３の宛先フィールドが表すネット
ワークアドレスの集合を包含するため）。常駐させるこ
とができるエントリのアドレス組の例としては、（アド
レス２，アドレス３）, （アドレス１，アドレス２，ア
ドレス３，アドレス６）,(アドレス４）などである。

【０１９４】〔第５の実施例〕第５の実施例の構成図を
図２５に示す。各構成要素の説明をする。

【０１９５】・フォワーディングテーブル検索機構300 第３の実施例のフォワーディングテーブル検索機構100
と全く同じ機構。

【０１９６】・制御機構120 第１の実施例の制御機構120 と全く同じ機構。

【０１９７】・キャッシュ登録機構140 LPM キャッシュテーブルのエントリの登録を行う機構。
第１の実施例のキャッシュ登録機構140 全く同じ機構。

【０１９８】・LPM キャッシュテーブル検索機構430 第４の実施例のLPM キャッシュテーブル検索機構430 と
全く同じ機構。

【０１９９】第５の実施例の動作は、LPM キャッシュテ
ーブル検索機構430 以外の動作については、第３の実施
例と全く同じである。

【０２００】ここで、第５の実施例のLPM キャッシュテ
ーブルへのキャッシュ登録方法に従ってキャッシュを登
録した場合に、キャッシュにヒットした場合にも、正し
い送信IF番号が決定できることを示す。

【０２０１】第５の実施例においては、LPM キャッシュ
テーブル検索機構430 には、（プレフィクスビット列、
マスクビット列、送信先IF番号）の組としては、第３の
実施例と同一のキャッシュエントリが格納され、検索方
法が、マスク付きの一致検索を行うか、LPM 検索を行う
かの違いがあるだけである。マスク付き一致検索と、LP
M 検索の違いは、マスク付き一致検索では複数一致した
エントリがあった場合、その中のいずれかのエントリ
（どのエントリになるかは問わない）が検索結果として
得られるのに対して、LPM 検索では、マスクビット列の
中の最上位ビットから下位ビットに向かって、連続して
１の立っているビット数が最大のものが検索結果として
得られるという違いである。しかし、第３の実施例のマ
スク付きキャッシュテーブルへのエントリ登録方法で
は、マスク付き一致検索を行った場合に複数一致がおこ
るような登録を行っていないため、結局、第４の実施例
でLPMキャッシュテーブル検索機構430 によって求まる
送信IF番号は、第３の実施例でマスク付きキャッシュ検
索機構130 で求まる送信IF番号と一致する。このことか
ら、第３の実施例と同じ理由によって、第４の実施例の
LPM キャッシュテーブルへのキャッシュ登録方法に従っ
てキャッシュを登録した場合に、キャッシュにヒットし
た場合にも、正しい送信IF番号が決定できる。

【０２０２】第５の実施例において常駐させておくエン
トリについては、キャッシュの検索方法の違いによっ
て、制約が第３の実施例とは異なるので、それをここで
述べておく。第３の実施例での制約条件は、第１の実施
例と同じく、登録するエントリが、フォワーディングテ
ーブル検索でヒットしたエントリが包含する他のフォワ
ーディグテーブルのエントリがあった場合にそのどれを
も包含することはないという制約であったが、第４の実
施例ではLPM 検索ができるキャッシュを用いているた
め、制約条件は、第２の実施例と同様になり、常にキャ
ッシュに登録させるフォワーディングテーブルのエント
リについては、対応するツリノードの配下（子ノード方
向）の、すべてのノードに対応するフォワーディングテ
ーブルエントリも一緒に常に登録しておく必要があると
いう制約である。

【０２０３】例えば、フォワーディングテーブルが、図
４３に示すものであったとする。

【０２０４】例えば、アドレス２のエントリを常駐させ
るには、アドレス３のエントリも常駐させる必要がある
（アドレス２の宛先フィールドが表すネットワークアド
レスの集合がアドレス３の宛先フィールドが表すネット
ワークアドレスの集合を包含するため）。常駐させるこ
とができるエントリのアドレス組の例としては、（アド
レス２，アドレス３）, （アドレス１，アドレス２，ア
ドレス３，アドレス６），（アドレス４）などである。

【０２０５】図４４は、第１〜第５の実施例を実現する
ハードウェア構成例を示した図であり、コンピュータＣ
と、記録媒体Ｋとから構成される。記録媒体Ｋは、ディ
スク，半導体メモリ，その他の記録媒体であり、コンピ
ュータＣをキャッシュを有するルータの方路決定装置を
して機能させるためのプログラムが記録されている。

【０２０６】第１の実施例を実現する場合には、記録媒
体Ｋに記録されているプログラムは、コンピュータＣに
よって読み取られ、コンピュータＣの動作を制御するこ
とで、コンピュータＣ上に、フォワーディングテーブル
検索機構100 ，制御機構120，マスク付きキャッシュテ
ーブル検索機構130 ，キャッシュ登録機構140 を実現す
る。

【０２０７】第２の実施例を実現する場合には、記録媒
体Ｋに記録されているプログラムは、コンピュータＣに
よって読み取られ、コンピュータＣの動作を制御するこ
とで、コンピュータＣ上に、フォワーディングディスク
検索機構200 ，制御機構220，LPM キャッシュテーブル
検索機構230 ，LPM キャッシュ登録機構240 を実現す
る。

【０２０８】第３の実施例を実現する場合には、記録媒
体Ｋに記録されているプログラムは、コンピュータＣに
よって読み取られ、コンピュータＣの動作を制御するこ
とで、コンピュータＣ上に、フォワーディングディスク
検索機構300 ，制御機構120，マスク付きキャッシュテ
ーブル検索機構130 ，キャッシュ登録機構140 を実現す
る。

【０２０９】第４の実施例を実現する場合には、記録媒
体Ｋに記録されているプログラムは、コンピュータＣに
よって読み取られ、コンピュータＣの動作を制御するこ
とで、コンピュータＣ上に、フォワーディングディスク
検索機構100 ，制御機構120，LPM キャッシュテーブル
検索機構430 ，キャッシュ登録機構140 を実現する。

【０２１０】第５の実施例を実現する場合には、記録媒
体Ｋに記録されているプログラムは、コンピュータＣに
よって読み取られ、コンピュータＣの動作を制御するこ
とで、コンピュータＣ上に、フォワーディングディスク
検索機構300 ，制御機構120，LPM キャッシュテーブル
検索機構430 ，キャッシュ登録機構140 を実現する。

【０２１１】

【発明の効果】第１の効果は、キャッシュを有するルー
タにおいて、キャッシュのヒット確率を上げることがで
きることである。その理由は、エントリ毎に異なるマス
クを付けた一致検索ができるキャッシュあるいは、ロン
ゲストプレフィクスマッチ検索のできるキャッシュを用
いることで、１つのキャッシュエントリで多くの送信先
アドレスにヒットするキャッシュエントリを登録するこ
とができるためである。例えば、8bitのネットワークア
ドレスである場合に、フォワーディングテーブルが、 宛先（プレフィクスビット列／プレフィクス長）：送信
インタフェース番号 10110000 / 4 ： １ 00000000 / 0 ： ３ であった場合に、最初に送信先アドレスが 10110001 と
いう宛先のパケットが到着し、その後10110000〜110111
11までの宛先のパケットが１つづつ16個到着して、合計
17個のパケットがルータに到着した場合を考える。最初
のパケットが到着したとき、本発明によれば、エントリ
毎に異なるマスクを付けた一致検索ができるキャッシ
ュ、ロンゲストプレフィクスマッチ検索のできるキャッ
シュいずれを用いても、 宛先（プレフィクスビット列／マスクビット列）： 送
信インタフェース番号 10110000 / 11110000 ： １ というキャッシュエントリが登録される。これに対し
て、従来のキャッシュを有するルータにおいては、 宛先 ： 送信インタフェース番号 10110001 ： １ というキャッシュエントリが登録される。

【０２１２】本発明によれば、２パケット目以降の、10
110000〜11011111までの宛先のパケット16個に対してす
べてキャッシュがヒットし、キャッシュヒット確率は17
パケットに対して16／17になる。これに対して従来技術
では、２パケット目以降の、10110000〜11011111までの
宛先のパケット16個に対しては、10110001の宛先を持つ
パケットのみにヒットするのでキャッシュヒット確率は
17パケットに対して1/17となり、本発明によって、16倍
のキャッシュヒット率を実現できる。

【０２１３】第２の効果は、キャッシュを有するルータ
において、キャッシュのヒット確率を下げることなく、
キャッシュの容量を減らすことで、回路基盤面積を減ら
したルータを実現できることである。その理由は、エン
トリ毎に異なるマスクを付けた一致検索ができるキャッ
シュあるいは、ロンゲストプレフィクスマッチ検索ので
きるキャッシュを用いることで、１つのキャッシュエン
トリで多くの送信先アドレスにヒットするキャッシュエ
ントリを登録することができるためである。例えば、第
一の効果の例と同じ例において、17個のパケットが通過
したときのキャッシュエントリ数は、本発明によれば、
宛先( プレフィクスビット列／マスクビット列) ： 送
信インタフェース番号 10110000／ 11110000 ： １ の１エントリであるが、従来技術によれば、宛先が1011
0000〜10111111の16個のエントリを消費しており、本発
明は従来技術の1/16のキャッシュエントリ消費量になっ
ている。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施例の構成図である。

【図２】フォワーディングテーブル検索機構100 の詳細
な構成図である。

【図３】マスク付きキャッシュテーブル検索機構130 の
詳細な構成図である。

【図４】キャッシュ登録機構140 の詳細な構成図であ
る。

【図５】制御機構120 の詳細な構成図である。

【図６】登録プレフィクス長決定機構102 における登録
プレフィクス長決定処理を示すフローチャートである。

【図７】第１の実施例の動作を説明するフローチャート
である。

【図８】本発明の第２の実施例の構成図である。

【図９】フォワーディングテーブル検索機構200 の詳細
な構成図である。

【図１０】LPM キャッシュテーブル検索機構230 の詳細
な構成図である。

【図１１】LPM キャッシュ登録機構240 の詳細な構成図
である。

【図１２】LPM キャッシュ登録機構240 で管理されるツ
リーノードを示す図である。

【図１３】LPM キャッシュ登録機構240 で管理される未
使用エントリリストと使用中ツリーリストを示す図であ
る。

【図１４】制御機構220 の詳細な構成図である。

【図１５】第２の実施例の動作を説明するフローチャー
トである。

【図１６】LPM キャッシュ登録機構240 で管理されるツ
リーノード，未使用エントリリスト，使用中ツリーリス
トが変化する様子を示す図である。

【図１７】LPM キャッシュ登録機構240 で管理されるツ
リーノード，未使用エントリリスト，使用中ツリーリス
トが変化する様子を示す図である。

【図１８】LPM キャッシュ登録機構240 で管理されるツ
リーノード，未使用エントリリスト，使用中ツリーリス
トが変化する様子を示す図である。

【図１９】LPM キャッシュ登録機構240 で管理されるツ
リーノード，未使用エントリリスト，使用中ツリーリス
トが変化する様子を示す図である。

【図２０】LPM キャッシュ登録機構240 で管理されるツ
リーノード，未使用エントリリスト，使用中ツリーリス
トが変化する様子を示す図である。

【図２１】本発明の第３の実施例の構成図である。

【図２２】フォワーディングテーブル検索機構300 の詳
細な構成図である。

【図２３】本発明の第４の実施例の構成図である。

【図２４】LPM キャッシュテーブル検索機構430 の詳細
な構成図である。

【図２５】本発明の第５の実施例の構成図である。

【図２６】従来技術の構成図である。

【図２７】マスク機能付き連想メモリの内容例を示す図
である。

【図２８】フォワーディングテーブルの内容例を示す図
である。

【図２９】フォワーディングテーブルの内容例を示す図
である。

【図３０】マスク付きキャッシュテーブルの内容例を示
す図である。

【図３１】マスク付きキャッシュテーブルの内容例を示
す図である。

【図３２】マスク付きキャッシュテーブルの内容例を示
す図である。

【図３３】マスク付きキャッシュテーブルの内容例を示
す図である。

【図３４】フォワーディングテーブルの内容例を示す図
である。

【図３５】LPM 機能付きメモリの内容例を示す図であ
る。

【図３６】フォワーディングテーブルの内容例を示す図
である。

【図３７】フォワーディングテーブルの内容例を示す図
である。

【図３８】LPM キャッシュテーブルの内容例を示す図で
ある。

【図３９】LPM キャッシュテーブルの内容例を示す図で
ある。

【図４０】LPM キャッシュテーブルの内容例を示す図で
ある。

【図４１】LPM キャッシュテーブルの内容例を示す図で
ある。

【図４２】フォワーディングテーブルの内容例を示す図
である。

【図４３】フォワーディングテーブルの内容例を示す図
である。

【図４４】第１〜第５の実施例のハードウェア構成の一
例を示すブロック図である。

【符号の説明】

100 …フォワーディングテーブル検索機構 101 …テーブル検索機構 102 …登録プレフィクス長決定機構 103 …フォワーディングテーブル用メモリ 120 …制御機構 121 …送信先アドレスレジスタ 122 …送信インタフェース番号レジスタ 123 …制御回路 130 …マスク付きキャッシュテーブル検索機構 131 …マスク機能付き連想メモリ 132 …RAM 140 …キャッシュ登録機構 141 …キャッシュ登録アドレス管理機構 142 …AND 回路 143 …ビットマスク生成回路 200 …フォワーディングテーブル検索機構 201 …テーブル検索機構 203 …フォワーディングテーブル用メモリ 220 …制御機構 221 …送信先アドレスレジスタ 222 …送信IF番号レジスタ 223 …制御回路 230 …LPM キャッシュテーブル検索機構 231 …LPM 検索機能付きメモリ 232 …RAM 240 …LPM キャッシュ登録機構 241 …キャッシュ登録アドレス管理機構 242 …ツリー初期化機構 243 …管理用メモリ 244 …未使用エントリ数レジスタ 245 …未使用エントリリストへの先頭ポインタ 246 …未使用エントリリストへの末尾ポインタ 247 …使用中ツリーノードリストへの先頭ポインタ 248 …使用中ツリーノードリストへの末尾ポインタ 249 …ポインタレジスタ 300 …フォワーディングテーブル検索機構 301 …テーブル検索機構 302 …登録プレフィクス長決定機構 303 …フォワーディングテーブル用メモリ 430 …LPM キャッシュテーブル検索機構 431 …LPM 検索機能付きメモリ 432 …RAM

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平６−261078（ＪＰ，Ａ) 特開2000−41065（ＪＰ，Ａ) 特開 平11−73782（ＪＰ，Ａ) 特開 平11−289345（ＪＰ，Ａ) 特開 平11−187045（ＪＰ，Ａ) 特開2000−196670（ＪＰ，Ａ) 特表 平９−500774（ＪＰ，Ａ) 信学技報 ＳＳＥ2000−20 信学技報 ＳＳＥ99−180 信学技報 ＩＮ98−119 2000信学総合大会 Ｂ−６−39 1999信学総合大会 Ｂ−６−45 1999信学総合大会 Ｂ−６−46 ＮＥＣ技報 Ｖｏｌ．52 Ｎｏ．３ ｐ128−130 (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H04L 12/56 H04L 12/28

Claims (26)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 受信パケットの送信先アドレスを基にパ
   ケットの方路を決定する、キャッシュを有するルータの
   方路決定装置において、 エントリ毎に異なるマスクを付けた一致検索ができるキ
   ャッシュを有し、 キャッシュを登録するキャッシュアドレスを決定する手
   段を有し、 フォワーディングテーブルとその検索手段を有し、 受信パケットの送信先アドレスをキャッシュに登録する
   際のキャッシュエントリのマスクを掛けない部分の長さ
   として最長キャッシュプレフィクス長を求める手段を有
   することを特徴とするキャッシュを有するルータの方路
   決定装置。
2. 【請求項２】 受信パケットの送信先アドレスに基づい
   て前記受信パケットの方路を決定する、キャッシュを有
   するルータの方路決定装置において、 プレフィクスビット列とプレフィクス長とからなるネッ
   トワークアドレスの集合を示す情報と、該ネットワーク
   アドレスの集合に対するパケットの方路を示す情報との
   組が登録されたエントリを複数有するフォワーディング
   テーブルと、 該フォワーディングテーブルの各エントリに登録されて
   いるプレフィクスビット列，プレフィクス長に基づい
   て、前記フォワーディングテーブルの各エントリに対す
   る最長キャッシュプレフィクス長を求める登録プレフィ
   クス長決定手段と、 受信パケットの送信先アドレスの内の、該送信先アドレ
   スをキーにして前記フォワーディングテーブルを検索し
   たときにヒットするエントリの最長キャッシュプレフィ
   クス長によって示される比較対象部分が少なくとも登録
   されると共に、前記送信先アドレスをキーにして前記フ
   ォワーディングテーブルを検索したときにヒットするエ
   ントリ中の方路を示す情報が登録されるエントリを複数
   有するキャッシュテーブルと、 ルータがパケットを受信した時、該受信したパケットの
   送信先アドレスをキーにして前記キャッシュテーブルを
   検索し、登録されている比較対象部分のビットパターン
   が前記送信先アドレスの比較対象部分に対応する部分の
   ビットパターンと一致するエントリを探し出し、該探し
   出したエントリに登録されている方路を示す情報を出力
   するマスク付きキャッシュテーブル検索手段と、 該マスク付きキャッシュテーブル検索手段が該当するエ
   ントリを探し出せなかったとき、前記受信したパケット
   の送信先アドレスをキーにして前記フォワーディングテ
   ーブルを検索し、ヒットしたエントリに登録されている
   方路を示す情報を出力するテーブル検索手段と、 該テーブル検索手段から出力された方路を示す情報と、
   前記受信したパケットの送信先アドレスの内の少なくと
   も比較対象部分とを前記キャッシュテーブルの何れかの
   エントリに登録するキャッシュ登録手段とを備えたこと
   を特徴とするキャッシュを有するルータの方路決定装
   置。
3. 【請求項３】 前記テーブル検索手段は、前記フォワー
   ディングテーブルに対してロンゲストプレフィクスマッ
   チ検索を行う構成を備えたことを特徴とする請求項２記
   載のキャッシュを有するルータの方路決定装置。
4. 【請求項４】 受信パケットの送信先アドレスを基にパ
   ケットの方路を決定する、キャッシュを有するルータの
   方路決定装置において、 ロンゲストプレフィクスマッチ検索ができるキャッシュ
   を有し、 キャッシュを登録するキャッシュアドレスを決定する手
   段を有し、 フォワーディングテーブルとその検索手段を有し、 フォワーディングテーブルの検索にヒットしたエントリ
   を基にキャッシュに登録すべきフォワーディングテーブ
   ルのエントリを決定する手段を有し、 キャッシュエントリを削除する際に同時に削除すべきキ
   ャッシュエントリを決定する手段を有することを特徴と
   するキャッシュを有するルータの方路決定装置。
5. 【請求項５】 受信パケットの送信先アドレスに基づい
   て前記受信パケットの方路を決定する、キャッシュを有
   するルータの方路決定装置において、 プレフィクスビット列とプレフィクス長とからなるネッ
   トワークアドレスの集合を示す情報と、該ネットワーク
   アドレスの集合に対するパケットの方路を示す情報との
   組が登録されたエントリを複数有するフォワーディング
   テーブルと、 該フォワーディングテーブルの各エントリに登録されて
   いる情報の内の、一部のエントリに登録されている情報
   の写しが、それぞれ異なるエントリに登録されるLPM キ
   ャッシュテーブルと、ルータがパケットを受信した時、
   該受信したパケットの送信先アドレスをキーにして前記
   LPM キャッシュテーブルをロンゲストプレフィクスマッ
   チ検索し、ヒットしたエントリに登録されているパケッ
   トの方路を示す情報を出力するLPM キャッシュテーブル
   検索手段と、該LPM キャッシュテーブル検索手段がヒッ
   トするエントリを探し出せなかったとき、前記受信した
   パケットの送信先アドレスをキーにして前記フォワーデ
   ィングテーブルを検索し、ヒットしたエントリに登録さ
   れている方路を示す情報を出力するテーブル検索手段
   と、該テーブル検索手段から方路を示す情報が出力され
   たとき、前記テーブル検索手段においてヒットしたエン
   トリに登録されている情報と、前記フォワーディングテ
   ーブルのエントリの内の、そのエントリに登録されてい
   るプレフィクスビット列とプレフィクス長とによって示
   されるネットワークアドレスの集合が前記テーブル検索
   手段においてヒットしたエントリ中のプレフィクスビッ
   ト列とプレフィクス長とによって示されるネットワーク
   アドレスの集合に包含されるエントリに登録されている
   情報とを、前記LPM キャッシュテーブルのそれぞれ異な
   る未使用のエントリに登録し、前記LPM キャッシュテー
   ブル中に未使用のエントリを生成することが必要になっ
   たとき、所定のアルゴリズムに基づいて使用中のエント
   リの内の１つを未使用にし、更に、前記使用中のエント
   リの内の、そのエントリに登録されているプレフィクス
   ビット列とプレフィクス長とによって示されるネットワ
   ークアドレスの集合が前記未使用にされたエントリに登
   録されているプレフィクスビット列，プレフィクス長に
   よって示されるネットワークアドレスを包含しているエ
   ントリを未使用にするLPM キャッシュ登録手段とを備え
   たことを特徴とするキャッシュを有するルータの方路決
   定装置。
6. 【請求項６】 前記所定のアルゴリズムは、LRU である
   ことを特徴とする請求項５記載のキャッシュを有するル
   ータの方路決定装置。
7. 【請求項７】 前記テーブル検索手段は、前記フォワー
   ディングテーブルに対してLPM 検索を行う構成を有する
   ことを特徴とする請求項６記載のキャッシュを有するル
   ータの方路決定装置。
8. 【請求項８】 受信パケットの送信先アドレスをキャッ
   シュに登録する際のキャッシュエントリのマスクを掛け
   ない部分の長さとして最適キャッシュプレフィクス長を
   求める手段を有すことを特徴とする請求項１記載のキャ
   ッシュを有するルータの方路決定装置。
9. 【請求項９】 前記登録プレフィクス長決定手段の代わ
   りに、前記フォワーディングテーブルの各エントリに登
   録されているプレフィクスビット列，プレフィクス長お
   よび受信パケットの送信先アドレスに基づいて、前記各
   エントリに対する最適キャッシュプレフィクス長を求め
   る登録プレフィクス長決定手段を備え、且つ、 前記キャッシュテーブルの代わりに、受信パケットの送
   信先アドレスの内の、該送信先アドレスをキーにして前
   記フォワーディングテーブルを検索したときに前記登録
   プレフィクス長決定手段によって得られる最適キャッシ
   ュプレフィクス長によって示される比較対象部分が少な
   くとも登録されると共に、前記送信先アドレスをキーに
   して前記フォワーディングテーブルを検索したときにヒ
   ットするエントリ中の方路を示す情報が登録されるエン
   トリを複数有するキャッシュテーブルを備えたことを特
   徴とする請求項２記載のキャッシュを有するルータの方
   路決定装置。
10. 【請求項１０】 前記テーブル検索手段は、前記フォワ
    ーディングテーブルに対してロンゲストプレフィクスマ
    ッチ検索を行う構成を備えたことを特徴とする請求項９
    記載のキャッシュを有するルータの方路決定装置。
11. 【請求項１１】 受信パケットの送信先アドレスを基に
    パケットの方路を決定する、キャッシュを有するルータ
    の方路決定装置において、 ロンゲストプレフィクスマッチ検索ができるキャッシュ
    を有し、 キャッシュを登録するキャッシュアドレスを決定する手
    段を有し、 フォワーディングテーブルとその検索手段を有し、 受信パケットの送信先アドレスをキャッシュに登録する
    際のプレフィクス長として、最長キャッシュプレフィク
    ス長を求める手段を有することを特徴とするキャッシュ
    を有するルータの方路決定装置。
12. 【請求項１２】 受信パケットの送信先アドレスに基づ
    いて前記受信パケットの方路を決定する、キャッシュを
    有するルータの方路決定装置において、 プレフィクスビット列とプレフィクス長とからなるネッ
    トワークアドレスの集合を示す情報と、該ネットワーク
    アドレスの集合に対するパケットの方路を示す情報との
    組が登録されたエントリを複数有するフォワーディング
    テーブルと、 該フォワーディングテーブルの各エントリに登録されて
    いるプレフィクスビット列，プレフィクス長に基づい
    て、前記フォワーディングテーブルの各エントリに対す
    る最長キャッシュプレフィクス長を求める登録プレフィ
    クス長決定手段と、 受信パケットの送信先アドレスの内の、該送信先アドレ
    スをキーにして前記フォワーディングテーブルを検索し
    たときにヒットするエントリの最長キャッシュプレフィ
    クス長によって示される比較対象部分が少なくとも登録
    されると共に、前記送信先アドレスをキーにして前記フ
    ォワーディングテーブルを検索したときにヒットするエ
    ントリ中の方路を示す情報が登録されるエントリを複数
    有するLPM キャッシュテーブルと、 ルータがパケットを受信した時、該受信したパケットの
    送信先アドレスをキーにして前記LPM キャッシュテーブ
    ルをロンゲストプレフィクスマッチ検索し、ヒットする
    エントリが存在する場合は、そのエントリに登録されて
    いる方路を示す情報を出力するLPM キャッシュテーブル
    検索手段と、該LPM キャッシュテーブル検索手段がヒッ
    トするエントリを探し出せなかったとき、前記受信した
    パケットの送信先アドレスをキーにして前記フォワーデ
    ィングテーブルを検索し、ヒットしたエントリに登録さ
    れている方路を示す情報を出力するテーブル検索手段
    と、 該テーブル検索手段から出力された方路を示す情報と、
    前記受信したパケットの送信先アドレスの内の少なくと
    も比較対象部分を前記LPM キャッシュテーブルの何れか
    のエントリに登録するキャッシュ登録手段とを備えたこ
    とを特徴とするキャッシュを有するルータの方路決定装
    置。
13. 【請求項１３】 受信パケットの送信先アドレスをキャ
    ッシュに登録する際のプレフィクス長として最適キャッ
    シュプレフィクス長を求める手段を有することを特徴と
    する請求項１１記載のキャッシュを有するルータの方路
    決定装置。
14. 【請求項１４】 前記登録プレフィクス長決定手段の代
    わりに、前記フォワーディングテーブルの各エントリに
    登録されているプレフィクスビット列，プレフィクス長
    および受信先パケットの送信先アドレスに基づいて、前
    記フォワーディングテーブルの各エントリに対する最適
    キャッシュプレフィクス長を求める登録プレフィクス長
    決定手段を備え、且つ、 前記LPM キャッシュテーブルの代わりに、受信パケット
    の送信先アドレスの内の、該送信先アドレスをキーにし
    て前記フォワーディングテーブルを検索したときに前記
    登録プレフィクス長決定手段によって得られる最適キャ
    ッシュプレフィクス長によって示される比較対象部分が
    少なくとも登録されると共に、前記送信先アドレスをキ
    ーにして前記フォワーディングテーブルを検索したとき
    にヒットするエントリ中の方路を示す情報が登録される
    エントリを複数有するLPM キャッシュテーブルを備えた
    ことを特徴とする請求項１２記載のキャッシュを有する
    ルータの方路決定装置。
15. 【請求項１５】 前記キャッシュを登録するキャッシュ
    アドレスを決定する手段において、キャッシの全アドレ
    ス領域を常駐領域と更新領域に分け、更新領域からキャ
    ッシュを登録するキャッシュアドレスを決定する手段を
    有することを特徴とする請求項１，４，８，１１または
    １３記載のキャッシュを有するルータの方路決定装置。
16. 【請求項１６】 前記キャッシュ登録手段は、前記キャ
    ッシュテーブルの全アドレス領域を常駐領域と更新領域
    とに分け、更新領域の中から情報を登録するアドレスを
    決定する構成を有することを特徴とする請求項２，３，
    ９または１０記載のキャッシュを有するルータの方路決
    定装置。
17. 【請求項１７】 前記LPM キャッシュ登録手段は、前記
    LPM キャッシュテーブルの全アドレス領域を常駐領域と
    更新領域とに分け、更新領域の中から情報を登録するア
    ドレスを決定する構成を有することを特徴とする請求項
    ５，６または７記載のキャッシュを有するルータの方路
    決定装置。
18. 【請求項１８】 前記キャッシュ登録手段は、前記LPM
    キャッシュテーブルの全アドレス領域を常駐領域と更新
    領域とに分け、更新領域の中から情報を登録するアドレ
    スを決定する構成を有することを特徴とする請求項１２
    または１４記載のキャッシュを有するルータの方路決定
    装置。
19. 【請求項１９】 プレフィクスビット列とプレフィクス
    長とからなるネットワークアドレスの集合を示す情報お
    よび該ネットワークアドレスの集合に対するパケットの
    方路を示す情報との組が登録されたエントリを複数有す
    るフォワーディングテーブルと、受信パケットの送信先
    アドレスの内の、該送信先アドレスをキーにして前記フ
    ォワーディングテーブルを検索したときにヒットするエ
    ントリの最長キャッシュプレフィクス長によって示され
    る比較対象部分が少なくとも登録されると共に、前記送
    信先アドレスをキーにして前記フォワーディングテーブ
    ルを検索したときにヒットするエントリ中の方路を示す
    情報が登録されるエントリを複数有するキャッシュテー
    ブルとを備えたコンピュータを、 前記フォワーディングテーブルの各エントリに登録され
    ているプレフィクスビット列，プレフィクス長に基づい
    て、前記フォワーディングテーブルの各エントリに対す
    る最長キャッシュプレフィクス長を求める登録プレフィ
    クス長決定手段、 ルータがパケットを受信した時、該受信したパケットの
    送信先アドレスをキーにして前記キャッシュテーブルを
    検索し、登録されている比較対象部分のビットパターン
    が前記送信先アドレスの比較対象部分に対応する部分の
    ビットパターンと一致するエントリを探し出し、該探し
    出したエントリに登録されている方路を示す情報を出力
    するマスク付きキャッシュテーブル検索手段、 該マスク付きキャッシュテーブル検索手段が該当するエ
    ントリを探し出せなかったとき、前記受信したパケット
    の送信先アドレスをキーにして前記フォワーディングテ
    ーブルを検索し、ヒットしたエントリに登録されている
    方路を示す情報を出力するテーブル検索手段、 該テーブル検索手段から出力された方路を示す情報と、
    前記受信したパケットの送信先アドレスの内の少なくと
    も比較対象部分とを前記キャッシュテーブルの何れかの
    エントリに登録するキャッシュ登録手段として機能させ
    るためのプログラムを記録した機械読み取り可能な記録
    媒体。
20. 【請求項２０】 プレフィクスビット列とプレフィクス
    長とからなるネットワークアドレスの集合を示す情報お
    よび該ネットワークアドレスの集合に対するパケットの
    方路を示す情報との組が登録されたエントリを複数有す
    るフォワーディングテーブルと、該フォワーディングテ
    ーブルの各エントリに登録されている情報の内の、一部
    のエントリに登録されている情報の写しが、それぞれ異
    なるエントリに登録されるLPM キャッシュテーブルとを
    備えたコンピュータを、ルータがパケットを受信した
    時、該受信したパケットの送信先アドレスをキーにして
    前記LPM キャッシュテーブルをロンゲストプレフィクス
    マッチ検索し、ヒットしたエントリに登録されているパ
    ケットの方路を示す情報を出力するLPM キャッシュテー
    ブル検索手段、該LPM キャッシュテーブル検索手段がヒ
    ットするエントリを探し出せなかったとき、前記受信し
    たパケットの送信先アドレスをキーにして前記フォワー
    ディングテーブルを検索し、ヒットしたエントリに登録
    されている方路を示す情報を出力するテーブル検索手
    段、該テーブル検索手段から方路を示す情報が出力され
    たとき、前記テーブル検索手段においてヒットしたエン
    トリに登録されている情報と、前記フォワーディングテ
    ーブルのエントリの内の、そのエントリに登録されてい
    るプレフィクスビット列とプレフィクス長とによって示
    されるネットワークアドレスの集合が前記テーブル検索
    手段においてヒットしたエントリ中のプレフィクスビッ
    ト列とプレフィクス長とによって示されるネットワーク
    アドレスの集合に包含されるエントリに登録されている
    情報とを、前記LPM キャッシュテーブルのそれぞれ異な
    る未使用のエントリに登録し、前記LPM キャッシュテー
    ブル中に未使用のエントリを生成することが必要になっ
    たとき、所定のアルゴリズムに基づいて使用中のエント
    リの内の１つを未使用にし、更に、前記使用中のエント
    リの内の、そのエントリに登録されているプレフィクス
    ビット列とプレフィクス長とによって示されるネットワ
    ークアドレスの集合が前記未使用にされたエントリに登
    録されているプレフィクスビット列，プレフィクス長に
    よって示されるネットワークアドレスを包含しているエ
    ントリを未使用にするLPM キャッシュ登録手段として機
    能させるためのプログラムを記録した機械読み取り可能
    な記録媒体。
21. 【請求項２１】 プレフィクスビット列とプレフィクス
    長とからなるネットワークアドレスの集合を示す情報お
    よび該ネットワークアドレスの集合に対するパケットの
    方路を示す情報との組が登録されたエントリを複数有す
    るフォワーディングテーブルと、受信パケットの送信先
    アドレスの内の、該送信先アドレスをキーにして前記フ
    ォワーディングテーブルを検索したときに登録プレフィ
    クス長決定手段によって得られる最適キャッシュプレフ
    ィクス長によって示される比較対象部分が少なくとも登
    録されると共に、前記送信先アドレスをキーにして前記
    フォワーディングテーブルを検索したときにヒットする
    エントリ中の方路を示す情報が登録されるエントリを複
    数有するキャッシュテーブルとを備えたコンピュータ
    を、 前記フォワーディングテーブルの各エントリに登録され
    ているプレフィクスビット列，プレフィクス長および受
    信パケットの送信先アドレスに基づいて最適キャッシュ
    プレフィクス長を求める登録プレフィクス長決定手段、 ルータがパケットを受信した時、該受信したパケットの
    送信先アドレスをキーにして前記キャッシュテーブルを
    検索し、登録されている比較対象部分のビットパターン
    が前記送信先アドレスの比較対象部分に対応する部分の
    ビットパターンと一致するエントリを探し出し、該探し
    出したエントリに登録されている方路を示す情報を出力
    するマスク付きキャッシュテーブル検索手段、 該マスク付きキャッシュテーブル検索手段が該当するエ
    ントリを探し出せなかったとき、前記受信したパケット
    の送信先アドレスをキーにして前記フォワーディングテ
    ーブルを検索し、ヒットしたエントリに登録されている
    方路を示す情報を出力するテーブル検索手段、 該テーブル検索手段から出力された方路を示す情報と、
    前記受信したパケットの送信先アドレスの内の少なくと
    も比較対象部分を前記キャッシュテーブルの何れかのエ
    ントリに登録するキャッシュ登録手段として機能させる
    ためのプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒
    体。
22. 【請求項２２】 プレフィクスビット列とプレフィクス
    長とからなるネットワークアドレスの集合を示す情報お
    よび該ネットワークアドレスの集合に対するパケットの
    方路を示す情報との組が登録されたエントリを複数有す
    るフォワーディングテーブルと、受信パケットの送信先
    アドレスの内の、該送信先アドレスをキーにして前記フ
    ォワーディングテーブルを検索したときにヒットするエ
    ントリの最長キャッシュプレフィクス長によって示され
    る比較対象部分が少なくとも登録されると共に、前記送
    信先アドレスをキーにして前記フォワーディングテーブ
    ルを検索したときにヒットするエントリ中の方路を示す
    情報が登録されるエントリを複数有するLPM キャッシュ
    テーブルとを備えたコンピュータを、 前記フォワーディングテーブルの各エントリに登録され
    ているプレフィクスビット列，プレフィクス長に基づい
    て、前記フォワーディングテーブルの各エントリに対す
    る最長キャッシュプレフィクス長を求める登録プレフィ
    クス長決定手段、 ルータがパケットを受信した時、該受信したパケットの
    送信先アドレスをキーにして前記LPM キャッシュテーブ
    ルをロンゲストプレフィクスマッチ検索し、ヒットする
    エントリが存在する場合は、そのエントリに登録されて
    いる方路を示す情報を出力するLPM キャッシュテーブル
    検索手段、該LPM キャッシュテーブル検索手段がヒット
    するエントリを探し出せなかったとき、前記受信したパ
    ケットの送信先アドレスをキーにして前記フォワーディ
    ングテーブルを検索し、ヒットしたエントリに登録され
    ている方路を示す情報を出力するテーブル検索手段、 該テーブル検索手段から出力された方路を示す情報と、
    前記受信したパケットの送信先アドレスの内の少なくと
    も比較対象部分を前記LPM キャッシュテーブルの何れか
    のエントリに登録するキャッシュ登録手段として機能さ
    せるためのプログラムを記録した機械読み取り可能な記
    録媒体。
23. 【請求項２３】 プレフィクスビット列とプレフィクス
    長とからなるネットワークアドレスの集合を示す情報お
    よび該ネットワークアドレスの集合に対するパケットの
    方路を示す情報との組が登録されたエントリを複数有す
    るフォワーディングテーブルと、受信パケットの送信先
    アドレスの内の、該送信先アドレスをキーにして前記フ
    ォワーディングテーブルを検索したときに登録プレフィ
    クス長決定手段によって得られる最適キャッシュプレフ
    ィクス長によって示される比較対象部分が少なくとも登
    録されると共に、前記送信先アドレスをキーにして前記
    フォワーディングテーブルを検索したときにヒットする
    エントリ中の方路を示す情報が登録されるエントリを複
    数有するLPM キャッシュテーブルとを備えたコンピュー
    タを、 前記フォワーディングテーブルの各エントリに登録され
    ているプレフィクスビット列，プレフィクス長および受
    信パケットの送信先アドレスに基づいて、前記フォワー
    ディングテーブルの各エントリに対する最適キャッシュ
    プレフィクス長を求める登録プレフィクス長決定手段、 ルータがパケットを受信した時、該受信したパケットの
    送信先アドレスをキーにして前記LPM キャッシュテーブ
    ルをロンゲストプレフィクスマッチ検索し、ヒットする
    エントリが存在する場合は、そのエントリに登録されて
    いる方路を示す情報を出力するLPM キャッシュテーブル
    検索手段、該LPM キャッシュテーブル検索手段がヒット
    するエントリを探し出せなかったとき、前記受信したパ
    ケットの送信先アドレスをキーにして前記フォワーディ
    ングテーブルを検索し、ヒットしたエントリに登録され
    ている方路を示す情報を出力するテーブル検索手段、 該テーブル検索手段から出力された方路を示す情報と、
    前記受信したパケットの送信先アドレスの内の少なくと
    も比較対象部分を前記キャッシュテーブルの何れかのエ
    ントリに登録するキャッシュ登録手段として機能させる
    ためのプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒
    体。
24. 【請求項２４】 前記キャッシュ登録手段は、前記キャ
    ッシュテーブルの全アドレス領域を常駐領域と更新領域
    とに分け、更新領域の中から情報を登録するアドレスを
    決定する構成を有することを特徴とする請求項１９また
    は２１記載のプログラムを記録した機械読み取り可能な
    記録媒体。
25. 【請求項２５】 前記LPM キャッシュ登録手段は、前記
    LPM キャッシュテーブルの全アドレス領域を常駐領域と
    更新領域とに分け、更新領域の中から情報を登録するア
    ドレスを決定する構成を有することを特徴とする請求項
    ２０記載のプログラムを記録した機械読み取り可能な記
    録媒体。
26. 【請求項２６】 前記キャッシュ登録手段は、前記LPM
    キャッシュテーブルの全アドレス領域を常駐領域と更新
    領域とに分け、更新領域の中から情報を登録するアドレ
    スを決定する構成を有することを特徴とする請求項２２
    または２３記載のプログラムを記録した機械読み取り可
    能な記録媒体。