JP3250544B2 - 転送先検索方法、転送先検索装置、検索テーブル記録媒体及び検索プログラム記録媒体 - 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、ネットワーク上の
ルータに転送されてきたＩＰ（internet protocol）パ
ケット等のビット列のデータ信号の次の転送先を、その
データ信号の有するＩＰアドレス等の送信先アドレスに
基づいて検索する技術に関する。

【０００２】

【従来の技術】通信ネットワークにおけるＩＰパケット
信号等のデータ信号の送出先を示すルート情報を検索す
る検索装置の一つとして、ルータがある。このルータ
は、データ信号が入力されると、検索テーブルを検索し
てデータ信号の送出ルートの振り分けを行う。

【０００３】この検索テーブルには、ＩＰパケット信号
の次の転送先としての「出力インターフェイス」又は
「次の中継先であるルータのＩＰアドレス」が、ＩＰパ
ケット信号の有する「ＩＰサブネットアドレス」及び
「プレフィックス長」と対応づけられて登録されてい
る。

【０００４】そして、ルータは、受信したＩＰパケット
信号の送信先を示すＩＰアドレスを検索キーとして検索
テーブルの検索を行い、「出力インターフェイス」等の
転送先を決定する。この検索を行うにあたっては、検索
テーブルに登録されたもの中から、最終的にロンゲスト
マッチ法により、このＩＰアドレスと最も一致する「Ｉ
Ｐサブネットアドレス」を決定する。

【０００５】ここで、ロンゲストマッチ法について説明
する。ロンゲストマッチ法においては、登録されている
ＩＰアドレスのうち、検索キーのＩＰアドレスと一致す
る有効ビット列が最も長いものを選択する。以下、例を
挙げて説明する。この例では、ビット長が３ビットのＩ
Ｐアドレスとして、「０＊＊」及び「００＊」の二つが
登録されているとする。

【０００６】まず、「０＊＊」は、先頭ビットの「０」
のみが有効ビット値で、２番目以降の「＊＊」は、
「０」又は「１」の任意の値を表す。また、「００＊」
は、１ビット目及び２ビット目の「００」が有効ビット
値で、３番目の「＊」は、「０」又は「１」の任意の値
を表す。なお、アドレスのうち有効ビット列の長さをビ
ット数で表したものをプレフィックス長（有効ビット列
長）という。

【０００７】そして、転送されてきたＩＰパケットの最
終的な送信先を示す、検索キーとしてのＩＰアドレス
と、登録されている二つの登録ＩＰアドレスとをそれぞ
れ照合する。検索キーのＩＰアドレスを「０００１…」
とした場合、「００＊」の方が「０＊＊」よりも、登録
ＩＰアドレスと一致するプレフィックス長が長い。した
がって、この場合、次の転送先のＩＰアドレスとして
「００＊」が選択される。

【０００８】ところで、ＩＰアドレスのビット数が、上
述した例のように３ビット程度と短い場合には、その検
索も容易である。しかし、実際に使用されるＩＰアドレ
スのビット数は、これよりも遥かに長い。例えば、標準
規格ＩＰｖ４におけるアドレス長は、３２ビットであ
る。さらに、近年標準化されたＩＰｖ６においては、ア
ドレス長が１２８ビットと一層長くなっている。このた
め、ルータにおけるデータ信号中継処理においては、検
索処理の効率化が重要となる。

【０００９】そこで、従来から、ＩＰパケット信号の次
の転送先を、そのＩＰパケット信号の有するＩＰアドレ
スに基づいて検索する方法が、種々提案されている。こ
こでは、まず、図１３を参照して、バイナリ・ツリー
（Binary Tree）検索法について簡単に説明する。

【００１０】図１３は、バイナリ・ツリー検索法を説明
するための概念図である。図１３に示す例では、登録さ
れたＰ１〜Ｐ８の各ＩＰアドレスがツリー構造を構成し
ている。そして、バイナリ・ツリー検索法は、１ビット
単位でビット列のビット値の比較を順次に行う。このた
め、図１３に示すように、ツリーを構成する各ノード
は、ビット列の各ビット値にそれぞれ対応する。

【００１１】しかし、バイナリ・ツリー検索法では、エ
ントリ数が増えると、ノードの数が急増する。その結
果、検索回数も急増してしまう。そこで、ノードの増加
に伴う検索回数の増加を抑制する検索方法として、ラデ
ィックス・ツリー（Radix Tree）検索法が提案されてい
る。

【００１２】次に、図１４を参照して、このラディック
ス・ツリー検索法について簡単に説明する。図１４は、
ラディックス・ツリー検索法を説明するための概念図で
ある。図１４に示す例では、登録されたＰ１〜Ｐ８の各
ＩＰアドレスがツリー構造を構成する。そして、ラディ
ックス・ツリー検索法では、バイナリ・ツリー検索法と
異なり、ツリー構造のノードを１ビット単位で配置する
必要がない。このため、ラディックス・ツリー検索法に
おけるノード数は、エントリ数（登録されたＩＰアドレ
ス数）の高々二倍に抑えられる。

【００１３】しかし、ラディックス・ツリー検索法で
は、ツリー構造の枝の「０」及び「１」が直接ビット列
のビット値を表しているわけではない。このため、各ノ
ードにおいて、ノードのエントリと検索キーとを比較す
る必要がある。また、ラディックス・ツリー検索法で
は、登録されたＩＰアドレスのビット列の分布によって
検索回数が異なる。そして、検索回数は、最大、ビット
列の長さと同じ回数となってしまうことがある。例え
ば、割当てビット数が３２ビットのＩＰｖ４において
は、検索回数が最大３２回となることがある。

【００１４】そこで、ノードの増加に伴う検索回数の増
加を一層抑制する検索方法の一例が、文献１：「エーシ
ーエム・シグメトリーズ‘９８、１９９８年６月、第１
〜１０頁（ACM SIGMETRICS'98, pp.1-10, June 199
8）」に、コントロールド・プレフィックス・エクスパ
ンション（Controlled Prefix Expansion）検索法（以
下、「拡張法」と称する。）として提案されている。な
お、この拡張法と同様の検索方法は、文献２：「特開平
１０−２５７０６６号公報」にも開示されている。

【００１５】次に、図１５を参照して、従来の拡張法に
ついて説明する。拡張法では、ＩＰアドレスのビット列
を複数の分割ビット列に分割し、階層化された分割ビッ
ト列ごとの検索テーブル（文献２においては「制御テー
ブル」。）を設ける。そして、各検索テーブルにおいて
は、各分割ビット列をそれぞれエントリアドレスとす
る。

【００１６】すなわち、図１５に示した例では、合計７
ビット分のビット列を、順次に２ビット分、３ビット分
及び２ビット分の三つの分割ビット列に分割している。
そして、一段目及び三段目の検索テーブルでは、「０
０」〜「１１」の四つの分割ビット列をそれぞれエント
リアドレスとしている。また、二段目の検索テーブルで
は、「０００」〜「１１１」の八つの分割ビット列をエ
ントリアドレスとしている。

【００１７】そして、拡張法では、登録アドレスを更新
する際に、終了／継続フラグ、次の転送先のＩＰアドレ
スなどを示す次テーブルポインタや送信インターフェイ
スの情報そのものを、その検索テーブルの各エントリの
うち、登録し得る全てのエントリにそれぞれ設定する。

【００１８】すなわち、ＩＰアドレスの登録にあたって
は、各検索テーブルにおいて、各分割ビット列のビット
長に満たないエントリのビット列を各分割ビット列の末
端まで拡張する。ビット列を拡張すると、拡張前のビッ
ト列を共有する複数のエントリが、共通の登録ＩＰアド
レスに対応することになる。

【００１９】図１５に示した例では、Ｐ１〜Ｐ８の登録
される各ＩＰアドレスをそれぞれ、各分割ビット列の最
下位ビットまで拡張する。例えば、プレフィックス長が
「１」であるＰ５のＩＰアドレス「０＊」は、１ビット
分だけ拡張されて、２ビットの「００」及び「０１」と
なる。そして、一段目の検索テーブルにおいて、エント
リアドレスが「００」及び「０１」の両方のエントリ
に、Ｐ５がそれぞれ登録される。

【００２０】また、例えば、プレフィックス長が「３」
であるＰ２のＩＰアドレス「１１１＊」は、２ビット分
だけ拡張されて、５ビットの「１１１００」、「１１１
０１」、「１１１１０」及び「１１１１１」の四つのエ
ントリとなる。そして、二段目の検索テーブルにおいて
は、３ビット目〜５ビット目の分割ビット列がエントリ
アドレスとなる。したがって、エントリアドレスが、
「１００」、「１０１」、「１１０」及び「１１１」の
四つのエントリに、Ｐ２がそれぞれ登録される。さら
に、他の登録ＩＰアドレスも同様に拡張して登録され
る。

【００２１】このように、ビット列を拡張することによ
り、登録ＩＰアドレスを検索テーブルの特定のエントリ
アドレスと対応づけることができる。その結果、各段の
検索テーブルの検索にあたり、登録ＩＰアドレスの分割
ビット列をそのままオフセットとして使用できる。

【００２２】したがって、上述したラディックス・ツリ
ー検索で必要であった各ノードでのエントリとの比較が
不要となる。そして、検索回数は、最大でも、検索テー
ブルの段数で済む。例えば、図１５に示した例では、三
段の検索テーブルを設けているので、検索回数は最大で
も三回で済む。これにより、拡張法によれば、検索回数
を大幅に減らすことができる。

【００２３】さらに、検索キーのＩＰアドレスに対応す
るＩＰアドレスが未登録の場合には、検索テーブルにそ
の検索キーのＩＰアドレスを登録することもできる。こ
こで、図１６及び図１７を参照して、３２ビットのＩＰ
アドレスを８ビットずつ四つの分割ビット列に分割した
場合の、拡張法によるＩＰアドレスの登録方法について
説明する。

【００２４】図１６及び図１７は、ＩＰアドレスの登録
方法を説明するためのフローチャートである。図１６で
は、登録しようとするＩＰアドレスのプレフィックス長
が８ビット以下の場合である場合に、ＩＰアドレスを登
録する手順を示している。この場合には、一段目の検索
テーブル（第一制御テーブル）に対してのみ、登録する
こととなる。

【００２５】すなわち、登録にあたっては、まず、一段
目の検索テーブルのエントリのうち、そのＩＰアドレス
を登録し得る範囲を決定する（図１６のＳ１）。例え
ば、登録しようとするＩＰアドレスが、プレフィックス
長「１」の「８．０．０．０」である場合について説明
する。この場合、エントリアドレスのビット列うち、１
ビット目が「１」である上位８ビットの全ての分割ビッ
ト列が登録し得る範囲となる。すなわち、「１２８（＝
１０００ ００００）．０．０．０」〜「２５５（＝１
１１１ １１１１）」の各エントリが登録し得る範囲と
なる。

【００２６】また、例えば、登録しようとするＩＰアド
レスが、プレフィックス長「２」の「８．０．０．０」
である場合について説明する。この場合、エントリアド
レスのビット列のうち、１ビット目及び２ビット目が
「１０」である上位８ビットの全ての分割ビット列が登
録し得る範囲となる。すなわち、「１２８（＝１０００
００００）．０．０．０」〜「１９１（＝１０１１ １
１１１）．０．０．０」の各エントリが登録し得る範囲
となる。

【００２７】次に、登録し得る範囲に対して、更新制御
を行う（図１６のＳ２）。具体的には、図１６のＳ１の
ステップにおいて決定した登録し得る範囲内のエントリ
に、既にＩＰアドレスが登録済みのものが無い場合に
は、新しいＩＰアドレスにその範囲内のエントリを更新
し、送信インターフェイスも更新して、登録を終了す
る。

【００２８】また、その範囲内に、既に登録済みのＩＰ
アドレスがある場合には、まず、登録済みのＩＰアドレ
スのプレフィックス長と新たに登録しようとするＩＰア
ドレスのプレフィックス長とを比較する。そして、登録
済みのＩＰアドレスのプレフィックス長が新たなプレフ
ィックス長以上である場合には、登録済みのままとし
て、登録を終了する。一方、これに対して、登録済みの
ＩＰアドレスのプレフィックス長が新たなプレフィック
ス長よりも短い場合には、その範囲のエントリの内容
を、新しく登録するＩＰアドレスの情報に更新し、送信
インターフェイスも更新して、登録を終了する。

【００２９】また、図１７では、登録しようとするＩＰ
アドレスのプレフィックス長が３２ビット中、８ビット
より長く、１６ビット以下の場合である場合に、ＩＰア
ドレスを登録する手順を示している。この場合には、一
段目の検索テーブル（第一制御テーブル）及び二段目の
検索テーブル（第二制御テーブル）に対してのみ、登録
することとなる。

【００３０】すなわち、登録にあたっては、まず、図１
６のＳ１のステップと同様に、最上位の８ビットの分割
ビット列値をキーとして、第一制御テーブルを検索する
（図１７のＳ１）。次に、その第一制御テーブル中の該
当ビットでの、登録済みのエントリの有無を判断する
（図１７のＳ２）。

【００３１】そして、登録済みのエントリが有る場合に
は、その登録済みエントリが示す第二制御テーブルへア
クセスする（図１７のＳ３）。一方、登録済みのエント
リが無い場合には、新規の第二制御テーブルを、新規の
次テーブルポインタにより選択し、設定する（図１７の
Ｓ４）。続いて、その新規の第二制御テーブルへアクセ
スする（図１７のＳ５）。

【００３２】さらに、第二制御テーブルで、図１６のＳ
１のステップと同様にして、登録し得る範囲を決定する
（図１７のＳ６）。続いて、登録し得る範囲に対して、
図１６のＳ２のステップ同様にして、更新制御を行い
（図１７のＳ７）、登録を終了する。

【００３３】このようにして、従来の拡散法において
は、次の転送先に送るための必要な新たな情報が追加さ
れた場合、これら送信インターフェイス等の情報に加え
て、この追加情報そのものも、登録し得る全てのエント
リに設定していた。また、登録するＩＰアドレスのプレ
フィックス長が１６ビットより長く２４ビット以下の場
合や、２４ビットよりも長く３２ビット以下の場合も、
同様にして、エントリの設定を行うことができる。な
お、登録済みのＩＰアドレスを削除する場合も、追加す
る場合と同様にして、検索テーブルの該当する全てのエ
ントリに登録されていた送信インターフェイスなどの情
報を削除していた。

【００３４】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上述し
た拡張法では、検索テーブルが複数段に分割されている
上、一つの登録アドレスが、ビット列を拡張して複数の
エントリ登録されているため、登録アドレスの変更（追
加、更新及び削除を含む。）が複雑になるという問題点
がある。

【００３５】すなわち、拡張法では、一つのＩＰアドレ
スを登録したり削除したりするのに、通常、複数のエン
トリの内容を変更しなければならない。例えば、図１５
に示した例では、登録アドレス「Ｐ２」の登録を削除す
るにあたり、二段目の検索テーブルの「１００」、「１
０１」、「１１０」及び「１１１」の四つのエントリに
おいてそれぞれ登録アドレス「Ｐ２」を削除しなければ
ならない。

【００３６】また、拡張法では、新たに登録しようとす
るＩＰアドレスに対応する段の検索テーブルがない場合
には、一つのＩＰアドレスを登録するために、わざわざ
一段分の検索テーブルを追加しなければならない。その
上、その検索テーブルの該当する各エントリに、送信イ
ンターフェイスなどの同一の登録情報をいちいち書込む
必要も生じる。

【００３７】さらに、拡張法では、二段目以降の各検索
テーブルは、通常、直前の段の検索テーブルの各登録エ
ントリに個別に対応するように複数個ずつ設けられる。
その結果、多数の検索テーブルが必要となるため、検索
テーブルを構成するためのメモリ容量が大きくなる。そ
の上、拡張法では、送信先アドレスの登録されたエント
リが一つの検索テーブルに一つしかない場合であって
も、一段分の検索テーブルを構成する必要があった。こ
のため、拡張法では、メモリ容量を浪費してしまうとい
う問題点があった。

【００３８】なお、メモリ容量を節約するために、検索
テーブルを可変長として、エントリの数に合わせて可変
長とすることも考えられる。しかし、検索テーブルを可
変長とすると、検索テーブルの管理及び制御が困難とな
り、特に、ハードウエアによる実現が困難となる。

【００３９】本発明は、上記の問題を解決すべくなされ
たものであり、メモリ容量が節約でき、かつ、登録アド
レスの変更が容易な転送先検索方法、転送先検索装置、
検索テーブルが記録された記録媒体、及び、検索プログ
ラムが記録された記録媒体の提供を目的とする。

【００４０】

【課題を解決するための手段】この目的の達成を図るた
め、本発明の請求項１に係る転送先検索方法によれば、
転送されてきたデータ信号の次の転送先を決定するため
に、当該データ信号の送信先アドレスを検索キーとし
て、検索テーブルから、当該データ信号の転送先の登録
アドレスを示すホップポインタを検索する転送先検索方
法において、検索テーブルを、第一テーブル群と第二テ
ーブルとにより構成しておき、第一テーブル群は、送信
先アドレスに割当てられたビット数分のビット列を上位
から一定ビットずつ複数段に分割して得られた各段の分
割ビット列にそれぞれ対応する複数の第一テーブルから
なり、各第一テーブルは、当該第一テーブルの対応する
段の分割ビット列で表される各分割ビット列値を、当該
第一テーブルの各エントリのオフセットアドレスとして
それぞれ有するとともに、オフセットアドレスが、登録
アドレスのビット列値のうち当該段に対応する分割ビッ
ト列値と一致する場合に、当該第一テーブルは、当該オ
フセットアドレスのエントリ内容として、次にアクセス
する第二テーブルのエントリを示す第二テーブルポイン
タを有し、かつ、登録アドレスの有効ビット列の最下位
ビットが分割ビット列の途中までしかない場合に、当該
第一テーブルは、当該有効ビット列のうちの当該分割ビ
ット列に相当する有効ビット列部分を共通して含む各オ
フセットアドレスのエントリ内容として、互いに共通の
第二テーブルポインタを有し、第二テーブルは、エント
リ内容として、検索継続又は終了を指示する継続／終了
フラグ用フィールド、ホップポインタ用フィールド、及
び、次にアクセスする第一テーブルを示す第一テーブル
ポインタ用フィールドを有し、ホップポインタを検索す
るにあたり、送信先アドレスのビット列値を上位から前
記一定ビットずつ複数段に分割して得られる各段の分割
ビット列値のうち最上段の分割ビット列値をキーとし
て、第一テーブル群のうち最上段の第一テーブルを検索
し、当該分割ビット列値と一致するオフセットアドレス
のエントリから第二テーブルポインタを読み出し、第二
テーブルポインタの示すエントリの継続／終了フラグが
検索継続を指示している場合には、第一テーブルポイン
タの示す次段の第一テーブルを、送信先アドレスの当該
段の分割ビット列値をキーとして検索し、当該分割ビッ
ト列値と一致するオフセットアドレスのエントリから第
二テーブルポインタを繰返し読み出し、第二テーブルポ
インタの示すエントリの継続／終了フラグが検索終了を
指示している場合には、当該エントリのホップポインタ
を読み出して検索を終了する方法としてある。

【００４１】このように、本発明によれば、階層化され
た第一テーブルの他に、インデックスとしての第二テー
ブルを設ける。そして、第二テーブル、第一テーブルと
第二テーブルとを交互に検索する。そのために、第二テ
ーブルのエントリには、第一テーブルポインタや、ホッ
プポインタなどの転送先に関するデータを格納してお
く。その結果、膨大な数の各第一テーブルの各エントリ
には、原則、第二テーブルポインタのみを格納しておく
だけでよい。すなわち、各第一テーブルに、ホップポイ
ンタなどの転送先に関する多量のデータをいちいち格納
する必要がない。

【００４２】これにより、本発明においては、個々の第
一テーブルを構成する個々のメモリ容量を、従来の拡張
法における個々の検索テーブルのメモリ容量よりも少な
くすることができる。その結果、膨大な数の第一テーブ
ルからなる第一テーブル群全体のメモリ量を大幅に節約
することができる。したがって、本発明によれば、従来
の拡張法よりも検索テーブル全体のメモリ容量を節約す
ることができる。

【００４３】また、請求項２記載の発明によれば、第二
テーブルの各エントリは、ホップポインタ更新の有無を
指示する更新フラグ用フィールドを有し、ホップポイン
タを検索するにあたり、初期値のホップポインタを設定
して、内部変数として保持し、第二テーブルポインタの
示す第二テーブルのエントリの更新フラグが更新を指示
している場合に、内部変数として保持されてホップポイ
ンタを、当該エントリから読み出したホップポインタに
更新する方法としてある。このように、第二テーブルに
更新フラグを設ければ、検索中に必要に応じて、ホップ
ポインタを更新することができる。

【００４４】また、請求項３記載の発明によれば、第一
テーブルのエントリは、ホップポインタを更新する必要
がある場合にのみ、第二テーブルポインタを有し、更新
不要の場合には、第二テーブルポインタの代わりに、登
録アドレスのビット列値に従って次にアクセスする次段
の第一テーブルを示す第一テーブルポインタを有し、ホ
ップポインタを検索するにあたり、第一テーブルのエン
トリに第一テーブルポインタが設定されている場合に
は、第二テーブルを経由せずに、テーブルポインタの示
す第一テーブルへ直接アクセスする方法としてある。

【００４５】このように、第二テーブルポインタの代わ
りに次段の第一テーブルを示すテーブルポインタを格納
しておけば、第二テーブルにアクセスせずに、次段の第
一テーブルへアクセスすることができる。その結果、検
索中のアクセス回数を減らすことができるので、検索の
高速化を図ることができるとともに、そのテーブルポイ
ンタの分だけ、第二テーブルのエントリ数を減らすこと
ができるので、第二テーブルのメモリ容量の節約を図る
こともできる。

【００４６】また、請求項４記載の発明によれば、第一
テーブルを、０ビット用第一テーブルと１ビット用第一
テーブルと分けて構成しておき、０ビット用第一テーブ
ルは、第一テーブルの対応する分割ビット列の先頭ビッ
トの値が「０」である場合の、当該分割ビット列から当
該先頭ビットを除いた残存分割ビット列に対応し、１ビ
ット用第一テーブルは、第一テーブルの対応する分割ビ
ット列の先頭ビットの値が「１」である場合の、当該分
割ビット列から当該先頭ビットを除いた残存部分ビット
列に対応し、第二テーブルは、各エントリに、０ビット
用第一テーブルを示す０ビット用第一テーブルポインタ
用フィールドと、１ビット用第一テーブルを示す１ビッ
ト用第一テーブルポインタ用フィールドとを有し、ホッ
プポインタを検索するにあたり、分割ビット列の先頭ビ
ット値が「０」であるときに、０ビット用第一テーブル
ポインタの示す０ビット用第一テーブルにアクセスし、
分割ビット列の先頭ビット値が「１」であるときに、１
ビット用第一テーブルポインタの示す０ビット用第一テ
ーブルにアクセスする方法としてある。

【００４７】このように、各段の第一テーブルをそれぞ
れ０ビット用及び１ビット用第一テーブルとに分けてお
けば、該当する登録エントリがない場合には、０ビット
用又は１ビット用のいずれか一方の第一テーブルを省略
することができる。その結果、第一テーブルのメモリ容
量を節約することができる。さらに、分割ビット列の先
頭ビットに応じて、０ビット用又は１ビット用のいずれ
か一方の第一テーブルのみを選択してアクセスすること
ができる。その結果、第一テーブルの検索エントリ数を
半分とすることができる。

【００４８】また、請求項５記載の発明によれば、第一
テーブルが、登録アドレスに対応するエントリ（登録エ
ントリ）を一つだけ有する場合に、当該第一テーブルを
当該エントリ一つ分だけのメモリ領域の記憶容量を有す
る単独第一テーブルとし、第二テーブルの各エントリ
は、当該エントリの第一テーブルポインタの示す第一テ
ーブルの種類が単独第一テーブルであるか否かを示すテ
ーブル種類フラグ用フィールドを有し、ホップポインタ
を検索するにあたり、第二テーブルポインタの示す第二
テーブルのエントリのテーブル種類フラグが、当該エン
トリの第一テーブルポインタが示す第一テーブルが当該
単独第一テーブルであることを示している場合に、当該
単独第一テーブルに対応する登録アドレスの分割ビット
列値と、送信先アドレスの有効ビット列のうち当該分割
ビット列に相当する有効ビット列部分とを照合し、当該
分割ビット列値と当該有効ビット列部分とが不一致の場
合に、検索を終了し、当該分割ビット列値と当該有効ビ
ット列部分とが一致した場合に、当該エントリの第二テ
ーブルポインタの示す第二テーブルのエントリへアクセ
スする方法としてある。

【００４９】一般に、送信先アドレスに割り当てられた
ビット列の長さに対して、登録アドレスの数が少ない場
合には、一つの第一テーブルに登録されるエントリ数が
少なくなる。この場合、一つの第一テーブルあたりの登
録エントリ数が一つだけとなる場合が少なからず発生す
る。このような場合、たった一つの登録エントリのため
に、分割ビット列分の全エントリを有する第一テーブル
のメモリ領域を確保することは、メモリ容量の浪費とな
る。そこで、一エントリ分だけの単独第一テーブルを設
ければ、一つの第一テーブルあたりの登録エントリが一
つだけの場合に、メモリ容量を節約することができる。

【００５０】また、請求項６記載の発明によれば、単独
第一テーブルを省略し、第二テーブルにおいて、当該単
独第一テーブルを示す第一テーブルポインタの代わり
に、その単独第一テーブルのエントリに設定されるべき
第二テーブルポインタを設定する方法としてある。

【００５１】このようにすれば、単独第一テーブルを省
略することができるので、メモリ容量の一層の節約を図
ることができる。また、省略された第一テーブルへのア
クセス回数分だけアクセス回数を減らすことができるの
で、検索の迅速化を図ることができる。

【００５２】また、請求項７記載の発明によれば、第二
テーブルの先頭エントリに、最上段の第一テーブルの先
頭位置アドレスを示す先頭ポインタを格納しておき、ホ
ップポインタの検索を開始するにあたり、第二テーブル
の先頭エントリにアクセスし、当該先頭エントリの第一
ポインタの示す第一テーブルにアクセスする方法として
ある。

【００５３】また、請求項８記載の発明によれば、検索
テーブルにおいて登録アドレスを変更するにあたり、第
二テーブルのエントリにおいて、第一テーブルポインタ
及びホップポインタを変更し、第一テーブルのエントリ
において、第二テーブルポインタを変更する方法として
ある。

【００５４】このようにすれば、膨大な第一テーブルの
該当エントリにおいては、第二テーブルポインタのみを
変更すれば良く、ホップポインタなどの転送先に関する
情報の変更は、第二テーブルでのみ行えば済む。したが
って、本発明によれば、登録アドレスの変更（追加、更
新及び削除を含む。）を容易に行うことができる。

【００５５】また、本発明の請求項９記載の転送先検索
装置によれば、ルータに転送されてきたデータ信号の次
の転送先を決定するために、当該データ信号の送信先ア
ドレスを検索キーとして、検索テーブルから、当該デー
タ信号の転送先の登録アドレスを示すホップポインタを
検索する転送先検索装置において、検索テーブルを構成
する第一テーブル群を格納した第一記憶部と、検索テー
ブルを構成する第二テーブルを格納した第二記憶部と、
第一テーブル群へのアクセスを制御する第一制御部と、
第二テーブルへのアクセスを制御する第二制御部とを備
え、第一テーブル群は、送信先アドレスに割当てられた
ビット数分のビット列を上位から一定ビットずつ複数段
に分割して得られた各段の分割ビット列にそれぞれ対応
する複数の第一テーブルからなり、各第一テーブルは、
当該第一テーブルの対応する段の分割ビット列で表され
る各分割ビット列値を、当該第一テーブルの各エントリ
のオフセットアドレスとしてそれぞれ有するとともに、
オフセットアドレスが、登録アドレスのビット列値のう
ち当該段に対応する分割ビット列値と一致する場合に、
当該第一テーブルは、当該オフセットアドレスのエント
リ内容として、次にアクセスする第二テーブルのエント
リを示す第二テーブルポインタを有し、かつ、登録アド
レスの有効ビット列の最下位ビットが分割ビット列の途
中までしかない場合に、当該第一テーブルは、当該有効
ビット列のうちの当該分割ビット列に相当する有効ビッ
ト列部分を共通して含む各オフセットアドレスのエント
リ内容として、互いに共通の前記第二テーブルポインタ
を有し、第二テーブルは、エントリ内容として、検索継
続又は終了を指示する継続／終了フラグ用フィールド、
前記ホップポインタ用フィールド、及び、次にアクセス
する前記第一テーブルを示す第一テーブルポインタ用フ
ィールドを有し、第一制御部は、送信先アドレスを上位
から一定ビットずつ複数段に分割して得られる各段の分
割ビット列値のうち最上段の分割ビット列値をキーとし
て、第一テーブル群のうち最上段の第一テーブルを検索
し、当該分割ビット列値と一致するオフセットアドレス
のエントリから第二テーブルポインタを読み出し、か
つ、当該第二テーブルポインタを第二制御部へ転送し、
第二制御部は、第二テーブルポインタの示す第二テーブ
ルのエントリの継続／終了フラグが検索継続を指示して
いる場合に、第一テーブルポインタを読み出し、かつ、
当該第一テーブルポインタを第一制御部へ転送し、第一
制御部は、第一テーブルポインタの示す次段の第一テー
ブルを、送信先アドレスの当該段の分割ビット列値をキ
ーとして検索し、当該分割ビット列値と一致するオフセ
ットアドレスのエントリから第二テーブルポインタを繰
返し読み出し、かつ、当該第二テーブルポインタを第二
制御部へ転送し、第二制御部は、第二テーブルポインタ
の示す第二テーブルのエントリの継続／終了フラグが検
索終了を指示している場合には、当該エントリのホップ
ポインタを読み出し、当該ホップポインタを次の転送先
として出力する構成としてある。

【００５６】このように、本発明の転送先検索装置によ
れば、階層化された第一テーブルの他に、インデックス
としての第二テーブルを設け、第一テーブルと第二テー
ブルとを交互に検索する。そして、次に転送先を示すホ
ップポインタを第二テーブルにのみ格納し、第一テーブ
ルは、第二テーブルポインタのみをエントリ内容とす
る。

【００５７】これにより、個々の第一テーブルを構成す
るメモリ容量を、従来の拡張法の個々の検索テーブルの
メモリ容量よりも少なくして、検索テーブル全体のメモ
リ容量を節約することができる。

【００５８】また、本発明では、インデックスとしての
第二テーブルにのみホップポインタを設けているので、
膨大な第一テーブルの該当エントリにおいては、第二テ
ーブルポインタのみを変更すれば良く、ホップポインタ
などの転送先に関する情報の変更は、第二テーブルでの
み行えば済む。したがって、本発明によれば、登録アド
レスの変更（追加及び削除を含む。）を容易に行うこと
ができる。

【００５９】また、本発明の請求項１０記載の検索テー
ブルの記録された記録媒体によれば、転送されてきたデ
ータ信号の次の転送先を決定するために、当該データ信
号の送信先アドレスを検索キーとして、当該データ信号
の転送先の登録アドレスを示すホップポインタを検索す
るための検索テーブルの記録された、コンピュータ読み
取り可能な記録媒体であって、検索テーブルは、第一テ
ーブル群と第二テーブルとにより構成され、第一テーブ
ル群は、送信先アドレスに割当てられたビット数分のビ
ット列を上位から一定ビットずつ複数段に分割して得ら
れた各段の分割ビット列にそれぞれ対応する複数の第一
テーブルからなり、各第一テーブルは、当該第一テーブ
ルの対応する段の分割ビット列で表される各分割ビット
列値を、当該第一テーブルの各エントリのオフセットア
ドレスとしてそれぞれ有するとともに、オフセットアド
レスが、登録アドレスのビット列値のうち当該段に対応
する分割ビット列値と一致する場合に、当該第一テーブ
ルは、当該オフセットアドレスのエントリ内容として、
次にアクセスする第二テーブルのエントリを示す第二テ
ーブルポインタを有し、かつ、登録アドレスの有効ビッ
ト列の最下位ビットが分割ビット列の途中までしかない
場合に、当該第一テーブルは、当該有効ビット列のうち
の当該分割ビット列に相当する有効ビット列部分を共通
して含むに各オフセットアドレスのエントリ内容とし
て、互いに共通の第二テーブルポインタを有し、第二テ
ーブルは、エントリ内容として、検索継続又は終了を指
示する継続／終了フラグ用フィールド、ホップポインタ
用フィールド、及び、次にアクセスする第一テーブルを
示す第一テーブルポインタ用フィールドを有する検索テ
ーブルが、コンピュータ読み取り可能に記録されてい
る。

【００６０】このように、本発明によれば、階層化され
た第一テーブルの他に、インデックスとしての第二テー
ブルを設け、第一テーブルと第二テーブルとを交互に検
索する。そして、次に転送先を示すホップポインタを第
二テーブルにのみ格納し、第一テーブルは、第二テーブ
ルポインタのみをエントリ内容とする。これにより、個
々の第一テーブルを構成するメモリ容量を、従来の拡張
法の個々の検索テーブルのメモリ容量よりも少なくし
て、検索テーブル全体のメモリ容量を節約することがで
きる。

【００６１】また、この発明の請求項１１に記載された
検索プログラムの記録された記録媒体によれば、転送さ
れてきたデータ信号の次の転送先を決定するために、当
該データ信号の送信先アドレスを検索キーとして、検索
テーブルから、当該データ信号の転送先の登録アドレス
を示すホップポインタを検索する処理をコンピュータに
実行させる検索プログラムが記録された、コンピュータ
読み取り可能な記録媒体であって、ホップポインタを検
索するにあたり、送信先アドレスを上位から一定ビット
ずつ複数段に分割して得られる各段の分割ビット列値の
うち最上段の分割ビット列値をキーとして、第一テーブ
ル群のうち最上段の第一テーブルを検索し、当該分割ビ
ット列値と一致するオフセットアドレスのエントリから
第二テーブルポインタを読み出す処理と、第二テーブル
ポインタの示す第二テーブルのエントリの継続／終了フ
ラグが検索継続を指示している場合には、第一テーブル
ポインタの示す次段の前記第一テーブルを、送信先アド
レスの当該段の分割ビット列値をキーとして検索し、当
該分割ビット列値と一致する前記オフセットアドレスの
エントリから第二テーブルポインタを繰返し読み出す処
理と、第二テーブルポインタの示す第二テーブルのエン
トリの継続／終了フラグが検索終了を指示している場合
には、当該エントリのホップポインタを読み出して検索
を終了する処理とをコンピュータに実行させる検索プロ
グラムが記録された記録媒体。

【００６２】本発明の記録媒体に記録されたプログラム
をコンピュータに読み込ませて実行させることにより、
検索テーブルのためのメモリ容量を節約しつつ、登録ア
ドレスの変更が容易な送信先アドレス検索を実現するこ
とが可能となる。

【００６３】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て、図面を参照して説明する。なお、以下の実施形態に
おける送信先アドレス検索のための処理は、プログラム
に制御されたコンピュータにより実行される。このプロ
グラムは、例えば、記録媒体により提供される。また、
以下の実施形態における検索テーブルは、コンピュータ
読み取り可能な記録媒体として提供される。これら記録
媒体としては、例えば、磁気ディスク、半導体メモリ、
その他の任意の、コンピュータで読み取り可能なものを
使用することができる。

【００６４】［第一実施形態］ （構成について）まず、図１を参照して、第一実施形態
の転送先検索装置の構成について説明する。図１は、第
一実施形態の転送先検索装置の構成を説明するための機
能ブロック図である。

【００６５】第一実施形態の転送先検索装置は、ルータ
に他のルータ等から転送されてきたデータ信号の次の転
送先を決定する装置である。そのために、この転送先検
索装置は、データ信号に含まれている、当該データ信号
の送信先を示す送信先アドレスを検索キーとして、検索
テーブルから、そのデータ信号の転送先を示すホップポ
インタを検索する。

【００６６】そのために、第一実施形態の転送先検索装
置は、検索テーブルを構成する第一テーブル群１０が格
納された第一記憶部３０と、検索テーブルを構成する第
二テーブル２０が格納された第二記憶部４０と、第一テ
ーブル群へのアクセスを制御する第一制御部５０と、第
二テーブルへのアクセスを制御する第二制御部６０とに
より構成されている。

【００６７】なお、第一及び第二記憶部３０及び４０
は、例えば、任意にデータの読み書き可能な記憶ディス
クや半導体メモリその他の、任意好適な記録装置により
構成すると良い。また、第一及び第二記憶部３０及び４
０は、一つの記憶装置の記憶領域に個別に設けても良
い。

【００６８】（検索テーブルについて）ここで、図２を
参照して、検索テーブルを構成する第一テーブル群１０
及び第二テーブル２０について説明する。

【００６９】（第一テーブルについて）図２は、第一実
施形態の転送先検索方法を説明するための検索テーブル
の概念構成図である。図２に示すように、第一テーブル
群１０は、送信先アドレスに割当てられた３２ビット数
分のビット列を上位から８ビットずつ４段に分割して得
られた各段の分割ビット列にそれぞれ対応する一段目〜
四段目第一テーブル１１〜１４からなる。

【００７０】すなわち、一段目第一テーブル１１は、３
１ビット目から０ビット目までの３２ビットのビット列
のうち、最上位の３１ビット目から２４ビット目まで
（以下、「Ｂｉｔｓ［３１−２４］」と表記する。）の
分割ビット列に対応する。続いて、二段目第一テーブル
１２は、Ｂｉｔｓ［２３−１６］の分割ビット列に対応
する。以下同様に、三段目第一テーブル１３は、Ｂｉｔ
ｓ［１５−８］の分割ビット列に対応し、四段目第一テ
ーブル１４は、Ｂｉｔｓ［７−０］の分割ビット列に対
応する。

【００７１】さらに、第一実施形態では、各段の第一テ
ーブルを、それぞれ０ビット用第一テーブルと１ビット
用第一テーブルとに分けて構成している。なお、図２で
は、０ビット用及び１ビット用第一テーブルのいずれか
一方のみを、各段の第一テーブル１１〜１４として便宜
的に示す。

【００７２】そして、０ビット用第一テーブルは、各段
の第一テーブル１１〜１４のそれぞれ対応する分割ビッ
ト列の先頭ビットの値が「０」である場合の、当該分割
ビット列から当該先頭ビットを除いた残存分割ビット列
に対応する。例えば、一段目の０ビット用第一テーブル
は、Ｂｉｔｓ［３１−２４］の分割ビット列のうち、３
１ビット目の先頭ビット値が「０」である場合のＢｉｔ
ｓ［３０−２４］に対応する。また、二段目以降の０ビ
ット用第一テーブルについても同様である。

【００７３】また、１ビット用第一テーブルは、各段の
第一テーブル１１〜１４のそれぞれ対応する分割ビット
列の先頭ビットの値が「１」である場合の、当該分割ビ
ット列から当該先頭ビットを除いた残存部分ビット列に
対応する。例えば、二段目の１ビット用第一テーブル
は、Ｂｉｔｓ［２３−１６］の分割ビット列のうち、２
３ビット目の先頭ビット値が「１」である場合のＢｉｔ
ｓ［２２−１６］に対応する。また、他段の１ビット用
第一テーブルについても同様である。

【００７４】このように、各段の第一テーブルをそれぞ
れ０ビット用及び１ビット用第一テーブルとに分けてお
けば、該当する登録エントリがない場合には、０ビット
用又は１ビット用のいずれか一方の第一テーブルを省略
することができる。その結果、第一テーブルのメモリ容
量を節約することができる。

【００７５】そして、各第一テーブル１１〜１４は、当
該第一テーブルの対応する段の分割ビット列で表される
各分割ビット列値を、当該第一テーブルの各エントリの
オフセットアドレスとしてそれぞれ有する。さらに、各
段の０ビット用又は１ビット用第一テーブル１１〜１４
は、それぞれ、分割ビット列の先頭ビットを除いた残存
部分ビット列で表される分割ビット列値を、各エントリ
をオフセットアドレスとしてそれぞれ有する。したがっ
て、各段の０ビット用又は１ビット用第一テーブルのエ
ントリ数は、元の第一テーブルのエントリ数の半分とな
る。

【００７６】具体的には、一段目の０ビット用又は１ビ
ット用第一テーブル１１は、Ｂｉｔｓ［３０−２４］の
７ビットの分割ビット列で表される分割ビット列値（０
０００００）〜（１１１ １１１１）をそれぞれオフセ
ットアドレスとして有する０番目〜１２７番目のエント
リを有する。また、二段目の０ビット用又は１ビット用
第一テーブル１２は、Ｂｉｔｓ［２２−１６］の７ビッ
トの分割ビット列で表される分割ビット列値（０００
０００）〜（１１１ １１１１）をそれぞれオフセット
アドレスとして有する０番目〜１２７番目のエントリを
有する。

【００７７】さらに、三段目及び四段目の０ビット用又
は１ビット用第一テーブル１３及び１４も、同様に、分
割ビット列値（０００ ０００）〜（１１１ １１１
１）をそれぞれオフセットアドレスとする０番目〜１２
７番目のエントリを有する。なお、図２においては、格
段の第一テーブル１１〜１４をそれぞれ一つずつ代表し
て示したが、実際には、二段目以降の各段の第一テーブ
ル１２〜１４は、前段の各登録エントリごとに個別に設
けられている。

【００７８】すなわち、本実施形態では、二段目の０ビ
ット用又は１ビット用第一テーブル１２の最大数は、一
段目の０ビット用又は１ビット用第一テーブル１１の全
エントリ数分（２の７乗＝１２８個）となる。さらに、
三段目の第一テーブル１３は、各二段目の第一テーブル
１２の登録エントリごとに個別に設けられる。したがっ
て、三段目の第一テーブル１３の最大数は、１２８の２
乗個となる。同様にして、四段目第一テーブル１４の最
大数は、１２８の３乗個となる。ただし、各第一テーブ
ル１１〜１４では、常に全エントリに送信先アドレスが
登録されているわけではない。

【００７９】そして、第一テーブルのオフセットアドレ
スが、登録アドレスのビット列値のうち当該段に対応す
る分割ビット列値と一致する場合に、当該第一テーブル
は、当該オフセットアドレスのエントリ内容として、次
にアクセスする第二テーブルのエントリを示す第二テー
ブルポインタを有する。

【００８０】ここで、図３の（Ａ）を参照して、第一テ
ーブルのエントリ内容について説明する。図３は、第一
テーブルのエントリ内容を説明するためのデータ構成図
である。図３に示す第一テーブルは、例えば、Ｂｉｔｓ
［３１−２４］のＢｉｔ３１のビット値が「０」である
場合の、一段目の０ビット用第一テーブル１１に相当す
る。このため、この第一テーブル１１は、最上段の８ビ
ットの分割ビット列のうち、Ｂｉｔ３２を除いた残りの
Ｂｉｔｓ［３０−２４］に対応する。このため、この０
ビット用第一テーブル１１のエントリ数は１２８個（２
の（８−１）乗個）となる。そして、０番目〜１２７番
目の各エントリのアドレスは、それぞれ（０００ ００
００）〜（１１１ １１１１）のオフセットアドレスに
対応する。

【００８１】また、登録アドレスの有効ビット列の最下
位ビットが分割ビット列の途中までしかない場合に、当
該第一テーブルは、従来の拡張法と同様に、当該有効ビ
ット列のうちの当該分割ビット列に相当する有効ビット
列部分を共通して含む各オフセットアドレスのエントリ
内容として、互いに共通の第二テーブルポインタを有す
る。

【００８２】ここで、図３を参照して、登録アドレスの
ビット列を拡張して登録する場合について説明する。図
３は、ビット列を拡張して登録された第一テーブルのエ
ントリを説明するためのデータ構成図である。図３で
は、二つの登録アドレスのビット列を分割ビット列に合
わせて拡張してそれぞれ登録する例について説明する。

【００８３】まず、一つ目の登録アドレス「Ｒ１」の一
段目に対応する分割ビット列Ｂｉｔｓ［３１−２４］
が、（００＊＊ ＊＊＊＊）である場合について説明す
る。この登録ドレス「Ｒ１」の有効ビット列の最下位ビ
ットは、３０番目のビットであり、分割ビット列の途中
である。そして、２９番目以下の６ビット分のビット値
が不定となっている。したがって、この登録アドレスを
拡張すると、（００００ ００００）から（００１１
１１１１）までの６４通り（２の６乗通り）の分割ビッ
ト列値が、有効ビット列部分（００）を共通して含むこ
とになる。

【００８４】そこで、図３に示すように、一段目の０ビ
ット用第一テーブルの全エントリのうち、（０００ ０
０００）〜（０１１ １１１１）をオフセットアドレス
とする０番目〜６３番目の各エントリに、Ｒ１用の第二
テーブルポインタを設定する。

【００８５】次に、二つ目の登録アドレス「Ｒ２」の一
段目に対応する分割ビット列Ｂｉｔｓ［３１−２４］
が、（０１＊＊ ＊＊＊＊）である場合について説明す
る。この登録アドレス「Ｒ２」の有効ビット列の最下位
ビットは、３０番目のビットであり、分割ビット列の途
中である。そして、２９番目以下の６ビット分のビット
値が不定（＊）となっている。したがって、この登録ア
ドレスを拡張すると、（０１００ ００００）から（０
１１１ １１１１）までの６４通り（２の６乗通り）の
分割ビット列値が、有効ビット列部分（０１）を共通し
て含むことになる。

【００８６】そこで、図３に示すように、一段目の０ビ
ット用第一テーブルの全エントリのうち、（１００ ０
０００）〜（１１１ １１１１）をオフセットアドレス
とする６４番目〜１２７番目の各エントリに、Ｒ２用の
第二テーブルポインタを設定する。なお、登録エントリ
以外のエントリは、空欄（ＮＵＬ）となる。

【００８７】（第二テーブルについて）次に、図４を参
照して、第二テーブルのエントリの内容について説明す
る。図４では、第二テーブル２０の一つのエントリ２の
内容を代表して示す。図４に示すように、この第二テー
ブル２０の各エントリは、次に示す九つのフィールドを
有する。すなわち、継続／終了フラグ用フィールド２
１、更新フラグ用フィールド２２、ホップポインタ用フ
ィールド２３、０ビット用テーブル種類フラグ用フィー
ルド２４、０ビット用第一テーブルポインタ用フィール
ド２５、０ビット用単独第一テーブルの登録アドレス及
びそのプロフィックス長用フィールド２６、１ビット用
テーブル種類フラグフィールド２７、１ビット用第一テ
ーブルポインタ用フィールド２８、及び、１ビット用単
独第一テーブルの登録アドレス及びそのプロフィックス
長用フィールド２９を有する。

【００８８】この継続／終了フラグ用フィールド２１に
は、検索の継続又は終了を指示する継続／終了フラグが
設定される。また、更新フラグ用フィールド２２には、
ホップポインタの更新の有無を指示する更新フラグが設
定される。さらに、ホップポインタ用フィールド２３に
は、データ信号の次の転送先のアドレスの格納位置を示
すポインタが設定される。

【００８９】さらに、この第二テーブル２０では、各エ
ントリのフィールドを、分割ビット列の先頭ビット値が
「０」である場合と、「１」である場合とで分けてい
る。すなわち、０ビット用及び１ビット用テーブル種類
フラグ用フィールド２４及び２７には、当該エントリの
第一テーブルポインタの示す第一テーブルの種類が、後
述の第二実施形態で説明する単独第一テーブルであるか
否かを示すテーブル種類フラグが設定される。

【００９０】また、０ビット用及び１ビット用第一テー
ブルポインタ用フィールド２５及び２８は、それぞれ登
録アドレスのビット列値に従って次にアクセスする０ビ
ット用及び１ビット用第一テーブルを示す第一テーブル
ポインタが設定される。さらに、０ビット用及び１ビッ
ト用単独第一テーブルの登録アドレス及びそのプロフィ
ックス長用フィールド２６及び２９には、第一テーブル
ポインタが示す第一テーブルが、単独第一テーブルであ
る場合に、単独第一テーブルの単独エントリに登録され
ている登録アドレスの分割ビット列値とそのプロフィッ
クス長とが設定される。

【００９１】その上、第一実施形態では、第二テーブル
２０の先頭エントリに、最上段の第一テーブル１１の先
頭位置アドレスを示す先頭ポインタ格納する先頭ポイン
タ用フィールド２ａを設けている。

【００９２】（動作例）次に、図２を参照して、第一実
施形態の転送先検索装置の動作例、すなわち、転送先検
索方法の一例について説明する。まず、ルータ（図示せ
ず）へ、ＩＰｖ４のＩＰパケット信号、すなわち、３２
ビットの送信先アドレスを有するデータ信号が転送され
て来たとする。この送信先アドレスは、まず、ルータ内
の第二制御部６０へ入力される。

【００９３】続いて、送信先アドレスの転送先を示すホ
ップポインタの検索にあたり、第二制御部６０が、第二
記憶部４０に格納されている第二テーブル２０の先頭エ
ントリにアクセスする（図２の矢印ａ）。

【００９４】そして、送信先アドレスの先頭ビット（Ｂ
ｉｔ（３１））のビット値が「０」である場合には、第
二制御部６０は、第二テーブル２０から当該先頭エント
リの示す０ビット用第一テーブルポインタを読み出す。
この先頭エントリの０ビット用第一テーブルポインタ
は、第一記憶部３０における一段目の０ビット用第一テ
ーブルポインタの先頭エントリ位置（ベースアドレス）
を示す。

【００９５】また、送信先アドレスの先頭ビット値が
「１」である場合には、第二制御部６０は、１ビット用
第一テーブルポインタを読み出す。この先頭エントリの
１ビット用第一テーブルポインタは、第二記憶部４０に
おける一段目の１ビット用第一テーブルポインタの先頭
エントリ位置（ベースアドレス）を示す。なお、以下、
説明を簡単にするために、０ビット用と１ビット用とを
特に区別する必要がある場合を除いて、０ビット用及び
１ビット用第一テーブルのいずれも単に第一テーブルと
称する。

【００９６】さらに、第二制御部６０は、ホップポイン
タの初期値として「ＮＵＬ」を読み出す。そして、第二
制御部６０は、読み出した第一テーブルポインタと、内
部変数としてのホップポインタとを送信先アドレスとと
もに、第一制御部５０へ転送する。なお、第二テーブル
２０の先頭エントリは、第二テーブル２０へのメモリア
クセスを省略するために第二制御部６０に予め設けおい
ても良い。

【００９７】次に、第一制御部５０は、読み出された第
一テーブルポインタの示す一段目第一テーブル１１の先
頭エントリにアクセスする（図２の矢印ｂ）。第一制御
部５０は、３２ビットの送信先アドレスを上位から８ビ
ットずつ４段に分割する。続いて、分割の結果得られる
各段の分割ビット列値のうち、最上段の分割ビット列値
を検索キーとする。そして、この検索キーにより、一段
目第一テーブル１１のオフセットアドレスを検索する
（図２に矢印ｃ）。

【００９８】検索の結果、第一制御部５０は、検索キー
の分割ビット列値と一致するオフセットアドレスを有す
るエントリから第二テーブルポインタを読み出す。さら
に、第一制御部５０は、読み出した第二テーブルポイン
タを第二制御部６０へ転送する。

【００９９】ここで、図５を参照して、第二テーブルポ
インタを受け取った第二制御部６０の動作例について説
明する。図５は、第二制御部６０の第二テーブル２０に
アクセス後の動作例を説明するためのフローチャートで
ある。図５に示すように、第二制御部６０は、まず、第
二テーブルポインタの示す第二テーブル２０のエントリ
へアクセスする（図２の矢印ｄ）（図５のＳ１）。

【０１００】次に、第二制御部６０は、第二テーブル２
０のエントリの更新フラグが、更新を指示しているか否
かを判断する（図５のＳ２）。そして、更新フラグが更
新を指示している場合に、第二制御部６０は、内部変数
として保持しているホップポインタを、そのエントリの
有する新しいホップポインタに更新する（図５のＳ
３）。

【０１０１】また、更新フラグが更新を指示していない
場合、または、ホップポインタ更新後、第二制御部６０
は、そのエントリの継続／終了フラグが、継続を指示し
ているか否かを判断する（図５のＳ４）。そして、継続
／終了フラグが、終了を指示している場合、第二制御部
６０は、その段階で内部変数として保持しているホップ
ポインタを、次の転送先を示すホップポインタとして出
力する。

【０１０２】また、そのエントリの継続／終了フラグが
検索継続を指示している場合、第二制御部６０は、続い
て、分割ビット列の先頭ビット値が「０」であるか
「１」であるかを判断する。ここでは、二段目の分割ビ
ット列の先頭ビットであるＢｉｔ（２４）の値を判断す
る。（図５のＳ５）。なお、三段目の場合にはＢｉｔ
（１５）、四段目の場合にはＢｉｔ（７）の値をそれぞ
れ判断する。そして、Ｂｉｔ（２４）の値が「０」であ
る場合、第二制御部６０は、そのエントリから、０ビッ
ト用第一テーブルポインタを読み出す（図５のＳ６）。
またＢｉｔ（２４）の値が「１」である場合、第二制御
部６０は、そのエントリから、１ビット用第一テーブル
ポインタを読み出す（図５のＳ９）。

【０１０３】次に、第二制御部６０は、そのエントリの
テーブル種類フラグにより、読み出した第一テーブルポ
インタが示す第一テーブルが、単独第一テーブルか否か
を判断する（図５のＳ７又はＳ１０）。そして、単独第
一テーブルでない場合には、第二制御部６０は、その第
一テーブルポインタを第一制御部５０へ転送する（図５
のＳ１２）

【０１０４】また、テーブル種類フラグが単独第一テー
ブルである場合には、後述する第二実施形態にしめすよ
うに、第二制御部６０は、そのエントリのフィールドか
らプレフィックス長を読み出す。そして、その段の分割
ビット列値の上位からプレフィックス長分のビット列値
部分が、単独第一テーブルに対応する登録アドレスの分
割ビット列値と一致するか否かを判断する（図５のＳ８
又はＳ１１）。そして、一致した場合、第二制御部６０
は、その第一テーブルポインタを第一制御部５０へ転送
する（図５のＳ１２）。なお、一致しなかった場合、第
二制御部６０は、検索失敗として、検索を終了する。

【０１０５】第二制御部６０から再び第一テーブルポイ
ンタが転送された場合、第一制御部５０は、第一テーブ
ルポインタの示す二段目の第一テーブルの先頭エントリ
へアクセスする（図２の矢印ｅ）。そして、一段目の場
合と同様にして、送信先アドレスの二段目に対応する分
割ビット列値をキーとして二段目第一テーブル１２を検
索する（図２の矢印ｆ）。そして、その分割ビット列値
と一致するオフセットアドレスのエントリから第二テー
ブルポインタを繰返し読み出し、かつ、当該第二テーブ
ルポインタを第二制御部６０へ転送する。

【０１０６】以下、検索が終了するまで、第二制御部６
０により第二テーブル２０へアクセスし（図２の矢印
ｇ）、さらに、第二テーブル２０のエントリの第一テー
ブルポインタの示す三段目第一テーブル１３へアクセス
し（図２の矢印ｈ）、送信先アドレスの三段目に対応す
る分割ビット列値と一致するオフセットアドレスを検索
し（図２の矢印ｉ）、続いて、そのオフセットアドレス
のエントリの第二テーブルポインタの示す第二テーブル
２０のエントリへアクセスする（図２の矢印ｊ）。

【０１０７】そして、三段目第一テーブル１３を検索し
ても検索が終了しない場合には、さらに、第二テーブル
２０のエントリにおいて第一テーブルポインタの示す四
段目第一テーブル１４へアクセスする（図２の矢印
ｋ）。そして、送信先アドレスの四段目に対応する分割
ビット列値と一致するオフセットアドレスを検索し（図
２の矢印ｌ）、続いて、そのオフセットアドレスのエン
トリの第二テーブルポインタの示す第二テーブル２０の
エントリへアクセスする（図２の矢印ｍ）。さらに、最
終的に、第二テーブルポインタの示す第二テーブルのエ
ントリの継続／終了フラグが検索終了を指示している場
合に、第二制御部６０は、当該エントリのホップポイン
タを読み出し、当該ホップポインタを次の転送先として
出力する（図２の矢印ｎ）。以上のようにして、次の転
送先を示すホップポインタを検索することができる。

【０１０８】次に、図６を参照して、更新フラグ用フィ
ールド２１の更新フラグの指示による、ホップポインタ
の更新について詳細に説明する。ここでは、従来のバイ
ナリ・ツリー検索法の説明の際に用いた図１３に示した
登録されたＰ１〜Ｐ８の各ＩＰアドレスにより構成され
たツリー構造と同一の構成例を用いる。

【０１０９】そして、図６では、ＩＰアドレスを２ビッ
トずつに分割した例について説明する。すなわち、一段
目第一テーブルは、１及び２ビット目に対応し、二段目
第一テーブルは３及び４ビット目に対応し、三段目第一
テーブルは５及び６ビット目に対応し、さらに、四段目
第一テーブルは、７及び８ビット目に対応するものとす
る。

【０１１０】そして、ここでは、Ｐ８のＩＰアドレスを
検索する場合の、途中のホップポインタの変遷について
説明する。まず、第二テーブルの先頭エントリに、初期
のホップポインタを設定しておく。また、一段目第一テ
ーブルで検索した第二テーブルポインタの示す第二テー
ブルのエントリに、更新を指示する更新フラグととも
に、新たなホップポインタとして、Ｐ６のＩＰアドレス
を示すホップポインタを設定しておく。また、二段目第
一テーブルで検索した第二テーブルポインタの示す第二
テーブルのエントリに、更新を指示する更新フラグとと
もに、新たなホップポインタとして、Ｐ７のＩＰアドレ
スを示すホップポインタを設定しておく。

【０１１１】また、三段目第一テーブルで検索した第二
テーブルポインタの示す第二テーブルのエントリに、更
新を指示する更新フラグとともに、新たなホップポイン
タとして、Ｐ８のＩＰアドレスを示すホップポインタを
設定しておく。このように、第二テーブルのエントリに
ホップポインタを設定しておくことにより、ホップポイ
ンタが、初期設定から、Ｐ１、Ｐ６及びＰ７を示すホッ
プポインタに順次に更新されながら、最終的にＰ８のホ
ップポインタが検索される。

【０１１２】一方、例えば、図６に示すＰ６のＩＰアド
レスが登録されていない場合は、その段でホップポイン
タを更新する必要が無い。このため、二段目第一テーブ
ルで検索した第二テーブルポインタの示す第二テーブル
のエントリに、更新不指示の更新フラグを設定してお
き、ホップポインタを空欄（ＮＵＬ）としておく。この
場合、ホップポインタは、Ｐ６を飛ばして、初期設置か
ら、Ｐ１、Ｐ７及びＰ８と順次に更新されることにな
る。

【０１１３】（検索テーブルの変更）本発明において
は、第一テーブルのエントリには、原則、第二テーブル
ポインタだけが設定されている。このため、検索テーブ
ルの登録アドレスを変更するにあたっては、第二テーブ
ルのエントリで第一テーブルポインタ及びホップポイン
タを変更するとともに、第一テーブルのエントリにおい
ては、第二テーブルポインタのみを変更するだけで良
い。したがって、ホップポインタなどの転送先に関する
実際の情報の変更は、第二テーブルでのみ行えば済むの
で、登録アドレスの変更を容易に行うことができる。

【０１１４】ここで、図７及び図８を参照して、検索テ
ーブルの変更（追加、更新、削除を含む。）動作の一例
として、３２ビットのＩＰアドレスを８ビットずつ四つ
の分割ビット列に分割した場合の本発明によるＩＰアド
レスの登録方法について説明する。

【０１１５】図７及び図８は、ＩＰアドレスの追加登録
方法を説明するためのフローチャートである。図７で
は、登録しようとするＩＰアドレスのプレフィックス長
が８ビット以下の場合である場合に、ＩＰアドレスを登
録する手順を示している。この場合には、第二テーブル
と一段目第一テーブルとに対してのみ、登録することと
なる。すなわち、登録にあたっては、まず、デフォルト
の第二テーブルを検索する（図７のＳ１）。ここでは、
第二テーブルの先頭エントリへアクセスする。

【０１１６】次に、第二テーブルにおいて、ＩＰアドレ
スに対応する第一テーブルを示す第一テーブルポインタ
が登録済みか否かを判断する（図７のＳ２１）。ここで
は、この先頭エントリに、登録しようとするＩＰアドレ
スの先頭ビット値に対応する０ビット又は１ビット用第
一テーブルポインタが設定されているか否かを判断す
る。例えば、登録しようとするＩＰアドレスが、プレフ
ィックス長「１」の「８．０．０．０」である場合につ
いて説明する。この場合、先頭ビット値は「１」である
ので、１ビット用第一テーブルポインタ用フィールドの
内容を確認する。

【０１１７】そして、先頭エントリに該当する第一テー
ブルポインタが設定されている場合には、そのポインタ
の示す一段目第一テーブルへアクセスする（図７のＳ２
２）。例えば、１ビット用第一テーブルポインタ用フィ
ールドに第一テーブルポインタが設定されいる場合に
は、そのポインタの示す１ビット用第一テーブルへアク
セスする。

【０１１８】一方、先頭エントリに該当する第一テーブ
ルポインタが未設定（ＮＵＬ）の場合には、第二テーブ
ルに、新規の第一テーブルを示す第一テーブルポインタ
を設定する（図７のＳ２３）。ここでは、第二テーブル
の先頭エントリの１ビット用テーブルポインタ用フィー
ルドに、未だ使われていない新規の１ビット用第一テー
ブルを示す第一テーブルポインタを設定する。そして、
新規の第一テーブルポインタの示す一段目第一テーブル
へアクセスする（図７のＳ２４）。

【０１１９】次に、第一テーブルで登録し得る範囲を決
定する（図７のＳ３）。この第一テーブルは、図７のＳ
２２のステップで第二テーブルの先頭エントリの第一テ
ーブルポインタに従ってアクセスした第一テーブル、又
は、図７のＳ２４のステップで、第二テーブルの先頭エ
ントリに新たに設定した第一テーブルポインタに従って
アクセスした新たな第一テーブルである。

【０１２０】そして、例えば、登録しようとするＩＰア
ドレスが、プレフィックス長「１」の「８．０．０．
０」である場合について説明する。この場合、成就した
従来の拡散方の場合と同様に、エントリアドレスのビッ
ト列うち、１ビット目が「１」である上位８ビットの全
ての分割ビット列が登録し得る範囲となる。すなわち、
「１２８（＝１０００ ００００）．０．０．０」〜
「２５５（＝１１１１ １１１１）」の各エントリが登
録し得る範囲となる。

【０１２１】次に、登録し得る範囲に対して、更新制御
を行う（図７のＳ４）。具体的には、図７のＳ３のステ
ップにおいて決定した登録し得る範囲内のエントリに、
既に登録済みのＩＰアドレスに対応する第二テーブルポ
インタが無い場合には、新しいＩＰアドレスに対応する
第二テーブルポインタを、その範囲内の各エントリに設
定する。なお、新たに設定する第二テーブルポインタ
は、第二テーブルの未使用（ＮＵＬ）であったエントリ
を示すものを選ぶ。そして、その選択されたエントリ
に、その登録ＩＰアドレスのホップポインタを設定し、
登録を終了する。

【０１２２】また、その範囲内に、既に登録済みのＩＰ
アドレスがある場合には、まず、登録済みのＩＰアドレ
スのプレフィックス長と新たに登録しようとするＩＰア
ドレスのプレフィックス長とを比較する。そして、登録
済みのプレフィックス長が新たなプレフィックス長以上
である場合には、登録済みのままとして、登録を終了す
る。

【０１２３】一方、これに対して、登録済みのプレフィ
ックス長が新たなプレフィックス長よりも短い場合に
は、その範囲のエントリの内容を、新しく登録するＩＰ
アドレスに対応する第二テーブルポインタに更新する。
なお、更新した第二テーブルポインタとしては、第二テ
ーブルの未使用（ＮＵＬ）であったエントリを示すもの
を選ぶ。そして、その選択されたエントリに、その登録
ＩＰアドレスのホップポインタを設定し、登録を終了す
る。

【０１２４】また、図８では、登録しようとするＩＰア
ドレスのプレフィックス長が３２ビット中、８ビットよ
り長く、１６ビット以下の場合である場合に、ＩＰアド
レスを登録する手順を示している。この場合には、第二
テーブル、一段目及び二段目第一テーブルに対して登録
することとなる。この場合は、図７のＳ３のステップに
至るまでの処理は、上述した処理と同様である。そし
て、図７のＳ３のステップにおいて、以下の処理行う。

【０１２５】まず、登録済みの第二テーブルポインタの
有無を確認する（図８のＳ１）。そして、登録済みの第
二テーブルポインタがある場合には、そのポインタの示
す第二テーブルのエントリへアクセスする（図８のＳ
２）。さらに、図７の破線Ａで囲んだステップの処理を
行う（図８のＳ３）。

【０１２６】一方、登録済の第二テーブルポインタが無
い場合には、新規の第二テーブルポインタを設定する
（図８のＳ４）。続いて、新規に設定された第二テーブ
ルポインタの示す第二テーブルのエントリの内容を設定
する（図８のＳ５）。

【０１２７】次に、図７のＳ３のステップと同様にし
て、第一テーブルで登録し得る範囲を決定する（図８の
Ｓ６）。続いて、登録し得る範囲に対して、図７のＳ４
のステップと同様にして、更新登録を行い（図８のＳ
７）、登録を終了する。

【０１２８】なお、登録するＩＰアドレスのプレフィッ
クス長が１６ビットより長く２４ビット以下の場合や、
２４ビットよりも長く３２ビット以下の場合も、同様に
して、エントリの設定を行うことができる。また、上述
した実施形態では、ＩＰアドレスの変更として追加登録
の例について説明したが、登録アドレスの更新や削除に
ついても同様に、第一テーブルにおいては、原則、第二
テーブルポインタの変更だけで行うことができる。

【０１２９】このように、各第一テーブルの該当エント
リにおいては、第二テーブルポインタのみを変更すれば
良く、ホップポインタなどの転送先に関する情報の変更
は、第二テーブルでのみ行えば済む。したがって、本発
明によれば、登録アドレスの変更を容易に行うことがで
きる。

【０１３０】［第二実施形態］一般に、送信先アドレス
に割り当てられたビット列の長さに対して、登録アドレ
スの数が少ない場合には、一つの第一テーブルに登録さ
れるエントリ数が少なくなる。この場合、一つの第一テ
ーブルあたりの登録エントリ数が一つだけとなる場合が
少なからず発生する。このような場合、たった一つの登
録エントリのために、分割ビット列分の全エントリを有
する第一テーブルのメモリ領域を確保することは、メモ
リ容量の浪費となる。

【０１３１】そこで、本発明の第二実施形態では、メモ
リ容量を節約するために単独第一テーブルを設けた例に
ついて説明する。図９は、第二実施形態の転送先検索方
法を説明するための検索テーブルの概念構成図である。
図９に示すように、第二実施形態では、四段目第一テー
ブル１４０が、単独第一テーブルとなっている。

【０１３２】ここで、図１０を参照して、通常の第一テ
ーブルと比較して、単独第一テーブルについて説明す
る。図１０の（Ａ）は、通常の第一テーブルのデータ構
成図である。また、図１０の（Ｂ）は、単独第一テーブ
ルのデータ構成図である。

【０１３３】図１０の（Ａ）に示すように、通常に第一
テーブルは、複数のエントリからなり、登録アドレスの
分割ビット列値と一致するアドレスのエントリに、その
登録アドレスに対応する第二テーブルポインタがそれぞ
れ設定されている。図１０の（Ａ）に示す例では、エン
トリアドレスが（０００ ０００１）の１番目のエント
リと、エントリアドレスが（１１１ １１１０）の１２
６番目のエントリとに、それぞれ第二テーブルポインタ
が設定されている。

【０１３４】これに対して、図１０の（Ｂ）に示すよう
に、単独第一テーブルには、エントリ一つ分だけのメモ
リ領域の記憶容量を有する。そして、このエントリに、
登録アドレスに対応した第二テーブルポインタを設定し
ている。このように、単独第一テーブル１４０を設けれ
ば、一つの第一テーブルあたりの登録エントリが一つだ
けの場合に、メモリ容量を節約することができる。な
お、単独第一テーブルの場合には、エントリアドレス
は、登録アドレスの分割ビット列と一致させる必要はな
い。

【０１３５】また、単独第一テーブル１４０を設けた場
合には、その単独第一テーブル１４０を示す第一テーブ
ルポインタが設定されている、第二テーブルのエントリ
（図９の矢印ｊで指し示されているエントリ）のテーブ
ル種類フラグが、単独第一テーブルである旨を示してい
る。さらに、そのエントリの０ビット用及び１ビット用
単独第一テーブルの登録アドレス及びそのプロフィック
ス長用フィールドには、単独第一テーブル１４０の単独
エントリに登録されている登録アドレスの分割ビット列
値とそのプロフィックス長とが設定されている。

【０１３６】そして、第二実施形態におけるホップポイ
ンタ検索処理は、図９の矢印ｊの処理までは、上述した
第一実施形態における処理と同一である。そして、図９
の矢印ｊで示す第二テーブルのエントリにおいて、テー
ブル種類フラグが単独第一テーブル１４０であることを
示しているので、以下の処理行う。

【０１３７】すなわち、図５のＳ８又はＳ１１のステッ
プのように、第二制御部６０（図１参照。）は、そのエ
ントリのフィールドからプレフィックス長を読み出す。
そして、その段の分割ビット列値の上位からプレフィッ
クス長分のビット列値部分が、単独第一テーブルに対応
する登録アドレスの分割ビット列値と一致するか否かを
判断する（図５のＳ８又はＳ１１）。

【０１３８】一致した場合、第二制御部６０は、第一テ
ーブルポインタを第一制御部５０へ転送する（図５のＳ
１２）。そして、第一制御部５０は、第一テーブルポイ
ンタの示す四段目第一テーブル（単独第一テーブル）１
４０へアクセスする（図９の矢印ｋ）。さらに、単独第
一テーブル１４０のエントリの第二テーブルポインタの
示す、第二テーブルのエントリへアクセスする（図９の
矢印ｍ）。続いて、その第二テーブルのエントリのホッ
プポインタを読み出す（図９の矢印ｎ）。なお、一致し
なかった場合、第二制御部６０は、検索失敗として、検
索を終了する。

【０１３９】［第三実施形態］次に、図１１を参照し
て、本発明の第三実施形態について説明する。図１１
は、第三実施形態の転送先検索方法を説明するための検
索テーブルの概念構成図である。上述した第二実施形態
では、単独第一テーブル１４０（図９参照。）を設けた
例について説明したが、第三実施形態では、その単独第
一テーブル１４０を省略する。そして、第二テーブル２
０ａにおいて、当該単独第一テーブルを示す第一テーブ
ルポインタの代わりに、その単独第一テーブルのエント
リに設定されるべき第二テーブルポインタを設定する。

【０１４０】このようにすれば、単独第一テーブルを省
略することができるので、メモリ容量の一層の節約を図
ることができる。また、省略された第一テーブルへのア
クセス回数分だけアクセス回数を減らすことができるの
で、検索の迅速化を図ることができる。

【０１４１】［第四実施形態］次に、図１２を参照し
て、本発明の第四実施形態について説明する。図１２
は、第四実施形態の転送先検索方法を説明するための検
索テーブルの概念構成図である。第四実施形態では、第
一テーブルのエントリは、ホップポインタを更新する必
要がある場合にのみ、第二テーブルポインタを有し、更
新不要の場合には、第二テーブルポインタの代わりに、
登録アドレスのビット列値に従って次にアクセスする次
段の第一テーブルを示す第一テーブルポインタを有す
る。

【０１４２】ここでは、二段目第一テーブ１２ルのエン
トリが、第二テーブルポインタの代わりに第一テーブル
ポインタを有し、他段の第一テーブル１１、１３及び１
４のエントリは、第二テーブルポインタを有している。
そして、ホップポインタを検索するにあたり、二段目第
一テーブル１２から三段目第一テーブル１３へ、第二テ
ーブルを経由せずに、直接アクセスする（図１２の矢印
ｑ）。

【０１４３】このように、更新フラグが更新不指示の場
合に、第二テーブルポインタの代わりに、次段の第一テ
ーブルを示すテーブルポインタを格納しておけば、第二
テーブルにアクセスせずに、次段の第一テーブルへアク
セスすることができる。その結果、検索中のアクセス回
数を減らすことができるので、検索の高速化を図ること
ができるとともに、そのテーブルポインタの分だけ、第
二テーブルのエントリ数を減らすことができるので、第
二テーブルのメモリ容量の節約を図ることもできる。

【０１４４】上述した実施の形態においては、本発明を
特定の条件で構成した例について説明したが、本発明
は、種々の変更を行うことができる。例えば、上述した
説明ではＩＰｖ４（ビット長：３２ビット）を例にして
話しているが、ＩＰｖ６（ビット長：１２８ビット）の
場合でも同様な効果が得られる。ＩＰｖ４及びＩＰｖ６
混在の場合でも、ＩＰｖ４のビット列の前に９６ビット
のビット列（但し、ＩＰｖ６では使用されていないビッ
ト列）を追加して、ＩＰｖ４をＩＰｖ６の一部分するこ
とで対応可能である。なお、ＩＰｖ６の場合、送信先ア
ドレスの長さが１２８ビットなので、８ビットの第一テ
ーブルの場合、最大第１６段の構成となる。

【０１４５】さらに、第二テーブルエントリにＩＰｖ４
単独、ＩＰｖ６単独及びＩＰｖ４／ＩＰｖ６共用等のフ
ィールドを追加し、第二テーブルのエントリそのものを
ＩＰｖ４及びＩＰｖ６で共用することもできる。その場
合、第二テーブルのフィールドにＩＰｖ４／ＩＰｖ６の
識別フラグ用フィールドを追加するとよい。そして、識
別フラグの値は、ＩＰｖ４用、ＩＰｖ６用、ＩＰｖ４及
びＩＰｖ６両方用の三つの値をのいずれかとすることが
望ましい。

【０１４６】また、上述した実施形態では、送信先アド
レスのビット列を８ビットずつに分割した例について説
明したが、この発明では、各分割ビット列のビット数
は、８ビットに限定されず、任意好適なビット値とする
ことができる。また、上述した実施形態では、各段の分
割ビット列のビット数を均一としたが、この発明では、
段によって分割ビット数が異なっても良い。

【０１４７】なお、上述した実施形態において図５に示
すフローチャートでは、第二テーブルのエントリすべて
を読込んでいるが、Ｂｉｔ（Ｘ）の値は一段目〜四段目
の各段の検索において、それぞれ対応する送信先アドレ
スのビットより判明するので、第二テーブルのエントリ
を読み出す場合に、必要な部分のみを読み出して実行す
ることも可能である。

【０１４８】

【発明の効果】以上、詳細に説明したように、本発明に
よれば、階層化された第一テーブルの他に、インデック
スとしての第二テーブルを設け、第一テーブルと第二テ
ーブルとを交互に検索する。そして、次に転送先を示す
ホップポインタを第二テーブルにのみ格納し、第一テー
ブルは、第二テーブルポインタのみをエントリ内容とす
る。

【０１４９】これにより、個々の第一テーブルを構成す
るメモリ容量を、従来の拡張法における個々の検索テー
ブルのメモリ容量よりも少なくして、検索テーブル全体
のメモリ容量を節約することができる。

【０１５０】また、本発明では、インデックスとしての
第二テーブルにのみホップポインタを設けている。この
ため、登録アドレスの変更にあたっては、膨大な第一テ
ーブルの該当エントリでは、第二テーブルポインタのみ
を変更すれば良く、ホップポインタなどの転送先に関す
る情報の変更は、第二テーブルでのみ行えば済む。した
がって、本発明によれば、登録アドレスの変更を容易に
行うことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】第一実施形態の転送先検索装置の構成を説明す
るための機能ブロック図である。

【図２】第一実施形態の転送先検索方法を説明するため
の検索テーブルの概念構成図である。

【図３】第一テーブルのエントリ例を示すデータ構成図
である。

【図４】第一実施形態における第二テーブルのエントリ
の構成を示すデータ構成図である。

【図５】第二テーブルにアクセス時の動作例を説明する
ためのフローチャートである。

【図６】ホップポインタの更新の有無を説明するための
概念図である。

【図７】登録送信先アドレスの変更方法を説明するため
のフローチャートである。

【図８】登録送信先アドレスの変更方法を説明するため
のフローチャートである。

【図９】第二実施形態の転送先検索方法を説明するため
の検索テーブルの概念構成図である。

【図１０】（Ａ）は、通常の第一テーブルのデータ構成
図であり、（Ｂ）は、単独第一テーブルのデータ構成図
である。

【図１１】第三実施形態の転送先検索方法を説明するた
めの検索テーブルの概念構成図である。

【図１２】第四実施形態の転送先検索方法を説明するた
めの検索テーブルの概念構成図である。

【図１３】従来のバイナリ・ツリー検索法を説明するた
めの概念図である。

【図１４】従来のラディックス・ツリー検索法を説明す
るための概念図である。

【図１５】従来の拡張法を説明するための概念図であ
る。

【図１６】従来の拡張法における更新例を説明するため
のフローチャートである。

【図１７】従来の拡張法における更新例を説明するため
のフローチャートである。

【符号の説明】

１０ 第一テーブル群 １１、１２、１３、１４、１１０、１４０ 第一テーブ
ル ２０、２０ａ、２０ｂ 第二テーブル ３０ 第一記憶部 ４０ 第二記憶部 ５０ 第一制御部 ６０ 第二制御部

フロントページの続き (56)参考文献 特開 平10−257066（ＪＰ，Ａ) 特開 平11−66096（ＪＰ，Ａ) 特開 平８−32613（ＪＰ，Ａ) 播口陽一，ＮＥＴＷＯＲＫ ＴＥＣＨ ＮＯＬＯＧＹ（11）最近の経路検索技術 修正２進木／Ｂ木による経路検索，Ｕ ＮＩＸ ＭＡＧＡＺＩＮＥ，株式会社ア スキー，1998年10月 １日，第13巻，第 10号，第64−71頁，001，ＣＳＮＤ 199801248006 1998年電子情報通信学会通信ソサイエ ティ大会 Ｂ−７−123，1998年 ９月 ７日 1998年電子情報通信学会通信ソサイエ ティ大会 Ｂ−７−124，1998年 ９月 ７日 Ｖ．ＳＲＩＮＩＶＡＳＡＮ ａｎｄ Ｇ．ＶＡＲＧＨＥＳＥ，Ｆａｓｔ Ａｄ ｄｒｅｓｓ Ｌｏｏｋｕｐｓ Ｕｓｉｎ ｇ Ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ Ｐｒｅｆｉ ｘ Ｅｘｐａｎｓｉｏｎ，ＡＣＭ Ｔｒ ａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｃｏｍｐ ｕｔｅｒ Ｓｙｓｔｅｍｓ，米国，ＡＣ Ｍ，Ｖｏｌ．17，Ｎｏ．１，Ｐａｇｅｓ １−40 (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H04L 12/56 H04L 12/46 G06F 17/30

Claims (11)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 転送されてきたデータ信号の次の転送先
   を決定するために、当該データ信号の送信先アドレスを
   検索キーとして、検索テーブルから、当該データ信号の
   転送先の登録アドレスを示すホップポインタを検索する
   転送先検索方法において、 前記検索テーブルを、第一テーブル群と第二テーブルと
   により構成しておき、 前記第一テーブル群は、前記送信先アドレスに割当てら
   れたビット数分のビット列を上位から一定ビットずつ複
   数段に分割して得られた各段の分割ビット列にそれぞれ
   対応する複数の第一テーブルからなり、 各前記第一テーブルは、当該第一テーブルの対応する段
   の分割ビット列で表される各分割ビット列値を、当該第
   一テーブルの各エントリのオフセットアドレスとしてそ
   れぞれ有するとともに、 前記オフセットアドレスが、登録アドレスのビット列値
   のうち当該段に対応する分割ビット列値と一致する場合
   に、当該第一テーブルは、当該オフセットアドレスのエ
   ントリ内容として、次にアクセスする前記第二テーブル
   のエントリを示す第二テーブルポインタを有し、かつ、 前記登録アドレスの有効ビット列の最下位ビットが前記
   分割ビット列の途中までしかない場合に、当該第一テー
   ブルは、当該有効ビット列のうちの当該分割ビット列に
   相当する有効ビット列部分を共通して含む各オフセット
   アドレスのエントリ内容として、互いに共通の前記第二
   テーブルポインタを有し、 前記第二テーブルは、エントリ内容として、検索継続又
   は終了を指示する継続／終了フラグ用フィールド、ホッ
   プポインタ用フィールド、及び、次にアクセスする第一
   テーブルを示す第一テーブルポインタ用フィールドを有
   し、 前記ホップポインタを検索するにあたり、 前記送信先アドレスのビット列値を上位から前記一定ビ
   ットずつ複数段に分割して得られる各段の分割ビット列
   値のうち最上段の分割ビット列値をキーとして、前記第
   一テーブル群のうち最上段の第一テーブルを検索し、当
   該分割ビット列値と一致するオフセットアドレスのエン
   トリから前記第二テーブルポインタを読み出し、 前記第二テーブルポインタの示す前記第二テーブルのエ
   ントリの継続／終了フラグが検索継続を指示している場
   合には、前記第一テーブルポインタの示す次段の第一テ
   ーブルを、前記送信先アドレスの当該段の分割ビット列
   値をキーとして検索し、当該分割ビット列値と一致する
   オフセットアドレスのエントリから前記第二テーブルポ
   インタを繰返し読み出し、 前記第二テーブルポインタの示す第二テーブルのエント
   リの継続／終了フラグが検索終了を指示している場合に
   は、当該エントリのホップポインタを読み出して検索を
   終了することを特徴とする転送先検索方法。
2. 【請求項２】 前記第二テーブルの各エントリは、ホッ
   プポインタ更新の有無を指示する更新フラグ用フィール
   ドを有し、 前記ホップポインタを検索するにあたり、 初期値の前記ホップポインタを設定して、内部変数とし
   て保持し、 前記第二テーブルポインタの示す前記第二テーブルのエ
   ントリの前記更新フラグが更新を指示している場合に、
   前記内部変数として保持されてホップポインタを、当該
   エントリから読み出したホップポインタに更新すること
   を特徴とする請求項１記載の転送先検索方法。
3. 【請求項３】 前記第一テーブルのエントリは、前記ホ
   ップポインタを更新する必要がある場合にのみ、前記第
   二テーブルポインタを有し、更新不要の場合には、前記
   第二テーブルポインタの代わりに、前記登録アドレスの
   ビット列値に従って次にアクセスする次段の第一テーブ
   ルを示す第一テーブルポインタを有し、 前記ホップポインタを検索するにあたり、前記第一テー
   ブルのエントリに第一テーブルポインタが設定されてい
   る場合には、前記第二テーブルを経由せずに、前記テー
   ブルポインタの示す第一テーブルへ直接アクセスするこ
   とを特徴とする請求項１又は２記載の転送先検索方法。
4. 【請求項４】 前記第一テーブルを、０ビット用第一テ
   ーブルと１ビット用第一テーブルとに分けて構成してお
   き、 前記０ビット用第一テーブルは、前記第一テーブルの対
   応する前記分割ビット列の先頭ビットの値が「０」であ
   る場合の、当該分割ビット列から当該先頭ビットを除い
   た残存分割ビット列に対応し、 前記１ビット用第一テーブルは、前記第一テーブルの対
   応する前記分割ビット列の先頭ビットの値が「１」であ
   る場合の、当該分割ビット列から当該先頭ビットを除い
   た残存部分ビット列に対応し、 前記第二テーブルは、各エントリに、前記０ビット用第
   一テーブルを示す０ビット用第一テーブルポインタ用フ
   ィールドと、前記１ビット用第一テーブルを示す１ビッ
   ト用第一テーブルポインタ用フィールドとを有し、 前記ホップポインタを検索するにあたり、 分割ビット列の先頭ビット値が「０」であるときに、前
   記０ビット用第一テーブルポインタの示す前記０ビット
   用第一テーブルにアクセスし、 分割ビット列の先頭ビット値が「１」であるときに、前
   記１ビット用第一テーブルポインタの示す前記０ビット
   用第一テーブルにアクセスすることを特徴とする請求項
   １、２又は３記載の転送先検索方法。
5. 【請求項５】 前記第一テーブルが、前記登録アドレス
   に対応するエントリを一つだけ有する場合に、当該第一
   テーブルを当該エントリ一つ分だけのメモリ領域の記憶
   容量を有する単独第一テーブルとし、 前記第二テーブルの各前記エントリは、当該エントリの
   前記第一テーブルポインタの示す前記第一テーブルの種
   類が前記単独第一テーブルであるか否かを示すテーブル
   種類フラグ用フィールドを有し、 前記ホップポインタを検索するにあたり、 前記第二テーブルポインタの示す前記第二テーブルのエ
   ントリの前記テーブル種類フラグが、当該エントリの第
   一テーブルポインタが示す第一テーブルが当該単独第一
   テーブルであることを示している場合に、当該単独第一
   テーブルに対応する登録アドレスの分割ビット列値と、
   前記送信先アドレスの有効ビット列のうち当該分割ビッ
   ト列に相当する有効ビット列部分とを照合し、 当該分割ビット列値と当該有効ビット列部分とが不一致
   の場合に、検索を終了し、 当該分割ビット列値と当該有効ビット列部分とが一致し
   た場合に、当該エントリの第二テーブルポインタの示す
   第二テーブルのエントリへアクセスすることを特徴とす
   る請求項１〜４のいずれかに記載の転送先検索方法。
6. 【請求項６】 前記単独第一テーブルを省略し、 前記第二テーブルにおいて、当該単独第一テーブルを示
   す第一テーブルポインタの代わりに、前記単独第一テー
   ブルのエントリに設定されるべき第二テーブルポインタ
   を設定することを特徴とする請求項５記載の転送先検索
   方法。
7. 【請求項７】 前記第二テーブルの先頭エントリに、最
   上段の前記第一テーブルの先頭位置アドレスを示す先頭
   ポインタを格納しておき、 前記ホップポインタの検索を開始するにあたり、 前記第二テーブルの先頭エントリにアクセスし、当該先
   頭エントリの第一ポインタの示す第一テーブルにアクセ
   スすることを特徴とする請求項１〜６のいずれかに記載
   の転送先検索方法。
8. 【請求項８】 前記検索テーブルにおいて前記登録アド
   レスを変更するにあたり、 前記第二テーブルのエントリにおいて、前記第一テーブ
   ルポインタ及び前記ホップポインタを変更し、 前記第一テーブルのエントリにおいて、前記第二テーブ
   ルポインタを変更することを特徴とする請求項１〜７の
   いずれかに記載の転送先検索方法。
9. 【請求項９】 ルータに転送されてきたデータ信号の次
   の転送先を決定するために、当該データ信号の送信先ア
   ドレスを検索キーとして、検索テーブルから、当該デー
   タ信号の転送先の登録アドレスを示すホップポインタを
   検索する転送先検索装置において、 前記検索テーブルを構成する第一テーブル群を格納した
   第一記憶部と、 前記検索テーブルを構成する第二テーブルを格納した第
   二記憶部と、 前記第一テーブル群へのアクセスを制御する第一制御部
   と、 前記第二テーブルへのアクセスを制御する第二制御部と
   を備え、 前記第一テーブル群は、前記送信先アドレスに割当てら
   れたビット数分のビット列を上位から一定ビットずつ複
   数段に分割して得られた各段の分割ビット列にそれぞれ
   対応する複数の第一テーブルからなり、 各前記第一テーブルは、当該第一テーブルの対応する段
   の分割ビット列で表される各分割ビット列値を、当該第
   一テーブルの各エントリのオフセットアドレスとしてそ
   れぞれ有するとともに、 前記オフセットアドレスが、登録アドレスのビット列値
   のうち当該段に対応する分割ビット列値と一致する場合
   に、当該第一テーブルは、当該オフセットアドレスのエ
   ントリ内容として、次にアクセスする前記第二テーブル
   のエントリを示す第二テーブルポインタを有し、かつ、 前記登録アドレスの有効ビット列の最下位ビットが前記
   分割ビット列の途中までしかない場合に、当該第一テー
   ブルは、当該有効ビット列のうちの当該分割ビット列に
   相当する有効ビット列部分を共通して含む各オフセット
   アドレスのエントリ内容として、互いに共通の前記第二
   テーブルポインタを有し、 前記第二テーブルは、エントリ内容として、検索継続又
   は終了を指示する継続／終了フラグ用フィールド、前記
   ホップポインタ用フィールド、及び、次にアクセスする
   前記第一テーブルを示す第一テーブルポインタ用フィー
   ルドを有し、 前記第一制御部は、前記送信先アドレスを上位から前記
   一定ビットずつ複数段に分割して得られる各段の分割ビ
   ット列値のうち最上段の分割ビット列値をキーとして、
   前記第一テーブル群のうち最上段の前記第一テーブルを
   検索し、当該分割ビット列値と一致する前記オフセット
   アドレスのエントリから前記第二テーブルポインタを読
   み出し、かつ、当該第二テーブルポインタを前記第二制
   御部へ転送し、 前記第二制御部は、前記第二テーブルポインタの示す前
   記第二テーブルのエントリの前記継続／終了フラグが検
   索継続を指示している場合に、前記第一テーブルポイン
   タを読み出し、かつ、当該第一テーブルポインタを前記
   第一制御部へ転送し、 前記第一制御部は、前記第一テーブルポインタの示す次
   段の前記第一テーブルを、前記送信先アドレスの当該段
   の分割ビット列値をキーとして検索し、当該分割ビット
   列値と一致する前記オフセットアドレスのエントリから
   前記第二テーブルポインタを繰返し読み出し、かつ、当
   該第二テーブルポインタを前記第二制御部へ転送し、 前記第二制御部は、前記第二テーブルポインタの示す前
   記第二テーブルのエントリの前記継続／終了フラグが検
   索終了を指示している場合には、当該エントリの前記ホ
   ップポインタを読み出し、当該ホップポインタを次の転
   送先として出力することを特徴とする転送先検索装置。
10. 【請求項１０】 転送されてきたデータ信号の次の転送
    先を決定するために、当該データ信号の送信先アドレス
    を検索キーとして、当該データ信号の転送先の登録アド
    レスを示すホップポインタを検索するための検索テーブ
    ルの記録された、コンピュータ読み取り可能な記録媒体
    であって、 前記検索テーブルは、第一テーブル群と第二テーブルと
    により構成され、 前記第一テーブル群は、前記送信先アドレスに割当てら
    れたビット数分のビット列を上位から一定ビットずつ複
    数段に分割して得られた各段の分割ビット列にそれぞれ
    対応する複数の第一テーブルからなり、 各前記第一テーブルは、当該第一テーブルの対応する段
    の分割ビット列で表される各分割ビット列値を、当該第
    一テーブルの各エントリのオフセットアドレスとしてそ
    れぞれ有するとともに、 前記オフセットアドレスが、登録アドレスのビット列値
    のうち当該段に対応する分割ビット列値と一致する場合
    に、当該第一テーブルは、当該オフセットアドレスのエ
    ントリ内容として、次にアクセスする前記第二テーブル
    のエントリを示す第二テーブルポインタを有し、かつ、 前記登録アドレスの有効ビット列の最下位ビットが前記
    分割ビット列の途中までしかない場合に、当該第一テー
    ブルは、当該有効ビット列のうちの当該分割ビット列に
    相当する有効ビット列部分を共通して含むに各オフセッ
    トアドレスのエントリ内容として、互いに共通の前記第
    二テーブルポインタを有し、 前記第二テーブルは、エントリ内容として、検索継続又
    は終了を指示する継続／終了フラグ用フィールド、前記
    ホップポインタ用フィールド、及び、次にアクセスする
    前記第一テーブルを示す第一テーブルポインタ用フィー
    ルドを有する検索テーブルが記録された記録媒体。
11. 【請求項１１】 転送されてきたデータ信号の次の転送
    先を決定するために、当該データ信号の送信先アドレス
    を検索キーとして、検索テーブルから、当該データ信号
    の転送先の登録アドレスを示すホップポインタを検索す
    る処理をコンピュータに実行させる検索プログラムが記
    録された、コンピュータ読み取り可能な記録媒体であっ
    て、 前記ホップポインタを検索するにあたり、 前記送信先アドレスを上位から前記一定ビットずつ複数
    段に分割して得られる各段の分割ビット列値のうち最上
    段の分割ビット列値をキーとして、前記第一テーブル群
    のうち最上段の前記第一テーブルを検索し、当該分割ビ
    ット列値と一致する前記オフセットアドレスのエントリ
    から前記第二テーブルポインタを読み出す処理と、 前記第二テーブルポインタの示す前記第二テーブルのエ
    ントリの前記継続／終了フラグが検索継続を指示してい
    る場合には、前記第一テーブルポインタの示す次段の前
    記第一テーブルを、前記送信先アドレスの当該段の分割
    ビット列値をキーとして検索し、当該分割ビット列値と
    一致する前記オフセットアドレスのエントリから前記第
    二テーブルポインタを繰返し読み出す処理と、 前記第二テーブルポインタの示す前記第二テーブルのエ
    ントリの前記継続／終了フラグが検索終了を指示してい
    る場合には、当該エントリの前記ホップポインタを読み
    出して検索を終了する処理とをコンピュータに実行させ
    る検索プログラムが記録された記録媒体。