JPH11284658A - 最長一致検索装置 - Google Patents
最長一致検索装置Info
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- JPH11284658A JPH11284658A JP8402998A JP8402998A JPH11284658A JP H11284658 A JPH11284658 A JP H11284658A JP 8402998 A JP8402998 A JP 8402998A JP 8402998 A JP8402998 A JP 8402998A JP H11284658 A JPH11284658 A JP H11284658A
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- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
されその通信回線網内を流れるネットワークパケットの
伝達を仲介するルータに搭載される、登録されたアドレ
スと、入力されたネットワークパケット中のアドレスと
の最長一致検索を行なう最長一致検索装置に関し、連想
メモリを用い正しい最長一致検索を行なう。 【解決手段】連想メモリに、各エントリのアドレスと各
エントリのプレフィックス長(ネットワークアドレスの
長さ)とのペアを格納しておき、それらのペアで検索を
行なう。
Description
信回線網内に配置されその通信回線網内を流れるネット
ワークパケットの伝達を仲介するルータに搭載される、
登録されたアドレスと、入力されたネットワークパケッ
ト中のアドレスとの最長一致検索を行なう最長一致検索
装置に関する。
く普及してきており、それに伴って発信元や受信先を特
定するアドレスの枯渇が問題となり、現在、インターネ
ットプロトコルでは、アドレスの枯渇問題への対策か
ら、32ビットからなるIPアドレスを構成するネット
ワークアドレスとホストアドレスとの境目を自由に設定
できる手法が採られてきている。ここで、IPアドレス
のうちのネットワークアドレスの長さはプレフィックス
長と呼ばれる。
プロトコルのIPアドレスは、最長一致検索と呼ばれる
方法でそのアドレスの検索が行なわれる。図9は、最長
一致検索の説明図である。図9(A)は、ルータが伝達
を仲介しようとしているネットワークパケット中のデス
ティネーションIPアドレスからなるキーデータであ
り、ここでは、186.241.0.6であるとする。
ントリ、すなわちエントリ1:186.240.0/1
2、エントリ2:186.192.0.0/10が登録
されているものとする。ここで/12,/10は各エン
トリのプレフィックス長を示すものであり、例えば/1
2は、上位12ビットがネットワークアドレスであるこ
とを示している。
索対象として入力された(すなわち、図9(A)に示す
デスティネーションIPアドレスをもったネットワーク
パケットが入力された)とすると、両エントリ共に、各
エントリがもつプレフィックス長までキーデータと一致
するが、この場合、上位ビット側から最も長いビット長
部分が一致しているエントリ1のネットワークに対して
経路が開かれることになる。このように、上位ビット側
から最も長いビット長部分までキーデータと一致してい
るエントリを検索することを最長一致検索と称する。
して実現することを考える。ここで、連想メモリとは、
複数のメモリ領域を備え、それら複数のメモリ領域それ
ぞれに所定のビット長のデータを格納しておき、キーデ
ータが入力され、マスクされたビットを除く残りのビッ
トについて、入力されたキーデータと一致するデータが
格納されたメモリ領域を検索する機能を有する一種のメ
モリである。連想メモリ自体は、既に広く知られた技術
であり、ここでは連想メモリ自体についての詳細説明は
省略する。
索方法の説明図である。IPアドレスは32ビットであ
るため、連想メモリによって検索を行なう場合に、ま
ず、図10(A)に示すように、32ビットをマスクな
しで検索する。つまり、32ビット全てについて一致し
ているエントリが存在するか否かを検索する。次に、図
10(B)に示すように、最下位ビット1ビットのみに
マスクをかけて31ビットの検索を行なう。次には、最
下位ビット側から2ビットにマスクをかけて30ビット
の検索を行ない、以後同様にしてマスクを順次1ビット
ずつ増加させながら検索を行なう。
32回の検索を行なえば、最長一致しているエントリを
得ることができる。上記の順序に従えば、検索の結果ヒ
ットが最初に生じた(マスクがかけられないビット部分
について一致が検出された)エントリが最長一致したエ
ントリとなる。
を用い上記のようにして行なう最長一致検索の問題点の
説明図である。上記のようにして検索を行なっても、こ
の図11を参照して説明するような場合は、最長一致を
正確に求めていることにはならない。すなわち、2つの
エントリ1,2が図11(B),(C)のように定義さ
れていたとき、図11(A)に示すキーデータを用い下
位3ビットをマスクして検索を行なうと、エントリ1と
エントリ2では、プレフィックス長は、エントリ1の場
合はプレフィックス長=12,エントリ2の場合はプレ
フィックス長=10のように異なるが、検索の結果とし
てはエントリ1とエントリ2の双方で一致が検出される
ことになる。インターネットプロトコルのルールによる
とプレフィックス長の長いエントリ、すなわちここでは
エントリ1が選ばれるべきであるが、このような場合、
エントリ1が選ばれるという保証がないことになる。
用い、正しいエントリを検出することのできる最長一致
検索装置を提供することを目的とする。
明の最長一致検索装置は、受信先アドレスをあらわすデ
ステイネーションIPアドレスを含むネットワークパケ
ットが入力され、入力されたネットワークパケットを、
登録された複数のエントリのうちの、入力されたネット
ワークパケット中のデスティネーションIPアドレスに
適合したエントリのネットワークに送り出すルータにお
ける、複数のエントリのアドレスが登録され、これら登
録された複数のエントリの中から、入力されたネットワ
ークパケット中のデスティネーションIPアドレスに最
上位ビット側から最長ビット長一致するアドレスをもつ
エントリを検索する最長一致検索装置において、複数の
メモリ領域それぞれに所定のビット長のデータを格納し
ておき、キーデータが入力され、マスクされたビットを
除く残りのビットについてキーデータと一致するデータ
が格納されたメモリ領域を検索する連想メモリであっ
て、上記複数のメモリ領域それぞれに、各エントリのア
ドレスをあらわすアドレスデータと各エントリのプレフ
ィックス長をあらわすプレフィックスデータとのペアが
格納されてなる連想メモリと、検索用のプレフィックス
データを順次に作成するプレフィックスデータ作成回路
と、入力されたネットワークパケット中のデスティネー
ションIPアドレスとプレフィックスデータ作成回路に
より作成されたプレフィックスデータとに基づいて、検
索用のキーデータを作成するキーデータ作成回路とを備
え、上記連想メモリが、キーデータ作成回路により作成
されたキーデータに基づいて、最上位ビット側から最長
ビット長一致するアドレスデータであって、かつ、最上
位ビット側から最長ビット長一致するアドレスデータが
複数格納されていた場合に、これら複数のアドレスデー
タのうち、最長のプレフィックス長をあらわすプレフィ
ックスデータとペアのアドレスデータが格納されたメモ
リ領域を検索するものであることを特徴とする。
メモリには、図1(B)に示すエントリ1と図1(C)
に示すエントリ2が登録されているものとする。すなわ
ち、各エントリに対応して、ここに示す例では、32ビ
ットのアドレスデータと、5ビットのプレフィックスデ
ータが登録されている。
32ビットのアドレスデータと5ビットのプレフィック
スデータとの合計37ビットであり、図1に示す例で
は、図1(A)に示すキーデータを用いて検索を行なう
と、アドレスデータとしてはエントリ1とエントリ2の
双方で一致するが、プレフィックスデータは、キーデー
タが1C(hex)(プレフィックス=29を意味す
る)であるのに対し、エントリ1のプレフィックス長
は、キーデータのプレフィックス長と同じ1C(he
x)、エントリ2のプレフィックス長は、キーデータの
プレフィックス長とは異なり1A(hex)(プレフィ
ックス長=27を意味する)であり、したがってここに
示す例では、エントリ1のみが検出される。
連想メモリに、各エントリのアドレスをあらわすアドレ
スデータと各エントリのプレフィックス長(ネットワー
クアドレスの長さ)をあらわすプレフィックスデータと
をペアを格納しておき、それらのペアで検索を行なうよ
うにしたため、エントリのアドレスのみでは同時に複数
のエントリで一致が検出されるような状況であっても、
プレフィックス長の長いエントリのみで一致が検出され
ることになり、図11を参照して説明したような問題が
解消され、正しいエントリが検出される。
2種類の最長一致検索法について説明し、次いで本発明
の最長一致検索装置の実施形態について説明する。図2
は、2種類の最長一致検索法のうちの第1の最長一致検
索法の説明図である。
のビット配列が示されでおり、各検索において32ビッ
トからなるアドレスデータは同一、5ビットからなるプ
レフィックスデータは検索1回目は1F(hex)(プ
レフィックス長=32を意味する)から始まり、1ずつ
デクリメントされて検索32回目では0(hex)(プ
レフィックス長=1を意味する)となる。また、検索1
回目はマスクなし、検索2回目は32ビットのアドレス
データの最下位1ビットをマスクする、検索3回目は3
2ビットのアドレスデータのうちの下位2ビットをマス
クする、……、検索32回目では32ビットのアドレス
データのうちの下位31ビットをマスクする(最上位1
ビットのみ有効とする)、のようにマスクを1ビットず
つ順次増やして検索する。尚プレフィックスデータに関
しては上記のように検索毎に値が書き換えられ、常に有
効データとして検索に参加する。
索を行ない、最初にヒットのあったエントリが、プレフ
ィックス長も含めて正しいエントリとして検出される。
尚、この図2に示す最長一致検索法を採用すると、検索
対象を指定するためのマスクが32種類必要になるよう
にも考えられるが、キーデータの検索対象部分は順次1
ビットずつ狭められるため、マスクレジスタとしてシフ
トレジスタを1つ用意すればよい。
第2の最長一致検索法の説明図である。この図3におけ
る検索1回目のキーデータを構成するアドレスデータ
(32ビット)およびプレフィックスデータ(5ビッ
ト)は、いずれも、図2に示す検索法における検索1回
目のものと同一である。
フィックスデータが順次デクリメントされる点も、図2
に示す検索法と同一である。ただし、32ビットのアド
レスデータに関し、検索2回目は最下位1ビットを
‘0’に置き換えたデータで検索を行ない、検索3回目
は下位2ビットを‘0’に置き換えたデータで検索を行
ない、……、検索32回目では、下位31ビットを
‘0’に置き換えたデータで検索を行なう。すなわち、
図2を参照して説明した検索法におけるマスクをかける
ビットに、マスクをかける代わりに‘0’を代入する。
検索が行なわれる連想メモリ側には、各エントリに対応
して、アドレスデータとしては、ネットワークアドレス
のみ有効なデータを登録し、ホストアドレスの部分は全
て‘0’を登録しておく。各エントリに対応して、この
ようなアドレスデータと、プレフィックスデータとのペ
アを連想メモリに登録しておく。
ように順次変更しながら順次検索を行なう。この検索法
によっても、図2を参照して説明した検索法と同様に、
プレフィックス長を含め正しいエントリを検出すること
ができる。尚、図3を参照して説明した検索法では、キ
ーデータ側はマスクをかける代わりに‘0’を代入し、
連想メモリ側はホストアドレスの部分は全て‘0’を登
録しておく旨説明したが、例えばキーデータ側はマスク
の代わりに‘1’を代入し、連想メモリ側のホストアド
レスの部分に全て‘1’を登録しておいてもよく、検索
の障害とならないように双方が同一のビット配列であれ
ばよい。
施形態を示すブロック図、図5は、そのタイミングチャ
ートである。ここでは、この図4に示す最長一致検索装
置において、図2を参照して説明した検索法による検索
が行なわれるものとして説明する。この図4に示す最長
一致検索装置10にはCAMメモリブロック11が備え
られており、このCAMメモリブロック11には、メン
テナンスポートを経由して入力されるデータに応じて、
CAMデータ入出力制御回路12により各エントリに対
応したデータが登録され、必要に応じて追加、変更され
る。
録される1つのエントリに対応するデータ構成を示す図
である。ここには、32ビットのIPアドレスデータ
と、5ビットのプレフィックスデータと、その他のデー
タの各領域が示されている。その他のデータの中には、
詳細説明は省略するが、例えばそのエントリの登録時刻
をあらわすタイムスタンプなどがある。
致検索制御回路13が備えられており、この最長一致検
索制御回路13にはクロックが入力され、この最長一致
検索制御回路13は、入力されたクロックに同期して、
CAMメモリブロック11に登録された各エントリの中
から所望のエントリを検索するための各部の制御を行な
う。
は、キーデータ生成回路14およびプレフィックスデー
タ生成回路15が備えられている。キーデータ生成回路
14には、入力ポートを経由して検索用キーデータの基
になる入力データ(デスティネーションIPアドレス)
が入力され、さらに検索の開始を指示する検索開始信号
が入力される(図5参照)。すると、プレフィックスデ
ータ生成回路15では、前述したように順次デクリメン
トされるプレフィックスデータが生成されてキーデータ
生成回路14に入力され、キーデータ生成回路14で
は、IPアドレスとプレフィックスデータとからなるキ
ーデータが生成されてCAMメモリブロック11に入力
される。
れるキーデータの構成を示した図である。キーデータ生
成回路14では、32ビットのIPアドレスデータと5
ビットのプレフィックスデータと、さらにその他のデー
タとからなるキーデータが生成される。ここではその他
のデータは、CAMメモリブロックに登録されたデータ
(図6参照)とデータ長を合わせるためだけの役割りを
担っており、どのようなデータであってもかまわない。
索に用いられるキーデータの一例を示した図である。各
回の検索とも、IPアドレスデータは同一であり、プレ
フィックスデータは順次1ずつデクリメントされてい
る。マスク生成回路16では、キーデータをマスクする
ためのマスクデータが生成されてCAMメモリブロック
11に入力される。検索1回目では、その他のデータの
部分についてのみマスクされ、検索2回目では、その他
のデータの部分と、32ビットのIPアドレスデータの
うちの最下位1ビットについてマスクされ、……、検索
32回目では、その他のデータの部分と、32ビットの
IPアドレスデータのうちの下位31ビットについてマ
スクされるように、順次異なるマスクデータが生成され
る。
ータ生成回路14で生成されてCAMメモリブロック1
1に入力されるキーデータのうち、マスク生成回路16
で生成されたマスクデータでマスクされていない有効部
分について順次に32回の検索が行なわれ、最初にヒッ
トがあった時点のCAMメモリブロック11のアドレス
とそのアドレスに格納された内容からなる最長一致検索
結果がCAMメモリブロック11から出力されて最長一
致検索結果出力回路17に一旦格納され、32回の検索
が終了した時点で最長一致検索制御回路13から最長一
致検索結果出力回路17に検索終了信号が送られ、最長
一致検索結果出力回路17は、その検索終了信号を受け
て、その最長一致検索結果を出力ポートから出力する。
10の説明は、図2を参照して説明した検索法を適用す
るものとしたときの説明であるが、この図4に示した最
長一致検索装置10では、図3を参照して説明した検索
法を適用した検索を行なうこともできる。すなわち、こ
のときは、CAMメモリブロック11には、各エントリ
のIPアドレスのうちのネットワークアドレスのみ有効
なデータを格納し、ホストアドレスの部分には全て
‘0’を書き込んでおき、一方、キーデータ生成回路1
4では、検索2回目は32ビットのアドレスデータの最
下位1ビットを‘0’とし、検索3回目は32ビットの
アドレスデータの下位2ビットを‘0’とし、……、検
索32回目は32ビットのアドレスデータの下位31ビ
ットを‘0’としたデータを生成し、CAMメモリブロ
ック11では、そのように生成されたキーデータを用い
た検索を行なう。このとき、マスク生成回路16で生成
されるマスクデータは、32回の検索の全てにおいて、
その他のデータの部分のみマスクをかけるマスクデータ
を生成する。このような検索を行なうことにより、図4
に示した最長一致検索装置10を用い、図3を参照して
説明した検索法がそのまま実現される。
正しい最長一致検索が行なわれる。
致検索法の説明図である。
致検索法の説明図である。
ブロック図である。
のエントリに対応するデータ構成を示す図である。
タの構成を示した図である。
るキーデータの一例を示した図である。
図である。
説明図である。
Claims (1)
- 【請求項1】 受信先アドレスをあらわすデステイネー
ションIPアドレスを含むネットワークパケットが入力
され、入力されたネットワークパケットを、登録された
複数のエントリのうちの、入力されたネットワークパケ
ット中のデスティネーションIPアドレスに適合したエ
ントリのネットワークに送り出すルータにおける、複数
のエントリのアドレスが登録され、これら登録された複
数のエントリの中から、入力されたネットワークパケッ
ト中のデスティネーションIPアドレスに最上位ビット
側から最長ビット長一致するアドレスをもつエントリを
検索する最長一致検索装置において、 複数のメモリ領域それぞれに所定のビット長のデータを
格納しておき、キーデータが入力され、マスクされたビ
ットを除く残りのビットについて該キーデータと一致す
るデータが格納されたメモリ領域を検索する連想メモリ
であって、前記複数のメモリ領域それぞれに、各エント
リのアドレスをあらわすアドレスデータと各エントリの
プレフィックス長をあらわすプレフィックスデータとの
ペアが格納されてなる連想メモリと、 検索用のプレフィックスデータを順次に作成するプレフ
ィックスデータ作成回路と、 入力されたネットワークパケット中のデスティネーショ
ンIPアドレスと前記プレフィックスデータ作成回路に
より作成されたプレフィックスデータとに基づいて、検
索用のキーデータを作成するキーデータ作成回路とを備
え、 前記連想メモリが、前記キーデータ作成回路により作成
されたキーデータに基づいて、最上位ビット側から最長
ビット長一致するアドレスデータであって、かつ、最上
位ビット側から最長ビット長一致するアドレスデータが
複数格納されていた場合に、これら複数のアドレスデー
タのうち、最長のプレフィックス長をあらわすプレフィ
ックスデータとペアのアドレスデータが格納されたメモ
リ領域を検索するものであることを特徴とする最長一致
検索装置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP8402998A JP3845512B2 (ja) | 1998-03-30 | 1998-03-30 | 最長一致検索装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP8402998A JP3845512B2 (ja) | 1998-03-30 | 1998-03-30 | 最長一致検索装置 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH11284658A true JPH11284658A (ja) | 1999-10-15 |
JP3845512B2 JP3845512B2 (ja) | 2006-11-15 |
Family
ID=13819126
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP8402998A Expired - Fee Related JP3845512B2 (ja) | 1998-03-30 | 1998-03-30 | 最長一致検索装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP3845512B2 (ja) |
Cited By (6)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2002304891A (ja) * | 2001-04-05 | 2002-10-18 | Fujitsu Ltd | 連想記憶装置 |
US6839703B2 (en) | 2000-05-15 | 2005-01-04 | Fujitsu Limited | Information apparatus, table retrieval apparatus, table retrieval method, and recording medium |
WO2005013566A1 (ja) * | 2003-07-31 | 2005-02-10 | Fujitsu Limited | データ検索方法及び装置 |
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-
1998
- 1998-03-30 JP JP8402998A patent/JP3845512B2/ja not_active Expired - Fee Related
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JPWO2014102924A1 (ja) * | 2012-12-26 | 2017-01-12 | 株式会社高速屋 | ビット判定回路、ビット列データ選択回路及びビット列データ選択方法 |
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Publication number | Publication date |
---|---|
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