JPH11341076A - ネットワ―ク中継装置及びネットワ―ク次転送先検索方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】ルータ等のネットワーク中継装置において、パ
ケットを転送するための転送際の経路検索処理を高速に
実行する。 【解決手段】経路情報に基づいてネットワーク中継装置
に入ってきたパケットの宛先アドレスからパケットの転
送先アドレスを検索する際に、経路検索のためのデータ
構造を、受け取ったパケットの宛先アドレスの上位ビッ
トから１ビットずつ検査してゆく２分木検索のｐ（ｐは
２以上の整数）段分を一つの２のｐ乗分木にし、２分木
のｐ数段の検索を１段で行うにより、高速に経路を検索
する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータネッ
トワークシステムにおけるルータ等のネットワーク中継
装置に関し、特にネットワーク中継装置に入ってきたパ
ケットの宛先アドレスからパケットの転送先アドレスを
高速に検索するのに適したネットワーク中継装置及びネ
ットワーク次転送先検索方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】ネットワークシステムにおいては、複数
のサブネットを接続するためにルータ等のネットワーク
中継装置が用いられる。ルータは接続されているサブネ
ットから受け取ったパケットの宛先アドレスを調べてパ
ケットの転送先を決定し、転送先のルータやホストが接
続されたサブネットに受け取ったパケットを転送する。
図１は複数のサブネットがルータによって接続された一
般的なネットワークシステムの構成を示す。

【０００３】図１において、Ｒ１及びＲ２はルータ、Ｓ
Ｎ１はルータＲ１のポートＰ１１に接続されたサブネッ
トワーク、ＳＮ２はルータＲ１のポートＰ１２及びルー
タＲ２のポートＰ２１に接続されたサブネットワーク、
Ｈ１０及びＨ１１はサブネットＳＮ１に接続されたホス
ト、Ｈ２０及びＨ２１はサブネットＳＮ２に接続された
ホスト、Ｈ３０及びＨ３１はサブネットＳＮ３に接続さ
れたホストである。

【０００４】ホストＨ１０からホストＨ２１にパケット
を送る場合、ルータＲ１はパケット内にヘッダ情報とし
て格納されている宛先アドレスＤＡを調べて、宛先のホ
ストＨ２１がサブネットＳＮ２上にあり、かつサブネッ
トＳＮ２がルータＲ１に直接接続されていることを認識
する。そして、ルータＲ１はパケットをサブネットＳＮ
２に接続されているポートＰ１２に出力し、出力すると
きに次に転送するアドレス（次ホップアドレス）を宛先
ホスト自身（Ｈ２１）とする。

【０００５】また、ホストＨ１０からホストＨ３１にパ
ケットを送る場合、ルータＲ１はパケット内にヘッダ情
報として格納されている宛先アドレスＤＡを見て、宛先
のホストＨ３１がサブネットＳＮ３上にあり、かつサブ
ネットＳＮ３がルータＲ１に直接には接続されておら
ず、ルータＲ２経由で接続されていることを認識する。
ルータＲ１はパケットをルータＲ２が接続されているサ
ブネットＳＮ２に接続されているポートＰ２１に出力
し、出力するときに次に転送するアドレス（次ホップア
ドレス）をルータＲ２とする。この場合、ルータＲ２は
パケットを受け取ると、ルータＲ１と同様に、宛先アド
レスＤＡを見てパケットをホストＨ３１に転送する。

【０００６】次に、ルータがパケットを受け取ったとき
に、次に転送するアドレス、及びパケットを出力するポ
ートを検索するときの検索仕様を図２を使用し説明す
る。ＴＢＬは経路検索テーブルであり、このテーブルは
人手で入力された構成定義情報、及びルータ間での接続
情報のやりとりにより得られた情報から作成される。

【０００７】経路検索テーブルＴＢＬは、サブネットワ
ークアドレスとサブネットワークマスク長の組を検索の
キーとして、出力ポート、次ホップアドレス、及びサブ
ネットワークが直接接続されているか否かの情報（以
後、次ホップ情報と呼ぶ）を検索するものである。

【０００８】経路検索仕様においては、最上位ビット側
からサブネットワークマスク長のビット数だけを有効と
するマスクを宛先アドレスに掛けたものをサブネットワ
ークアドレスと比較する。比較の結果、一般的にはマス
ク長の異なる複数のエントリＥ１、Ｅ２、Ｅ４が一致
し、一致したエントリの内でマスク長が最長のものＥ２
の次ホップ情報（次ホップ２）を検索結果とする。

【０００９】この検索仕様に従った検索を高速に行う方
法として、Ｒａｄｉｓｈアルゴリズムがある。Ｒａｄｉ
ｓｈアルゴリズムについては例えば、ＵＮＩＸ ＭＡＧ
ＡＺＩＮＥ １９９７．４ ｐｐ．２０−２５ 山口
英「カーネルを読もう（８）ＩＰ層における経路制御機
構（２）」に解説されている。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】上記Ｒａｄｉｓｈアル
ゴリズムは、左右にポインタを持つ複数の頂点（ノー
ド）をポインタでつないだ木から構成される木構造の各
ノードに経路エントリをマップし、この木を辿るときに
は、各ノードの左右のどちらかのポインタを辿り次のノ
ードに移動することにより、目的の経路エントリがマッ
プされたノードにたどり着くアルゴリズムである。

【００１１】まず、図３を参照して木の構造を説明す
る。考え方はビット長には依存しないので、図３では理
解し易いようアドレス長を３ビットとして説明する。

【００１２】図３に示すように、各ノードを、木の上か
ら順にマスク長０ビット、１ビット、２ビット、３ビッ
トのノードと呼ぶ。

【００１３】マスク長０ビットのノードＮ００００では
宛先アドレスの第０ビットが０か１かに従い左／右のポ
インタを辿ることによりマスク長１ビットのノードＮ０
００１、Ｎ１００１に移り、マスク長１ビットのノード
では第１ビットが０か１かに従い左／右のポインタを辿
ることによりマスク長２ビットのノードＮ０００２、Ｎ
０１０２、Ｎ１００２、Ｎ１１０２に移り、マスク長２
ビットのノードでは第２ビットが０か１かに従い左／右
のポインタを辿ることによりマスク長３ビットのノード
Ｎ０００３、Ｎ００１３、Ｎ０１０３、Ｎ０１１３、Ｎ
１００３、Ｎ１０１３、Ｎ１１０３、Ｎ１１１３に移
る。

【００１４】検索したい宛先アドレスについて、この木
のマスク長０ビットのノードＮ００００から順に各ビッ
トが０か１かに従いポインタを辿った場合、マスク長０
ビットのノードは宛先アドレスがどの場合にも通過し、
マスク長１ビットのノードＮ０００１、Ｎ１００１は左
から順に宛先アドレスの各ビットが０ＸＸ、１ＸＸの場
合に通過し、マスク長２ビットのノードＮ０００２、Ｎ
０１０２、Ｎ１００２、Ｎ１１０２は左から順に宛先ア
ドレスの各ビットが００Ｘ、０１Ｘ、１０Ｘ、１１Ｘの
場合に通過し、マスク長３ビットのノードＮ０００３、
Ｎ００１３、Ｎ０１０３、Ｎ０１１３、Ｎ１００３、Ｎ
１０１３、Ｎ１１０３、Ｎ１１１３は左から順に宛先ア
ドレスの各ビットが０００、００１、０１０、０１１、
１００、１０１、１１０、１１１の場合に通過する。こ
こで、Ｘはそのビット値が０または１のどちらでも良い
ことを示す。

【００１５】したがって、マスク長０ビットのノードＮ
００００は、宛先アドレスがサブネットワークアドレス
０００／０に属する場合に通過し、マスク長１ビットの
ノードＮ０００１、Ｎ１００１は、宛先アドレスがサブ
ネットワークアドレス０００／１、１００／１に属する
場合に通過し、マスク長２ビットのノードＮ０００２、
Ｎ０１０２、Ｎ１００２、Ｎ１１０２は、宛先アドレス
がサブネットワークアドレス０００／２、０１０／２、
１００／２、１１０／２に属する場合に通過し、マスク
長３ビットのノードＮ０００３、Ｎ００１３、Ｎ０１０
３、Ｎ０１１３、Ｎ１００３、Ｎ１０１３、Ｎ１１０
３、Ｎ１１１３は、宛先アドレスがサブネットワークア
ドレス０００／３、００１／３、…、１１１／３に属す
る場合に通過する。ここで、表記法“ｓｓｓ／ｍ”の
“ｓｓｓ”はサブネットワークアドレス、ｍはマスク長
を表すものとする。

【００１６】上記の通り、この木の各ノードは、サブネ
ットワークアドレスとマスク長が異なる全サブネットに
１対１に対応している。

【００１７】そこで、図４に示す経路テーブルエントリ
に対応するノードＮ００００、Ｎ００１３、Ｎ０１０
２、Ｎ１００１、及びＮ１１０３に“＊”を付け、検索
したい宛先アドレスＤＡ０１１を、この木の上から各ビ
ットが０か１かに従いポインタを辿ったときに通過する
“＊”を付けたノードＮ００００、Ｎ０１０２が、マス
ク付きの検索で一致するエントリに対応することが分か
る。そこで、経路テーブルエントリが複数一致した場合
は最もマスク長が長いサブネットワークを選択する、と
いう規則に対応し、一致した“＊”付きノードＮ０００
０、Ｎ０１０２の内、最も末端に近いノードＮ０１０２
に割り付けられた経路情報を経路テーブルの検索結果と
する。

【００１８】上記検索方法から分かるように、“＊”が
付いておらず、かつ“＊”付きのノードにたどり着くた
めの途中経路にもなっていないノードＮ０００３、Ｎ０
１０３、Ｎ０１１３、Ｎ１００３、Ｎ１０１３、Ｎ１１
１３、及びＮ１００２は、木から取り除いても検索結果
には影響しない。むしろ、最下のノードに“＊”が付い
ていないときは、最下まで移動せずに検索が終了するた
めに効率的である。そこで、“＊”が付いておらず、か
つ“＊”付きのノードにたどり着くための途中経路にも
なっていないノードを木から取り除くと図５のようにな
る。

【００１９】この方法で、アドレス長が３２ビットで、
図６に示す経路テーブルのに対応する２分木を描くと、
図７のようになり、分岐も“＊”も無いノードの長い列
ＮＳ１ができる。このように、左右の片方のポインタだ
けに次のノードがつながり、かつ経路エントリがマップ
されていないノードを取り除くことによる高速化法につ
いて説明する。

【００２０】この高速化法では、分岐も“＊”も無いノ
ード列ＮＳ１を取り除き、直ぐ上のノードＮ０００００
００００の分岐方向（図７では右側）に、取り除かれた
ノード列ＮＳ１の直ぐ下のノードＮ８５０４００００１
５を付ける。その結果、図８に示す形となる。このよう
に途中のノード列を取り除くことを、以後、木の縮退と
呼ぶ。

【００２１】次に縮退した木での経路の検索法を説明す
る。

【００２２】図８に示す例では、マスク長０ビットのノ
ードＮ０００００００００で第０ビットの検索を行った
後、マスク長１５ビットのノードＮ８５０４００００１
５に跳ぶので、マスク長１５ビットのノードＮ８５０４
００００１５で第１５ビットだけを検査したのでは、途
中のビット、即ち第１ビットから第１４ビットが検査で
きない。そこで、第１ビットから第１５ビットの検索を
一回の処理で行う為に、宛先アドレスの第１から第１５
ビットとノードＮ８５０４００００１５のサブネットワ
ークアドレス０ｘ８５．０４．００．００の第１から第
１５ビットの一致比較を行う。比較結果が一致すれば正
しいノードにたどり着いたこと、即ち、縮退しない木で
１ビットずつ比較してもこのノードにたどり着いたこと
を意味し、一致しなければ正しくないノードにたどり着
いたこと、即ち縮退しない木では行き先が無いことを意
味する。

【００２３】ここで、図８に示す例では、第０ビットは
既にテストされ、第０ビットが等しくなる方の分岐が選
択されている為、常に一致する。一般に、あるノードに
たどり着く毎に正しいノードにたどり着いたか否かを検
査していれば、第０ビットからそのノードのマスク長ま
でのビットは宛先アドレスとノードのサブネットワーク
アドレスとで等しいことが保証されているので、次のノ
ードにたどり着いたときに、前にどのビットまでテスト
したかに関らず、第０ビットからノードのマスク長まで
のビットが宛先アドレスとノードのサブネットワークア
ドレスとで等しいか否かを調べて良い。

【００２４】このように、Ｒａｄｉｓｈアルゴリズムで
は、経路を検索するために宛先アドレスを上から１ビッ
トずつ検査しており、経路検索処理に時間が掛かる、と
いう問題があった。

【００２５】本発明の目的は、パケットを転送するため
の転送際の経路検索処理を高速に実行するネットワーク
中継装置、特にルータを提供することにある。

【００２６】本発明の他の目的は、ルータ等のネットワ
ーク中継装置において、受信したパケットの宛先アドレ
スからパケットの転送先アドレスを高速に検索するネッ
トワーク次転送先検索方法を提供することにある。

【００２７】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明においては、サブネットワークアドレスの上
位ビットに対応する部分の検索について、サブネットワ
ークアドレスの上位数ビット分、ノードをメモリ上の決
まった位置に展開することにより、サブネットワークア
ドレスの上位数ビット分の検索処理時間を無くすように
する。

【００２８】また、検索木の、上位数ビット分を検索処
理を行うＬＳＩに内蔵し、ＬＳＩ内部のメモリと外部の
メモリとの間で検索処理をパイプライン処理することに
より、上位数ビット分の検索処理時間を隠すようにする
また、検索木を構成する各ノードを、従来技術での２分
木ノードから４分木、８分木、あるいはそれ以上と枝別
れの数を２のべき乗で増やし、一つのノードで１ビット
でなく、連続する２ビット、３ビット、あるいはそれ以
上のビット数を同時に検査し、検索終了までに辿るノー
ドの数を減らすようにする。

【００２９】また、検索木を表現するデータ構造を記憶
するためのメモリ量を減らすために、４分木、８分木、
あるいは一般に２のｐ乗分木を構成するときに、一つの
２分木ノードと、その直下につながるｐ−１段分の合計
２のｐ乗−１個分の２分木ノードを一つの２のｐ乗分木
ノードにまとめ、まとめられる最下段の２の（ｐ−１）
乗個の２分木ノードに、それより上段のノードに割り付
けられていた経路データを埋め込むことにより、２のｐ
乗分木ノードを２分木を２の（ｐ−１）乗個分併せた形
で構成するようにし、さらに、２分木を複数個併せると
きに、一つだけ持てば良い要素を一つだけ持つようにす
る。

【００３０】また、この２分木を複数個併せた形で構成
した４分木、８分木、あるいはそれ以上の枝別れ数のノ
ードを、検索のために読むときにノード全てを読むので
はなく、必要な部分のみを読むようにし、ノードが大き
くなることによるデータの読み込み時間の増大を防ぐ。
ノードのデータの内、必要な部分のみを選択するため、
ノードのマスク長をノードのデータを読む前に知る必要
があり、各ノードには、そのノードのすぐ下につながる
ノードのマスク長を格納するようにする。また、各ノー
ドの先頭に、そのノードに経路が割り付けられているか
否かを示すフラグを設け、最初に、このフラグを読み込
み、経路が割り付けられていないノードでは、経路情報
を読み込まないようにすることにより、データの読み込
み時間の短縮を図る。

【００３１】また、木構造の検索処理を専用ハードウエ
アで行うことにより、次のノードの読み込む位置のアド
レス計算と、経路情報の候補の更新処理を、並列化する
ことにより高速化する。

【００３２】

【発明の実施の形態】本発明をより詳細に説明するた
め、添付の図面を参照して本発明を実施するための最良
の形態を説明する。

【００３３】最初に、本発明が適用されるルータ装置の
代表的な構成を図３８を参照して説明する。図３８にお
いて、１００はルータ装置、１１０はルーティング制御
部、１２０はルータバス、１３０はネットワークインタ
フェース部、１４０はポート、１５０はサブネットワー
クである。

【００３４】ネットワークインタフェース部１３０は、
ポート１４０に接続されたサブネットワークからパケッ
トを受け取り、受け取ったパケットをルータバス１２０
経由でルーティング制御部１１０に送信する。ルーティ
ング制御部１１０はルーティング情報を保持するルーテ
ィングテーブルを備え、このルーティング情報を用いて
受け取ったパケットの宛先から転送先のサブネットワー
ク１５０を決定し、当該サブネットワーク１５０が接続
されるポート１４０のネットワークインタフェース部１
３０にパケットを送信する。ルーティング制御部１１０
からパケットを受け取ったネットワークインタフェース
部１３０はそのパケットを転送先のサブネットワーク１
５０に送出する。なお、ルーティング制御部１１０は、
受け取ったパケットのヘッダ情報に基づいてルーティン
グテーブルに保持するルーティング情報を更新・保守す
るとともに、ルータ装置１００全体の管理機能を備えて
いる。

【００３５】図３９は、ルータ装置の他の構成例を示す
ブロック図である。図３９において、２００はルータ装
置、２１０はルーティングプロセッサ（ＲＰ）、２２０
はルータ装置内通信手段、２３０はネットワークインタ
フェース部、２４０はポート、２５０はサブネットワー
ク、２６０はルータ管理部である。本構成の場合、図３
８に示した構成のルーティング制御部１１０がルーティ
ング機能を実行するルーティングプロセッサ２１０及び
ルータ装置２００の管理を行うルーティング管理部２６
０に分かれるとともに、図３８に示した構成に相当する
ネットワークインタフェース部２３０及びルーティング
プロセッサ２１０から構成される部分を複数備えてい
る。ルーティング管理部２６０は、ルータ装置２００全
体の管理機能を備えるとともに、各ルーティングプロセ
ッサ２１０にルーティング情報を配付する。ルータ装置
内通信手段２２０は、クロスバスイッチあるいはバス等
であり、ルーティングプロセッサ２１０相互の通信やル
ーティングプロセッサ２１０とルーティング管理部２６
０との間の通信を行う。ルーティングプロセッサ２１０
は、図３８のルーティング制御部１１０と同様に自分に
接続されたネットワークインタフェース部２３０の間の
パケット転送を行うとともに、他のルーティングプロセ
ッサ２１０に接続されたサブネットワーク２５０にパケ
ットを転送する場合は、ルータ装置内通信手段２２０を
介して該当するルーティングプロセッサ２１０にパケッ
トを転送する。

【００３６】次に、ルーティング制御部１１０及びルー
ティングプロセッサ２１０において実行される次転送先
経路検索処理について説明する。最初に、Ｒａｄｉｓｈ
アルゴリズムの本発明による高速化法を示す高速化の１
番目の方法を図９を参照して説明する。従来のＲａｄｉ
ｓｈアルゴリズムでは、木が縮退していない場合、マス
ク長０ビットのノードから順に１ビットすつ検索してゆ
くが、本発明では図９に示すように、マスク長ｍビット
のノードをノードが有る場合も無い場合も、全てメモリ
上の決まった位置に展開するものである。図９はマスク
長２ビットのノードＮ０００２、Ｎ０１０２、Ｎ１００
２、Ｎ１１０２をメモリの決まった位置に展開した場合
の例である。

【００３７】この場合、従来はまずマスク長０ビットの
ノードＮ００００に跳び、第０ビットの値に従い、マス
ク長１ビットのノードＮ０００１、Ｎ１００１のどちら
かに跳び、第１ビットの値に従い、マスク長２ビットの
ノードＮ０００２、Ｎ０１０２のどちらか、あるいはＮ
１００２、Ｎ１１０２のどちらかにたどり着いていた。

【００３８】本発明においては、第０ビット及び第１ビ
ットの値からマスク長２ビットのノードＮ０００２、Ｎ
０１０２、Ｎ１００２、Ｎ１１０２を展開してあるアド
レスを求め、直接マスク長２ビットのノードＮ０００
２、Ｎ０１０２、Ｎ１００２、Ｎ１１０２のいずれかに
跳ぶ。これにより、２回のノード検索の時間分、検索時
間が短縮される。

【００３９】一般に、マスク長ｍビットのノードをメモ
リ上に決まった位置に展開し、１回で跳んだ場合、マス
ク長０ビットからｍ−１ビットまでのノードの計ｍ回の
ノードを渡る時間分、検索時間が短縮される。一方で、
２のｍ乗個のマスク長ｍビットのノードをノードが有る
場合も無い場合もメモリ上に展開する必要があるため、
メモリ効率が悪くなる。したがって、メモリ効率と性能
のトレードオフからｍの値を決めるようにする 次に高速化の２番目の方法を図１０乃至図１２を参照し
て説明する。図１０に示すようにマスク長ｋビットまで
のノードを経路検索を行うＬＳＩ Ｌ１の内蔵メモリＭ
Ｌ１に展開し、マスク長ｋ＋１ビット以降のノードをＬ
ＳＩ Ｌ１外部のメモリＭ１に展開する。このようにす
ることにより、ＬＳＩ Ｌ１内部のメモリＭＬ１のアク
セスが高速であること、及びＬＳＩ Ｌ１内部のメモリ
ＭＬ１と外部のメモリＭ１とが独立したメモリであるこ
とから、パイプライン処理できることを利用し、高速化
を図るものである。一般的に、ＬＳＩ Ｌ１に内蔵でき
るメモリ量は外部に持つことができるメモリ量に比べ少
ないが、マスク長が短い内は、ノードの数が少ないとい
う性質があるので、マスク長が短い方のノードをＬＳＩ
Ｌ１に内蔵することができる。

【００４０】図１１にパイプライン処理を行っていない
従来の場合のタイムチャートを、図１２に本願発明によ
るＬＳＩ Ｌ１内部のメモリＭＬ１と外部のメモリＭ１
との間で経路検索処理のパイプライン処理を行っている
ときのタイムチャートを各々示す。従来は図１１に示す
ように、あるパケット（パケット１、２、３）の経路検
索を行う場合に、パケット１のマスク長ｋビットまでの
ノードの検索処理ＰＲ１０と、マスク長ｋ＋１ビット以
降のノードの検索処理ＰＲ１１、パケット２の同上の処
理ＰＲ２０、ＰＲ２１、パケット３の同上の処理ＰＲ３
０、ＰＲ３１を順番に行っていた。これに対して、本発
明では図１２に示すように、ＬＳＩ Ｌ１内部のメモリ
ＭＬ１を使用してパケット１のマスク長ｋビットまでの
ノードの検索処理ＰＲ１０を行った後、ＬＳＩ Ｌ１外
部のメモリＭ１を使用しパケット１のマスク長ｋ＋１ビ
ット以降のノードの検索処理ＰＲ１１を始めると同時
に、ＬＳＩ Ｌ１内部のメモリＭＬ１を使用しパケット
２のマスク長ｋビットまでのノードの検索処理ＰＲ２０
を始めるようにする。その後、処理ＰＲ２０及びＰＲ１
１が終わったら、ＬＳＩ Ｌ１外部のメモリＭ１を使用
しパケット２のマスク長ｋ＋１ビット以降のノードの検
索処理ＰＲ２１を始めると同時に、ＬＳＩ Ｌ１内部の
メモリＭＬ１を使用しパケット３のマスク長ｋビットま
でのノードの検索処理ＰＲ２０を始める。以後、同様に
パケットの検索処理をパイプライン処理で行う。

【００４１】高速化の３番目の方法は、従来一つのノー
ドに２つの分岐先があり１ビットずつ検索していたもの
を、一つのノードに２のｐ乗の分岐先を設け、同時にｐ
ビットずつ検索することにより、従来に比べ検索時間を
１／ｐに短縮するものである。以後、一つのノードに２
のｐ乗の分岐先があるノードのことを２のｐ乗分木ノー
ドと呼ぶ。

【００４２】２のｐ乗分木ノードは、従来の方法である
２分木ノードから構成される木を変形することにより作
成する。木の変形の方法は、一つの第ｎビット目の２分
木ノードと、この２分木ノードの下の第ｎ＋１からｎ＋
ｐ−１ビット目の２分木ノードを、一つの２のｐ乗分木
ノードに対応させるように行う。例として、２分木から
８分木への変形法を図１３乃至図１５に示す。

【００４３】８分木の場合、一つの８分木に対応させる
２分木ノードのビット位置のとり方として、以下の３通
りがある。

【００４４】（ａ）図１３に示すように、マスク長０〜
２、３〜５、６〜８、９〜１１、１２〜１４、１５〜１
７、１８〜２０、２１〜２３、２４〜２６、２７〜２
９、３０〜３２ビットのノードを、それぞれ一つの８分
木ノードとする場合。

【００４５】（ｂ）図１４に示すように、第１〜３、４
〜６、７〜９、１０〜１２、１３〜１５、１６〜１８、
１９〜２１、２２〜２４、２５〜２７、２８〜３０、３
１〜３２ビットのノードを、それぞれ一つの８分木ノー
ドとする場合。

【００４６】（ｃ）図１５に示すように、第２〜４、５
〜７、８〜１０、１１〜１３、１４〜１６、１７〜１
９、２０〜２２、２３〜２５、２６〜２８、２９〜３
１、３２ビットのノードを、それぞれ一つの８分木ノー
ドとする場合。

【００４７】どの区切り方でも構成可能だが、木全体で
は、経路の追加、削除を容易に行えるように、上記３通
りのビット位置の区切り方の内の一つを使用する。

【００４８】上記３通りのビット位置の区切り方の内、
最初の区切り方以外ではマスク長が０ビットから始まっ
ていないので、最初のビットの検索を別に行う必要があ
る。この検索には、図９に示したマスク長ｍビットのノ
ードをメモリ上に展開する方法を使用する。図１４、図
１５に示した区切り位置に対応する８分木の最初のビッ
ト分のノードをメモリ上に展開した木の構成を図１６、
図１７に示す。

【００４９】図１６に示す構成では、マスク長１〜３ビ
ットのノードＮ８０１３、Ｎ８１１３をメモリ上の決ま
った位置に並べ、それぞれを第０ビットが０か１かに従
い選択する。図１７に示す構成では、マスク長２〜４ビ
ットのノードＮ８００２４、Ｎ８０１２４、Ｎ８１０２
４、Ｎ８１１２４をメモリ上の決まった位置に並べ、そ
れぞれを第０〜１ビットが００か０１か１０か１１かに
従い選択する。

【００５０】あるいは、図９に示したマスク長ｍビット
のノードをメモリ上に展開する方法と、２のｐ乗分木ノ
ードにして複数のビット数を同時に検索する方法とを組
み合わせることも可能である。具体的には、図１３、図
１４、図１５に示す各ビットの区切り位置の場合に、そ
れぞれ最初に並べるノード数を１、２、４個ではなく、
これらの８倍である８、１６、３２個、８の２乗倍であ
る６４、１２８、２５６個、或いは一般に８のｑ乗倍個
にし、最初の１回、２回、或いは一般に２のｐ乗分木ノ
ードのｑ回の検索時間を無くすことも可能である。ｐ＝
３、ｑ＝１の場合、即ち８分木ノードの１回のノードの
検索時間を無くす場合で、図１３、図１４、図１５に示
す３通りの各ビットの区切り位置の場合についてのメモ
リ上へのノードの展開法を、図１８、図１９、図２０に
それぞれ示す。このようにｐ、ｑの値を大きくすると経
路検索時間を短縮することができるが、多くのメモリを
必要とするので、ｐ、ｑの値はメモリ効率と性能のトレ
ードオフから決めるようにする。

【００５１】次に、４分木ノード、８分木ノード、１６
分木ノード、或いは一般に２のべき乗分木のノードの構
成法を図２１を使用し説明する。

【００５２】図２１は４分木で、ある一つの２分木ノー
ドＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅと、その直下の２個の２分木ノー
ドＡ０、Ａ１、Ｂ０、Ｂ１、Ｃ０、Ｃ１、Ｄ０、Ｄ１、
Ｅ０、Ｅ１の、各々合計３個の２分木ノードをまとめて
一つの４分木ノードＮ４０１、Ｎ４０２３、Ｎ４１２
３、Ｎ４２２３、Ｎ４３２３にする場合の例であり、合
計３個の２分木ノードをつぶして、下の方の２分木ノー
ドだけの大きさにする。つぶし方は、マスク長が異なる
複数の経路が一致したら、マスク長の長いほうの経路を
採用するという経路検索の仕様に従い、経路検索を行っ
た場合に、２分木の場合と４分木の場合とで、経路検索
結果が同じになる、という条件を満たすように行う。

【００５３】４分木の場合の、このノードのつぶし方を
図２２〜図３０に示す。

【００５４】３つのノードが全部ある場合（図２２）、
全ノードに経路情報が割り付けられていたら、下のノー
ドの経路情報＊Ａ０、＊Ａ１を残し、上のノードの経路
情報＊Ａは削除する。これは、ノードＡの経路が一致し
たらノードＡ０かノードＡ１のどちらかの経路が必ず一
致するので、マスク長が異なる複数の経路が一致した
ら、マスク長の長いほうの経路を採用するという経路検
索の仕様により、＊Ａが使われることが無いからであ
る。

【００５５】上のノードＡに経路情報＊Ａが割り付けら
れており、下のノードＡ０、Ａ１の内Ａ１にだけ経路が
割り付けられていない場合（図２３）、Ａ１の経路情報
に、Ａの経路情報＊Ａを入れる。下のノードＡ０、Ａ１
の内Ａ０だけ経路が割り付けられていない場合も同様で
ある。

【００５６】下のノードＡ０、Ａ１の両方に経路が割り
付けられていない場合（図２４）には、Ａ０、Ａ１の両
方の経路情報に、Ａの経路情報＊Ａを入れる。

【００５７】下のノードＡ１が無い場合（図２５）は当
該ノードを補い、経路情報には上のノードＡの経路情報
＊Ａを入れ、ノードＡ１の下にはノードが繋がっていな
いので、ノードＡ１の下のノードへのポインタにはＮＵ
ＬＬを入れる。下のノードＡ０、Ａ１の内Ａ０だけ経路
が割り付けられていない場合も同様である。

【００５８】下のノードＡ０、Ａ１の両方が無い場合
（図２６）、両方を補い、両方の経路情報に、Ａの経路
情報＊Ａを入れ、両方の下のノードへのポインタにはＮ
ＵＬＬを入れる。

【００５９】上のノードに経路が割り付けられていない
場合（図２７）、上のノードを只つぶす。

【００６０】上のノードＡに経路情報＊Ａが割り付けら
れてなく、下のノードＡ０、Ａ１の内、Ａ１にも経路が
割り付けられていない場合（図２８）、４分木にした場
合もＡ１の経路情報は無い。下のノードＡ０、Ａ１の
内、Ａ０に経路が割り付けられていない場合も同様であ
る。

【００６１】下のノードＡ０、Ａ１の両方に経路が割り
付けられていない場合（図２９）、４分木にした場合も
両方の経路情報は無い。

【００６２】下のノードＡ０だけしかない場合（図３
０）には、下のノードＡ１を補う。下のノードＡ１だけ
しかない場合も同様である。

【００６３】８分木の場合も同様にして、一つにまとめ
る７個の２分木ノードをつぶして、一番下の４個のノー
ドだけの大きさにする。上の方の３つの２分木ノードの
つぶし方の例を２つ図３１に示す。

【００６４】図３１（ａ）は一つにまとめる７個の２分
木ノードが全てあるが、その内のいくつかにしか経路情
報が割り付けられていない例である。最下の４つのノー
ドの内、経路情報が割り付けられていないノードＡ０
１、Ａ１０には、そのノードの上方につながっているノ
ードの内、経路情報が割り付けられている最も下、即ち
最もマスク長が長いノード（それぞれ、Ａ、Ａ１）の経
路情報＊Ａ、＊ａ１を入れる。

【００６５】図３１（ｂ）は一つにまとめる７個の２分
木ノードの内のいくつかしかノードが存在しない例であ
り、存在しないノードＡ０１、Ａ１０をまず経路が割り
付けられていないノードとして補い、図３１（ａ）と同
じ規則で経路情報を入れる。最下の４つのノードＡ０
０、Ａ０１、Ａ１０、Ａ１１の内、補ったノードＡ０
１、Ａ１０の下にはノードが繋がっていないので、下の
ノードへのポインタにはＮＵＬＬを入れる。

【００６６】一般に２のｐ乗分木の場合も同様にして、
一つにまとめる２のｐ乗−１個の２分木ノードをつぶし
て、一番下の２の（ｐ−１）乗個のノードだけの大きさ
にする。

【００６７】この方法で１ノードの大きさを小さくする
ことは、メモリ効率の悪化を防ぐ効果がある。試みに、
以下に示す近似の下で木を２分木で作成した場合と２の
ｐ乗分木で作成した場合のメモリ使用量を計算し、２の
ｐ乗分木にした場合でも、ｐが小さい場合には、メモリ
効率が悪くならないことを示す。

【００６８】近似 １．２分木にした場合、経路は全て末端のノードにのみ
割り当てられている。

【００６９】２．木の枝は第３２ｂｉｔまで全てある。

【００７０】３．枝の増え方は、全ｂｉｔで一定とす
る。

【００７１】４．経路数は約１０ｋ経路とする。

【００７２】この近似の下で構成した木の形を図３２に
示す。この近似によると、１ｂｉｔ下る毎の木の広がり
方は１０ｋの（１／３２）乗、即ち約１．３３倍であ
る。

【００７３】この構成の木を、２分木ノードで構成した
場合と４分木ノードノードで構成した場合のメモリ量の
比較を、図３３（ａ）を用いて説明する。４分木ノード
を構成する３つの２分木ノードの内、上の一つのノード
Ｎ２に着目すると、直下にはノードが約１．３３個付
く。即ち、左右各々０．６７の確率でノードＮ２０、Ｎ
２１が付く。したがって、４分木ノードを構成する２分
木ノードＮ２、Ｎ２０、Ｎ２１の合計のメモリ量のノー
ドの存在確率を考慮した平均は、２分木ノード（１＋
１．３３）個分、即ち２．３３個分である。４分木ノー
ドで木を構成すると、この３つの２分木ノードが一つの
４分木ノードＮ４になり、この一つの４分木ノードのメ
モリ使用量は２分木ノードＮ２０、Ｎ２１の２個分であ
る 同様にして、この構成の木を、２分木ノードで構成した
場合と８分木ノードノードで構成した場合のメモリ量の
比較を、図３３（ｂ）を用いて説明する。８分木ノード
を構成する７つの２分木ノードＮ２、Ｎ２０、Ｎ２１、
Ｎ２００、Ｎ２０１、Ｎ２１０、Ｎ２１１の内、最上の
一つのノードＮ２に着目すると、直下にはノードＮ２
０、Ｎ２１が約１．３３個付き、そのさらに下にはノー
ドＮ２００、Ｎ２０１、Ｎ２１０、Ｎ２１１が約１．３
３の２乗、即ち約１．７８個付く。したがって、８分木
ノードを構成する２分木ノードＮ２、Ｎ２０、Ｎ２１、
Ｎ２００、Ｎ２０１、Ｎ２１０、Ｎ２１１の合計のメモ
リ量のノードの存在確率を考慮した平均は、２分木ノー
ド（１＋１．３３＋１．７８）個分、即ち４．１１個分
である。

【００７４】８分木ノードで木を構成すると、この７個
の２分木ノードが一つの８分木ノードＮ８になり、この
一つの８分木ノードのメモリ使用量は２分木ノードＮ２
００、Ｎ２０１、Ｎ２１０、Ｎ２１１の４個分である。

【００７５】同様にして２分木の場合と４、８、１６、
３２、６４、１２８、２５６分木の場合のメモリ容量の
比較を行った結果を以下に示す。

【００７６】 ２分木: ４分木＝ ２．３３: ２＝０．８６倍 ２分木: ８分木＝ ４．１１: ４＝０．９７倍 ２分木: １６分木＝ ６．４８: ８＝１．２３倍 ２分木: ３２分木＝ ９．６５: １６＝１．６６倍 ２分木: ６４分木＝１３．８６: ３２＝２．３１倍 ２分木:１２８分木＝１９．４９: ６４＝３．２８倍 ２分木:２５６分木＝２６．９８:１２８＝４．７４倍 経路数が１Ｍ経路の場合には、この近似によると、１ｂ
ｉｔ下る毎の木の広がり方は１Ｍの（１／３２）乗、即
ち約１．５４倍になり、２分木の場合と４、８、１６、
３２、６４、１２８、２５６分木の場合のメモリ量の比
は、以下の通りとなる。

【００７７】 ２分木: ４分木＝ ２．５４: ２＝０．７９倍 ２分木: ８分木＝ ４．９１: ４＝０．８１倍 ２分木: １６分木＝ ８．５６: ８＝０．９３倍 ２分木: ３２分木＝１４．１９: １６＝１．１３倍 ２分木: ６４分木＝２２．８５: ３２＝１．４０倍 ２分木:１２８分木＝３６．１８: ６４＝１．７７倍 ２分木:２５６分木＝５６．７２:１２８＝２．２６倍 結論として、上記仮定の下では１０ｋ経路時には８分木
まで、１Ｍ経路時には１６分木までなら、むしろメモリ
使用効率は良くなる。２５６分木にした場合でも、メモ
リ使用量は１０ｋ経路時に３．２８倍、１Ｍ経路時に
２．２６倍までしか増えない。このようにメモリ使用効
率があまり悪くならない理由として、以下の事項が挙げ
られる。

【００７８】（１）ｐ段分のノードを纏めることによ
り、纏める前のノードの合計よりも、纏めた後のノード
がコンパクトになる。即ち、 ３個の２分木が、２分木のノードの２倍の大きさの４分木になる。

【００７９】 ７ 〃 ４ 〃 ８ 〃 １５ 〃 ８ 〃 １６ 〃 ３１ 〃 １６ 〃 ３２ 〃 ６３ 〃 ３２ 〃 ６４ 〃 １２７ 〃 ６４ 〃 １２８ 〃 ２５５ 〃 １２８ 〃 ２５６ 〃 （２）１ｂｉｔ下る毎の木の広がりが大きく、１ノード
内のデータ使用効率が良い。（サポート経路数が増える
程、木の広がりが大きくなるので、１ノード内のデータ
使用効率は良くなる。） さらに、４、８、１６、…分木ノードでは、２分木ノー
ドを２、４、８、…個まとめて扱うので、一つにまとめ
られる２分木ノード間で一つだけ持てば良い要素は一つ
だけ持てばよく、これにより４、８、１６、…分木ノー
ドのメモリ量をさらに小さくできる。一つにまとめられ
る２分木ノード間で一つだけ持てば良い要素には、サブ
ネットワークアドレス及びサブネットワークマスク長が
あるが、サブネットワークマスク長については後述する
ようにこのノード自身のサブネットワークマスク長では
なく、このノードの直下のノードのサブネットワークマ
スク長を持つようにするので、メモリ量を小さくする効
果は無い。

【００８０】２分木ノードの構造、及びこの２分木ノー
ドを２つ併せ、２分木間で一つだけ持てば良いサブネッ
トワークアドレスを一つだけ持つようにした場合の４分
木ノードの構造を各々図３４、図３５に示す。図３４は
２分木ノードの構造を示す図であり、次のノードのマス
ク長０、１は、このノード自身のサブネットワークマス
ク長ではなく、このノードの直下のノードのサブネット
ワークマスク長である。このように、自分自身でなく直
下のノードのマスク長を設定する理由は高速化のためで
あり、その説明は図３６を参照して後述する。Ｆｌａｇ
０及びＦｌａｇ１は、このノードに対応するサブネット
ワークがこのルータに直接つながるか、他のルータを一
つ以上経由してつながるかを示すビット、及び、図３７
を使用し後述するように、このノードが経路が割り付け
られているノードか否か、即ち、図８に示した木の例で
はこのノードが“＊”が付いているノードか否かを示す
フラグ、他である。Ｆｌａｇ０とＦｌａｇ１には、同じ
値を入れる。これは、ワードＷ０とワードＷ１の一つだ
けを読めば良いようにするためである。このように、ノ
ードの全てを読むのではなく、一部分を読むことによる
高速化については図３６を使用し後述する。次のノード
へのポインタ０、１は、宛先アドレスのこのノードのマ
スク長で示されるビット位置の値が、それぞれ０、１の
ときに次に辿るノードへのポインタである。サブネット
ワークアドレスは、このノードに対応するサブネットワ
ークアドレスである。出力ポート番号及び次ホップアド
レスは、このノードに割り付けられた経路情報であり、
入ってきたパケットを出力すべきポート及びそのポート
上のパケットを送るべきルータのアドレスである。

【００８１】４分木ノードでは、この２分木ノードを２
つ併せ、併せたときに一つだけ持てば良いデータを一つ
だけ持つようにする。一つだけ持てば良いデータはサブ
ネットワークアドレスだけである。この方法で作成した
４分木ノードの構造を図３５に示す。

【００８２】図３４、図３５に示す例では、２分木ノー
ドは、２のべき乗の大きさである１６バイトにわずかに
入りきらない大きさになっているが、４分木ノードに
し、１ノード内にサブネットワークアドレスを一つしか
持たないようにすることで、２のべき乗の大きさである
３２バイトに丁度収まるようになっている。８分木ノー
ドにし、サブネットワークアドレスを１ノードで一つだ
け持つようにすれば、６４バイトの大きさに収まった上
に、４バイトの余裕ができ、この領域は他の情報を入れ
るのに使用できる。さらに一つにまとめる２分木の数を
増やせば、２のべき乗の大きさに対し、一つのノードの
大きさをさらに小さくできる。

【００８３】このように、１ノードの大きさを２のべき
乗の大きさに収めることで、ｈ／ｗの構成を非常に簡単
にできる。ｈ／ｗの構成を簡単にできる例とその利点を
以下に示す。

【００８４】一つ目の例として、４分木ノードが３２バ
イトに収まる場合、メモリを複数バンクで構成していた
場合でも１ノードのメモリ領域がバンク境界にまたがる
ことがないこと、メモリにダイナミックＲＡＭを使用し
ていた場合でも１ノードのメモリ領域がＲｏｗアドレス
境界にまたがることがないことが利点として挙げられ
る。。

【００８５】２つ目の例として、ノード内の各要素のア
ドレスを求めるときに、そのノードへのポインタとその
ポインタからのオフセットの足し算でなく、アドレスの
上位ビットはポインタの値にし、下位ビットをオフセッ
トにすればよいこと、例えば４分木ノードが３２バイト
に収まる場合、あるノード内のある要素のアドレスは、
そのノードへのポインタをアドレスの２の５乗ビット以
上に割り付け、ノード内のその要素へのオフセットをア
ドレスの２の０乗ビットから２の４乗ビットに割り付け
ればよいことが利点として挙げられる。

【００８６】３つ目の例として、例えば４分木ノードが
３２バイトに収まる場合、各ノードに保持する次のノー
ドへのポインタとして、次のノードの先頭のバイトアド
レス／３２を保持すればよく、１ノード内で１ポインタ
あたり５ビットずつデータ量を減らせることが利点とし
て挙げられる。

【００８７】ここで、４、８、１６、…分木ノードにし
た場合に一つのノードが大きくなり、検索処理時に検索
処理ＬＳＩ内に一つのノードを全て読み込むと、ノード
を大きくするに従い読み込み時間が伸び、性能低下要因
となる、という問題がある。この問題は、ノードを大き
くしたときに一つのノード全てを読み込まずに一部だけ
を読み込む、という方法で回避する。この方法につい
て、図３６を参照して説明する。

【００８８】図３６は４分木の場合の例であり、既に図
３４、図３５で示したようにマスク長ｍビットの４分木
ノードは、宛先アドレスのｍビット目の値が０の場合に
対応する２分木ノードと、１の場合に対応する２分木ノ
ードを併せた形になっていることから、宛先アドレスの
ｍビット目の値を見て、対応する方の２分木ノードの部
分だけを読み込むことにより、ノードの大きさが大きく
なっても２分木ノードの場合と同じデータ量を読み込む
ようにする。このとき、図３５で示した、一つにまとめ
られる２分木ノード間で一つだけ持つ要素であるサブネ
ットワークアドレスは、宛先アドレスのｍビット目の値
に係わらず読み込むようにする。

【００８９】さらに、宛先アドレスのｍ＋１ビット目の
値を見て、２分木ノードで２つ存在した次ノードへのポ
インタの内、一方だけを読み込むようにすることによ
り、読み込むデータ量をさらに少なくする。

【００９０】この方法は２分木の場合でも使用できる。
例えばｍビット目の２分木の場合には、宛先アドレスの
ｍビット目の値を見て、２つの次ノードへのポインタの
内、一方だけを読み込むようにする。

【００９１】上記方法を全て行い、結局、このノードの
マスク長をｍとした場合、宛先アドレスの第ｍ、ｍ＋１
ビットの値が００か、０１か、１０か１１かに従い、そ
れぞれ（Ｗ０→Ｗ４→Ｗ５→Ｗ６）、（Ｗ１→Ｗ４→Ｗ
５→Ｗ６）、（Ｗ２→Ｗ４→Ｗ５→Ｗ７）、（Ｗ３→Ｗ
４→Ｗ５→Ｗ７）の順にデータを読み込むようにする。

【００９２】このように、あるノードの一部分だけを読
み込むためにはこのノードのマスク長ｍを知る必要があ
り、このノードのマスク長ｍは１ノードのデータ読み込
みの最初に読み込むか、この情報を一つ前のノードに移
して一つ前のノードのデータ読み込み時に読み込む必要
がある。ノードのマスク長ｍを１ノードのデータ読み込
みの最初に読み込む方法は、宛先の第ｍビット目の値の
抽出のための検索処理ＬＳＩ内のゲートディレイ、及
び、次に読み込む部分のアドレスをメモリに出力してか
らメモリからのデータを検索処理ＬＳＩ内に読み込むま
での時間であるメモリリードレイテンシだけ、マスク長
ｍを読み込んでから次に読み込む部分を選択して読み込
むまで時間が空いてしまうので、ノードの一部だけを読
むことによる性能向上効果が少なく、ノードのマスク長
ｍを一つ前のノードに移し、一つ前のノードのデータの
読み込み時に読み込む方が性能向上効果がある。

【００９３】さらに、ノードのマスク長ｍを一つ前のノ
ードに移す場合、１ノードのデータを読み込む順序を、
１番目に次のノードのマスク長ｍ、次のノードへのポイ
ンタ、次にサブネットワークアドレス、出力ポート番
号、及び、次ホップアドレスの順にすることにより、次
のノードの最初に読み込む部分のアドレスが最も早く計
算できるようにする。

【００９４】次のノードへのポインタは、次のノードの
メモリ領域の先頭部分を指しており、次のノードの先頭
から最初に読み込む部分までのアドレスのオフセット
は、次のノードのマスク長ｍを読み込み、宛先アドレス
の該当ビット位置の値を検査することにより、得られ
る。

【００９５】次に、１ノード内で、条件によっては、読
み込む必要が無い要素を、条件に従い、読み込まないよ
うにすることで、読み込みの時間を削減することで、高
速化を図る方法について図３７を使用し説明する。

【００９６】図３７は４分木の場合の例である。Ｒａｄ
ｉｓｈアルゴリズムでは、全ノードに経路が割り付けら
れているわけではなく、枝の分岐の個所では、経路が割
り付けられていなくてもノードを設ける必要がある。図
３７に示すように、ノードデータの最初に読み込むフラ
グ内に、このノードが経路が割り付けられているノード
か否かの情報を入れておき、経路が割り付けられていな
いノードでは、出力ポート、及び、ネクストホップアド
レスを読み込まないようにすることで、読み込み時間の
短縮が図れる。このノードが経路が割り付けられている
ノードか否かの情報は、１ビットで表現できるので、こ
の情報を読み込むことによる読み込み時間の増大は小さ
い。

【００９７】この方法では、このノードのマスク長をｍ
とすると、宛先アドレスの第ｍ、ｍ＋１ビットの値が０
０で、Ｗ０を読み、Ｆｌａｇ００から、４分木を構成す
る０番目の２分木に経路情報が無いと判った場合、Ｗ４
だけを読めば良く、経路情報が有ると判った場合にだ
け、図３６に示すようにＷ４→Ｗ５→Ｗ６の順に読めば
良い。宛先アドレスの第ｍ、ｍ＋１ビットの値が０１、
１０、１１の場合も同様である。

【００９８】次にここまでで示した方式の経路検索を行
い、経路検索の結果得られた宛先にパケットを転送する
ルーティングプロセッサ（図３９の２１０）の内部構成
例について図４０を用いて説明する。

【００９９】図４０において、ルーティングプロセッサ
２１０は、パケット転送処理を行う転送処理部２１１
と、転送処理部２１１が、ルーティングプロセッサに入
って来たパケットを転送するまでの間、一時的にパケッ
トデータを格納しておくパケットバッファメモリ２１２
と、パケットのヘッダ情報に基づき経路検索を行う経路
検索処理部２１３と、経路検索処理部２１３が検索する
経路テーブルを格納する経路テーブルメモリ２１４を有
する。

【０１００】次に、ルーティングプロセッサ２１０にお
けるパケットの中継処理の動作を説明する。なお、パケ
ット中継処理を行う前に、ルータ管理部（図３９の２６
０）が、ルータ装置内通信手段２２０に接続しているル
ーティングプロセッサ２１０に、それぞれの経路テーブ
ルを配布しており、各ルーティングプロセッサ２１０は
経路テーブルメモリ２１４に経路テーブルを格納してい
る状態とする。

【０１０１】転送処理部２１１はパケットバッファメモ
リ２１２に格納されたパケットデータの内、パケットの
ヘッダ情報を抽出して経路検索処理部２１３へ渡し、経
路検索処理部２１３は、受信パケットのヘッダ内の宛先
アドレスを用いて経路テーブルメモリ２１４内に格納さ
れている経路テーブルの検索を行い、検索結果として、
経路情報を転送処理部２１１へ渡す。経路情報は、経路
が存在するか否かのＦｌａｇ、図３４乃至図３７に示す
Ｆｌａｇ、次転送先アドレス、出力ルーティングプロセ
ッサ（図３９の２１０）の番号、及び、出力ポート（図
３９の２４０）の番号である。転送処理部２１１は、経
路検索処理部２１３から渡された経路情報に従い、出力
先が自ルーティングプロセッサ２１０に繋がるポート
（図３９の２４０）の場合、ネットワークインタフェー
ス部（図３９の２３０）にパケットを転送し、他ルーテ
ィングプロセッサ（図３９の２１０）に繋がるポート
（図３９の２４０）の場合、ルータ装置内通信手段（図
３９の２２０）にパケットを転送する。

【０１０２】以上、２分木検索方式（以下方式１と呼
ぶ）、２のｐ乗分木検索方式（以下方式２と呼ぶ）、お
よびマスク長ｍビットのノードを経路テーブルメモリ２
１４上に展開する方式（以下方式３と呼ぶ）という各検
索方式について説明した。次に、図４０の経路検索処理
回路２００が上記の方式を用いて経路検索処理を行う際
のフローチャートについて図４１を用いて説明する。図
４１のフローチャートでは、方式２と方式３とを組み合
わせた場合の例を示す。この例では、経路アドレスの第
０ビットから第(ｍ−１)ビットの値に従って、経路テー
ブルメモリ２１４上の決まった位置に展開されたノード
の一つを選択する。以下ではこのように選択し、検索の
最初に読込むノードを初段ノードと呼ぶ。第ｍビット以
降は経路アドレスをｐビットずつ検索し、２のｐ乗分木
を検索する。図４０の経路テーブルメモリ２１４には、
上記の方式２と方式３の検索方式に従った２のｐ乗分木
ノードデータ、および、次転送先アドレス、出力ルーテ
ィングプロセッサ２１０の番号、及び、出力ポート２４
０の番号が格納されているとする。

【０１０３】なお、以下では方式２と方式３とを組合わ
せた例について説明するが、方式１と方式３とを組み合
わせた場合でも同様なフローチャートに従うことで実現
可能である。また、このフローチャートに従うことによ
り、ソフトウェアでもハードウェアでも経路検索処理を
実現することができる。ソフトウェアで実現する場合、
図４０の経路検索処理部２１３にはＣＰＵを用いればよ
い。またハードウェアで実現する場合、図４０の経路検
索処理部２１３を専用ＬＳＩで構成すればよい。

【０１０４】図４１の処理８１０は木構造検索処理であ
り、処理８１１は経路情報出力処理である。まず、木構
造検索処理８１０について説明する。

【０１０５】図４０の経路検索処理部２１３は、受信パ
ケットの宛先ＩＰアドレスと初段ノードのマスク長ｍの
値から初段ノードへのポインタを生成し、このポインタ
と、宛先ＩＰアドレスの第ｍビットから第(ｍ＋ｐ−１)
ビットの値(以下、検査ビット値と呼ぶ)に従って経路テ
ーブルメモリ２１４に格納されている初段ノードの読み
込みアドレスを生成し、経路テーブルメモリ２１４から
該初段ノードの一部を読み込む(図４１の８００)。

【０１０６】次に、図４０の経路検索処理部２１３は、
受信パケットの宛先ＩＰアドレスにノードのマスク長だ
け上位ビットから有効とするマスクをかけたものと、ノ
ードの経路アドレスとを比較し（図４１の８０１）、不
一致の場合は木構造検索処理（図４１の８１０）を終了
する(図４１の８０９)。一致する場合は図４１の処理８
０２に進む。図４１の処理８０２、および８０３は、最
長一致検索を実現するための経路情報の更新処理であ
る。経路情報は、図３４乃至図３７に示すＦｌａｇ、次
転送先アドレス、出力ルーティングプロセッサ（図３９
の２１０）の番号、及び、出力ポート（図３９の２４
０）の番号である。図４０の経路検索処理部２１３は、
ノードデータの内のＦｌａｇ中のエントリ有りフラグを
検査し、エントリ有りフラグの値が１の場合(図４１の
８１２)のみ、読み込んだノード内の新たな経路情報を
レジスタに保持する(図４１の８０３)。エントリ有りフ
ラグの値が０の場合は更新処理を行わない(図４１の８
１３)。

【０１０７】次に、図４０の経路検索処理部２１３は、
図４０の経路テーブルメモリ２１４が出力するノードデ
ータの内の次ノードへのポインタがＮＵＬＬかどうかを
判定し、ＮＵＬＬの場合は木構造検索処理８１０を終了
する。ＮＵＬＬでない場合はそのポインタと、新たな検
査ビットの値に従い経路テーブルメモリ２１４に格納さ
れている初段ノードの読み込みアドレスを生成し、経路
テーブルメモリ２１４から該ノードデータを読み込む
(図４１の８０５)。

【０１０８】上記の処理を繰り返すことにより、２のｐ
乗分木方式の経路検索を行うことができる。

【０１０９】次に、図４１の経路情報出力処理８１１に
ついて説明する。木構造検索処理の結果、図４０の経路
検索処理部２１３内に経路情報が保持されている。図４
０の経路検索処理部２１３は、まず上記のエントリ有り
フラグを調べ(図４１の８０６)、その値が０の場合は経
路検索処理を終了し、転送処理部２１１へ検索結果無し
という通知をする。エントリ有りフラグの値が１の場合
は、検索の結果、あるエントリに一致したことになるた
め、経路情報を転送処理部２１１へ出力する。

【０１１０】次に、本発明の一実施例として、図４１で
説明した検索方式をハードウェアで実現する場合の構成
例を図４２、図４３を用いて説明する。

【０１１１】図４２に経路検索処理部２１３をハードウ
ェアで構成した場合の構成例を示す。経路検索処理部２
１３は、木構造検索回路２１３０と、読み込みアドレス
生成回路２１３１と、経路検索処理制御回路２１３２と
からなる。

【０１１２】木構造検索回路２１３０は、経路テーブル
メモリ２１４に格納された２のｐ乗分木構造を検索し、
次に読み込むべきノードのポインタの生成、受信パケッ
トの宛先ＩＰアドレスの検査ビット値の抽出、木構造検
索の終了判定、検索結果である経路情報の候補の更新を
行う。また、読み込みアドレス生成回路２１３１は、木
構造検索回路２１３０から出力される読み込むべきノー
ドへのポインタ、および検査ビット値に従い、実際に読
み込むノードの一部のワードのメモリアドレスを生成す
る。また、経路検索処理制御回路２１３２は、経路検索
処理部２１３全体の制御(各回路の動作タイミングおよ
び動作状態管理など)を行う。

【０１１３】次に、経路検索処理部２１３の動作につい
て図４２を用いて説明する。また、木構造検索回路２１
３０の詳細動作については、図４３を用いて後述する。

【０１１４】木構造検索回路２１３０は、転送処理部２
１１から受信パケットの宛先ＩＰアドレスを受け取り、
この宛先ＩＰアドレスとノードのマスク長の値から次ノ
ードへのポインタを生成して、読み込みアドレス生成回
路２１３１に渡す。また、木構造検索回路２１３０は、
ノードのマスク長で示される宛先ＩＰアドレスの検査ビ
ット位置の値(検査ビット値)を抽出して、読み込みアド
レス生成回路２１３１に渡す。

【０１１５】読み込みアドレス生成回路２１３１はこの
ノードへのポインタと、検査ビット値と、経路検索処理
制御回路２１３２からのタイミング信号を用いて、読み
出すべきノードデータが格納されているメモリアドレス
を生成し、メモリ制御回路２１３２へ送信し、メモリ制
御回路２１３２は上記メモリアドレスと経路検索処理制
御回路２１３２からのタイミング信号を用いてメモリ制
御信号を生成し、経路テーブルメモリ２１４へ転送す
る。上記のメモリ制御信号を受信した経路テーブルメモ
リ２１４は、対応するノードデータを信号線２１５を用
いて木構造検索回路へ転送する。

【０１１６】木構造検索回路２１３０はこのノードデー
タを用いて、図４１の処理８０１、８０２、８０３、８
０４、８０５を行う。これらの処理の詳細は図４３で後
述する。図４１の処理８０１および８０４に対応する判
定処理において木構造検索を終了すると判定した場合
は、木構造検索終了信号を経路検索処理制御回路２１３
２へ出力し、経路検索処理制御回路２１３２は、木構造
検索回路２１３０内に保持された経路情報のうちのエン
トリ有りフラグを調べ、その値が０の場合は経路検索処
理を終了し、転送処理部２１１へ検索結果無しという通
知をする。エントリ有りフラグの値が１の場合は、経路
情報を出力し検索処理を終了し、次のパケット処理の制
御を行う。

【０１１７】次に、図４２の木構造検索回路２１３０の
詳細を図４３を用いて説明する。

【０１１８】まず、図４１の初段ノードリード処理８０
０および次ノードリード処理８０５に対応する処理につ
いて、図４３を用いて説明する。転送処理部２１１より
信号線２１６を用いて渡される宛先ＩＰアドレスは、宛
先ＩＰアドレスバッファ２１３００１内に保持され、初
段ノードへのポインタ生成回路２１３００２、検査ビッ
ト抽出回路２１３００６、マスク処理回路２１３０１０
に入力される。

【０１１９】初段ノードへのポインタ生成回路２１３０
０２は、予め図３９のルータ管理部２６０から初段ノー
ドマスク長レジスタ２１３０１０に設定された値ｍに従
い、受信パケットの経路アドレスの第０ビットから第
(ｍ−１)の上位ｍビットの値を抽出し、このｍビットの
値に従って初段ノードへのポインタを生成してアドレス
セレクタ２１３００３に出力する。アドレスセレクタ２
１３００３は、信号線２１３４によって図４２の経路検
索処理制御回路２１３２から出力される初段ノード読み
込み／初段ノード以外のノード読み込み選択信号に従
い、初段ノードの読み込み時は、上記の初段ノードへの
ポインタを選択して図４２の読み込みアドレス生成回路
２１３１に出力する。また、アドレスセレクタ２１３０
０３は、初段ノード以外のノードの読み込み時は、次ノ
ードへのポインタバッファ２１３００４に保持されてい
る次ノードへのポインタを選択して読み込みアドレス生
成回路２１３１に出力する。

【０１２０】また、上記の処理と並行して、検査ビット
抽出回路２１３００６は、初段ノード読み込み時には、
検査ビット位置セレクタ２１３００５において選択され
て出力される初段ノードマスク長レジスタ２１３０００
の設定値ｍに従い、経路アドレスの第ｍビットから第
(ｍ＋ｐ−１)ビットまでのｐビットの検査ビット値を抽
出して図４２の読み込みアドレス生成回路２１３１へ出
力する。また、初段ノード以外のノードの読み込み時
は、後述する次ノードマスク長バッファ（ｍ１）２１３
００７に保持されている次ノードのマスク長ｍ１が検査
ビット位置セレクタ２１３００５において選択され、こ
の次ノードのマスク長ｍ１が検査ビット抽出回路２１３
００６に入力され、検査ビット抽出回路２１３００６
は、この次ノードのマスク長ｍ１に従い、経路アドレス
の第ｍ１ビットから第(ｍ１＋ｐ−１)ビットまでのｐビ
ットの検査ビット値を抽出して図４２の読み込みアドレ
ス生成回路２１３１へ出力する。

【０１２１】図４２の読み込みアドレス生成回路２１３
１およびメモリ制御回路２１３３は、上記のノードへの
ポインタとｐビットの検査ビット値を用いて、図３６乃
至図３７に示した順にノード内の各ワードのアドレスを
生成し、経路テーブルメモリ２１４は入力されたメモリ
アドレスに格納されているノードのデータを信号線２１
５に出力する。

【０１２２】信号線２１５のビット幅が３２ビットの場
合、図３６で説明した方式を採用するとノードデータの
一回の読み込みワード数は４ワードとなり、これらのデ
ータは図３６の表に示した順番で信号線２１５に出力さ
れ、各バッファ(２１３００４、２１３００７、２１３
０１３、２１３０１４、２１３０１５)に保持される。
各バッファの保持タイミングは経路検索処理制御回路２
１３２からの制御信号(図示していない)により制御され
る。バッファ２１３００４には次ノードへのポインタが
保持され、バッファ２１３００７には次ノードのマスク
長が保持され、バッファ２１３０１３にはノードのサブ
ネットワークアドレスが保持され、バッファ２１３０１
４にはフラグが保持される。

【０１２３】次に、図４１の経路アドレス一致比較処理
８０１に対応する処理について、図４３を用いて説明す
る。初段ノード読み込み時には、マスク長セレクタ２１
３００９を介して初段ノードマスク長レジスタ２１３０
００の設定値がマスク処理回路２１３０１０に入力され
る。初段ノード以外のノード読み込み時には、マスク長
セレクタ２１３００９を介してマスク長バッファ２１３
００８に保持されているノードのマスク長が入力され
る。このマスク長バッファ２１３００８の値は、一つ前
に読み込んだノードに格納されている次ノードのマスク
長の値であり、次ノードマスク長バッファ２１３００７
に保持されていたものである。次ノードマスク長バッフ
ァ２１３００７の値は、ノードの読み込み毎に更新され
るため、更新される前に、現在読み込んでいるノード
(以下、現ノードと呼ぶ)の経路アドレス一致比較処理に
使用する現ノードのマスク長をマスク長バッファ２１３
００８に保持しておく。

【０１２４】マスク処理回路２１３０１０は、これらの
マスク長だけ上位ビットから有効とするマスクを生成
し、このマスクと、宛先ＩＰアドレスバッファ２１３０
０１から出力される宛先ＩＰアドレスとの論理積をと
り、その結果(以下、マスクした受信パケットの宛先Ｉ
Ｐアドレスと呼ぶ)が一致比較回路２１３０１１に入力
される。また、サブネットワークアドレスバッファ２１
３０１３に保持されているノードのサブネットワークア
ドレスも一致比較回路２１３０１１に入力される。一致
比較回路２１３０１１は、このノードのサブネットワー
クアドレスと、上記で説明した、マスクされた受信パケ
ットの宛先ＩＰアドレスとを比較し、その結果が不一致
となる場合に不一致信号を信号線２１３０１９を用いて
木検索終了判定回路２１３０１２に出力する。木検索終
了判定回路２１３０１２は上記不一致信号を入力し、木
構造検索終了信号を図４２の経路検索処理制御回路２１
３２に出力する。

【０１２５】また、マスク長バッファ２１３００８の値
は、上記の経路アドレス比較が行われた後、次ノードマ
スク長バッファ２１３００７に保持されている次ノード
のマスク長の値によって更新され、次のノードの読み込
み時のサブネットワークアドレス比較に使用される。

【０１２６】次に、図４１の処理８０２、および８０３
に対応する処理について、図４３を用いて説明する。

【０１２７】一致比較回路２１３０１１におけるサブネ
ットワークアドレス比較の結果、一致した場合、一致比
較回路２１３０１１は信号線２１３０２０を用いて一致
信号を更新判定回路２１３０１８に出力する。この一致
信号が更新判定回路２１３０１８に入力され、かつ、フ
ラグバッファ２１３０１４に保持されているフラグの内
のエントリ有りフラグの値が１の場合(図４１の８１２)
のみ、更新判定回路２１３０１８は更新信号をフラグ候
補バッファ２１３０１６および経路情報候補バッファ２
１３０１７に出力する。更新信号を受信したフラグ候補
バッファ２１３０１６は、フラグバッファ２１３０１４
に保持されているフラグを新たに保持し、同じく更新信
号を受信した経路情報候補バッファ２１３０１７は、経
路情報バッファ２１３０１５に保持されている経路情報
を新たに保持する(図４１の経路情報更新処理８０３)。
エントリ有りフラグの値が０の場合は更新判定回路２１
３０１８は更新信号を送信しないので、フラグ候補バッ
ファ２１３０１６および経路情報候補バッファ２１３０
１７は更新処理を行わない(図４１の８１３)。

【０１２８】経路情報として上記のフラグ、及び、経路
情報以外の情報を追加する必要がある場合は、木構造の
ノード内にそれらの情報を追加し、それらの情報を保
持、更新するバッファを新たに追加すればよい。

【０１２９】次に、図４１の次ノードへのポインタがＮ
ＵＬＬかどうかの判定処理８０４に対応する処理につい
て、図４３を用いて説明する。次ノードへのポインタバ
ッファ２１３００４内に保持されている次ノードへのポ
インタは木検索終了判定回路２１３０１２に入力され
る。この次ノードへのポインタがＮＵＬＬの場合、木検
索終了判定回路２１３０１２は図４２の経路検索処理制
御回路２１３２に木検索終了信号を出力する。

【０１３０】以上、図４２の木構造検索処理回路２１３
０の動作を説明したが、ハードウェアで構成するため、
図４１の木構造検索処理の中の８０１、８０２、８０
３、８０４、８０５の各処理は逐次処理をする必要はな
く、各処理に必要なデータが各バッファ２１３００４、
２１３００７、２１３０１３、２１３０１４、２１３０
１５に保持された後に、各処理を開始すればよく、上記
の各処理を並列処理を行うことにより、高速に木構造の
検索を行うことができる。

【０１３１】

【発明の効果】前述の説明の通り、本発明はルータ等の
ネットワーク中継装置に用いて好適なネットワーク次転
送先検索方法及びそれを用いたネットワーク中継装置で
あり、ネットワーク中継装置が受信したパケットの転送
先アドレスを高速に検索し、ネットワーク中継装置のパ
ケット処理性能を向上させることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明が前提とする一般的なネットワークシス
テムの構成図である。

【図２】ルータにおける経路検索仕様を説明する図であ
る。

【図３】アドレス長３ビットの場合の全てのノードがあ
る２分木を説明する図である。

【図４】アドレス長３ビットの場合の経路テーブル例を
示す図である。

【図５】経路が割り付けられておらず、かつ、経路付き
のノードへの途中経路にもなっていないノードを取り除
いた木を説明する図である。

【図６】アドレス長３２ビットの場合の経路テーブル例
を示す図である。

【図７】図６に示した経路テーブルに対応する木を説明
する図である。

【図８】枝別れも経路の割り付けもないノードを取り除
いた木を説明する図である。

【図９】図９はマスク長２ビットのノードをメモリ上に
展開し第０〜第１ビットの検索時間を除いた木を説明す
る図である。

【図１０】マスク長ｋビット目までのノードを経路検索
ＬＳＩ内に入れた場合のメモリ構成図である。

【図１１】従来のパイプライン処理を行わない経路検索
処理のタイムチャートを示す図である。

【図１２】マスク長ｋビット目までのノードを経路検索
ＬＳＩ内に入れた場合の経路検索のパイプライン処理を
表すタイムチャートを示す図である。

【図１３】２分木から８分木への変形時に一つの８分木
ノードにまとめられる２分木ノードを囲んだ木を説明す
る図である。

【図１４】２分木から８分木への変形時に一つの８分木
ノードにまとめられる２分木ノードを囲んだ木を説明す
る図である。

【図１５】２分木から８分木への変形時に一つの８分木
ノードにまとめられる２分木ノードを囲んだ木を説明す
る図である。

【図１６】マスク長が０ビットから始まらないようにビ
ット位置を区切った場合に最初のノードをメモリ上に展
開することにより区切り位置までのビットの検索を行う
木を説明する図である。

【図１７】マスク長が０ビットから始まらないようにビ
ット位置を区切った場合に最初のノードをメモリ上に展
開することにより区切り位置までのビットの検索を行う
木を説明する図である。

【図１８】図９と組み合わせ、先頭のさらに多くのビッ
ト数の検索時間を除いた木を説明する図である。

【図１９】図１６と組み合わせ、先頭のさらに多くのビ
ット数の検索時間を除いた木を説明する図である。

【図２０】図１７と組み合わせ、先頭のさらに多くのビ
ット数の検索時間を除いた木を説明する図である。

【図２１】２分木から４分木への変形時に一つの４分木
ノードにまとめられる３つの２分木ノードを２つの２分
木ノード分につぶした木を説明する図である。

【図２２】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図２３】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図２４】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図２５】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図２６】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る

【図２７】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図２８】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図２９】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図３０】一つの４分木ノードにまとめられる３つの２
分木ノードの２つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図３１】一つの８分木ノードにまとめられる７つの２
分木ノードの４つの２分木ノードへのつぶし方を説明す
る図である。

【図３２】木の構成に必要なメモリ量見積もり時の木の
広がりのモデルを説明する図である。

【図３３】木を２分木ノードで構成した場合と４、８分
木ノードノードで構成した場合のノードの存在確率を考
慮したメモリ量の比較を示す図である。

【図３４】２分木ノードの構造を示す図である。

【図３５】４分木ノードの構造を示す図である。

【図３６】図３６はノードの大きさが大きくなったとき
にノードデータリード時間の増大を防ぐために一つのノ
ード全てを読み込まずに一部だけを読み込む方法を示す
図である。

【図３７】条件によっては読み込む必要が無い要素を、
条件に従い読み込まないようにすることで読み込みの時
間を削減することで高速化を図る方法を示す図である。

【図３８】ルータ装置の一構成例を示すブロック構成図
である。

【図３９】ルータ装置の他の構成例を示すブロック図で
ある。

【図４０】本発明の一実施例であるルータ装置内ルーテ
ィングプロセッサのブロック図である。

【図４１】本発明の一実施例である経路検索処理部の検
索処理フローチャートである。

【図４２】本発明の一実施例である経路検索処理部のブ
ロック図

【図４３】本発明の一実施例である、木構造の経路検索
を行う木構造検索処理回路のブロック図である。

【符号の説明】

１００、２００…ルータ、１１０…ルーティング制御
部、１２０…ルータバス、１３０…ネットワークインタ
フェース部、１４０…ポート、１５０…サブネットワー
ク、２２０…ルータ装置内通信手段、２３０…ネットワ
ークインタフェース部、２４０…ポート、２５０…サブ
ネットワーク、２６０…ルータ管理部、２１１…転送処
理部、２１２…パケットバッファメモリ、２１３…経路
検索処理部、２１４…経路テーブルメモリ、２１５…経
路テーブルメモリリードデータ、２１６…宛先ＩＰアド
レス、８１０…木構造検索処理、８１１…経路情報出力
処理、２１３０…木構造検索回路、２１３１…読み込み
アドレス生成回路、２１３２…経路検索処理制御回路、
２１３３…メモリ制御回路、２１３４…タイミング制御
信号、２１３０００…初段ノードマスク長レジスタ、２
１３００１…宛先ＩＰアドレスバッファ、２１３００２
…初段ノードへのポインタ生成回路、２１３００３…ア
ドレスセレクタ、２１３００４…次ノードへのポインタ
バッファ、２１３００５…検査ビット位置セレクタ、２
１３００６…検査ビット抽出回路、２１３００７…次ノ
ードマスク長バッファ（ｍ１）、２１３００８…マスク
長バッファ、２１３００９…マスク長セレクタ、２１３
０１０…マスク処理回路、２１３０１１…一致比較回
路、２１３０１２…木検索終了判定回路、２１３０１３
…サブネットワークアドレスバッファ、２１３０１４…
フラグバッファ、２１３０１５…経路情報バッファ、２
１３０１６…フラグ候補バッファ、２１３０１７…経路
情報候補バッファ、２１３０１８…更新判定回路、２１
３０１９…不一致出力信号、２１３０２０…一致出力信
号。

フロントページの続き (72)発明者 赤羽 真一 東京都国分寺市東恋ヶ窪一丁目280番地 株式会社日立製作所中央研究所内 (72)発明者 左古 義人 神奈川県秦野市堀山下１番地 株式会社日 立製作所汎用コンピュータ事業部内 (72)発明者 田那邊 昇 神奈川県秦野市堀山下１番地 株式会社日 立製作所汎用コンピュータ事業部内

Claims (11)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数のネットワークを接続するネットワー
   ク中継装置であって、前記ネットワークの一つを接続す
   るポートと、前記ポートに接続され、該ポートに接続さ
   れたネットワークとのインタフェースを制御するネット
   ワークインタフェース部と、前記ネットワークインタフ
   ェース部と装置内通信路を介して接続され、前記ネット
   ワークインタフェースから受け取ったパケットのルーテ
   ィング処理を行うルーティング処理部とを有し、 前記ルーティング処理部は、経路情報保持手段と、前記
   経路情報保持手段に保持された経路情報に基づいて前記
   受け取ったパケットの次に転送すべき経路を算出する次
   経路検索手段とを包含し、 前記次経路検索手段は、前記受け取ったパケットの宛先
   アドレスの上位ビットから１ビットずつ検査してゆく２
   分木検索のｐ（ｐは２以上の整数）段分を、一つの２の
   ｐ乗分木にし、２分木のｐ数段の検索を１段で行うこと
   を特徴とするネットワーク中継装置。
2. 【請求項２】前記次経路検索手段は、一つの２分木ノー
   ドと、その直下につながるｐ−１段分の合計２のｐ乗−
   １個分の２分木ノードを一つの前記２のｐ乗分木ノード
   にまとめ、まとめられる最下段の２の（ｐ−１）乗個の
   ２分木ノードに、それより上段のノードに割り付けられ
   ていた経路データを埋め込み、前記２のｐ乗分木ノード
   を２分木を２の（ｐ−１）乗個分併せた形で構成するこ
   とを特徴とする請求項１記載のネットワーク中継装置。
3. 【請求項３】前記次経路検索手段は、２分木を複数個併
   せるときに、一つだけ持てば良い要素を一つだけ持つよ
   うにすることを特徴とする請求項２記載のネットワーク
   中継装置。
4. 【請求項４】前記次経路検索手段は、２のｐ乗分木ノー
   ドを検索のために読むときにノード全てを読まずに、２
   のｐ乗分木ノードを作成するときに併せた２の（ｐ−
   １）乗個の２分木ノードの内の、いずれか一つに対応す
   るデータのみを読むことを特徴とする請求項２記載のネ
   ットワーク中継装置。
5. 【請求項５】前記次経路検索手段は、各ノードにそのノ
   ード自身のマスク長を格納せずにそのノードの直ぐ下に
   繋がるノードのマスク長を格納することにより、ノード
   のマスク長を、そのノードのデータを読む前に知り、宛
   先アドレスの、ノードのマスク長で示されるビット位置
   から、そのビット位置＋ｐ−１までの値に従い、ノード
   のデータの内の読み込む部分を選択することを特徴とす
   る請求項２記載のネットワーク中継装置。
6. 【請求項６】前記次経路検索手段は、各ノードの最初に
   読み込むデータ内に、そのノードに経路が割り付けられ
   ているか否かを示すフラグを設け、最初に、このフラグ
   を読み込み、経路が割り付けられていないノードでは経
   路情報を読み込まないことを特徴とする請求項４記載の
   ネットワーク中継装置。
7. 【請求項７】前記ネットワーク中継装置はルータである
   ことを特徴とする請求項１記載のネットワーク中継装
   置。
8. 【請求項８】複数のネットワークを接続するネットワー
   ク中継装置であって、前記ネットワークの一つを接続す
   るポートと、前記ポートに接続され、該ポートに接続さ
   れたネットワークとのインタフェースを制御するネット
   ワークインタフェース部と、前記ネットワークインタフ
   ェース部と装置内通信路を介して接続され、前記ネット
   ワークインタフェースから受け取ったパケットのルーテ
   ィング処理を行うルーティング処理部とを有し、 前記ルーティング処理部は、経路情報保持手段と、前記
   経路情報保持手段に保持された経路情報に基づいて前記
   受け取ったパケットの次に転送すべき経路を算出する次
   経路検索手段とを包含し、 前記次経路検索手段は、次経路の検索を宛先アドレスの
   上位ビットから１ビットずつ検査してゆく２分木検索に
   より行い、検査を行うビット位置を、マスク長に対応さ
   せることによりマスク付きの一致検索を行い、マスク長
   ｍ（ｍは自然数）ビットのノードを、２のｍ乗個、記憶
   手段上の決まった位置に展開し、それぞれのマスク長ｍ
   ビットのノードを、それぞれ、宛先アドレスの第０ビッ
   トから第ｍ−１ビットまでが取りうる値に１対１に対応
   させ、宛先アドレスの第０ビットから第ｍ−１ビットの
   値に従い、マスク長ｍビットのノードの一つを選択する
   ことを特徴とするネットワーク中継装置。
9. 【請求項９】複数のネットワークを接続するネットワー
   ク中継装置であって、前記ネットワークの一つを接続す
   るポートと、前記ポートに接続され、該ポートに接続さ
   れたネットワークとのインタフェースを制御するネット
   ワークインタフェース部と、前記ネットワークインタフ
   ェース部と装置内通信路を介して接続され、前記ネット
   ワークインタフェースから受け取ったパケットのルーテ
   ィング処理を行うルーティング処理部とを有し、 前記ルーティング処理部は、経路情報保持手段と、前記
   経路情報保持手段に保持された経路情報に基づいて前記
   受け取ったパケットの次に転送すべき経路を算出する次
   経路検索手段とを包含し、 前記次経路検索手段は、次経路の検索を宛先アドレスの
   上位ビットから１ビットずつ検査してゆく２分木検索に
   より行い、マスク長０ビットからｋビットまでの２分木
   ノードを、先頭からのビット数が所定数の部分を前記次
   経路検索手段の内蔵記憶手段内に置き、マスク長ｋ＋１
   ビット以降の２分木ノードを検索手段の外部記憶手段内
   に置き、第０から第ｋビットまでの検索処理と、第ｋ＋
   １ビット以降の検索処理をパイプライン処理することを
   特徴とするネットワーク中継装置。
10. 【請求項１０】複数のネットワークを接続し、前記ネッ
    トワークの一つから受け取ったパケットを経路情報に基
    づいて次の転送先に送出するネットワーク中継装置にお
    けるネットワーク次転送先検索方法であって、 前記受け取ったパケットの宛先アドレスの上位ビットか
    ら１ビットずつ検査してゆく２分木検索のｐ（ｐは２以
    上の整数）段分を、一つの２のｐ乗分木にし、２分木の
    ｐ数段の検索を１段で行うことを特徴とするネットワー
    ク次転送先検索方法。
11. 【請求項１１】前記ルーティング処理部内次経路検索手
    段で行う次経路検索処理をハードウエアで行うことによ
    り、ノード内のデータを読み出すアドレスの計算処理と
    経路情報の読み込み処理を並列に行うことを特徴とする
    請求項１乃至請求項９のいずれかに記載のネットワーク
    中継装置。