WO2022097725A1 - 情報処理装置、情報処理方法及びコンピュータプログラム - Google Patents

Abstract

［課題］検索処理を高速に行うことが可能にする。 ［解決手段］本実施形態に係る情報処理装置は、検索キーにおいて参照するｋ（ｋは１以上の整数）個のビットを指定した参照情報と、前記参照情報により指定されるビットの値に応じて遷移先のノードを定めた少なくとも１つの遷移条件と、を含む複数のノードを有するデータ構造に対して、前記検索キーに合致するノードの検索を行う検索処理部を備える。少なくとも１つのノードにおける前記遷移条件の少なくとも１つは、前記参照情報により指定されるビットの少なくとも１つの特定のビットが第１値及び第２値のいずれであることを許容する。前記検索処理部は、前記少なくとも１つの遷移条件のうち前記参照情報により指定されるビットが満たしている遷移条件を特定し、特定した前記遷移条件が定めるノードに遷移することにより、前記検索キーに合致するノードの検索を行う。

Description

情報処理装置、情報処理方法及びコンピュータプログラム

　本開示は、情報処理装置、情報処理方法及びコンピュータプログラムに関する。

　インターネットが必要不可欠なインフラになってきたことにより、ネットワークセキュリティが重要になってきている。ファイヤウォールのようなネットワーク装置が、認証されていないネットワークアクセスから情報を保護するために用いられている。

　ファイヤウォール機能としてネットワーク装置にネットワークアクセス制御リスト（ＡＣＬ：Access Control List）を設け、ＡＣＬに基づき、パケットのフィルタリングを行うことが一般的に行われている。ＡＣＬは、複数のレイヤの通信プロトコルのヘッダ情報を用いてパケットをフィルタリングするルールを複数集めたルールの集合である。ＡＣＬの各ルールはコンピュータ上ではビット列によって表され、ビット列は“０”、“１”以外にワイルドカード“＊”を許容する。受信したパケットのヘッダ情報が各ルールにマッチングするか否かは３値マッチング問題（ternary matching problem）として一般化されることができる。

　既存のアルゴリズムは、ＡＣＬのルールをワイルドカードの前後で分割し、分割された複数の部分を用いて決定木を生成する。決定木を用いて、ヘッダ情報が各ルールにマッチングするか否か（ルールを満たすか否か）を判定する。しかしながら、このアルゴリズムは、市販のＣＰＵでは高い性能を得ることができず、決定木の生成にも時間が要する問題があった。３値のマッチングを行う専用のデバイスとしてＴＣＡＭ（Ternary Content Addressable Memory）が知られているが、消費電力、コスト、及び拡張性等に問題がある。市販のＣＰＵで高い性能を得ることが可能なアルゴリズムの開発が要求されている。

特開２０１６－１７０８１８号公報

　本開示は、検索処理を高速に行うことが可能な情報処理装置、情報処理方法及びコンピュータプログラムを提供する。

　本実施形態に係る情報処理装置は、検索キーにおいて参照するｋ（ｋは１以上の整数）個のビットを指定した参照情報と、前記参照情報により指定されるビットの値に応じて遷移先のノードを定めた少なくとも１つの遷移条件と、を含む複数のノードを有するデータ構造に対して、前記検索キーに合致するノードの検索を行う検索処理部を備える。少なくとも１つのノードにおける前記遷移条件の少なくとも１つは、前記参照情報により指定されるビットの少なくとも１つの特定のビットが第１値及び第２値のいずれであることを許容する。前記検索処理部は、前記少なくとも１つの遷移条件のうち前記参照情報により指定されるビットが満たしている遷移条件を特定し、特定した前記遷移条件が定めるノードに遷移することにより、前記検索キーに合致するノードの検索を行う。

本実施形態に係る情報処理装置である通信装置の一例のブロック図。 ３値マッチングテーブルの一例を示す図。 ＡＣＬの一例を示す図。 比較例として、基数木の一例を示す図。 比較例として、パトリシアトライの一例を示す図。 本実施形態に係るパームトライの一例を示す図。 パームトライにおけるノードの構造の一例を示す図。 パームトライの探索動作の一例を示すフローチャート。 ｋビット幅のパームトライの一部を模式的に示す図。 比較例として、３分木の例を示す図。 図１０の３分木に図９のパームトライを重ねた図。 パームトライにおいて子ノードへのポインタを取得するデータ構造の例を示す図。 チャンクと、チャンクのプレフィクスと、パラメータｈ、ｇとの関係を示した表を示す図。 ３ビット幅のパームトライにおけるノードの構造の一例を示す図。 第２実施形態に係るパームトライの探索動作の一例を示すフローチャート。 第２実施形態に係るパームトライの具体例を示す図。 図１６のパームトライにおける部分木Ｔ１の例を示す図。 図１６のパームトライにおける部分木Ｔ２の例を示す図。 図１６のパームトライにおける部分木Ｔ３の例を示す図。 図１６のパームトライにおける部分木Ｔ４と、部分木Ｔ４につながる部分木Ｔ５の例を示す図。 図１６のパームトライにおける部分木Ｔ６の例を示す図。 図１６のパームトライにおける部分木Ｔ７の例を示す図。 図１６のパームトライにおける部分木Ｔ８の例を示す図。 ヌルノードを示すポインタを斜線で示した図。 図２４のノード構造を圧縮した、変形例１に係るノード構造を示す図。 変形例２に係るノードの構造の例を示す図。 情報処理装置のハードウェア構成の一例を示すブロック図。

　以下、図面を参照して、本開示の実施形態について説明する。図面は、本開示の実施形態を一例として模式的に示すものであり、本開示の実施形態は、図面に開示された形態に限定されるものではない。複数の図において同一の要素には同一の符号を付し、説明済みの要素の説明は適宜省略する。

（第１実施形態）
　本実施形態では、ファイヤウォールやルータ等の通信装置において、受信したパケットのヘッダ情報から検索キーを生成し、生成した検索キーを用いてネットワークアクセス制御リスト（ＡＣＬ：Access Control List）から、マッチするルールを検索する。ＡＣＬは、複数のレイヤの通信プロトコルのヘッダ情報を用いてパケットを処理（フィルタリング等）するルールを複数集めたルールの集合である。検索キーとは検索のキーとなるデータである。ＡＣＬの各ルールは、検索の対象となるデータであるキーデータ（検索対象データ）と、パケットに対して行う処理（アクション）を表したバリュー等を含む。通信装置では、検索キーを満たすキーデータを有するルールを探索する。通信装置は、検索されたルールに示されるバリューが示す処理を実行する。本実施形態は、検索キーにマッチするルールを効率的又は高速に検索する技術に関連する。但し、本実施形態の適用対象はルールの検索に限定されず、情報の検索一般に可能である。例えば、住所録から検索キーにマッチする住所を含むレコードを検索することも可能である。

　図１は、本実施形態に係る情報処理装置である通信装置の一例のブロック図である。図１の通信装置１は、無線又は有線のネットワークを介して受信したパケットの中継を行うファイヤウォールやルータ等のネットワーク装置である。図１の通信装置１は、受信部１１、パケット処理部１２、記憶部１３、検索キー生成部１４、検索処理部１５及び送信部１６を備えている。

　受信部１１は、無線又は有線のネットワークを介してパケットを受信する。パケットは情報の伝送単位の一例を示すものであり、フレーム、セグメント又はデータグラムなどに読み替えることも可能である。

　パケット処理部１２は、受信したパケットに対して行う処理を決定し、決定した処理をパケットに対して行う。例えばパケットを中継すべきか（通過させるべきか）、遮断すべきかを判断する。但し、パケットに行う処理の例は中継の許可、又は遮断に限定されず、例えば、パケットの転送先の決定、 別のプロトコルでカプセル化をして転送すること、ルールに一致したパケットの統計情報（パケット数やバイト数など）の取得、転送時のパケットスケジューリングの優先度の決定、転送時のパケットのキューの決定がある。その他、パケットを一定期間保存すること、パケットに含まれるデータからファイルを生成し、ファイルが安全か否かを検証することなど、様々可能である。パケット処理部１２は、パケットに対して行う処理の種類に応じて複数のエンジンを備えていてもよい。パケット処理部１２は、パケットの処理を決定するために、検索キー生成部１４及び検索処理部１５を用いる。

　検索キー生成部１４は、受信されたパケットのヘッダの情報から検索キーを生成する。検索処理部１５は、検索キーに基づきＡＣＬからマッチするルールを検索し、検索されたルールに示されるアクション（処理）を示す情報をパケット処理部１２に提供する。

　パケット処理部１２は検索処理部１５から提供された情報に基づきパケットを処理する。例えば、当該情報が中継を許可するものである場合は、パケットの転送先を決定し、決定した転送先に送信するパケットを生成して、送信部１６に提供する。当該情報がパケットの中継を認めない（遮断）するものである場合は、パケットを廃棄する。パケットの送信元にパケットの中継を認めないことを示す応答パケットを生成し、応答パケットを送信部１６に提供してもよい。

　送信部１６はパケット処理部１２から提供されたパケットを、無線又は有線のネットワークに送信する。受信部１１及び送信部１６は１つ以上のインタフェース（ポート）を備えていてもよい。受信部１１及び送信部１６でインタフェースが共通でもよいし、別々のインタフェースでもよい。ＡＣＬのルールマッチング及びマッチするルールに応じたパケット処理は、インタフェースごとに別々のＡＣＬを用いて行ってもよいし、複数又は全てのインタフェースで共通のＡＣＬを用いて行ってもよい。またＡＣＬのルールマッチングは、受信インタフェースで受信されたパケットに対してルーティング処理を行う前に行ってもよいし、ルーティング処理で送信インタフェースが決定された後に、行ってもよいし、これらの両方で行ってもよい。ルーティング処理前に行う場合、受信インタフェースで受信したパケットに対してＡＣＬのルールマッチングを行い、パケットに対する処理を決定する。通過許可であればパケットをパケット処理部１２のルーティングエンジンに提供し、それ以外の場合はマッチするルールに応じた処理エンジンに渡す。ルーティング処理により送信インタフェースが決定された後に、ＡＣＬのルールマッチングを行う場合は、例えば送信インタフェースに関連するＡＣＬのルールマッチングを、送信するパケットに行い、通過許可であれば送信インタフェースにパケットを渡し、それ以外の場合は、マッチするルールに応じた処理エンジンに渡す。

　通信装置１が無線通信を行う場合は、送信部１６及び受信部１１にアンテナが設けられてもよい。送信部１６及び受信部１１は物理的に同一のインタフェースでも別々のインタフェースでもよい。

　記憶部１３には、ＡＣＬ、ＡＣＬの効率的に検索するためのデータ構造とである検索木（後述のパームトライ）、パケットの転送先を決定するルーティングテーブルなどが格納されている。通信装置１の受信部１１、送信部１６、パケット処理部１２、検索キー生成部１４、検索処理部１５の動作の一部又は全部は、一例としてコンピュータプログラムをＣＰＵ等のプロセッサに実行させることにより実現される。この場合、コンピュータプログラムも記憶部１３に格納されていてよい。記憶部１３はメモリ、ハードディスク、光記憶装置など、任意の記録媒体である。

　上述のように本実施形態は、ＡＣＬにおいて検索キーにマッチするルールを効率的又は高速に検索する技術に関連する。ＡＣＬの各ルールはコンピュータ上ではビット列によって表され、ビット列は“０”、“１”以外にワイルドカード“＊”を許容する。“＊”は“０”でも“１”でもよいことを意味する。“＊”に対応するビットを、ドントケアビットと呼ぶ。“＊”を考慮する場合、受信したパケットのヘッダ情報が各ルールにマッチングするか否かは３値マッチング問題（ternary matching problem）として一般化されることができる。そこで、以下では、まず３値マッチング問題と、３値マッチング問題の適用対象であるＡＣＬの概要について説明する。

　３値マッチング問題は、各々優先度を有する複数のエントリを格納したテーブル（３値マッチングテーブル）において、検索キーにマッチする、最も優先度の高いエントリを検索することである。

　図２は、３値マッチングテーブルの一例を示す。３値マッチングテーブルの各エントリは、エントリＩＤと、キーデータと、アクションを示すバリューと、優先度とを含む。

　エントリＩＤは、各エントリを識別するＩＤである。図の例では、１～９の９個のエントリが示されるが、エントリ数は０以上であれば、任意の個数でよい。

　各エントリの優先度としてＰ１～Ｐ９が示される。優先度はＰＸ（Ｘは整数）によって表される。Ｘの値が大きいほど、優先度が高い。図２の例では、優先度Ｐ９が最も高い優先度であり、優先度Ｐ１が最も低い優先度である。

　キーデータはビット列によって表される。ビット列は、３種類のビット値、“０”、“１”、“＊”を含む。“＊”はドントケアビット値であり、“０”でも“１”でもよい。例えば、キーデータ０１１＊１０００は、検索キー０１１０１０００と０１１１１０００のいずれにもマッチする。キーデータのビット長は８であるが、８より短くても、８より長くてもよい。“０”は一例として第１値及び第２値のいずれか一方に対応し、“１”はいずれか他方に対応する。

　検索キーは“０”又は“１”を含む２値のビット列であり、ドントケアビット値である“＊”を含まない。検索キーは、図２の複数のエントリにマッチしてもよく、この場合、最も優先度の高いエントリを検索結果として取得する。

　バリューは、当該バリューを含むエントリが検索結果として返された場合に行う処理（アクション）を識別する値である。例えば“Ａ９”はパケットを通過させない（パケットを遮断する）、“Ａ１”はパケットを中継する（パケットを通過させる）などである。バリューはＡ１～Ａ９の９種類の値が示されるが、バリューの値は２種類以上であればよい。

　以下、図２のテーブルを用いた検索の具体例を示す。検索キーが０１１１０１０１である場合、キーデータが０＊１１０１＊＊と０１１１０＊＊＊の２つのエントリにマッチする。これら２つのエントリの優先度を比較し、最も大きい優先度のエントリを選択する。０＊１１０１＊＊のエントリの優先度はＰ７であり、０１１１０＊＊＊のエントリの優先度はＰ２である。よって、この場合、優先度の高い０＊１１０１＊＊のエントリを検索結果として取得する。このエントリに含まれるバリューの値Ａ７に応じたアクションが実行される。

　３値マッチングをＡＣＬに適用する場合、各エントリがＡＣＬの各ルール（エントリ）に対応する。ＡＣＬの各エントリは、一例として通信プロトコルのレイヤ２～４のヘッダ情報によって定められる。ヘッダ情報の例として、宛先ＭＡＣアドレス、送信元ＭＡＣアドレス、イーサタイプ（ＥｔｈｅｒＴｙｐｅ）、ＩＥＥＥ８０２．１Ｑ（ＶＬＡＮ：Virtual Local Area Network)タグ情報、送信元ＩＰアドレス、宛先ＩＰアドレス、プロトコル番号、送信元ＴＣＰ／ＵＤＰポート番号、宛先ＴＣＰ／ＵＤＰポート番号、ＴＣＰフラグ（ＴＣＰ　ｆｌａｇｓ）などがある。これら複数の項目から選択した１つ以上の項目の値が、３値ビット列、すなわち０と１と＊とのビット列によって、エントリのキーデータとして表現される。なお、ＩＰアドレスは、通常、プレフィクス表記によってサブネットとして特定される。１９２．０．２．０／２４であれば、１９２．０．２．０を表す３２ビットのうちの先頭の２４ビットを表す。TCPフラグは、０と１と＊との３値のビット列によって表される。

　図３は、ＡＣＬの一例を示す。５個のエントリ（ルール）が示される。各エントリのエントリＩＤの表記は省略している。各エントリは優先度によって並べられており、一番上のエントリの優先度が最も高く、下に行くに従って小さくなる。パケットの通過（ｐｅｒｍｉｔ）／遮断（ｄｅｎｙ）の２つがバリューとして含まれる。バリューの右側にキーデータが示されている。図２の例では、簡単のため、レイヤ２のルールは省略し、レイヤ３と４のルールのみを示している。各エントリは、複数の項目を含んでいる。複数の項目は、アクション、プロトコル名（ＩＰもしくはＩＰより上位の任意のプロトコル）、送信元ＩＰアドレスのプレフィクス、送信元ポート番号（オプション）、レイヤ４に対して範囲を表す用語（例えば等しいを意味する“ｅｑ”）に続く送信元ポート番号範囲（オプション）、宛先ＩＰアドレスのプレフィクス、範囲を表す用語に続く宛先ポート番号範囲（オプション）、ＴＣＰフラグが示す状態の用語、のうちの２つ以上を含んでいる。より詳細には、以下の通りである。

　一番上のエントリは、プロトコル名がＩＰであり、送信元が１９２．０．２．０／２４の内部ネットワークであり、宛先が０．０．０．０／０のネットワークである場合、全てのパケットの通過を許可する（ｐｅｒｍｉｔ）。０．０．０．０／０は、０．０．０．０の３２ビットはすべてワイルドカード“＊”であること（宛先ＩＰアドレスは何でもよいこと）を意味する。

　上から２番上のエントリは、プロトコル名がＩＣＭＰであり、送信元が０．０．０．０／０のネットワークであり、宛先が１９２．０．２．０／２４の内部ネットワークである場合、全てのパケットの通過を許可する（ｐｅｒｍｉｔ）。０．０．０．０／０は、０．０．０．０の３２ビットはすべてワイルドカード“＊”であること（送信元ＩＰアドレスは何でもよいこと）を意味する。

　上から３番目のエントリは、プロトコル名がＵＤＰであり、ポート番号が５３であるＤＮＳ応答のパケットの場合、送信元のＩＰアドレスに拘わらず、１９２．０．２．０／２４の内部ネットワーク宛のパケットの通過を許可する。送信元のＩＰアドレスが０．０．０．０／０であることは、送信元のＩＰアドレスが何でも良いことを意味する。

　上から４番目のエントリは、プロトコル名がＴＣＰであり、ＴＣＰフラグが“ｅｓｔａｂｌｉｓｈｅｄ”を示していれば、送信元のＩＰアドレスに拘わらず、１９２．０．２．０／２４の内部ネットワーク宛のパケットの通過を許可する。ＴＣＰフラグが“ｅｓｔａｂｌｉｓｈｅｄ”を示すことは、ＡＣＫフラグ又はＲＳＴフラグが１になっていることを意味する。当該４番目のエントリは２つの３値マッチングエントリに変換可能であり、一方が＊＊＊＊１＊＊＊＊（ＡＣＫ）を含み、他方が＊＊＊＊＊１＊＊＊（ＲＳＴ）を含む。図２の例では示していないが、エントリに複数のポート番号を含む範囲が示されている場合もあり得る。この場合、当該エントリを、同様にして、複数のエントリに変換可能である。

　一番下のエントリは、プロトコル名がＩＰであり、１９２．０．２．０／２４の内部ネットワーク宛のパケットであれば、送信元のＩＰアドレスに拘わらず、パケットの通過を拒否（ｄｅｎｙ）する。

　検索キーがＡＣＬの各エントリに一致するかどうかは、単純な方法としてＡＣＬの最上位のエントリから検索することが考えられる。この場合、ｎのオーダーの計算量が発生する。したがって、ＡＣＬサイズが大きい場合、この方法は効率的でない。

　検索キーに対応するエントリを検索する他の方法として、検索木が知られている。検索木の基本的なデータ構造として、ラディックス木（基数木）、パトリシアトライが知られている。これらの検索木は一般にトライ（ｔｒｉｅ）と呼ばれている。トライにおいて、あるノードの下位ノードは、当該あるノードと共通のプレフィクスを有する。それ故、トライは、プレフィクス木とも呼ばれる。

　本実施形態では、後述するパームトライ（Ｐａｌｍｔｒｉｅ）と名付けた検索木を導入する。パームトライの理解を容易にするため、基数木とパトリシアトライについて説明する。

　図４は、基数木の一例を示す。キーデータとして１００，００１，０１０が３つのノードに含まれている。基数木は２値木である。基数木の各枝（ブランチ）は親ノードのプレフィクスに１ビットを追加する。ノードの左側の枝には０、右側の枝には１が割り当てられている。深さｄのノードのプレフィクスは、先頭（上位ビット側）からｄ番目のビットの値である。本実施形態では根ノード（ルートノード）の深さを０とする。

　基数木の探索は、各ノードで、検索キーの最上位ビットからｄ番目のビット値を調べることによって検索木を辿ることによって行われる。丸のノードに含まれている値は、ノードのＩＤ（エントリＩＤ）を表す。エントリが対応づいていないノードには番号（ノードＩＤ）が示されていない。エントリ２のキーデータ００１はＩＤ＝２のノードに対応し、エントリ３のキーデータ０１０はＩＤ＝３のノードに対応し、エントリ１のキーデータ１００はＩＤ＝１のノードに対応する。葉ノード（リーフノード）である四角のノードは、ヌルノード（空ノード）を表す。ヌルノードは処理の便宜のために設けられたノードである。例えば検索キーが４ビット以上の場合、ヌルノードに分類される。ヌルノードを設けない構成も可能である。

　図５は、パトリシアトライの一例を示す。図４の基数木の例と同様に、キーデータとして１００，００１，０１０が３つのノードに含まれている。パトリシアトライは基数木を圧縮した木であり、キーデータ数（エントリ数）と、ノード（葉ノードを除く）の個数とが一致する。非葉ノード（根ノードと中間ノード）には、バリュー（アクション）と、２つの下位ノードへのポインタとが入っている。葉ノードにバリューは入っていないが、一部の葉ノードにはポインタが入っている（破線の矢印を参照）。ポインタが入っていない葉ノードはヌルノードに相当する。丸のノードに含まれている値は、ノードのＩＤ（エントリＩＤ）を表す。

　パトリシアトライでは、キーデータを含むノードにビットインデクス（図の“Ｂｉｔ”）が設けられている。ビットインデクスは、検索キーからビットを抽出して、分岐方向（左又は右）を決定するために用いられる参照情報である。ノードのキーデータにおいて最上位ビットからビットインデクスが示すビットまでのビット列は、該当するノードのプレフィクスを表す。キーデータのビット長をＬ、ノードのビットインデクスをｂとすると、最上位ビットから（Ｌ－ｂ）ビットは、当該ノードのプレフィクスである。例えばノードＩＤ＝３のプレフィクスは０１である。

　パトリシアトライの探索は再帰的に定義される。ノードのビットインデクスに対応する、検索キーにおけるビットを調べ、０の場合は左の枝、１の場合は右側の枝に分岐することによって探索を行う。分岐により進んだノードのビットインデクスが、分岐前のノードのビットインデクス（現在のビットインデクス）以上であれば、探索を終了する。このときのノード（分岐により進んだノード）のキーデータと、検索キーとを比較し、両者が一致する（マッチする）場合は、当該ノードの情報（例えばキーデータとバリュー）を取得する。なお、キーデータと検索キーとの比較を省略してもよい。

　例えば検索キーが００１であるとする。根ノードのビットインデクスは２である。末尾ビットの位置を０番目とすると、ビットインデクス２の位置のビットは先頭の０である。このため根ノードから左側の枝に分岐する。分岐後のノードにおけるビットインデクスは１であり、ビットインデクス１の位置のビットは０である。よって、左側の枝に分岐し、根ノードに戻る。根ノードのビットインデクス２は、１つ前のノードのビットインデクス１よりも大きい。よって探索を終了し、根ノードの情報を取得する。ノードの情報は、例えばキーデータ（この例では００１）、バリュー（この例では２）を含む。

　同様に、検索キーが０１０であるとする。根ノードのビットインデクスは２である。ビットインデクス２の位置のビットは先頭の０である。このため根ノードから左側の枝に分岐する。分岐後のノードにおけるビットインデクスは１であり、ビットインデクス１の位置のビットは１である。よって、右側の枝に分岐し、同じノードに戻る。当該ノードのビットインデクス１は、１つ前のノード（自ノード）のビットインデクス１と同じである。よって探索を終了し、当該ノードの情報を取得する。ノードの情報は、例えば、キーデータ（この例では０１０）、バリュー（この例では３）を含む。

　同様に、検索キーが１００であるとする。根ノードのビットインデクスは２である。ビットインデクス０の位置のビットは末尾の０である。このため根ノードから右側の枝に分岐する。分岐後のノードにおけるビットインデクスは０であり、ビットインデクス０の位置のビットは０である。よって、左側の枝に分岐し、同じノードに戻る。当該ノードのビットインデクス０は、１つ前のノード（自ノード）のビットインデクス０と同じである。よって探索を終了し、当該ノードの情報を取得する。ノードの情報は、例えばキーデータ（この例では１００）、バリュー（この例では１）を含む。

　パトリシアトライに新たなエントリ（新たなキーデータを含む）に応じた新規のノードを追加する場合、パトリシアトライを探索して、新たなキーデータを含むノードを追加する位置を見つければよい。探索により、ノードのプレフィクスがキーデータに合致するかを判断し、一致しない場合は、当該ノードを新たなノードによって置換する。元のノードは、新たなノードの子ノードとする。新たなノードのビットインデクスは、元のノードのキーデータと新たなノードのキーデータとの間で最上位の最も異なるビットとする。もし新たなノードからヌルノードへ進む場合は、ヌルノードにおいて新たなノードへのポインタを設け（あるいは新たなノードにおいてヌルノードへのポインタを新たなノードへのポインタに置換し）、新たなノードのビットインデクスを０にする。エントリに削除に伴うノードの削除は逆の手順で行えばよい。

　本実施形態では、パトリシアトライをベースとした新たなトライであるパームトライを導入する。パームトライは、ノードが３つ以上の分岐を有することが可能である。各枝には３値（０、１、＊）の１ビット、又は３値を含む複数のビットを割り当てることができる。よって、パトリシアトライは、１及び０のいずれでもよいワイルドカード“＊”を示すビットを含むキーデータを格納することができる。ワイルドカード“＊”を示すビットをドントケアビット、また、ドントケアビットの値をドントケアビット値と呼ぶ。

　図６は、本実施形態に係るパームトライの一例を示す。図６のパームトライは、図２のテーブルに示した９個のエントリに基づき生成され、９個のエントリをそれぞれノード（非葉ノード）に格納している。パームトライは複数のノードを含むデータ構造である。パームトライについて、パトリシアトライと同じ説明は適宜省略する。パームトライはＡＣＬのエントリを効率的又は高速に検索するためのデータ構造として記憶部１３に格納されている。

　パームトライのノードは、３つの枝を有する。左側の子ノードへの枝は０、中央の子ノードへの枝は＊、右側の子ノードへの枝は１が割り当てられている。ドントケアビット値が割り当てられた枝をドントケア枝（don’t care branch）と、ドントケア枝への分岐はドントケア分岐と呼ぶ。０又は１が割り当てられた枝を完全一致枝（exact matching branch）と、完全一致枝への分岐を完全一致分岐と呼ぶ。矩形のノードは葉ノードであり、丸のノードは、根ノード又は中間ノードである。葉ノードのうち矢印付きの破線が出ている葉ノードは、当該葉ノードに遷移した際に、矢印が示すノードに遷移することを意味している。矢印付きの破線が出ていない葉ノードはヌルノードである。なお、葉ノードにはどのエントリも対応づけられていない。

　図７は、パームトライにおけるノードの構造の一例を示す図である。図の例は図２のテーブルのエントリ７に対応するノードの構造例を示している。

　パームトライのノードは、３つの枝へ分岐するための３つの子ノードへのポインタを有する。３つのポインタは、左側の枝（左側の子ノード）へのポインタ、右側の枝（右側の子ノード）へのポインタ、中央の枝（中央の子ノード）へのポインタを含む。左側の枝及び右側の枝へのポインタは完全一致用のポインタに対応し、中央の枝へのポインタはドントケア枝用のポインタに対応する。ポインタは図ではＰｔｒ１，Ｐｔｒ２，Ｐｔｒ３と模式的に示されている。ポインタは、参照すべきノードのメモリ上のアドレスである。なお図６において矢印付きの破線が出ている葉ノードは、矢印が示すノードのみへのポイントを保持している。当該葉ノードは、ポインタ以外の項目は保持していなくてよい。

　各ポインタの下側には各ポインタに対応する遷移条件“０”、“１”、“＊”が、少なくとも１つの遷移条件として示されている。遷移条件“０”はビットインデクスが示すビットが０の場合に、満たされ、遷移条件“０”に対応するポインタ（図の例ではＰｔｒ１）が示すノードに遷移する（進む）。遷移条件“１”はビットインデクスが示すビットが１の場合に満たされ、遷移条件“１”に対応するポインタ（図の例ではＰｔｒ２）が示すノードに遷移する（進む）。遷移条件“＊”はビットインデクスが示すビットが０の場合に満たされ、遷移条件“＊”に対応するポインタ（図の例ではＰｔｒ３）が示すノードに遷移する（進む）。遷移条件“＊”はビットインデクスが指定する１ビットが第１値及び第２値のいずれであることも許容する条件である。遷移条件“０”、“１”、は第１遷移条件に対応し、遷移条件“＊”は第２遷移条件に対応する。

　またパームトライのノードは、パトリシアトライと同様、“Ｂｉｔ”によって示されるビットインデクスを含む。ビットインデクスは検索キーにおいて参照すべきビットを指定する。例えばＢｉｔ＝７は、最下位ビットを０番目として最下位ビットから数えて７番目のビットを指す。検索キーのビット長が８ビットの場合、Ｂｉｔ＝７は、最上位ビットを示す。ビットインデクスは、検索キーにおいて参照するｋ（本実施形態ではｋ＝１）個のビットを指定した参照情報の一例である。本実施形態ではｋ＝１である。

　またパームトライのノードは、キーデータ、バリュー（アクション）、及び優先度を含む。図６のパームトライにおける丸のノード内の数値は、エントリＩＤ（ノードＩＤ）を表す。なお、エントリＩＤがノードに含まれていてもよい。キーデータは、２値のビット列（図におけるキーデータ（２値））と、マスク用のビット列（図におけるキーデータ（３値マスク））との組によって表現される。２値のビット列は、エントリのキーデータにおいて＊を０に置換したビット列が格納される。マスク用のビット列には、エントリのキーデータにおける＊を１にし、＊以外のビットをすべて０にしたビット列が格納されている。２値のビット列のうち、マスク用のビット列で１に対応するビットが＊であるとして内部的に解釈される。図の例ではマスク用のビット列は＊の位置を１で表したが、＊以外の位置を１で表し、＊の位置を０で表してもよい。この場合、マスク用のビット列は１１１１１１００となる。

　パームトライへのノードの追加及び削除のアルゴリズムは基本的にパトリシアトライと同様である。ノードの追加及び削除において、ドントケアビットは０と１のいずれにも合致しない３値として扱えばよい。

　本実施形態ではパームトライを検索対象のデータ構造とする。検索キー生成部１４がパケットのヘッダ情報に基づき検索キーを生成する。検索キーの生成は、パケットのヘッダ情報に基づき、ＡＣＬのエントリのキーデータと同じフォーマットで生成すればよい。パケット処理部１２は、検索キーを指定した検索指示を検索処理部１５に提供する。検索処理部１５が検索指示に従ってパームトライの探索を開始し、検索キーに合致するノードを検索する。検索処理部１５は、対象となるノードにおける複数の遷移条件のうち検索キーにおいてビットインデクスが指定するビットが満たしている遷移条件を特定する。特定した遷移条件が定めるノードに遷移する。この動作を根ノードから開始し、ノードの遷移に応じて順次行うことにより、検索キーに合致するノードの検索を行う。ビットインデクスが指定するビットが満たしている遷移条件が複数特定された場合、複数の特定した遷移条件ごとに、特定した遷移条件が定めるノードに遷移する。例えば遷移条件“０”、“１”のうちの１つと、遷移条件“＊”との２つの遷移条件が特定される。検索処理部１５は、遷移先のノードのビットインデクスが、当該ノードへ遷移する前のノードのビットインデクスと同じビット又は当該ビットより上位のビットを指定している場合、遷移先のノードの情報を検索結果の候補（探索結果）として取得する。この際、検索キーが当該遷移先のノードが保持するキーデータと一致する場合に、当該遷移先のノードの情報を検索結果の候補として取得してもよい。

　以下、図８を用いて、パームトライの探索アルゴリズムについて詳細に説明する。パームトライの探索は、０及び１のいずれにも合致するドントケアビットがあるため、パトリシアトライの探索とは異なる。

　図８は、パームトライの探索動作の一例を示すフローチャートである。まず対象となるノードで、ビットインデクスが示すビットを検索キーにおいて特定する（Ｓ１）。本フローの開始時は、対象となるノードは根ノートである。根ノードにおけるビットインデクスが示すビットを、検索キーにおいて特定する。

　特定したビットが０及び１のいずれであるかに拘わらず、特定したビットはドントケアビットに合致するため、ドントケアビット値“＊”が対応づいた枝（ドントケア枝）を経由して、子ノードに進む（ステップＳ２Ａ）。すなわち、ドントケアビット値に対応するポイントが指すノードに進む。本例では中央の子ノードに進む。ステップＳ２Ａの動作はドントケア分岐に相当する。ドントケア分岐はパトリシアトライには無い動作である。

　さらに、上述の対象となるノードにおいて、ビットインデクスが示すビットが０及び１のいずれであるかを検索キーにおいて判定し、いずれに合致するかに応じて左側又は右側への子ノードへ進む（Ｓ２Ｂ）。すなわちビットインデクスが示すビットが０であれば、０に対応するポインタが指すノードに進む。すなわち左側の子ノードに進む。ビットインデクスが示すビットが検索キーにおいて１であれば、１に対応するポインタが指すノードに進む。すなわち右側の子ノードに進む。ステップＳ２Ｂの動作は完全一致分岐に相当する。

　このようにステップ２Ａでは中央の子ノードに進み、ステップＳ２Ｂでは左側又は右側の子ノードに進む。すなわち１つのノードから複数の方向に分岐する。これにより複数の探索が並行して行われる。

　ステップＳ２Ａ、Ｓ２Ｂで進んだ先のノード（分岐後のノード）でそれぞれ、当該ノードがヌルノードであるかを判定する（Ｓ３Ａ、Ｓ３Ｂ）。ヌルノードは、次に進むノードへのポインタを含まないノードである。ヌルノードはキーデータ、バリュー及び優先度も含まない。ヌルノードである場合は、探索を終了する（Ｓ６Ａ、Ｓ６Ｂ）。すなわち、探索結果としてヌルを返す。

　一方、進んだ先のノード（分岐後のノード）がヌルノードでない場合は、進んだ先のノード（分岐のノード）のビットインデクスが、進む前のノード（分岐前のノード）のビットインデクス以上か否かを判断する（Ｓ４Ａ、Ｓ４Ｂ）。すなわち進んだ先のノードのビットインデクスが、進む前のノードのビットインデクス以上であるとのビットインデクス条件が満たされるか否かを判断する。但し、進んだ先のノードが、ヌルノードではない葉ノードの場合（図６の例では矢印付きの破線が出ている矩形のノードの場合）、葉ノードのポインタが指すノードにさらに進む。そして、進んだ先のノードのビットインデクスが、上記の進む前のノード（分岐前のノード）のインデクス以上か否かを判断する。

　進んだ先のノード（分岐後のノード）のビットインデクスが、進む前のノード（分岐前のノード）のビットインデクスより小さい場合（ＮＯ）、分岐後のノードを対象となるノードとして、ステップＳ１に戻る。すなわち、再帰的に上述のステップＳ１、Ｓ２Ａ～Ｓ４Ａ、Ｓ２Ｂ～Ｓ４Ｂ）を繰り返す。

　ビット分岐後のノードのビットインデクスが分岐前のインデクス以上である場合は（ＹＥＳ）、分岐後のノードの情報を検索結果の候補として取得し（Ｓ５Ａ、Ｓ５Ｂ）、本探索を終了する。ノードの情報は、例えばキーデータとバリューと優先度等を含む。

　全ての探索が終了したかを判断し（Ｓ７）、まだ終了していない探索が存在する場合（ＮＯ）、待機する。全ての探索が終了した場合（Ｓ７のＹＥＳ）、取得された検索結果の候補のうち最も優先度の高い候補を検索結果とする（Ｓ８）。すなわち、探索により複数の検索結果の候補が得られた場合、これら複数の候補が示す優先度を比較し、優先度が最も高い候補を検索結果として選択する。検索結果を含むノードが、検索キーに合致するノードとなる。検索結果の候補が１つの場合は、当該候補を検索結果として取得する。検索結果は、少なくともノードのバリューを含み、その他、キーデータ又は優先度の少なくとも一方を含んでもよい。

　以下、図６のパームトライに基づき、０１１１０１０１の検索キーに対する検索を行う動作の具体例を、上述の図８のフローチャートを参照しつつ、説明する。以下、ノードＸと記載した場合エントリＩＤ（ノードＩＤ）＝Ｘのノードを意味する。例えばノード２は、エントリＩＤ＝２を有する根ノードである。

　まず根ノードであるノード２において、ビットインデクスは７である（Ｓ１）。ドントケア枝へ進み（Ｓ２Ａ）、進んだ先のノードはヌルノードであるため、本探索を終了する（Ｓ３Ａ、Ｓ６Ａ）。

　一方、検索キー（０１１１０１０１）においてビットインデクス７が示すビットは０（最上位ビットの値）であるため、ノード２から左側のノード３に進む（Ｓ２Ｂ）。ノード３はヌルノードではなく（Ｓ３ＢのＮＯ）、ノード３のビットインデクス（＝６）は、ノード２のビットインデクス（＝７）より小さいため（Ｓ４ＢのＮＯ）、ノード３を対象となるノードとする（Ｓ１）。

　ノード３からドントケア枝を経由してノード５に進む（Ｓ２Ａ）。ノード５はヌルノードではなく（Ｓ３ＡのＮＯ）、ノード５のビットインデクス（＝０）は、ノード３のビットインデクス（＝６）より小さいため（Ｓ４ＡのＮＯ）、ノード５を対象となるノードとする（Ｓ１）。

　ノード５からドントケア枝を経由して子ノードに進み（Ｓ２Ａ）、子ノードはヌルノードではなく（Ｓ３ＡのＮＯ）、ポインタを有する葉ノードであるため、ポイントが指すノード（すなわちノード５自身）へ進む。進んだ先のノード５のビットインデクスは、進む前のノード（ノード５自身）のビットインデクスと同じであるため（Ｓ４ＡのＹＥＳ）、ノード５の情報を検索結果の候補として取得し（Ｓ５Ａ）、本探索を終了する（Ｓ６Ａ）。まだ他の探索が終了していないため待機する（Ｓ７のＮＯ）。

　上述のノード５においてビットインデクスは０であり、検索キー（０１１１０１０１）においてビットインデクス０が示すビットの値（最下位ビットの値）は１であるため、右側の子ノードに進む（Ｓ２Ｂ）。子ノードはヌルノードであるため（Ｓ３ＢのＹＥＳ）、本探索を終了する（Ｓ６Ｂ）。まだ他の探索が終了していないため待機する（Ｓ７のＮＯ）。

　上述のノード３において、ビットインデクスは６であり、検索キー（０１１１０１０１）においてビットインデクス６が示すビットの値は１であるため、右側のノード７に進む（Ｓ２Ｂ）。ノード７はヌルノードではなく（Ｓ３ＢのＮＯ）、ノード７のビットインデクス（＝５）は、ノード３のビットインデクス（＝６）より小さいため（Ｓ４ＢのＮＯ）、ノード７を対象となるノードとする（Ｓ１）。

　ノード７からドントケア枝を経由して子ノードに進み（Ｓ２Ａ）、子ノードはヌルノードであるため（Ｓ３ＡのＹＥＳ）、本探索を終了する（Ｓ６Ａ）。まだ他の探索が終了していないため待機する（Ｓ７のＮＯ）。

　上述のノード７において、ビットインデクスは５であり、検索キー（０１１１０１０１）においてビットインデクス５が示すビットの値は１であるため、右側のノード８に進む（Ｓ２Ｂ）。ノード８はヌルノードではなく（Ｓ３ＢのＮＯ）、ノード８のビットインデクス（＝４）は、ノード７のビットインデクス（＝５）より小さいため（Ｓ４ＢのＮＯ）、ノード８を対象となるノードとする（Ｓ１）。

　ノード８からドントケア枝を経由してノード１に進む（Ｓ２Ａ）。ノード１はヌルノードではなく（Ｓ３ＡのＮＯ）、ノード１のビットインデクス（＝０）は、ノード８のビットインデクス（＝４）より小さいため（Ｓ４ＡのＮＯ）、ノード１を対象となるノードとする（Ｓ１）。

　ノード１からドントケア枝を経由して子ノードに進み（Ｓ２Ａ）、子ノードはヌルノードであるため（Ｓ３ＡのＹＥＳ）、本探索を終了する（Ｓ６Ａ）。まだ他の探索が終了していないため待機する（Ｓ７のＮＯ）。

　ノード１において、ビットインデクスは０であり、検索キー（０１１１０１０１）においてビットインデクス０が示すビットの値（最下位ビットの値）は１であるため、右側の子ノードに進む（Ｓ２Ｂ）。子ノードはヌルノードであるため（Ｓ３ＢのＹＥＳ）、本探索を終了する（Ｓ６Ｂ）。まだ他の探索が終了していないため待機する（Ｓ７のＮＯ）。

　上述のノード８において、ビットインデクスは４であり、検索キー（０１１１０１０１）においてビットインデクス４が示すビットの値は１であるため、右側のノードに進む（Ｓ２Ｂ）。進んだノードはポインタを有する葉ノードであるため、ポインタが指すノード（すなわち自ノード８）へ戻る。戻った先のノード８のビットインデクス（＝４）は、戻る前のノード８のビットインデクス（＝４）と同じである。よって、ノード８の情報を検索結果の候補として取得し（Ｓ５Ａ）、本探索を終了する（Ｓ６Ａ）。

　全て探索が終了したため（Ｓ７のＹＥＳ）、探索された全ての検索結果の候補の優先度を比較し、最も優先度の高い候補を検索結果とする（Ｓ８）。本例ではノード５の情報と、ノード８の情報とが検索結果の候補として取得された。ノード５の優先度は図２のテーブルから優先度Ｐ７である。一方、ノード８の優先度は優先度Ｐ２である。よって、ノード５の優先度の方がノード８の優先度より高いため、ノード５の情報を検索結果として取得する。すなわちノード５が、検索キーに合致するノードであり、ノード５の情報が取得される。ノード５のエントリのバリューはＡ５であり、バリューＡ５の情報がパケット処理部１２に渡される。パケット処理部１２は、バリューＡ５が示す処理（アクション）をパケットに対して実行する。

　以上、本実施形態によればパームトライを検索対象のデータ構造として生成し、パームトライを検索することにより、ドントケアビットを含むキーデータの検索を少ない計算量で高速に行うことができる。図２又は図３に示したようなリストを１つ１つ順番に検索する場合に比べて、計算量を大幅に削減することができる。例えばリスト検索ではｎのオーダーの計算量であるのに対して、パームトライを用いた検索では

のオーダーの計算量で済む。またパームトライでは新たなエントリが追加又は既存のエントリが削除される場合にもノードの追加及び削除をパトリシアトライと同様の手法で容易に行うことができ、拡張性にも優れている。

　（第２実施形態）
　第１実施形態では、検索キーに対して１ビット単位で３値の判定（０，１，＊）を行うことにより探索を行った。すなわちビットインデクス（参照情報）によって特定するｋビットのｋが１であった。第２実施形態では、ｋ以上のビット幅（マルチビットストライド：ｍｕｌｔｉｂｉｔ　ｓｔｒｉｄｅ）の単位で探索を行うパームトライ（拡張パームトライ）を提供する。すなわちビットインデクスによって特定するｋビットのｋが２以上であるパームトライを提供する。ｋ以上のビット幅のビットの群をチャンクと呼ぶ。検索キーにおいて指定するチャンクをキーチャンクと呼ぶ。拡張パームトライを用いることで、木（パームトライ）の深さを浅くし、探索のステップ数を低減できるため、検索速度を一層向上させることができる。

　マルチビット幅に対応したパームトライを生成する簡単な方法は、３^ｋ通りに分岐するように３値木を拡張することである。例えばｋ＝３であれば、１つのビットが０，１，＊の３通りあるため、１つのノードから２７通りに分岐する木を生成する。例えば、０００、００１、・・・、１１１、００＊、＊＊＊・・・の２７通りに分岐する木を生成する。しかしながら、この方法では多くの子ノードが発生する問題がある。

　例えば、２７個の子ノードのうち、８個のノードは完全一致用のノードである。すなわち８個のノードは、対象となる３ビットのすべてにおいて、２値（０又は１）を有する。つまり、８個のノードは、ドントケアビット値＊を含まない３ビットの値の枝（完全一致枝）につながるノードである。よって、検索キーにおける対象となる３ビットのビット群（３ビット幅のキーチャンク）に対して、８個のノードのうちの１つのノードのみが選択される。一方、２７個の子ノードのうちの残りの１９個のノードは、対象の３ビットにおいて１つ以上のドントケアビットの枝につながるノードである。したがって、単純には、検索キーにおいて対象となる３ビット幅のキーチャンクに対して、１９個のドントケア枝（３ビットのうちの１つ以上がドントケアビット＊である枝）に対する探索が必要である。１９個のうちの１１個は、キーチャンクにおける１及び０のビットのマッチングを行うことによって探索を排除することは可能であるが、残りの７個のノードについては、下位の探索が必要となる。

　本実施形態ではキーチャンクに含まれるビット（ｋ＝３の場合、３つのビット）のうち最上位のドントケアビットに着目することで、子ノードの数を低減したパームトライ（拡張パームトライ）を提供し、ドントケア岐に対する探索を簡単に行う手法を提供する。

　具体的には、キーチャンクにおける最下位ビット以外のビットで１個以上のドントケアビットを含む複数のドントケア枝を１つのドントケア枝に組み合わせる。組み合わされた１つのドントケア枝は、最下位ビットに１つのみのドントケアビットをもつことを許容する。組み合わされたドントケア枝は部分木につながる。組み合わされたドントケア枝のビット幅サイズ（ストライドサイズ）は、１以上ｋ以下である。どのドントケア枝を組み合わせるかはパームトライの生成の元となるエントリ群に依存してもよい。

　例えばｋ＝３の場合に、０＊０，０＊＊、０＊１の枝を組み合わせて、２ビットである０＊の枝とする（３ビットの最上位ビットはいずれも０である）。０＊は、３ビットのうち上位側の２ビットに対応する。
　また、１＊０，１＊＊、１＊１の枝を組み合わせて、２ビットである１＊の枝とする（３ビットの最上位ビットはいずれも１である）。１＊は、３ビットのうち上位側の２ビットに対応する。
　また、＊００，＊０１，＊１０，＊１１，＊０＊、＊１＊、＊＊０，＊＊１，＊＊＊を組み合わせて、１ビットである＊の枝とする（３ビットの最上位ビットはいずれも＊である）。＊は、３ビットのうち最上位の１ビットに対応する。
　その他に、例えば３ビットチャンクの最下位ビットにドントケアビットを有する４つの枝（００＊、０１＊、１０＊、１１＊）が残る。以上の結果、ドントケアビットを含む１９個のドントケア枝が、７個のドントケア枝に減らされる。

　図９は、ｋビット幅のパームトライを模式的に示す。図の例ではｋ＝３である。なお、図９のパームトライは説明用に例示したものであり、図２のテーブルのエントリは反映させられていない。
　図１０は、比較例として、３分木の例を示す。３分木では全てのノードで、１ビットの判定を行い、３通り（０，１，＊）に分岐させられている。
　図１１は、図１０の３分木に図９のパームトライを重ねたもので、３分木とパームトライの構造の違いを比較しやすくしたものである。但し、図１１においては、図９の部分木（破線で示す三角）の表記は見やすさのため省略している。

　図９のパームトライにおいて下側の８個の黒丸のノードは、根ノードから完全一致枝につながる子ノードである。根ノードからこれらの子ノードにつながる８個の完全一致枝には左から順番に０００，００１，０１０，０１１，１００，１０１，１１０，１１１が割り当てられている。すなわち、左から順番にこれら８個のノードは０００，００１，０１０，０１１，１００，１０１，１１０，１１１を、プレフィクスとして有する。完全一致枝につながるノードを完全一致ノードと呼ぶ。以下の説明で、ＸＸＸ（Ｘは０又は１又は＊）の枝につながる子ノードをＸＸＸのノードを記載する場合がある。例えば０１０のノードは、０１０を割り当てられた枝につながる子ノードである。

　パームトライにおいて７個の斜線が施された丸は、ドントケア枝につながる子ノード（ドントケアの遷移条件（第２遷移条件）が満たされる場合に遷移するノード）である。ドントケア枝は矢印付きの実線で示されている。ドントケア枝につながるノードをドントケアノードと呼ぶ。ドントケア枝に割り当てられた複数ビット（３ビット以下のビット数）は最下位にドントケアビットを有する。

　完全一致ノードの全部又は一部、及びドントケアノードの全部又は一部には、ビットインデクス、ポインタ、キーデータ、バリュー、優先度が含まれている。ポインタのみを含む、完全一致ノード又はドントケアノードも存在し得る。ビットインデクス、ポインタ、キーデータ、バリュー、優先度のいずれも含まないノード（ヌルノード）も存在し得る。検索キーにおいてビットインデクスが示すビットから、上位側に向けてｋ個のビットが、ビットインデクスによって特定されるｋ個のビット（ｋビットチャンク）である。ビットインデクスによって特定されるｋ個のビットが、検索キーにおいて遷移条件の成否の判定の対象とするチャンク（ｋビットチャンク）となる。例えば、ビット幅ｋ＝３の場合において、検索キーが０１１０１０００であり、ビットインデクスが５であるとき、５～７ビット目である０１１が、ビットインデクスによって特定されるｋビットチャンクである。すなわち０１１が、検索キーにおいて遷移条件の成否の判定の対象となる３ビットチャンクとなる。但し、最下位を０ビット目としている。

　図９のパームトライを探索する場合、対象となるノードにおいて、検索キーにおけるｋビットチャンクに対して、８個の完全一致ノードから１つの完全一致ノードが選択される。さらに、７個のドントケアノードのうち、ｋ個のドントケアノードが探索される（探索の手順は後述する）。一部のノード（完全一致ノード及び一部のドントケアノード）の下側には破線の三角が示され、この三角は、当該一部のノードを根ノードとする部分木を表している。パームトライの構造は、パームトライを生成する元となるキーデータセットに依存し、図示している部分木の一部が存在しない場合もあり得る。部分木の探索は、部分木の根ノードから行われる。部分木の構成は、図９の木のうち破線で示す部分木以外の構成部分と同様である。

　矢印付きの実線は、前述したようにドントケア枝に対応し、ドントケアノードの探索手順を表している。例えば３ビットチャンクが０１１の場合、０１＊、０＊、＊の順でドントケアノードが探索される。これについて詳細に説明すると以下の通りである。検索キーにおいて対象となる３ビットチャンクに対して右ビットシフト演算を行うことによって、ドントケア枝に割り当てられているビットのうち最下位の＊ビットを除いたプレフィクスが得られる。

　例えば、検索キーにおける対象となる３ビットチャンクが０１１であるとする。右ビットシフト演算により０１となり、この０１は、０１＊から＊を除いたものに一致する。したがって、０１＊のドントケアノードからドントケアノードの探索を開始し、次に０＊のドントケアノード、その次に、＊のドントケアノードを探索する。なお、探索の順序は逆でもよいし、その他の順序でもよい。図には０１１の完全一致ノードから０１＊のドントケアノードにつながる矢印付きの実線が示されており、０１１の完全一致ノードの後、０１＊のドントケアノードに進むことを示している。また０１＊のドントケアノードから０＊のドントケアノードにつながる矢印付きの実線が示されており、ドントケアノード０１＊の後、ドントケアノード０＊に進むことを示している。また０＊のドントケアノードから＊のドントケアノードにつながる矢印付きの実線が示されており、ドントケアノード０＊の後、ドントケアノード０＊に進むことを示している。０１＊と０＊と＊とは、いずれも最下位のビットがドントケアビットである（すなわち、最下位のビットが１及び０のいずれであることも許容されている）。なおここでは完全一致ノードの探索を先に行う例を示したが、これに限定されず、ドントケアノードの探索を先に行ってもよい。

　ドントケア枝のビット幅サイズは、組み合わせるドントケア枝のｋビットにおける最上位のドントケアビットの位置に応じて変化する。前述した０＊０，０＊＊、０＊１の枝を組み合わせて、０＊の枝とする場合に、最上位のドントケアビットは最上位から２番目なので、ビット幅サイズは２である。１＊０，１＊＊、１＊１の枝を組み合わせて、１＊の枝とする場合、最上位のドントケアビットは最上位から２番目なので、ビット幅サイズは２である。＊００，＊０１，＊１０，＊１１，＊０＊、＊１＊、＊＊０，＊＊１，＊＊＊を組み合わせて、＊の枝とする場合、最上位のドントケアビットは最上位ビットなので、ビット幅サイズは１である。

　但し、検索キーのチャンクを示すビット幅サイズはｋビットの固定長であるが、探索の際は、ｋビットチャンクの一部が、ドントケア枝のｋビット幅以下のビットに対して判定に用いられ得る。このため、判定の際にキーの長さ（ビット幅）に関するミスマッチが生じる場合がある。

　そこで、本実施形態では、検索キーにおける最下位のチャンク（下位ビット側のチャンク）に対するビットインデクスとして、―ｋ（“－”はマイナス）より大きい負の値を許容する。ｋ＝３であれば、－１と、－２を許容する。負の値のビットインデクスによって特定されるｋビットのうち、実際には存在しないビットは、検索キーからチャンクを抽出する際は、０として扱う。

　本実施形態に係るｋビット幅のパームトライは、完全一致枝用の２^ｋ個の子ノードと、ドントケア枝用の２^ｋ－１個の子ノードを有する。効率的な探索を行うためには、検索キーのチャンク、又は当該チャンクから計算される値に基づき、探索する枝（遷移先のノード）を高速に特定できることが望ましい。

　図１２は、本実施形態に係るパームトライのノードにおいて子ノードへのポインタを取得するためのデータ構造の例を示す。２つの連続配列（contiguous array）の例が示される。図１２の上の連続配列は、完全一致枝用であり、図１２の下の連続配列は、ドントケア枝用である。連続配列はメモリ上の連続する領域に格納された配列である。連続配列における複数の要素はメモリ上に一定サイズで連続して配置されている。連続配列の下側のカッコ付きの番号は、連続配列の各要素のインデクス（以下、配列インデクス）である。配列インデクスを指定することで、要素を指定することができる。指定された要素に格納されたポインタ（アドレス）に進むことで、次のノードに進むことができる。

　完全一致枝用の連続配列においては、検索キーにおいて対象となるチャンク（ｋ＝３であれば、３ビット幅のチャンク）によって１つの要素が特定される。検索キーにおいて対象となるチャンクが“１００”であれば、遷移条件“１００”が満たされ、“１００”の要素に格納されたポインタ（アドレス）が示すノードに進む。

　ドントケア枝用の連続配列においては、連続配列において特定すべき配列インデクス（ｙとする）が、以下の式（１）で算出される。すなわち式（１）により、ビットインデクスで指定されるｋビット幅のビット列に対して用いる配列インデクスが算出される。
　ｙ＝２^ｈ＋ｇ－１　　・・・（１）
　ここで“チャンクのプレフィクス”を定義する。“チャンクのプレフィクス”は、ｋビットのチャンクのうち先頭側からドントケアビット値（＊）が現れるまでの部分である。
　ｈは、チャンクのプレフィクスにおいて先頭側の２値（０又は１）の長さを示すパラメータである。換言すると、ｈは、チャンクのプレフィクスのうち先頭ビットからドントケアビット値（＊）より前までの長さ（ビット長）である。
　ｇは、チャンクのプレフィクスにおいて先頭側の２値の部分を１０進数で表した値を示すパラメータである。

　図１３は、ｋ＝３の場合に、チャンクと、チャンクのプレフィクスと、ｈと、ｇとの関係を示した表である。例えば、チャンク０＊１の場合、先頭側から＊までの部分“０＊”がチャンクのプレフィクスである。チャンクのプレフィクスにおいて＊より前の部分は“０”のみであるため、ｈは１である。＊より前の部分である“０”を１０進数で表すと０であるためｇは０である。よって、ｙ＝１である。したがって、あるノードからドントケア枝を進む場合に、ドントケア枝のｋビットチャンクが０＊１である場合、ドントケア用の連続配列において配列インデクスが［１］の要素に格納されたポインタが示すノードに進めばよい。
　同様に、チャンクが１０＊の場合、先頭側から＊までの部分“１０＊”がチャンクのプレフィクスである。チャンクのプレフィクスにおいて＊より前の部分は“１０”であるため、ｈは２である。＊より前の部分である“１０”を１０進数で表すと２であるため、ｇは２である。よってｙ＝５である。したがって、あるノードからドントケア枝を進む場合に、ドントケア枝のｋビットチャンクが１０＊である場合、ドントケア用の連続配列において配列インデクスが［５］の要素に格納されたポインタが示すノードに進めばよい。

　これによりドントケア枝用の遷移条件を満たす要素を高速に特定できるため、効率的なノードの探索が可能となる。

　図１４は、ｋ（ｋ＝３）のビット幅のパームトライにおけるノードの構造の一例を示す図である。パームトライのノードは、前述した完全一致枝用の連続配列と、ドントケア枝用の連続配列とを有する。完全一致枝用の遷移条件は、ビットインデクスで特定されるｋビットのそれぞれが第１値又は第２値のいずれか一方であることを定めた第１遷移条件に対応する。ドントケア枝用の遷移条件は、ビットインデクスで特定されるビットの少なくとも１つの特定のビットが第１値及び第２値のいずれであることも許容する第２遷移条件に対応する。ビットインデクスは、検索キーにおいて参照するｋ（本実施形態ではｋ＝３）個のビットを指定する参照情報の一例である。

　また第１実施形態と同様、ノードは、ビットインデクス、２値のビット列（図のキーデータ（２値））、マスク用のビット列（図のキーデータ（３値マスク））、バリュー、優先度を有する。第１実施形態ではビットインデクスによって１つのビットを指定したが、本実施形態では３ビットを指定する場合を想定する。その他の項目の説明は第１実施形態と同じであるため詳細な説明を省略する。

　検索キー生成部１４の動作は第１実施形態と同様である。検索処理部１５の動作もｋが１から３になったことに起因する動作を除けば、基本的に第１実施形態と同様である。本実施形態ではドントケア枝の探索に関しては、前述した効率的な方法により、最大で３個の枝の探索を部分木ごとに行う。

　図１５は、第２実施形態に係るパームトライの探索動作の一例を示すフローチャートである。まず対象となるノードで、ビットインデクスにより特定されるｋビット幅のビットチャンクを検索キーのチャンクとする（Ｓ１１）。本フローの開始時は、対象となるノードは、パームトライの根ノードである。本実施形態ではｋビット幅のチャンクは連続するｋ個のビットとするが、離散的に配置されたｋ個のビットをｋビットチャンクとすることも排除されない。

　対象となるノードにおいて、チャンクに対して遷移条件を満たす（チャンクに合致する）完全一致ノードを特定し、特定した完全一致ノードに進む（Ｓ１２）。またチャンクに対して遷移条件を満たすドントケアノード（例えば３つ）を特定し、特定したドントケアノードに進む（同Ｓ１２）。ドントケアノードの特定は、前述した方法により効率的に行われる。

　ステップＳ１２から進んだノード（完全一致ノード及びドントケアノード）がヌルノードか否かを判定する（Ｓ１３）。ヌルノードである場合は（Ｓ１３のＹＥＳ）、当該ノードでの探索を終了する（Ｓ１８）。すなわち、探索結果としてヌルを返す。

　一方、進んだ先のノードがヌルノードでない場合は、当該ノードが部分木を有するかを判断する（Ｓ１４）。部分木を有する場合は、当該ノードを根ノードとする部分木に対して、本フローチャートの処理を再帰的に実行する（Ｓ１５）。部分木を有さない場合（Ｓ１４のＮＯ）又はステップＳ１５の後、進んだ先のノードのビットインデクスが、進む前のノードのビットインデクス以上か否かを判断する（Ｓ１６）。すなわち、進んだ先のノードのビットインデクスが、進む前のノードのビットインデクス以上であるとのビットインデクス条件が満たされるか否かを判断する。但し、進んだ先のノードが、ヌルノードではない葉ノードの場合、葉ノードのポインタが指すノードにさらに進む。そして、進んだ先のノードのビットインデクスが、上記の進む前のノードのインデクス以上か否かを判断する。

　進んだ先のノードのビットインデクスが、進む前のインデクス以上である場合は（Ｓ１６のＹＥＳ）、進んだ先のノードの情報を検索結果の候補として取得し（Ｓ１７）、本探索を終了する。検索キーがノードのキーデータに合致することを確認できた場合に、検索結果の候補として取得してもよい。ノードの情報は、例えばキーデータとバリューと優先度等を含む。一方、ステップＳ１６において進んだ先のノードのビットインデクスが、進む前のノードのビットインデクスより小さい場合（Ｓ１６のＮＯ）、ステップＳ１８に進む。

　全ての探索が終了したかを判断し（Ｓ１９）、まだ終了していない探索が存在する場合（ＮＯ）、待機する。全ての探索が終了した場合（Ｓ１９のＹＥＳ）、取得された検索結果の候補のうち最も優先度の高い候補を検索結果とする（Ｓ２０）。すなわち、探索により複数の検索結果の候補が得られた場合、これら複数の候補が示す優先度を比較し、優先度が最も高い候補を検索結果として選択する。検索結果を含むノードが、検索キーに合致するノードとなる。検索結果の候補が１つの場合は、当該候補を検索結果として取得する。検索結果は、少なくともノードのバリューを含み、その他、キーデータ又は優先度の少なくとも一方を含んでもよい。

　以下、本実施形態に係るパームトライの探索の具体例を説明する。

　図１６は、図２に示すテーブルの複数のエントリ１～９に対して生成したｋビット幅のパームトライ（拡張パームトライ）の例を示す。矢印付きの実線は、図９の例と同様、ドントケア枝に対する探索手続（探索順序）の一例を表している。ノードの番号はノードＩＤ（図２のテーブルのエントリＩＤ）に対応する。“Ｂｉｔ”はビットインデクスである。

　図１７は、図１６のパームトライにおける部分木Ｔ１の例を示す。図１８は、図１６のパームトライにおける部分木Ｔ２の例を示す。図１９は、図１６のパームトライにおける部分木Ｔ３の例を示す。図２０は、図１６のパームトライにおける部分木Ｔ４と、部分木Ｔ４につながる部分木Ｔ５の例を示す。図２１は、図１６のパームトライにおける部分木Ｔ６の例を示す。図２２は、図１６のパームトライにおける部分木Ｔ７の例を示す。図２３は、図１６のパームトライにおける部分木Ｔ８の例を示す。

　図１６のパームトライにおいて８ビットの検索キー０１１１０１０１に対する探索を行う例を説明する。

　根ノードであるノード２のビットインデクスは５であり、最下位ビットを０ビット目として、７～５ビット目の３ビットである０１１が、検索キー０１１１０１０１においてチャンクとして特定される。前述した方法により探索すべきドントケア枝として０１＊、０＊、＊を割り当てられたドントケア枝を特定し、これらのドントケア枝を探索する。

　まず０１＊のノード（つまり上位３ビットとして０１＊のプレフィクスを有するノード）は、次のノード５へのポインタを有するのみで、部分木を有さないため、０＊のノード５に進む。

　ノード５は８ビットの上位２ビットとして０＊のプレフィクスを有する。ノード５のビットインデクスは－２であり、０～―２ビット目の３ビットである１００が、検索キー０１１１０１０１におけるチャンクとして特定される。－２ビット目、－１ビット目は前述したように０として扱う。ノード５の部分木Ｔ２（図１８参照）においてチャンクに合致するドントケア枝を探索すると、＊が割り当てられたドントケア枝が見つかる。このドントケア枝を進んだ先のノード（葉ノード）は自ノード５を示しており、ビットインデクス条件（進んだ後のノードのビットインデクスが、進む前のビットインデクス以上）を満たしている。また検索キーはノード５のキーデータに合致する。よって、ノード５の情報を検索結果の候補として取得する。ノード５から、部分木Ｔ２において１００が割り当てられた完全一致枝を進むとヌルノードとなり、探索結果としてヌルを返す。

　次に、ノード２から＊のノード（つまり上位１ビットとして＊のプレフィクスを有するノード）に進むと、このノードはヌルノードであるため、探索結果としてヌルを返す。

　一方、根ノードであるノード２から完全一致枝を探索すると、０１１を割り当てられた枝が見つかり、この枝からノード８に進む。ノード８のビットインデクスは２であり、検索キー０１１１０１０１において４～２ビット目の３ビットである１０１が、検索キー０１１１０１０１のチャンクとして特定される。ノード８の部分木Ｔ４（図２１参照）において１０＊のノードへ進むと、進んだ先のノード（葉ノード）は自ノード８を示すポインタを有する葉ノードであり、自ノード８へ戻る。ビットインデクス条件が満たされ、また検索キーはノード５のキーデータに合致する。よって、ノード８の情報を検索結果の候補として取得する。一方、ノード８から、１０１が割り当てられた完全一致枝を進むとヌルノードになるため、探索結果としてヌルを返す。

　一方、ノード８から、１＊のノードに進むとこのノードはヌルノードであり、次に、＊のノード１に進む。ノード１のビットインデクスは－１である。検索キー０１１１０１０１において１～－１ビット目である１０１が特定される。すなわち１～０ビット目は末尾の２つのビットの０１である。－１ビット目は存在しないため、前述したように０として扱う。よって０１と０を結合して０１０となる。部分木Ｔ４につながる部分木Ｔ５において、０１０に対するドントケア枝及び完全一致枝に対する子ノードは全てヌルである。なお、部分木Ｔ５においてドントケアノードは全てヌルであるため省略している。

　以上からノード５の情報とノード８の情報との２つが検索結果の候補として得られた。これら２つの候補の優先度を比較すると、ノード５の情報の優先度Ｐ７は、ノード８の情報の優先度Ｐ２より高いため、ノード５の情報が検索結果として取得される。

　以上、本実施形態によれば、複数のドントケア枝を組み合わせて１つの枝としたことにより、ｋ（ｋは２以上の整数）ビット幅の単位で探索を行う場合の木の深さを浅くしたパームトライを実現できる。このパームトライを用いることで、探索のステップ数を低減できるため、検索速度を向上させることができる。また検索キーのチャンクから、探索すべきｋ個のドントケアノードのポインタを高速に特定できるため、検索速度を向上させることができる。

（変形例１）
　変形例１では、上述した第２実施形態のノードのサイズを低減する（ノードを圧縮する）。第２実施形態の図１４で示したノードの構造では、完全一致枝用のポインタと、ドントケア枝用のポインタとをそれぞれ最大個数用意していた。このため、ポインタが示すノードがヌルノードの場合も、ヌルノードのメモリ領域を確保しておく必要がある。また配列サイズも大きくなる。本変形例では、配列のサイズを低減し、ヌルノードのメモリ領域を節約する。

　図２４は、第２実施形態と同様のノード構造においてヌルノードを示すポインタを斜線で示した例を示す。

　図２５は、図２４のノード構造を圧縮した、変形例１に係るノード構造を示す。完全一致枝用に、ベースアドレス（Ｂａｓｅ１）とビットマップとが設けられる。ビットマップは、図２４と同じ遷移条件の順番で、遷移先のノードがヌルノードの場合を０、非ヌルノードの場合を１によって示している。例えばビットマップの一番左のビットは遷移条件“０００”に対応し、遷移先のノードはヌルノードである。左から３番目のビットは遷移条件“０１０”に対応し、遷移先のノードは非ヌルノードである。遷移先のノードが非ヌルノードである場合、ベースアドレスに、該当する遷移条件に対応するビットの左側にある１の個数に応じたオフセットを加算することで、ポインタ（遷移先のノードのアドレス）を算出する。ポインタの算出式は、以下の式（２）である。

　ポインタ＝Ｂａｓｅ１＋オフセット値×（左側にある１の個数）　　式（２）

　例えばビットマップの左から３番目のビットに対応する遷移条件“０１０”の場合、左側にある１の個数はゼロであるため、ベースアドレス（Ｂａｓｅ１）がポインタとなる。例えばビットマップの左から５番目のビットに対応する遷移条件“１００”の場合、左側にある１の個数は１つであるため、ベースアドレス＋オフセット値がポインタとなる。遷移条件“００１”の場合は、遷移先のノードは、ビットマップの値が０であるからヌルノードであると判定し、遷移を行わない。

　このように、特定した遷移条件の順番に応じたオフセットと、ベースアドレス（Ｂａｓｅ１）とに基づき、遷移先のノードのアドレスを算出する。これによりヌルノードのメモリ領域を確保する必要がないため、メモリ領域を節約できる。

　ドントケア枝用も同様に、ベースアドレス（Ｂａｓｅ２）とビットマップとが設けられる。ビットマップは、図２４と同じ遷移条件の順番で、遷移先のノードがヌルノードの場合を０、非ヌルノードの場合を１によって示している。例えばビットマップの左から２番目のビットに対応する遷移条件“０＊”の場合、遷移先のノードはヌルノードである。ビットマップの一番左のビットに対応する遷移条件“＊”の場合、遷移先のノードは非ヌルノードである。遷移先のノードが非ヌルノードである場合、ベースアドレス（Ｂａｓｅ２）に、該当する遷移条件に対応するビットの左側にある１の個数に応じたオフセットを加算することで、ポインタ（遷移先のノードのアドレス）を算出する。ポインタの算出式は、以下の式（３）である。

　ポインタ＝Ｂａｓｅ２＋オフセット値×（左側にある１の個数）　　式（３）

　例えば遷移条件“＊”の場合、左側にある１の個数はゼロであるため、ベースアドレス（Ｂａｓｅ２）がポインタとなる。

　このように、特定した遷移条件の順番に応じたオフセットと、ベースアドレス（Ｂａｓｅ２）とに基づき、遷移先のノードのアドレスを算出する。これによりヌルノードのメモリ領域を確保する必要がないため、メモリ領域を節約できる。

（変形例２）
　本変形例２では、あるノードから遷移する遷移する可能性がある他の全てのノードのうち最大の優先度の情報を当該ノードに保持させる。最大の優先度が、当該ノードの優先度より低い場合、当該ノードから他のノードへの遷移を行わない。これにより無駄な探索を省略し、処理を高速化できる。

　図２６は、変形例２に係るノードの構造の例を示す。当該ノードから遷移する遷移する可能性がある他のノードのうち最大の優先度の情報が保持されている。図の例では最大優先度がＰ４である。当該ノードに処理が進んだ場合、まず当該ノードの優先度を、最大優先度と比較し、当該ノードの優先度が最大優先度より高い場合は、以降の探索を省略する。図子の例では、最大の優先度Ｐ４がノードの優先度Ｐ７より低いため、このノードから他のノードへの探索は行わない。

　変形例２の拡張例として、遷移条件ごとに、遷移条件に応じた遷移先のノード以降で遷移する可能性のあるすべてのノードのうちの最大優先度を保持してもよい。この場合、自ノードの優先度より高い優先度の遷移条件のみ、当該遷移条件が満たされた場合にノード遷移を行う。

（変形例３）
　第２実施形態で記載したように、進んだ先のノードのビットインデクスが進む前のビットインデクス以上の場合にビットインデクス条件が満たされ、進んだ先のノードの情報が検索結果の候補として特定された。例えば図２１では、１１０の葉ノードからノード４に進んだ際に、ノード４の情報が検索結果の候補（検索キーに合致するノード）として特定された。ノード４の情報を１１０の葉ノードに格納しておき、葉ノードからノード４への遷移を省略することで、探索の演算を簡単にできる。つまり、遷移先のノード（ノード４）へ遷移する前のノード（１１０の葉ノード）に、検索キーに合致するノード４の情報を含める。検索処理部１５は、ノード４へ遷移せずに、１１０のノードから、ノード４の情報を取得し、取得した情報に基づき検索キーに合致するノードを特定する。

　例えば１１０のノード（上位ノードへの遷移を有する葉ノード）に、当該ノードが葉ノードであるとの情報（検索キーに合致する上位ノードの情報が検索結果として保持されていることを示す情報）と、ノード４の情報とを格納しておく。ノード４の情報は、例えばノード４のバリューと優先度を含み、その他、キーデータを含んでもよい。ノードの処理を行う際、葉ノードであるとの情報が格納されている場合には、葉ノードに保持されている検索結果の候補を取得し、以降の探索を省略する。図２１の例では、検索処理部１５は、１１０のノードの処理において、葉ノードであるとの情報が格納されていることを検出した場合、１１０のノードに格納されているノード４の情報を検索結果の候補として取得する。

（第３実施形態）
　前述した実施形態における各装置（情報処理装置又は通信装置）の一部又は全部は、ハードウェアで構成されていてもよいし、ＣＰＵ（Central Processing Unit）、又はＧＰＵ（Graphics Processing Unit）等が実行するソフトウェア（プログラム）の情報処理で構成されてもよい。ソフトウェアの情報処理で構成される場合には、前述した実施形態における各装置の少なくとも一部の機能を実現するソフトウェアを、フレキシブルディスク、ＣＤ－ＲＯＭ（Compact Disc-Read Only Memory）、又はＵＳＢ（Universal Serial Bus）メモリ等の非一時的な記憶媒体（非一時的なコンピュータ可読媒体）に収納し、コンピュータに読み込ませることにより、ソフトウェアの情報処理を実行してもよい。また、通信ネットワークを介して当該ソフトウェアがダウンロードされてもよい。さらに、ソフトウェアがＡＳＩＣ（Application Specific Integrated Circuit）、又はＦＰＧＡ（Field Programmable Gate Array）等の回路に実装されることにより、情報処理がハードウェアにより実行されてもよい。

　ソフトウェアを収納する記憶媒体の種類は限定されるものではない。記憶媒体は、磁気ディスク、又は光ディスク等の着脱可能なものに限定されず、ハードディスク、又はメモリ等の固定型の記憶媒体であってもよい。また、記憶媒体は、コンピュータ内部に備えられてもよいし、コンピュータ外部に備えられてもよい。

　図２７は、前述した実施形態における各装置（情報処理装置又は通信装置）のハードウェア構成の一例を示すブロック図である。各装置は、一例として、プロセッサ９１と、主記憶装置９２（メモリ）と、補助記憶装置９３（メモリ）と、ネットワークインタフェース９４と、デバイスインタフェース９５と、を備え、これらがバス９６を介して接続されたコンピュータ９０として実現されてもよい。

　図２７のコンピュータ９０は、各構成要素を一つ備えているが、同じ構成要素を複数備えていてもよい。また、図２７では、１台のコンピュータ９０が示されているが、ソフトウェアが複数台のコンピュータにインストールされて、当該複数台のコンピュータそれぞれがソフトウェアの同一の又は異なる一部の処理を実行してもよい。この場合、コンピュータそれぞれがネットワークインタフェース９４等を介して通信して処理を実行する分散コンピューティングの形態であってもよい。つまり、前述した実施形態における各装置（情報処理装置又は通信装置）は、１又は複数の記憶装置に記憶された命令を１台又は複数台のコンピュータが実行することで機能を実現するシステムとして構成されてもよい。また、端末から送信された情報をクラウド上に設けられた１台又は複数台のコンピュータで処理し、この処理結果を端末に送信するような構成であってもよい。

　前述した実施形態における各装置（情報処理装置又は通信装置）の各種演算は、１又は複数のプロセッサを用いて、又は、ネットワークを介した複数台のコンピュータを用いて、並列処理で実行されてもよい。また、各種演算が、プロセッサ内に複数ある演算コアに振り分けられて、並列処理で実行されてもよい。また、本開示の処理、手段等の一部又は全部は、ネットワークを介してコンピュータ９０と通信可能なクラウド上に設けられたプロセッサ及び記憶装置の少なくとも一方により実行されてもよい。このように、前述した実施形態における各装置は、１台又は複数台のコンピュータによる並列コンピューティングの形態であってもよい。

　プロセッサ９１は、コンピュータの制御装置及び演算装置を含む電子回路（処理回路、Processing circuit、Processing circuitry、ＣＰＵ、ＧＰＵ、ＦＰＧＡ、又はＡＳＩＣ等）であってもよい。また、プロセッサ９１は、専用の処理回路を含む半導体装置等であってもよい。プロセッサ９１は、電子論理素子を用いた電子回路に限定されるものではなく、光論理素子を用いた光回路により実現されてもよい。また、プロセッサ９１は、量子コンピューティングに基づく演算機能を含むものであってもよい。

　プロセッサ９１は、コンピュータ９０の内部構成の各装置等から入力されたデータやソフトウェア（プログラム）に基づいて演算処理を行い、演算結果や制御信号を各装置等に出力することができる。プロセッサ９１は、コンピュータ９０のＯＳ（Operating System）や、アプリケーション等を実行することにより、コンピュータ９０を構成する各構成要素を制御してもよい。

　前述した実施形態における各装置（情報処理装置又は通信装置）は、１又は複数のプロセッサ９１により実現されてもよい。ここで、プロセッサ９１は、１チップ上に配置された１又は複数の電子回路を指してもよいし、２つ以上のチップあるいは２つ以上のデバイス上に配置された１又は複数の電子回路を指してもよい。複数の電子回路を用いる場合、各電子回路は有線又は無線により通信してもよい。

　主記憶装置９２は、プロセッサ９１が実行する命令及び各種データ等を記憶する記憶装置であり、主記憶装置９２に記憶された情報がプロセッサ９１により読み出される。補助記憶装置９３は、主記憶装置９２以外の記憶装置である。なお、これらの記憶装置は、電子情報を格納可能な任意の電子部品を意味するものとし、半導体のメモリでもよい。半導体のメモリは、揮発性メモリ、不揮発性メモリのいずれでもよい。前述した実施形態における各装置（情報処理装置又は通信装置）において各種データを保存するための記憶装置は、主記憶装置９２又は補助記憶装置９３により実現されてもよく、プロセッサ９１に内蔵される内蔵メモリにより実現されてもよい。例えば、前述した実施形態における記憶部は、主記憶装置９２又は補助記憶装置９３により実現されてもよい。

　記憶装置（メモリ）１つに対して、複数のプロセッサが接続（結合）されてもよいし、単数のプロセッサが接続されてもよい。プロセッサ１つに対して、複数の記憶装置（メモリ）が接続（結合）されてもよい。前述した実施形態における各装置（情報処理装置又は通信装置）が、少なくとも１つの記憶装置（メモリ）とこの少なくとも１つの記憶装置（メモリ）に接続（結合）される複数のプロセッサで構成される場合、複数のプロセッサのうち少なくとも１つのプロセッサが、少なくとも１つの記憶装置（メモリ）に接続（結合）される構成を含んでもよい。また、複数台のコンピュータに含まれる記憶装置（メモリ））とプロセッサによって、この構成が実現されてもよい。さらに、記憶装置（メモリ）がプロセッサと一体になっている構成（例えば、Ｌ１キャッシュ、Ｌ２キャッシュを含むキャッシュメモリ）を含んでもよい。

　ネットワークインタフェース９４は、無線又は有線により、通信ネットワーク９７に接続するためのインタフェースである。ネットワークインタフェース９４は、既存の通信規格に適合したもの等、適切なインタフェースを用いればよい。ネットワークインタフェース９４により、通信ネットワーク９７を介して接続された外部装置９８Ａと情報のやり取りが行われてもよい。なお、通信ネットワーク９７は、ＷＡＮ（Wide Area Network）、ＬＡＮ（Local Area Network）、ＰＡＮ（Personal Area Network）等の何れか、又は、それらの組み合わせであってよく、コンピュータ９０と外部装置９８Ａとの間で情報のやり取りが行われるものであればよい。ＷＡＮの一例としてインターネット等があり、ＬＡＮの一例としてＩＥＥＥ８０２．１１やイーサネット（登録商標）等があり、ＰＡＮの一例としてＢｌｕｅｔｏｏｔｈ（登録商標）やＮＦＣ（Near Field Communication）等がある。

　デバイスインタフェース９５は、外部装置９８Ｂと直接接続するＵＳＢ等のインタフェースである。

　外部装置９８Ａはコンピュータ９０とネットワークを介して接続されている装置である。外部装置９８Ｂはコンピュータ９０と直接接続されている装置である。

　外部装置９８Ａ又は外部装置９８Ｂは、一例として、入力装置であってもよい。入力装置は、例えば、カメラ、マイクロフォン、モーションキャプチャ、各種センサ、キーボード、マウス、又はタッチパネル等のデバイスであり、取得した情報をコンピュータ９０に与える。また、パーソナルコンピュータ、タブレット端末、又はスマートフォン等の入力部とメモリとプロセッサを備えるデバイスであってもよい。

　また、外部装置９８Ａ又は外部装置９８Ｂは、一例として、出力装置でもよい。出力装置は、例えば、ＬＣＤ（Liquid Crystal Display）、ＣＲＴ（Cathode Ray Tube）、ＰＤＰ（Plasma Display Panel）、又は有機ＥＬ（Electro Luminescence）パネル等の表示装置であってもよいし、音声等を出力するスピーカ等であってもよい。また、パーソナルコンピュータ、タブレット端末、又はスマートフォン等の出力部とメモリとプロセッサを備えるデバイスであってもよい。

　また、外部装置９８Ａまた外部装置９８Ｂは、記憶装置（メモリ）であってもよい。例えば、外部装置９８Ａはネットワークストレージ等であってもよく、外部装置９８ＢはＨＤＤ等のストレージであってもよい。

　また、外部装置９８Ａ又は外部装置９８Ｂは、前述した実施形態における各装置（情報処理装置又は通信装置）の構成要素の一部の機能を有する装置でもよい。つまり、コンピュータ９０は、外部装置９８Ａ又は外部装置９８Ｂの処理結果の一部又は全部を送信又は受信してもよい。

　本明細書（請求項を含む）において、「a、b及びcの少なくとも1つ（一方）」又は「a、b又はcの少なくとも1つ（一方）」の表現（同様な表現を含む）が用いられる場合は、a、b、c、a-b、a-c、b-c、又はa-b-cのいずれかを含む。また、a-a、a-b-b、a-a-b-b-c-c等のように、いずれかの要素について複数のインスタンスを含んでもよい。さらに、a-b-c-dのようにdを有する等、列挙された要素（a、b及びc）以外の他の要素を加えることも含む。

　本明細書（請求項を含む）において、「データを入力として／データに基づいて／に従って／に応じて」等の表現（同様な表現を含む）が用いられる場合は、特に断りがない場合、各種データそのものを入力として用いる場合や、各種データに何らかの処理を行ったもの（例えば、ノイズ加算したもの、正規化したもの、各種データの中間表現等）を入力として用いる場合を含む。また「データに基づいて／に従って／に応じて」何らかの結果が得られる旨が記載されている場合、当該データのみに基づいて当該結果が得られる場合を含むとともに、当該データ以外の他のデータ、要因、条件、及び／又は状態等にも影響を受けて当該結果が得られる場合をも含み得る。また、「データを出力する」旨が記載されている場合、特に断りがない場合、各種データそのものを出力として用いる場合や、各種データに何らかの処理を行ったもの（例えば、ノイズ加算したもの、正規化したもの、各種データの中間表現等）を出力とする場合も含む。

　本明細書（請求項を含む）において、「接続される（connected）」及び「結合される（coupled）」との用語が用いられる場合は、直接的な接続／結合、間接的な接続／結合、電気的（electrically）な接続／結合、通信的（communicatively）な接続／結合、機能的（operatively）な接続／結合、物理的（physically）な接続／結合等のいずれをも含む非限定的な用語として意図される。当該用語は、当該用語が用いられた文脈に応じて適宜解釈されるべきであるが、意図的に或いは当然に排除されるのではない接続／結合形態は、当該用語に含まれるものして非限定的に解釈されるべきである。

　本明細書（請求項を含む）において、「ＡがＢするよう構成される（A configured to B）」との表現が用いられる場合は、要素Ａの物理的構造が、動作Ｂを実行可能な構成を有するとともに、要素Ａの恒常的（permanent）又は一時的（temporary）な設定（setting/configuration）が、動作Ｂを実際に実行するように設定（configured/set）されていることを含んでよい。例えば、要素Ａが汎用プロセッサである場合、当該プロセッサが動作Ｂを実行可能なハードウェア構成を有するとともに、恒常的（permanent）又は一時的（temporary）なプログラム（命令）の設定により、動作Ｂを実際に実行するように設定（configured）されていればよい。また、要素Ａが専用プロセッサ又は専用演算回路等である場合、制御用命令及びデータが実際に付属しているか否かとは無関係に、当該プロセッサの回路的構造が動作Ｂを実際に実行するように構築（implemented）されていればよい。

　本明細書（請求項を含む）において、含有又は所有を意味する用語（例えば、「含む（comprising/including）」及び有する「（having）等）」が用いられる場合は、当該用語の目的語により示される対象物以外の物を含有又は所有する場合を含む、open-endedな用語として意図される。これらの含有又は所有を意味する用語の目的語が数量を指定しない又は単数を示唆する表現（a又はanを冠詞とする表現）である場合は、当該表現は特定の数に限定されないものとして解釈されるべきである。

　本明細書（請求項を含む）において、ある箇所において「１つ又は複数（one or more）」又は「少なくとも１つ（at least one）」等の表現が用いられ、他の箇所において数量を指定しない又は単数を示唆する表現（a又はanを冠詞とする表現）が用いられているとしても、後者の表現が「１つ」を意味することを意図しない。一般に、数量を指定しない又は単数を示唆する表現（a又はanを冠詞とする表現）は、必ずしも特定の数に限定されないものとして解釈されるべきである。

　本明細書において、ある実施例の有する特定の構成について特定の効果（advantage/result）が得られる旨が記載されている場合、別段の理由がない限り、当該構成を有する他の１つ又は複数の実施例についても当該効果が得られると理解されるべきである。但し当該効果の有無は、一般に種々の要因、条件、及び／又は状態等に依存し、当該構成により必ず当該効果が得られるものではないと理解されるべきである。当該効果は、種々の要因、条件、及び／又は状態等が満たされたときに実施例に記載の当該構成により得られるものに過ぎず、当該構成又は類似の構成を規定したクレームに係る発明において、当該効果が必ずしも得られるものではない。

　本明細書（請求項を含む）において、「最大化（maximize）」等の用語が用いられる場合は、グローバルな最大値を求めること、グローバルな最大値の近似値を求めること、ローカルな最大値を求めること、及びローカルな最大値の近似値を求めることを含み、当該用語が用いられた文脈に応じて適宜解釈されるべきである。また、これら最大値の近似値を確率的又はヒューリスティックに求めることを含む。同様に、「最小化（minimize）」等の用語が用いられる場合は、グローバルな最小値を求めること、グローバルな最小値の近似値を求めること、ローカルな最小値を求めること、及びローカルな最小値の近似値を求めることを含み、当該用語が用いられた文脈に応じて適宜解釈されるべきである。また、これら最小値の近似値を確率的又はヒューリスティックに求めることを含む。同様に、「最適化（optimize）」等の用語が用いられる場合は、グローバルな最適値を求めること、グローバルな最適値の近似値を求めること、ローカルな最適値を求めること、及びローカルな最適値の近似値を求めることを含み、当該用語が用いられた文脈に応じて適宜解釈されるべきである。また、これら最適値の近似値を確率的又はヒューリスティックに求めることを含む。

　本明細書（請求項を含む）において、複数のハードウェアが所定の処理を行う場合、各ハードウェアが協働して所定の処理を行ってもよいし、一部のハードウェアが所定の処理の全てを行ってもよい。また、一部のハードウェアが所定の処理の一部を行い、別のハードウェアが所定の処理の残りを行ってもよい。本明細書（請求項を含む）において、「１又は複数のハードウェアが第１の処理を行い、前記１又は複数のハードウェアが第２の処理を行う」等の表現が用いられている場合、第１の処理を行うハードウェアと第２の処理を行うハードウェアは同じものであってもよいし、異なるものであってもよい。つまり、第１の処理を行うハードウェア及び第２の処理を行うハードウェアが、前記１又は複数のハードウェアに含まれていればよい。なお、ハードウェアは、電子回路、又は電子回路を含む装置等を含んでよい。

　本明細書（請求項を含む）において、複数の記憶装置（メモリ）がデータの記憶を行う場合、複数の記憶装置（メモリ）のうち個々の記憶装置（メモリ）は、データの一部のみを記憶してもよいし、データの全体を記憶してもよい。

　以上、本開示の実施形態について詳述したが、本開示は上記した個々の実施形態に限定されるものではない。特許請求の範囲に規定された内容及びその均等物から導き出される本発明の概念的な思想と趣旨を逸脱しない範囲において種々の追加、変更、置き換え及び部分的削除等が可能である。例えば、前述した全ての実施形態において、数値又は数式を説明に用いている場合は、一例として示したものであり、これらに限られるものではない。また、実施形態における各動作の順序は、一例として示したものであり、これらに限られるものではない。

１　情報処理装置（通信装置）
１１　受信部
１２　パケット処理部
１３　記憶部
１４　検索キー生成部
１５　検索処理部
１６　送信部
９０　コンピュータ
９１　プロセッサ
９２　主記憶装置
９３　補助記憶装置
９４　ネットワークインタフェース
９５　デバイスインタフェース
９６　バス
９７　通信ネットワーク
９８Ａ　外部装置
９８Ｂ　外部装置
１４０　一時記憶部

Claims (16)

1. 　検索キーにおいて参照するｋ（ｋは１以上の整数）個のビットを指定した参照情報と、前記参照情報により指定されるビットの値に応じて遷移先のノードを定めた少なくとも１つの遷移条件と、を含む複数のノードを有するデータ構造に対して、前記検索キーに合致するノードの検索を行う検索処理部を備え、
   　少なくとも１つのノードにおける前記遷移条件の少なくとも１つは、前記参照情報により指定されるビットの少なくとも１つの特定のビットが第１値及び第２値のいずれであることを許容し、
   　前記検索処理部は、前記少なくとも１つの遷移条件のうち前記参照情報により指定されるビットが満たしている遷移条件を特定し、特定した前記遷移条件が定めるノードに遷移することにより、前記検索キーに合致するノードの検索を行う
   　情報処理装置。
2. 　前記検索処理部は、前記参照情報により指定されるビットが満たしている遷移条件が複数存在する場合、複数の特定した遷移条件ごとに、特定した前記遷移条件が定めるノードに遷移する
   　請求項１に記載の情報処理装置。
3. 　前記少なくとも１つの遷移条件は、少なくとも１つの第１遷移条件と、少なくとも１つの第２遷移条件とを含み、
   　第１遷移条件は、前記参照情報により指定されるビットのそれぞれが第１値又は第２値のいずれか一方であることを定めており、
   　前記第２遷移条件は、前記参照情報により指定されるビットの少なくとも特定のビットが前記第１値及び前記第２値のいずれであることを許容している
   　請求項１又は２に記載の情報処理装置。
4. 　前記検索処理部は、前記参照情報により指定されるビットの右ビットシフト演算に基づき、前記参照情報により指定されるビットが満たしている前記第２遷移条件を特定する
   　請求項３に記載の情報処理装置。
5. 　前記参照情報により指定される前記ｋ個のビットは、前記検索キーに含まれる複数のビットのうち連続するｋ個のビットである
   　請求項１～４のいずれか一項に記載の情報処理装置。
6. 　前記ノードは、バリューと、優先度とを有し、
   　前記検索処理部は、検索により見つかった複数のノードに含まれるバリューを検索結果の候補として取得し、
   　前記検索処理部は、前記複数のノードの優先度に基づき、複数の前記候補から選択した１つを、前記検索結果とする
   　請求項１～５のいずれか一項に記載の情報処理装置。
7. 　前記少なくとも１つの遷移条件は、複数の第２遷移条件を含み、
   　前記複数の第２遷移条件が前記第１値及び前記第２値のいずれであることを許容するビットは互いに異なっている
   　請求項３に記載の情報処理装置。
8. 　前記複数の第２遷移条件は、前記参照情報により指定されるビットの最下位のビットのみが前記第１値及び前記第２値のいずれであることを許容する
   　請求項７に記載の情報処理装置。
9. 　前記検索処理部は、遷移先のノードの参照情報が、前記遷移先のノードへ遷移する前のノードの参照情報と同じビット又は前記ビットより上位のビットを指定している場合、前記遷移先のノードを前記検索キーに合致するノードとする
   　請求項１～８のいずれか一項に記載の情報処理装置。
10. 　前記ノードはキーデータを有し、
    　前記検索処理部は、前記検索キーに一致するキーデータを有するノードを前記検索キーに合致するノードとする
    　請求項１～９のいずれか一項に記載の情報処理装置。
11. 　前記ノードは、前記遷移条件が定めるノード以降に遷移する可能性があるノードのうち最大の優先度を有しており、
    　前記検索処理部は、前記最大の優先度が前記ノードの優先度より低い場合、前記遷移条件が定めるノードへの遷移を行わない
    　請求項６に記載の情報処理装置。
12. 　前記ノードは、前記少なくとも１つの遷移条件の順番に関する情報と、ベースアドレスとを含み、
    　前記検索処理部は、特定した前記遷移条件の順番に応じたオフセットと、前記ベースアドレスとに基づき、特定した前記遷移条件が定める遷移先のノードのアドレスを算出し、算出したアドレスに基づき前記遷移先のノードに遷移する
    　請求項１～１１のいずれか一項に記載の情報処理装置。
13. 　前記遷移先のノードへ遷移する前のノードは、前記検索キーに合致する前記遷移先のノードの情報を含み、
    　前記検索処理部は、前記遷移先のノードへ遷移する前のノードから、前記遷移先のノードの情報を取得し、取得した情報に基づき、前記遷移先のノードを前記検索キーに合致するノードとして特定する
    　請求項９に記載の情報処理装置。
14. 　パケットを受信する受信部と、
    　前記パケットのヘッダに基づき前記検索キーを生成する生成部と、
    　前記検索処理部は、前記検索キーに基づき前記データ構造における前記ノードの検索を行い、
    　前記ノードはパケットに対して行う処理を示すバリューを含み、
    　前記検索で見つかったノードに含まれるバリューに応じた処理を前記パケットに対して行うパケット処理部を備えた
    　請求項１～１３のいずれか一項に記載の情報処理装置。
15. 　検索キーにおいて参照するｋ（ｋは１以上の整数）個のビットを指定した参照情報と、前記参照情報により指定されるビットの値に応じて遷移先のノードを定めた少なくとも１つの遷移条件と、を含む複数のノードを有するデータ構造に対して、前記検索キーに合致するノードの検索を行うステップを備え、
    　少なくとも１つのノードにおける前記遷移条件の少なくとも１つは、前記参照情報により指定されるビットの少なくとも１つが第１値及び第２値のいずれであることを許容し、　前記ステップは、前記少なくとも１つの遷移条件のうち前記参照情報により指定されるビットが満たしている遷移条件を特定し、特定した前記遷移条件が定めるノードに遷移する行うことにより、前記検索キーに合致するノードの検索を行う
    　情報処理方法。
16. 　検索キーにおいて参照するｋ（ｋは１以上の整数）個のビットを指定した参照情報と、前記参照情報により指定されるビットの値に応じて遷移先のノードを定めた少なくとも１つの遷移条件と、を含む複数のノードを有するデータ構造に対して、前記検索キーに合致するノードの検索を行うステップをコンピュータに実行させ、
    　少なくとも１つのノードにおける前記遷移条件の少なくとも１つは、前記参照情報により指定されるビットの少なくとも１つの特定のビットが第１値及び第２値のいずれであることも許容し、
    　前記ステップは、前記少なくとも１つの遷移条件のうち前記参照情報により指定されるビットが満たしている遷移条件を特定し、特定した前記遷移条件が定めるノードに遷移することにより、前記検索キーに合致するノードの検索を行う
    　コンピュータプログラム。

Images