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0 引言
隨著網(wǎng)絡(luò)流量的不斷增加和路由表容量的不斷增大，路由查找已經(jīng)成為制約因特網(wǎng)的主要瓶頸。盡管采用CIDR技術(shù)能產(chǎn)生聚集路由，但路由器的路由表項還是很大，使得路由查找成為高，速路由器的瓶頸。因此，提高路由查找速度已成為高速路由器的關(guān)鍵技術(shù)。
目前實現(xiàn)路由查表的方法主要有軟件和硬件兩類。其中基于軟件查表方法的查找次數(shù)最少為5次，這顯然已經(jīng)不能滿足高速鏈路的要求；而基于Cache的查找方法，其查找依賴于流量的模式，即IP數(shù)據(jù)流具有局部性，隨著網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)量的增大，命中率也會降低。而基于硬件的Stanford算法則結(jié)構(gòu)簡單，易于硬件實現(xiàn)，而且查找速度快，其最少需要訪問一次存儲器，最多需要訪問2次存儲器。但其占用存儲空間大(為33 MB)，表項更新單元數(shù)多。在最壞情況下，更新一個表項需要操作64 k個存儲單元。
本文采用多表結(jié)構(gòu)，將查找過程分為4級。
因為采用串行查找實現(xiàn)時，查找一個IP數(shù)據(jù)包最少需要訪問一次存儲器，最多需要訪問4次。而根據(jù)四塊存儲器獨立工作的特性，采用流水線的方式進行并行化設(shè)計，則可以保證訪問一次存儲器就能完成一次數(shù)據(jù)包的查找。為了保證占用較小的空間且四個存儲塊的容量相對均衡，本文用一個動態(tài)規(guī)劃算法來求解四個目標(biāo)層的值。此外，這種設(shè)計結(jié)構(gòu)也支持動態(tài)更新，并且更新單元數(shù)較少。
1 查找算法
本系統(tǒng)的基本算法采用分段查找及前綴擴展技術(shù)來將IPv4的32位IP地址分成4段，假設(shè)i是其中一段(1≤i≤4)，length i代表第i段所對應(yīng)的IP地址長度。每一段內(nèi)容存儲在一塊物理地址連續(xù)的內(nèi)存區(qū)域中，稱為TBLi。那么，在第一段區(qū)域TBL1中，使用前綴擴展技術(shù)，即可把所有長度小于等于length1的前綴擴展成長度為length1的前綴。圖1所示是該四級路由算法的結(jié)構(gòu)框圖。
顯然，該結(jié)構(gòu)中的第一段有2length1個表項，析出IP地址的前l(fā)ength1位的值為第一塊內(nèi)存的偏移地址，其對應(yīng)表項的數(shù)據(jù)格式如圖2所示。若前綴長度小于等于length1，則表項的第一位標(biāo)識為0，其余bit位表示下一跳的轉(zhuǎn)發(fā)信息。若前綴長度大于length1，則表項的第一位標(biāo)識為1，其余位填寫擴展表的索引值可以作為指向TBL2的指針。在其余的三個段中，可采用同樣的方法進行前綴擴展。
本算法的查找過程是在匹配一個IP地址時，從第一段開始進行分段查找，每查找一段，則解析出對應(yīng)段長度的IP，并取相應(yīng)內(nèi)存區(qū)域的地址。例如進行第二段查找時，可將其值作為偏移量，再加上相應(yīng)的基址，就可獲得該段對length1+1位開始，然后解析出length2長度的IP地址作為偏移量。之后再用TBL1表項里的索引，將其左移length2位作為基址，這樣就確定了第二塊連續(xù)存儲區(qū)域中的地址。依次類推，分段查找，直到找到下一跳地址為止。
本算法的插入過程與查找過程相似，先根據(jù)前綴對應(yīng)的分段和索引查找到對應(yīng)的子表，然后在其涉及的范圍內(nèi)讀取各個表項，再根據(jù)表項的值確定是否用新的路由前綴信息覆蓋該表項。如果在此過程中，該表沒有相應(yīng)的段空間，則需分配對應(yīng)的存儲空間。若該段空間為空，則收回該存儲空間。
2 目標(biāo)層的確定
在用NT(k，ω)表示前綴長度為w的情況下，還需要找出k個目標(biāo)層時對應(yīng)的最小前綴擴展數(shù)。這樣，其最優(yōu)解就是NT(k，ω)。其遞推公式如下：
