0 引言
    随着网络流量的不断增加和路由表容量的不断增大，路由查找已经成为制约因特网的主要瓶颈。尽管采用CIDR技术能产生聚集路由，但路由器的路由表项还是很大，使得路由查找成为高，速路由器的瓶颈。因此，提高路由查找速度已成为高速路由器的关键技术。
    目前实现路由查表的方法主要有软件和硬件两类。其中基于软件查表方法的查找次数最少为5次，这显然已经不能满足高速链路的要求；而基于Cache的查找方法，其查找依赖于流量的模式，即IP数据流具有局部性，随着网络数据量的增大，命中率也会降低。而基于硬件的Stanford算法则结构简单，易于硬件实现，而且查找速度快，其最少需要访问一次存储器，最多需要访问2次存储器。但其占用存储空间大(为33 MB)，表项更新单元数多。在最坏情况下，更新一个表项需要操作64 k个存储单元。
    本文采用多表结构，将查找过程分为4级。
因为采用串行查找实现时，查找一个IP数据包最少需要访问一次存储器，最多需要访问4次。而根据四块存储器独立工作的特性，采用流水线的方式进行并行化设计，则可以保证访问一次存储器就能完成一次数据包的查找。为了保证占用较小的空间且四个存储块的容量相对均衡，本文用一个动态规划算法来求解四个目标层的值。此外，这种设计结构也支持动态更新，并且更新单元数较少。

1 查找算法
    本系统的基本算法采用分段查找及前缀扩展技术来将IPv4的32位IP地址分成4段，假设i是其中一段(1≤i≤4)，length i代表第i段所对应的IP地址长度。每一段内容存储在一块物理地址连续的内存区域中，称为TBLi。那么，在第一段区域TBL1中，使用前缀扩展技术，即可把所有长度小于等于length1的前缀扩展成长度为length1的前缀。图1所示是该四级路由算法的结构框图。

    显然，该结构中的第一段有2length1个表项，析出IP地址的前length1位的值为第一块内存的偏移地址，其对应表项的数据格式如图2所示。若前缀长度小于等于length1，则表项的第一位标识为0，其余bit位表示下一跳的转发信息。若前缀长度大于length1，则表项的第一位标识为1，其余位填写扩展表的索引值可以作为指向TBL2的指针。在其余的三个段中，可采用同样的方法进行前缀扩展。
    本算法的查找过程是在匹配一个IP地址时，从第一段开始进行分段查找，每查找一段，则解析出对应段长度的IP，并取相应内存区域的地址。例如进行第二段查找时，可将其值作为偏移量，再加上相应的基址，就可获得该段对length1+1位开始，然后解析出length2长度的IP地址作为偏移量。之后再用TBL1表项里的索引，将其左移length2位作为基址，这样就确定了第二块连续存储区域中的地址。依次类推，分段查找，直到找到下一跳地址为止。
    本算法的插入过程与查找过程相似，先根据前缀对应的分段和索引查找到对应的子表，然后在其涉及的范围内读取各个表项，再根据表项的值确定是否用新的路由前缀信息覆盖该表项。如果在此过程中，该表没有相应的段空间，则需分配对应的存储空间。若该段空间为空，则收回该存储空间。

2 目标层的确定
    在用NT(k，ω)表示前缀长度为w的情况下，还需要找出k个目标层时对应的最小前缀扩展数。这样，其最优解就是NT(k，ω)。其递推公式如下：
   
    式中，Nu(l，ω)表示将l+1层至ω-1层扩展到ω层的前缀数目，其中若某一层不存在，则将那一层直接忽略。另外，在扩展时还要考虑前缀捕获问题。Nl(ω)是ω层原有的前缀数目。