通信工程师交换技术TCAM路由表更新

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1.TCAM路由表更新
由于可能存在多个表项匹配的情况，因此TCAM需要在这些匹配的表项中选取一个表项作为最后的査找结果，TCAM规定在所有匹配的表项中选取地址最低的表项作为最后的结果。TCAM实现结构如图7-47所示。为了能够进行最长前缀路由的查找，需要保证在TCAM的低地址区域存储前缀较长的关键字表项，而在高地址区域存储前缀较短的关键字表项，即按前缀长度的降序存储。这种存储方式使TCAM路由表的更新操作很复杂。例如，若将前缀103.23.128/18加到图7-47所示的转发表中，为保持前缀长度的降序顺序，该前缀必须存储在前缀P1和P2之间，即内存位置0和1之间，而0和1之间没有空闲位置。有几种方法来解决这个问题。

用于最长前缀匹配的TCAM的一般结构如图7-48所示（长度小于8bit的前缀在转发表中一般很少出现，所以没有给出）。TCAM管理器可把空闲空间设置在TCAM的底部（当然也可以是顶部），如图7-49所示。这时可以简单地把图7-47中的前缀P2~P5依次向下移动一个位置，从而在P1和P2之间产生一个空闲位置来存储新的前缀。这种方法在最坏情况下的时间复杂度为0(N)(况为TCAM中的前缀数），实现成本也很高。再就是采用图7-50所示的结构，即在每个前缀长度之后留一段空闲区。该方法在一般情况下的更新时间复杂度为OU),Q<X<N。但当中间空闲区都填满后，就会上升到0(JV)。

用于最长前缀匹配的TCAM的一般结构如闬7-48所示（长度小于8Wt的前缀在转发表中Y一般很少出现，所以没有给出）。TCAM讶理器可把空闲空间设置在TCAM的底邡（当然也可以是顶部），如阁7-49所示，这时可以简甲地把阁7-47中的酚缀P2-P5依次向下移动一个位霣.从而在P1和P2之间产生一个空闲位置来存储新的前缀：这种方法在最坏悄况下的时W复杂度为(/V)(W为TCAM中的前缀数），实现成本也很卨。再就是采用阁7-50所示的结构，即在每个前缀长度之后留…段空闲K。该方法在一般情况下的更新时M复杂度为O(AO,0<X<N)。但当中间空闲区都填满后，躭会上升到0(/V)。
偾得注意的是，相同长度的两个前缀之间不而要有任何顺序（意思是如果y比a大，集合弋中的所有前缀都必须在集合的所有前缀之前存储，而集合6的所有前缔之间可以任意存储）。可以对TCAM的路由转发表进行改进，改进后转发表的所有前缀之间只存在部分排序限制，把这种限制称为前缀长度排作限制（Prefix-Length Ordering Constraint)。由此可以引出一种算法，称为算法，圾多移动L(L=32)次，该算法就可获得-个空闲位哲,如阁7-51所示。

另外在阁7-47中，虽然抑缀103.23.3/24(1>1)必须总比前缀103.23/16(P2)的存储位S低，但足相对于前缀P3，P4和P5，P1可任意存储，W为P1与P3,P4和P5都不重叠，也就是说，没有一个分绀的H的地址会同时与朽和P3，或者同时P1和P4,或者同时与P1和P5相匹配，因此，TCAM中对前缀排序的限制可以弱化，可只对重叠前缀才应用此限制,，例如，对于触103.23.3/24(P1)和103.23/16(P2)fP1完全包含_J6b.tprefixesP在P2中，即这两个前缀是甫*的，则1>1和P2之间有排序限制，P1必须在P2前曲。

如果把空闲区不全部设在TCAM底部，L算法可进步改进，得到如7-52所示的鷇优算法PL0_OPT。该算法的主要思想是将空闲K保留在TCAM中部，并且长度为-1，…，L/2的前缀集合都在空闲区的上部，而长度为L/2-l，L/2-2,…,1的前缀集合都在空闲区的下部。这样最多移动L/2次内存就可获得一个空闲位置。当然在中间空闲区部分填满或都填满后，内存最多移动次数可能会大于L/2直至达到L。

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