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1.TCAM路由表更新
由于可能存在多個表項匹配的情況，因此TCAM需要在這些匹配的表項中選取一個表項作為最后的査找結果，TCAM規定在所有匹配的表項中選取地址最低的表項作為最后的結果。TCAM實現結構如圖7-47所示。為了能夠進行最長前綴路由的查找，需要保證在TCAM的低地址區域存儲前綴較長的關鍵字表項，而在高地址區域存儲前綴較短的關鍵字表項，即按前綴長度的降序存儲。這種存儲方式使TCAM路由表的更新操作很復雜。例如，若將前綴103.23.128/18加到圖7-47所示的轉發表中，為保持前綴長度的降序順序，該前綴必須存儲在前綴P1和P2之間，即內存位置0和1之間，而0和1之間沒有空閑位置。有幾種方法來解決這個問題。

用于最長前綴匹配的TCAM的一般結構如圖7-48所示（長度小于8bit的前綴在轉發表中一般很少出現，所以沒有給出）。TCAM管理器可把空閑空間設置在TCAM的底部（當然也可以是頂部），如圖7-49所示。這時可以簡單地把圖7-47中的前綴P2~P5依次向下移動一個位置，從而在P1和P2之間產生一個空閑位置來存儲新的前綴。這種方法在最壞情況下的時間復雜度為0(N)(況為TCAM中的前綴數），實現成本也很高。再就是采用圖7-50所示的結構，即在每個前綴長度之后留一段空閑區。該方法在一般情況下的更新時間復雜度為OU),Q<X<N。但當中間空閑區都填滿后，就會上升到0(JV)。

用于最長前綴匹配的TCAM的一般結構如闬7-48所示（長度小于8Wt的前綴在轉發表中Y一般很少出現，所以沒有給出）。TCAM訝理器可把空閑空間設置在TCAM的底邡（當然也可以是頂部），如閣7-49所示，這時可以簡甲地把閣7-47中的酚綴P2-P5依次向下移動一個位霣.從而在P1和P2之間產生一個空閑位置來存儲新的前綴：這種方法在最壞悄況下的時W復雜度為(/V)(W為TCAM中的前綴數），實現成本也很卨。再就是采用閣7-50所示的結構，即在每個前綴長度之后留…段空閑K。該方法在一般情況下的更新時M復雜度為O(AO,0<X<N)。但當中間空閑區都填滿后，躭會上升到0(/V)。
僨得注意的是，相同長度的兩個前綴之間不而要有任何順序（意思是如果y比a大，集合弋中的所有前綴都必須在集合的所有前綴之前存儲，而集合6的所有前締之間可以任意存儲）。可以對TCAM的路由轉發表進行改進，改進后轉發表的所有前綴之間只存在部分排序限制，把這種限制稱為前綴長度排作限制（Prefix-Length Ordering Constraint)。由此可以引出一種算法，稱為算法，圾多移動L(L=32)次，該算法就可獲得-個空閑位哲,如閣7-51所示。

另外在閣7-47中，雖然抑綴103.23.3/24(1>1)必須總比前綴103.23/16(P2)的存儲位S低，但足相對于前綴P3，P4和P5，P1可任意存儲，W為P1與P3,P4和P5都不重疊，也就是說，沒有一個分紺的H的地址會同時與朽和P3，或者同時P1和P4,或者同時與P1和P5相匹配，因此，TCAM中對前綴排序的限制可以弱化，可只對重疊前綴才應用此限制,，例如，對于觸103.23.3/24(P1)和103.23/16(P2)fP1完全包含_J6b.tprefixesP在P2中，即這兩個前綴是甫*的，則1>1和P2之間有排序限制，P1必須在P2前曲。

如果把空閑區不全部設在TCAM底部，L算法可進步改進，得到如7-52所示的鷇優算法PL0_OPT。該算法的主要思想是將空閑K保留在TCAM中部，并且長度為-1，…，L/2的前綴集合都在空閑區的上部，而長度為L/2-l，L/2-2,…,1的前綴集合都在空閑區的下部。這樣最多移動L/2次內存就可獲得一個空閑位置。當然在中間空閑區部分填滿或都填滿后，內存最多移動次數可能會大于L/2直至達到L。

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