专利名称：一种基于hash进行标签映射的交叉方法
技术领域：
本发明涉及T-MPLS (传送多协议标签交换)技术及其交叉实现方法，具体说是一 种基于HASH进行标签映射的交叉方法。
背景技术：
T-MPLS是ITU_T(国际电信联盟)标准化的一种分组传送网技术，其解决传统 SDH(同步数字体系)在以分组交换为主的网络环境中暴露出效率低下的缺点。T-MPLS具 有面向连接的数据转发机制、多业务承载、较强的网络扩展性、丰富的OAM(操作，维护，管 理)、严格的QoS(服务质量)机制以及50ms的网络保护等技术特征。T-MPLS是MPLS (多协议标签交换)的一个子集，在业务封装模式上，它定义了层 次化的封装模型。它先将每条业务封装进不同的PW(伪线)里得到PW数据包，再将PW数 据包封装进不同的TUNNEL(隧道)里得到两层标签的MPLS包，然后将该MPLS包送到MPLS 网络进行转发，MPLS网络根据MPLS包携带的TUNNEL标签进行转发，在中间节点可以进行 TUNNEL标签交换。在业务的保护方式上，ITU-T定义了 T-MPLS环网保护标准G. 8132和线性保护标 准 G. 8131。为了实现各种业务保护，一般的系统都要构造一个TUNNEL层面的CROSS (交叉) 矩阵实现TUNNEL交叉。所说的TUNNEL交叉就是将含有某种TUNNEL标签的MPLS包转发 到指定的一个或多个出口，即实现“ INP0RT+TUNNEL— > 0UTP0RT LIST ”的功能。对于 TUNNEL层面的CROSS交叉矩阵而言，其入接口和出接口的包都是基于以太网的两层标签 (TUNNEL+PW)的MPLS包，基于以太网的两层标签(TUNNEL+PW)的MPLS包格式如下 其中各字段含义如下
DMAC 目标MAC地址；
SMAC 源MAC地址；
0X8847 =MPLS包的以太网类型值；
TUNNEL 隧道标签值；
PW 伪线标签值；
CUSTOM DATA 客户数据内容；
CRC 循环冗余校验。
为了实现大容量的TUNNEL层面的CROSS交叉矩阵，所述大容量是指交叉条目>
4K*N(N>= 1)。根据目前的芯片技术情况，使用标签映射是其中的一种实现方法。图1即
为标签映射的业务交叉模型。 1)如图1所示，其业务转发过程为
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步骤1，分支芯片T(即图1中的Tl、T2、……、Tn)对客户业务进行封装处理，在 入接口处形成两层标签的MPLS包，所说的两层标签为TUNNEL+PW标签；步骤2，TUNNEL MAP芯片(即图1中的MAP_1、MAP_2、......、MAP_n)接收两层标
签的MPLS包后，用其具有的TUNNEL映射为DMAC的功能，对两层标签的MPLS包进行标签映 射；步骤3，DMAC交叉芯片接收进行标签映射后的MPLS包，用其具有的L2 MAC表的单 播和组播资源，根据相应的交叉配置进行转发设置；步骤4，最后，出接口的分支芯片T再将MPLS包转发到相应的网络上；上述入接口的分支芯片T和对称的出接口的分支芯片T是同一个芯片。2)步骤2中所述的对两层标签的MPLS包进行标签映射是指利用基于以太网的MPLS包的DMAC域进行标签映射，进行映射后MPLS包头的DMAC 值将会发生改变，由于MPLS包头的DMAC和SMAC域只是为了形成以太网包格式而增加的， 一般都不存在任何具体意义，所以DMAC域的改变不会对后续的包处理产生任何影响。图1中，大容量的DMAC交叉芯片缺乏TUNNEL交叉资源，但是却有丰富的L2MAC表 的单播和组播资源，这个MAC表资源就是实现标签映射的媒介。大容量的DMAC交叉芯片可 实现单播和组播，其中L2单播条目的内容为DMAC— > 0UTP0RT ；L2 组播条目的内容为DMAC— > 0UTP0RT LIST ；小容量的TUNNEL MAP芯片拥有丰富的TUNNEL交叉资源，并且可以实现将TUNNEL 映射为DMAC的功能，即它可以实现INP0RT+TUNNEL— > 0UTP0RT,以及TUNNEL— > DMAC ；因此，首先TUNNEL MAP芯片进行TUNNEL到DMAC的映射，然后后级的DMAC交叉芯 片再对DMAC配置L2MAC表的单播或者组播条目进行转发，从而达到系统TUNNEL层面的大 容量交叉。 3) L2MAC表的HASH (哈希)存储原理HASH主要是用来提供一种简单快速的索引功能，它需要两个计算因素关键字 KEY和算法，然后用算法对KEY进行计算得到HASH值，即索引值。对于L2MAC表，KEY主要是MAC值，算法可以有多种，如CRC16，CRC32，异或等。如 图2，L2MAC表由X个BUCKET (桶)组成，每个BUCKET由Y个ENTRY (条目)组成，则L2MAC 表的物理存储容量为MAX = X*Y(X > = 1，Y > = 1)。每条TUNNEL交叉Cross_n都会映射到某个地址Mac_n，η = 1、2、3、......，再由
Mac_n根据HASH算法计算出BUCKET索引值，BUCKET的范围为
，相同的BUCKET值 指向相同的BUCKET存储区，BUCKET里的空闲ENTRY将被随机选取一个用于存储Mac_n。当 HASH指向的BUCKET满后，则出现HASH存储冲突，虽然此时L2MAC表还有大量的BUCKET还 未使用。比如设L2MAC表的物理容量为32k个ENTRY条目，每个BUCKET包含8个ENTRY，则L2MAC 表共有BUCKET个数32K/8 = 4Κ(即=2"12)，则其HASH比特需要12位。假设HASH算法 为取MAC地址的低12位进行HASH，则当有8个MAC地址分别为0X0000，0X1000，0X2000，
60X3000,0X4000,0X5000,0X6000,0X7000 时，其 HASH 结果都是 0 (因为这些 MAC 地址的低 12 位都相同，故HASH结果也相同)，此时BUCKET = 0的桶就会存满。若再有一个MAC = 0X8000 需要存储，由于它的HASH值也是0，所以此时虽然L2MAC物理表还有很多其他的BUCKET > =1未使用，但是该MAC地址已经由于BUCKET = 0的HASH冲突而无法存储了。一般的DMAC交叉芯片的L2MAC表都是使用HASH方式进行索引存储，HASH算法虽 然有多种，但是不管哪种算法都会存在HASH存储冲突，也即若TUNNEL- > DMAC的映射方 式采用非HASH映射，如直接映射方式，则理论上肯定会带来天生的HASH冲突。以下举例说 明采用直接映射方式，映射结果如下单播交叉DMAC = (0UTP0RT < < 20) +TUNNEL ；组播交叉DMAC = 0X010000000000+ (0UTP0RT < < 20) +TUNNEL ；采用直接映射方式存在以下问题A)直接映射的DMAC值包含TUNNEL信息，映射方式虽然简单明了，但是无法避免 HASH冲突问题。B) L2MAC表会出现使用率低下的问题，交叉条目数不等同于L2MAC表的容量。在实际应用中，对于一条正确的交叉配置，当然不允许由于HASH算法等原因而出 现配置不能存储的问题。针对这个问题虽然可以用ACL等资源进行HASH冲突以后的拟补， 但是其始终不是最好的解决方法，毕竟不是所有的DMAC交叉芯片都有ACL (访问控制列表) 资源。
发明内容
针对现有技术中存在的缺陷，本发明的目的在于提供一种基于HASH进行标签映 射的交叉方法，彻底解决因HASH冲突而引起的交叉限制，交叉条目数完全等于MAC表的物 理容量；交叉配置所对应的MAC表物理位置已提前算出，易于错误定位。为达到以上目的，本发明采取的技术方案是一种基于HASH进行标签映射的交叉方法，其特征在于，包括以下步骤步骤1，生成一张MAC地址和所有ENTRY的HASH关系对应表，所有ENTRY的初始状 态都为空闲态；步骤2，为每条新业务分配一个空闲的ENTRY 对于每一条新配置的交叉业务，从HASH关系对应表中申请一个空闲的未使用的 ENTRY,若新配置的交叉业务的交叉属性是单播交叉，则选择ENTRY内容中对应的单播 MAC地址做为业务的映射地址；若新配置的交叉业务的交叉属性是组播交叉，则选择ENTRY内容中对应的组播 MAC地址做为映射地址；分配后，该ENTRY的状态变为使用态；步骤3，使用分配的MAC地址进行映射配置TUNNEL MAP芯片使用分配的MAC地址进行标签映射，MAC交叉芯片也用该MAC地 址设置L2地址表；
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由于新分配的MAC地址总能对应交叉芯片MAC表里的一个已知位置的但未使用的 ENTRY，所以对于每条新交叉业务，MAC交叉芯片将不再出现MAC表的HASH冲突问题；步骤4，业务删除，释放ENTRY —个ENTRY只能被分配一次，直到对应的交叉业务被删除，才能重新被分配；当交叉业务被删除时，ENTRY被释放，且被释放的ENTRY状态将重新赋值为空闲 态。在上述技术方案的基础上，步骤1中生成一张MAC地址和所有ENTRY的HASH关系 对应表时，若HASH算法为直接索引算法，且算法使用MAC地址的低位进行索引，HASH关系 对应表的生成方法如下MAC 地址为 48BIT，表示为 BITl BIT48，值范围为
；若BIT8 = 0，则MAC为单播地址；若BIT8 = 1，且所有BIT不全为1，则MAC地址 为组播地址；设BUCKET个数为4K，4K = 2~12，则索引BUCKET的位数需要12BIT，设每BUCKET有8个ENTRY，8 = 2"3,则索引对应BUCKET里的8个ENTRY位置需要 3BIT,使用数组MAC_UC[4K] [8]存储对应的单播MAC地址，使用数组MAC_MC[4K] [8]存储对应的组播MAC地址，由于算法使用MAC地址的低位进行索引，即MAC高位不参与HASH算法，高位可以 都为0，所以MAC地址的取值为MAC_UC[B_NUM] [E_NUM] = (E_NUM << 12) | (B_NUM)；MAC_MC[B_NUM] [E_NUM] = (0X01 << 40) | (E_NUM << 12) | (B_NUM)；其中B_NUM 为 12BIT，值范围为
；E_NUM 为 3BIT，值范围为
； 得出单播MAC数组MAC_UC [X] [Y]和组播MAC数组MAC_MC [X] [Y]，即得出了一张 MAC地址和ENTRY的HASH关系对应表，每个ENTRY将对应一个单播地址和一个组播地址。在上述技术方案的基础上，步骤1中生成一张MAC地址和所有ENTRY的HASH关系 对应表时，若HASH算法为间接索引算法，设HASH算法为CRC-32校验，取校验值的低位进行HASH，a)计算的CRC多项式为G(x) = X32+X26+X23+X22+X16+X12+X11+X10+X8+X7+X5+X4+X2+X+1b)计算的过程为设BUCKET个数为4K，4K = 2~12，则索引BUCKET的位数需要12BIT，设每BUCKET有8个ENTRY，对于同一个BUCKET，需要找出8个HASH值相同的MAC 地址来对应其包含的8个ENTRY，首先，进行单播MAC地址的查找数组MAC_UC [4K] [8]用于存储相同BUCKET的单播MAC值，数组C0UNT_UC [4K]用于 累计每个BUCKET存储的单播个数，变量T0TAL_UC用于累计当前已得的单播MAC值总数，所 有数组和变量的初始值都为0，当T0TAL_UC = 4K*8 = 32Κ时，单播MAC地址查找将终止；将MAC地址从小到大依次进行CRC-32的计算，MAC地址的取值范围为W，2~48]内的单播地址；若某个单播地址MAC_UC_N的CRC值的低12位为B_NUM，其对应BUCKET的ENTRY 存储个数值 E_NUM = C0UNT_UC[B_NUM]，则将 MAC_UC_N 存储于 MAC_UC[B_NUM] [E_NUM]位 置，然后将 C0UNT_UC[B_NUM]加一，T0TAL_UC 加一；即执行MAC_UC[B_NUM][E_NUM] = MAC_UC_N ；C0UNT_UC[B_NUM]++ ；T0TAL_UC++ ；当NUM = C0UNT_UC[B_NUM]值=8时，表示对应B_NUM位置的BUCKET已经装满8 个ENTRY的单播MAC地址，则该BUCKET无需再存储，直接进行下一个单播MAC的CRC计算；当T0TAL_UC = 32K时，表示单播地址已经存满，则单播查找终止，继续进行组播查 找；接下来，进行组播MAC地址的查找，进行组播MAC地址的查找与进行单播MAC地址 的查找同理，数组MAC_MC [4K] [8]用于存储相同BUCKET的组播MAC值，数组C0UNT_MC [4K]用于 累计每个BUCKET存储的组播个数，变量T0TALM_C用于累计当前已得的组播MAC值总数，所 有数组和变量的初始值都为0，当T0TAL_MC = 4K*8 = 32Κ时，组播MAC地址查找将终止；将MAC地址从小到大依次进行CRC-32的计算，MAC地址的取值范围为
内 的组播地址； 若某个组播地址MAC_MC_N的CRC值的低12位为B_NUM，其对应BUCKET的ENTRY 存储个数值 E_NUM = C0UNT_MC[B_NUM]，则将 MAC_MC_N 存储于 MAC_MC[B_NUM] [E_NUM]位 置，然后将 C0UNT_MC[B_NUM]加一，T0TAL_MC 加一；即执行MAC_MC[B_NUM][E_NUM] = MAC_MC_N ；C0UNT_MC[B_NUM]++ ；T0TAL_MC++ ；当NUM = C0UNT_MC[B_NUM]值=8时，表示对应B_NUM位置的BUCKET已经装满8 个ENTRY的组播MAC地址，则该BUCKET无需再存储，直接进行下一个组播MAC的CRC计算；当T0TAL_MC = 32K时，表示组播地址已经存满，则组播查找终止；得出单播MAC数组MAC_UC [X] [Y]和组播MAC数组MAC_MC [X] [Y]，即得出了一张 MAC地址和ENTRY的HASH关系对应表，每个ENTRY将对应一个单播地址和一个组播地址。本发明所述的基于HASH进行标签映射的交叉方法，彻底解决因HASH冲突而引起 的交叉限制，交叉条目数完全等于MAC表的物理容量；交叉配置所对应的MAC表物理位置已 提前算出，易于错误定位。
本发明有如下附图图1标签映射的业务交叉模型，图 2L2MAC 表的 HASH 过程，图3HASH映射的业务配置流程图。
具体实施例方式以下结合附图对本发明作进一步详细说明。本发明所述的基于HASH进行标签映射的交叉方法，使用HASH映射方式来解决因 HASH冲突引起的交叉配置问题。图3为本发明所述的基于HASH进行标签映射的交叉方法 的业务配置流程图，下面详细介绍其实现过程步骤1，生成一张MAC地址和所有ENTRY的HASH关系对应表；设L2MAC表由X个BUCKET组成，每个BUCKET由Y个ENTRY组成，则该L2MAC表的 存储容量最大为MAX = X*Y ；每个ENTRY条目包含以下四项信息物理位置编号，范围为
，BUCKET 编码，范围为
，MAC地址内容，MAC地址内容有单播、组播两种，当前状态，当前状态有空闲、使用两种；所有ENTRY的初始状态都为空闲态；步骤1. 1)若HASH算法为直接索引算法，即使用48位MAC地址的某几位进行直接 索引。当前的直接索引算法主要是取MAC地址的低位进行HASH算法，所以本文以此进行举 例。举例如下使用MAC地址的低位进行索引。MAC 地址为 48BIT，表示为 BITl BIT48，值范围为
。若 BIT8 = 0，则 MAC 为单播地址；若BIT8 = 1，且所有BIT不全为1，则MAC地址为组播地址。设BUCKET个数为4K，4K = 2~12，则索引BUCKET的位数需要12BIT，设每BUCKET有8个ENTRY，8 = 2~3，则索引对应BUCKET里的8个ENTRY位置需要 3BIT。使用数组MAC_UC [4K] [8]存储对应的单播MAC地址，使用数组MAC_MC [4K] [8]存 储对应的组播MAC地址。由于算法使用MAC地址的低位进行索引，即MAC高位不参与HASH算法，高位可以 都为0，所以MAC地址的取值为MAC_UC[B_NUM] [E_NUM] = (E_NUM << 12) | (B_NUM)；MAC_MC[B_NUM] [E_NUM] = (0X01 << 40) | (E_NUM << 12) | (B_NUM)；其中B_NUM 为 12BIT，值范围为
；E_NUM 为 3BIT，值范围为
；步骤1. 2)若HASH算法为间接索引算法，即使用48位MAC地址进行某种特定算法 的计算得出一个结果，再对这个结果进行HASH取值。当前的间接索引算法主要为CRC算法， 所以本文以CRC算法进行举例。举例如下HASH算法为CRC-32校验，取校验值的低位进行HASH。a)计算的CRC多项式为G(x) = X32+X26+X23+X22+X16+X12+X11+X10+X8+X7+X5+X4+X2+X+1b)计算的过程为设BUCKET个数为4K，4K = 2~12，则索引BUCKET的位数需要12BIT，
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设每BUCKET有8个ENTRY，对于同一个BUCKET，需要找出8个HASH值相同的MAC 地址来对应其包含的8个ENTRY。首先，进行单播MAC地址的查找。数组MAC_UC [4K] [8]用于存储相同BUCKET的单播MAC值，数组C0UNT_UC [4K]用 于累计每个BUCKET存储的单播个数，变量T0TAL_UC用于累计当前已得的单播MAC值总数， 所有数组和变量的初始值都为0，当T0TAL_UC = 4K*8 = 32Κ时，单播MAC地址查找将终止。将MAC地址从小到大依次进行CRC-32的计算，MAC地址的取值范围为W，2~48]内 的单播地址。若某个单播地址MAC_UC_N的CRC值的低12位为B_NUM，其对应BUCKET的ENTRY 存储个数值 E_NUM = C0UNT_UC[B_NUM]，则将 MAC_UC_N 存储于 MAC_UC [B_NUM] [E_NUM]位 置，然后将 C0UNT_UC[B_NUM]加一，T0TAL_UC 加一。即执行MAC_UC[B_NUM][E_NUM] = MAC_UC_N ；C0UNT_UC[B_NUM]++ ；T0TAL_UC++ ；当NUM = C0UNT_UC [B_NUM]值=8时，表示对应B_NUM位置的BUCKET已经装满8 个ENTRY的单播MAC地址，则该BUCKET无需再存储，直接进行下一个单播MAC的CRC计算。 当T0TAL_UC = 32K时，表示单播地址已经存满，则单播查找终止，继续进行组播查找。其次，进行组播MAC地址的查找。同理，对应组播MAC地址的查找需要存储数组和变量MAC_MC[4K] [8]，C0UNT_ MC[4K]，T0TAL_MC。MAC地址的取值范围为W，2~48]内的组播地址。 数组MAC_MC [4K] [8]用于存储相同BUCKET的组播MAC值，数组C0UNT_MC [4K]用于 累计每个BUCKET存储的组播个数，变量T0TAL_MC用于累计当前已得的组播MAC值总数，所 有数组和变量的初始值都为0，当T0TAL_MC = 4K*8 = 32Κ时，组播MAC地址查找将终止；将MAC地址从小到大依次进行CRC-32的计算，MAC地址的取值范围为W，2~48]内 的组播地址；若某个组播地址MAC_MC_N的CRC值的低12位为B_NUM，其对应BUCKET的ENTRY 存储个数值 E_NUM = C0UNT_MC[B_NUM]，则将 MAC_MC_N 存储于 MAC_MC[B_NUM] [E_NUM]位 置，然后将 C0UNT_MC[B_NUM]加一，T0TAL_MC 加一；即执行MAC_MC[B_NUM][E_NUM] = MAC_MC_N ；C0UNT_MC [B_NUM] ++ ；T0TAL_MC++ ；当NUM = C0UNT_MC[B_NUM]值=8时，表示对应B_NUM位置的BUCKET已经装满8 个ENTRY的组播MAC地址，则该BUCKET无需再存储，直接进行下一个组播MAC的CRC计算；当T0TAL_MC = 32K时，表示组播地址已经存满，则组播查找终止。步骤1.3)由步骤1. 1或步骤1. 2可得出单播MAC数组MAC_UC[X] [Y]和组播MAC 数组MAC_MC[X] [Y]，即得出了一张MAC地址和ENTRY的HASH关系对应表，每个ENTRY将对 应一个单播地址和一个组播地址，结果如下 步骤2，为每条新业务分配一个空闲的ENTRY ；对于每一条新配置的交叉业务，从HASH关系对应表中申请一个空闲的未使用的 ENTRY。若新配置的交叉业务的交叉属性是单播交叉，则选择ENTRY内容中对应的单播 MAC地址做为业务的映射地址；若新配置的交叉业务的交叉属性是组播交叉，则选择ENTRY内容中对应的组播 MAC地址做为映射地址；分配后，该ENTRY的状态变为使用态。步骤3，使用分配的MAC地址进行映射配置；TUNNEL MAP芯片使用分配的MAC地址进行标签映射，MAC交叉芯片也用该MAC地 址设置L2地址表。由于新分配的MAC地址总能对应交叉芯片MAC表里的一个已知位置的 但未使用的ENTRY，所以对于每条新交叉业务，MAC交叉芯片将不再出现MAC表的HASH冲突 问题。步骤4，业务删除，释放ENTRY。一个ENTRY只能被分配一次，直到对应的交叉业务被删除，才能重新被分配；当交叉业务被删除时，ENTRY被释放，且被释放的ENTRY状态将重新赋值为空闲 态。
权利要求
一种基于HASH进行标签映射的交叉方法，其特征在于，包括以下步骤步骤1，生成一张MAC地址和所有ENTRY的HASH关系对应表，所有ENTRY的初始状态都为空闲态；步骤2，为每条新业务分配一个空闲的ENTRY对于每一条新配置的交叉业务，从HASH关系对应表中申请一个空闲的未使用的ENTRY，若新配置的交叉业务的交叉属性是单播交叉，则选择ENTRY内容中对应的单播MAC地址做为业务的映射地址；若新配置的交叉业务的交叉属性是组播交叉，则选择ENTRY内容中对应的组播MAC地址做为映射地址；分配后，该ENTRY的状态变为使用态；步骤3，使用分配的MAC地址进行映射配置TUNNEL MAP芯片使用分配的MAC地址进行标签映射，MAC交叉芯片也用该MAC地址设置L2地址表；由于新分配的MAC地址总能对应交叉芯片MAC表里的一个已知位置的但未使用的ENTRY，所以对于每条新交叉业务，MAC交叉芯片将不再出现MAC表的HASH冲突问题；步骤4，业务删除，释放ENTRY一个ENTRY只能被分配一次，直到对应的交叉业务被删除，才能重新被分配；当交叉业务被删除时，ENTRY被释放，且被释放的ENTRY状态将重新赋值为空闲态。
2.如权利要求1所述的基于HASH进行标签映射的交叉方法，其特征在于步骤1中生 成一张MAC地址和所有ENTRY的HASH关系对应表时，若HASH算法为直接索引算法，且算法 使用MAC地址的低位进行索引，HASH关系对应表的生成方法如下MAC地址为48BIT，表示为BITl BIT48，值范围为
； 若BIT8 = 0，则MAC为单播地址；若BIT8 = 1，且所有BIT不全为1，则MAC地址为组 播地址；设BUCKET个数为4K，4K = 2~12，则索引BUCKET的位数需要12BIT, 设每BUCKET有8个ENTRY，8 = 2 ~ 3，则索引对应BUCKET里的8个ENTRY位置需要3BIT， 使用数组MAC_UC[4K] [8]存储对应的单播MAC地址， 使用数组MAC_MC[4K] [8]存储对应的组播MAC地址，由于算法使用MAC地址的低位进行索引，即MAC高位不参与HASH算法，高位可以都为 0，所以MAC地址的取值为MAC_UC[B_NUM] [E_NUM] = (E_NUM << 12) | (B_NUM)； MAC_MC[B_NUM] [E_NUM] = (0X01 << 40) | (E_NUM << 12) | (B_NUM)； 其中B_NUM为12BIT，值范围为
； E_NUM为3BIT，值范围为W，7]；得出单播MAC数组MAC_UC[X] [Y]和组播MAC数组MAC_MC[X] [Y]，即得出了一张MAC地 址和ENTRY的HASH关系对应表，每个ENTRY将对应一个单播地址和一个组播地址。
3.如权利要求1所述的基于HASH进行标签映射的交叉方法，其特征在于步骤1中生 成一张MAC地址和所有ENTRY的HASH关系对应表时，若HASH算法为间接索引算法，设HASH算法为CRC-32校验，取校验值的低位进行HASH，a)计算的CRC多项式为G(x) = X32+X26+X23+X22+X16+X12+X11+X10+X8+X7+X5+X4+X2+X+1b)计算的过程为设BUCKET个数为4K，4K = 2~12，则索引BUCKET的位数需要12BIT, 设每BUCKET有8个ENTRY，对于同一个BUCKET，需要找出8个HASH值相同的MAC地址 来对应其包含的8个ENTRY，首先，进行单播MAC地址的查找数组MAC_UC[4K] [8]用于存储相同BUCKET的单播MAC值，数组C0UNT_UC[4K]用于累 计每个BUCKET存储的单播个数，变量T0TAL_UC用于累计当前已得的单播MAC值总数，所有 数组和变量的初始值都为0，当T0TAL_UC = 4K*8 = 32Κ时，单播MAC地址查找将终止；将MAC地址从小到大依次进行CRC-32的计算，MAC地址的取值范围为W，2~48]内的 单播地址；若某个单播地址MAC_UC_N的CRC值的低12位为B_NUM，其对应BUCKET的ENTRY存储 个数值 E_NUM = C0UNT_UC[B_NUM]，则将 MAC_UC_N 存储于 MAC_UC [B_NUM] [E_NUM]位置，然 后将 C0UNT_UC[B_NUM]加一，T0TAL_UC 加一；即执行 MAC_UC[B_NUM][E_NUM] = MAC_UC_N ； C0UNT_UC[B_NUM]++ ； T0TAL_UC++ ；当NUM = C0UNT_UC[B_NUM]值=8时，表示对应B_NUM位置的BUCKET已经装满8个 ENTRY的单播MAC地址，则该BUCKET无需再存储，直接进行下一个单播MAC的CRC计算； 当T0TAL_UC = 32K时，表示单播地址已经存满，则单播查找终止，继续进行组播查找； 接下来，进行组播MAC地址的查找，进行组播MAC地址的查找与进行单播MAC地址的查 找同理，数组MAC_MC[4K] [8]用于存储相同BUCKET的组播MAC值，数组C0UNT_MC[4K]用于累 计每个BUCKET存储的组播个数，变量T0TAL_MC用于累计当前已得的组播MAC值总数，所有 数组和变量的初始值都为0，当T0TAL_MC = 4K*8 = 32Κ时，组播MAC地址查找将终止；将MAC地址从小到大依次进行CRC-32的计算，MAC地址的取值范围为W，2~48]内的 组播地址；若某个组播地址MAC_MC_N的CRC值的低12位为B_NUM，其对应BUCKET的ENTRY存储 个数值 E_NUM = C0UNT_MC[B_NUM]，则将 MAC_MC_N 存储于 MAC_MC [B_NUM] [E_NUM]位置，然 后将 C0UNT_MC[B_NUM]加一，T0TAL_MC 加一；即执行 MAC_MC[B_NUM][E_NUM] = MAC_MC_N ； C0UNT_MC[B_NUM]++ ； T0TAL_MC++ ；当NUM = C0UNT_MC[B_NUM]值=8时，表示对应B_NUM位置的BUCKET已经装满8个 ENTRY的组播MAC地址，则该BUCKET无需再存储，直接进行下一个组播MAC的CRC计算； 当T0TAL_MC = 32K时，表示组播地址已经存满，则组播查找终止； 得出单播MAC数组MAC_UC[X] [Y]和组播MAC数组MAC_MC[X] [Y]，即得出了一张MAC地3址和ENTRY的HASH关系对应表，每个ENTRY将对应一个单播地址和一个组播地址。
全文摘要
本发明涉及一种基于HASH进行标签映射的交叉方法，步骤如下步骤1，生成一张MAC地址和所有ENTRY的HASH关系对应表，所有ENTRY的初始状态都为空闲态；步骤2，为每条新业务分配一个空闲的ENTRY并选择ENTRY内容中对应的单播或组播MAC地址做为业务的映射地址；分配后，该ENTRY的状态变为使用态；步骤3，TUNNEL MAP芯片使用分配的MAC地址进行标签映射，MAC交叉芯片也用该MAC地址设置L2地址表；步骤4，当交叉业务被删除时，ENTRY被释放且状态重新赋值为空闲态。本发明所述方法，彻底解决因HASH冲突而引起的交叉限制，交叉条目数完全等于MAC表的物理容量；交叉配置所对应的MAC表物理位置已提前算出，易于错误定位。
文档编号H04L12/56GK101917347SQ20101027098
公开日2010年12月15日 申请日期2010年9月3日 优先权日2010年9月3日
发明者徐剑辉, 施先清, 江榕, 涂育红 申请人:烽火通信科技股份有限公司